方法一：Peterson算法

本题考察进程间通信与Peterson算法。算法实现互斥的主要思想在于设置了一个turn变量用于进程间的互相谦让。如果进程P0试图访问临界资源，则flag[0]=true表示P0希望访问。此时如果进程P1还未试图访问临界资源，则flag[1]在进程上一次访问完临界资源退出临界区后已设置为false。所以进程P0在直线循环判断条件时，第一个条件不满足，进程P0可以正常进入临界区，且满足互斥条件。需要考虑的是两个进程同时试图访问临界资源的情况。注意turn变量的含义：当某进程试图访问时，首先设置自己的flag变量为true，表示希望访问；但又设置turn变量为对方的进程编号，表示谦让。因为在循环判断条件中turn变量不是自己的编号时就循环等待。虽然两个进程会互相谦让一番，但是这不会造成饥饿的局面，因为turn变量会有一个最终值，所以必定有进程可以结束循环进入临界区。实际情况是，先作出谦让的进程先进入临界区，后作出谦让的进程则需要循环等待。其实这里可以想象为两个人进门，每个人进门前都会和对方客套一句“您走先”。如果进门时没别人，就当和空气说句废话，然后大步登门入室；如果两人同时进门，就互相“谦让”，但各自只客套一次，所以先客套的人请完对方，就等着对方请自己，然后光明正大进门。

Peterson算法遵循空闲让进、忙则等待、有限等待这三个原则，未遵循让权等待原则，暂时无法进入临界区的进程会占用CPU并执行拦截进入临界区的while循环导致忙等。

本题选D。

方法二：模拟

如果没有看出这是一个Peterson算法，那么可以用更通用的方法解决该问题，即直接观察代码进行模拟。

初始时P0和P1尚未执行，均未进入临界区，如图所示。

我们先考虑P0和P1都无法进入临界区的情况，即两个拦截进入临界区while循环的判断条件均成立，则 (flag[1] && (turn == 1)) 和 (flag[0] && (turn == 0)) 均为真成立，显然 turn == 1 和 turn == 0 不可能同时成立，因此这种情况不可能出现；同理，P0和P1同时进入临界区也不可能。进程P0和进程P1至少有一个能进入临界区。很明显，进程P0和进程P1的代码具有轮换对称性，不失一般性，假设此时P0能够进入临界区，此时flag[0] = TRUE; turn = 1;一定已经执行，有 flag[0] == TRUE 且 turn == 1，观察进程P1在进入临界区前代码为flag[1] = TRUE; turn = 0;不会修改 flag[0]。因为P0能够进入临界区，则有 flag[1] && (turn == 1) 为假，即 flag[1] == FLASE 或 turn != 1 为真，只要进程P1执行 turn=0; 即可满足条件，此时P0进入临界区，P1未进入临界区，如图所示。

P0访问临界区结束后，设置flag[0] = FALSE，此时拦截进程P1进入临界区的while循环判断条件 flag[0] && (turn == 0) 为真不成立，进程P1能够进入临界区（此前已经设置 flag[1] = TRUE）。如果进程P0想在P1在访问临界区时重新访问临界区，必须满足拦截P0进入临界区while循环判断条件 flag[1] && (turn == 1) 为真不成立，在进行拦截P0进入临界区的while循环判断前需要重新执行flag[0] = TRUE; turn = 1; 加上此前进程P1设置的flag[1] = TRUE，此时拦截进程P0进入临界区的while循环判断条件 flag[0] && (turn == 0) 为真成立，P0无法进入临界区，如图所示。

该算法实现了进程P0和进程P1互斥访问临界区。

本题选D。