Note that the conditions in step 3

Note that the conditions in step 3 and step 9 need not be evaluated atomically. As a con- sequence, when process 0 has checked flag[1] to be true and is reading the value of turn, flag[1] may be changed to false by process 1 (step 11). It is also possible that process 0 has checked flag[1] to be false and is entering its CS, but by that time, process 1 has changed flag[1] to true (step 7). Despite this, the solution satisfies all the correctness criteria introduced earlier.
Proof of the absence of deadlock (ME2) (by contradiction): Process 0 can potentially wait in step 3, and process 1 can potentially wait in step 9. We need to show that they both cannot wait for each other. Suppose they both wait. Then the condition (flag[0] ∧ turn = 1) ∧ (flag[1] ∧ turn = 0) must be true. However, (turn = 1 ∧ turn = 0) = false. Therefore, deadlock is impossible.

Proof of safety (ME1): Without loss of generality, assume that process 0 is in its CS (step 4). This must have been possible because in step 3, either flag[1] was false or turn = 1 or both of these were true. The issue here is to demonstrate that process 1 cannot enter its CS.
To enter its CS, process 1 must read flag[0] as false or turn as 0. Since process 0 is already in its CS, flag[0] is true, so the value of turn has to be 0. Is this feasible?

Результаты (русский) 1:

Обратите внимание, что условия в шаг 3 и шаг 9 не нужно оценивать атомарным образом. Как con последовательность когда процесс 0 проверяется флаг [1], чтобы быть правдой и читает значение поворота, флаг [1] может изменено на false процесс 1 (шаг 11). Это также возможно, что процесс 0 проверил флаг [1] лживость и вводит его CS, но к этому времени процесс 1 был изменен флаг [1] на true (шаг 7). Несмотря на это решение удовлетворяет всем критериям правильности, представленных ранее.Доказательство отсутствия взаимоблокировки (Ме2) (по противоречие): процесс 0 потенциально может ожидать на шаге 3, и процесс 1 потенциально может ждать на шаге 9. Мы должны показать, что оба они не могут ждать друг друга. Предположим, что оба они ждать. Затем условие (флаг [0] ∧ повернуть = 1) ∧ (флаг [1] ∧ поворот = 0) должно быть правдой. Однако (поверните = 1 ∧ поворот = 0) = false. Таким образом взаимоблокировки невозможно. Доказательство безопасности (ME1): без потери общности, предположим, что процесс 0 в CS (шаг 4). Это должно было возможным потому, что на шаге 3, либо флаг [1] был false или поворот = 1 или оба из них верны. Проблема здесь заключается в том, чтобы продемонстрировать, что процесс 1 не может ввести его CS.Чтобы ввести свой CS, процесс 1 следует читать как false флаг [0] или как 0. Поскольку процесс 0 уже его CS, флаг [0] имеет значение true, поэтому значение поворота должно быть равно 0. Является ли это осуществимо?

Результаты (русский) 2:

Обратите внимание , что условия в шаге 3 и шаге 9 не требуется оценивать атомарно. Как следствие, когда процесс 0 проверил флаг [1] , чтобы быть правдой , и читает значение поворота, флаг [1] может быть изменен на ложный процессом 1 (этап 11). Также возможно , что процесс 0 проверил флаг [1] , чтобы быть ложным и вступает в CS, но к тому времени, процесс 1 изменился флаг [1] к истинному (этап 7). Несмотря на это, решение удовлетворяет всем критериям корректности введенных ранее.
Доказательство отсутствия тупиковой (ME2) (от противного): Процесс 0 потенциально может ждать в шаге 3, и процесс 1 потенциально может ждать в шаге 9. Нам нужно показать что они оба не могут ждать друг друга. Пусть они оба ждать. Тогда условие (флаг [0] ∧ повернуть = 1) ∧ (флаг [1] ∧ повернуть = 0) должно быть правдой. Тем не менее, (поворот = 1 ∧ повернуть = 0) = ложь. Поэтому тупиковый невозможно.

Доказательство безопасности (МЕ1): Без ограничения общности, предположим , что процесс 0 находится в CS (этап 4). Это должно быть возможным , поскольку на шаге 3, либо флаг [1] , была ложной или повернуть = 1 или оба из них были правдой. Проблема здесь в том , чтобы продемонстрировать , что процесс 1 не может ввести его в CS.
Чтобы ввести его в CS, процесс 1 должен прочитать флаг [0] как ложные или повернуть как 0. Так как процесс 0 уже в CS, флаг [0] верно, поэтому значение поворота должен быть равен 0. это осуществимо?

Результаты (русский) 3:

следует отметить, что условия в шаг 3 и шаг 9 не должны оцениваться atomically.как кон - последовательность, когда процесс 0 проверил флаг [1], чтобы быть правдой и читает стоимость очередь, флаг [1] могут быть изменены с ложным путем процесса 1 (шаг 11).возможно также, что процесс 0 проверил флаг [1] являются ложными и вступает в ао, но к этому времени процесс 1 изменил флаг [1] истинного (шаг 7).несмотря на это, решение удовлетворяет всем критериям достоверности представленных ранее.доказательства отсутствия тупика (me2) (противоречие): процесс 0 потенциально могут ждать на шаге 3, и процесс 1 потенциально могут ждать шаг 9.мы должны показать, что они не могут ждать друг друга.думаю, они оба ждать.тогда состояние (флаг [0] ∧ очередь = 1) ∧ (флаг [1] ∧ очередь = 0), должно быть, правда.однако (в свою очередь = 1 ∧ очередь = 0) = false.поэтому тупика невозможен.доказательства безопасности (me1): без потери общности, предположить, что процесс 0 - в ао (пункт 4).это должно было невозможно, потому что в шаге 3, либо флаг [1] является ложной или очередь = 1 или оба эти были правдой.вопрос здесь заключается в том, чтобы продемонстрировать, что процесс 1 могут войти в ее CS.ввести ее CS, процесс 1 должен читать флаг [0] как ложные или превратить в 0.поскольку процесс 0 уже в ао, флаг [0], правда, так что стоимость очередь будет 0.разве это возможно?