一.进程的同步与互斥
1.进程的异步和同步
异步性是指，各并发执行的进程以各自独立的、不可预知的速度向前推进。
例如：进程通信----管道通信
读进程和写进程并发地运行，由于并发必然导致异步性，因此“写数据”和“读数据”两个操作执行的先后顺序是不确定的。而实际应用中，又必须按照“写数据→读数据”的顺序来执行的。如何解决这种异步问题，就是“进程同步”所讨论的内容。
同步亦称直接制约关系，它是指为完成某种任务而建立的两个或多个进程，这些进程因为需要在某些位置上协调它们的工作次序而产生的制约关系。进程间的直接制约关系就是源于它们之间的相互合作。
2.进程互斥
进程的“并发”需要“共享”的支持。各个并发执行的进程不可避免的需要共享一些系统资源(比如内存，又比如打印机、摄像头这样的I/O设备)
资源有两种共享方式：
(1)同时共享方式：系统中的某些资源，允许一个时间段内由多个进程“同时”对它们进行访问。
(2)互斥共享方式：系统中的某些资源，虽然可以提供给多个进程使用，但一个时间段内只允许一个进程访问该资源。
我们把一个时间段内只允许一个进程使用的资源称为临界资源。许多物理设备(比如摄像头、打印机)都属于临界资源。此外还有许多变量、数据、内存缓冲区等都属于临界资源。对临界资源的访问，必须互斥地进行。
互斥，亦称间接制约关系。进程互斥指当一个进程访问某临界资源时，另一个想要访问该临界资源的进程必须等待。当前访问临界资源的进程访问结束，释放该资源之后，另一个进程才能去访问临界资源。
对临界资源的互斥访问，从逻辑上分为如下四个部分：
进入区：
负责检查是否可进入临界区，若可进入，则应设置正在访问临界资源的标志(可理解为“上锁”)，以阻止其他进程同时进入临界区
临界区：
访问临界资源的那段代码
退出区：
负责解除正在访问临界资源的标志(可理解为“解锁”)
剩余区：
做其他处理
注意进入区和临界区的区别：
临界区是进程中访问临界资源的代码段。
进入区和退出区是负责实现互斥的代码段。
为了实现对临界资源的互斥访问，同时保证系统整体性能，需要遵循以下原则:
1.空闲让进。临界区空闲时，可以允许一个请求进入临界区的进程立即进入临界区;
2.忙则等待。当已有进程进入临界区时，其他试图进入临界区的进程必须等待；
3.有限等待。对请求访问的进程，应保证能在有限时间内进入临界区(保证不会饥饿);
4.让权等待。当进程不能进入临界区时，应立即释放处理机，防止进程忙等待。
注：这里的忙等待可以类比while(1){}循环，占着CPU但不运行进程。
3.进程互斥的软件实现方法
（1）单标志法
两个进程在访问完临界区后会把使用临界区的权限转交给另一个进程。也就是说每个进程进入临界区的权限只能被另一个进程赋予
例如：
turn表示当前允许进入临界区的进程号,在进入区时，进程会判断自己的进程号是否与允许进入临界区的进程号相同,若此时turn不等于自己的编号时，说明此时临界区只允许另一个进程进入。以上述例子为例：
turn 的初值为0，即刚开始只允许0号进程进入临界区。
若 P1先上处理机运行，则会一直卡在 ⑤。直到 P1 的时间片用完，发生调度，切换 P0 上处理机运行。
代码 ① 不会卡住 PO，PO可以正常访问临界区，在 P0访问临界区期间即时切换回 P1，P1依然会卡在 ⑤。直到P1进程的时间片用完，操作系统会再次调度P0进程，让其上处理机运行。只有到P0进程运行到退出区时，P1进程才能跳过while，使用临界区资源。
因此，该算法可以实现“同一时刻最多只允许一个进程访问临界区
这个算法只能按 P0 →P1→P0 →P1→…这样轮流访问。这种必须“轮流访问”带来的问题是，如果此时允许进入临界区的进程是 P0，而P0一直不访问临界区，那么虽然此时临界区空闲，但是并不允许P1访问。因此，单标志法存在的主要问题是:违背“空闲让进”原则。
（2）双标志法
设置一个布尔型数组flag[]，数组中各个元素用来标记各进程想进入临界区的意愿，比如
“flag[0]=ture”意味着0号进程P0现在想要进入临界区。每个进程在进入临界区之前先检查当前有没有别的进程想进入临界区，如果没有，则把自身对应的标志flag[i]设为true，之后开始访问临界区。
以上图为例：
当flag[0]=false时,表示0号进程现在不想进入临界区，flag[0]=true时，表示0号进程现在想进入临界区。
1.每个进程在进入临界区之前，会先检查对方是否想进入临界区
2.若对方想进入临界区，此进程就会一直卡在while循环，若对方不想进入临界区，此进程就会把flag[i]设为true。
现在假设一种情况：
1.P0进程检查P1进程，发现P1进程并不想进入临界区，P1就会跳过while循环，P1接下来要执行②，在执行②之前，也就是flag[0]还没有切换为true，就切换到P0进程。
2.P1进程的⑤检测flag[0]=false，所以P1进程的while循环会被跳过，进入⑥，并且访问临界区。
3.若此时又切换为P0进程，flag[0]设为true，P0进程也会进入临界区。
若按照 ①⑤②⑥③⑦..的顺序执行，P0 和 P1将会同时访问临界区。因此，双标志先检查法的主要问题是:违反“忙则等待”原则。
根本原因在于，进入区的“检查”和“上锁”两个处理不是一气呵成的。“检查”后，“上锁”前可能发生进程切换。
（3）双标志后检查
双标志先检查法的政版。前一个算法的问题是先“检查”后“上锁”，但是这两个操作又无法一气呵成，因
此导致了两个进程同时进入临界区的问题。因此，人们又想到先“上锁”后“检查的方法，来避免上述问题。
先检查法和后检查法都是用flag标志表示是否进入临界区的意愿，区别在于：
先检查法是先“检查”后“上锁”
后检查法是先“上锁”后“检查”
若P0进程想要进入临界区，那么P0先将flag[0]设为true，再检查P1是否想使用，若P1不想使用，P0就可以进入临界区访问临界资源。当P0访问完毕，再flag[0]=false，退出临界区。
接下来考虑并发的情况：
若P0表示自己想访问临界资源，即flag[0]=true，此时进程切换到P1，P1也想访问临界资源，即flag[1]=true，此时P0发现P1也想进入临界区，就会卡在while循环，同理，P1发现P0想访问临界区，也会卡在while循环。所以P0和P1都无法进入临界区。
若按照 ①⑤②⑥...的顺序执行，P0 和 P1将都无法进入临界区
因此，双标志后检查法虽然解决了“忙则等待”的问题，但是又违背了“空闲让进”和"有限等待"（每个进程都进入不了临界区，就会造成无限等待的情况）原则，会因各进程都长期无法访问临界资源而产生“饥饿”现象。
两个进程都争着想进入临界区，但是谁也不让谁，最后谁都无法进入临界区。
（4）Peterson算法
Peterson方法结合了双标志法与单标志法，例如：
flag用于表示是否有进入临界区的意愿，turn用来表示优先让哪个进程进入临界区。
以P0进程为例，若P0想要访问临界区，会把flag设为true，同时把turn的值设为对方的编号，也就表示可以优先让对方使用临界资源。
while(flag[1] && turn==1)用来检查P1是否想用，若对方想用，那么P0就会停留在while中，若P1不想使用，那么P0就会进入临界区，使用完后，就会将flag[0]=false
若按照①⑥②⑦⑧…的顺序执行，①表示P0想进入临界区，⑥表示P1想进入临界区，②表示可以优先让P1访问临界区，⑦表示P1可以优先让P0访问临界区，接下来P1要运行⑧，但是P1发现
flag[0]=1并且turn==0，所以P1会卡在while循环中，直到进程切换为P0，并且P1没有进入临界区的意愿，那么P0可以顺利进入临界区。
所以Peterson 算法用软件方法解决了进程互斥问题，遵循了空闲让进、忙则等待、有限等待 三个原则，但是依然未遵循让权等待的原则。
让权等待即若进程进入不了临界区，那么应该立即释放处理机，但是这个算法的规则是，若某进程进入不了临界区，那么会一直停留在while()循环中，一直占用着CPU，检查while循环是否得到满足，有两种情况：
1.在时间片内，另一个进程flag[i]=0，即不想访问临界区
2.这个进程不想访问临界区，那么另外一个进程就可以跳过while循环，顺利执行
4.进程互斥的硬件实现方法
我们可以看到，上述软件实现的方法都未遵循让权等待的原则，所以接下来介绍硬件实现方法。
（1）中断屏蔽方法
利用“开/关中断指令”实现(与原语的实现思想相同，即在某进程开始访问临界区到结束访问为止都不允许被中断，也就不能发生进程切换，因此也不可能发生两个同时访问临界区的情况)
关中断即不允许当前进程被中断，也必然不会发生进程切换，
直到当前进程访问完临界区，再执行开中断指令，才有可能有别的进程上处理机并访问临界区。
优点：简单，高效
缺点：不适用于多处理机（也就是另外一个用户进程也要使用临界资源，也使用这样的方法，那么就会导致两个进程同时访问临界资源的情况)；只适用于操作系统内核进程，不适用于用户进程(因为开/关中断指令只能运行在内核态，这组指令如果能让用户随意使用会很危险)
（2）TestAndSet(TS指令/TSL指令)
简称 TS 指令，也有地方称为TestAndSetLock指令，或 TSL指令
TSL指令是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断，只能一气呵成。以下是用C语言描述的逻辑
若当前临界区已经被加锁，那么在while循环中会一直为true，
一直到lock被当前进程在退出区改为false，那么跳出while循环，并且该进程访问临界资源，直到此进程在退出区lock=false，临界资源被解锁，即：
相比软件实现方法，TSL指令把“上锁”和“检查”操作用硬件的方式变成了一气呵成的原子操作。
优点:实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否会有逻辑漏洞；适用于多处理机环境 。
缺点:不满足“让权等待”原则，暂时无法进入临界区的进程会占用CPU并循环执行TSL指令，从而导致“忙等”。
（3）Swap指令（XCHG指令）
有的地方也叫 Exchange 指令，或简称 XCHG 指令。
swap 指令是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断，只能一气呵成。以下是用C语言描述的逻辑:
逻辑上来看 Swap和 TSL并无太大区别，都是先记录下此时临界区是否已经被上锁(记录在 old 变量上)，再将上锁标记lock 设置为true，最后检查 old，如果old为false, 则说明之前没有别的进程对临界区上锁，则可跳出循环，进入临界区。
以下while循环对应两种情况：
① lock=false，swap执行一次，把lock=true，即上锁，old=false，即可以往下执行
② lock=true，一直停留在while循环中，即一直执行swap，直到lock=false后执行①
优点:实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否会有逻辑漏洞;适用于多处理机环境。
缺点:不满足“让权等待”原则，暂时无法进入临界区的进程会占用CPU并循环执行TSL指令，从而导致“忙等”。
操作系统（8）---进程的同步与互斥以及信号量机制（万字总结~）（1）：https://developer.aliyun.com/article/1510782?spm=a2c6h.13148508.setting.28.54e54f0eO8t2rB
