5.17通过一下步骤说明消息传递和信号量具有同等的功能：

a.用信号量实现消息传递。提示：利用一个共享缓冲区保存信箱，每个信箱由一个消息槽数组成的。 b.用消息传递实现信号量。提示：引入一个独立的同步进程。

答：b.这个方法来自于[TANE97].同步进程维护了一个计数器和一个等待进程的清单。进程调用相关用于向同步进程发送消息的生产者，wait或signal，来实现WAITHUO SIGNAL.然后生产者执行RECEIVE来接受来自于同步进程的回复。

当消息到达时，同步进程检查计数器看需要的操作是否已经足够，SIGNALs总是可以完成，但是假如信号值为0时，WAITs将会被阻塞。假如操作被允许，同步进程就发回一个空消息，因此解除调用者的阻塞。假如操作是WAIT并且信号量的值为0时，同步进程进入调用队列，并且不发送回复。结果是执行WAIT的进程被阻塞。当SIGNAL被执行，同步进程选择一个进程在信号量上阻塞，要不就以先进先出顺序，要不以其他顺序，并且发送一个回复。跑步条件被允许因为同步进程一次只需要一个。

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第6章 并发性：死锁和饥饿

６.１写出图６.１（a）中死锁的四个条件。

解：互斥：同一时刻只有一辆车可以占有一个十字路口象限。占有且等待：没有车可以倒退；在十字路口的每辆车都要等待直到它前面的象限是空的。非抢占: 没有汽车被允许挤开其他车辆。 循环等待: 每辆汽车都在等待一个此时已经被其他车占领的十字路口象限。

６.２按照６.１节中对图６.２中路径的描述，给出对图６.３中６种路径的简单描述。

解：１.Q 获得 B 和Ａ, 然后释放 B 和 A. 当 P 重新开始执行的时候, 它将会能够获得两个资源。 2. Q 获得 B和Ａ， P 执行而且阻塞在对 A的请求上. Q释放 B 和Ａ。当 P 重新开始执行的时候，它将会能够获得两个资源。

3. Q 获得 B ，然后 P 获得和释放 A. Q 获得Ａ然后释放 B 和 A. 当 P 重新开始行的时候，它将会能够获得 B。 4. P 获得Ａ然后 Q 获得 B. P 释放 A. Q 获得Ａ然后释放 B. P 获得 B 然后释放 B。

5. P 获得，然后释放 A. P 获得 B. Q 执行而且阻塞在对Ｂ的请求上。Ｐ释放Ｂ。当 Q 重新开始执行的时候，, 它将会能够获得两个资源。

6. P 获得Ａ而且释放Ａ然后获得并且释放 B. 当 Q 重新开始实行, 它将会能够获得两个资源。

６.３图６.３反映的情况不会发生死锁，请证明。

证明：如果 Q 获得 B 和Ａ（在 P之前请求Ａ）, 那么 Q 能使用这些两类资源然后释放他们, 允许Ａ进行。 如果 P在 Q之前请求Ａ获得Ａ, 然后Q 最多能执行到请求Ａ然后被阻塞。 然而,一旦 P 释放 A ， Q 能进行。 一旦 Q 释放 B, Ａ能进行。

r1 r2 r3 r4 r1 r2 r3 r4 r1 r2 r3 r4 ６.４考虑

0 0 1 2 0 0 1 2 下面的一

2 0 0 0 2 7 5 0 个系统，当

0 0 3 4 6 6 5 6 前不存在

2 3 5 4 4 3 5 6 未满足的

0 3 3 2 0 6 5 2 请求。 2 1 0 0

可用

r1 r2 r3 r4

当前分配 最大需求 仍然需求

a计算每个进程仍然可能需要的资源，并填入标为“仍然需要”的列中。 b系统当前是处于安全状态还是不安全状态，为什么。 c系统当前是否死锁？为什么？

d哪个进程（如果存在）是死锁的或可能变成死锁的？

e如果Ｐ３的请求（0，1，0，0）到达，是否可以立即安全地同意该请求？在什么状态（死锁，安全，不安全）下可以立即同意系统剩下的全部请求？如果立即同意全部请求，哪个进程（如果有）是死锁的或可

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能变成死锁的？ 解： a. 0 0 0 0

0 7 5 0 6 6 2 2 2 0 0 2 0 3 2 0

b.系统当前处于安全状态，因为至少有一个进程执行序列，不会导致死锁，运行顺序是p1, p4, p5, p2,

p3.

c.系统当前并没有死锁，因为P1进程当前分配与最大需求正好相等，P1进程可以运行直至结束，接

下来运行其他进程

d.P2,P3,P4,P5可能死锁

e.不可以，当进程P1,P4,P5执行完可用资源为（4，6，9，8），P2,P3将死锁，所以不安全，完全不

可以立即同意系统剩下的全部请求。

６.５ 请把６.４中的死锁检测算法应用于下面的数据，并给出结果。

Available=(2 1 0 0)

2 0 0 1 0 0 1 0 Request= 1 0 1 0 Allocation= 2 0 0 1 2 1 0 0 0 1 2 0

解： 1. W = (2 1 0 0)

2. Mark P3; W = (2 1 0 0) + (0 1 2 0) = (2 2 2 0) 3. Mark P2; W = (2 2 2 0) + (2 0 0 1) = (4 2 2 1) 4. Mark P1; no deadlock detected 没有死锁

６.６一个假脱机系统包含一个输入进程Ｉ，用户进程进程Ｐ和一个输出进程Ｏ，它们之间用两个缓冲区连接。进程以相等大小的块为单位交换数据，这些块利用输入缓冲区和输出缓冲区之间的移动边界缓存在磁盘上，并取决于进程的速度。所使用的通信原语确保满足下面的资源约束：i+o≤max 其中，max表示磁盘中的最大块数，i表示磁盘中的输入块数目， o表示磁盘中的输出块数目。 输入 输出 P 缓冲区 缓冲区

以下是关于进程的知识： １. 只要环境提供数据，进程Ｉ最终把它输入到磁盘上（只要磁盘空间可用）。 ２. 只要磁盘可以得到输入，进程Ｐ最终消耗掉它，并在磁盘上为每个输入块输出有限量的数据（只要磁

盘空间可用）。 ３. 只要磁盘可以得到输出，进程Ｏ最终消耗掉它。说明这个系统可能死锁。

I o 35

解：当I的速度远大于P的速度，有可能使磁盘上都是输入数据而此时P进程要处理输入数据，即要将处理数据放入输出数据区。于是P进程等待磁盘空间输出，I进程等待磁盘空间输入，二者死锁。

６.７给出在习题６.６中预防死锁的附加资源约束，仍然通话输入和输出缓冲区之间的边界可以根据进程的要求变化。

解：为输出缓冲区保留一个最小数目(称为reso)块, 但是当磁盘空间足够大时允许输出块的数目超过这一个界限。 资源限制现在变成 Ｉ + Ｏ ≤max Ｉ≤max – reso 当0 < reso < max 如果程序 P 正在等候递送输出给磁盘, 程序 O 最后处理所有的早先输出而且产生至少reso页, 然后让 P 继续执行。 因此 P 不会因为 O 而延迟。

如果磁盘充满I/O，Ｉ能被延迟; 但是迟早, 所有的早先的 输入可以被Ｐ处理完，而且对应的输出将会被 O 处理, 因而可以让Ｉ继续执行。

６.８在ＴＨＥ多道程序设计系统中，一个磁鼓（磁盘的先驱，用做辅存）被划分为输入缓冲区，处理和输出缓冲区，它们的边界可以移动，这取决于所涉及的进程速度。磁鼓的当前状态可以用以下参数描述： max表示磁鼓中的最大页数，i示磁鼓中的输入页数，p示磁鼓中的处理页数，o示磁鼓中的输出页数，reso出保留的最小页数，resp理保留的最小页数。 解：

Ｉ + Ｏ + Ｐ≤max – Ｉ + Ｏ≤max – resp Ｉ + Ｐ ≤max – reso Ｉ ≤max – (reso + resp)

６．９在ＴＨＥ多道程序设计系统中，一页可以进行下列状态转换： １.空→输入缓冲区（输入生产）

２.输入缓冲区→处理区域（输入消耗） ３.处理区域→输出缓冲区（输出生产） ４.输出缓冲区→空（输出生产） ５.空→处理区域（输出消耗） ６.处理区域→空（过程调用）

a根据Ｉ，Ｏ和Ｐ的量定义这些转换的结果。

b如果维持习题６.６中关于输入进程，用户进程和输出进程的假设，它们中的任何一个转换是否会导致死锁。

解： 1. i ←i + 1

2. i←i – 1; p ←p + 1 3. p←p – 1; o←o + 1 4. o ←o – 1 5. p←p + 1 6. p ←p – 1

b. 结合在对问题 6.7 的解决办法被列出的资源限制, 我们 能总结下列各项:

6. 过程返回能立刻发生因为他们只释放

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