海森堡bug：不可重现的bug。如果程序重启，bug就可能不再出现。
可能原因：
- 调试器本身影响了bug的产生；
- 编译器的不恰当优化；
- 未初始化变量的值；
- 时间敏感的bug：常在多进程/多线程并发的程序发生
对共享变量的并发写操作（读没关系），有必要互斥共享变量，如果不做相关保护措施，会有极大的可能造成bug
在实现同步之前，进/线程：
- 可能在任何时间被暂停与重启；
- 一旦暂停，其等待的时间未知；
- 多个进/线程可能以任意顺序运行；
进程同步的基本概念
- 竞争条件（race condition）：多个进程在操作一个共享数据时，结果取决于多个进程的指令执行顺序
- 同步（ Synchronization ）: 协调多个进程的执行次序，确保并发的进程之间按照一定的规则共享系统资源，很好的相互合作，使程序的执行具有可再现性。
- 互斥（ Mutual Exclusion ）:当某进/线程正在做某件事时，不允许其它进/线程也做这件事
- 临界资源（Critical Resource）：操作系统中一次允许一个进程访问的资源
- 如：打印机、文件、全局变量……
- 对临界资源应采用互斥方式共享
- 临界区（ Critical Section ）: 一次只有一个进程以执行的那段代码。即进程中访问临界资源的那段程序。
- 实现了互斥，也就有了临界区
- 锁（ Lock ）: 防止其它进程进入的工具
- 进入临界区前上锁
- 离开后解锁
- 如果已有锁，则在临界区外等待
进程同步的准则
原子操作
所有动作要么全做，要么全不做，操作过程中不能被打断又称原语（Primitive）
实现互斥的软件方法
忙等: 不能进入临界区的进程，一直占用CPU等待进入
- 等待中的进程白白占用处理机周期
- 拿着锁的进程的时间被无效的等待进程占用
- 优先级反转（priority inversion）
例外：
- 在多核CPU系统中，对于只占用很少时间的临界区，忙等 反而可以节约上下文切换的开销。
Peterson算法
- 当Note && turn 的条件不满足，进入忙等
- 代码必然让线程PA，PB都至少执行到了给turn复制的一步（哪个线程还没到，另一个就会等待）
- 完成后，就是看谁先执行turn赋值，谁先进入临界区，另一个仍然在等待
- 先执行的线程完成后，收走自己的纸条，让另一个线程运行，实现了互斥
软件同步的局限
纯软件方法利用最低限度的原子操作支持（Load和Store），也可以实现同步，但是
- 算法的设计和实现都很困难
- 在现代计算机架构下可能失效
- 编译器/CPU可能使指令乱序执行（需内存屏障） 所以很少使用纯软件同步方法，多是操作系统配合硬件实现同步，封装成各个api函数给程序员使用，所以不能直接调用。
硬件同步
设法实现两个原语（原子操作）
Lock() – 加锁，当无人用锁时获得锁；若多人同时尝试拿锁，则只有一人能拿到，其余人等待；
Unlock() – 解锁，唤醒在等待的人
Lock(); //进入区 if (noPaper) { buy Paper; //临界区 } Unlock(); //退出区
需要硬件提供更多的原子操作。
关中断
进程切换
- 内因：进程做了某事(系统调用或异常)，自己释 放了CPU
- 外因：中断导致内核介入，进程失去CPU
如果关闭了中断，无论内因外因均不再响应，则可以避开进程切换
关中断方案，又称屏蔽(mask)中断
问题
- 不能允许用户使用这种锁！只可能内核使用
- 由于临界区的代码运行的时间未知，不能保证实时性；更重要任务发生时，系统也无法响应（死循环关闭中断）
- 仅能关闭单个CPU，不适合多核CPU
读-修改-写型原子操作swap
可以用于多核处理器的指令
Test-and-Set
锁
上述硬件原语通常不直接给程序员使用，于是操作系统和高级语言将它们封装为各种接口，供程序员使用。最常见的一类工具就是“锁(locks)”。
- 锁是原子操作，多个进程同时lock，最终须依次执行
- 最先执行lock的进入临界区并加锁，后来的无法进入临界区
- 进不去的进程有两种选择：忙等，或睡眠
- 非忙等——互斥锁——重量级（悲观）锁
- 忙等——自旋锁——轻量级（乐观）锁
信号量
并发问题分为两类：
- 互斥（Mutual Exclusion）：确保临界资源被互斥的使用
- 工具：锁（Lock）
- 程序员只需识别出临界区
- 竞争共享资源，用mutex=1，P、V操作成对出现
- 同步（Synchronization）：确保进程按照期望的先后顺序运行
- 工具：条件变量（condition variable）
- 不满足条件的进程等待(wait)，直到条件满足，才通知(signal)其执行
- 控制进程间的先后顺序，初值根据具体情况设置，P、V分开在不同的进程使用对每个约束设置一个信号量
信号量是一种抽象数据类型
- 由一个整形变量（Sem）和两个原子操作（P, V）组成
- P——wait()——等待，信号量值-1（可以负数）
- V——signal()——唤醒，信号量值+1
用法
- 实现进程互斥，信号量mutex
- 实现进程间前趋后继（又称同步）关系，可以让进程之间相互等待
生产者和消费者问题
问题描述：
- 一个或多个生产者将产品放入一个共享的缓冲区
- 多个消费者从缓冲区中取出使用
- 生产者和消费者之间并发运行，保持同步
以自动售货机为例，约束条件包括：
- 每次只允许一个人对售货机进行操作（互斥约束）
- 当饮料已售空，消费者必须等待生产者（同步约束）
- 当饮料已放满，生产者必须等待消费者（同步约束）
用信号量实现问题时的准则：
对每个约束条件，各使用一个单独的信号量
- Semaphore mutex; //互斥的约束
- Semaphore drinkSlots ； //消费者的约束
- Semaphore emptySlots; //生产者的约束
生产者和消费者的工作并不需要互斥。
生产者每次只能一个（互斥），消费者同样
因为buffer的容量只有1，PV操作在实现信号量同步，保持生产者消费者之间的关系时，也天然实现了互斥，最多只有一个访问共享条件。
- P表示等待这个条件
读写者问题
问题描述：
- 共享数据，有两类使用者
- 读者：只读取/查询数据
- 写者：修改数据
- 读-读允许：同一时刻，允许有多个读者同时读
- 读-写互斥：
- 当有读者在，写者不能写
- 当有写者在，读者不能读
- 写-写互斥：两个写者不能同时写
示例：访问查询型数据库，通常，读者的数量远大于写者
可否直接用一个互斥信号量实现？
- 不能。当读者获得数据库后无法让其它读者访问。
能否借用生产者-消费者中的同步思路？
- 与生产者-消费者问题不同，不存在一个有界的缓冲区，因此不能用一组信号量来控制读者-写者的互相等待
读者-写者问题解决方案
读者-写者锁
一些程序语言和操作系统提供了读写锁（Readers-writer lock）接口 读写锁适合于：
- 读进程和写进程可以区分开
- 读者进程数量比写者进程多
读者优先
- 又称第一类读者写者问题
- 只要有读者正在读，后来的读者都能直接进入
- 如读者持续不断进入，则写者就处于饥饿
写者优先
- 第二类读者写者问题
- 只要有写者就绪，写者应尽快执行写操作
- 如写者持续不断就绪，则读者就处于饥饿
- 该方法并发度和效率较低
读写锁替代策略：RCU
读写锁允许读者之间不互斥的读取数据
- 但是对于Rcount变量的操作需要加锁
- 当99%以上都是读者，且数量很大时，开销太大
- 读-复制-更新（Read-Copy-Update）
哲学家就餐问题
5个哲学家围圆桌而坐，每2人之间放一只叉子，哲学家的动作包括思考和进餐，同时拿到左右两边的叉子才能进餐，思考时将叉子放回原处。
可能的解决方案
- 至多只允许有四位哲学家去拿左边的筷子，最终能保证至少 有一位哲学家能够进餐，并可在用毕时释放出他用过的筷子， 从而使更多的哲学家能够进餐。
- 仅当哲学家的左、右两只筷子均可用时，才允许他拿起筷子 进餐。
- 规定奇数号哲学家先拿左边的筷子再拿右边的筷子；而偶数 号哲学家先拿右边的筷子再拿左边的筷子。
- 增加一根筷子（完美解决）
管程
管程是一种抽象数据类型(ADT)，代表共享资源，及对该资源的互斥操作确保任一时刻最多只有一个进程进入管程，使用共享数据
思想：用锁(locks，通常是隐含的)实现互斥，用条件变量 (condition variable)实现同步，提供与信号量相同的功能
包含面向对象思想，封装了同步机制
