猿考研之操作系统篇三（进程同步，管程，死锁）

进程同步

• 进程具有异步性的特征。异步性是指，各并发执行的进程以各自独立的、不可预知的速度向前推进。

• 同步机制应遵循的准则
  • 空闲让进：其他进程均不处于临界区；
  • 忙则等待：已有进程处于其临界区；
  • 有限等待：等待进入临界区的进程不能"死等"；
  • 让权等待：不能进入临界区的进程，应释放CPU（如转换到等待状态）

进程互斥

进程的“并发”需要“共享”的支持。各个并发执行的进程不可避免的需要共享一些系统资源（比如内存，又比如打印机、摄像头这样的I/o设备）

• 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。
  
  对临界资源的互斥访问，可以在逻辑上分为如下四个部分：

• 注意：
  • 临界区是进程中访问临界资源的代码段。
  • 进入区和退出区是负责实现互斥的代码段。
  • 临界区也可称为“临界段”。

• 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：
  • 1.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；
  • 2.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；
  • 3.有限等待。对请求访问的进程，应保证能在o有限时间内进入临界区（保证不会饥饿）；
  • 4.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。

进程互斥

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

turn表示当前允许进入临界区的进程号，而只有当前允许进入临界区的进程在访问了临界区之后，才会修改turn的值。也就是说，对于临界区的访问，一定是按PO>P1>PO>P1>.…这样轮流访问。
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PO，而PO一直不访问临界区，那么虽然此时临界区空闲，但是并不允许P1访问。
因此，单标志法存在的主要问题是：违背“空闲让进”原则。

双标志先检查

算法思想：设置一个布尔型数组flagl，数组中各个元素用来标记各进程想进入临界区的意愿，比如“flag[0]=ture”意味着0号进程PO现在想要进入临界区。每个进程在进入临界区之前先检查当前有没有别的进程想进入临界区，如果没有，则把自身对应的标志flagi]设为true，之后开始访问临界区。

• 双标志先检查法的主要问题是：违反“忙则等待”原则。
• 一个进程在访问临界区的时候，另一个进程也有可能访问临界区。
• 原因在于，进入区的“检查”和“上锁”两个处理不是一气呵成的（不 是原子性）。“检查”后，“上锁”前可能发生进程切换。

双标志后检查

算法思想：双标志先检查法的改版。前一个算法的问题是先“检查”后“上锁”，但是这两个操作又无法一气呵成，因此导致了两个进程同时进入临界区的问题。因此，人们又想到先“上锁”后“检查”的方法，来避免上述问题。

• 双标志后检查法虽然解决了“忙则等待”的问题，但是又违背了“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

算法思想：双标志后检查法中，两个进程都争着想进入临界区，但是谁也不让谁，最后谁都无法进入临界区。Gary L.Peterson想到了一种方法，如果双方都争着想进入临界区，那可以让进程尝试“孔融让梨”，主动让对方先使用临界区。

• 进入区：
  • 1.主动争取;
  • 2.主动谦让;
  • 3.检查对方是否也想使用，且最后一次是不是自己说了“客气话”
  • peterson算法用软件方法解决了进程互斥问题，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的原则。

进程互斥硬件实现方法

中断屏蔽方法

• 利用“开/关中断指令”实现（与原语的实现思想相同，即在某进程开始访问临界区到结束访问为止都不允许被中断，也就不能发生进程切换，因此也不可能发生两个同时访问临界区的情况）
  
• 优点：简单、高效
• 缺点：不适用于多处理机；只适用于操作系统内核进程，不适用于用户进程（因为开/关中断指令只能运行在内核态，这组指令如果能让用户随意使用会很危险）

TestAndSet（TS指令/TSL指令）

• 简称Ts指令，也有地方称为TestAndSetLock指令，或TSL指令
• TSL指令是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断，只能一气呵成。以下是用C语言描述的逻辑
• 若刚开始lock是false，则TSL返回的old值为false，while循环条件不满足，直接跳过循环，进入临界区。若刚开始lock是true，则执行TLS后old返回的值为true，while循环条件满足，会一直循环，直到当前访问临界区的进程在退出区进行“解锁”。*
• 相比软件实现方法，TSL指令把“上锁”和“检查”操作用硬件的方式变成了一气呵成的原子操作。
  
• 优点：实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否会有逻辑漏洞；适用于多处理机环境
• 缺点：不满足“让权等待”原则，暂时无法进入临界区的进程会占用CPU并循环执行TSL指令，从而导致“忙等”。

Swap指令（XCHG指令）

• 有的地方也叫Exchange指令，或简称XCHG指令。
• Swap指令是用硬件实现的，执行的过程不允许被中断，只能一气呵成。以下是用C语言描述的逻辑
  
• 逻辑上来看Swap和TSL并无太大区别，都是先记录下此时临界区是否已经被上锁（记录在old变量上），再将上锁标记lock 设置为true，最后检查old，如果old为false则说明之前没有别的进程对临界区上锁，则可跳出循环，进入临界区。
• 优点：实现简单，无需像软件实现方法那样严格检查是否会有逻辑漏洞；适用于多处理机环境
• 缺点：不满足“让权等待”原则，暂时无法进入临界区的进程会占用CPU并循环执行TSL指令，从而导致“忙等”。

信号量机制

1965年，荷兰学者Dikstra提出了一种卓有成效的实现进程互斥、同步的方法——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（来自荷兰语
• proberen和verhogen)。因此，做题的时候常把wait(S)、signal(S)两个操作分别写为P(S）、V(S)

整形信号量

• 用一个整数型的变量作为信号量，用来表示系统中某种资源的数量。
  • 与普通整数变量的区别：对信号量的操作只有三种，即初始化、P操作、V操作
• Eg：某计算机系统中有一台打印机…
  

记录信号量

整型信号量的缺陷是存在“忙等”问题，因此人们又提出了“记录型信号量”，即用记录型数据结构表示的信号量。

信号量机制实现进程互斥

信号量机制实现进程同步

信号量机制实现前驱关系

生产者消费者问题

生产者消费者问题是一个互斥，同步的综合问题
对于初学者来说最难的是发现题目中隐含的两对同步关系。
有时候是消费者需要等待生产者生产，有时候是生产者要等待消费者消费，这是两个不同的“一前一后问题”，因此也需要设置两个同步信号量。

• 系统中有一组生产者进程和一组消费者进程，生产者进程每次生产一个产品放入缓冲区，消费者进程每次从缓冲区中取出一个产品并使用。（注：这里的“产品”理解为某种数据）
• 生产者、消费者共享一个初始为空、大小为n的缓冲区。
• 只有缓冲区没满时，生产者才能把产品放入缓冲区，否则必须等待。
  • 同步关系。缓冲区满时，生产者要等待消费者取走产品
• 只有缓冲区不空时，消费者才能从中取出产品，否则必须等待。
  • 同步关系。缓冲区空时（即没有产品时），消费者要等待生产者放入产品
• 缓冲区是临界资源，各进程必须互斥地访问。
  
• PV操作题目分析步骤：
  • 1.关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析它们之间的同步、互斥关系。
  • 2.整理思路。根据各进程的操作流程确定P、V操作的大致顺序。
  • 生产者每次要消耗（P）一个空闲缓冲区，并生产（V）一个产品。消费者每次要消耗（P）一个产品，并释放一个空闲缓冲区（V）。往缓冲区放入/取走产品需要互斥。
  • 3.设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为1，同步信号量的初始值要看对应资源的初始值是多少）

semaphore mutex=1; //互斥信号量，实现对缓冲区的互斥访问
semaphore empty=n; //同步信号量，表示空闲缓冲区的数量
semaphore ful1=0; //同步信号量，表示产品的数量，也即非空缓冲区的数量

改变相邻P,V操作的顺序

• 能。但是这样会使临界区的代码量变大，进程之间的并发度降低

多生产者-多消费者

桌子上有一只盘子，每次只能向其中放入一个水果。爸爸专向盘子中放苹果，妈妈专向盘子中放橘子，儿子专等着吃盘子中的橘子，女儿专等着吃盘子中的苹果。只有盘子空时，爸爸或妈妈才可向盘子中放一个水果。仅当盘子中有自己需要的水果时，儿子或女儿可以从盘子中取出水果。

• 原因在于：本题中的缓冲区大小为1，在任何时刻，apple、orange、plate三个同步信号量中最多只有一个是1。因此在任何时刻，最多只有一个进程的P操作不会被阻塞，并顺利地进入临界区。所以不设置专门的互斥变量mutex,也不会出现多个进程同时访问盘子的现象

• 总结：在生产者-消费者问题中，如果缓冲区大小为1，那么有可能不需要设置互斥信号量就可以实现互斥访问缓冲区的功能。当然，这不是绝对的，要具体问题具体分析。
• 建议：在考试中如果来不及仔细分析，可以加上互斥信号量，保证各进程一定会互斥地访问缓冲区。
• 但需要注意的是，实现互斥的p操作一定要在实现同步的p操作之后，否则可能引起“死锁”。
• 解决“多生产者-多消费者问题”的关键在于理清复杂的同步关系。
• 在分析同步问题（一前一后问题）的时候不能从单个进程行为的角度来分析，要把“一前一后”发生的事看做是两种“事件”的前后关系。
• 比如，如果从单个进程行为的角度来考虑的话，我们会有以下结论：
  • 如果盘子里装有苹果，那么一定要女儿取走苹果后父亲或母亲才能再放入水果
  • 如果盘子里装有橘子，那么一定要儿子取走橘子后父亲或母亲才能再放入水果
• 这么看是否就意味着要设置四个同步信号量分别实现这四个“一前一后”的关系了?
  

吸烟者问题

假设一个系统有三个抽烟者进程和一个供应者进程。每个抽烟者不停地卷烟并抽掉它，但是要卷起并抽掉一支烟，抽烟者需要有三种材料：烟草、纸和胶水。三个抽烟者中，第一个拥有烟草、第二个拥有纸、第三个拥有胶水。供应者进程无限地提供三种材料，供应者每次将两种材料放桌子上，拥有剩下那种材料的抽烟者卷一根烟并抽掉它，并给供应者进程一个信号告诉完成了，供应者就会放另外两种材料再桌上，这个过程一直重复（让三个抽烟者轮流地抽烟）

• 吸烟者问题可以为我们解决“可以生产多个产品的单生产者”问题提供一个思路。
• 值得吸取的精华是：“轮流让各个吸烟者吸烟”必然需要“轮流的在桌上放上组合一、二、三”，注意体会我们是如何用一个整型变量i实现这个“轮流”过程的。
• 如果题目改为“每次随机地让一个吸烟者吸烟”，我们有应该如何用代码写出这个逻辑呢？
• 若一个生产者要生产多种产品（或者说会引发多种前驱事件），那么各个V操作应该放在各自对应的“事件”发生之后的位置。

读者-写者问题

有读者和写者两组并发进程，共享一个文件，当两个或两个以上的读进程同时访问共享数据时不会产生副作用，但若某个写进程和其他进程（读进程或写进程）同时访问共享数据时则可能导致数据不一致的错误。因此要求：

• ①允许多个读者可以同时对文件执行读操作；
• ②只允许一个写者往文件中写信息；
• ③任一写者在完成写操作之前不允许其他读者或写者工作；
• ④写者执行写操作前，应让已有的读者和写者全部退出。
  
• 1.关系分析。找出题目中描述的各个进程，分析它们之间的同步、互斥关系。
• 2.整理思路。根据各进程的操作流程确定P、V操作的大致顺序
• 3.设置信号量。设置需要的信号量，并根据题目条件确定信号量初值。（互斥信号量初值一般为1，同步信号量的初始值要看对应资源的初始值是多少）

• 两类进程：写进程、读进程
• 互斥关系：写进程一写进程、写进程一读进程。读进程与读进程不存在互斥问题。
• 写者进程和任何进程都互斥，设置一个互斥信号量rw，在写者访问共享文件前后分别执行P、V操作。读者进程和写者进程也要互斥，因此读者访问共享文件前后也要对rw执行P、V操作。
• 如果所有读者进程在访问共享文件之前都执行P（rw)操作，那么会导致各个读进程之间也无法同时访问文件。Key：读者写者问题的核心思想——怎么处理该问题呢?
• P(rw)和V（rw)其实就是对共享文件的“加锁”和“解锁”。既然各个读进程需要同时访问，而读进程与写进程又必须互斥访问，那么我们可以让第一个访问文件的读进程“加锁”，让最后一个访问完文件的读进程“解锁”。可以设置一个整数变量count来记录当前有几个读进程在访问文件。

• 潜在的问题：只要有读进程还在读，写进程就要一直阻塞等待，可能“饿死”。因此，这种算法中，读进程是优先的
  

• 读者-写者问题为我们解决复杂的互斥问题提供了一个参考思路。
• 其核心思想在于设置了一个计数器count用来记录当前正在访问共享文件的读进程数。我们可以用count的值来判断当前进入的进程是否是第一个/最后一个读进程，从而做出不同的处理。
• 另外，对count变量的检查和赋值不能一气呵成导致了一些错误，如果需要实现“一气呵成”，自然应该想到用互斥信号量。
• 最后，还要认真体会我们是如何解决“写进程饥饿”问题的。
• 绝大多数的考研PV操作大题都可以用之前介绍的几种生产者-消费者问题的思想来解决，如果遇到更复杂的问题，可以想想能否用读者写者问题的这几个思想来解决。

哲学家进餐问题

一张圆桌上坐着5名哲学家，每两个哲学家之间的桌上摆一根筷子，桌子的中间是一碗米饭。哲学家们倾注毕生的精力用于思考和进餐，哲学家在思考时，并不影响他人。只有当哲学家饥饿时，才试图拿起左、右两根筷子（一根一根地拿起)。如果筷子已在他人手上，则需等待。饥饿的哲学家只有同时拿起两根筷子才可以开始进餐，当进餐完毕后，放下筷子继续思考。

• 1.关系分析。系统中有5个哲学家进程，5位哲学家与左右邻居对其中间筷子的访问是互斥关系。
• 2.整理思路。这个问题中只有互斥关系，但与之前遇到的问题不同的事，每个哲学家进程需要同时持有两个临界资源才能开始吃饭。如何避免临界资源分配不当造成的死锁现象，是哲学家问题的精髓。
• 3.信号量设置。定义互斥信号量数组chopstick[5]={1,1,1,1,1}用于实现对5个筷子的互斥访问。并对哲学家按0~4编号，哲学家i左边的筷子编号为i，右边的筷子编号为（i+1)%5。

• 如何防止死锁的发生呢?
  • ①可以对哲学家进程施加一些限制条件，比如最多允许四个哲学家同时进餐。这样可以保证至少有一个哲学家是可以拿到左右两只筷子的
  • ②要求奇数号哲学家先拿左边的筷子，然后再拿右边的筷子，而偶数号哲学家刚好相反。用这种方法可以保证如果相邻的两个奇偶号哲学家都想吃饭，那么只会有其中一个可以拿起第一只筷子，另一个会直接阻塞。这就避免了占有一支后再等待另一只的情况。
  • ③不严谨的说：仅当一个哲学家左右两支筷子都可用时才允许他抓起筷子。
    • 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拿到一半时被阻塞，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。
      

管程

信号量机制存在的问题：编写程序困难、易出错
1973年，Brinch Hansen首次在程序设计语言（Pascal)中引入了“管程”成分——一种高级同步机制）

特征

管程是一种特殊的软件模块，有这些部分组成：

• 1.局部于管程的共享数据结构说明；
• 2.对该数据结构进行操作的一组过程（函数）；
• 3.对局部于管程的共享数据设置初始值的语句；
• 4.管程有一个名字。

管程的基本特征：

• 1.局部于管程的数据只能被局部于管程的过程所访问；
• 2.一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；
• 3.每次仅允许一个进程在管程内执行某个内部过程。
  
• 引入管程的目的无非就是要更方便地实现进程互斥和同步。
  • 1.需要在管程中定义共享数据（如生产者消费者问题的缓冲区）
  • 2.需要在管程中定义用于访问这些共享数据的“入口”——其实就是一些函数（如生产者消费者问题中，可以定义一个函数用于将产品放入缓冲区，再定义一个函数用于从缓冲区取出产品）
  • 3.只有通过这些特定的“入口”才能访问共享数据
  • 4.管程中有很多“入口”，但是每次只能开放其中一个“入口”，并且只能让一个进程或线程进入（如生产者消费者问题中，各进程需要互斥地访问共享缓冲区。管程的这种特性即可保证一个时间段内最多只会有一个进程在访问缓冲区。注意：这种互斥特性是由编译器负责实现的，程序员不用关心）
  • 5.可在管程中设置条件变量及等待/唤醒操作以解决同步问题。可以让一个进程或线程在条件变量上等待**（此时，该进程应先释放管程的使用权，也就是让出“入口”)**；可以通过唤醒操作将等待在条件变量上的进程或线程唤醒。
• 程序员可以用某种特殊的语法定义一个管程（比如：monitor ProducerConsumer…end
• monitor；)，之后其他程序员就可以使用这个管程提供的特定“入口”（封装）很方便地使用实现进程同步/互斥了。

Java管程

Java中，如果用关键字synchronized来描述一个函数，那么这个函数同一时间段内只能被一个线程调用

死锁

• 死锁：各进程互相等待对方手里的资源，导致各进程都阻塞，无法向前推进的现象。
• 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。
  

必要条件

产生死锁必须同时满足一下四个条件，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。
  • 注意！发生死锁时一定有循环等待，但是发生循环等待时未必死锁（循环等待是死锁的必要不充分条件）
  • 如果同类资源数大于1，则即使有循环等待，也未必发生死锁。但如果系统中每类资源都只有一个，那循环等待就是死锁的充分必要条件了。

什么时候发生死锁

• 1.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。
• 2.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。
• 3.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、同步信号量也看做是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。

死锁的处理策略

• 1.静态策略
  • 预防死锁。破坏死锁产生的四个必要条件中的一个或几个。
  • 破坏互斥条件
  • 破坏不剥夺条件
  • 破坏请求和保持条件
  • 破坏循环等待条件
• 2.动态策略
  • 避免死锁。用某种方法防止系统进入不安全状态，从而避免死锁（银行家算法）
• 3.死锁的检测和解除。允许死锁的发生，不过操作系统会负责检测出死锁的发生，然后采取某种措施解除死锁。

• 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。
• 如果把只能互斥使用的资源改造为允许共享使用，则系统不会进入死锁状态。比如：SpOOLing技术。
• 操作系统可以采用SPOOLing技术把独占设备在逻辑上改造成共享设备。比如，用SPOOLing技术将打印机改造为共享设备…
  
• 该策略的缺点：并不是所有的资源都可以改造成可共享使用的资源。并且为了系统安全，很多地方还必须保护这种互斥性。因此，很多时候都无法破坏互斥条件。

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。

破坏不剥夺条件：

• 方案一：当某个进程请求新的资源得不到满足时，它必须立即释放保持的所有资源，待以后需要时再重新申请。也就是说，即使某些资源尚未使用完，也需要主动释放，从而破坏了不可剥夺条件。
• 方案二：当某个进程需要的资源被其他进程所占有的时候，可以由操作系统协助，将想要的资源强行剥夺。这种方式一般需要考虑各进程的优先级（比如：剥夺调度方式，就是将处理机资源强行剥夺给优先级更高的进程使用）

该策略的缺点：

• 1.实现起来比较复杂。
• 2.释放已获得的资源可能造成前一阶段工作的失效。因此这种方法一般只适用于易保存和恢复状态的资源，如CPU。
• 3.反复地申请和释放资源会增加系统开销，降低系统吞吐量。
• 4.若采用方案一，意味着只要暂时得不到某个资源，之前获得的那些资源就都需要放弃，以后再重新申请。如果一直发生这样的情况，就会导致进程饥饿。

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。

• 可以采用静态分配方法，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，不让它投入运行。一旦投入运行后，这些资源就一直归它所有，该进程就不会再请求别的任何资源了。

该策略实现起来简单，但也有明显的缺点：

• 有些资源可能只需要用很短的时间，因此如果进程的整个运行期间都一直保持着所有资源，就会造成严重的资源浪费，资源利用率极低。另外，该策略也有可能导致某些进程饥饿。

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。

可采用顺序资源分配法。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（即编号相同的资源)一次申请完。

原理分析：一个进程只有已占有小编号的资源时，才有资格申请更大编号的资源。按此规则，已持有大编号资源的进程不可能逆向地回来申请小编号的资源，从而就不会产生循环等待的现象。