计算机操作系统第3章.ppt

第3章 进程管理,3.1 进程的概念3.2 进程的描述3.3 进程状态及其转换3.4 进程控制3.5 进程互斥3.6 进程同步3.7 进程通信3.8 死锁问题3.9 线程,3.1 进程的概念 现代操作系统的重要特点：程序的并发执行、资源共享、用户随机地使用。1.程序的顺序执行程序的顺序执行：程序独占处理机直至最终结束的过程。程序的顺序执行具有如下特点：(1)顺序性程序顺序执行时，其执行过程可看作一系列严格按程序规定的状态转移过程。(2)封闭性程序执行得到的最终结果由给定的初始条件决定，不受外界因素的影响。,(3)可再现性只要输入的初始条件相同，则无论何时重复执行该程序都会得到相同的结果。2.多道程序系统中程序执行环境的变化多道程序执行的系统环境具有下述三个特点：(1)独立性每道程序都是逻辑上独立的，它们之间不存在逻辑上的制约关系。(2)随机性在多道程序环境下，特别是在多用户环境下，程序和数据的输入与执行开始时间都是随机的。(3)资源共享资源共享将导致对进程执行速度的制约。,3.程序的并发执行(1)什么是程序的并发执行 并发执行：即一道程序的执行尚未结束；另一道程序的执行已经开始的执行方式。是为了增强计算机系统的处理能力和提高资源利用率所采取的一种同时操作技术。程序的并发执行可进一步分为两种：第一种是多道程序系统的程序执行环境变化所引起的多道程序的并发执行。微观上仍是顺序执行，尽管多道程序的并发执行在宏观上是同时进行的。第二种并发执行是在某道程序的几个程序段中（例如几个程序），包含着一部分可以同时执行或顺序颠倒执行的代码。例如语句：,read(a)；read(b)；它们既可以同时执行，也可颠倒次序执行。对于这样的语句，同时执行不会改变顺序程序所具有的逻辑性质。因此，可以采用并发执行来充分利用系统资源以提高计算机的处理能力。程序的并发执行可总结为：一组在逻辑上互相独立的程序或程序段在执行过程中，其执行时间在客观上互相重叠，即一个程序段的执行尚未结束，另一个程序段的执行已经开始的这种执行方式。程序的并发执行不同于程序的并行执行。程序的并行执行是指一组程序按独立的、异步的速度执行。并行执行不等于时间上的重叠。可以将并发执行过程描述为：,S0CobeginP1；P2；.PnCoendSn这里，S0，Sn分别表示并发程序段P1，P2，Pn开始执行前和并发执行结束后的语句。P1，2，Pn也可以由同一程序段中的不同语句组成。1966年Bernstein 提出了两相邻语句S1，S2可以并发执行的条件：将程序中任一语句Si划分为两个变量的集合R(Si)和W(Si)。其中R(Si)=a1 a2 am，aj(j=1，m)是语句Si在执行期间必须对其进行读操作的变量；,W(Si)=b1 b2 bn，bj(j=1，n)是语句Si在执行期间必须对其进行写操作的变量；如果对于两相邻语句S1和S2，有 R(S1)W(S2)=，W(S1)R(S2)=，W(S1)W(S2)=同时成立，则语句S1和S2是可以并发执行的。,多道执行与单道执行有何优点:,例：有三个程序A、B、C；每个程序都由输入、计算、输出三部分代码组成；记为Ai、Ac、Ao，Bi、Bc、Bo，Ci、Cc、Co；假设各部分代码在相应的设备上执行的时间都为t；在单道环境下：总的运行时间9t，输入设备占用3t，输出设备占用3t。C P U 利用率3t9t3933.3 输入设备利用率3t9t39 33.3 输出设备利用率3t9t39 33.3,多道环境下：总的运行时间5t，输入设备占用3t，输出设备占用3t。C P U 利用率3t5t3560 输入设备利用率3t5t3560 输出设备利用率3t5t3560,(2)程序的并发执行所带来的影响程序的并发执行充分地利用了系统资源，从而提高了系统的处理能力，这是并发执行好的一方面。但是，正如前面所提到的那样，由于系统资源有限，程序的并发执行必然导致资源共享和资源竞争，从而改变程序的执行速度。如果并发执行的各程序段中语句或指令满足上述Bernstein 的三个条件，则认为并发执行不会对执行结果的封闭性和可再现性产生影响。但在一般情况下，系统要判定并发执行的各程序段是否满足Bernstein 条件是相当困难的。从而，如果并发执行的程序段不按照特定的规则和方法进行资源共享和竞争，则其执行结果将不可避免地失去封闭性和可再现性。下面的例子说明了这一点。,堆栈的取数和存数过程图,例：设有堆栈S，栈指针top，栈中存放内存中相应数据块地址（如图3.1(a)）设有两个程序段getaddr(top)和reladdr(blk)，其中getaddr(top)从给定的top所指栈中取出相应的内存数据块地址，而reladdr(blk)则将内存数据块地址blk放入堆栈S中。getaddr(top)和reladdr(blk)可分别描述为：procedure getaddr(top)beginlocal rr(top)top top-1return(r)endprocedure reladdr(blk),例：利用堆栈管理一块内存区中各数据块的使用情况。用getaddr(top)从栈顶取出相应的内存块的地址。用reladdr(blk)将数据块的地址（以bkl为地址）放入堆栈中。,proc getaddr(top)Begin local r;1.1 r stop;1.2 top top-1;1.3 return(r);end;Proc reladdr(blk)Begin 2.1 top top+1;2.2 stop blk;End;,分析getaddr(top)与reladdr(blk)的并发执行,2.1 top top+1,1.1 r stop,1.2 top top-1,1.3 return(r),2.2 stop blk,blk,上例中的程序段并发执行出现错误结果是由于两程序段共享资源堆栈S，从而使得执行结果受执行速度影响。一般情况下，并发执行的各程序段如果共享软、硬件资源，都会造成其执行结果受执行速度影响的局面。显然，这是程序设计人员不希望看到的。为了使得在并发执行时不出现错误结果，必须采取某些措施来制约、控制各并发程序段的执行速度。这在操作系统程序设计中尤其重要，因为操作系统用户随机性与各道程序逻辑独立的特点将使得每个用户程序所使用的软、硬件资源都受到其他并发程序的共享和竞争，从而得到非预料的或不正确的结果。为了控制和协调各程序段执行过程中的软、硬件资源的共享和竞争，显然，必须应该有一个描述各程序段执行过程和共享资源的基本单位。,从上述讨论可以看出，由于程序的顺序性、静态性以及孤立性，用程序段作为描述其执行过程和共享资源的基本单位既增加操作系统设计和实现的复杂性，也无法反映操作系统所应该具有的程序段执行的并发性、用户随机性，以及资源共享等特征。也就是说，用程序作为描述其执行过程以及共享资源的基本单位是不合适的。需要有一个能描述程序的执行过程且能用来共享资源的基本单位。这个基本单位被称为进程（或任务）。,3.1.2 进程的定义进程的概念是60年代初期，首先在MIT 的 Multics系统和IBM 的 TSS/360系统中引用的。进程的定义：一个具有独立功能的程序对某个数据集在处理机上的执行过程和分配资源的基本单位。进程和程序是两个既有联系又有区别的概念，它们的区别和关系可简述如下：,(1)进程是一个动态概念，而程序则是一个静态概念。程序是指令的有序集合，没有任何执行的含义。而进程则强调执行过程，它动态地被创建，并被调度执行后消亡。(2)进程具有并行特征，而程序没有。由进程的定义可知，进程具有并行特征的两个方面，即独立性和异步性。也就是说，在不考虑资源共享的情况下，各进程的执行是独立的，执行速度是异步的。显然，由于程序不反映执行过程，所以不具有并行特征。(3)进程是竞争计算机系统资源的基本单位，从而其并行性受到系统自己的制约。这里，制约就是对进程独立性和异步性的限制。(4)不同的进程可以包含同一程序，只要该程序所对应的数据集不同。,3.1.3 作业和进程的关系作业是用户需要计算机完成某项任务时要求计算机所作工作的集合。进程是已提交完毕程序的执行过程的描述，是资源分配的基本单位。区别与关系：(1)作业是用户向计算机提交任务的任务实体。在用户向计算机提交作业之后，系统将它放入外存中的作业等待队列中等待执行。而进程则是完成用户任务的执行实体，是向系统申请分配资源的基本单位。任一进程，只要它被创建，总有相应的部分存在于内存中。(2)一个作业可由多个进程组成。且必须至少由一个进程组成，但反过来不成立。(3)作业的概念主要用在批处理系统中。而进程的概念则用在几乎所有的多道系统中。,3.2 进程的描述从处理机的活动角度来看，又如何识别描述程序执行活动的进程呢？显然，系统中需要有描述进程存在和能够反映其变化的物理实体，即进程的静态描述。进程的静态描述由三部分组成：进程控制块PCB，有关程序段和该程序段对其进行操作的数据结构集。进程控制块包含了有关进程的描述信息、控制信息以及资源信息，是进程动态特征的集中反映。系统根据PCB感知进程的存在和通过PCB中所包含的各项变量的变化，掌握进程所处的状态以达到控制进程活动的目的。由于进程的PCB 是系统感知进程的唯一实体，因此，在几乎所有的多道操作系统中，一个进程的PCB结构都是全部或部分常驻内存的。,进程的程序部分描述进程所要完成的功能。而数据结构集是程序在执行时必不可少的工作区和操作对象。这两部分是进程完成所需功能的物质基础。由于进程的这两部分内容与控制进程的执行及完成进程功能直接有关，因而，在大部分多道操作系统中，这两部分内容放在外存中，直到该进程执行时再调入内存。下面分别介绍进程的PCB结构、程序与数据结构集。,3.2.1 进程控制块PCB PCB包含一个进程的描述信息、控制信息及资源信息，有些系统中还有进程调度等待所使用的现场保护区。PCB 集中反映一个进程的动态特征。在创建一个进程时，应首先创建其 PCB，然后才能根据PCB 中信息对进程实施有效的管理和控制。当一个进程完成其功能之后，系统则释放PCB，进程也随之消亡。根据操作系统的要求不同，PCB的内容会有所不同。下面所示基本内容是必需的：(1)描述信息 进程名或进程标识号、用户名或用户标识号、家族关系。(2)控制信息,进程当前状态进程在活动期间可分为就绪态、执行态和等待状态。进程优先级进程优先级是选取进程占有处理机的重要依据。程序开始地址 各种计时信息 通信信息(3)资源管理信息PCB 中包含最多的是资源管理信息，包括有关存储器的信息、使用输入输出设备的信息、有关文件系统的信息等。这些信息有：占用内存大小及其管理用数据结构指针，例如后述内存管理中所用到的进程页表指针等。,对换或覆盖用的有关信息，如对换程序段长度，对换外存地址等。这些信息在进程申请、释放内存中使用。共享程序段大小及起始地址。输入输出设备的设备号，所要传送的数据长度、缓冲区地址、缓冲区长度及所用设备的有关数据结构指针等。这些信息在进程申请释放设备进行数据传输中使用。指向文件系统的指针及有关标识等。进程可使用这些信息对文件系统进行操作。,(4)CPU 现场保护结构当前进程因等待某个事件而进入等待状态或因某种事件发生被中止在处理机上的执行时，为了以后该进程能在被打断处恢复执行，需要保护当前进程的 CPU现场（或称进程上下文）。PCB 中设有专门的 CPU现场保护结构，以存储退出执行时的进程现场数据。总之，进程控制块PCB 是系统感知进程存在的唯一实体。通过对PCB 的操作，给进程分配资源、调度进程执行、释放进程所占有的各种资源；而完成进程所要求功能的程序段的有关地址，以及程序段在进程过程中因某种原因被停止执行后的现场信息也都在PCB 中。,由于PCB 中包含有较多的信息，因此，一个PCB表往往要占据较大的存储空间（一般占几百到几千个字节）。在有的系统中，为了减少 PCB对内存的占用量，只允许PCB中最常用的部分，如CPU现场保护、进程描述信息、控制信息等常驻内存。PCB 结构中的其他部分则存放于外存之中，待该进程将要执行时与其他数据一起装入内存。近年来，面向对象技术已被用于操作系统设计。在面向对象的操作系统中，进程的描述将采用其他方式。,3.2.2 进程上下文本节介绍包括程序段和数据集在内的上下文的概念。进程上下文实际上是进程执行活动全过程的静态描述。具体地说，进程上下文包括计算机系统中与执行该进程有关的各种寄存器的值、程序段在经过编译之后形成的机器指令代码集（或称正文段）、数据集及各种堆栈值和PCB结构(图3.2)。这里，有关寄存器和栈区的内容是重要的。例如，没有程序计数器PC和程序状态寄存器PS，CPU将无法知道下条待执行指令的地址和控制有关操作。从CPU是活动的观点来静态地看一个进程时，必须把有关寄存器和栈区的内容也包括在其中。无论在何种系统中，进程上下文的各部分都必须按一定的规则有机地组合起来以便于执行。,图3.2 进程上下文结构,进程上下文可按一定的执行层次组合，例如用户级上下文、系统级上下文等。显然，一个进程的执行是在该进程的上下文中执行，而当系统调度新进程占有处理机时，新老进程的上下文发生转换。在UNIX System 中，进程上下文由用户级上下文、寄存器上下文以及系统级上下文组成。用户级上下文由进程的用户程序段部分编译而成的用户正文段、用户数据、用户栈等组成。而寄存器上下文则由程序寄存器PC、处理机状态字寄存器PS、栈指针和通用寄存器的值组成。其中PC给出CPU 将要执行的下条指令的虚地址；PS给出机器与该进程相关联时的硬件状态，例如当前执行模式、能否执行特权指令等；栈指针指向下一项的当前地址，而通用寄存器则用于不同执行模式之间的参数传递等。,进程的系统级上下文又分为静态部分与动态部分。这里的动态部分不是指程序的执行，而是指在进入和退出不同的上下文层次时，系统为各层上下文中相关联的寄存器值所保存和恢复的记录。系统级上下文的静态部分包括PCB 结构（UNIX系统中的 PCB结构被分为proc结构和user结构两部分）、将进程虚地址空间映射到物理空间用的有关表格和核心栈。这里，核心栈主要用来装载进程中所使用系统调用的调用序列。系统级上下文的动态部分是与寄存器上下文相关联的。进程上下文的层次概念也主要体现在动态部分中，即系统级上下文的动态部分可看成是一些数量变化的层次组成。其变化规则满足先进后出的堆栈方式，每个上下文层次在栈中各占一项。UNIX System 的进程上下文组成如图3.3。,图3.3 UNIX System 进程上下文组成,3.2.3 进程空间任一进程，都有一个自己的地址空间，把该空间称为进程空间或虚空间。进程空间的大小只与处理机的位数有关。在UNIX以及Linux等操作系统中，进程空间还被划分为用户空间和系统空间两大部分。在进程空间被划分为两大部分后，用户程序在用户空间内执行，而操作系统内核程序则在进程的系统空间内执行。为防止用户程序访问系统空间，造成访问出错，系统通过程序状态寄存器等设置不同的执行模式，即用户模式和系统模式来进行保护。,3.3 进程状态及其转换3.3.1 进程状态一个进程的生命期可以划分为一组状态，这些状态刻划了整个进程。系统根据PCB 结构中的状态值控制进程。在进程的生命期内，一个进程至少具有三种基本状态，它们是：执行状态、等待状态和就绪状态。处于就绪状态的进程已经得到除 CPU之外的其他资源，只要由调度得到处理机，便可立即投入执行。,在有些系统中，为了有效地利用内存，就绪状态又可进一步分为内存就绪状态和外存就绪状态。在这样的系统中，只有处于内存就绪状态的进程在得到处理机后才能立即投入执行。而处于外存就绪状态的进程只有先成为内存就绪状态后，才可能被调度执行。这种方式明显地提高了内存的利用效率，但反过来也增加了系统开销和系统复杂性。在单CPU系统中，任一时刻处于执行状态的进程只能有一个。只有处于就绪状态的进程经调度选中之后才可进入执行状态。,在某些操作系统中，一个进程在其生命期内的执行过程中，总要涉及到用户程序和操作系统内核程序两部分。因此，进程的执行状态又可进一步划分为用户执行状态和系统执行状态。划分用户态和系统态最主要的原因是要把用户程序和系统程序区分开来，以利于程序的共享和保护。显然，这也是以增加系统复杂度和系统开销为代价的。进程因等待某个事件发生而放弃处理机进入等待状态。显然，等待状态可根据等待事件的种类而进一步划分为不同的子状态，例如内存等待、设备等待、文件等待和数据等待等。这样做的好处是系统控制简单，发现和唤醒相应的进程较为容易。但系统中设置过多的状态又会造成系统参数和状态转换过程的增加。,3.3.2 进程状态转换进程的状态反映进程执行过程的变化。这些状态随着进程的执行和外界条件发生变化和转换。那么，是什么样的条件使得进程各状态发生转换呢？示图给出了三个基本状态，即就绪状态、执行状态与等待状态之间的转换关系。事实上，进程的状态转换是一个非常复杂的过程。从一个状态到另一个状态的转换除了要使用不同的控制过程（将在下节中讲述），有时还要借助于硬件触发器才能完成。例如，在 UNIX 系统中，从系统态到用户态的转换要借助硬件触发器完成。,进程状态转换图,3.4 进 程 控 制进程和处理机管理的一个重要任务是进程控制。所谓进程控制，就是系统使用一些具有特定功能的程序段来创建、撤消进程以及完成进程各状态间的转换，从而达到多进程高效率并发执行和协调、实现资源共享的目的。一般地，把系统态下执行的某些具有特定功能的程序段称为原语。原语可分为两类：一类是机器指令级的，其特点是执行期间不允许中断。另一类是功能级的，其特点是作为原语的程序段不允许并发执行。这两类原语都在系统态下执行，且都是为了完成某个系统管理所需要的功能和被高层软件所调用。,显然，系统在创建、撤消一个进程以及要改变进程的状态时，都要调用相应的程序段来完成这些功能。那么，这些程序段是不是原语呢？如果它们不是原语，则由上述原语的定义可知，这些程序段是允许并发执行的。然而，如果不加控制和管理地让这些控制进程状态转换及创建和撤消进程的程序段并发执行，则会使得其执行结果失去封闭性和可再现性，从而达不到进程控制的目的。反过来，如果对这些程序段采用下面章节中所述的控制方法使其在并发执行过程中也能完成进程控制任务的话，将会大大增加系统的开销和复杂度。因此，在操作系统中，通常把进程控制用程序段做成原语。用于进程控制的原语有：创建原语、撤消原语、阻塞原语、唤醒原语等。,3.4.1 进程创建与撤消1.进程创建(1)由系统程序模块统一创建，例如在批处理系统中，由操作系统的作业调度程序为用户作业创建相应的进程以完成用户作业所要求的功能。(2)由父进程创建，例如在层次结构的系统中，父进程创建子进程以完成并行工作。由系统统一创建的进程之间的关系是平等的，它们之间一般不存在资源继承关系。而在父进程创建的进程之间则存在隶属关系，且互相构成树型结构的家族关系。属于某个家族的一个进程可以继承其父进程所拥有的资源。另外，无论是哪一种方式创建进程，在系统生成时，都必须由操作系统创建一部分承担系统资源分配和管理工作的系统进程。,无论是系统创建方式还是父进程创建方式，都必须调用创建原语来实现。2.进程撤消以下几种情况导致进程被撤消：(1)该进程已完成所要求的功能而正常终止。(2)由于某种错误导致非正常终止。(3)祖先进程要求撤消某个子进程。,无论哪一种情况导致进程被撤消，进程都必须释放它所占用的各种资源和PCB 结构本身，以利于资源的有效利用。另外，当一个祖先进程撤消某个子进程时，还需审查该子进程是否还有自己的子孙进程，若有的话，还需撤消其子孙进程的 PCB结构和释放它们所占有的资源。撤消原语首先检查 PCB进程链或进程家族，寻找所要撤消的进程是否存在。如果找到了所要撤消的进程的 PCB结构，则撤消原语释放该进程所占有的资源之后，把对应的 PCB结构从进程链或进程家族中摘下并返回给 PCB空队列。如果被撤消的进程有自己的子进程，则撤消原语先撤消其子进程的 PCB结构并释放子进程所占用的资源之后，再撤消当前进程的 PCB结构和释放其资源。,3.4.2 进程的阻塞与唤醒进程的创建原语和撤消原语完成了进程从无到有，从存在到消亡的变化。被创建后的进程最初处于就绪状态，然后经调度程序选中后进入执行状态。这里主要介绍实现进程的执行状态到等待状态，又由等待状态到就绪状态转换的两种原语，即阻塞原语与唤醒原语。阻塞原语在一个进程期待某一事件发生，但发生条件尚不具备时，被该进程自己调用来阻塞自己。阻塞原语在阻塞一个进程时，由于该进程正处于执行状态，故应先中断处理机和保存该进程的CPU现场。然后将被阻塞进程置“阻塞”状态后插入等待队列中，再转进程调度程序选择新的就绪进程投入运行。阻塞原语的实现过程如图。,这里，转进程调度程序是很重要的，否则，处理机将会出现空转而浪费资源。阻塞原语图,当等待队列中的进程所等待的事件发生时，等待该事件的所有进程都将被唤醒。唤醒一个进程有两种方法：一种是由系统进程唤醒。另一种是由事件发生进程唤醒。当由系统进程唤醒等待进程时，系统进程统一控制事件的发生并将“事件发生”这一消息通知等待进程。从而使得该进程因等待事件已发生而进入就绪队列。由事件发生进程唤醒时，事件发生进程和被唤醒进程之间是合作关系。因此，唤醒原语既可被系统进程调用，也可被事件发生进程调用。称调用唤醒原语的进程为唤醒进程。唤醒原语首先将被唤醒进程从相应的等待队列中摘下，将被唤醒进程置为就绪状态之后，送入就绪队列。在把被唤醒进程送入就绪队列之后，唤醒原语既可以返回原调用程序，也可以转向进程调度，以便让调度程序有机会选择一个合适的进程执行。如图：,唤醒原语图,3.5 进 程 互 斥3.5.1 资源共享所引起的制约进程的并发执行不仅仅是用户程序的执行开始时间的随机性和提高资源利用率的结果，也是资源有限性导致资源的竞争与共享对进程的执行过程进行制约所造成的。1.临界区在描述一个程序或算法时，总是认为存在一个伪处理机，可以按程序或算法所规定的步骤来执行该程序或算法的。但是，事实上，在实际的系统中则往往不是这样。一般说来，即使在程序中所描述的一条语句，也是由多条执行指令构成的。例如，各种程序中经常出现的赋值语句：X=X+1；,在用汇编语言书写时，就变成：LOADA，XADDIA，1STOREA，X等三条语句，这里 A代表累加器。根据系统的设计和要求，在这三条语句的执行期间，也有可能发生中断或调度，从而使得与当前进程无关的程序得以执行。为了保证程序执行最终结果的正确性，必须对并发执行的各进程进行制约，以控制它们的执行速度和对资源的竞争。在进程的概念一节中已经介绍了进程中两相邻语句可并发执行的三个条件。是否有一种更为简单的办法来检查出需要对程序的哪些部分进行制约才能保证其执行结果的正确性呢？这里来看下面的例子。,设有两个计算进程A，B共享内存S。其中 S分为三个领域，即系统区、进程工作区和数据区。这里数据区被划分大小相等的块，每个块中既可能放有数据，也有可能未放有数据。系统区主要是堆栈，其中存放那些空数据块的地址。多进程共享内存栈区示例图,当进程A或B要求空数据块时，从堆栈最顶部（top指针所指的位置）取出所需数据块。当进程A或B释放数据块时，则把所释放数据块的地址放入堆栈顶部。令getspace 为取空数据块过程，release(ad)为释放数据块过程。这里，ad为待释放数据块的地址。如果堆栈非空的话，进程A或B是可以用任意的顺序释放和获取数据块的。执行getspace就是获取一个空数据块，而执行release(ad)就是释放一个地址为ad的数据块。然而，由下面的描述可以看到，在进程并发执行时，getspace或 release(ad)将有可能完不成所要求的功能。getspace和 release(ad)可进一步描述为：,getspace:beginlocalggstack top toptop-1endrelease(ad):begin top top+1stack top adend设时刻t0时，top=h0，则getspace和 release(ad)可能按以下顺序执行：首先 release(ad)的第一句执行，t0：top top+1 top=h0+1；接着getspace 执行，得：,t1：g stack top g=stack h0+1；t2：top top-1 top=h0；再是 release(ad)的第二句执行，得：t3：stack top ad stack h0 ad；其结果是调用getspace的进程取到的是h0+1中的一个未定义值，而调用release(ad)的进程把所释放的空块地址ad重复放入了h0中。怎样保证上述执行结果的正确性呢？一个较为明显的答案是，如果把getspace和release(ad)抽象为两个各以一个动作完成的顺序执行单位，那么执行结果的正确性是可以保证的。,把不允许多个并发进程交叉执行的一段程序称为临界部分（critical section）或临界区（critical region）。临界区是由属于不同并发进程的程序段共享公用数据或公用数据变量而引起的，例如上例中就是因为过程 getspace 和 release(ad)共同访问栈中的数据而引起的。临界区不可能用增加硬件的方法来解决。因此，临界区也可以被称为访问公用数据的那段程序。,2.间接制约一般来说，可以把那些不允许交叉执行的临界区按不同的公用数据划分为不同的集合。上例中，以公用数据栈划分的临界区集合是getspace,release。把这些集合称为类（class）。显然，对类给定一个唯一的标识名，系统就会容易地区分它们。在程序的描述中，可用下列标准形式来描述临界区：when类名do临界区od设类 getspace，release 的类名为sp，则getspace和release(ad)可重新描述为：getspace:when sp do getspcestack top toptop-1 odrelease(ad):when sp do top top+1stack top ad od,把这种由于共享某一公有资源而引起的在临界区内不允许并发进程交叉执行的现象，称为由共享公有资源而造成的对并发进程执行速度的间接制约，简称间接制约。这里，“间接”二字主要是指各并发进程的速度受公有资源制约，而不是进程间直接制约的意思。这里，受间接制约的类中各程序段在执行顺序上是任意的。显然，对于每一类，系统应有相应的分配和释放相应公有资源的管理办法，以制约并发进程。这就是互斥。,3.什么是互斥可以把互斥定义为：一组并发进程中的一个或多个程序段，因共享某一公有资源而导致它们必须以一个不允许交叉执行的单位执行。也就是说，不允许两个以上的共享该资源的并发进程同时进入临界区称为互斥。这里，考虑类中只有一个元素，也就是只有一个程序段的情况是很有意思的。这时程序段本身为公有资源被并发进程共享。一般情况下，作为程序段的一个过程不允许多个进程共同访问它。但如果该过程是纯过程，则各并发进程可以同时访问它。纯过程是指在执行过程中不改变过程自身代码的一类过程。,通常，在计算机系统中，有许多过程是被多个并发进程同时访问共享，例如编辑程序、编译程序等。把一个过程作成纯过程可便于多个进程共享，但由于编制纯过程必须对有关变量和工作区作相应的处理，从而其执行效率往往会受到一定的影响。一组并发进程互斥执行时必须满足如下准则：(1)不能假设各并发进程的相对执行速度。即各并发进程享有平等的、独立的竞争共有资源的权利，且在不采取任何措施的条件下，在临界区内任一指令结束时，其他并发进程可以进入临界区。(2)并发进程中的某个进程不在临界区时，它不阻止其他进程进入临界区。(3)并发进程中的若干个进程申请进入临界区时，只能允许一个进程进入。,(4)并发进程中的某个进程申请进入临界区时开始，应在有限时间内得以进入临界区。这里，准则(1)，(2)，(3)是保证各并发进程享有平等的、独立的竞争和使用公有资源的权利，且保证每一时刻至多只有一个进程在临界区。而准则(4)则是并发进程不发生死锁（将在后面讲述）的重要保证。否则，由于某个并发进程长期占有临界区，其他进程则因为不能进入临界区而进入互相等待状态。在一组并发执行进程中，除了因为竞争公有资源而引起的间接制约带来进程之间互斥之外，还存在有因为并发进程互相共享对方的私有资源所引起的直接制约。直接制约将使得各并发进程同步执行。下面，将讨论互斥的实现方法。,3.5.2 互斥的加锁实现上节中，给出了临界区的描述方法和并发进程互斥执行时所必要遵守的准则。但是，并没有给出怎样实现并发进程的互斥。人们可能认为只需把临界区中的各个过程按不同的时间排列调用就行了。但事实上这是不可能的。因为这要求该组并发进程中的每个进程事先知道其他并发进程与系统的动作，由用户程序执行开始的随机性可知，这是不可能的。一种可能的办法是对临界区加锁以实现互斥。当某个进程进入临界区之后，它将锁上临界区，直到它退出临界区时为止。并发进程在申请进入临界区时，首先测试该临界区是否是上锁的。如果该临界区已被锁住，则该进程要等到该临界区开锁之后才有可能获得临界区。,设临界区的类名为。为了保证每一次临界区中只能有一个程序段被执行，又设锁定位 key。key表示该锁定位属于类名为的临界区。加锁后的临界区程序描述如下：lock(key)临 界 区unlock(key)设key=1时表示类名为的临界区可用，key=0时表示类名为的临界区不可用。则，unlock(key)只用一条语句即可实现。即：key 1不过，由于lock(key)必须满足key=0时，不允许任何进程进入临界区，而key=1时仅允许一个进程进入临界区的准则，因而实现起来较为困难。,一种简便的实现方法是：lock(x)=begin local vrepeatvxuntilv=1x0end这种实现方法是不能保证并发进程互斥执行所要求的准则(3)的。因为当同时有几个进程调用lock(key)时，在x0语句执行之前，可能已有两个以上的多个进程由于key=1而进入临界区。为解决这个问题有些机器在硬件中设置了“测试与设置指令，保证第一步和第二步执行不可分离。注意：在系统实现时锁定位key 总是设置在公有资源所对应的数据结构中的。,3.5.3 信号量和，原语1.信号量（semaphore）尽管用加锁的方法可以实现进程之间的互斥，但这种方法仍然存在一些影响系统可靠性和执行效率的问题。例如，循环测试锁定位将损耗较多的 CPU计算时间。如果一组并发进程的进程数较多，且由于每个进程在申请进入临界区时都得对锁定位进行测试，这种开销是很大的。另外，使用加锁法实现进程间互斥时，还将导致在某些情况下出现不公平现象。试考虑以下进程PA和PB反复使用临界区的情况：PAA：lock(key),unlock(key)Goto APBB：lock(key)unlock(key)Goto B设进程A已通过lock(key)过程而进入临界区。显然，在进程PA执行unlock(key)过程之前，key=0且进程PB没有进入临界区的机会。然而，当进程PA执行完unlock(key)过程之后，由于紧接着是一转向语句，进程PA将又立即去执行lock(key)过程。,此时，由于unlock(key)过程已将key的值置为1，也就是开锁状态，从而进程PA又可进入临界区。只有在进程PA执行完unlock(key)过程之后、执行Goto A语句之前的瞬间发生进程调度，使进程PA把处理机转让给进程PB，进程PB才有可能得到执行。然而遗憾的是，这种可能性是非常小的。因此，进程PB将处于永久饥饿状态（starvation）。解决上述问题首先必须找到产生问题的原因。显然，在用加锁法解决进程互斥的问题时，一个进程能否进入临界区是依靠进程自己调用lock过程去测试相应的锁定位。每个进程能否进入临界区是依靠自己的测试判断。这样没有获得执行机会的进程当然无法判断，从而出现不公平现象。而获得了测试机会的进程又因需要测试而损失一定的CPU 时间。,这正如某个学生想使用某个人人都可借用、且不规定使用时间的教室时一样，他必须首先申请获得使用该教室的权利，然后再到教室看看该教室是不是被锁上了。如果该教室被锁上了，他只好下次再来观察，看该教室的门是否已被打开。这种反复将持续到他进门后为止。从这个例子中，可以得到解决加锁法所带来的问题的方法。一种最直观的办法是，设置一个教室管理员。从而，如果有学生申请使用教室而未能如愿时，教室管理员记下他的名字，并等到教室门一打开则通知该学生进入。这样，既减少了学生多次来去教室检查门是否被打开的时间，又减少了因为学生自发地检查造成的不公平现象。在操作系统中，这个管理员就是信号量。信号量管理相应临界区的公有资源，它代表可用资源实体。,信号量的概念和下面所述的、原语是荷兰科学家提出来的。信号是铁路交通管理中的一种常用设备，交通管理人员利用信号颜色的变化来实现交通管理。在操作系统中，信号量sem是一整数。在sem大于等于零时代表可供并发进程使用的资源实体数，但sem小于零时则表示正在等待使用临界区的进程数。显然，用于互斥的信号量sem的初值应该大于零，而建立一个信号量必须经过说明所建信号量所代表的意义，和赋初值以及建立相应的数据结构以便指向那些等待使用该临界区的进程。,2.，原语信号量的数值仅能由，原语操作改变(和分别是荷兰语 Passeren 和Verhoog 的头一个字母，相当于英文的pass和increment的意思)。采用，原语，可以把类名为的临界区描述为When do(sem)临界区(sem)od。这里，sem是与临界区内所使用的公用资源有关的信号量。一次原语操作使得信号量sem减1，而一次原语操作将使得信号量sem加1。必须强调的一点是，当某个进程正在临界区内执行时，其他进程如果执行了原语操作，则该进程并不像调用lock时那样因进不了临界区而返回到lock的起点，等以后重新执行测试，而是在等待队列中等待有其他进程做原语操作释放资源后，进入临界区，这时，原语的执行才算真正结束。,另外，当有好几个进程执行原语未通过而进入等待状态之后，如有某进程作了原语操作，则等待进程中的一个可以进入临界区，但其他进程必须等待。原语操作的主要动作是：(1)sem减 1；(2)若sem减1后仍大于或等于零，则进程继续执行；(3)若sem减1后小于零，则该进程被阻塞后与该信号相对应的队列中，然后转进程调度。原语操作的功能框图如图3.11。,图3.11 原语操作功能图 3.12原语操作功能,原语的操作主要动作是：(1)sem加1；(2)若相加结果大于零，进程继续执行；(3)若相加结果小于或等于零，则从该信号的等待队列中唤醒一等待进程，然后再返回原进程继续执行或转进程调度。原语操作的功能框图如图3.12。有了加锁法的基础，大家应该明白为什么，过程要以原语实现的原因。否则，如果多个进程同时调用操作或操作的话，则有可能在操作刚把sem-1而未把对应进程送入等待队列时，操作开始执行。从而，操作将无法发现等待进程而返回。因此，操作都必须以原语实现，且在，原语执行期间不允许中断发生。,关于，原语的实现，有许多方法。这里介绍一种使用加锁法的软件实现方法，实现过程描述如下：（sem）：begin封锁中断；lock(lockbit)valsem=valsem-1if valsem0保护当前进程CPU现场当前进程状态置为等待将当前进程插入信号sem等待队列转进程调度fiunlock(lockbit)；开放中断end,（sem）：begin封锁中断；lock(lockbit)vasem=valsem+1if valsem0localk从sem等待队列中选取一等待进程，将其指针置入k中将k插入就绪队列进程状态置“就绪”fiunlock(lockbit)；开放中断end,3.5.4 用，原语实现进程互斥利用，原语和信号量，可以方便地解决并发进程的互斥问题，而且不