一、什么是进程？
- 定义： 程序的一次执行实例。程序是静态的指令集合（存储在磁盘上的文件），进程是动态的、活动的实体（加载到内存中运行）。
- 关键组成：
- 代码段 (Text Segment)： 要执行的机器指令。
- 数据段 (Data Segment)： 全局变量、静态变量。
- 堆 (Heap)： 动态分配的内存（如
malloc/new）。 - 栈 (Stack)： 函数调用时的局部变量、返回地址、参数等。
- 进程控制块 (PCB)： 操作系统管理进程的核心数据结构，存储进程的所有关键信息（状态、寄存器值、PID、资源列表、调度信息等）。每个进程都有唯一的PCB。
二、进程状态与转换
进程在其生命周期中会经历不同的状态。经典的五状态模型如下：
图例2：进程状态转换图
- 新建 (New)： 进程刚被创建（如用户运行命令
./my_program），操作系统分配PCB和初始资源。 - 就绪 (Ready)： 进程已获得除CPU外的所有必要资源，等待被CPU调度执行。就绪队列中有多个进程排队。
- 运行 (Running)： 进程正在CPU上执行指令。单核CPU任一时刻只有一个进程处于此状态。
- 阻塞/等待 (Blocked/Waiting)： 进程因等待某个事件（如I/O操作完成、信号量、子进程结束）而主动放弃CPU。即使CPU空闲也不会运行。
- 终止 (Terminated)： 进程执行完毕或被强制终止。操作系统回收其资源（内存、文件描述符等），PCB可能保留一段时间供父进程查询。
挂起(Suspend)
目的： 当系统物理内存不足时，操作系统需要将暂时不需要运行的进程的整个内存映像（代码、数据、堆、栈）移出物理内存，保存到外存（如磁盘的交换区/Swap Space） 中，以腾出空间给其他急需内存的进程使用。这个过程称为换出 (Swap Out) 或被挂起 (Suspend)。
效果： 被挂起的进程不在物理内存中。因此，即使它处于“逻辑上”就绪或阻塞的状态，也无法被立即调度运行（因为CPU无法直接访问外存中的指令和数据）。它必须先被换入 (Swap In) 回物理内存。
触发条件： 通常由操作系统内核的中程调度器 (Medium-Term Scheduler) 负责决定何时挂起哪些进程。常见触发点包括：
系统整体内存紧张。
需要为高优先级进程腾出内存。
用户或系统管理员显式挂起一个进程（如
Ctrl+Z发送SIGTSTP信号给前台进程）。进程等待一个预计会非常长时间才能发生的事件（如等待用户输入但用户长时间无操作）。
理解了“挂起”后，我们就能定义这四种状态了：
活跃就绪 (Ready / Active Ready)
定义： 进程在物理内存中，并且具备运行的所有条件（除了CPU时间片）。它位于内存的就绪队列中，等待调度器选择它运行。
状态转换来源：
新建进程初始化完成。
运行进程时间片用完或被更高优先级进程抢占。
阻塞进程等待的事件发生。
静止就绪进程被换入内存。
状态转换去向：
被调度器选中 -> 运行。
被操作系统挂起（换出内存） -> 静止就绪。
特点： 这是标准五状态模型中的“就绪”状态。进程随时可以被调度运行。
静止就绪 (Ready, Suspended / Suspended Ready)
定义： 进程在外存（交换区）中，但其PCB信息（包括状态）表明它逻辑上是就绪的。也就是说，如果它被换入内存，它就能立即进入活跃就绪队列等待CPU。
状态转换来源：
活跃就绪进程被挂起（换出内存）。
静止阻塞进程等待的事件发生（事件发生时，它还在外存）。
状态转换去向：
被操作系统换入内存 -> 活跃就绪。
(理论上也可能被终止，但通常挂起是为了恢复)
特点：
进程不在内存，无法被调度运行。
当内存空闲或该进程优先级高时，会被换入变成活跃就绪。
是“逻辑就绪，物理缺席”的状态。
活跃阻塞 (Blocked / Active Blocked / Waiting)
定义： 进程在物理内存中，但正在等待某个事件的发生（如I/O完成、信号量、子进程结束等）。它位于内存的阻塞队列（按等待事件分组）中。
状态转换来源：
- 运行进程主动请求等待资源/事件（如发起I/O调用）。
状态转换去向：
等待的事件发生 -> 活跃就绪。
被操作系统挂起（换出内存） -> 静止阻塞。
特点： 这是标准五状态模型中的“阻塞”状态。进程在内存中，但CPU不会选择它运行，直到事件发生。
静止阻塞 (Blocked, Suspended / Suspended Blocked)
定义： 进程在外存（交换区）中，并且其PCB信息表明它逻辑上仍在等待某个事件。即使事件发生了，它也无法立即响应，必须先被换入内存。
状态转换来源：
- 活跃阻塞进程被挂起（换出内存）。
状态转换去向：
被操作系统换入内存 -> 活跃阻塞（等待的事件可能仍未发生，也可能在换入过程中/后发生）。
等待的事件发生 -> 静止就绪（注意：事件发生时，进程还在外存，所以状态变为静止就绪。当它被换入后，就会进入活跃就绪）。
特点：
进程不在内存，无法运行且仍在等待事件。
这是“双重等待”状态：既等待事件，又等待被换入内存。
操作系统通常优先挂起阻塞进程，因为它们反正暂时无法运行，换出它们对系统性能影响相对较小。
三、进程间通信
一、进程间通信（IPC）与同步互斥的必要性
进程间通信（IPC）是什么？
指运行在不同进程（有时甚至是同一进程的不同线程）之间的任务交换数据或信息。
进程通常拥有独立的地址空间，一个进程无法直接访问另一个进程的内存。IPC 提供了打破这种隔离的机制。
常见 IPC 方式： 管道、命名管道（FIFO）、消息队列、共享内存、信号量、套接字、RPC 等。
为什么需要同步互斥？
竞态条件： 当多个进程/线程并发访问和操作共享资源（如共享内存区、文件、打印机、数据库记录）时，如果访问的最终结果取决于进程执行的特定时序，就发生了竞态条件。
临界区： 访问共享资源的代码段称为临界区。
互斥的必要性： 为了避免竞态条件，必须确保一次只有一个进程/线程可以进入其临界区执行。这就是互斥。
同步的必要性： 除了互斥访问资源，进程间有时还需要协调执行顺序。例如，进程 A 必须在进程 B 生产完数据后才能消费该数据。这种在时间上协调进程执行顺序的机制称为同步。
互斥需要满足的条件
忙则等待： 当临界区已有进程时，其他试图进入的进程必须在循环中等待（忙等）或阻塞（睡眠）。
空闲让进： 当临界区空闲时，应允许一个等待进入的进程立即进入。
有限等待： 一个进程等待进入临界区的时间应该是有限的，不能无限期等待（避免饥饿）。
让权等待（可选但高效）： 等待进入临界区的进程应主动释放 CPU 给其他进程运行（避免忙等浪费 CPU）。
二、信号量机制（Semaphore）
信号量是荷兰计算机科学家 Edsger Dijkstra 在 1965 年提出的一种经典的、强大的进程同步与互斥工具。它本质上是一个计数器，结合了等待队列和两个原子操作（P/V 操作，或 Wait/Signal, Down/Up）。
信号量的结构
整数值S： 表示可用资源的数量或信号量的状态。
等待队列： 当进程因执行 P 操作而阻塞时，会被放入这个队列中休眠。
两个原子操作：
P 操作:
将信号量的值减 1。
如果减 1 后信号量值 >= 0，则该进程继续执行。
如果减 1 后信号量值 < 0，则该进程被阻塞（睡眠），并放入与该信号量关联的等待队列中。
V 操作 (Signal / Up / Verhogen（荷兰语“增加”）):
将信号量的值加 1。
如果加 1 后信号量值 <= 0，则说明等待队列中有进程在等待，此时唤醒等待队列中的第一个进程（将其移入就绪队列）。
如果加 1 后信号量值 > 0，则没有进程在等待，直接返回。
关键点： P 和 V 操作是原子的！这意味着在执行 P 或 V 操作期间，不会被中断（如被时钟中断或切换到另一个进程），从而保证了操作的完整性，避免了在检查信号量值和修改变量之间发生竞态条件。
三、PV操作实现进程同步互斥
一、核心概念回顾
信号量 (Semaphore)
S：- 一个整型变量
S.value：表示资源可用数量或状态。 - 一个等待队列
S.queue：存储因执行 P 操作而阻塞的进程。
- 一个整型变量
P 操作 (Wait / Down)：
void P(Semaphore S) { S.value--; // 原子地减1 if (S.value < 0) { // 资源不足 block(); // 当前进程阻塞，加入S.queue } }V 操作 (Signal / Up)：
void V(Semaphore S) { S.value++; // 原子地加1 if (S.value <= 0) { // 有进程在等待 wakeup(); // 从S.queue唤醒一个进程 } }
关键特性：P/V 操作是 原子的（执行过程不可中断），由操作系统内核或硬件指令（如 Test-and-Set）保证。
二、实现互斥 (Mutual Exclusion)
目标：确保任一时刻只有一个进程进入临界区（Critical Section）。
工具：二元信号量 (Mutex)，初始值 S = 1。
伪代码
Semaphore mutex = 1; // 初始化为1 (表示临界区空闲)
// 进程Pi
Process Pi() {
P(mutex); // 申请锁
// 临界区代码 (访问共享资源)
V(mutex); // 释放锁
// 剩余区代码
}
工作流程
- 进程A 进入临界区：
P(mutex):
mutex.value = 1-1 = 0 ≥ 0→ 成功进入。
- 进程B 尝试进入：
P(mutex):
mutex.value = 0-1 = -1 < 0→ 阻塞，加入等待队列。
- 进程A 退出临界区：
V(mutex):
mutex.value = -1+1 = 0 ≥ 0→ 唤醒进程B。
- 进程B 被唤醒：
- 从
P(mutex)后继续执行 → 进入临界区。
- 从
示意图
进程A 进程B
┌─────────┐ ┌─────────┐
│ P(mutex)│ │ P(mutex)│
│ (S=1→0) │ │ (S=0→-1)│ ← 阻塞!
├─────────┤ └────┬────┘
│ 临界区 │ │
├─────────┤ ▼
│ V(mutex)│ ┌─────────┐
│ (S=0→-1)│ ← 唤醒B │ (阻塞中)│
└─────────┘ └─────────┘
互斥锁的本质：通过
S=1表示“钥匙”，P 操作是拿钥匙，V 操作是还钥匙。
三、实现同步 (Synchronization)
目标：协调进程间的执行顺序（如：进程B 必须在 进程A 完成后执行）。
工具：同步信号量，初始值 S = 0。
场景：进程A 先执行任务X，进程B 后执行任务Y。
Semaphore sync = 0; // 初始化为0 (表示“事件未发生”)
// 进程A
Process A() {
// 执行任务X
V(sync); // 通知B："X已完成"
}
// 进程B
Process B() {
P(sync); // 等待A的通知
// 执行任务Y
}
工作流程
- 若 B 先执行：
P(sync):
sync.value = 0-1 = -1 < 0→ 阻塞等待。
- A 执行任务X：
- 完成后执行
V(sync):
sync.value = -1+1 = 0 ≥ 0→ 唤醒 B。
- 完成后执行
- B 被唤醒：
- 继续执行任务Y。
示意图
进程A 进程B
┌─────────┐ ┌─────────┐
│ 执行任务X│ │ P(sync) │
├─────────┤ │ (S=0→-1)│ ← 阻塞!
│ V(sync) │ └────┬────┘
│ (S=0→-1)│ ← 唤醒B ▼
└─────────┘ ┌─────────┐
│ 唤醒后 │
│ 执行任务Y│
└─────────┘
同步信号量的意义：
S=0表示“条件不满足”，P 是等待条件，V 是发出信号。
四、综合案例：生产者-消费者问题
问题描述：
- 生产者向**有限缓冲区（Buffer Size=N）**写入数据。
- 消费者从缓冲区读取数据。
需满足：
- 互斥：任一时刻仅一个进程访问缓冲区。
- 同步：
- 缓冲区满时，生产者等待 (
empty=0)； - 缓冲区空时，消费者等待 (
full=0)。
- 缓冲区满时，生产者等待 (
信号量设计
| 信号量 | 含义 | 初始值 |
|---|---|---|
mutex |
缓冲区互斥锁 | 1 |
empty |
空闲缓冲区数量 | N |
full |
已用缓冲区数量 | 0 |
伪代码
// 全局定义
Semaphore mutex = 1, empty = N, full = 0;
// 生产者
Producer() {
while (true) {
item = produce_item(); // 生产数据
P(empty); // 等待空位 (empty--)
P(mutex); // 申请缓冲区锁
buffer.add(item); // 写入缓冲区
V(mutex); // 释放锁
V(full); // 增加数据项 (full++)
}
}
// 消费者
Consumer() {
while (true) {
P(full); // 等待数据 (full--)
P(mutex); // 申请缓冲区锁
item = buffer.remove(); // 取出数据
V(mutex); // 释放锁
V(empty); // 释放空位 (empty++)
consume_item(item); // 消费数据
}
}
关键点图解
为什么P操作顺序必须是 empty→mutex 和 full→mutex？
若颠倒顺序（如生产者先 P(mutex) 再 P(empty)）：
- 生产者获锁后，若发现缓冲区满 (
empty=0) → 执行P(empty)阻塞。 - 但此时锁未被释放！消费者无法进入临界区取数据 → 死锁。
黄金规则：
- 先申请资源信号量 (
empty/full)，再申请互斥锁 (mutex)。- 释放时顺序相反：先放锁，再放资源。
五、经典同步问题模式
| 问题类型 | 信号量设计 | 关键点 |
|---|---|---|
| 读者-写者 | rw_mutex=1 (写互斥) |
读者计数 + 写者优先/读者优先 |
read_count=0 (读者计数) |
||
| 哲学家就餐 | chopstick[5]={1,1,1,1,1} |
解决死锁：限人数/按序拿/异步放 |
六、总结：P/V 操作的核心逻辑
- 互斥实现：
- 用
mutex=1的二元信号量包裹临界区。
- 用
- 同步实现：
- 前驱关系：用
S=0的信号量，前驱V后驱P。 - 资源限制：用 计数信号量（如
empty/full）管理资源数量。
- 前驱关系：用
- 避免死锁：
- 按固定顺序申请多个信号量（如先资源后锁）。
- 设置等待超时或使用
tryP操作。
- 原子性保证：
- P/V 操作必须由操作系统内核实现（关中断/硬件指令）。
一句话精髓：
P 是等待资源（可能阻塞），V 是释放资源（可能唤醒），信号量是协调进程的“交通灯”。