第4章进程同步与通信-进程之间的关系01

out 输出指针
计数器
counter
n-1
n-2
0
1 2
3
4 5
in 输入指针
• PP和CP共享的变量： Var n,integer; Type item=„; Var buffer:array[0,1„n-1] of item; in,out:0,1„n-1; counter:0,1„n;
PP:repeat CP:repeat „„ while counter=0 do no-op produce an item in nextp; nextc:=buffer[out]; „„ out:=(out+1)mod n; while counter=n do no-op; counter:=counter-1; buffer[in]:=nextp; consume the item in nextc in:=(in+1)mod n; counter:=counter+1; until false; until false;
记录型信号量
3.2.2
AND型信号量和信号量集

1. AND型信号量集 • 整型和记录型信号量机制是针对进程间共享一个临界 资源而言的。多个进程共享多个临界资源时则要采取 另外的信号量机制。 若A和B按下述次序执行wait操作: • 设A(Dmutex,Emutex 和B为进程，都要求访问共享数据 D和E，这时D和E 初值为1） 为临界资源。为 D、E设置用于互斥的信号量Dmutex、E processA:wait(Dmutex);//Dmutex=0 mutex，令初值为 1，这时A和B有操作： processB:wait(Emutex);//Emutex=0 Process A: process B: 阻塞 processA:wait(Emutex);//Emutex=-1,A processB:wait(Dmutex);//Dmutex=-1,B 阻塞 wait(Dmutex); wait(Emutex); 此时A，B进入死锁状态。显 然，进程要求 wait(Emutex); wait(Dmutex); 的共享资源越多，死锁的可能性越大。

用TS实现进程互斥: repeat while TS(lock) do skip; critical section lock:=false; remainder section until false;
第三章 进程的同步与通信
２. 利用Swap指令实现互斥 Swap指令: procedure (var a,b:Boolean) var temp:Boolean; begin temp:=a; a:=b; b:=temp end
计算机操作系统
第三章 进程的同步与通信
教学目的与要求： 1.掌握进程同步、进程通信、资源、信号量等
基本概念 2.了解解决进程同步问题的软件方法和硬件方
法 3.能用信号量和管程解决简单进程同步问题 4.了解OS/2操作系统的进程同步与通信机制
第三章 进程的同步与通信
重点与难点：
1. 同步、通信、资源、信号量等基本概念
第三章 进程的同步与通信
２ 临界资源的定义 临界资源是指并发进程之间在某段时间内同
时提出访问请求的互斥型资源。 例：在A进程正在访问打印机的时候，B进程也提
出对打印机的访问请求，则打印机为临界资源。应 互斥使用临界资源。
三．临界区 １ 临界区的定义 是指进程中访问临界资源的那段代码
第三章 进程的同步与通信
第三章 进程的同步与通信
算法３：与算法2相似，只是在flag[i]=ture时表示进 程P[i]要求进入临界区，若此时无其它进程有此要求， 则进程P[i]可进入临界区。对于进程Pi repeat flag[i]:=true; while flag[j] do no_op critical section flag[i]:=false; remainder section until false 该算法的缺点：违背了空闲让进和有限等待原则

P2：R2=count R2=R2+1 count=R2
P1：count=R1
结果：虽然P1和P2进程各自都执行了对count加1的操作 段，但结果count只增加1。
原因分析：变量count就是临界资源，P1、P2访问count 的两个程序段就是临界区。但是两个进程同时进入了临 界区执行了。
8
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用中断机制保证锁的安全性
用中断机制保证测试锁状态和关锁操作的原子性。
在测试锁状态前关闭中断； 如果测试不通过，开中断，然后重新测试。 如果测试通过，关锁，然后开中断，进入临界区。
优缺点：
中断关闭时间短，只两条指令。不会影响到中断处理 效率，也不会影响进程的并发特性。
不能用于多CPU系统。
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刚进入临界区： wanted_in[self] = TRUE CASE1: Wanted_in[other] == FALSE, observer == self CASE2: Wanted_in[other] == TRUE, observer == other， CASE3： Wanted_in[other] == FALSE，且 observer == other（实际上不可能出现）
不在临界区，也没参与竞争临界区：wanted_in[self] == FLASE;
参与竞争临界区，但还没有设置观察进程（刚执行完 wanted_in[self] = TRUE）：
刚设置了观察进程，但还没有执行测试进入： wanted_in[self] == TRUE
处于循环等待态： wanted_in[other] = TRUE 并且 observer == self
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2-4、锁机制的软件实现
背景：
硬件实现需要代价比较大 移植性差，依赖具体的硬件平台 在多处理环境下有些硬件实现方式不使用，如中

if Ri>=1 then begin Ri:= Ri -1; Ak = Ri 输出一张票； end; else 输出”票已售完“ end;
假设某时刻Ak为5，A、B两个人同时在2号3号窗口买票
process P2 begin Ri:=Ak;
if Ri>=1 then Ri = 4 begin Ri:= Ri -1; Ak = Ri 输出一张票； end; else 输出”票已售完“ end;
if Ri>=1 then begin Ri:= Ri -1; Ak = Ri 输出一张票； end; else 输出”票已售完“ end;
假设某时刻Ak为5，A、B两个人同时在2号3号窗口买票
process P2 begin Ri:=Ak;
if Ri>=1 then begin Ri:= Ri -1; Ak = Ri 输出一张票； end; else 输出”票已售完“ end;
process P3 begin Ri:=Ak;
if Ri>=1 then begin Ri:= Ri -1; Ak = Ri 输出一张票； end; else 输出”票已售完“ end;
假设某时刻Ak为5，A、B两个人同时在2号3号窗口买票
process P2 begin Ri:=Ak;
if Ri>=1 then begin Ri:= Ri -1; Ak = Ri 输出一张票； end; else 输出”票已售完“ end;
例2
(1) 假设count的初值为5，先运行P1再运行P2的结果是？ (2) 如果P1和P2并发执行，可能会出现什么运行结果？
P1 R1 ＝ count; R1++; count = R1; P2 R2 = count; R2++; count = R2;