以下內容全部是B站 的陳老師視頻的課程總結，https://www.bilibili.com/video/av6538245?p=73，感謝UP主感謝陳老師，由於第十章是最難的部分之一，我從這一章開始來對計算機專業核心課程之一的《操作系統》進行知識點總結，順序和內容全部根據B站視頻來。一方面是加深自己的印象，另一方面貢獻給大家減少大家的工作量。
內容上增加了對課程上代碼的解讀，同時手打記錄了課件上出現的全部文字。下一次更新會更新第九章內容。
10.1 信號量和管程
10.1.1 爲什麼需要信號量
回顧一下lock能解決併發問題中競爭條件(競態條件)對資源的爭奪；
但是lock不能解決同步問題，需要更高級的方式實現同步(包括多線程共享公共數據的協調執行；互斥與條件同步的實現(互斥是指同一時間只能有一個線程可以執行臨界區))；
同步的實現需要高層次的編程抽象(例如鎖)的實現和底層硬件支持。
10.2 信號量
信號量是一種抽象的數據類型，包括：
->一個整形sem，兩個原子操作；
->P():sem-1，如果sem<0，等待，否則繼續
->V():sem+1，如果sem<=0，喚醒一個等待的P
信號量有點像鐵路的信號燈
信號量是Dijkstra在20世紀60年代提出，V：Verhoog，P：Prolaag，分別是荷蘭語的增加和減少。
10.3 信號量的使用
10.3.1 信號量的性質
信號量必須是整數，初始值一般是大於0；
信號量是一種被保護的變量(初始化後，唯一改變一個信號量值的方法只能是P()和V()；操作只能是原子操作)；
P()能阻塞，V()不會阻塞；
信號量假定是公平的(FIFO；如果一直有V()操作，則不會有進程被P()所阻塞);
信號量包括兩種類型：
->二進制信號量：0或1；
->計數信號量：任何非負整數；
->可以用上面這兩種類型任意一個表示另一個。
信號量可以用在2個方面：
->互斥
->條件同步(採用調度約束實現一個線程等待另一個線程的事情發生)
10.3.2 用二進制信號量實現lock功能，也就是互斥
信號量初始值設置爲1，一個線程開頭信號量減一鎖上，完事後加一解鎖；想一想，如果別的線程也想執行，當他執行P操作的時候，信號量爲負數了，此時其它的線程就不得不等待，等到當前線程執行完後V操作了，另一個線程才能執行。
10.3.3 用二進制信號量實現線程同步(調度約束)
信號量初始值爲0，線程A執行到P()時，信號量爲負數掛起，只有到線程B執行到V()時，線程A纔可能繼續。這確保了同步。
10.3.4 同步問題出現的場景
一個線程等待另一個線程處理事情，例如生產者-消費者模型，此時互斥(鎖機制)是不夠的；
例如生產者-消費者模型就需要一個有界緩衝區，
->一個或多個生產者產生數據並將數據放在緩衝區中；
->單個消費者每次從緩衝區取出數據；
->在任何一個時間只有一個生產者或消費者可以訪問緩衝區，如下圖。
10.3.5 生產者-消費者模型的正確性要求
->在任何一個時間只能有一個線程操作緩衝區(互斥)；
->當緩衝區爲空時，消費者必須等待(調度/同步約束)；
->當緩衝區滿了時，生產者必須等待(調度/同步約束)；
10.3.6 生產者-消費者模型實現策略
->利用一個二進制信號量實現互斥，也就是鎖的功能；
->用一個計數信號量fullbuffers來約束生產者；
->用一個計數信號量emptybuffers來約束消費者；
Deposit():
往緩衝區增加東西。所以說fullBuffer加1，emptybuffer減1.
Remove():
和上一個相反。
可以發現，這個鎖是緊跟着對緩衝區的操作的。
10.4 信號量的實現
注意，sem>0，說明計算機能滿足所有需求，不需要把線程弄到等待隊列裏。
P():
標記減一，如果標記小於0了，說明資源不夠，需要把線程加入隊列；
V():
標記加一，如果標記小於等於0，說明等待隊列中有元素，喚醒一個隊列中的元素並執行；
信號量的用途：互斥和條件同步(注意等待的條件是獨立的互斥)；
信號量的缺點：讀/開發代碼困難；容易出錯(使用的信號量被另一個線程佔用，完了釋放信號量)；不能夠處理死鎖；
10.5 管程monitor
管程的目的：分離互斥和對條件同步的關注。
管程的定義：一個鎖(臨界區)加上0個或若干個條件變量(等待/通知信號量用於管理併發訪問的共享數據)。
管程實現的一般方法：收集在對象/模塊中的相關共享數據；定義方法來訪問共享數據。
一開始，所有進程在右上角的排隊隊列中，排隊完後進行wait()操作，等到signal()操作喚醒後，執行這個進程的代碼。
10.5.1 管程的組層
(1)Lock()：
Lock::Acquire()如果鎖可用，就搶佔鎖(上鎖)
Lock::Release()釋放鎖，如果這個時候有等待者，就喚醒
Lock操作保證互斥。
(2)Contion Variable：
如果條件不能滿足就wait(),一旦條件滿足了，signal()會喚醒那些在隊列中的線程並繼續執行。
10.5.2 管程的實現
需要維持每個條件隊列；線程等待的條件是等待一個signal()操作。
(1)wait():
numWaiting就是計數器，統計有多少個線程處於等待隊列中；
release()因爲當前線程在睡眠，就必須把鎖打開一下，以便就緒狀態的線程去執行，如果不release可能會造成死鎖；
schedule()的意思是，當前線程在wait()了，在隊列裏睡眠了，此時就需要選擇一個就緒態的線程去執行；
就緒態的線程執行完畢後就可以再上鎖。
(2)signal():
如果等待隊列中有元素，那麼就把隊列的頭元素取出來(並刪掉)並喚醒wakeup，此時這個線程就是就緒狀態了，它的下一步操作就是wait()裏的schedule()，執行這個線程。
注意，signal僅在等待隊列中有元素的時候纔對numberWaiting執行(減法操作)，而信號量不一樣，在P()和V()一定會有對信號量的加減操作的。
(1)Deposit():
(這裏比較高能，我也是看了好幾遍才明白的。)
根據管程定義，只有一個線程能進入管程，所以一開始就上鎖，在最後才解鎖(紫紅色字)；這裏和信號量是不一樣的，信號量的互斥是緊緊靠着信號量的，而管程的互斥是在頭和尾。注意，這個lock是管程的lock。
如果buffer沒有滿，就可以先不看紅字，Deposit是要往buffer里加商品，加的時候需要上鎖保證對buffer操作的互斥(紫色，一次只運行一個線程操作)；直到buffer的計數器爲n，裝滿了；
但是需要提前判斷一種情況，就是容器是不是滿的(紅字部分)，如果是滿的，就把加入商品這個操作使用條件變量notFull，給notFull傳入的參數就是那個管程的lock。此時重點來了，還記得管程條件變量定義裏的wait()操作嗎?那裏面有一個release操作，釋放的就是紫紅色標記的lock->acquire()；只有釋放了這個lock，現在處於就緒狀態(就是在notFull.signal()操作中被喚醒)的線程才能執行(就是wai()裏面的schedule()操作)，否則就會死鎖；等到就緒狀態的線程執行完了，再上鎖，恢復原樣！
現在再看看notEmpty.release()是不是就好理解了？因爲我每進行一次deposit操作，buffer裏面就會多一個商品，那麼就多一個東西被消費者使用，此時就可以喚醒一個取商品操作的線程，這個就是靠notEmpty.release()實現，此時就有一個取商品線程處於就緒態，他會在remove()操作裏的notEmpty.Wait()操作中被執行！！
(2)Remove():
和上面就一樣啦，我就不解釋了。
10.5.3 兩個巨老的方法
上圖的黃色標記是等待的線程，藍色標記是正在執行的線程，它進行了喚醒操作。
注意，在上面的生產者消費者代碼執行過程中，一次執行signal操作可能會涉及到2個線程在同一個管程中的操作(是讓被喚醒的老黃色線程馬上schedule執行呢，還是先讓當前新藍色線程沒擦完的屁股擦擦呢？)，哪一個先執行？？關於這種情況的具體解決，有兩種方式：
Hoare：如上圖右圖。一旦執行了signal操作，先讓等待的黃色線程完事了，新藍色線程再把剩下的屁股擦了；
Hansen(採用)：如上圖左圖。一旦執行了signal操作，新藍色線程先執行完，然後老黃色線程再執行。
根據兩個巨老的方案，修改deposit如上。Hansen實際上和之前一樣。之所以用while，是因爲上圖黃色線程必須等藍色的完成後纔會釋放，所以說在隊列的線程可能不是一個，都在搶線程；而Hoare方法，他是每signal一次，只有一個等待線程，於是用if。
10.5.4 本節總結
基本的硬件操作(禁用中斷/原子指令/原子操作)是高層抽象(信號量/鎖/條件變量)的基礎，採取不同的高層抽象的算法策略，可以實現臨界區和管程等不同的併發編程策略。
10.6 讀者寫者問題
目的：
->共享數據的訪問；
使用者類型：
->讀者(不需要修改數據)；
->寫者(讀取和修改數據)。
問題的約束：
->允許同一時間有多個讀者，但是任何時間只能有一餓寫者；
->當沒有寫者時，讀者纔可以訪問數據；
->當沒有讀者和其他寫者時，寫者才能訪問數據；
->在任何時候只能有一個線程可以操作共享變量。
共享數據包括：
->數據集；
->信號量CountMutex(初始值爲1，約束讀者)；
->信號量WriteMutex(初始值爲1，約束寫者)；
->讀者數量Rcount(整數，初始值爲1)。
10.6.1 基於信號量的讀者優先
(1)寫者：
sem_wait(WriteMutex)相當於P()操作；
write；
sem_post(WriteMutex)相當於V()操作；這倆其實就是鎖。我們知道，二進制的P/V操作就是鎖。
確保一個時間只有一個寫者在揮灑筆墨。
(2)讀者：
在read的再之前，因爲要實現對Rcount的保護，所以首先給讀者上鎖；如果當前沒有讀者，此時給寫者上鎖(P()操作)不許寫者進來，然後我就可以讀了；因爲進來了一個讀者，所以Rcount++；給讀者解鎖；
在read的再之後，讀完了，因爲要實現對Rcount的保護，所以首先給讀者上鎖；讀者走一個，所以Rcount–；如果最後一個讀者也讀完了，把寫者的鎖釋放；給讀者解鎖。
10.6.2 基於管程的寫者優先
->基於讀者優先的方法，只要有一個讀者處於活動狀態，後來的讀者都會被接納。如果讀者源源不斷的出現，那麼寫者會飢餓。
->基於寫者優先的方法，一旦寫者就緒，那麼寫者會盡可能快的執行寫操作。如果寫者源源不斷的出現，那麼讀者就始終處於阻塞狀態。
注意，有兩類寫者，一種是正在創作的寫者，另一種是在等待隊列中的寫者。只要有一種寫者存在，讀者都要等待。
Database::Read():
要等待以上2種讀者；之後才能read；喚醒在等待隊列中的寫者；
Database::Write():
只需要等待正在讀或者正在寫的人；沒有人正在操作就可以write；喚醒其他人。
管程的數據：
AR/AW活着的讀者和寫者個數；WR/WW等待着的讀者和寫者的個數；
條件變量：okToRead可以去讀了；okToWrite可以去寫了。
(1)讀者的操作
StartRead():
(確保即沒有等待着寫者也沒有正在寫的寫者)
因爲是管程，所以兩端上鎖；
如果等待着寫者和正在寫的寫者數量和大於1，那麼等待的讀者加1，等着，注意，等完之後WR要減1，AR要加1。
DoneRead():
(讀完了，喚醒其他寫者)
因爲讀完了，AR減1；
如果沒有人在讀且有寫者在等着，馬上喚醒一個寫者。
(2)寫者的操作
StartWrite():
只要有人在操作共享變量，我就等着；等完了，我就變成active了。
DoneWrite():
寫完了，AW減1；先喚醒寫者，再喚醒讀者。
10.6 哲學家就餐問題
思路1，哲學家的角度看怎麼解決這個問題？
要麼不拿，要麼就拿兩個叉子。
思路2，計算機程序怎麼解決這個問題？
不能浪費CPU時間，而且線程之間要相互通信。
思路3，如何實現編程？
->必須有一個描述每個哲學家當前狀態的數據結構；
->該結構是一個臨界資源，各個哲學家對它的訪問應該互斥的進行(線程間互斥)；
->一個哲學家喫飽後，需要喚醒左領右舍，所以存在同步關係(線程同步)。
注意，我們考慮的對象，也就是共享資源，是哲學家的狀態，而不是叉子的狀態。
一個哲學家所有操作的實現：
S2-S4拿叉子的實現：
注意，因爲涉及到對共享狀態量的訪問，所以需要上鎖。
其中，看看能不能拿兩把叉子的操作：
注意，這裏的V操作和之前的P操作對應上了。
S6-S7放下叉子的實現：
注意，因爲涉及到對共享狀態量的訪問，所以需要上鎖。
