作業系統同步原語
競態條件
在一般的作業系統中，不同的程序可能會分享一塊公共的儲存區域，例如記憶體或者是硬碟上的檔案，這些程序都允許在這些區域上進行讀寫。作業系統有一些職責，來協調這些使用公共區域的程序之間以正確的方式進行想要的操作。這些程序之間需要通訊，需要互相溝通，有商有量，才能保證一個程序的動作不會影響到另外一個程序正常的動作，進而導致程序執行後得不到期望的結果。在作業系統概念中，通常用 IPC（Inter Process Communication，即程序間通訊）這個名詞來代表多個程序之間的通訊。為了解釋什麼是競態條件（race condition），我們引入一個簡單的例子來說明：一個檔案中儲存了一個數字 n，程序 A 和程序 B 都想要去讀取這個檔案的數字，並把這個數字加 1 後，儲存迴文件。假設 n 的初始值是 0，在我們理想的情況下，程序 A 和程序 B 執行後，檔案中 n 的值應該為 2，但實際上可能會發生 n 的值為 1。我們可以考量一下，每個程序做這件事時，需要經過什麼步驟：
- 讀取檔案裡 n 的值
- 令 n = n + 1
- 把新的 n 值儲存迴文件。
在進一步解釋競態條件之前，必須先回顧作業系統概念中的幾個知識點：
- 程序是可以併發執行的，即使只有一個 CPU 的時候）
- 作業系統的時鐘中斷會引起程序執行的重新排程，
- 除了時鐘中斷，來自其它裝置的中斷也會引起程序執行的重新排程
假設程序 A 在執行完步驟 1 和 2，但還沒開始執行步驟 3 時，發生了一個時鐘中斷，這個時候作業系統通過排程，讓程序 B 開始執行，程序 B 執行步驟 1 時，發現 n 的值為 0，於是它執行步驟 2 和 3，最終會把 n = 1 儲存到檔案中。之後程序 A 繼續執行時，由於它並不知道在它執行步驟 3 之前，程序 B 已經修改了檔案裡的值，所以程序 A 也會把 n = 1 寫回到檔案中。這就是問題所在，程序 A 在執行的過程中，會有別的程序去操作它所操作的資料。
唯一能讓 n = 2 的方法，只能期望程序 A 和程序 B 按順序分別完整地執行完所有步驟。我們可以給競態條件下一個定義了
兩個或者多個程序讀寫某些共享資料，而最後的結果取決於程序執行的準確時序，稱為競態條件。
在上述的文字中，我們使用程序作為物件來討論競態條件，實際上對於執行緒也同樣適用，這裡的執行緒包含但不限於核心執行緒、使用者執行緒。因為在作業系統中，程序其實是依靠執行緒來執行程式的。更甚至，在 Java 語言的執行緒安全中，競態條件這個概念也同樣適用。（參考《Java 併發程式設計實戰》第二章）
互斥與臨界區
如何避免 race condition，我們需要以某種手段，確保當一個程序在使用一個共享變數或者檔案時，其它的程序不能做同樣的操作，換言之，我們需要“互斥”。以上述例子作為例子，我們可以把步驟 1 - 3 這段程式片段定義為臨界區，臨界區意味著這個區域是敏感的，因為一旦程序執行到這個區域，那麼意味著會對公共資料區域或者檔案進行操作，也意味著有可能有其它程序也正執行到了臨界區。如果能夠採用適當的方式，使得這兩個程序不會同時處於臨界區，那麼就能避免競態條件。也就是，我們需要想想怎麼樣做到“互斥”。
互斥的方案
互斥的本質就是阻止多個程序同時進入臨界區
遮蔽中斷
之前提到的例子中，程序 B 之所以能夠進入臨界區，是因為程序 A 在臨界區中受到了中斷。如果我們讓程序 A 在進入臨界區後，立即對所有中斷進行遮蔽，離開臨界區後，才響應中斷，那麼即使發生中斷，那麼 CPU 也不會切換到其它程序，因此此時程序 A 可以放心地修改檔案內容，不用擔心其它的程序會干擾它的工作。然而，這個設想是美好，實際上它並不可行。第一個，如果有多個CPU，那麼程序 A 無法對其它 CPU 遮蔽中斷，它只能遮蔽正在排程它的 CPU，因此由其它 CPU 排程的程序，依然可以進入臨界區；第二，關於權力的問題，是否可以把遮蔽中斷的權力交給使用者程序？如果這個程序遮蔽中斷後再也不響應中斷了， 那麼一個程序有可能掛住整個作業系統。
鎖變數
也許可以通過設定一個鎖標誌位，將其初始值設定為 0 ，當一個程序想進入臨界區時，先檢查鎖的值是否為 0，如果為 0，則設定為 1，然後進入臨界區，退出臨界區後把鎖的值改為0；若檢查時鎖的值已經為1，那麼代表其他程序已經在臨界區中了，於是程序進行迴圈等待，並不斷檢測鎖的值，直到它變為0。但這種方式也存在著競態條件，原因是，當一個程序讀出鎖的值為0時，在它將其值設定為1之前，另一個程序被排程起來，它也讀到鎖的值為0，這樣就出現了兩個程序同時都在臨界區的情況。
嚴格輪換法
鎖變數之所以出問題，其實是因為將鎖變數由0改為1這個動作，是由想要獲取鎖的程序去執行的。如果我們把這個動作改為由已經獲得鎖的程序去執行，那麼就不存在競態條件了。先設定一個變數 turn，代表當前允許誰獲得鎖，假設有兩個程序，程序 A 的邏輯如下所示：
while (turn != 0){// 如果還沒輪到自己獲取鎖，則進入迴圈等待
}
do_critical_region();// 執行臨界區的程式
turn = 1;// 由獲得鎖的一方將鎖變數修改為其它值，允許其它程序獲得鎖
do_non_critical_region();// 執行非臨界區的程式程序 B 的邏輯如下所示：
while (turn != 1) {// 如果還沒輪到自己獲取鎖，則進入迴圈等待
}
do_critical_region();// 執行臨界區的程式
turn = 0;// 由獲得鎖的一方將鎖變數修改為其它值，允許其它程序獲得鎖
do_non_critical_region();// 執行非臨界區的程式但這裡需要考慮到一個事情，假設程序 A 的 do_non_critical_region() 需要執行很長時間，即程序 A 的非臨界區的邏輯需要執行較長時間，而程序 B 的非臨界區的邏輯很快就執行完，顯然，程序 A 進入臨界區的頻率會比程序 B 小一點，理想的情況下，程序 B 應該多進入臨界區幾次。但是由於程序 B 在執行非臨界區邏輯前會把 turn 設定為 0，等它很快地把非臨界區的邏輯執行完後，回來檢查 turn 的值時，發現 turn 的值一直都不是 1，turn 的值需要程序 A 把它設定為 1，而程序 A 此時卻正在進行著漫長的非臨界區邏輯程式碼，所以導致程序 B 無法進入臨界區。這就說明，在一個程序比另一個程序慢很多的情況下，嚴格輪換法並不是一個好辦法。
Peterson 演算法
嚴格輪換法的問題就出在嚴格兩個字上，即多個程序之間是輪流進入臨界區的，根本原因是想要獲得鎖的程序需要依賴其它程序對於鎖變數的修改，而其它程序都要先經過非臨界區邏輯的執行才會去修改鎖變數。嚴格輪換法中的 turn 變數不僅用來表示當前該輪到誰獲取鎖，而且它的值未改變之前，都意味著它依然阻止了其它程序進入臨界區，恰恰好，一個程序總是要經過非臨界區的邏輯後才會去改變turn的值。因此，我們可以用兩個變數來表示，一個變量表示當前應該輪到誰獲得鎖，另一個變量表示當前程序已經離開了臨界區，這種方法實際上叫做 Peterson 演算法，是由荷蘭數學家 T.Dekker 提出來的。
static final int N = 2;
int turn = 0;
boolean[] interested = new boolean[N];
void enter_region(int process) {
int other = 1 - process;
interested[process] = true;
turn = process;
while(turn == process && !interested[other]) {
}
}
void exit_region(int process) {
interested[process] = false;
}程序在需要進入臨界區時，先呼叫 enter_region，離開臨界區後，呼叫 exit_region。Peterson 演算法使得程序在離開臨界區後，立馬消除了自己對於臨界區的“興趣”，因此其它程序完全可以根據 turn 的值，來判斷自己是否可以合法進入臨界區。
TSL 指令
回顧一下我們之前提到的“鎖變數”這種方法，它的一個致命的缺點是對狀態變數進行改變的時候，如從 0 改為 1 或者從 1 改為 0 時，是可以被中斷打斷的，因此存在競態條件。之後我們在鎖變數的基礎上，提出如果鎖變數的修改不是由想要獲取進入臨界區的程序來修改，而是由已經進入臨界區後想要離開臨界區的程序來修改，就可以避免競態條件，繼而引發出嚴格輪換法，以及從嚴格輪換法基礎上改進的 Peterson 演算法。這些方法都是從軟體的方式去考慮的。實際上，可以在硬體 CPU 的支援下，保證鎖變數的改變不被打斷，使鎖變數成為一種很好的解決程序互斥的方法。目前大多數的計算機的 CPU，都支援 TSL 指令，其全稱為 Test and Set Lock，它將一個記憶體的變數（字）讀取暫存器 RX 中，然後再該記憶體地址上存一個非零值，讀取操作和寫入操作從硬體層面上保證是不可打斷的，也就是說是原子性的。它採用的方式是在執行 TSL 指令時鎖住記憶體匯流排，禁止其它 CPU 在 TSL 指令結束之前訪問記憶體。這也是我們常說的 CAS （Compare And Set)。當需要把鎖變數從 0 改為 1 時，先把記憶體的值複製到暫存器，並將記憶體的值設定為 1，然後檢查暫存器的值是否為 0，如果為 0，則操作成功，如果非 0 ，則重複檢測，知道暫存器的值變為 0，如果暫存器的值變為 0 ，意味著另一個程序離開了臨界區。程序離開臨界區時，需要把記憶體中該變數的值設定為 0。
忙等待
上述提到的 Peterson 演算法，以及 TSL 方法，實際上它們都有一個特點，那就是在等待進入臨界區的時候，它們採用的是忙等待的方式，我們也常常稱之為自旋。它的缺點是浪費 CPU 的時間片，並且會導致優先順序反轉的問題。
考慮一臺計算機有兩個程序， H 優先順序較高，L 優先順序較低。排程規則規定，只要 H 處於就緒狀態，就可以執行。在某一時刻，L 處於臨界區內，此時 H 處於就緒態，準備執行。但 H 需要進行忙等待，而 L 由於優先順序低，沒法得到排程，因此也無法離開臨界區，所以 H 將會永遠忙等待，而 L 總無法離開臨界區。這種情況稱之為優先順序反轉問題（priority inversion problem）
程序的阻塞與喚醒
作業系統提供了一些原語，sleep 和 wakeup。
核心提供給核外呼叫的過程或者函式成為原語（primitive），原語在執行過程中不允許中斷。
sleep 是一個將呼叫程序阻塞的系統呼叫，直到另外一個程序呼叫 wakeup 方法，將被阻塞的程序作為引數，將其喚醒。阻塞與忙等待最大的區別在於，程序被阻塞後CPU將不會分配時間片給它，而忙等待則是一直在空轉，消耗 CPU 的時間片。
訊號量
首先需要明白的一點是，訊號量的出現是為了解決什麼問題，由於一個程序的阻塞和喚醒是在不同的程序中造成的，比如說程序 A 呼叫了 sleep() 會進入阻塞，而程序 B 呼叫 wakeup（A）會把程序 A 喚醒。因為是在不同的程序中進行的，所以也存在著被中斷的問題。加入程序 A 根據邏輯，需要呼叫 sleep() 進入阻塞狀態，然而，就在它呼叫 sleep 方法之前，由於時鐘中斷，程序 B 開始運行了，根據邏輯，它呼叫了 wakeup() 方法喚醒程序 A，可是由於程序 A 還未進入阻塞狀態，因此這個 wakeup 訊號就丟失了，等待程序 A 從之前中斷的位置開始繼續執行時並進入阻塞後，可能再也沒有程序去喚醒它了。因此，程序的阻塞和喚醒，應該需要額外引進一個變數來記錄，這個變數記錄了喚醒的次數，每次被喚醒，變數的值加1。有了這個變數，即使wakeup操作先於sleep操作，但wakeup操作會被記錄到變數中，當程序進行sleep時，因為已經有其它程序喚醒過了，此時認為這個程序不需要進入阻塞狀態。這個變數，在作業系統概念中，則被稱為訊號量（semaphore），由 Dijkstra 在 1965 年提出的一種方法。對訊號量有兩種操作， down 和 up。down 操作實際上對應著 sleep，它會先檢測訊號量的值是否大於0，若大於0，則減1，程序此時無須阻塞，相當於消耗掉了一次 wakeup；若訊號量為0，程序則會進入阻塞狀態。而 up 操作對應著 wakeup，進行 up 操作後，如果發現有程序阻塞在這個訊號量上，那麼系統會選擇其中一個程序將其喚醒，此時訊號量的值不需要變化，但被阻塞的程序已經少了一個；如果 up 操作時沒有程序阻塞在訊號量上，那麼它會將訊號量的值加1。有些地方會把 down 和 up 操作稱之為 PV 操作，這是因為在 Dijkstra 的論文中，使用的是 P 和 V 分別來代表 down 和 up。訊號量的 down 和 up 操作，是作業系統支援的原語，它們是具有原子性的操作，不會出現被中斷的情況。
互斥量
互斥量（mutex）其實是訊號量的一種特例，它的值只有 0 和 1，當我們不需要用到訊號量的計數能力時，我們可以使用互斥量，實際上也意味著臨界區值同一時間只允許一個程序進入，而訊號量是允許多個程序同時進入臨界區的。