操作系统中对信号量的保护

操作系统中对信号量的保护

背景

信号量的引入使得线程/进程之间同步活动。但是对于操作信号量的接口调用代码必须是原子的，否则可能会使得信号量的内容不能够反映出资源的真实情况。这种必须为原子操作的代码块称为临界区(CS, critical section)。即，不同线程/进程中（以下将线程和进程统称为进程，因为在本文讨论的内容中它们没有区别）没有两个任务可以在它们的临界区内同时执行。

对信号量的保护便属于一个临界区问题(critical-section problem)，对于临界区问题的解决方案应同时满足以下三个要求：

• 互斥进入(mutual exclusion, 简写为mutex)：如果进程Pi在其临界区内执行，那么其他进程都不能在其临界区内执行。
• 有空让进(progress)：如果没有进程处于临界区内且有进程请求进入临界区，则应该能让某个请求进程进入临界区执行，即不发生资源的死锁情况。
• 有限等待(bounded waiting)：当一个进程提出进入临界区请求后，最多需要等待临界区被使用有限次以后，该进程就可以进入临界区。这样，任何一个进程对临界区的等待时间都是有限的，即不出现因等待临界区而造成的饥饿情况。

解决方案（软件实现）

1.轮换法与标记法

采用轮换法，任何时候就只有一个进程有权利进入临界区，只有这个进程退出临界区后才能轮换到其他进程，显然这满足了互斥性。其代码如下：

以P0为当前进程为例，如果它发现现在轮到的是P1而不是自己，则不停地自旋等待直到时间片用尽切换到进程P1；P1发现现在是轮到自己，于是执行CS代码段，执行完后将turn置为0表示该轮到P0了。

轮换法只是一个简单prototype，其的缺点是很明显的。比如：P0得到进入CS代码段的决定权在P1中，如果P1进程被销毁，则P0则不再可能获得进入CS的机会。即，轮换法没有实现有空让进。

标记是另一种朴素的解决方法。进程P0想要进入CS就做一个标记。做完标记以后扫描其他进程是否要进入CS，如果有这样的进程，则P0自旋等待。其代码如下：

这种方案显然也是不可行的，如果两个进程都想进入CS，它们就会互相等待而没任何一个可以进入CS，即出现了死锁，无法满足有限等待。

这两种朴素解决方案各自可以解决三个要求中的两个，将它们进行简单的组合便可以同时满足三个要求，这就是Peterson算法。

2.Peterson算法

还是从进程P0出发，其想要进入CS，则将其flag置为1，同时将访问权设为P1而不是自己，此时如果P1也想进入则进入自旋等待。过了一会P0的时间片用尽，操作系统调度到进程P1，P1从头开始执行，将自己的flag置为1，将访问权设为P0，然后也进入自旋等待。过了一会再调度到P0执行，此时的turn已经被进程P1设置为P0，所以P0可以进入CS。其进入CS后将自己的flag再置为false，P1得以进入CS。

上面讨论的这种执行顺序（事实上有很多可能的执行顺序）有点像两个人在互相谦让，A对B说：虽然我想访问，但还是你先来吧；B对A说，虽然我也想访问，但还是你先来吧；A不再推辞，便进行了访问。A访问后B也得到了访问的机会。

下面来看看Peterson算法是否满足临界区问题的三个要求。
一、互斥性：假设P0和P1能够同时执行CS的代码，则显然turn即等于1又等于0，所以显然是不可能的。所以满足互斥性
二、有空让进：假如两个进程中有一个不想进入临界区，则另一个进程便不会自旋等待，可以进入临界区。假如两个进程都想进入临界区，那么按照上面的讨论得知会有一个进程可以进入临界区。所以满足有空让进。
三、有限等待：假设操作系统不断地调度到P1，那么在P1执行完CS的代码后，会将flag置为0,。此时P1再次执行的话就会不停地自旋等待，从而可以调度到其他生产