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  • 时间段互斥算法SQL实现

    万次阅读 2021-03-05 11:02:15
    本文不针对全部需求进行设计,只讨论时间互斥的实现 实现思路 当前需要写入时间段S1----E1,场景模型建立: 表中的开始字段记为S,结束时间记为E,以下用区间标记列举存在场景: case1: S<=S1<=E<=E1 case2...
    背景

    最近有接到需求,线上需要创建一个活动信息,同一时间段只能生效一个活动,活动状态需要自动流转。本文不针对全部需求进行设计,只讨论时间互斥的实现

    实现思路

    当前需要写入时间段S1----E1,场景模型建立:
    表中的开始字段记为S,结束时间记为E,以下用区间标记列举存在场景:
    case1: S<=S1<=E<=E1
    case2: S1<=S<=E1<=E
    case3: S<=S1<=E1<=E
    case4: E1<S || E<S1
    以上四种情况中,前三种都可以实现时间互斥,但是如果我们的判断条件去实现,会需要跑三次SQL才能实现,是否可以做一下精简,case4中为时间不互斥的场景,这个场景很明确,直接取反是否可行,case4取反得到的表达式即为:
    case5: E1>=S && E<=S1
    针对case5的场景,可以通过区间画图验证,是case1/2/3的交集,也即为我们需要的互斥判断条件,如果此区间查询到的数据是存在的,即我们当前设置的起始时间与表中已存在的时间段是互斥的。
    select * from user where end_time <= ${startTime} and start_time <= ${endTime}

    结果

    问题分析后即可实现以一条SQL实现时间段互斥的判断,如果各位有更好的实现方案,欢迎留言讨论。

    展开全文
  • 目录Chap 11.1互斥算法进程vs线程原子操作非原子操作期间的线程交换更新丟失临界区代码 Critical Sections of Code互斥算法的软件方法互斥算法Dekker的算法:单标志法皮特森算法/Peterson Algorithm兰波特面包店算法...

    Chap 1

    1.1互斥算法

    进程vs线程

    • 计算机需要能够同时执行多个任务
    • 可以并行执行,也可以在执行过程中反复切换任务,或者两者混合执行
    • 重量级进程有自己的代码、数据内存(全局变量和堆空间)和执行堆栈(局部变量和方法调用的激活记录)
      • 进程可以独立运行,提供对外部资源(如文件)的访问是协调的(如由操作系统)
    • 一个线程的执行(轻量级进程)共享代码和数据内存,但有自己的执行堆栈
      • 线程可以在同一代码的不同点运行
      • 需要仔细协调对全局变量/字段的访问(共享状态),以避免竞争条件
    • 不同的应用程序通常在不同的进程中执行,但在应用程序中,线程通常用于执行多个任务
      • 操作系统需要时间在进程之间上下文切换(必须保存/恢复进程状态每个开关)
      • 在线程之间切换比在进程之间切换快得多

    原子操作

    • 一个原子操作,保证一个线程在一瞬间完全执行

    • 没有其他线程可见的中间状态

    • 不是很明显什么操作是原子的,比如x++不是原子的,因为它可能变成多个机器指令

      LOAD R,x
      INC R
      STORE R,x
      
    • 每个线程都有自己的执行堆栈,所以使用相同寄存器变量R的两个线程没有问题(它们在交换线程时被保存/恢复)

    非原子操作期间的线程交换

    • 如果线程通过非原子操作进行交换,可能会发生“奇怪的事情”(竞态条件)

    • 如果一个线程试图读取一个全局变量/字段,而另一个线程正在更改它的值,读取的值取决于线程交换执行时的精确时间

      • 场景1:线程A开始执行x++,但线程B在线程A存储新值之前读取了x(线程B获得了原始值)

        LOAD R,x
        INC R
        							LOAD R,x
        STORE R,x
        
      • 场景2:线程A执行x++,然后线程B随后读取x(线程B获得增量值)

        LOAD R,x
        INC R
        STORE R,x
        							LOAD R,x
        

    更新丟失

    • 当两个线程修改相同的共享状态时,也会发生更糟糕的“奇怪的事情”

    • 示例:线程A执行x++,而线程B也执行x++

      • 场景1:线程A执行x++然后线程B执行x++ (x加2)

        LOAD R,x
        INC R
        STORE R,x
        							LOAD R,x
        							INC R
        							STORE R,x
        
      • 场景2:线程A开始执行x++,但是线程B在线程A存储新值之前读取了x (x只加1)

        LOAD R,x
        INC R
        							LOAD R,x
        							INC R
        							STORE R,x
        STORE R,x
        
    • 被称为“更新丟失问题”

      • 即使多个线程执行代码来更新共享状态,有时只出现一些更新

      • 调试可能非常具有挑战性

      • 示例代码LostUpdate

        /**
           A class that demonstrates the lost update problem in concurrency
           by creating two threads that concurrently try to increment x
           each a total of ITERATIONS times.
           Sometimes the final value of x is not 2*ITERATIONS
        */
        
        public class LostUpdate implements Runnable
        {
           private int x;
           private static final int ITERATIONS = 20000000; // multiple of 10
           
           public LostUpdate()
           {  x = 0;
           }
           
           // repeatedly increment the value of x 
           public void run()
           {  System.out.println("Thread " + Thread.currentThread()
                 + " started with x = " + x);
              int loopIterations = ITERATIONS/10;
              for (int i=0; i<loopIterations; i++)
              {  x++; x++; x++; x++; x++; x++; x++; x++; x++; x++;
              }
              System.out.println("Thread " + Thread.currentThread()
                 + " finishing with x = " + x); 
           }
           
           public static void main(String[] args)
           {  // create two concurrent threads
              LostUpdate lostUpdate = new LostUpdate();
              Thread threadA = new Thread(lostUpdate);
              Thread threadB = new Thread(lostUpdate);
              threadA.start();
              threadB.start();
              try
              {  // wait for both threads to finish
                 threadA.join();
                 threadB.join();
              }
              catch (InterruptedException e)
              {  System.out.println("Interrupted " + e);
              }
              System.out.println("The final value of x is " + lostUpdate.x);
           }
        }
        
        

    临界区代码 Critical Sections of Code

    • 临界区是一个代码块,一次只能由一个线程执行
    • 临界区有访问或更新共享状态的代码
    • 互斥是指线程想要访问一个或多个使用相同共享状态的临界区
    • 强制线程在临界区段内执行代码之前获取锁
    • 在任何时刻,只有一个线程可以持有
    • 当线程不再需要在临界区段内执行代码时,线程必须释放锁
    • 互斥锁与共享状态相关
    • 每个共享状态可能有自己的锁,控制访问或更新共享状态的任何临界区

    互斥算法的软件方法

    互斥算法

    • ***互斥算法***是一种实现互斥的算法

      • 大大多数互斥锁算法会延迟“Acquire-Lock”中的线程,直到它被允许访问
      • 互斥锁算法在如何正确工作方面非常微妙
    • 如何不写互斥算法(因为它并不总是保证互斥对于线程t,使用一个名为***exclude***的布尔标志

      **Incorrect-Acquire-Lock(t)**
      1 while exclude do
      2 delay
      3 exclude <- true
      
      **Incorrect-Release-Lock(t)**
      1 exclude <- false
      
    • 简单地使用布尔标志可能无法进行测试,并且设置标志可能不是原子的

      • 一个线程可能完成while循环,然后在它设置exclude之前切换到另一个线程

    Dekker的算法:单标志法

    Dekker 's Algorithm是第一个正确处理(仅)两个线程的互斥的算法:

    • 为每个线程维护一个请求标志,当线程请求锁时设置该标志

    • 维护一个优先级变量,以指示在平局情况下,两个线程中接下来应该访问哪个线程

      **Dekker-Acquire-Lock(t)**
      1 s <- the other thread than t
      2 requested[t] <- true
      3 while requested[s] do
      4 if priority = s then
      5 requested[t] <- false
      6 while priority = s do
      7 delay
      8 requested[t] <- true
      
      **Dekker-Release-Lock(t)**
      1 s <- the other thread than t
      2 priority <- s 3 requested[t] <- false
      
      • 两个线程都可以并发调用Dekker-Acquire-Lock,但只有一个线程会返回
      • 另一个线程将延迟while循环,直到第一个线程调用Dekker-Release-Lock

    皮特森算法/Peterson Algorithm

    • Peterson算法简化了Dekker算法

      • 为每个线程维护一个请求的标志字段,该字段在线程请求锁时设置
      • 维护一个回合变量来控制在平局情况下下一个线程必须等待
    • 在变量回合中利用竞争条件

      **Peterson-Acquire-Lock(t)**
      1 s <- the other thread than 
      2 requested[t] <- true
      3 turn <- t 4 while turn = t and requested[s] do
      5 delay
      
      **Peterson-Release-Lock(t)**
      1 requested[t] <- false
      
    • 可以修改为也工作在两个以上的线程(过滤算法)

      • 每个线程都将进入更高的级别,以便最终获得锁

    兰波特面包店算法/ Lamport’s Bakery Algorithm

    • Lamport的bakery算法可以处理任意数量的线程

      • 每个想要访问的线程被分配一个数字
      • 数量增加,因为请求(但可能不是唯一的,如果竞争条件)
      • 线程的最低数字是下一个给定的访问权限
      • 每个线程有一个唯一的Id,以防领带
      • 为每个线程维护选择标志,以确保当前线程选择数字时不会提供锁
      Lamport-Acquire-Lock(t)
      1 choosing[t] <- true
      2 assign a number to thread t one larger than currently assigned maximum
      3 choosing[t] <- false
      4 for each thread s do
      5 while choosing[s] do
      6 delay
      7 while (num[s]≠0 and num[s]<num[t]) or
      (num[s]=num[t] and Id[s]<Id[t]) do
      8 delay
      Lamport-Release-Lock(t)
      1 num[t] <- 0
      

    互斥锁算法的硬件辅助

    • 许多进程支持测试和设置指令

      • 硬件保证是原子的
      • 将内存位置设置为新值,返回原来的值
    • 原子测试和设置操作有助于创建简单的互斥锁算法

      • 维护排除标志
      TestAndSet-Acquire-Lock(t)
      1 while TestAndSet(exclude, true) do
      2 delay
      TestAndSet-Release-Lock(t)
      1 TestAndSet(exclude, false)
      

    线程旋转、阻塞和等待

    • 最简单的延迟线程的方法是让它旋转(忙等待)时间
      • 线程在有处理器时间的时候反复检查条件,看看是否可以继续
        一旦线程有条件,它就会进行
      • 但是如果条件持续失败很长时间,线程会浪费处理器时间
    • 最好让线程块阻塞(睡眠)
      • 线程检查条件,如果不能进行,就放弃当前的时间片,这样其他线程就可以使用处理器时间
      • 将再次检查条件时,下一次分配的时间片
    • 最好但更复杂的解决方案可能是让线程等待
      • 线程检查条件,如果不能进行,它放弃当前的时间片,并被放入一个等待集
      • 线程不能做任何事情,没有得到处理器时间,直到它被从等待集删除
      • 需要与另一个线程协调,该线程可以通知自己何时从等待集中删除

    更多reference

    互斥:https://en.wikipedia.org/wiki/Mutual_exclusion

    Leslie Lamport的面包店算法论文:http://lamport.azurewebsites.net/pubs/bakery.pdf

    展开全文
  • 2.13 互斥 要求 空闲让进:若空闲,申请即进 忙则等待:只允许临界区存在一个进程,若忙碌,区外等待 有限等待:进程等待的时间是有限的,不会造成死锁、饥饿 让权等待:进程不能在临界区长时间阻塞等待某事件 以上...

    2.13 互斥

    要求
    • 空闲让进:若空闲,申请即进
    • 忙则等待:只允许临界区存在一个进程,若忙碌,区外等待
    • 有限等待:进程等待的时间是有限的,不会造成死锁、饥饿
    • 让权等待:进程不能在临界区长时间阻塞等待某事件
    • 以上类比生活中任何公共资源都可,如公用电话

    2.13.1 互斥:软件方法

    思路
    1. 在进入区设置标志来判断是否有进程在临界区
    2. 若临界区已有进程,则循环等待
    3. 进程离开临界区后在退出区修改标志
    第一代:轮换使用临界区

    每个进入临界区的进程的权限只能被另一个进程赋予

    int turn=0;
    
    //进程P0
    do{
    	while(turn!=0);//进入区
    	P0代码;//退出区
    	turn=1//退出区
    }while(true)
    
    //进程P1
    do{
    	while(turn!=1)//进入区
    	P1代码;//临界区
    	turn=0;//退出区
    }while(true)
    

    严格轮换,实现了互斥访问
    违反了空闲让进的原则:比如turn=1时,临界区空,但P1无法进入

    第二代:设置临界区状态标志

    进入之前看有没有其他进程要进入,没有则将自己的状态置为true

    boolean flag[2]={false,false}//该全局变量标志临界区空闲与否
    
    //进程P0
    do{
    	while(flag[1]);//进入区
    	flag[0]=true;//进入区
    	P0代码;//临界区
    	flag[0]=false;//退出区
    }while(true)
    
    //进程P1
    do{
    	while(flag[0]);//进入区
    	flag[1]=true;//进入区
    	P1代码;//临界区
    	flag[1]=false;//退出区
    }while(true)
    	
    

    违反了忙则等待原则:假设CPU先将时间片分给P0,然后P0判断flag[1]=false跳出循环向下执行,这时CPU又将时间片分给 P1,P0尚未执行到置flag[0]=true;P1判断flag[0]=false跳出循环向下执行,两者都将进入临界区
    注意:while(flag[1]);这一句表明:当flag[1]=true时停在这一句,flag[1]=false时跳出循环执行下一句,P0即进入临界区

    第三代:表明使用临界区的状态

    先亮明状态,再循环等待

    boolean flag[2] = {false, false};//共享的全局变量
    
    //进程P0
    do {
        flag[0] = true;    //进入区
        while (flag[1]) ;//进入区
        进程P0的临界区代码; //临界区
        flag[0] = false;   //退出区
        进程P0的其它代码     //剩余区
    } while (true)
    
    //进程P1
    do {
        flag[1] = true;    //进入区
        while (flag[0]) ;//进入区
        进程P1的临界区代码; //临界区
        flag[1] = false;   //退出区
        进程P1的其它代码     //剩余区
    } while (true)
    

    违反了空闲让进原则:CPU先将时间片分给P0,然后P0置flag[0]=true,这时CPU又将时间片分给 P1,P1置flag[1]=true;那么接下来两者都在while循环处等待对方清零,都无法进入临界区,形成死锁

    第四代:表明使用临界区的态度+谦让

    预先表明想进入临界区,但为了防止死锁,在进入临界区前会延迟一段时间

    boolean flag[2] = {false, false};//共享的全局变量
    
    //进程P0
    do {
        flag[0] = true;                 
        while (flag[1])  {              
            flag[0] = false;
             <随机延迟一小段时间>//谦让
            flag[0] = true;
        }
        进程P0的临界区代码; //临界区
        flag[0] = false;   //退出区
        进程P0的其它代码     //剩余区
    } while (true)
    
    //进程P1
    do {
        flag[1] = true;                  
        while (flag[0]) {                
            flag[1] = false; 
            <随机延迟一小段时间>//谦让
          flag[1] = true;
        }
        进程P1的临界区代码; //临界区
        flag[1] = false;   //退出区
        进程P1的其它代码     //剩余区
    } while (true)
    

    可能会活锁,过分谦让,长时间僵持:CPU先将时间片分给P0,然后P0置flag[0]=true,这时CPU又将时间片分给 P1,P1置flag[1]=true;接下来CPU先将时间片分给P0,P0发现flag[1]=true;进入while循环,先将flag[0]清零,再挂起一段时间,重新置位flag[0],查看flag[1]是否仍为1,若是则继续清零等待,重复这个过程,监听flag[1]的变化;同理,P1可能会与P0默契地进行同样的活动,两者同时监听,同时挂起,形成活锁,可能随时间自动解除

    Dekker互斥算法

    由于前一种算法活锁的原因是只监听了对方的flag,这时添加一个只能由对方改变的信息turn即可
    在这里插入图片描述

    boolean flag[2] = {false, false};      //共享的全局变量
    int turn = 1;                          //共享的全局变量
    
    //进程P0
    do {
        flag[0] = true;              //进入区
        while (flag[1]) {
           if (turn == 1)  {
               flag[0] = false;
               while  (turn == 1) ;  //等待
               flag[0] = true;
            }
         }                           //进入区
        进程P0的临界区代码;           //临界区
        turn = 1;
        flag[0] = false;             //退出区
        进程P0的其它代码               //剩余区
    } while (true)
    
    //进程P1
    do {
        flag[1] = true;              //进入区
        while (flag[0]) {
           if (turn == 0)  {
               flag[1] = false;
               while  (turn == 0) ;  //等待
               flag[1] = true;
            }
         }                           //进入区
        进程P1的临界区代码;           //临界区
        turn = 0;
        flag[1] = false;             //退出区
        进程P1的其它代码               //剩余区
    } while (true)
    
    

    在预先表明态度+谦让的基础上改进了谦让机制:
    P1在退出临界区时会置turn=0;P0退出临界区会将turn置为1
    这样一来,可以在监听对方flag时知道对方是否已经退出临界区,而不是等待一段随机时间,我认为这时重新尝试将自己的flag置为true是更好的做法,不会产生活锁

    Peterson互斥算法

    与dekker算法的区别:不是在退出时而是在进入前将turn改变

    boolean flag[2] = {false, false};    //共享的全局变量
    int turn;                            //共享的全局变量
    
    //进程P0
    do {
        flag[0] = true;                //进入区
        turn = 1;                      //进入区
        while (flag[1] && turn == 1) ; //进入区
        进程P0的临界区代码;             //临界区
        flag[0] = false;               //退出区
        进程P0的其它代码          	   //剩余区
    } while (true)
    
    进程P1
    do {
        flag[1] = true;                       //进入区
        turn = 0;                             //进入区
        while (flag[0] && turn == 0) ; 	      //进入区
        进程P1的临界区代码;           		  //临界区
        flag[1] = false;                      //退出区
        进程P1的其它代码                   	  //剩余区
    } while (true)
    
    

    假设P0进程先置自己的flag为true,改变turn=1,此时有一个while循环,当P1的flag=false时,说明P1还没有运行到置flag=true的行,可以继续进入临界区,或当turn=0时,这时说明P1执行后转而执行P0,P0此时在turn行,但P0无法进入临界区,因为此时flag[0]=true,而此时P0可以无视flag[1]=true的条件而继续进入临界区

    评价软件互斥方法
    1. 不能解决忙等问题(使用while监听方法),效率低
    2. 进程互斥使用临界资源困难,难以控制两个以上进程的互斥
    3. 算法设计时容易死锁或互斥失败
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  • 传统的验证方法难以保证分布式K互斥算法的有效性和安全性,为解决这一问题,并且给出了进一步的研究,文中提出一种基于概率模型检测器PRISM的方法,对Kerry Raymond的分布式K互斥算法进行形式化建模与分析验证。...
  • aosProj2 使用Roucairol和Carvalho的分布式互斥算法实现互斥服务
  • 分布式系统进程互斥算法的研究与改进
  • 经典互斥算法解析

    2019-10-07 23:34:33
    本文用较为轻松的方式介绍了几个经典的互斥算法: Dekker 算法、Dijkstra 提出的算法、Peterson 算法和面包店算法,并简单地给出了每一个算法的正确性证明和相关的讨论。本文探寻分布式计算历史上的几个非常有名非常...

    本文用较为轻松的方式介绍了几个经典的互斥算法: Dekker 算法、Dijkstra 提出的算法、Peterson 算法和面包店算法,并简单地给出了每一个算法的正确性证明和相关的讨论。本文探寻分布式计算历史上的几个非常有名非常经典的互斥算法,尽管这些算法几乎是所有操作系统、分布式系统或多线程编程课本中必介绍的算 法,可是由于这些算法由于性能问题已经被现代的算法或机制替代了,实际中不会有人使用这些算法。尽管如此,了解这些算法可以帮助我们理解同步领域的基本原理。此外,了解这些算法的正确性证明可还可以训练并发算法正确性推导的思维。 

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  • Dekker互斥算法

    2019-03-26 17:20:04
    Dekker互斥算法详解 转载:https://blog.csdn.net/wsw875421872/article/details/17222219 大家好,这是本人的第一个技术博客(也是第一个博客),曾经看过《一个程序员的奋斗史》,从而萌生了写博...
  • 分布式互斥算法解析

    2020-04-09 16:48:30
    文章目录引言集中式算法分布式算法基于请求的算法基于令牌的算法总结 ...保证任何给定时刻只允许一个进程或者给定的进程去执行临界区的算法称为互斥算法. 传统的单机达到互斥的方法有互斥锁,条件变...
  • PETERSON互斥算法解析

    千次阅读 2019-09-19 10:06:55
    对于互斥算法,主要有两种,一种是DEKKER算法,另一种是PETERSON算法,这一篇主要来说PETERSON算法。 相比于DEKKER算法,PETERSON算法也解决了互斥访问问题,并且不需要像DEKKER算法一样强制轮流访问,可以正常的...
  • Dekker互斥算法解析

    2019-09-18 22:46:02
    引入Dekker互斥算法解决的是多进程访问一个临界区的保护问题和“after you”问题。 我们首先来看,两个进程访问一段临界区的互斥问题: //P进程如下: pturn = true; while(qturn); //临界区的资源 pturn = ...
  • 2、分布式互斥算法 即如何让分布式系统里面的程序互斥的访问临界资源。 注:以下算法实现方式,暂不考虑超时等其他影响因素 【1】集中式算法 基本实现方式:引入一个协调者程序,每个程序在需要访问临界资源时,...
  • 为在全分布系统中实现对称的分布式互斥,需要设计出对称的分布式互斥算法。通过证明循环请求集与松弛循环差集的等价性,将求取包含任意数量节点的分布式系统对称请求集的问题转化为求取任意数量节点集合的松弛差集...
  • 摘要 互斥能有效解决分布式系统中的资源申请的相互冲突并实现资源共享本文 首先简要介绍了分布式异步系统中互斥算法的一些基本要求及评价标准并介绍 单令牌环算法和双令牌环算法的算法思想及存在的不足分析了双令牌...
  • 进程互斥原则模板: (1)互斥性 枚举所有情况,一个进程进入临界区后,另一个进程不能进入临界区 ...Dekker互斥算法 int flag[2]; int turn; P0:do{ flag[0] = 1; while flag[1] do if(turn == 1){ flag[0] =.
  • 操作系统之互斥算法

    2020-04-27 17:22:07
    Dekkel互斥算法 flag表示是否想进入临界区,turn表示轮到谁 int flag[2]; (init 0) int turn; (0 or 1) P0: do{ flag[0]=1; while(flag[1]) if(turn==1){ flag[0]=0; wh...
  • Peterson互斥算法 1981年,G.L.Peterson 提出的一个简单的互斥算法。 int flag[2];//初值为0,表示进程是否在临界区内 int turn;//初值为0或1,表示当前轮流次序 P0: do { flag[0]=1; turn=1; while (flag[1...
  • 使用 Roucairol 和 CarvalhoÕs 的分布式互斥算法实现互斥服务。 您的服务应该向应用程序提供两个函数调用:cs-enter 和 cs-leave。 第一个函数调用 cs-enter 允许应用程序请求开始执行其临界区的权限。 函数调用是...
  • 雷蒙兹树基于分布式互斥算法 使用基于Raymonds树的分布式互斥算法实现互斥服务。每个进程或节点都包含两个单独的模块-一个模块实现应用程序(请求并执行关键部分),一个模块实现互斥算法(坐标关键)所有进程的部分...
  • 分布式系统互斥算法---集中式算法

    千次阅读 2015-05-10 14:54:58
    在分布式系统中可能会稍微复杂一点,有些互斥算法的大体思想和单系统中的互斥锁比较类似(比如令牌);但是分布式系统中还有其他更多的互斥方法; 分布式互斥算法可以分为两种不同类型: 1)基于令牌的解决方法,...
  • peterson互斥算法 1981

    千次阅读 2011-12-04 00:24:24
    源自:>,page 36 peterson互斥算法 1981 #define FALSE 0 #define TRUE 1 #define N 2 /*进程数*/ int turn; /*轮到谁了?*/ in
  • 看了一个论文分布式互斥算法的综述。 感觉一头雾水,打算把这些分布式算法的伪代码都写出来。 看国产的那么多的论文都觉得没能看出什么真知灼见,有刘心松老师带的两个博士论文还可以以后慢慢的看 还要根据wiki中...
  • 我们一起看看有哪些类型的分布式互斥算法。 1、集中式算法 在集中式算法中,一般需要一个协调者。每个程序在访问临界资源的时候,需要先给协调者发送一个请求。如果当前临界资源没有使用者,则授权该程序使用该资源...
  • 异构多处理器片上系统中一种优先级树退避软互斥算法,徐成,龙榜,在异构多处理器片上系统中,任务间互斥已经成为须高效解决的关键问题之一。本文在AK算法基础上,同时折衷考虑实时性和公平性,提�

空空如也

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互斥算法