2.1.1 进程的概念、组成、特征
程序：静态的，就是个存放在磁盘里的可执行文件，就是一系列的指令集合。
进程：动态的，是程序的一次执行过程。同一个程序多次执行会对应多个进程。
一个进程实体（进程映像）由PCB、程序段、数据段组成；进程实体是静态的；反映了进程在某一时刻的状态，可以看作进程运行过程中某一时刻的快照。
当进程被创建时，操作系统会为该进程分配一个唯一的、不重复的“身份证号”--PID（Process ID）。
操作系统要记录PID、进程所属用户ID（UID）；还要记录给进程分配了哪些资源（如分配了多少内存、正在使用哪些I/O设备、正在使用哪些文件）；还要记录进程的运行情况（如CPU使用时间、磁盘使用情况、网络流量使用情况等）。这些信息都被保存在一个数据结构PCB（Process Control Block）中，即进程控制块。
进程是进程实体的运行过程，是系统进行资源分配和调度的一个独立单位。
2.1.2 进程的状态与转换、进程的组织
用链式的比较多，操作系统持有指向各个队列的指针。
操作系统持有指向各个索引表的指针。
2.1.3 进程控制
进程控制的主要功能是对系统中的所有进程实施有效的管理，它具有创建新进程、撤销已有进程、实现进程状态转换等功能；简化理解，进程控制就是要实现进程状态转换。
2.1.4进程通信 ①共享存储 ②消息传递 ③管道通信
进程间通信（Inter-Process Communication，IPC）是指两个进程之间产生数据交互。
进程时分配系统资源的单位（包括内存地址空间），因此各进程拥有的内存地址空间相互独立。（一个进程不能访问另外一个进程的内存地址空间）
由通信进程自己负责实现互斥
进程p通过系统调用在操作系统内核创建一个or多个信箱
管道通信是先进先出（FIFO）的。管道内的数据没有说明是给q的还是给m的。
共享存储方式中，P和Q想把数据写哪就写哪，想从哪读就从哪读。
半双工通信：同一时刻只能支持单向的传输。
写进程往管道写数据，即便管道没被写满，只要管道没空，读进程就可以从管道读数据；
读进程从管道读数据，即便管道没被读空，只要管道没满，写进程就可以往管道写数据。
2.1.5 线程的概念
有的进程可能需要“同时”做很多事，而传统的进程只能串行地执行一系列程序。为此，引入了“线程”，来增加并发度。
引入线程后，线程成为了程序执行流的最小单位，进程只作为除CPU之外的系统资源的分配单元（如打印机、内存地址空间等都是分配给进程的）。
2.1.6 线程的实现方式和多线程模型
用户级线程：
1.用户级线程由应用程序通过线程库实现，所有的线程管理工作都由应用程序负责（包括线程切换）；
2.用户级线程中，线程切换可以在用户态下即可完成，无需操作系统敢于；
3.在用户看来，是有多个线程。但在操作系统内核看来，意识不到线程的存在。“用户级线程”就是“从用户视角看能看到的线程”；
4.优点：用户级线程的切换在用户空间即可完成，不需要切换到核心态，线程管理的系统开销小，效率高。
5.缺点：当一个用户级线程被阻塞后，整个进程都会被阻塞，并发度不高。多个线程不可在多核处理机上并行运行。
内核级线程（又称“内核支持的线程”）：由操作系统支持的线程。
1.内核级线程的管理工作由操作系统内核完成；
2.线程调度、切换等工作都由内核负责，因此内核级线程的切换必然需要在核心态下才能完成；
3.操作系统会为每个内核级线程建立相应的TCB（线程控制块），通过TCB对线程进行管理。“内核级线程”就是“从操作系统内核视角看能看到的线程”；
4.优点：当一个线程被阻塞后，别的线程还可以继续执行，并发能力强。多线程可在多核处理机上并行执行；
5.缺点：一个用户进程会占用多个内核级线程，线程切换由操作系统内核完成，需要切换到核心态，因此线程管理的成本高，开销大。
在支持内核级线程的系统中，根据用户级线程和内核级线程的映射关系，可以划分为几种多线程模型。
一对一模型：一个用户级线程映射到一个内核级线程，每个用户进程有与用户级线程同数量的内核级线程；
优点：当一个线程被阻塞后，别的线程还可以继续执行，并发能力强，多线程可在多核处理机上并行执行；
缺点：一个用户进程会占用多个内核级线程，线程切换由操作系统内核完成，需要切换到核心态，因此线程管理的成本高，开销大。
多对一模型：多个用户级线程映射到一个内核级线程，且一个进程只被分配一个内核级线程；
优点：用户级线程的切换在用户空间即可完成，不需要切换到核心态，线程管理的系统开销小，效率高；
缺点：当一个用户级线程被阻塞后，整个进程都会被阻塞，并发度不高。多个线程不可在多核处理机上并行运行；
操作系统只“看得见”内核级线程，因此只有内核级线程才是处理机分配的单位；
多对多模型：n用户级线程映射到m个内核级线程（n>=m），每个用户进程对应m个内核级线程；
克服了多对一模型并发度不高的缺点（一个阻塞全部阻塞），又克服了一对一模型中一个用户进程占用太多内核级线程，开销太大的缺点。
2.1.7 线程的状态与转换
2.2.1 调度的概念、层次
作业：一个具体的任务
用户向用户提交一个作业 ≈ 用户让操作系统启动一个程序（来处理一个具体的任务）
高级调度（作业调度）：按一定的原则从外存的作业后备队列中挑选一个作业调入内存，并创建进程。每个作业只调入一次，调出一次。作业调入时会建立PCB，调出时才撤销PCB。
低级调度（进程调度/处理机调度）：按照某种策略从就绪队列中选取一个进程，将处理机分配给它。
进程调度是操作系统中最基本的一种调度，在一般的操作系统中都必须配置进程调度。进程调度的频率很高，一般几十毫秒一次。
内存不够时，可将某些进程的数据调出外存，等内存空闲或者进程需要运行时再重新调入内存。
暂时调到外存等待的进程状态为挂起状态，被挂起的进程PCB会被组织成挂起队列。
中级调度（内存调度）：按照某种策略决定将哪个处于挂起状态的进程重新调入内存。一个进程可能会被多次调出、调入内存，因此中级调度发生的频率要比高级调度更高。
2.2.2 进程调度的时机、切换与过程
什么时候需要进行进程调度与切换？
主动放弃：进程正常终止；运行过程中发生异常而终止；进程主动请求阻塞（如等待I/O）；
被动放弃：分给进程的时间片用完；有更紧急的事需要处理（如I/O中断）；有更高优先级的进程进入就绪队列；
（有的系统中，只允许进程主动放弃处理机）
（有的系统中，进程可以主动放弃处理机，当有更紧急的任务需要处理时，也会强行剥夺处理机--被动放弃）
不能进行进程调度与切换的情况：
①在处理中断的过程中。中断处理过程复杂，与硬件密切相关，很难做到在中断处理过程中进行进程切换；
②进程在操作系统内核程序临界区中；
③在原子操作过程中（原语）。原子操作不可中断，要一气呵成（比如之前讲过的修改PCB中进程状态，并把PCB放到相应队列）。
进程在操作系统内核程序临界区中不能进行调度与切换；√
进程处于临界区时不能进行处理机调度；×
临界资源：一个时间段内只允许一个进程使用的资源。各进程需要互斥地访问临界资源。
临界区：访问临界资源的那段代码。
内核程序临界区一般是用来访问某种内核数据结构的，比如进程的就绪队列（由各就绪进程的PCB组成）。
进程调度的方式：
①非剥夺调度方式，又称非抢占方式。即，只允许进程主动放弃处理机。在运行过程中即使有更紧迫的任务到达，当前进程依然会继续使用处理机，直到该进程终止或主动要求进入阻塞态；
实现简单，系统开销小但是无法及时处理紧急任务，适合于早期的批处理系统；
②剥夺调度方式，又称抢占方式。当一个进程正在处理机上执行时，如果有一个更重要或更紧迫的进程需要使用处理机，即立即暂停正在执行的进程，将处理机分配给更重要紧迫的那个进程；
可以优先处理更紧急的进程，也可实现让各进程按时间片轮流执行的功能（通过时钟中断），适合于分时操作系统、实时操作系统；
“狭义的进程调度”与“进程切换”的区别：
狭义的进程调度指的是从就绪队列中选中一个要运行的进程。（这个进程可以是刚刚被暂停执行的进程，也可能是另一个进程，后一种情况就需要进程切换）
进程切换是指一个进程让出处理机，由另一个进程占用处理机的过程。
广义的进程调度包含了选择一个进程和进程切换两个步骤。
进程切换的过程主要完成了：
①对原来运行进程各种数据的保存；
②对新的进程各种数据的恢复（如：程序计数器、程序状态字、各种数据寄存器等处理机现场信息，这些信息一般保存在进程控制块）
由于进程切换是有代价的，不能简单地认为进程切换越频繁，系统并发度就会越高。
2.2.3 调度器和闲逛进程
调度程序决定：让谁运行--调度算法； 运行多长时间--时间片算法
调度时机--什么事件会触发“调度程序”？
创建新进程；进程退出；运行进程阻塞；I/O中断发生（可能唤醒某些阻塞进程）
非抢占式调度策略，只有运行进程阻塞或退出才触发调度程序工作；
抢占式调度策略：每个时钟中断或k个时钟中断会触发调度程序工作；
不支持内核级线程的操作系统，调度程序的处理对象是进程；
支持内核级线程的操作系统，调度程序的处理对象是内核线程。
闲逛进程：调度程序永远的备胎，没有其他就绪进程时，运行闲逛进程（idle）。
闲逛进程的特性：优先级最低；可以是0地址指令，占一个完整的指令周期（指令周期末尾例行检查中断）；能耗低；
2.2.4 调度算法的评价指标
CPU利用率：指CPU“忙碌”的时间占总时间的比率，即忙碌的时间/总时间
系统吞吐量：单位时间内完成作业的数量，即总共完成了多少道作业/总共花了多少时间
周转时间：指从作业被提交给系统开始，到作业完成为止的这段时间间隔；它包括四个部分：作业在外存后备队列上等待作业调度（高级调度）的时间、进程在就绪队列上等待进程调度（低级调度）的时间、进程在CPU上执行的时间、进程等待I/O操作完成的时间。后三项在一个作业的整个处理过程中，可能发生多次。完成时间-到达时间。
平均周转时间=各作业周转时间之和/作业数
带权周转时间=作业周转时间/作业实际运行的时间
平均带权周转时间=各作业带权周转时间之和/作业数
对于周转时间相同的两个作业，实际运行时间长的作业在相同时间内被服务的时间更多，带权周转时间更小，用户满意度更高；
对于实际运行时间相同的两个作业，周转时间短的带权周转时间更小，用户满意度更高；
等待时间：指进程/作业处于等待处理机状态时间之和，等待时间越长，用户满意度越低。
对于进程来说，等待时间就是指进程建立后等待被服务的时间之和，在等待I/O完成的期间其实进程也是在被服务的，所以不计入等待时间。
对于作业来说，不仅要考虑建立进程后的等待时间，还要加上作业在外存后备队列中等待的时间。
响应时间：指从用户提交请求到首次产生响应所用的时间。
2.2.5 调度算法（1）
饥饿：某进程/作业长期得不到服务
先来先服务（FCFS, first come first serve）：按照作业/进程到达的先后顺序进行服务；用于作业调度时，考虑的是哪个作业先到达后备队列；用于进程调度时，考虑的是哪个进程先到达就绪队列；非抢占式的算法；按照到达的先后顺序调度，事实上就是等待时间越久的越优先得到服务。
优点：公平，算法实现简单；
缺点：排在长作业（进程）后面的短作业需要等待很长时间，带权周转时间很大，对短作业来说用户体验不好；即，FCFS算法对长作业有利，对短作业不利；
不会导致饥饿；
短作业优先（SJF, shortest job first）：追求最少的平均等待时间，最少的平均周转时间，最少的平均带权周转时间；最短的作业/进程优先得到服务；即可用于作业调度，也可用于进程调度，用于进程调度时可称为“短进程优先”（SPF, shortest process first）算法；默认是非抢占式的，但也有抢占式的版本--最短剩余时间优先算法（SRTN, shortest remaining time next）；
最短剩余时间优先算法：每当有进程加入就绪队列改变时就需要调度，如果新到达的进程剩余时间比当前运行的进程剩余时间更短，则由新进程抢占处理机，当前运行进程重新回到就绪队列；另外，当一个进程完成时也需要调度；
如果题目中未特别说明，所提到的“短作业/进程优先算法”默认是非抢占式的；
很多书上都会说“SJF”调度算法的平均等待时间、平均周转时间最少；严格来说，这个表述是错误的，之前的例子表明，最短剩余时间优先算法得到的平均等待时间、平均周转时间还要更少；应该加上一个条件“在所有进程同时可运行时/在所有进程都几乎同时到达时”；如果不加上述前提条件，应该说“抢占式的短作业/进程优先调度算法的平均等待时间、平均周转时间最少”。
优点：“最短的”平均等待时间、平均周转时间；
缺点：不公平。对短作业有利，对长作业不利。可能产生饥饿现象。另外，作业/进程的运行时间是由用户提供的，并不一定真实，不一定能做到真正的短作业优先。
高响应比优先算法（HRRN, highest response ratio next）：要综合考虑作业/进程的等待时间和要求服务的时间；在每次调度时先计算各个作业/进程的响应比，选择响应比最高的作业/进程为其服务；既可以用于作业调度，也可以用于进程调度；一般是非抢占式调度，只有当前运行的作业/进程主动放弃处理机时，才需要调度，才需要计算响应比。
综合考虑了等待时间和运行时间（要求服务时间）；等待时间相同时，要求服务时间短的优先（SJF的优点）；要求服务时间相同时，等待时间长的优先（FCFS的优点）；对于长作业来说，随着等待时间越来越久，其响应比也会越来越大，从而避免了长作业饥饿的问题；
响应比=（等待时间+要求服务时间）/ 要求服务时间
2.2.6 调度算法（2）
时间片轮转调度（RR, round-robin）：公平地、轮流地为各个进程服务，让每个进程在一定时间间隔内都可以得到相应；按照各进程到达就绪队列的顺序，轮流让各个进程执行一个时间片，若进程未在一个时间片内执行完，则剥夺处理机，将进程重新放到就绪队列队尾重新排队；一般用于进程调度（只有作业放入内存建立了相应的进程后，才能被分配处理机时间片）；若进程未能在时间片内运行完，将被强行剥夺处理机使用权，因此时间片轮转调度算法属于抢占式的算法，由时钟装置发出时钟中断来通知CPU时间片已到。
如果时间片太大，使得每个进程都可以在一个时间片内就完成，则时间片轮转调度算法退化为先来先服务调度算法，并且会增大进程响应时间；因此时间片不能太大；
另一方面，进程调度、切换是有时间代价的，因此如果时间片太小，会导致进程切换过于频繁，系统会花大量的时间来处理进程切换，从而导致实际用于进程执行的时间比例减少，可见时间片也不能太小。
优点：公平；响应快，适用于分时操作系统；不会导致饥饿；
缺点：由于高频率的进程切换，因此有一定开销；不区分任务的紧急程度；
优先级调度算法：随着计算机的发展，特别是实时操作系统的出现，越来越多的应用场景需要根据任务的紧急程度来决定处理顺序；每个作业/进程有各自的优先级，调度时选择优先级最高的作业/进程；既可用于作业调度，也可用于进程调度；抢占式和非抢占式都有；
根据优先级是否可以动态改变，可将优先级分为静态优先级和动态优先级两种。
静态优先级：创建进程时确定，之后一直不变；
动态优先级：创建进程时有一个初始值，之后会根据情况动态地调整优先级。
通常：系统进程优先级高于用户进程；前台进程优先级高于后台进程；操作系统更偏好I/O型进程；
如果某进程在就绪队列中等待了很长时间，则可以适当提升其优先级；如果某进程占用处理机运行了很长时间，则可适当降低其优先级；如果发现一个进程频繁地进行I/O操作，则可适当提升其优先级；
优点：用优先级区分紧急程度、重要程度，适用于实时操作系统；可灵活地调整对各种作业/进程的偏好程度；
缺点：若源源不断地有高优先级进程到来，咋可能导致饥饿；
多级反馈队列调度算法：对其他调度算法的这种权衡；一般用于进程调度；抢占式的算法；
对各类型进程相对公平（FCFS的优点）；每个新到达的进程都可以很快就得到响应（RR的优点）；短进程只用较少的时间就可完成（SPF的优点）；不必实现估计进程的运行时间（避免用户作假）；可灵活地调整对各类进程的偏好程度，比如CPU密集型进程、I/O密集型进程（拓展：可以将因I/O而阻塞的进程重新放回元队列，这样I/O型进程就可以保持较高优先级）
2.2.7 调度算法（3）
（主要讲的是多级队列调度算法）
2.3.1 进程同步 进程互斥
同步亦称直接制约关系，它是指为完成某种任务而建立的两个或多个进程，这些进程因为需要在某些位置上协调它们的工作次序而产生的制约关系。进程间的直接制约关系就是源于它们之间的相互协作。
两种资源共享方式：
- 互斥共享方式：系统中的某些资源，虽然可以提供给多个进程使用，但一个时间段只允许一个进程访问该资源；
- 同时共享方式：系统中的某些资源，允许一个时间段内由多个进程“同时”对它们进行访问。
我们把一个时间段内只允许一个进程使用的资源称为临界资源。许多物理设备（比如摄像头、打印机）都属于临界资源。此外还有许多变量、数据、内存缓冲区等都属于临界资源。
对临界资源的访问，必须互斥地进行。互斥，亦称间接制约关系，进程互斥指当一个进程访问某临界资源时，另一个想要访问该临界资源的进程必须等待。当前访问临界资源的进程访问结束，释放该资源之后，另一个进程才能去访问临界资源。
为了实现对临界资源的互斥访问，同时保证系统整体性能，需要遵循以下原则：
- 空闲让进。临界区空闲时，可以允许一个请求进入临界区的进程立即进入临界区；
- 忙则等待。当已有进程进入临界区时，其他试图进入临界区的进程必须等待；
- 有限等待。对请求访问的进程，应保证能在有限时间内进入临界区（保证不会饥饿）；
- 让权等待。当进程不能进入临界区时，应立即释放处理机，防止进程忙等待。
2.3.2 进程互斥的软件实现方法
单标志法
算法思想：两个进程在访问完临界区后会把使用临界区的权限转交给另一个进程。也就是说，每个进程进入临界区的权限只能被另一个进程赋予。
这种必须“轮流访问”带来的问题是，如果此时允许进入临界区的进程是p0，而p0一直不访问临界区，那么虽然此时临界区空闲，但并不允许p1访问。
因此，单标志法存在的主要问题是，违背“空闲让进”的原则。
双标志先检查法
若按照①⑤②⑥③⑦...的顺序执行，p0和p1将会同时访问临界区
此时，双标志先检查法的主要问题是，违反“忙则等待”原则。原因在于，进入区的“检查”和“上锁”两个处理不是一气呵成的。“检查”后，“上锁”前可能发生进程切换。
双标志后检查法
双标志后检查法虽然解决了“忙则等待”的问题，但又违背了“空闲让进”和“有限等待”原则，会因各进程都长期无法访问临界资源而产生“饥饿”现象。
Peterson算法
Peterson算法用软件方法解决了进程互斥文忒，遵循了空闲让进、忙则等待、有限等待三个原则，但是依然未遵循让权等待（仍然占用CPU，不断检查while循环条件）的原则。
2.3.3 进程互斥的硬件实现方法
中断屏蔽方法
处理机A关中断，那么影响的只是处理机A，处理机B上的进程仍然是可以进程切换的。
TestAndSet指令
简称TS指令，也有地方称为TestAndSedLock指令，或TSL指令。
Swap指令
2.3.4 互斥锁
2.3.5 信号量机制
用户进程可以通过使用操作系统提供的一对原语来对信号量进行操作，从而很方便的实现了进程互斥、进程同步。
信号量其实就是一个变量（可以是一个整数，也可以是更复杂的记录型变量），可以用一个信号量来表示系统中某种资源的数量，比如：系统中只有一台打印机，就可以设置一个初值为1的信号量。
原语是一种特殊的程序段，其执行只能一气呵成，不可被中断。原语是由关中断/开中断指令实现的。软件解决方案的主要问题是由“进入区的各种操作无法一气呵成”，因此如果能把进入区、退出区的操作都用“原语”实现，使这些操作能“一气呵成”就能避免问题。
一对原语：wait(S)原语和signal(S)原语，可以把原语理解为我们自己写的函数，函数名分别为wait和signal，括号里的信号量S其实就是函数调用时传入的一个参数。
wait、signal原语常简称为P、V操作。
（Q：原语的执行是一气呵成的，那么wait中若某一进程在while时循环等待，那么怎么进行进程切换呢？）
2.3.6 用信号量实现进程互斥、同步、前驱关系
前驱关系问题，本质上就是多级同步问题。
2.3.7 生产者-消费者问题
2.3.8 多生产者-多消费者问题
多不是指多个，而是多类。
2.3.9 吸烟者问题
2.3.10 读者写者问题
//写者优先 semaphore rmutex=1, wmutex=1; semaphore w=1, w_cs=1; int readcount=0, writecount=0; void Reader() { while(1) { wait(w); wait(rmutex); //对readcount实现互斥访问 if(readcount==0) wait(w_cs); readcount=readcount+1; signal(rmutex); signal(w); ... read operation ... wait(rmutex); readcount=readcount-1; if(readcount==0) signal(w_cs); //可以同时读 signal(rmutex); } } void Writer() { while(1) { wait(wmutex); if(writecount==0) wait(w); writecount=writecount+1; signal(wmutex); wait(w_cs) ... write operation ... signal(w_cs); wait(wmutex); writecount=writecount-1; if(writecount==0) signal(w); signal(wmutex); } }
2.3.11 哲学家进餐问题
①可以设置一个初值为4的信号量。
②在PV操作前判断一下当前哲学家编号是奇数还是偶数。
③只有两边的筷子都可用时，才允许哲学家拿起筷子
这种方法并不能保证只有两边的筷子都可用时，才允许哲学家拿起筷子。比如说0号哲学家先拿了0号和1号筷子，那么4号哲学家可以拿起左边的筷子，但不能拿起右边的筷子。
更准确的说法应该是：各哲学家拿筷子这件事必须互斥的执行。这就保证了即使一个哲学家在拿筷子娜奥一半时被阻塞，也不会有别的哲学家会继续尝试拿筷子。这样的话，当前正在吃饭的哲学家放下筷子后，被阻塞的哲学家就可以获得等待的筷子了。
2.3.12 管程
管程是一种特殊的软件模块，有这些部分组成：
- 局部于管程的共享数据结构说明；
- 对该数据结构进行操作的一组过程；
- 对局部于管程的共享数据设置初始值的语句；
- 管程有一个名字
管程的基本特征：
- 局部于管程的数据只能被局部于管程的过程所访问；
- 一个进程只有通过调用管程内的过程才能进入管程访问共享数据；
- 每次仅允许一个进程在管程内执行某个内部过程。
2.4.1 死锁的概念
在并发环境下，各进程因竞争资源而造成的一种互相等待对方手里的资源，导致各进程都阻塞，都无法向前推进的现象，就是“死锁”。发生死锁后若无外力干涉，这些进程都将无法向前推进。
饥饿：由于长期得不到想要的资源，某进程无法向前推进的现象。比如，在短进程优先（SPF）算法中，若有源源不断的短进程到来，则长进程将一直得不到处理机，从而发生长进程“饥饿”。
死循环：某进程执行过程中一直跳不出某个循环的现象。有时是因为程序逻辑bug导致的，有时是程序员故意设计的。
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：只有对必须互斥使用的资源的争抢才会导致死锁（如哲学家的筷子、打印机设备）。像内存、扬声器这样可以同时让多个进程使用的资源是不会导致死锁的（因为进程不用阻塞等待这种资源）。
- 不剥夺条件：进程所获得的资源在未使用完之前，不能由其他进程强行夺走，只能主动释放。
- 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，而该资源又被其他进程占有，此时请求进程被阻塞，但又对自己已有的资源保持不放。
- 循环等待条件：存在一种进程资源的循环等待链，链中的每一个进程已获得的资源同时被下一个进程所请求。
发生死锁时一定有循环等待，但发生循环等待时未必死锁。
什么时候会发生死锁：
- 对系统资源的竞争：各进程对不可剥夺的资源（如打印机）的竞争可能引起死锁，对可剥夺的资源（CPU）的竞争是不会引起死锁的。
- 进程推进顺序非法：请求和释放资源的顺序不当，也同样会导致死锁。例如，并发执行的进程P1、P2分别申请并占有了资源R1、R2，之后进程P1又紧接着申请资源R2，而进程P2又申请资源R1，两者会因为申请的资源被对方占有而阻塞，从而发生死锁。
- 信号量的使用不当也会造成死锁：如生产者-消费者问题中，如果实现互斥的P操作在实现同步的P操作之前，就有可能导致死锁（可以把互斥信号量、同步信号量也看做一种抽象的系统资源）
总之，对不可剥夺资源的不合理分配，可能导致死锁。
2.4.2 预防死锁
2.4.3 避免死锁
安全系列，指如果系统按照这种序列分配资源，则每个进程都能顺利完成。只要能找出一个安全序列，系统就是安全状态。当然，安全序列可能有多个。
如果分配了资源之后，系统中找不出任何一个安全序列，系统就进入了不安全状态。那就意味着之后可能所有进程都无法顺利的执行下去。当然，如果有进程提前归还了一些状态，那系统也有可能重新回到安全状态，不过我们在分配资源之前总是要考虑到最坏的情况。
如果系统处于安全状态，就一定不会发生死锁。如果系统进入不安全状态，就可能发生死锁。（处于不安全状态未必就是发生了死锁，但发生死锁时一定是在不安全状态）
因此可以在资源分配之前预先判断这次分配是否会导致系统进入不安全状态，以此决定是否答应资源分配请求。这也是“银行家算法”的核心思想。
2.4.4 死锁的检测和解除
