## 概述 在“操作系统概念”这本教材的结构中，“进程同步”（第6章、第7章和第8章）部分是紧随“进程管理”（第3章、第4章和第5章）之后的。第6章专门关注**同步工具**。 **同步工具的必要性** 操作系统中的进程或线程通常是**并发执行**或**并行执行**的。并发执行意味着一个进程可能在未完全执行完毕时就被中断，CPU 被分配给另一个进程。并行执行则指多个指令流（代表不同的进程或线程）同时在不同的处理核心上执行。这种并发或并行执行如果涉及到多个进程或线程**共享数据**，就可能导致数据的不一致性。来源以生产者-消费者问题为例，说明了共享 `counter` 变量可能引发的问题。在现代操作系统中，实际上是**内核级线程**在被调度执行，而不是进程，尽管“进程调度”和“线程调度”这两个术语常常互换使用。 **临界区问题** 为了维护共享数据的一致性，需要设计协议来同步进程的活动。这就是所谓的**临界区问题**。每个进程都有一段称为**临界区**的代码，其中可能访问和更新与其他进程共享的数据。临界区问题的关键在于，当一个进程在其临界区执行时，**不允许**其他任何进程执行其临界区代码。解决临界区问题协议的典型结构包含**进入区**（请求进入临界区）、**临界区**、**退出区**（执行完毕后允许其他进程进入）和**剩余区**。 **解决临界区问题的要求** 一个解决临界区问题的方案必须满足以下三个要求： 1. **互斥 (Mutual Exclusion)**：如果进程 Pi 正在其临界区中执行，那么没有其他进程可以在它们的临界区中执行。 2. **前进 (Progress)**：如果没有进程在其临界区中执行，并且有一些进程希望进入其临界区，那么只有那些没有在其剩余区中执行的进程可以参与决定接下来进入临界区的进程，并且这个决定不能无限期地推迟。 3. **有限等待 (Bounded Waiting)**：对于一个已经提出进入其临界区请求的进程，在其请求被允许之前，其他进程允许进入其临界区的次数存在一个上限。 **同步工具和方法** 第6章详细探讨了用于解决临界区问题和防止竞态条件的各种**工具和方法**： - **Peterson 方案**：一种软件解决方案。 - **硬件同步支持**：包括使用特殊的硬件指令，如 `test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS) 来原子地（不可中断地）测试和修改字的内容或交换两个字的内容。此外，还提到了**内存屏障**作为确保操作顺序的低级机制。 - **互斥锁 (Mutex Locks)**：一种基本的同步工具，使用一个布尔变量来指示锁是否可用，通过 `acquire()` 和 `release()` 操作来实现互斥。它被用于解决临界区问题。 - **信号量 (Semaphores)**：比互斥锁更强大的工具，可以提供更复杂的进程同步方式。例如，二元信号量可以用来实现 n 个进程之间的互斥。计数信号量则可以用来解决如生产者-消费者问题中对有限资源的访问同步。来源也指出信号量使用不当可能导致问题。 - **管程 (Monitors)**：一种更高级别的同步构造，它结合了互斥访问和等待特定条件的能力。管程中定义的函数只能访问管程内声明的变量及其形式参数。管程通常与**条件变量**结合使用。 **与其他章节的联系** 虽然第6章介绍了这些同步工具，但第7章则进一步探讨了这些工具在解决经典同步问题（如生产者-消费者、读者-写者、哲学家就餐问题）中的应用，并讨论了特定 API 的支持，例如 POSIX 和 Java 同步机制。来源还提到了 Windows 使用 dispatcher 对象，Linux 内核使用原子变量、自旋锁和互斥锁来保护共享数据。 第6章也引入了**活跃性**（liveness）问题，其中**死锁**就是一种形式的活跃性失败。同步工具如互斥锁和信号量本身是为了避免竞态条件而设计的，但如果使用不当（例如，不正确的锁获取和释放顺序），它们也可能成为死锁的最常见来源。第8章则专门详细讨论了死锁问题及其处理方法。 此外，第6章还讨论了与同步相关的**体系结构问题**，例如指令重排和延迟写对并发访问的影响，以及如何使用比较并交换 (CAS) 指令等技术来实现**无锁算法**。这些内容为理解底层硬件如何影响同步提供了更深入的视角。 ## 背景 (竞争条件) 根据提供的来源和我们的对话历史，在更大的“操作系统概念”背景下，这些来源对“同步工具 (Chapter 6)”的“背景 (竞争条件)”持以下看法： 1. **章节定位与背景作用**：在《操作系统概念》这本书的结构中，“进程同步”（第6章至第8章）部分是紧随“进程管理”之后的。其中，第6章专门探讨**同步工具**。第6章的第一个小节标题就是“背景 (Background)”。这一“背景”部分的作用是为整个章节引入核心问题，并解释为什么需要进程同步以及相应的工具。它构成了理解后续同步机制的**基础和动机**。 2. **问题的根源：并发/并行与共享数据**：“背景”部分指出了问题的根本原因在于**进程（或线程）可以并发或并行执行**。并发执行意味着一个进程在其指令流中的任何时候都可能被中断，将处理核心分配给另一个进程。并行执行则指多个指令流同时在不同的处理核心上执行。在现代操作系统中，实际被调度执行的通常是**内核级线程**，尽管“进程调度”和“线程调度”术语常被互换使用。当这些并发或并行执行的进程或线程**共享数据**时，就可能导致**数据的不一致性**。 3. **竞争条件 (Race Condition)**：源代码将并发访问共享数据可能导致数据不一致的问题称为**竞争条件**。尽管“背景”部分本身并未给出“竞争条件”的正式定义，但它通过描述并发/并行执行和共享数据访问的方式，**阐明了竞争条件发生的条件和后果**。第6章的目标之一就是“阐明临界区问题和说明竞争条件”。 4. **实例说明**：来源使用**生产者-消费者问题**作为一个范例来说明并发执行进程之间的协作。具体来说，通过共享一个 `counter` 变量来追踪缓冲区中的项目数量的例子，展示了在没有适当同步的情况下，生产者和消费者对 `counter` 的并发访问可能导致其值错误，从而说明了竞争条件带来的问题。 5. **引出临界区问题**：“背景”部分描述的并发访问共享数据导致竞争条件的问题，直接引出了第6章的下一个重要概念——**临界区问题 (Critical-Section Problem)**。来源指出，为了维护共享数据的一致性，需要设计协议来同步进程的活动，这就是临界区问题。临界区被定义为进程中访问和更新共享数据的那段代码。核心要求是，当一个进程在其临界区执行时，不允许其他任何进程进入其临界区。 6. **与同步工具的关系**：“背景”部分所描述的竞争条件及其导致的临界区问题，是第6章后续内容（如 Peterson 方案、硬件同步、互斥锁、信号量、管程等）诞生的**根本原因**。这些不同的**同步工具**和方法 都是为了**解决**背景中提出的竞争条件问题，确保在并发或并行环境中对共享数据的安全访问，从而解决临界区问题。来源 明确指出，第6章“提供了对竞争条件以及可用于防止数据竞争的通用工具的介绍”。 总结来说，这些来源认为，“同步工具 (Chapter 6)”的“背景”部分至关重要，它清晰地阐述了操作系统中并发/并行执行对共享数据带来的潜在风险——竞争条件，并用具体的例子（如生产者-消费者问题的 `counter` 变量）加以说明。这一背景直接引出了需要解决的临界区问题，从而为本章后续介绍的各种同步工具（如互斥锁、信号量、管程等）提供了**理论基础和实际必要性**。 ## 同步工具 根据来源和我们的对话历史，在更大的“操作系统概念”背景下，这些来源对“同步工具 (Chapter 6)”的看法可以归纳如下： 1. **章节定位与重要性**： - 在《操作系统概念》这本书中，第6章“同步工具”属于“进程同步”部分（包括第6章到第8章），紧随处理“进程管理”的章节之后。 - 由于进程同步内容的增加，原先的第5章“进程同步”被分成了独立的第6章“同步工具”和第7章“同步示例”。这表明了同步工具在操作系统概念中的重要性，需要更详细的讨论。 - 第6章专门**聚焦于各种用于同步进程的工具**。 2. **背景与问题根源（竞争条件）**： - 第6章的开篇（第6.1节）即是“背景”，用于阐述为什么需要同步工具。 - 背景指出，问题源于进程（或线程）的**并发或并行执行**。进程在执行过程中可能被中断，CPU 内核可能被分配给另一个进程或线程。 - 当多个并发或并行执行的进程或线程**共享数据**时，这种执行方式可能导致**数据的不一致性**。 - 这种并发访问共享数据可能导致数据不一致的问题被称为**竞争条件 (Race Condition)**。 - 来源使用**生产者-消费者问题**及其共享的 `counter` 变量作为示例，说明了在没有适当同步的情况下，对共享变量的并发访问如何可能引发问题，从而具体阐述了竞争条件。 - 因此，竞争条件是引入和学习同步工具的**基本背景和动机**。 3. **核心问题：临界区问题**： - 为了维护共享数据的一致性并避免竞争条件，需要设计协议来同步进程的活动。这引出了**临界区问题 (Critical-Section Problem)**，这是第6章需要解决的核心问题。 - **临界区**是指进程中访问和更新共享数据的那段代码。 - 临界区问题的关键要求是**互斥 (Mutual Exclusion)**：当一个进程在其临界区内执行时，不允许其他任何进程进入它们的临界区。 - 解决临界区问题的协议通常包含**进入区**、**临界区**、**退出区**和**剩余区**。 4. **解决临界区问题的要求**： - 一个有效的临界区问题解决方案必须满足以下三个基本要求: - **互斥 (Mutual Exclusion)**：确保任一时刻只有一个进程在其临界区中执行。 - **前进 (Progress)**：如果一个进程不在临界区，并且有进程希望进入临界区，那么只有那些不在剩余区执行的进程可以参与决定谁能进入临界区，并且这个决定不能无限期推迟。 - **有限等待 (Bounded Waiting)**：一个请求进入临界区的进程，在其请求被允许之前，其他进程进入其临界区的次数必须有一个上限。 5. **章节重点：同步工具**： - 第6章的主要内容是介绍和解释各种用于 解决临界区问题 并 防止数据竞争 的工具和方法。这些工具包括： - **Peterson 方案**：一种软件解决方案。 - **硬件同步支持**：利用特殊的硬件指令（如 `test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS)），这些指令能原子地执行测试和设置操作。章节还包括了对指令重排、延迟写等**体系结构问题**的讨论，以及**内存屏障**作为低级同步机制。 - **互斥锁 (Mutex Locks)**：一种基本的同步工具，通过 `acquire()` 和 `release()` 操作实现互斥。 - **信号量 (Semaphores)**：比互斥锁更强大的工具，能提供更复杂的同步方式。例如，二元信号量可以实现互斥，计数信号量可以用于控制对有限资源的访问。来源也提示了信号量使用不当可能导致问题。 - **管程 (Monitors)**：一种更高级别的同步抽象，它将共享数据、操作这些数据的方法以及同步机制（如**条件变量**）封装在一起，确保互斥访问。管程结合了互斥访问和等待特定条件的能力。 - 值得注意的是，第6章侧重于介绍**通用工具的概念**，**不涉及具体的 API**。 6. **相关概念与后续章节联系**： - 第6章也讨论了与同步相关的**活跃性 (Liveness)** 问题，其中**死锁 (Deadlock)** 是活跃性失败的一种形式。死锁在使用同步工具时可能发生，尤其在使用锁时，虽然这些工具本身是为了防止竞争条件而设计。死锁问题将在第8章详细讨论。 - 第6章为第7章的**经典同步问题示例**（如生产者-消费者、读者-写者、哲学家就餐问题）提供了基础工具。第7章还进一步讨论了各种操作系统（Windows, Linux）和 API (POSIX, Java) 中对这些同步工具的具体支持。 总而言之，这些来源将第6章“同步工具”视为操作系统核心概念“进程同步”的基础。它首先通过并发执行和共享数据引出竞争条件和临界区问题，并明确解决该问题所需满足的严格要求。然后，章节详细介绍了从低级的硬件指令到高级的管程等多种同步工具，解释了它们如何帮助操作系统开发者防止数据竞争和解决同步挑战。虽然本章不涉及具体的 API 实现，但它为理解后续章节中这些工具的实际应用和可能遇到的复杂问题（如死锁）奠定了理论基础。 ## 临界区问题 根据来源和我们之前的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“临界区问题”的看法如下： 1. **章节核心问题与背景承接**：“临界区问题 (Critical-Section Problem)”是《操作系统概念》教材中第六章“同步工具 (Synchronization Tools)”的核心议题之一。它紧随第六章的“背景 (Background)”部分被引入。这一背景解释了为什么需要进程同步：**并发或并行执行的进程（或线程）可能共享数据**，如果没有适当的协调，对共享数据的并发访问可能导致**数据不一致**，即发生**竞争条件 (Race Condition)**。临界区问题正是为了解决这种因共享数据引起的竞争条件而提出的。 2. **问题的定义**：临界区问题涉及一个包含 $n$ 个进程的系统，每个进程都有一个称为**临界区 (Critical Section)** 的代码段，其中可能访问和更新与其他进程共享的数据。问题的核心在于设计一个协议，使得**当一个进程在其临界区执行时，不允许其他任何进程执行其临界区**。换句话说，临界区问题的目标是确保对共享数据的**互斥访问 (Mutual Exclusion)**。 3. **进程结构**：解决临界区问题的协议要求每个进程遵循特定的结构。这个结构通常包括四个部分： - **进入区 (Entry Section)**：进程在此请求进入临界区。 - **临界区 (Critical Section)**：访问共享数据的代码。 - **退出区 (Exit Section)**：临界区执行完毕后，在此执行代码以允许其他进程进入。 - **剩余区 (Remainder Section)**：进程的其他非临界区代码。 4. **解决方案必须满足的要求**：一个解决临界区问题的方案，无论采用何种工具或方法，都必须满足三个基本要求： - **互斥 (Mutual Exclusion)**：如果进程 Pi 正在其临界区中执行，那么没有其他进程可以在它们的临界区中执行。这是问题的核心要求。 - **前进 (Progress)**：如果没有进程在其临界区中执行，并且有一些进程希望进入其临界区，那么只有那些没有在其剩余区中执行的进程可以参与决定接下来进入临界区的进程，并且这个决定不能无限期地推迟。 - **有限等待 (Bounded Waiting)**：对于一个已经提出进入其临界区请求的进程，在其请求被允许之前，其他进程允许进入其临界区的次数存在一个上限。 5. **引出同步工具**：临界区问题是第六章引入和讨论各种**同步工具**（如 Peterson 方案、硬件同步指令、互斥锁、信号量、管程）的**根本原因和直接动机**。这些工具和方法 都被设计用来实现对临界区的互斥访问，并努力满足前进和有限等待的要求，从而解决由并发访问共享数据引起的竞争条件问题。第六章的主要目标之一就是介绍这些可以用来**防止数据竞争**的通用工具。 因此，这些来源认为，“临界区问题”是操作系统中进程（或线程）并发执行和共享数据时必须面对的基本挑战。它是第六章“同步工具”的出发点，教材通过定义问题、阐述其要求，为后续介绍的各种同步机制（从低级的硬件支持到高级的管程）提供了清晰的必要性和目标。解决临界区问题是实现安全、可靠并发程序的基础。 ## Peterson 方案 根据来源和我们的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“Peterson 解决方案”有以下看法： 1. **在章节结构中的定位**：Peterson 解决方案被明确列为《操作系统概念》中**第6章“同步工具”\**的一部分。它紧随“背景”和“临界区问题”之后被介绍。这表明它在教材中是作为介绍解决临界区问题的一种\**基本方法**。 2. **作为一种软件解决方案**：来源明确指出，Peterson 解决方案是一个**经典的、基于软件的临界区问题解决方案**。它提供了一种解决该问题的**良好算法描述**。 3. **适用范围**：Peterson 解决方案的讨论**局限于两个进程**（P0 和 P1）之间的交替执行，以解决它们的临界区和剩余区问题。 4. 使用的变量：该方案要求这两个进程共享两个数据项 ``` int turn ``` 和 ``` boolean flag ``` - 变量 `turn` 指示轮到哪个进程进入其临界区。 - 布尔型数组 `flag` 用于指示进程是否准备好进入其临界区，例如，`flag[i] = true` 表示进程 Pi 准备好了。 5. **潜在的问题（在现代体系结构下）**：一个关键的看法是，由于现代计算机体系结构执行基本机器语言指令（如加载和存储）的方式，Peterson 解决方案**不能保证在这些体系结构上正确工作**。来源特别提到了**指令重排**可能导致两个线程同时在其临界区执行。 6. **教学价值**：尽管存在上述实际限制，来源认为介绍 Peterson 解决方案的价值在于它提供了一个**解决临界区问题的良好算法描述**，并且**说明了**在设计满足互斥、前进和有限等待这三个要求的软件时所涉及的**复杂性**。 总而言之，这些来源将 Peterson 解决方案视为解决临界区问题的一种**经典的、软件实现的算法示例**，它有助于理解同步问题的基本概念和挑战。然而，它们也强调了该方案在现代计算机体系结构上的**局限性**，从而为后续介绍硬件支持和更高级别的同步工具（如互斥锁、信号量、管程）提供了铺垫。 ## Synchronization Hardware 根据来源和我们之前的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“硬件同步”持以下看法： 1. **章节中的位置和作用**：“硬件同步 (Hardware Support for Synchronization)”是《操作系统概念》第六章“同步工具 (Synchronization Tools)”中的一个重要部分（第6.4节）。它紧随对临界区问题背景和 Peterson 方案（一种软件解决方案）的讨论之后。它的作用是介绍如何利用底层硬件提供的能力来解决临界区问题和防止竞争条件。 2. **解决临界区问题的动机**：来源指出，由于进程（或线程）可以并发或并行执行，并且可能在指令流的任何时候被中断，这可能导致访问共享数据时出现竞争条件和数据不一致。临界区问题就是要设计一个协议，确保当一个进程在其临界区（访问共享数据的代码段）执行时，其他任何进程都不能进入它们的临界区。硬件同步机制是实现这种互斥（Mutual Exclusion）的一种方法。 3. 具体的硬件支持机制 ：来源重点讨论了几种硬件提供的同步机制： - 硬件指令 (Hardware Instructions) ：许多现代计算机系统提供特殊的原子指令，允许原子地（作为一个不可中断的单元）测试并修改一个字的内容，或交换两个字的内容。来源描述了两种抽象的指令： - `test and set()`：这个指令原子地返回目标变量的旧值，并将目标变量设置为真 (true)。通过一个布尔型 `lock` 变量（初始化为 false），进程可以使用 `test and set()` 来实现互斥。 - `compare and swap()` (CAS)：这个指令原子地比较目标变量的值与期望值，如果相等，则将目标变量设置为新值，并返回旧值。它也可以用来实现互斥锁，通过一个整型 `lock` 变量（初始化为 0），只有当 `lock` 为 0 时，`compare and swap()` 才能成功将 `lock` 设置为 1，允许进程进入临界区。CAS 指令也被用于实现**无锁算法 (lock-free algorithms)**。 - **内存屏障 (Memory Barriers)**：来源指出，内存屏障是一种非常低级的操作，主要由内核开发者用于编写专门的代码以确保互斥。内存屏障用于确保操作的顺序性，可以避免由于指令重排或延迟写入缓冲区等体系结构问题导致的同步错误。例如，在 Peterson 方案的实现中，可以在进入区的赋值语句之间使用内存屏障来防止指令重排。 4. **体系结构问题**：第六章，特别是关于硬件同步的部分，包含了对相关体系结构问题的讨论。这些问题包括指令重排 (instruction reordering) 和延迟写入缓冲区 (delayed writes to buffers) 如何影响并发访问，以及如何使用内存屏障和内存模型 (memory models) 来解决这些问题。 5. **与高层工具的关系**：硬件同步机制提供了构建更高级同步工具（如互斥锁、信号量、管程）的基础。虽然硬件指令本身可以解决临界区问题，但它们通常比高级别工具更难以正确使用，并且可能会导致忙等待 (busy waiting)，效率较低。高级别工具通常基于这些底层的原子操作来构建，提供更方便、更强大的同步抽象。 总而言之，这些来源认为，“硬件同步”是“同步工具 (Chapter 6)”中讨论的重要方法之一，它利用了处理器提供的原子操作和内存排序保证来解决并发环境中共享数据的访问问题（即临界区问题）。具体的机制包括原子指令（如 `test and set` 和 `compare and swap`）和内存屏障。这些低级机制是构建更高级同步工具的基础，并且与底层的体系结构问题（如指令重排）紧密相关。 ### 内存屏障 根据您提供的来源和我们的对话历史，关于在更大的“硬件同步”背景范畴下，这些来源对“内存屏障”的看法如下： 1. **章节背景与硬件支持**：在《操作系统概念》这本书的结构中，“同步工具”（Chapter 6）涵盖了用于协调并发进程或线程活动的各种机制。其中一个重要的部分讨论了**硬件同步支持**。这是因为纯粹的软件解决方案（例如 Peterson 方案）在现代计算机体系结构上可能无法保证正确工作。 2. **直接提及（通过引用）**：提供的来源中，唯一直接提到“内存屏障”的是在第6章练习部分的进一步阅读（Further Reading）列表中。该列表引用了 [Mckenney (2010)] 的一篇题为“Memory Barriers: a Hardware View for Software Hackers”的论文。这个引用表明，“内存屏障”是与硬件支持同步相关的一个重要概念，尽管在提供的核心章节文本片段中没有对其进行详细定义或解释。它被放置在讨论硬件同步工具（如 `test and set` 和 `compare and swap`）的章节背景下。 3. **已详细讨论的硬件同步机制**：虽然没有详细解释内存屏障，来源**确实**详细讨论了其他硬件提供的同步原语，主要是原子指令： - **`test and set()` 指令**：来源定义并展示了 `test and set()` 指令。它强调该指令的核心特征是其**原子性**。原子性意味着该操作是不可中断地执行的。来源展示了如何使用一个共享布尔变量 `lock`（初始化为 `false`）和 `test and set()` 指令来实现互斥。 - **`compare and swap()` (CAS) 指令**：来源也定义了 `compare and swap()` 指令。它强调 CAS 也像 `test and set()` 一样，可以在原子地操作两个字。CAS 指令只有在变量的当前值等于预期值时，才会将其设置为新值，并且总是返回变量的原始值。与 `test and set()` 类似，CAS 的重要特征也是其**原子性**。来源展示了如何使用 CAS 来实现互斥。 4. **对“内存屏障”的看法（基于上下文推断）**：尽管来源没有解释内存屏障是什么或如何工作，但将其包含在关于同步工具、特别是硬件同步支持的章节的进一步阅读列表中，以及强调原子指令（`test and set` 和 CAS）的硬件保证，强烈暗示了内存屏障在并发编程和同步中扮演着与硬件相关的重要角色。它们可能被视为确保内存操作顺序的低级机制，尤其是在现代处理器可能为了性能而重排指令执行顺序的情况下。正确的同步往往依赖于特定的内存访问顺序，而内存屏障就是硬件提供的一种强制执行这种顺序的手段。因此，虽然来源没有直接阐述其看法，但通过引用 Mckenney 的论文，它将内存屏障定位为一个与硬件同步紧密相关、值得进一步深入研究的主题。 总结来说，提供的来源在“硬件同步”这一更大的背景下，通过引用一篇相关论文，**认可了“内存屏障”是与进程同步和底层硬件机制相关的一个重要概念**。虽然来源详细介绍了 `test and set` 和 `compare and swap` 等原子硬件指令作为实现互斥的工具，但对于内存屏障本身没有提供解释。因此，我们可以推断，在《操作系统概念》这本教材中，内存屏障被视为硬件同步领域的一个更深入或补充性的话题，与确保多处理器环境下共享数据访问的正确性密切相关。 ### 原子变量 根据提供的来源和我们的对话历史，在更大的“硬件同步 (Hardware Synchronization)”背景范畴下，这些来源对“原子变量 (Atomic Variables)”的看法可以总结如下： 1. **硬件同步的必要性**：来源指出，像 Peterson 方案这样的纯软件同步方案在现代计算机体系结构上并**不保证有效**。这意味着在并发或并行环境中，仅仅依靠软件逻辑来实现互斥和同步是不够的，需要底层**硬件的支持**。这是引入硬件同步机制的根本原因。 2. **硬件提供的原子操作**：来源重点介绍了硬件为同步提供的关键支持：**原子性操作 (Atomic Operations)**。原子操作是指那些被保证是不可中断的、作为一个单一的、完整的单元执行的操作。即使多个处理器核心同时尝试执行同一个原子操作，它们也会被硬件强制**顺序执行**，其顺序是任意的。 3. **原子操作的例子与“原子变量”的关联**： - 来源详细描述了两种原子硬件指令：`test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS)。 - `test and set(boolean *target)` 指令会读取 `target` 变量的旧值，同时将 `target` 设置为 `true`，并返回旧值。这个读和写的操作是原子完成的。这里的 `*target` 参数，以及在互斥实现中使用到的 `lock`变量，就是被这些原子操作作用的变量。 - `compare and swap(value, expected, new_value)` 指令则是在一个原子操作中完成比较和潜在的交换：如果 `value` 的当前值等于 `expected`，则将 `value` 设置为 `new_value`；无论是否设置，都返回 `value` 的原值。这里的 `value` 参数，以及在互斥实现中使用到的 `lock` 变量，也是被原子操作作用的变量。 - 虽然来源没有专门为这些变量定义一个术语叫“原子变量”，但在“硬件同步”的上下文中，这些被原子指令操作的变量 (`lock`, `target`, `value` 等) 实际上就是我们通常理解的“原子变量”——**它们的值是通过原子操作来安全地修改和读取的**。 4. **原子操作在解决临界区问题中的作用**：硬件提供的原子操作是构建更高层同步工具（如互斥锁、信号量）和解决临界区问题的**基础**。通过对共享变量（如 `lock`）应用原子操作，可以确保在任一时刻只有一个进程能够“成功”地获取锁（例如，`test and set` 返回 `false` 并将 `lock` 设置为 `true`），从而实现互斥访问。来源提供了使用 `test and set` 和 `compare and swap` 实现互斥锁的伪代码示例，展示了如何利用这些原子指令来保护临界区。 5. **信号量与原子性**：来源还指出，信号量 `S`（一个整数变量）只能通过两个标准的**原子操作** `wait()` 和 `signal()` 来访问和修改。这同样强调了底层操作的原子性对于保证信号量正确工作的重要性。 6. **其他原子性机制**：除了基本的硬件指令，来源还提到了其他确保原子性的机制，例如 OpenMP 中的 `#pragma omp critical` 指令，它会将指令块内的代码视为临界区并**原子地执行**。 总结来说，在“同步工具 (Chapter 6)”的“硬件同步”背景下，这些来源认为： - 需要硬件支持才能在现代并发/并行系统上实现可靠的同步。 - 硬件通过提供**原子指令**（如 `test and set` 和 `compare and swap`）来实现这种支持，这些指令保证了操作的不可分割性。 - 尽管未明确定义“原子变量”这一术语，但来源演示了这些**原子操作如何应用于共享变量**（如锁变量 `lock` 或信号量 `S`），正是这些变量的原子性访问（通过硬件指令保证）使得构建互斥锁和解决临界区问题成为可能。 - 因此，“原子变量”在这一背景下被视为那些通过底层硬件保证的**原子操作**来安全访问和修改的变量，它们是实现进程同步和避免竞争条件的关键构件。 ## Mutex Lock 互斥锁 根据来源和我们的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“互斥锁 (Mutex locks)”的看法可以归纳如下： 1. **在同步工具中的地位**：互斥锁被认为是**最简单的同步工具之一**。它们是操作系统设计者构建的**更高级别的软件工具**，用于解决临界区问题，与更低级别的硬件解决方案形成对比。术语“mutex”本身就是“mutual exclusion”（互斥）的缩写。 2. **核心目的**：互斥锁的主要用途是**保护临界区**，从而**防止数据竞争 (Race Conditions)**。通过确保在任何给定时刻**只有一个进程（或线程）\**可以访问共享数据（即进入临界区），互斥锁强制实现了对共享资源的\**互斥访问 (Mutual Exclusion)**。 3. **基本机制**：互斥锁通过两个主要操作来实现其功能： - **`acquire()` (获取)**：进程在进入临界区之前必须调用此操作来获取锁。 - **`release()` (释放)**：进程在退出临界区之后必须调用此操作来释放锁。 - 一个互斥锁通常有一个布尔变量 `available`，其值指示锁是否可用。如果锁可用，`acquire()` 调用成功，锁变为不可用。如果一个进程试图获取一个不可用的锁，它将被**阻塞**，直到锁被释放。 4. **在章节结构中的位置**：在《操作系统概念》教材中，互斥锁（Section 6.5）是在引入了背景（并发导致的竞争条件）、临界区问题及其解决方案的要求、Peterson 解决方案 以及硬件同步支持 之后被讨论的。这表明互斥锁是解决临界区问题的一种**软件层面的、比硬件指令更易用的**机制。 5. **与其他同步工具的关系**： - **硬件支持**：互斥锁等高级工具是基于更低级别的硬件支持构建的，如 `test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS) 指令。 - **信号量 (Semaphores)**：互斥锁被认为是比信号量**更简单的**同步工具。虽然二元信号量可以用于实现互斥访问，功能类似于互斥锁，但信号量具有整数值，可以提供更复杂的同步方式。 - **管程 (Monitors)**：管程是一种更高级别的抽象，它通常在内部使用锁（或类似的机制）来实现互斥访问其数据。 - **原子变量 (Atomic Variables)**：对于简单的共享数据更新（如计数器），原子变量可能比互斥锁更高效。 6. **实践中的应用**： - 第6章介绍了互斥锁作为一种通用工具，没有具体讨论特定 API。 - 第7章则详细讨论了如何在实际操作系统和编程接口中使用互斥锁来解决经典的同步问题。 - **Windows** 使用调度程序对象 (dispatcher objects)，其中包含互斥锁，用于内核外的线程同步。临界区对象 (critical-section object) 是一种用户模式的互斥锁，通过先尝试自旋锁再分配内核互斥锁来提高效率。`CreateMutex()` 用于创建 Windows 互斥锁，`WaitForSingleObject()` 获取，`ReleaseMutex()` 释放。 - **Linux** 在内核中使用互斥锁保护临界区，函数包括 `mutex_lock()` 和 `mutex_unlock()`。Linux 内核中的互斥锁是**非递归的**。 - **POSIX (Pthreads)** 将互斥锁作为基本的同步技术。使用 `pthread_mutex_t` 类型，通过 `pthread_mutex_init()` 初始化，`pthread_mutex_lock()` 获取，`pthread_mutex_unlock()` 释放。 - **Java** 通过 `synchronized` 方法和同步块以及 `ReentrantLock` 类提供类似于互斥锁的功能。 7. **潜在问题**：像信号量一样，如果互斥锁使用不当（例如，忘记释放锁，或者在不正确的时机获取/释放），可能导致进程**永久阻塞 (permanent block)** 或破坏互斥性。此外，互斥锁是**死锁 (Deadlock)** 的常见原因之一，开发者必须仔细考虑锁的获取和释放顺序以避免死锁。 总而言之，这些来源将互斥锁定位为第6章“同步工具”中介绍的一种**核心、相对简单且广泛使用**的软件同步机制，它通过强制互斥访问来解决因并发导致的共享数据不一致问题。虽然其基本概念简单，但如何在复杂的系统和应用中正确有效地使用互斥锁（并避免死锁等问题）是进程同步中的一个重要议题，这在第7章和第8章中得到了进一步的应用和讨论。 ## Semaphores 根据提供的来源和我们之前的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“信号量 (Semaphores)”的“使用”持以下看法： 1. **作为更强大的同步工具**：信号量被视为一种比互斥锁（mutex locks）**更健壮**的工具。它们可以像互斥锁一样提供互斥访问，但也能提供**更复杂**的进程（或线程）间活动同步方式。信号量的核心特性是它是一个**整数变量**，并且只能通过两个**原子**操作来访问：`wait()`（最初称为 P()）和 `signal()`（最初称为 V()）。 2. **基本操作与结构**：信号量的使用围绕着 `wait()` 和 `signal()` 操作展开。一个典型的进程使用信号量来保护临界区的结构是：在进入临界区前执行 `wait(S)`，在离开临界区后执行 `signal(S)`。`wait(S)` 操作会检查信号量的值，如果值小于等于零，进程会忙等待（在经典定义中）或阻塞（在无忙等待的实现中）；如果值大于零，则会将信号量的值减一并继续。`signal(S)` 操作会将信号量的值加一。这些操作（特别是对信号量值的修改和 `wait` 中的测试与修改）必须**原子地**执行，以防止竞态条件。 3. **两种主要类型及其用途**：来源区分了两种主要的信号量类型： - **计数信号量 (Counting Semaphores)**：其值可以在无限制的范围内变化。主要用于**控制对具有有限数量实例的给定资源的访问**。信号量通常被初始化为可用资源的数量。希望使用资源的进程执行 `wait()` 操作（递减计数），释放资源的进程执行 `signal()` 操作（递增计数）。当计数变为 0 时，所有资源都被使用，后续尝试使用资源的进程将被阻塞直到计数大于 0。来源提到，对于控制对有限数量资源的访问，计数信号量通常比互斥锁更合适。 - **二元信号量 (Binary Semaphores)**：其值只能在 0 和 1 之间变化。二元信号量的行为**类似于互斥锁**。在不提供互斥锁的系统上，可以使用二元信号量来实现**互斥访问**。 4. **解决同步问题**：信号量不仅可以用于互斥，还可以用于解决**各种同步问题**。一个例子是要求进程 P2 中的语句 S2 在进程 P1 中的语句 S1 完成后才能执行。这可以通过共享一个初始化为 0 的信号量 `synch` 来实现：P1 在 S1 后执行 `signal(synch)`，P2 在 S2 前执行 `wait(synch)`。由于 `synch` 最初是 0，P2 的 `wait(synch)` 会使其等待，直到 P1 执行 `signal(synch)`。 5. **在经典同步问题中的应用**：信号量经常用于解决**经典同步问题**，这些问题常被用作测试新的同步方案。来源提到了信号量在以下问题中的应用（或与解决方案相关）： - **有界缓冲区问题 (Bounded-Buffer Problem)**：来源指出此问题是说明同步原语强大功能的一个经典例子，并提供了一个使用三个信号量（`empty`, `full`, `mutex`）的解决方案结构。 - **读者-写者问题 (Readers-Writers Problem)**：来源展示了使用二元信号量 `rw_mutex` 和 `mutex` 的解决方案，其中 `rw_mutex` 用于写者的互斥访问以及第一个/最后一个读者的进入/退出，`mutex` 用于保护读计数器 `read_count` 的更新。 - **哲学家进餐问题 (Dining-Philosophers Problem)**：虽然来源主要展示了使用管程的解决方案，但它也提到可以使用信号量来表示筷子，并且管程可以**使用信号量来实现**。 6. **实际 API 中的使用 (POSIX, Java)**：来源详细介绍了在实际编程中如何使用信号量： - POSIX 信号量 ：这是用户级程序员可以使用的 API，不是特定于某个内核的。POSIX 规范有两种类型的信号量： 命名信号量 和 无名信号量 。 - **命名信号量**：通过名称来创建和打开（如 `sem_open()`）。其优点是**多个不相关的进程可以很容易地通过名称共享同一个信号量**作为同步机制。使用 `sem_wait()` 获取信号量（对应 `wait()`）和 `sem_post()` 释放信号量（对应 `signal()`）。 - **无名信号量**：通过 `sem_init()` 初始化。它们不像命名信号量那样容易共享，通常**用于同一进程内的线程之间共享**。如果需要在进程之间共享，需要将信号量放在共享内存区域。同样使用 `sem_wait()` 和 `sem_post()`。 - **Java 信号量**：Java API 提供了计数信号量。使用 `Semaphore(int value)` 构造函数创建，`value` 指定初始值。使用 `acquire()` 方法获取信号量（对应 `wait()`）和 `release()` 方法释放信号量（对应 `signal()`）。来源提供了一个使用 Java 信号量实现互斥的例子。 7. **使用中可能出现的问题**：尽管信号量功能强大，但**使用不当容易导致难以检测的定时错误**。来源列出了**不正确使用信号量操作**的例子，例如： - 在临界区后执行 `signal(mutex)`，然后紧接着执行 `wait(mutex)`。 - 执行 `wait(mutex)` 后，再次执行 `wait(mutex)`。 - 遗漏 `wait(mutex)` 或 `signal(mutex)`，或两者都遗漏。 - 这些错误可能导致**互斥被破坏**或**进程永久阻塞**。 - 更严重的是，不正确或相互竞争的使用可能导致**死锁**，来源提供了一个两个进程和两个信号量相互等待而导致死锁的经典例子。 - 其他潜在问题包括**饥饿 (Starvation)**（进程无限期地阻塞在信号量队列中）和**优先级反转 (Priority Inversion)**。 - 来源强调，**正确使用信号量是应用程序程序员的责任**。 8. **实现细节与忙等待**：经典的 `wait()` 实现包含**忙等待 (busy waiting)**，即进程在等待时不断检查条件。为了克服这个问题，信号量实现通常会关联一个等待队列，当进程必须等待时，它会被放入队列并阻塞，而不是忙等待。尽管如此，无忙等待的信号量实现仍可能在 `wait()` 和 `signal()` 操作本身的短临界区内包含短暂的忙等待。在多核环境中，原子地执行 `wait()` 和 `signal()` 操作需要硬件支持，如 `compare_and_swap()`或自旋锁（spinlocks），而不是简单地禁用中断。 综上所述，在“同步工具”的大背景下，来源将信号量视为一种强大且通用的同步机制，能够解决包括互斥访问和各种复杂协调任务在内的问题。它们通过 `wait()` 和 `signal()` 原子操作来实现，并区分了用于资源计数的计数信号量和用于互斥的二元信号量。来源不仅展示了其在经典问题和实际 API（如 POSIX、Java）中的具体使用方式，还着重指出了其使用的复杂性，特别是如果使用不当，容易导致死锁、饥饿等 liveness 问题，强调了程序员正确使用信号量的重要性。 ### 实现避免忙等待 好的，根据来源和我们的对话历史，在更大的“信号量 (Semaphores)”背景范畴下，这些来源对“实现 (避免忙等待)”的看法讨论如下： 1. **信号量的引入与基本定义**：信号量（Semaphore）被视为一种**同步工具**，比互斥锁（Mutex Locks）更复杂，但提供了更灵活的同步方式。一个信号量 S 是一个**整数变量**，除了初始化之外，只能通过两个**原子操作** `wait()` 和 `signal()`（最初称为 P 和 V）来访问和修改。 2. **经典定义中的忙等待问题**：来源首先给出了 `wait()` 和 `signal()` 操作的经典定义。在这个定义中，`wait(S)`操作包含一个 `while (S <= 0);` 循环。这意味着如果信号量 S 的值不大于 0，进程将**持续循环检查**这个条件，直到 S 的值大于 0 为止。来源明确指出，这种实现方式**存在忙等待 (busy waiting)** 的问题。忙等待是指进程在等待一个事件发生时，**持续占用 CPU 资源**进行检查，而不是放弃 CPU。 3. **克服忙等待的实现方法**：来源进一步讨论了如何**克服**经典定义中存在的忙等待问题。解决方案是**修改**`wait()` 和 `signal()` 操作的定义。这种修改后的实现方式**不会引入忙等待**。 4. **基于等待队列的实现**：为了避免忙等待，修改后的实现为每个信号量关联了一个**等待队列**。 - 一个信号量在新的定义下包含两个部分：一个**整数值 (value)** 和一个**进程列表 (list)**（即等待队列）。这个列表存储着等待该信号量的进程。 - `wait(semaphore *S)` 操作的实现逻辑变为：先将信号量的值 `S->value` 减一。如果 `S->value` 变为负数（小于 0），这意味着资源不可用或者有进程正在等待。此时，调用 `wait()` 的进程会被**添加到信号量 S 的等待列表中**，并调用操作系统提供的 `sleep()` 操作**挂起 (suspend)** 自己，从而**放弃 CPU**。然后控制权会转移给 CPU 调度程序，去执行另一个进程。 - `signal(semaphore *S)` 操作的实现逻辑变为：先将信号量的值 `S->value` 加一。如果 `S->value` 在加一后仍然小于或等于 0，这表明在 `signal()` 操作执行前有进程正在等待这个信号量。此时，需要从信号量 S 的等待列表中**移除一个进程 P**，并调用操作系统提供的 `wakeup(P)` 操作来**唤醒 (resume)** 该进程，将其状态从等待状态改为就绪状态，并放入就绪队列。 - 这种实现下，信号量的值可能是负数。如果信号量值为负，其绝对值**表示在该信号量上等待的进程数量**。 5. **原子性要求与忙等待的转移**：来源强调，无论哪种实现方式，`wait()` 和 `signal()` 操作都**必须原子地执行**。这意味着在某个进程修改信号量的值时，没有其他进程可以同时修改同一个信号量的值。这是一个**临界区问题**，`wait()` 和 `signal()` 的代码本身被视为临界区。 - 在单处理器环境中，可以通过**禁止中断**来确保 `wait()` 和 `signal()` 的原子性。 - 在多核环境中，禁止所有核心的中断是困难且影响性能的。因此，多核系统必须提供**替代技术**，例如 `compare and swap()` (CAS) 指令或自旋锁 (spinlocks)，来确保 `wait()` 和 `signal()` 的原子性。 - 因此，即使采用了基于等待队列的实现，也**没有完全消除忙等待**。忙等待被**转移并局限于** `wait()` 和 `signal()` 操作的**短临界区**内部。这些临界区如果编码得当，应该只包含很少的指令。因此，这些关键的临界区几乎从不被占用，忙等待很少发生，且只持续很短的时间。 6. **操作系统/API 对无忙等待实现的支持**：来源表明，各种操作系统 API 提供的信号量实现通常都采用了避免忙等待的机制。 - POSIX 信号量（`sem_wait` 和 `sem_post`） 和 Windows 信号量（`WaitForSingleObject` 和 `ReleaseSemaphore`） 等 API 都提供了使调用线程**阻塞/等待**直到信号量可用的功能，这与基于等待队列的无忙等待实现是一致的。 - Linux 系统明确提到使用其**等待队列机制**来同步与信号量通信的进程。 - Windows 的 dispatcher 对象（包括信号量）具有**信号状态 (signaled)** 和**非信号状态 (nonsignaled)**。线程在获取处于非信号状态的对象时会**阻塞**并被放入等待队列。当对象变为信号状态时，内核会将等待队列中的线程**移到就绪状态**。这与信号量的等待队列机制类似。 综上所述，这些来源认为，信号量的经典实现存在忙等待的效率问题。为了解决这一问题，实际的信号量实现通常基于**等待队列**，通过操作系统提供的 `sleep()` 和 `wakeup()` 基本系统调用，在进程等待信号量时将其**挂起**，从而避免持续占用 CPU。尽管如此，实现 `wait()` 和 `signal()` 操作本身的原子性仍需要底层硬件或操作系统的支持，并且可能在这些极短的关键代码段中仍然涉及有限的忙等待（例如使用自旋锁在多核环境下保护原子操作），但这与经典定义中应用程序层面的长时间忙等待是不同的。 ## 经典同步问题 在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，根据这些来源和我们的对话历史，对“经典同步问题”的看法可以这样讨论： 1. **章节结构中的定位与关系**：这些来源显示，《操作系统概念》教材将进程同步相关的材料分成了多个章节。**第6章“同步工具”\**专注于介绍各种同步机制和工具本身，如互斥锁、信号量、管程、硬件支持以及 Peterson 方案等。而\**第7章“同步示例”\**则应用第6章介绍的工具来解决一些\**“经典同步问题 (Classic Problems of Synchronization)”**。虽然经典问题本身主要在第7章详细展开，但它们是第6章引入和讨论同步工具的**重要动机和应用场景**。来源 也将“经典同步问题”列在“Ch6, 7 Process Synchronization”的标题下，表明它们是这一主题的核心内容。 2. **作为同步工具的应用示例**：来源明确指出，**“经典问题可以被用作说明同步原语的威力”**。它们是**“使用第6章介绍的工具（包括互斥锁、信号量、管程和条件变量）来解决的”**具体示例。这意味着经典同步问题是理解和掌握第6章提供的同步工具如何实际工作、解决并发难题的关键。 3. **具体的经典问题**：来源提到了几个具体的经典同步问题作为例子： - **有界缓冲区问题 (Bounded-Buffer Problem)**：生产者和消费者共享一个固定大小的缓冲区，需要同步以确保生产者不会向满的缓冲区写入，消费者不会从空的缓冲区读取。来源提到这个问题在第6章背景部分（第6.1节）已被引入，用于说明并发访问共享数据可能导致问题。 - **读者-写者问题 (Readers–Writers Problem)**：多个进程同时访问一个共享数据对象，其中一些进程只读取数据（读者），而另一些进程修改数据（写者）。问题在于允许多个读者同时访问，但在写者访问时必须是独占的。 - **哲学家进餐问题 (Dining-Philosophers Problem)**：通常涉及五个哲学家围坐在圆桌旁，每个人都需要拿起左右两边的两根筷子才能进餐。这个问题是说明**死锁 (Deadlock)** 问题的经典例子，尽管它也是一个同步问题。 4. **与死锁的关系**：来源指出，在使用第6章讨论的同步工具时，如果不小心，可能会导致死锁。哲学家进餐问题就是一个经典的例子，展示了即使使用了同步原语（如信号量），如果获取资源的顺序不当，也可能发生死锁。这进一步强调了在应用同步工具解决经典问题时，不仅要确保互斥、前进、有限等待，还要警惕死锁等活性故障。 因此，在“同步工具 (Chapter 6)”的背景下，这些来源将“经典同步问题”视为： - **驱动因素**：它们是共享数据带来的并发访问问题（竞争条件、临界区问题）的具体体现，促使人们去开发和研究第6章中的各种同步工具。 - **应用场景**：它们提供了一系列标准的、可用来演示和测试第6章所学同步工具如何工作的实际例子。 - **复杂性体现**：它们揭示了并发编程的复杂性，包括如何正确使用同步工具来满足互斥、前进、有限等待等要求，以及如何避免死锁等潜在问题。 尽管经典问题的详细解决方案在第7章，但它们与第6章的同步工具是紧密相关的，共同构成了进程同步主题的核心内容。 ## Monitors 根据来源和我们的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“监视器 (Monitors)”的看法如下： 1. **在章节结构中的位置**：监视器被明确列为《操作系统概念》**第6章“同步工具”**中的一个主要议题（第6.7节）。它紧随互斥锁和信号量之后被介绍。在第7章“同步示例”中，监视器与互斥锁、信号量和条件变量一起被列为解决经典同步问题的工具。 2. **作为一种高层同步工具**：来源将监视器视为一种**高层同步结构**。与使用信号量或互斥锁可能容易出错的情况相比，监视器提供了一种更可靠的方式来协调并发进程的活动。 3. **抽象数据类型（ADT）**：监视器被描述为一种**抽象数据类型（ADT）**。这意味着它将数据（共享变量）与操作这些数据的函数封装在一起，并且用户无法直接访问内部数据，只能通过监视器提供的函数来操作。 4. **互斥的内置支持**：监视器构造的一个核心特性是它**确保在任何时候，监视器内部只有一个进程是活跃的**。这使得程序员**无需显式地编写互斥约束**，从而简化了编程。 5. 条件变量（Condition Variables） ：为了实现更复杂的同步方案，监视器引入了 条件变量 。 - 程序员可以定义一个或多个类型为 `condition` 的变量。 - 对条件变量只有两种允许的操作：`wait()` 和 `signal()`。 - `x.wait()` 操作意味着调用该操作的进程将被**挂起**，直到另一个进程调用 `x.signal()`。 - `x.signal()` 操作**恰好恢复一个被挂起的进程**（如果存在）。 - 与信号量的 `signal()` 操作不同，如果没有任何进程在条件变量上等待，监视器的 `signal()` 操作将**没有任何效果**。这是一种重要的区别。 - 图6.13显示了带有条件变量的监视器示意图。 6. **实现方式**：来源指出，监视器机制**可以使用信号量来实现**。例如，可以使用一个二元信号量 `mutex` 来确保互斥进入监视器，并使用其他信号量和计数器来实现条件变量的 `wait()` 和 `signal()` 操作。 7. 应用与示例 ：监视器被应用于解决经典的同步问题，例如： - 有界缓冲区问题（Bounded-Buffer Problem）。 - 读者-写者问题（Readers–Writers Problem）。 - 哲学家进餐问题（Dining-Philosophers Problem）。 - 习题部分还涉及使用监视器设计资源分配器、文件访问协调 和闹钟。 8. **在编程语言中的体现**：许多编程语言吸收了监视器的概念，例如 **Java 和 C#**。Java 的同步机制（第7.4节）也被包含在讨论中。 9. **与其他工具的关系**：监视器被视为在互斥锁和信号量之上的更高级别的抽象。尽管它们是更高级的工具，但也可以使用信号量等低级原语来实现。 总而言之，在“同步工具”的背景下，这些来源将监视器视为一种**重要的、高层的软件同步机制**，它通过提供内置的互斥性和条件变量来简化并发程序的编写。尽管是高级概念，但其底层实现可以基于信号量等基本同步原语。 ## 关键问题的回答 - **What is race condition?** - A **race condition** occurs when **several processes access and manipulate the same data concurrently**. - The outcome of the execution depends on the **particular order** in which the accesses take place. - Race conditions can lead to **data inconsistency**. - **What is critical section problem?** - The **critical section problem** is about designing a **protocol** that the processes can use to **cooperate** when sharing data. - Each process has a segment of code, called a **critical section**, in which it may be accessing shared data. - The key feature of the system is that **when one process is executing in its critical section, no other process is allowed to execute in its critical section**. - **What are three requirements for a solution to solve the critical problem?** - Any solution to the critical section problem must satisfy three requirements: 1. **Mutual Exclusion:** If process Pi is executing in its critical section, then no other processes can be executing in their critical sections. 2. **Progress: ** **If no process is executing in its critical section and some processes wish to enter their critical sections, then only those processes that are not executing in their remainder sections can participate in deciding which will enter its critical section next, and this selection cannot be postponed indefinitely.** This is illustrated with an analogy: if one student is not hungry and the other wants the spoon to eat, the non-hungry student cannot prevent the other from taking it. 3. **Bounded Waiting:** **There exists a limit on the number of times that other processes are allowed to enter their critical sections after a process has made a request to enter its critical section and before that request is granted.** The analogy given is that a student who has just eaten cannot immediately grab the spoon again if another is waiting; they must allow the waiting student to eat. - **What methods can be used to solve the critical section problems?** - Several methods and tools can be used: - **Software-based solutions:** Such as Peterson's Solution (for two processes). Note that software solutions may not work well on modern computer architectures due to instruction reordering. - **Hardware support:** Including atomic instructions like `test_and_set()`. If the machine supports `test_and_set()`, mutual exclusion can be implemented using a boolean lock variable. - **Mutex Locks:** Simple high-level software tools where a process must `acquire()` the lock before entering the critical section and `release()` it after exiting. - **Semaphores:** Integer variables accessed only through atomic `wait()` and `signal()` operations. They can be counting semaphores or binary semaphores. - **Monitors:** Abstract data types that provide a higher-level synchronization form by encapsulating shared data, procedures, and synchronization mechanisms. They typically use condition variables. - **Alternative Approaches:** Such as Transactional Memory, OpenMP, and Functional Programming Languages. Transactional memory performs a sequence of memory operations atomically. - **What are the problems if we incorrectly use the semaphore?** - Incorrect use of semaphores can cause **timing errors** that are difficult to detect because they only occur with specific execution sequences. - Examples of incorrect use and resulting problems include: - **Swapping the order of `wait()` and `signal()`** (e.g., `signal(mutex)` then `wait(mutex)`) can result in **several processes being in their critical section simultaneously**, violating mutual exclusion. - **Replacing `signal()` with `wait()`** (e.g., two consecutive `wait(mutex)` calls) can cause **deadlock**, where processes block indefinitely. - **Omitting a `wait()` or `signal()`** can also lead to violations of mutual exclusion or permanent blocking. - Signal semaphore implementations (even those without busy waiting) can lead to **deadlock**. Deadlock is a situation where every process in a set is waiting for an event that can only be caused by another waiting process in the set. The dining-philosophers problem is a classic example illustrating how semaphores can lead to deadlock. - **What can semaphore help in process synchronization?** - Semaphores are a **tool for process synchronization**. - They help in **controlling access to shared data** to prevent race conditions. - They can be used to implement **mutual exclusion** by controlling access to a critical section (binary semaphores often serve this purpose). - They can control access to a pool of finite resources, with the semaphore initialized to the number of resources (counting semaphore). - Semaphores can be used to **solve various synchronization problems**, such as ensuring that processes execute statements in a particular order. - Implementations using waiting queues can **avoid busy waiting**. - **What is Monitor?** - A **Monitor** is an **abstract data type**. - It provides a **high-level synchronization form**. - It **encapsulates** shared data structures, the procedures (methods) that operate on the data, and synchronization mechanisms. - The monitor guarantees that **only one process can be active within the monitor at any time**, providing mutual exclusion. - Monitors use **condition variables** (`wait()`, `signal()`) to allow processes to wait for specific conditions to become true and to signal other processes when conditions change. A process invoking `wait()` on a condition variable is suspended. A process invoking `signal()` on a condition variable resumes one (or sometimes more, depending on implementation) of the processes waiting on that condition variable. Loading... ## 概述 在“操作系统概念”这本教材的结构中，“进程同步”（第6章、第7章和第8章）部分是紧随“进程管理”（第3章、第4章和第5章）之后的。第6章专门关注**同步工具**。 **同步工具的必要性** 操作系统中的进程或线程通常是**并发执行**或**并行执行**的。并发执行意味着一个进程可能在未完全执行完毕时就被中断，CPU 被分配给另一个进程。并行执行则指多个指令流（代表不同的进程或线程）同时在不同的处理核心上执行。这种并发或并行执行如果涉及到多个进程或线程**共享数据**，就可能导致数据的不一致性。来源以生产者-消费者问题为例，说明了共享 `counter` 变量可能引发的问题。在现代操作系统中，实际上是**内核级线程**在被调度执行，而不是进程，尽管“进程调度”和“线程调度”这两个术语常常互换使用。 **临界区问题** 为了维护共享数据的一致性，需要设计协议来同步进程的活动。这就是所谓的**临界区问题**。每个进程都有一段称为**临界区**的代码，其中可能访问和更新与其他进程共享的数据。临界区问题的关键在于，当一个进程在其临界区执行时，**不允许**其他任何进程执行其临界区代码。解决临界区问题协议的典型结构包含**进入区**（请求进入临界区）、**临界区**、**退出区**（执行完毕后允许其他进程进入）和**剩余区**。 **解决临界区问题的要求** 一个解决临界区问题的方案必须满足以下三个要求： 1. **互斥 (Mutual Exclusion)**：如果进程 Pi 正在其临界区中执行，那么没有其他进程可以在它们的临界区中执行。 2. **前进 (Progress)**：如果没有进程在其临界区中执行，并且有一些进程希望进入其临界区，那么只有那些没有在其剩余区中执行的进程可以参与决定接下来进入临界区的进程，并且这个决定不能无限期地推迟。 3. **有限等待 (Bounded Waiting)**：对于一个已经提出进入其临界区请求的进程，在其请求被允许之前，其他进程允许进入其临界区的次数存在一个上限。 **同步工具和方法** 第6章详细探讨了用于解决临界区问题和防止竞态条件的各种**工具和方法**： - **Peterson 方案**：一种软件解决方案。 - **硬件同步支持**：包括使用特殊的硬件指令，如 `test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS) 来原子地（不可中断地）测试和修改字的内容或交换两个字的内容。此外，还提到了**内存屏障**作为确保操作顺序的低级机制。 - **互斥锁 (Mutex Locks)**：一种基本的同步工具，使用一个布尔变量来指示锁是否可用，通过 `acquire()` 和 `release()` 操作来实现互斥。它被用于解决临界区问题。 - **信号量 (Semaphores)**：比互斥锁更强大的工具，可以提供更复杂的进程同步方式。例如，二元信号量可以用来实现 n 个进程之间的互斥。计数信号量则可以用来解决如生产者-消费者问题中对有限资源的访问同步。来源也指出信号量使用不当可能导致问题。 - **管程 (Monitors)**：一种更高级别的同步构造，它结合了互斥访问和等待特定条件的能力。管程中定义的函数只能访问管程内声明的变量及其形式参数。管程通常与**条件变量**结合使用。 **与其他章节的联系** 虽然第6章介绍了这些同步工具，但第7章则进一步探讨了这些工具在解决经典同步问题（如生产者-消费者、读者-写者、哲学家就餐问题）中的应用，并讨论了特定 API 的支持，例如 POSIX 和 Java 同步机制。来源还提到了 Windows 使用 dispatcher 对象，Linux 内核使用原子变量、自旋锁和互斥锁来保护共享数据。 第6章也引入了**活跃性**（liveness）问题，其中**死锁**就是一种形式的活跃性失败。同步工具如互斥锁和信号量本身是为了避免竞态条件而设计的，但如果使用不当（例如，不正确的锁获取和释放顺序），它们也可能成为死锁的最常见来源。第8章则专门详细讨论了死锁问题及其处理方法。 此外，第6章还讨论了与同步相关的**体系结构问题**，例如指令重排和延迟写对并发访问的影响，以及如何使用比较并交换 (CAS) 指令等技术来实现**无锁算法**。这些内容为理解底层硬件如何影响同步提供了更深入的视角。 ## 背景 (竞争条件) 根据提供的来源和我们的对话历史，在更大的“操作系统概念”背景下，这些来源对“同步工具 (Chapter 6)”的“背景 (竞争条件)”持以下看法： 1. **章节定位与背景作用**：在《操作系统概念》这本书的结构中，“进程同步”（第6章至第8章）部分是紧随“进程管理”之后的。其中，第6章专门探讨**同步工具**。第6章的第一个小节标题就是“背景 (Background)”。这一“背景”部分的作用是为整个章节引入核心问题，并解释为什么需要进程同步以及相应的工具。它构成了理解后续同步机制的**基础和动机**。 2. **问题的根源：并发/并行与共享数据**：“背景”部分指出了问题的根本原因在于**进程（或线程）可以并发或并行执行**。并发执行意味着一个进程在其指令流中的任何时候都可能被中断，将处理核心分配给另一个进程。并行执行则指多个指令流同时在不同的处理核心上执行。在现代操作系统中，实际被调度执行的通常是**内核级线程**，尽管“进程调度”和“线程调度”术语常被互换使用。当这些并发或并行执行的进程或线程**共享数据**时，就可能导致**数据的不一致性**。 3. **竞争条件 (Race Condition)**：源代码将并发访问共享数据可能导致数据不一致的问题称为**竞争条件**。尽管“背景”部分本身并未给出“竞争条件”的正式定义，但它通过描述并发/并行执行和共享数据访问的方式，**阐明了竞争条件发生的条件和后果**。第6章的目标之一就是“阐明临界区问题和说明竞争条件”。 4. **实例说明**：来源使用**生产者-消费者问题**作为一个范例来说明并发执行进程之间的协作。具体来说，通过共享一个 `counter` 变量来追踪缓冲区中的项目数量的例子，展示了在没有适当同步的情况下，生产者和消费者对 `counter` 的并发访问可能导致其值错误，从而说明了竞争条件带来的问题。 5. **引出临界区问题**：“背景”部分描述的并发访问共享数据导致竞争条件的问题，直接引出了第6章的下一个重要概念——**临界区问题 (Critical-Section Problem)**。来源指出，为了维护共享数据的一致性，需要设计协议来同步进程的活动，这就是临界区问题。临界区被定义为进程中访问和更新共享数据的那段代码。核心要求是，当一个进程在其临界区执行时，不允许其他任何进程进入其临界区。 6. **与同步工具的关系**：“背景”部分所描述的竞争条件及其导致的临界区问题，是第6章后续内容（如 Peterson 方案、硬件同步、互斥锁、信号量、管程等）诞生的**根本原因**。这些不同的**同步工具**和方法 都是为了**解决**背景中提出的竞争条件问题，确保在并发或并行环境中对共享数据的安全访问，从而解决临界区问题。来源 明确指出，第6章“提供了对竞争条件以及可用于防止数据竞争的通用工具的介绍”。 总结来说，这些来源认为，“同步工具 (Chapter 6)”的“背景”部分至关重要，它清晰地阐述了操作系统中并发/并行执行对共享数据带来的潜在风险——竞争条件，并用具体的例子（如生产者-消费者问题的 `counter` 变量）加以说明。这一背景直接引出了需要解决的临界区问题，从而为本章后续介绍的各种同步工具（如互斥锁、信号量、管程等）提供了**理论基础和实际必要性**。 ## 同步工具 根据来源和我们的对话历史，在更大的“操作系统概念”背景下，这些来源对“同步工具 (Chapter 6)”的看法可以归纳如下： 1. **章节定位与重要性**： - 在《操作系统概念》这本书中，第6章“同步工具”属于“进程同步”部分（包括第6章到第8章），紧随处理“进程管理”的章节之后。 - 由于进程同步内容的增加，原先的第5章“进程同步”被分成了独立的第6章“同步工具”和第7章“同步示例”。这表明了同步工具在操作系统概念中的重要性，需要更详细的讨论。 - 第6章专门**聚焦于各种用于同步进程的工具**。 2. **背景与问题根源（竞争条件）**： - 第6章的开篇（第6.1节）即是“背景”，用于阐述为什么需要同步工具。 - 背景指出，问题源于进程（或线程）的**并发或并行执行**。进程在执行过程中可能被中断，CPU 内核可能被分配给另一个进程或线程。 - 当多个并发或并行执行的进程或线程**共享数据**时，这种执行方式可能导致**数据的不一致性**。 - 这种并发访问共享数据可能导致数据不一致的问题被称为**竞争条件 (Race Condition)**。 - 来源使用**生产者-消费者问题**及其共享的 `counter` 变量作为示例，说明了在没有适当同步的情况下，对共享变量的并发访问如何可能引发问题，从而具体阐述了竞争条件。 - 因此，竞争条件是引入和学习同步工具的**基本背景和动机**。 3. **核心问题：临界区问题**： - 为了维护共享数据的一致性并避免竞争条件，需要设计协议来同步进程的活动。这引出了**临界区问题 (Critical-Section Problem)**，这是第6章需要解决的核心问题。 - **临界区**是指进程中访问和更新共享数据的那段代码。 - 临界区问题的关键要求是**互斥 (Mutual Exclusion)**：当一个进程在其临界区内执行时，不允许其他任何进程进入它们的临界区。 - 解决临界区问题的协议通常包含**进入区**、**临界区**、**退出区**和**剩余区**。 4. **解决临界区问题的要求**： - 一个有效的临界区问题解决方案必须满足以下三个基本要求: - **互斥 (Mutual Exclusion)**：确保任一时刻只有一个进程在其临界区中执行。 - **前进 (Progress)**：如果一个进程不在临界区，并且有进程希望进入临界区，那么只有那些不在剩余区执行的进程可以参与决定谁能进入临界区，并且这个决定不能无限期推迟。 - **有限等待 (Bounded Waiting)**：一个请求进入临界区的进程，在其请求被允许之前，其他进程进入其临界区的次数必须有一个上限。 5. **章节重点：同步工具**： - 第6章的主要内容是介绍和解释各种用于 解决临界区问题 并 防止数据竞争 的工具和方法。这些工具包括： - **Peterson 方案**：一种软件解决方案。 - **硬件同步支持**：利用特殊的硬件指令（如 `test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS)），这些指令能原子地执行测试和设置操作。章节还包括了对指令重排、延迟写等**体系结构问题**的讨论，以及**内存屏障**作为低级同步机制。 - **互斥锁 (Mutex Locks)**：一种基本的同步工具，通过 `acquire()` 和 `release()` 操作实现互斥。 - **信号量 (Semaphores)**：比互斥锁更强大的工具，能提供更复杂的同步方式。例如，二元信号量可以实现互斥，计数信号量可以用于控制对有限资源的访问。来源也提示了信号量使用不当可能导致问题。 - **管程 (Monitors)**：一种更高级别的同步抽象，它将共享数据、操作这些数据的方法以及同步机制（如**条件变量**）封装在一起，确保互斥访问。管程结合了互斥访问和等待特定条件的能力。 - 值得注意的是，第6章侧重于介绍**通用工具的概念**，**不涉及具体的 API**。 6. **相关概念与后续章节联系**： - 第6章也讨论了与同步相关的**活跃性 (Liveness)** 问题，其中**死锁 (Deadlock)** 是活跃性失败的一种形式。死锁在使用同步工具时可能发生，尤其在使用锁时，虽然这些工具本身是为了防止竞争条件而设计。死锁问题将在第8章详细讨论。 - 第6章为第7章的**经典同步问题示例**（如生产者-消费者、读者-写者、哲学家就餐问题）提供了基础工具。第7章还进一步讨论了各种操作系统（Windows, Linux）和 API (POSIX, Java) 中对这些同步工具的具体支持。 总而言之，这些来源将第6章“同步工具”视为操作系统核心概念“进程同步”的基础。它首先通过并发执行和共享数据引出竞争条件和临界区问题，并明确解决该问题所需满足的严格要求。然后，章节详细介绍了从低级的硬件指令到高级的管程等多种同步工具，解释了它们如何帮助操作系统开发者防止数据竞争和解决同步挑战。虽然本章不涉及具体的 API 实现，但它为理解后续章节中这些工具的实际应用和可能遇到的复杂问题（如死锁）奠定了理论基础。 ## 临界区问题 根据来源和我们之前的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“临界区问题”的看法如下： 1. **章节核心问题与背景承接**：“临界区问题 (Critical-Section Problem)”是《操作系统概念》教材中第六章“同步工具 (Synchronization Tools)”的核心议题之一。它紧随第六章的“背景 (Background)”部分被引入。这一背景解释了为什么需要进程同步：**并发或并行执行的进程（或线程）可能共享数据**，如果没有适当的协调，对共享数据的并发访问可能导致**数据不一致**，即发生**竞争条件 (Race Condition)**。临界区问题正是为了解决这种因共享数据引起的竞争条件而提出的。 2. **问题的定义**：临界区问题涉及一个包含 $n$ 个进程的系统，每个进程都有一个称为**临界区 (Critical Section)** 的代码段，其中可能访问和更新与其他进程共享的数据。问题的核心在于设计一个协议，使得**当一个进程在其临界区执行时，不允许其他任何进程执行其临界区**。换句话说，临界区问题的目标是确保对共享数据的**互斥访问 (Mutual Exclusion)**。 3. **进程结构**：解决临界区问题的协议要求每个进程遵循特定的结构。这个结构通常包括四个部分： - **进入区 (Entry Section)**：进程在此请求进入临界区。 - **临界区 (Critical Section)**：访问共享数据的代码。 - **退出区 (Exit Section)**：临界区执行完毕后，在此执行代码以允许其他进程进入。 - **剩余区 (Remainder Section)**：进程的其他非临界区代码。 4. **解决方案必须满足的要求**：一个解决临界区问题的方案，无论采用何种工具或方法，都必须满足三个基本要求： - **互斥 (Mutual Exclusion)**：如果进程 Pi 正在其临界区中执行，那么没有其他进程可以在它们的临界区中执行。这是问题的核心要求。 - **前进 (Progress)**：如果没有进程在其临界区中执行，并且有一些进程希望进入其临界区，那么只有那些没有在其剩余区中执行的进程可以参与决定接下来进入临界区的进程，并且这个决定不能无限期地推迟。 - **有限等待 (Bounded Waiting)**：对于一个已经提出进入其临界区请求的进程，在其请求被允许之前，其他进程允许进入其临界区的次数存在一个上限。 5. **引出同步工具**：临界区问题是第六章引入和讨论各种**同步工具**（如 Peterson 方案、硬件同步指令、互斥锁、信号量、管程）的**根本原因和直接动机**。这些工具和方法 都被设计用来实现对临界区的互斥访问，并努力满足前进和有限等待的要求，从而解决由并发访问共享数据引起的竞争条件问题。第六章的主要目标之一就是介绍这些可以用来**防止数据竞争**的通用工具。 因此，这些来源认为，“临界区问题”是操作系统中进程（或线程）并发执行和共享数据时必须面对的基本挑战。它是第六章“同步工具”的出发点，教材通过定义问题、阐述其要求，为后续介绍的各种同步机制（从低级的硬件支持到高级的管程）提供了清晰的必要性和目标。解决临界区问题是实现安全、可靠并发程序的基础。 ## Peterson 方案 根据来源和我们的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“Peterson 解决方案”有以下看法： 1. **在章节结构中的定位**：Peterson 解决方案被明确列为《操作系统概念》中**第6章“同步工具”\**的一部分。它紧随“背景”和“临界区问题”之后被介绍。这表明它在教材中是作为介绍解决临界区问题的一种\**基本方法**。 2. **作为一种软件解决方案**：来源明确指出，Peterson 解决方案是一个**经典的、基于软件的临界区问题解决方案**。它提供了一种解决该问题的**良好算法描述**。 3. **适用范围**：Peterson 解决方案的讨论**局限于两个进程**（P0 和 P1）之间的交替执行，以解决它们的临界区和剩余区问题。 4. 使用的变量：该方案要求这两个进程共享两个数据项 ``` int turn ``` 和 ``` boolean flag ``` - 变量 `turn` 指示轮到哪个进程进入其临界区。 - 布尔型数组 `flag` 用于指示进程是否准备好进入其临界区，例如，`flag[i] = true` 表示进程 Pi 准备好了。 5. **潜在的问题（在现代体系结构下）**：一个关键的看法是，由于现代计算机体系结构执行基本机器语言指令（如加载和存储）的方式，Peterson 解决方案**不能保证在这些体系结构上正确工作**。来源特别提到了**指令重排**可能导致两个线程同时在其临界区执行。 6. **教学价值**：尽管存在上述实际限制，来源认为介绍 Peterson 解决方案的价值在于它提供了一个**解决临界区问题的良好算法描述**，并且**说明了**在设计满足互斥、前进和有限等待这三个要求的软件时所涉及的**复杂性**。 总而言之，这些来源将 Peterson 解决方案视为解决临界区问题的一种**经典的、软件实现的算法示例**，它有助于理解同步问题的基本概念和挑战。然而，它们也强调了该方案在现代计算机体系结构上的**局限性**，从而为后续介绍硬件支持和更高级别的同步工具（如互斥锁、信号量、管程）提供了铺垫。 ## Synchronization Hardware 根据来源和我们之前的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“硬件同步”持以下看法： 1. **章节中的位置和作用**：“硬件同步 (Hardware Support for Synchronization)”是《操作系统概念》第六章“同步工具 (Synchronization Tools)”中的一个重要部分（第6.4节）。它紧随对临界区问题背景和 Peterson 方案（一种软件解决方案）的讨论之后。它的作用是介绍如何利用底层硬件提供的能力来解决临界区问题和防止竞争条件。 2. **解决临界区问题的动机**：来源指出，由于进程（或线程）可以并发或并行执行，并且可能在指令流的任何时候被中断，这可能导致访问共享数据时出现竞争条件和数据不一致。临界区问题就是要设计一个协议，确保当一个进程在其临界区（访问共享数据的代码段）执行时，其他任何进程都不能进入它们的临界区。硬件同步机制是实现这种互斥（Mutual Exclusion）的一种方法。 3. 具体的硬件支持机制 ：来源重点讨论了几种硬件提供的同步机制： - 硬件指令 (Hardware Instructions) ：许多现代计算机系统提供特殊的原子指令，允许原子地（作为一个不可中断的单元）测试并修改一个字的内容，或交换两个字的内容。来源描述了两种抽象的指令： - `test and set()`：这个指令原子地返回目标变量的旧值，并将目标变量设置为真 (true)。通过一个布尔型 `lock` 变量（初始化为 false），进程可以使用 `test and set()` 来实现互斥。 - `compare and swap()` (CAS)：这个指令原子地比较目标变量的值与期望值，如果相等，则将目标变量设置为新值，并返回旧值。它也可以用来实现互斥锁，通过一个整型 `lock` 变量（初始化为 0），只有当 `lock` 为 0 时，`compare and swap()` 才能成功将 `lock` 设置为 1，允许进程进入临界区。CAS 指令也被用于实现**无锁算法 (lock-free algorithms)**。 - **内存屏障 (Memory Barriers)**：来源指出，内存屏障是一种非常低级的操作，主要由内核开发者用于编写专门的代码以确保互斥。内存屏障用于确保操作的顺序性，可以避免由于指令重排或延迟写入缓冲区等体系结构问题导致的同步错误。例如，在 Peterson 方案的实现中，可以在进入区的赋值语句之间使用内存屏障来防止指令重排。 4. **体系结构问题**：第六章，特别是关于硬件同步的部分，包含了对相关体系结构问题的讨论。这些问题包括指令重排 (instruction reordering) 和延迟写入缓冲区 (delayed writes to buffers) 如何影响并发访问，以及如何使用内存屏障和内存模型 (memory models) 来解决这些问题。 5. **与高层工具的关系**：硬件同步机制提供了构建更高级同步工具（如互斥锁、信号量、管程）的基础。虽然硬件指令本身可以解决临界区问题，但它们通常比高级别工具更难以正确使用，并且可能会导致忙等待 (busy waiting)，效率较低。高级别工具通常基于这些底层的原子操作来构建，提供更方便、更强大的同步抽象。 总而言之，这些来源认为，“硬件同步”是“同步工具 (Chapter 6)”中讨论的重要方法之一，它利用了处理器提供的原子操作和内存排序保证来解决并发环境中共享数据的访问问题（即临界区问题）。具体的机制包括原子指令（如 `test and set` 和 `compare and swap`）和内存屏障。这些低级机制是构建更高级同步工具的基础，并且与底层的体系结构问题（如指令重排）紧密相关。 ### 内存屏障 根据您提供的来源和我们的对话历史，关于在更大的“硬件同步”背景范畴下，这些来源对“内存屏障”的看法如下： 1. **章节背景与硬件支持**：在《操作系统概念》这本书的结构中，“同步工具”（Chapter 6）涵盖了用于协调并发进程或线程活动的各种机制。其中一个重要的部分讨论了**硬件同步支持**。这是因为纯粹的软件解决方案（例如 Peterson 方案）在现代计算机体系结构上可能无法保证正确工作。 2. **直接提及（通过引用）**：提供的来源中，唯一直接提到“内存屏障”的是在第6章练习部分的进一步阅读（Further Reading）列表中。该列表引用了 [Mckenney (2010)] 的一篇题为“Memory Barriers: a Hardware View for Software Hackers”的论文。这个引用表明，“内存屏障”是与硬件支持同步相关的一个重要概念，尽管在提供的核心章节文本片段中没有对其进行详细定义或解释。它被放置在讨论硬件同步工具（如 `test and set` 和 `compare and swap`）的章节背景下。 3. **已详细讨论的硬件同步机制**：虽然没有详细解释内存屏障，来源**确实**详细讨论了其他硬件提供的同步原语，主要是原子指令： - **`test and set()` 指令**：来源定义并展示了 `test and set()` 指令。它强调该指令的核心特征是其**原子性**。原子性意味着该操作是不可中断地执行的。来源展示了如何使用一个共享布尔变量 `lock`（初始化为 `false`）和 `test and set()` 指令来实现互斥。 - **`compare and swap()` (CAS) 指令**：来源也定义了 `compare and swap()` 指令。它强调 CAS 也像 `test and set()` 一样，可以在原子地操作两个字。CAS 指令只有在变量的当前值等于预期值时，才会将其设置为新值，并且总是返回变量的原始值。与 `test and set()` 类似，CAS 的重要特征也是其**原子性**。来源展示了如何使用 CAS 来实现互斥。 4. **对“内存屏障”的看法（基于上下文推断）**：尽管来源没有解释内存屏障是什么或如何工作，但将其包含在关于同步工具、特别是硬件同步支持的章节的进一步阅读列表中，以及强调原子指令（`test and set` 和 CAS）的硬件保证，强烈暗示了内存屏障在并发编程和同步中扮演着与硬件相关的重要角色。它们可能被视为确保内存操作顺序的低级机制，尤其是在现代处理器可能为了性能而重排指令执行顺序的情况下。正确的同步往往依赖于特定的内存访问顺序，而内存屏障就是硬件提供的一种强制执行这种顺序的手段。因此，虽然来源没有直接阐述其看法，但通过引用 Mckenney 的论文，它将内存屏障定位为一个与硬件同步紧密相关、值得进一步深入研究的主题。 总结来说，提供的来源在“硬件同步”这一更大的背景下，通过引用一篇相关论文，**认可了“内存屏障”是与进程同步和底层硬件机制相关的一个重要概念**。虽然来源详细介绍了 `test and set` 和 `compare and swap` 等原子硬件指令作为实现互斥的工具，但对于内存屏障本身没有提供解释。因此，我们可以推断，在《操作系统概念》这本教材中，内存屏障被视为硬件同步领域的一个更深入或补充性的话题，与确保多处理器环境下共享数据访问的正确性密切相关。 ### 原子变量 根据提供的来源和我们的对话历史，在更大的“硬件同步 (Hardware Synchronization)”背景范畴下，这些来源对“原子变量 (Atomic Variables)”的看法可以总结如下： 1. **硬件同步的必要性**：来源指出，像 Peterson 方案这样的纯软件同步方案在现代计算机体系结构上并**不保证有效**。这意味着在并发或并行环境中，仅仅依靠软件逻辑来实现互斥和同步是不够的，需要底层**硬件的支持**。这是引入硬件同步机制的根本原因。 2. **硬件提供的原子操作**：来源重点介绍了硬件为同步提供的关键支持：**原子性操作 (Atomic Operations)**。原子操作是指那些被保证是不可中断的、作为一个单一的、完整的单元执行的操作。即使多个处理器核心同时尝试执行同一个原子操作，它们也会被硬件强制**顺序执行**，其顺序是任意的。 3. **原子操作的例子与“原子变量”的关联**： - 来源详细描述了两种原子硬件指令：`test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS)。 - `test and set(boolean *target)` 指令会读取 `target` 变量的旧值，同时将 `target` 设置为 `true`，并返回旧值。这个读和写的操作是原子完成的。这里的 `*target` 参数，以及在互斥实现中使用到的 `lock`变量，就是被这些原子操作作用的变量。 - `compare and swap(value, expected, new_value)` 指令则是在一个原子操作中完成比较和潜在的交换：如果 `value` 的当前值等于 `expected`，则将 `value` 设置为 `new_value`；无论是否设置，都返回 `value` 的原值。这里的 `value` 参数，以及在互斥实现中使用到的 `lock` 变量，也是被原子操作作用的变量。 - 虽然来源没有专门为这些变量定义一个术语叫“原子变量”，但在“硬件同步”的上下文中，这些被原子指令操作的变量 (`lock`, `target`, `value` 等) 实际上就是我们通常理解的“原子变量”——**它们的值是通过原子操作来安全地修改和读取的**。 4. **原子操作在解决临界区问题中的作用**：硬件提供的原子操作是构建更高层同步工具（如互斥锁、信号量）和解决临界区问题的**基础**。通过对共享变量（如 `lock`）应用原子操作，可以确保在任一时刻只有一个进程能够“成功”地获取锁（例如，`test and set` 返回 `false` 并将 `lock` 设置为 `true`），从而实现互斥访问。来源提供了使用 `test and set` 和 `compare and swap` 实现互斥锁的伪代码示例，展示了如何利用这些原子指令来保护临界区。 5. **信号量与原子性**：来源还指出，信号量 `S`（一个整数变量）只能通过两个标准的**原子操作** `wait()` 和 `signal()` 来访问和修改。这同样强调了底层操作的原子性对于保证信号量正确工作的重要性。 6. **其他原子性机制**：除了基本的硬件指令，来源还提到了其他确保原子性的机制，例如 OpenMP 中的 `#pragma omp critical` 指令，它会将指令块内的代码视为临界区并**原子地执行**。 总结来说，在“同步工具 (Chapter 6)”的“硬件同步”背景下，这些来源认为： - 需要硬件支持才能在现代并发/并行系统上实现可靠的同步。 - 硬件通过提供**原子指令**（如 `test and set` 和 `compare and swap`）来实现这种支持，这些指令保证了操作的不可分割性。 - 尽管未明确定义“原子变量”这一术语，但来源演示了这些**原子操作如何应用于共享变量**（如锁变量 `lock` 或信号量 `S`），正是这些变量的原子性访问（通过硬件指令保证）使得构建互斥锁和解决临界区问题成为可能。 - 因此，“原子变量”在这一背景下被视为那些通过底层硬件保证的**原子操作**来安全访问和修改的变量，它们是实现进程同步和避免竞争条件的关键构件。 ## Mutex Lock 互斥锁 根据来源和我们的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“互斥锁 (Mutex locks)”的看法可以归纳如下： 1. **在同步工具中的地位**：互斥锁被认为是**最简单的同步工具之一**。它们是操作系统设计者构建的**更高级别的软件工具**，用于解决临界区问题，与更低级别的硬件解决方案形成对比。术语“mutex”本身就是“mutual exclusion”（互斥）的缩写。 2. **核心目的**：互斥锁的主要用途是**保护临界区**，从而**防止数据竞争 (Race Conditions)**。通过确保在任何给定时刻**只有一个进程（或线程）\**可以访问共享数据（即进入临界区），互斥锁强制实现了对共享资源的\**互斥访问 (Mutual Exclusion)**。 3. **基本机制**：互斥锁通过两个主要操作来实现其功能： - **`acquire()` (获取)**：进程在进入临界区之前必须调用此操作来获取锁。 - **`release()` (释放)**：进程在退出临界区之后必须调用此操作来释放锁。 - 一个互斥锁通常有一个布尔变量 `available`，其值指示锁是否可用。如果锁可用，`acquire()` 调用成功，锁变为不可用。如果一个进程试图获取一个不可用的锁，它将被**阻塞**，直到锁被释放。 4. **在章节结构中的位置**：在《操作系统概念》教材中，互斥锁（Section 6.5）是在引入了背景（并发导致的竞争条件）、临界区问题及其解决方案的要求、Peterson 解决方案 以及硬件同步支持 之后被讨论的。这表明互斥锁是解决临界区问题的一种**软件层面的、比硬件指令更易用的**机制。 5. **与其他同步工具的关系**： - **硬件支持**：互斥锁等高级工具是基于更低级别的硬件支持构建的，如 `test and set()` 和 `compare and swap()` (CAS) 指令。 - **信号量 (Semaphores)**：互斥锁被认为是比信号量**更简单的**同步工具。虽然二元信号量可以用于实现互斥访问，功能类似于互斥锁，但信号量具有整数值，可以提供更复杂的同步方式。 - **管程 (Monitors)**：管程是一种更高级别的抽象，它通常在内部使用锁（或类似的机制）来实现互斥访问其数据。 - **原子变量 (Atomic Variables)**：对于简单的共享数据更新（如计数器），原子变量可能比互斥锁更高效。 6. **实践中的应用**： - 第6章介绍了互斥锁作为一种通用工具，没有具体讨论特定 API。 - 第7章则详细讨论了如何在实际操作系统和编程接口中使用互斥锁来解决经典的同步问题。 - **Windows** 使用调度程序对象 (dispatcher objects)，其中包含互斥锁，用于内核外的线程同步。临界区对象 (critical-section object) 是一种用户模式的互斥锁，通过先尝试自旋锁再分配内核互斥锁来提高效率。`CreateMutex()` 用于创建 Windows 互斥锁，`WaitForSingleObject()` 获取，`ReleaseMutex()` 释放。 - **Linux** 在内核中使用互斥锁保护临界区，函数包括 `mutex_lock()` 和 `mutex_unlock()`。Linux 内核中的互斥锁是**非递归的**。 - **POSIX (Pthreads)** 将互斥锁作为基本的同步技术。使用 `pthread_mutex_t` 类型，通过 `pthread_mutex_init()` 初始化，`pthread_mutex_lock()` 获取，`pthread_mutex_unlock()` 释放。 - **Java** 通过 `synchronized` 方法和同步块以及 `ReentrantLock` 类提供类似于互斥锁的功能。 7. **潜在问题**：像信号量一样，如果互斥锁使用不当（例如，忘记释放锁，或者在不正确的时机获取/释放），可能导致进程**永久阻塞 (permanent block)** 或破坏互斥性。此外，互斥锁是**死锁 (Deadlock)** 的常见原因之一，开发者必须仔细考虑锁的获取和释放顺序以避免死锁。 总而言之，这些来源将互斥锁定位为第6章“同步工具”中介绍的一种**核心、相对简单且广泛使用**的软件同步机制，它通过强制互斥访问来解决因并发导致的共享数据不一致问题。虽然其基本概念简单，但如何在复杂的系统和应用中正确有效地使用互斥锁（并避免死锁等问题）是进程同步中的一个重要议题，这在第7章和第8章中得到了进一步的应用和讨论。 ## Semaphores 根据提供的来源和我们之前的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“信号量 (Semaphores)”的“使用”持以下看法： 1. **作为更强大的同步工具**：信号量被视为一种比互斥锁（mutex locks）**更健壮**的工具。它们可以像互斥锁一样提供互斥访问，但也能提供**更复杂**的进程（或线程）间活动同步方式。信号量的核心特性是它是一个**整数变量**，并且只能通过两个**原子**操作来访问：`wait()`（最初称为 P()）和 `signal()`（最初称为 V()）。 2. **基本操作与结构**：信号量的使用围绕着 `wait()` 和 `signal()` 操作展开。一个典型的进程使用信号量来保护临界区的结构是：在进入临界区前执行 `wait(S)`，在离开临界区后执行 `signal(S)`。`wait(S)` 操作会检查信号量的值，如果值小于等于零，进程会忙等待（在经典定义中）或阻塞（在无忙等待的实现中）；如果值大于零，则会将信号量的值减一并继续。`signal(S)` 操作会将信号量的值加一。这些操作（特别是对信号量值的修改和 `wait` 中的测试与修改）必须**原子地**执行，以防止竞态条件。 3. **两种主要类型及其用途**：来源区分了两种主要的信号量类型： - **计数信号量 (Counting Semaphores)**：其值可以在无限制的范围内变化。主要用于**控制对具有有限数量实例的给定资源的访问**。信号量通常被初始化为可用资源的数量。希望使用资源的进程执行 `wait()` 操作（递减计数），释放资源的进程执行 `signal()` 操作（递增计数）。当计数变为 0 时，所有资源都被使用，后续尝试使用资源的进程将被阻塞直到计数大于 0。来源提到，对于控制对有限数量资源的访问，计数信号量通常比互斥锁更合适。 - **二元信号量 (Binary Semaphores)**：其值只能在 0 和 1 之间变化。二元信号量的行为**类似于互斥锁**。在不提供互斥锁的系统上，可以使用二元信号量来实现**互斥访问**。 4. **解决同步问题**：信号量不仅可以用于互斥，还可以用于解决**各种同步问题**。一个例子是要求进程 P2 中的语句 S2 在进程 P1 中的语句 S1 完成后才能执行。这可以通过共享一个初始化为 0 的信号量 `synch` 来实现：P1 在 S1 后执行 `signal(synch)`，P2 在 S2 前执行 `wait(synch)`。由于 `synch` 最初是 0，P2 的 `wait(synch)` 会使其等待，直到 P1 执行 `signal(synch)`。 5. **在经典同步问题中的应用**：信号量经常用于解决**经典同步问题**，这些问题常被用作测试新的同步方案。来源提到了信号量在以下问题中的应用（或与解决方案相关）： - **有界缓冲区问题 (Bounded-Buffer Problem)**：来源指出此问题是说明同步原语强大功能的一个经典例子，并提供了一个使用三个信号量（`empty`, `full`, `mutex`）的解决方案结构。 - **读者-写者问题 (Readers-Writers Problem)**：来源展示了使用二元信号量 `rw_mutex` 和 `mutex` 的解决方案，其中 `rw_mutex` 用于写者的互斥访问以及第一个/最后一个读者的进入/退出，`mutex` 用于保护读计数器 `read_count` 的更新。 - **哲学家进餐问题 (Dining-Philosophers Problem)**：虽然来源主要展示了使用管程的解决方案，但它也提到可以使用信号量来表示筷子，并且管程可以**使用信号量来实现**。 6. **实际 API 中的使用 (POSIX, Java)**：来源详细介绍了在实际编程中如何使用信号量： - POSIX 信号量 ：这是用户级程序员可以使用的 API，不是特定于某个内核的。POSIX 规范有两种类型的信号量： 命名信号量 和 无名信号量 。 - **命名信号量**：通过名称来创建和打开（如 `sem_open()`）。其优点是**多个不相关的进程可以很容易地通过名称共享同一个信号量**作为同步机制。使用 `sem_wait()` 获取信号量（对应 `wait()`）和 `sem_post()` 释放信号量（对应 `signal()`）。 - **无名信号量**：通过 `sem_init()` 初始化。它们不像命名信号量那样容易共享，通常**用于同一进程内的线程之间共享**。如果需要在进程之间共享，需要将信号量放在共享内存区域。同样使用 `sem_wait()` 和 `sem_post()`。 - **Java 信号量**：Java API 提供了计数信号量。使用 `Semaphore(int value)` 构造函数创建，`value` 指定初始值。使用 `acquire()` 方法获取信号量（对应 `wait()`）和 `release()` 方法释放信号量（对应 `signal()`）。来源提供了一个使用 Java 信号量实现互斥的例子。 7. **使用中可能出现的问题**：尽管信号量功能强大，但**使用不当容易导致难以检测的定时错误**。来源列出了**不正确使用信号量操作**的例子，例如： - 在临界区后执行 `signal(mutex)`，然后紧接着执行 `wait(mutex)`。 - 执行 `wait(mutex)` 后，再次执行 `wait(mutex)`。 - 遗漏 `wait(mutex)` 或 `signal(mutex)`，或两者都遗漏。 - 这些错误可能导致**互斥被破坏**或**进程永久阻塞**。 - 更严重的是，不正确或相互竞争的使用可能导致**死锁**，来源提供了一个两个进程和两个信号量相互等待而导致死锁的经典例子。 - 其他潜在问题包括**饥饿 (Starvation)**（进程无限期地阻塞在信号量队列中）和**优先级反转 (Priority Inversion)**。 - 来源强调，**正确使用信号量是应用程序程序员的责任**。 8. **实现细节与忙等待**：经典的 `wait()` 实现包含**忙等待 (busy waiting)**，即进程在等待时不断检查条件。为了克服这个问题，信号量实现通常会关联一个等待队列，当进程必须等待时，它会被放入队列并阻塞，而不是忙等待。尽管如此，无忙等待的信号量实现仍可能在 `wait()` 和 `signal()` 操作本身的短临界区内包含短暂的忙等待。在多核环境中，原子地执行 `wait()` 和 `signal()` 操作需要硬件支持，如 `compare_and_swap()`或自旋锁（spinlocks），而不是简单地禁用中断。 综上所述，在“同步工具”的大背景下，来源将信号量视为一种强大且通用的同步机制，能够解决包括互斥访问和各种复杂协调任务在内的问题。它们通过 `wait()` 和 `signal()` 原子操作来实现，并区分了用于资源计数的计数信号量和用于互斥的二元信号量。来源不仅展示了其在经典问题和实际 API（如 POSIX、Java）中的具体使用方式，还着重指出了其使用的复杂性，特别是如果使用不当，容易导致死锁、饥饿等 liveness 问题，强调了程序员正确使用信号量的重要性。 ### 实现避免忙等待 好的，根据来源和我们的对话历史，在更大的“信号量 (Semaphores)”背景范畴下，这些来源对“实现 (避免忙等待)”的看法讨论如下： 1. **信号量的引入与基本定义**：信号量（Semaphore）被视为一种**同步工具**，比互斥锁（Mutex Locks）更复杂，但提供了更灵活的同步方式。一个信号量 S 是一个**整数变量**，除了初始化之外，只能通过两个**原子操作** `wait()` 和 `signal()`（最初称为 P 和 V）来访问和修改。 2. **经典定义中的忙等待问题**：来源首先给出了 `wait()` 和 `signal()` 操作的经典定义。在这个定义中，`wait(S)`操作包含一个 `while (S <= 0);` 循环。这意味着如果信号量 S 的值不大于 0，进程将**持续循环检查**这个条件，直到 S 的值大于 0 为止。来源明确指出，这种实现方式**存在忙等待 (busy waiting)** 的问题。忙等待是指进程在等待一个事件发生时，**持续占用 CPU 资源**进行检查，而不是放弃 CPU。 3. **克服忙等待的实现方法**：来源进一步讨论了如何**克服**经典定义中存在的忙等待问题。解决方案是**修改**`wait()` 和 `signal()` 操作的定义。这种修改后的实现方式**不会引入忙等待**。 4. **基于等待队列的实现**：为了避免忙等待，修改后的实现为每个信号量关联了一个**等待队列**。 - 一个信号量在新的定义下包含两个部分：一个**整数值 (value)** 和一个**进程列表 (list)**（即等待队列）。这个列表存储着等待该信号量的进程。 - `wait(semaphore *S)` 操作的实现逻辑变为：先将信号量的值 `S->value` 减一。如果 `S->value` 变为负数（小于 0），这意味着资源不可用或者有进程正在等待。此时，调用 `wait()` 的进程会被**添加到信号量 S 的等待列表中**，并调用操作系统提供的 `sleep()` 操作**挂起 (suspend)** 自己，从而**放弃 CPU**。然后控制权会转移给 CPU 调度程序，去执行另一个进程。 - `signal(semaphore *S)` 操作的实现逻辑变为：先将信号量的值 `S->value` 加一。如果 `S->value` 在加一后仍然小于或等于 0，这表明在 `signal()` 操作执行前有进程正在等待这个信号量。此时，需要从信号量 S 的等待列表中**移除一个进程 P**，并调用操作系统提供的 `wakeup(P)` 操作来**唤醒 (resume)** 该进程，将其状态从等待状态改为就绪状态，并放入就绪队列。 - 这种实现下，信号量的值可能是负数。如果信号量值为负，其绝对值**表示在该信号量上等待的进程数量**。 5. **原子性要求与忙等待的转移**：来源强调，无论哪种实现方式，`wait()` 和 `signal()` 操作都**必须原子地执行**。这意味着在某个进程修改信号量的值时，没有其他进程可以同时修改同一个信号量的值。这是一个**临界区问题**，`wait()` 和 `signal()` 的代码本身被视为临界区。 - 在单处理器环境中，可以通过**禁止中断**来确保 `wait()` 和 `signal()` 的原子性。 - 在多核环境中，禁止所有核心的中断是困难且影响性能的。因此，多核系统必须提供**替代技术**，例如 `compare and swap()` (CAS) 指令或自旋锁 (spinlocks)，来确保 `wait()` 和 `signal()` 的原子性。 - 因此，即使采用了基于等待队列的实现，也**没有完全消除忙等待**。忙等待被**转移并局限于** `wait()` 和 `signal()` 操作的**短临界区**内部。这些临界区如果编码得当，应该只包含很少的指令。因此，这些关键的临界区几乎从不被占用，忙等待很少发生，且只持续很短的时间。 6. **操作系统/API 对无忙等待实现的支持**：来源表明，各种操作系统 API 提供的信号量实现通常都采用了避免忙等待的机制。 - POSIX 信号量（`sem_wait` 和 `sem_post`） 和 Windows 信号量（`WaitForSingleObject` 和 `ReleaseSemaphore`） 等 API 都提供了使调用线程**阻塞/等待**直到信号量可用的功能，这与基于等待队列的无忙等待实现是一致的。 - Linux 系统明确提到使用其**等待队列机制**来同步与信号量通信的进程。 - Windows 的 dispatcher 对象（包括信号量）具有**信号状态 (signaled)** 和**非信号状态 (nonsignaled)**。线程在获取处于非信号状态的对象时会**阻塞**并被放入等待队列。当对象变为信号状态时，内核会将等待队列中的线程**移到就绪状态**。这与信号量的等待队列机制类似。 综上所述，这些来源认为，信号量的经典实现存在忙等待的效率问题。为了解决这一问题，实际的信号量实现通常基于**等待队列**，通过操作系统提供的 `sleep()` 和 `wakeup()` 基本系统调用，在进程等待信号量时将其**挂起**，从而避免持续占用 CPU。尽管如此，实现 `wait()` 和 `signal()` 操作本身的原子性仍需要底层硬件或操作系统的支持，并且可能在这些极短的关键代码段中仍然涉及有限的忙等待（例如使用自旋锁在多核环境下保护原子操作），但这与经典定义中应用程序层面的长时间忙等待是不同的。 ## 经典同步问题 在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，根据这些来源和我们的对话历史，对“经典同步问题”的看法可以这样讨论： 1. **章节结构中的定位与关系**：这些来源显示，《操作系统概念》教材将进程同步相关的材料分成了多个章节。**第6章“同步工具”\**专注于介绍各种同步机制和工具本身，如互斥锁、信号量、管程、硬件支持以及 Peterson 方案等。而\**第7章“同步示例”\**则应用第6章介绍的工具来解决一些\**“经典同步问题 (Classic Problems of Synchronization)”**。虽然经典问题本身主要在第7章详细展开，但它们是第6章引入和讨论同步工具的**重要动机和应用场景**。来源 也将“经典同步问题”列在“Ch6, 7 Process Synchronization”的标题下，表明它们是这一主题的核心内容。 2. **作为同步工具的应用示例**：来源明确指出，**“经典问题可以被用作说明同步原语的威力”**。它们是**“使用第6章介绍的工具（包括互斥锁、信号量、管程和条件变量）来解决的”**具体示例。这意味着经典同步问题是理解和掌握第6章提供的同步工具如何实际工作、解决并发难题的关键。 3. **具体的经典问题**：来源提到了几个具体的经典同步问题作为例子： - **有界缓冲区问题 (Bounded-Buffer Problem)**：生产者和消费者共享一个固定大小的缓冲区，需要同步以确保生产者不会向满的缓冲区写入，消费者不会从空的缓冲区读取。来源提到这个问题在第6章背景部分（第6.1节）已被引入，用于说明并发访问共享数据可能导致问题。 - **读者-写者问题 (Readers–Writers Problem)**：多个进程同时访问一个共享数据对象，其中一些进程只读取数据（读者），而另一些进程修改数据（写者）。问题在于允许多个读者同时访问，但在写者访问时必须是独占的。 - **哲学家进餐问题 (Dining-Philosophers Problem)**：通常涉及五个哲学家围坐在圆桌旁，每个人都需要拿起左右两边的两根筷子才能进餐。这个问题是说明**死锁 (Deadlock)** 问题的经典例子，尽管它也是一个同步问题。 4. **与死锁的关系**：来源指出，在使用第6章讨论的同步工具时，如果不小心，可能会导致死锁。哲学家进餐问题就是一个经典的例子，展示了即使使用了同步原语（如信号量），如果获取资源的顺序不当，也可能发生死锁。这进一步强调了在应用同步工具解决经典问题时，不仅要确保互斥、前进、有限等待，还要警惕死锁等活性故障。 因此，在“同步工具 (Chapter 6)”的背景下，这些来源将“经典同步问题”视为： - **驱动因素**：它们是共享数据带来的并发访问问题（竞争条件、临界区问题）的具体体现，促使人们去开发和研究第6章中的各种同步工具。 - **应用场景**：它们提供了一系列标准的、可用来演示和测试第6章所学同步工具如何工作的实际例子。 - **复杂性体现**：它们揭示了并发编程的复杂性，包括如何正确使用同步工具来满足互斥、前进、有限等待等要求，以及如何避免死锁等潜在问题。 尽管经典问题的详细解决方案在第7章，但它们与第6章的同步工具是紧密相关的，共同构成了进程同步主题的核心内容。 ## Monitors 根据来源和我们的对话历史，在更大的“同步工具 (Chapter 6)”背景范畴下，这些来源对“监视器 (Monitors)”的看法如下： 1. **在章节结构中的位置**：监视器被明确列为《操作系统概念》**第6章“同步工具”**中的一个主要议题（第6.7节）。它紧随互斥锁和信号量之后被介绍。在第7章“同步示例”中，监视器与互斥锁、信号量和条件变量一起被列为解决经典同步问题的工具。 2. **作为一种高层同步工具**：来源将监视器视为一种**高层同步结构**。与使用信号量或互斥锁可能容易出错的情况相比，监视器提供了一种更可靠的方式来协调并发进程的活动。 3. **抽象数据类型（ADT）**：监视器被描述为一种**抽象数据类型（ADT）**。这意味着它将数据（共享变量）与操作这些数据的函数封装在一起，并且用户无法直接访问内部数据，只能通过监视器提供的函数来操作。 4. **互斥的内置支持**：监视器构造的一个核心特性是它**确保在任何时候，监视器内部只有一个进程是活跃的**。这使得程序员**无需显式地编写互斥约束**，从而简化了编程。 5. 条件变量（Condition Variables） ：为了实现更复杂的同步方案，监视器引入了 条件变量 。 - 程序员可以定义一个或多个类型为 `condition` 的变量。 - 对条件变量只有两种允许的操作：`wait()` 和 `signal()`。 - `x.wait()` 操作意味着调用该操作的进程将被**挂起**，直到另一个进程调用 `x.signal()`。 - `x.signal()` 操作**恰好恢复一个被挂起的进程**（如果存在）。 - 与信号量的 `signal()` 操作不同，如果没有任何进程在条件变量上等待，监视器的 `signal()` 操作将**没有任何效果**。这是一种重要的区别。 - 图6.13显示了带有条件变量的监视器示意图。 6. **实现方式**：来源指出，监视器机制**可以使用信号量来实现**。例如，可以使用一个二元信号量 `mutex` 来确保互斥进入监视器，并使用其他信号量和计数器来实现条件变量的 `wait()` 和 `signal()` 操作。 7. 应用与示例 ：监视器被应用于解决经典的同步问题，例如： - 有界缓冲区问题（Bounded-Buffer Problem）。 - 读者-写者问题（Readers–Writers Problem）。 - 哲学家进餐问题（Dining-Philosophers Problem）。 - 习题部分还涉及使用监视器设计资源分配器、文件访问协调 和闹钟。 8. **在编程语言中的体现**：许多编程语言吸收了监视器的概念，例如 **Java 和 C#**。Java 的同步机制（第7.4节）也被包含在讨论中。 9. **与其他工具的关系**：监视器被视为在互斥锁和信号量之上的更高级别的抽象。尽管它们是更高级的工具，但也可以使用信号量等低级原语来实现。 总而言之，在“同步工具”的背景下，这些来源将监视器视为一种**重要的、高层的软件同步机制**，它通过提供内置的互斥性和条件变量来简化并发程序的编写。尽管是高级概念，但其底层实现可以基于信号量等基本同步原语。 ## 关键问题的回答 - **What is race condition?** - A **race condition** occurs when **several processes access and manipulate the same data concurrently**. - The outcome of the execution depends on the **particular order** in which the accesses take place. - Race conditions can lead to **data inconsistency**. - **What is critical section problem?** - The **critical section problem** is about designing a **protocol** that the processes can use to **cooperate** when sharing data. - Each process has a segment of code, called a **critical section**, in which it may be accessing shared data. - The key feature of the system is that **when one process is executing in its critical section, no other process is allowed to execute in its critical section**. - **What are three requirements for a solution to solve the critical problem?** - Any solution to the critical section problem must satisfy three requirements: 1. **Mutual Exclusion:** If process Pi is executing in its critical section, then no other processes can be executing in their critical sections. 2. **Progress: ** **If no process is executing in its critical section and some processes wish to enter their critical sections, then only those processes that are not executing in their remainder sections can participate in deciding which will enter its critical section next, and this selection cannot be postponed indefinitely.** This is illustrated with an analogy: if one student is not hungry and the other wants the spoon to eat, the non-hungry student cannot prevent the other from taking it. 3. **Bounded Waiting:** **There exists a limit on the number of times that other processes are allowed to enter their critical sections after a process has made a request to enter its critical section and before that request is granted.** The analogy given is that a student who has just eaten cannot immediately grab the spoon again if another is waiting; they must allow the waiting student to eat. - **What methods can be used to solve the critical section problems?** - Several methods and tools can be used: - **Software-based solutions:** Such as Peterson's Solution (for two processes). Note that software solutions may not work well on modern computer architectures due to instruction reordering. - **Hardware support:** Including atomic instructions like `test_and_set()`. If the machine supports `test_and_set()`, mutual exclusion can be implemented using a boolean lock variable. - **Mutex Locks:** Simple high-level software tools where a process must `acquire()` the lock before entering the critical section and `release()` it after exiting. - **Semaphores:** Integer variables accessed only through atomic `wait()` and `signal()` operations. They can be counting semaphores or binary semaphores. - **Monitors:** Abstract data types that provide a higher-level synchronization form by encapsulating shared data, procedures, and synchronization mechanisms. They typically use condition variables. - **Alternative Approaches:** Such as Transactional Memory, OpenMP, and Functional Programming Languages. Transactional memory performs a sequence of memory operations atomically. - **What are the problems if we incorrectly use the semaphore?** - Incorrect use of semaphores can cause **timing errors** that are difficult to detect because they only occur with specific execution sequences. - Examples of incorrect use and resulting problems include: - **Swapping the order of `wait()` and `signal()`** (e.g., `signal(mutex)` then `wait(mutex)`) can result in **several processes being in their critical section simultaneously**, violating mutual exclusion. - **Replacing `signal()` with `wait()`** (e.g., two consecutive `wait(mutex)` calls) can cause **deadlock**, where processes block indefinitely. - **Omitting a `wait()` or `signal()`** can also lead to violations of mutual exclusion or permanent blocking. - Signal semaphore implementations (even those without busy waiting) can lead to **deadlock**. Deadlock is a situation where every process in a set is waiting for an event that can only be caused by another waiting process in the set. The dining-philosophers problem is a classic example illustrating how semaphores can lead to deadlock. - **What can semaphore help in process synchronization?** - Semaphores are a **tool for process synchronization**. - They help in **controlling access to shared data** to prevent race conditions. - They can be used to implement **mutual exclusion** by controlling access to a critical section (binary semaphores often serve this purpose). - They can control access to a pool of finite resources, with the semaphore initialized to the number of resources (counting semaphore). - Semaphores can be used to **solve various synchronization problems**, such as ensuring that processes execute statements in a particular order. - Implementations using waiting queues can **avoid busy waiting**. - **What is Monitor?** - A **Monitor** is an **abstract data type**. - It provides a **high-level synchronization form**. - It **encapsulates** shared data structures, the procedures (methods) that operate on the data, and synchronization mechanisms. - The monitor guarantees that **only one process can be active within the monitor at any time**, providing mutual exclusion. - Monitors use **condition variables** (`wait()`, `signal()`) to allow processes to wait for specific conditions to become true and to signal other processes when conditions change. A process invoking `wait()` on a condition variable is suspended. A process invoking `signal()` on a condition variable resumes one (or sometimes more, depending on implementation) of the processes waiting on that condition variable. 最后修改：2025 年 05 月 25 日 © 允许规范转载 打赏 赞赏作者 支付宝微信 赞 如果觉得我的文章对你有用，请随意赞赏
