死锁的概念以及产生死锁的原因
死锁的定义
在多道程序系统中，由于多个进程的并发执行，改善了系统资源的利用率并提高了系统的处理能力。
然而，多个进程的并发执行也带来了新的问题——死锁。
所谓死锁是指多个进程因竞争资源而造成的一种僵局（互相等待），若无外力作用，这些进程都将无法向前推进。
例子
下面我们通过一些实例来说明死锁现象。
先看生活中的一个实例，在一条河上有一座桥，桥面很窄，只能容纳一辆汽车通行。
如果有两辆汽车分别从桥的左右两端驶上该桥，则会出现下述的冲突情况。
此时，左边的汽车 占有了桥面左边的一段，要想过桥还需等待右边的汽车让出桥面右边的一段；右边的汽车占 有了桥面右边的一段，要想过桥还需等待左边的汽车让出桥面左边的一段。此时，若左右两 边的汽车都只能向前行驶，则两辆汽车都无法过桥。
在计算机系统中也存在类似的情况。
例如，某计算机系统中只有一台打印机和一台输入设备，进程P1正占用输入设备，同时又提出使用打印机的请求，但此时打印机正被进程P2 所占用，而P2在未释放打印机之前，又提出请求使用正被P1占用着的输入设备。
这样两个进程相互无休止地等待下去，均无法继续执行，此时两个进程陷入死锁状态。
死锁产生的原因
1) 系统资源的竞争
通常系统中拥有的不可剥夺资源，其数量不足以满足多个进程运行的需要，使得进程在 运行过程中，会因争夺资源而陷入僵局，如磁带机、打印机等。
只有对不可剥夺资源的竞争才可能产生死锁，对可剥夺资源的竞争是不会引起死锁的。
2) 进程推进顺序非法
进程在运行过程中，请求和释放资源的顺序不当，也同样会导致死锁。
例如，并发进程 P1、P2分别保持了资源R1、R2，而进程P1申请资源R2，进程P2申请资源R1时，两者都 会因为所需资源被占用而阻塞。
信号量使用不当也会造成死锁。
进程间彼此相互等待对方发来的消息，结果也会使得这些进程间无法继续向前推进。
例如，进程 A 等待进程B发的消息，进程 B 又在等待进程 A 发的消息，可以看出进程A和B不是因为竞争同一资源，而是在等待对方的资源导致死锁。
3) 死锁产生的必要条件
产生死锁必须同时满足以下四个条件，只要其中任一条件不成立，死锁就不会发生。
互斥条件：进程要求对所分配的资源（如打印机）进行排他性控制，即在一段时间内某 资源仅为一个进程所占有。此时若有其他进程请求该资源，则请求进程只能等待。
不剥夺条件：进程所获得的资源在未使用完毕之前，不能被其他进程强行夺走，即只能 由获得该资源的进程自己来释放（只能是主动释放)。
请求和保持条件：进程已经保持了至少一个资源，但又提出了新的资源请求，而该资源 已被其他进程占有，此时请求进程被阻塞，但对自己已获得的资源保持不放。
循环等待条件：存在一种进程资源的循环等待链，链中每一个进程已获得的资源同时被 链中下一个进程所请求。即存在一个处于等待状态的进程集合{Pl, P2, …, pn}，其中Pi等 待的资源被P(i+1)占有（i=0, 1, …, n-1)，Pn等待的资源被P0占有，如图2-15所示。
直观上看，循环等待条件似乎和死锁的定义一样，其实不然。
按死锁定义构成等待环所要求的条件更严，它要求Pi等待的资源必须由P(i+1)来满足，而循环等待条件则无此限制。
例如，系统中有两台输出设备，P0占有一台，PK占有另一台，且K不属于集合{0, 1, …, n}。
Pn等待一台输出设备，它可以从P0获得，也可能从PK获得。因此，虽然Pn、P0和其他 一些进程形成了循环等待圈，但PK不在圈内，若PK释放了输出设备，则可打破循环等待, 如图2-16所示。因此循环等待只是死锁的必要条件。
资源分配图含圈而系统又不一定有死锁的原因是同类资源数大于1。但若系统中每类资源都只有一个资源，则资源分配图含圈就变成了系统出现死锁的充分必要条件。
死锁的处理策略
为使系统不发生死锁，必须设法破坏产生死锁的四个必要条件之一，或者允许死锁产生， 但当死锁发生时能检测出死锁，并有能力实现恢复。
预防死锁
设置某些限制条件，破坏产生死锁的四个必要条件中的一个或几个，以防止发生死锁。
避免死锁
在资源的动态分配过程中，用某种方法防止系统进入不安全状态，从而避免死锁。
死锁的检测及解除
无需釆取任何限制性措施，允许进程在运行过程中发生死锁。通过系统的检测机构及时地检测出死锁的发生，然后釆取某种措施解除死锁。
ps：这一种也是最常见的，比如数据库的各种死锁。
预防死锁和避免死锁都属于事先预防策略，但预防死锁的限制条件比较严格，实现起来较为简单，但往往导致系统的效率低，资源利用率低；
避免死锁的限制条件相对宽松，资源分配后需要通过算法来判断是否进入不安全状态，实现起来较为复杂。
死锁的几种处理策略的比较见表2-14。
- 表2-14 死锁处理策略的比较
死锁预防
防止死锁的发生只需破坏死锁产生的四个必要条件之一即可。
1) 破坏互斥条件
如果允许系统资源都能共享使用，则系统不会进入死锁状态。
但有些资源根本不能同时访问，如打印机等临界资源只能互斥使用。
所以，破坏互斥条件而预防死锁的方法不太可行，而且在有的场合应该保护这种互斥性。
2) 破坏不剥夺条件
当一个已保持了某些不可剥夺资源的进程，请求新的资源而得不到满足时，它必须释放已经保持的所有资源，待以后需要时再重新申请。
这意味着，一个进程已占有的资源会被暂时释放，或者说是被剥夺了，或从而破坏了不可剥夺条件。
该策略实现起来比较复杂，释放已获得的资源可能造成前一阶段工作的失效，反复地申请和释放资源会增加系统开销，降低系统吞吐量。
这种方法常用于状态易于保存和恢复的资源，如CPU的寄存器及内存资源，一般不能用于打印机之类的资源。
3) 破坏请求和保持条件
釆用预先静态分配方法，即进程在运行前一次申请完它所需要的全部资源，在它的资源未满足前，不把它投入运行。一旦投入运行后，这些资源就一直归它所有，也不再提出其他资源请求，这样就可以保证系统不会发生死锁。
这种方式实现简单，但缺点也显而易见，系统资源被严重浪费，其中有些资源可能仅在运行初期或运行快结束时才使用，甚至根本不使用。而且还会导致“饥饿”现象，当由于个别资源长期被其他进程占用时，将致使等待该资源的进程迟迟不能开始运行。
4) 破坏循环等待条件
为了破坏循环等待条件，可釆用顺序资源分配法。
首先给系统中的资源编号，规定每个进程，必须按编号递增的顺序请求资源，同类资源一次申请完。
也就是说，只要进程提出申请分配资源Ri，则该进程在以后的资源申请中，只能申请编号大于Ri的资源。
这种方法存在的问题是，编号必须相对稳定，这就限制了新类型设备的增加；尽管在为资源编号时已考虑到大多数作业实际使用这些资源的顺序，但也经常会发生作业使甩资源的顺序与系统规定顺序不同的情况，造成资源的浪费；此外，这种按规定次序申请资源的方法，也必然会给用户的编程带来麻烦。
死锁避免
避免死锁同样是属于事先预防的策略，但并不是事先釆取某种限制措施破坏死锁的必要条件，而是在资源动态分配过程中，防止系统进入不安全状态，以避免发生死锁。
这种方法所施加的限制条件较弱，可以获得较好的系统性能。
1. 系统安全状态
避免死锁的方法中，允许进程动态地申请资源，但系统在进行资源分配之前，应先计算此次资源分配的安全性。若此次分配不会导致系统进入不安全状态，则将资源分配给进程； 否则，让进程等待。
所谓安全状态，是指系统能按某种进程推进顺序( P1, P2, …, Pn)，为每个进程Pi分配其所需资源，直至满足每个进程对资源的最大需求，使每个进程都可顺序地完成。此时称 P1, P2, …, Pn 为安全序列。
如果系统无法找到一个安全序列，则称系统处于不安全状态。
假设系统中有三个进程P1、P2和P3,共有12 台磁带机。进程P1总共需要10台磁带机，P2和P3 分别需要4台和9台。假设在T0时刻，进程P1、P2 和P3已分别获得5合、2台和2台，尚有3台未分配，见表2-15。
- 表 2-15 资源分配
| 进程 | 最大需求 | 已分配 | 可用 |
|---|---|---|---|
| P1 | 10 | 5 | 3 |
| P2 | 4 | 2 | |
| P3 | 9 | 2 |
则在T0时刻是安全的，因为存在一个安全序列P2、Pl、P3，即只要系统按此进程序列分配资源，则每个进程都能顺利完成。
若在T0时刻后，系统分配1台磁带机给P3，则此时系统便进入不安全状态，因为此时已无法再找到一个安全序列。
并非所有的不安全状态都是死锁状态，但当系统进入不安全状态后，便可能进入死锁状态；反之，只要系统处于安全状态，系统便可以避免进入死锁状态。
2. 银行家算法
银行家算法是最著名的死锁避免算法。
它提出的思想是：把操作系统看做是银行家，操作系统管理的资源相当于银行家管理的资金，进程向操作系统请求分配资源相当于用户向银行家贷款。
操作系统按照银行家制定的规则为进程分配资源，当进程首次申请资源时，要测试该进程对资源的最大需求量，如果系统现存的资源可以满足它的最大需求量则按当前的申请量分配资源，否则就推迟分配。
当进程在执行中继续申请资源时，先测试该进程已占用的资源数与本次申请的资源数之和是否超过了该进程对资源的最大需求量。
若超过则拒绝分配资源，若没有超过则再测试系统现存的资源能否满足该进程尚需的最大资源量，若能满足则按当前的申请量分配资源，否则也要推迟分配。
1) 数据结构描述
可利用资源矢量Available：含有m个元素的歎组，其中的每一个元素代表一类可用的资源数目。Available[j]=K，则表示系统中现有Rj类资源K个。
最大需求矩阵Max：为n*m矩阵，定义了系统中n个进程中的每一个进程对m类资源的最大需求。Max[i, j]=K，则表示进程i需要Rj类资源的最大数目为K。
分配矩阵Allocation：为n*m矩阵，定义了系统中每一类资源当前已分配给每一进程的资源数。All0Cati0n[i, j]= K，则表示进程i当前已分得Rj类资源的数目为K。
需求矩阵Need：为n*m矩阵，表示每个进程尚需的各类资源数。Need[i, j]=K，则表示进程i还需要Rj类资源的数目为K。
上述三个矩阵间存在下述关系：
Need[i, j] = Max[i, j] - Allocation[i, j]
2) 银行家算法描述
设Requesti是进程Pi的请求矢量，如果Requesti[j]K，表示进程Pi需要Rj类资源K个。当Pi发出资源请求后，系统按下述步骤进行检查：
①如果Requesti[j] <= Need[i, j]，便转向步骤②；否则认为出错，因为它所需要的资源数已超过它所宣布的最大值。
②如果Requesti[j] <= Available[j]，便转向步骤③;否则，表示尚无足够资源，Pi须等待。
③系统试探着把资源分配给进程Pi，并修改下面数据结构中的数值：
Available[j] = Available[j] - Requesti[j];
Allocation[i, j] = Allocation[i, j] + Requesti[ j];
Need[i, j] = Need[i, j] - Requesti[j];
④系统执行安全性算法，检查此次资源分配后，系统是否处于安全状态。若安全，才正式将资源分配给进程Pi，以完成本次分配；否则，将本次的试探分配作废，恢复原来的资源分配状态，让进程Pi等待。
3) 安全性算法
①设置两个矢量。工作矢量Work；它表示系统可提供给进程继续运行所需的各类资源数目，它含有所个元素，在执行安全算法开始时，Work=Available; Finish：它表示系统是否有足够的资源分配给进程，使之运行完成。开始时 Finish[i]=false；当有足够资源分配给进程 Pi 时，再令 Finish[i]=true。
②从进程集合中找到一个能满足下述条件的进程：Finish[i]=false; Need[i, j]<=Work[j]; 若找到，执行下一步骤，否则，执行步骤4。
③当进程Pi获得资源后，可顺利执行，直至完成，并释放出分配给它的资源，故应执行：
Work[j]=Work[j]+Allocation[i, j];
Finish[i]=true;
go to step <2>;
④如果所有进程的Finish[i]=tme都满足，则表示系统处于安全状态；否则，系统处于不安全状态。
银行家算法例子
假定系统中有5个进程{P0, P1, P2, P3, P4}和三类资源{A, B, C}，各种资源的数量分别为10、5、7，在T0时刻的资源分配情况见表2-16。
1) T0时刻的安全性。
利用安全性算法对T0时刻的资源分配进行分析，由表2-17可知，在T0时刻存在着一个安全序列{P1, P3, P4, P2, P0}，故系统是安全的。
- 表 2-16 T0时刻的资源分配
- 表2-17 T0时刻的安全序列
2) P1请求资源
P1发出请求矢量Request1(l，, 0, 2)，系统按银行家算法进行检查： Request1(1, 0, 2) <= Need1(l, 2, 2)。 Request1(1, 0, 2) <= Available1(3, 3, 2)。
系统先假定可为P1分配资源，并修改Available、Allocation1和Need1矢量，由此形成的资源变化情况见表2-18。
再利用安全性算法检查此时系统是否安全。
- 表2-18 P1申请资源时的安全性检测
3) P4请求资源
P4发出请求矢量Request4(3, 3, 0)，系统按银行家算法进行检查：
Request4(3, 3, 0) <= Need4(4, 3, 1)。
Request4(3, 3, 0) > Available(2, 3, 0)，让 P4 等待。
4) P0请求资源
P0发出请求矢量Request0(0, 2, 0)，系统按银行家算法进行检查：
Request0(0, 2, 0) <= Need0(7, 4, 3)。
Request0(0, 2, 0) <= Available(2, 3, 0)。
系统暂时先假定可为P0分配资源，并修改有关数据，见表2-19。
- 表2-19 为P0分配资源后的有关资源数据
5) 进行安全性检测。
可用资源Available(2, 1, 0)已不能满足任何进程的需要，故系统进入不安全状态，此时系统不分配资源。
死锁的检测和解除
前面绍的死锁预防和避免算法，都是在为进程分配资源时施加限制条件或进行检测，若系统为进程分配资源时不釆取任何措施，则应该提供死锁检测和解除的手段。
资源分配图
系统死锁，可利用资源分配图来描述。
如图2-17所示，用圆圈代表一个进程，用框代表一类资源。由于一种类型的资源可能有多个，用框中的一个点代表一类资源中的一个资源。从进程到资源的有向边叫请求边，表示该进程申请一个单位的该类资源；从资源到进程的边叫分配边，表示该类资源已经有一个资源被分配给了该进程。
在图2-17所示的资源分配图中，进程P1已经分得了两个R1资源，并又请求一个R2 资源；进程P2分得了一个R1和一个R2资源，并又请求一个R1资源。
死锁定理
可以通过将资源分配图简化的方法来检测系统状态S是否为死锁状态。
简化方法如下：
1) 在资源分配图中，找出既不阻塞又不是孤点的进程Pi（即找出一条有向边与它相连，且该有向边对应资源的申请数量小于等于系统中已有空闲资源数量。若所有的连接该进程的边均满足上述条件，则这个进程能继续运行直至完成，然后释放它所占有的所有资源）。消去它所有的请求边和分配边，使之成为孤立的结点。
在图2-18(a)中，P1是满足这一条件的进程结点，将P1的所有边消去，便得到图2-18(b)所示的情况。
2) 进程Pi所释放的资源，可以唤醒某些因等待这些资源而阻塞的进程，原来的阻塞进程可能变为非阻塞进程。在图2-17中，进程P2就满足这样的条件。根据第1) 条中的方法进行一系列简化后,若能消去图中所有的边，则称该图是可完全简化的，如图2-18(c)所示。
S为死锁的条件是当且仅当S状态的资源分配图是不可完全简化的,该条件为死锁定理。
死锁的解除
一旦检测出死锁，就应立即釆取相应的措施，以解除死锁。
死锁解除的主要方法有：
1) 资源剥夺法。挂起某些死锁进程，并抢占它的资源，将这些资源分配给其他的死锁进程。但应防止被挂起的进程长时间得不到资源，而处于资源匮乏的状态。
2) 撤销进程法。强制撤销部分、甚至全部死锁进程并剥夺这些进程的资源。撤销的原则可以按进程优先级和撤销进程代价的高低进行。
3) 进程回退法。让一（多）个进程回退到足以回避死锁的地步，进程回退时自愿释放资源而不是被剥夺。要求系统保持进程的历史信息，设置还原点。
参考资料
https://lgwain.gitbooks.io/os/content/unit11.html
