操作系统学习笔记-10：死锁

死锁的概念

1. 关于死锁

Deadlocks are a set of blocked processes each holding a resource and waiting to acquire a resource held by another process int the set. ——《Inners of Operating Systems》

死锁现象指的是：在并发环境下，两个或者以上的进程由于竞争资源而造成的一种互相等待（你等我，我等你）的现象，在这种情况下，A 进程拿着 A 资源，需要 B 资源，B 进程拿着 B 资源，需要 C 资源 ...... 各个进程互相等待，都会被阻塞，无法继续向前推进。

2. 死锁的必要条件

只有同时满足以下四个条件，才会发生死锁现象：

① 互斥：

要求进程竞争的资源必须是互斥使用的资源。因为如果是可以共享使用的资源，多个进程直接同时使用就好，不会陷入等待的僵局。

② 非抢占：

要求进程占有的资源只能由进程使用完之后自己主动释放，其它进程不能抢占该资源。因为如果其它进程可以抢占资源，那么就是直接拿到资源了，也不会陷入等待的僵局。

③ 占有和请求：

要求进程是在占有（holding）至少一个资源的前提下，请求（waiting）新的资源的。由于新的资源被其它进程占有，此时，发出请求的进程就会带着自己占有的资源进入阻塞状态。假设 P1，P2 分别都需要 R1，R2 资源，如果是下面这种方式：

P1: P2:
request(R1) request(R2)
request(R2) request(R1)

如果 P1 请求到了 R1 资源之后，P2 请求到了 R2 资源，那么此后不管是哪个进程再次请求资源，都是在占有资源的前提下请求的，此时就会带着这个资源陷入阻塞状态。P1 和 P2 需要互相等待，发生了死锁。

换一种情况：

P1: P2:
request(R1) request(R1)
request(R2) request(R2)

如果 P1 请求到了 R1 资源，那么 P2 在请求 R1 的时候虽然也会阻塞，但是是在不占有资源的情况下阻塞的，不像之前那样占有 R2。所以，此时 P1 可以正常完成任务并释放 R1，P2 拿到 R1 之后再去执行任务。这种情况就不会发生死锁。

④ 循环等待：

要求存在一条进程资源的循环等待链，链中的每一个进程占有的资源同时被另一个进程所请求。

发生死锁时一定有循环等待（因为是死锁的必要条件），但是发生循环等待的时候不一定会发生死锁。这是因为，如果循环等待链中的 P1 和链外的 P6 都占有某个进程 P2 请求的资源，那么 P2 完全可以选择不等待 P1 释放该资源，而是等待 P6 释放资源。这样就不会发生死锁了。

3. 死锁的出现场景

① 对系统资源的竞争：

各个进程对互斥的、不可抢占的资源的竞争可能会引起死锁。需要注意的是，正如我们在上面讲到的，对可抢占的资源的竞争是不会引起死锁的。比如说 CPU 就是可抢占的资源，可以借助很多种进程调度算法让进程抢占到处理机，一般不存在死锁的情况。

② 进程推进顺序不当：

比如上面的 P1，P2，R1，R2 的例子。换顺序之前，发生了死锁，两个进程都被阻塞；换顺序之后，就避免了死锁的发生。

③ 信号量使用不当：

信号量如果使用不当，也会发生死锁。这里选取在操作系统学习笔记-6：进程同步与进程互斥（三）：经典问题中提到过的生产者—消费者问题进行解释：

死锁的处理

对于死锁，可以采取三种方式进行处理。第一种是预防死锁，核心是破坏导致死锁产生的一个或多个必要条件；第二种是避免死锁，核心是用某种方法防止系统进入不安全状态，从而避免死锁；第三种不像前面两种，它没有规避死锁的发生，但是会在死锁发生后进行检测，然后通过某种方法解除死锁。

预防和避免这两个词意思差不多，英文分别是 deadlock prevention 和 deadlock avoidance，也是差不多的。主要是处理方式不同，所以不要在意名字本身。

1. 预防死锁

前面讲到，死锁的产生需要同时满足四个条件。现在逐一看每一个条件是否有被破坏的可能。

① 破坏互斥条件

如果可以把某个互斥资源转化成共享资源，那么就不存在互相等待资源的情况了，也就不会发生死锁。借助 SPOOLing 假脱机技术，可以把互斥资源在逻辑上转化为共享资源。

在引入 SPOOLing 技术之前，进程 P1 和 P2 如果要利用打印机进行输出，那么它们是直接请求打印机资源的，比如 P1 请求并使用打印机进行输出，那么 P2 如果再请求的话就会被阻塞。

但是在引入 SPOOLing 技术之后，各个进程会把各自的输出内容放到一个新开辟的缓冲区里，缓冲区里形成一个输出内容队列，之后进程再继续向后执行。后面要利用打印机进行输出的时候，只需要读取队列上的内容即可。在整个过程中，由于各个进程面向的缓冲区是共享资源，所以轮到自己执行的时候只管把内容放到缓冲区即可，是不会发生死锁的。

② 破坏非抢占条件

如果资源是可以抢占的，那么在进程需要资源的时候，就可以直接抢占了，不存在互相等待资源的情况，也就不会发生死锁。要破坏非抢占条件，做到可抢占，可以从两个角度（方案）考虑：

从占有资源的进程的角度考虑，如果它请求不到新的资源，那么它必须立即释放占有的全部资源，以后需要的时候重新申请
从请求资源的进程的角度考虑，如果它需要请求资源，那么操作系统会帮助它抢占相关资源。比如现在有一个优先级更高的进程，如果是采用优先级调度算法，那么它将有机会在操作系统的帮助下抢占到资源。

这种做法的问题在于：

实现起来复杂
某个占有资源的进程释放占有的全部资源时，可能会导致工作进度丢失
反复的申请和释放资源会增加系统开销
可能导致饥饿

③ 破坏占有和请求条件

一般来说，资源是在进程运行的时候动态请求的，这就可能导致某个进程在占有资源的同时去请求资源，如果资源请求不到，就会带着占有的资源进入阻塞状态。所以可以考虑采用静态分配的方法，在进程运行之前就一次申请完需要的全部资源，如果资源不到位，就先不让它运行；如果资源到位，就让它带着资源运行。这样就确保了进程一定可以拿到资源执行任务，没有动态请求资源的过程，自然不会发生死锁。

该方法可能导致饥饿现象。设想有 ABC 三类进程，A 用到 a 资源，B 用到 b 资源，C 用到 ab 资源，那么 AB 会在运行前事先申请到 ab 资源，之后运行，如果 AB 源源不断进入就绪队列，那么 ab 资源就会不断被分配给 AB 进程，这样 C 进程由于没有办法在运行前拿到 ab 资源，所以迟迟无法运行，就进入了饥饿状态。

④ 破坏循环等待条件

循环等待就是 A 等 B，B 等 C，C 又回过头来等 A，形成了一个互相循环等待的闭环，从而陷入死锁。所以可以考虑“打破”这个闭环，具体做法是：给所有的资源编号，规定每个进程必须按照编号递增的顺序请求资源：必须先请求小编号资源，后请求大编号资源，请求大编号资源后，后续请求的资源只会比该资源编号更大。这样就成功打破了闭环。

以之前的例子讲解：

P1: P2:
request(R1) request(R2)
request(R2) request(R1)

这种情况下资源请求是无序的，尤其是 P2，它没有按照递增的顺序请求资源，因此很容易发生死锁。但是如果是这种情况：

P1: P2:
request(R1) request(R1)
request(R2) request(R2)

实际上，这里除了破坏“占有和请求条件”之外，更重要的是破坏了循环等待条件 —— 因为这里是按照编号递增的顺序请求资源了，不管是 P1 还是 P2，都是先请求小编号的 R1，后请求大编号的 R2，这样的话就不会发生死锁，因为此时两个进程对资源的请求并没有形成一个闭环。

也可以拿之前在操作系统学习笔记-6：进程同步与进程互斥（三）：经典问题提到的哲学家就餐问题解释，如下图：

最初的情况......

在最初的哲学家问题中，之所以发生死锁，本质上是因为每个哲学家都是先拿左边筷子，后拿右边筷子，由于 4 号右边的筷子是 0 号左边的筷子，最终形成了一个闭环。设想当每个哲学家都拿起左手筷子，当他们去申请右手筷子的时候，无一例外都会被阻塞，陷入死锁。

如果试图打破循环......

但是如果我们按照上图给每个筷子进行编号，规定必须按照编号递增的顺序申请资源，那么从 0 号到 3 号，它们依然会拿起左手边小编号的筷子，但是轮到 4 号的时候，情况就不一样了。因为对于 4 号来说，右手筷子编号更小，所以在拿到左手筷子之前，它会先试图拿右手筷子，又由于该筷子已经被 0 号拿走，此时 4 号被阻塞。而对于 3 号来说，没人和自己抢 4 号筷子了，所以 3 号哲学家此时可以拿到左右筷子，这样就避免了死锁。

还可以从另一个角度考虑，因为我们是按照编号递增的顺序请求资源的，设想在某一时刻，若干个进程中必定有一个进程的资源编号暂时是所有进程中最大的，那么该进程在此后申请新的资源的时候，只可能申请编号更大的资源，一方面避开了小编号、可能已经被拿走的资源（也就避开了阻塞和死锁），另一方面，大编号资源并没有被其他进程拿走，因此这个时候，该进程一定可以拿到资源，不会有死锁现象。

但这种预防死锁的方法，问题在于：

如何进行编号？从什么角度考虑？这是一个问题
如果增加资源或设备，需要重新进行编号吗？怎么编号？
虽然资源请求上是先小编号资源，后大编号资源，但是实际使用的时候可能是得先使用大编号资源，这就意味着小编号资源暂时用不到 —— 虽然用不到，但还是被进程占用，明显有资源浪费的问题。

2. 避免死锁

避免死锁的核心在于，如果资源在分配给某个进程后会在将来导致死锁，那么就不同意资源请求，取消资源的分配。

问题是，怎么知道将来是否会导致死锁呢？

2.1 安全序列和安全状态

如果系统按照某种序列分配资源，可以使得每个进程都拿到资源并顺利完成，那么这样的序列就叫做安全序列。只要至少有一个安全序列，就可以认为系统处于安全状态。
反之，如果这样的序列一个都没有，那么就会有进程拿不到资源，进而无法顺利完成，此时就认为系统处于不安全状态。当系统处于不安全状态的时候，有可能发生死锁。

如下图：

虽然进入不安全状态，并不一定意味着会发生死锁，但是本着以防万一的想法，我们可以设法让系统永远不会进入不安全状态，从而从根源上避免死锁的发生。这样，我们的思路就从避免死锁变成了避免不安全状态。

在确定要分配资源给进程之前，首先检测此次分配是否会导致进入不安全状态，进而导致可能发生的死锁。如果会，那么就取消此次资源的分配。

下面介绍具体的检测方法。

2.2 资源分配图算法

资源分配图算法即 Resource-Allocation Graph Algorithm，当各类资源都只有一个的时候，可以使用这种方法求解。资源分配图是描述进程和资源之间请求和分配关系的有向图，从进程指向资源的虚线代表资源需求（要使用），从进程指向资源的实线代表资源请求（申请使用），从资源指向进程的实线代表资源分配（正在使用）。

比如有 P1 P2 两个进程，它们都需要用到 R1 R2 两种资源。当前状态如下：

如果 P1 请求 R2 资源：那么就把 P1 到 R2 的需求边改为 R2 到 P1 的分配边，此时整个图中不存在回路，那么就认为系统处于安全状态，不会发生死锁。可以分配资源。
如果 P2 请求 R2 资源：那么就把 P2 到 R2 的需求边改为 R2 到 P2 的分配边，此时整个图中存在一条回路，那么就认为系统处于不安全状态，有可能发生死锁。不可以分配资源

根据前面的说法，即使进入不安全状态仅仅意味着有可能发生死锁，也要杜绝，所以 P2 不会请求到想要的资源。

2.3 银行家算法

银行家算法即 Banker's Algorithm，当各类资源有多个的时候，可以使用这种方法求解。

银行家算法的基本思路如下：

由于涉及到了安全性算法，所以这里先解释安全性算法。安全性算法是银行家算法的一环，用于检测某个状态是安全状态还是不安全状态，并决定资源分配。

假如现在有 P0 ~ P4 共五个进程，ABC 三类资源，个数为（10,5,7）。在某一时刻，资源剩余量为（3,3,2），各个进程的最大需求量、已分配量和需求量如下图所示：

如何检测当前是否处于安全状态呢？尝试寻找安全序列：

当前剩余资源（3,3,2），无法满足 P0 需要的（7,4,3），所以不能首先分配给 P0；但是可以满足 P1 需要的（1,2,2），P3 需要的（0,1,1），所以可以分配给 P1 和 P3，P1 和 P3 进入安全序列。
P1 和 P3 执行完之后，归还资源，剩余资源（3,3,2）+（2,0,0）+（2,1,1）=（7,4,3），可以满足 P0 需要的（7,4,3），P2 需要的（6,0,0），P4 需要的（4,3,1），所以 P0、P2、P4 依次进入安全序列
所以存在安全序列 P1->P3->P0->P2->P4 ，使得按照这个顺序分配资源后，每个进程都能拿到需要的资源并顺利完成，所以该状态是安全状态。

看另一种情况。假如现在有 P0 ~ P4 共五个进程，ABC 三类资源，个数为（10,5,7）。在某一时刻，资源剩余量为（3,3,2），各个进程的最大需求量、已分配量和需求量如下图所示：

当尝试寻找安全序列的时候，容易发现 P1 P3 可以满足，所以 P1 P3 进入安全序列，此后剩余资源为（7,4,3）。又由于 P0 P2 P4 都是无法满足的，所以实际上并不存在一个安全序列使得所有进程都能被分配资源。因此状态是不安全状态，可能发生死锁，取消资源分配。

现在来看银行家算法。

假设系统中有 n 个进程，m 种资源，规定：

每个进程在运行前先声明自己需要的最大资源数，用一个 n*m 的最大需求矩阵 Max 表示各个进程的需求情况，比如 Max[i][j]= K 就表示进程 i 需要 K 个 j 类型资源
用一个 n*m 的分配矩阵 Allocation 表示各个进程的已分配资源情况
用一个 n*m 的需求矩阵 Need 表示各个进程的最多还需要资源情况，Need = Max - Allocation
用一个 m 长度的一维数组 Avaliable 表示剩余资源数目
用一个 m 长度的一维数组 Request_i 表示某个进程 i 某次申请的资源数目

按照之前说过的流程图，银行家算法的工作过程是：

请求资源数是否超过最大资源数？Request_i[j]<=Need[i][j]，则到下一步；否则出错
请求资源数是否超过剩余资源数？Request_i[j]<=Available[j]，则到下一步；否则说明资源不够，进程等待
尝试进行资源分配。
- 剩余资源减少：Available = Available - Request
- 已分配资源增加：Allocation[i][j] = Allocation[i][j] + Request_i[j]
- 需求资源减少：Need[i][j] = Need[i][j] - Request_i[j]
对分配后的状态通过安全性算法进行预判：
- 安全状态：不会发生死锁，可以分配资源
- 不安全状态：可能发生死锁，不分配资源

3. 检测和解除死锁

死锁的第三种处理策略是检测和解除死锁，与前面不同的是，这种策略没有规避死锁的发生，而是在死锁发生后进行检测，检测到死锁就将其解除。

3.1 检测死锁

检测死锁依然可以利用前面讲到的资源分配图，这里分为两种情况的死锁检测：

①各类资源只有一个

当各类资源只有一个的时候，可以把资源分配图化简为一个等待图（wait-for graph），比如说 A 进程请求 X 资源、X 资源被 B 进程占有，这个过程可以被简化为 A 进程等待 B 进程。比如说下面，左图被转化为对应的右图：

之后检测是否有回路，因为有回路，所以认为此时是存在死锁的。

②各类资源有多个

各类资源有多个的时候，我们可能需要根据给定表检测是否有死锁，还可能根据给定图检测是否有死锁。对于前者，可以沿用之前的安全性算法进行检测；对于后者，可以尝试化简资源分配图。

比如说，现在有 P0 ~ P4 共五个进程，ABC 三类资源，个数为（7,2,6）。在某一时刻，资源剩余量为（0,0,0），各个进程的最大需求量、已分配量和需求量如下图所示：

对于给定的表，可以用安全性算法检测是否处于死锁状态。因为剩余资源（0,0,0），所以 P0 P2 可执行；之后归还资源，剩余资源（3,1,3），所以 P1，P3，P4 可执行。所以存在安全序列 P0->P2->P1->P3->P4 ，此时认为该状态是安全状态，不会发生死锁。

但是如果稍微做一下改动（P2 对 C 资源的需求量加一）：

因为剩余资源（0,0,0），所以 P0 可执行；之后归还资源，剩余资源（0,1,0），此时其它四个进程都没有执行所需要的足够的资源数，因此不存在安全序列。此时认为该状态是不安全状态，一定发生死锁。并且发生死锁的进程是 P1，P2，P3，P4。

PS：这里需要注意的是，在避免死锁中使用的安全性算法，检测到不存在安全序列的时候，就认为处于不安全状态，可能发生死锁；但是在这里使用的安全性算法，一旦检测到不存在安全序列，就认为处于不安全状态，一定发生了死锁。

上面介绍的是给定表的死锁检测，如果给定的是资源分配图，应该如何检测死锁呢？以下图为例：

约定蓝色线为请求边，黑色线为分配边，资源中的一个圆点代表一个该类资源。那么 P1 占有两个 R1 资源，请求一个 R2 资源；P2 占有一个 R2 资源，一个 R1 资源，请求一个 R1 资源。

首先找出非阻塞非孤立的进程点。P1 P2 都不是孤立的，所谓非阻塞指的是进程请求的资源数量足够，比如说 P2 请求 R1，由于 R1 已经有两个被 P1 占有，一个被 P2 占有，无多余资源，所以 P2 请求的资源数量不够，P2 是阻塞的；而 P1 请求 R2，因为 R2 只有一个被 P2 占有，所以有多于资源，P1 请求的资源数量足够，P1 是非阻塞的。这样就找到了符合条件的进程点 P1
去除这样的点的所有边。那么就会去除 P1 的所有边，归还所有资源。P1 成为孤立点。
重复第一步和第二步。此时，因为这次 P2 请求的 R2 资源是足够的（被 P1 释放了），所以 P2 是非阻塞非孤立的点，把他的全部边去除
由于图中所有的边都能被消除，所以称该图可以被简化，因此它不存在死锁（如果不可简化，则存在死锁）

又比如下面这种情况：