flag数组为每个进程指定它当前是否对临界区感兴趣（即它当前是否希望进入临界区或已经在临界区中）。
假设进程#0希望进入临界区，它必须知道进程#1当前是否也对临界区感兴趣，因为进程#0必须根据进程#1是否也对临界区感兴趣而不同地动作。
如果进程#1对临界区不感兴趣，则进程#0不应等待进程#1将turn设置为0，因为它可能无限期地等待这一情况发生，这将违反“进度”和“有界等待”要求。
如果进程#1**对临界段感兴趣，则进程#0应等待进程#1执行以下任一操作

• 离开临界区（进程#1通过将flag[1]设置为false来指示临界区），或者
• 向处理#0（处理#1通过将turn设置为0来指示）的产量。

否则，就会违反“相互排斥”的规定。

虽然公认的答案很好地解释了Peterson的算法，并证明了为什么需要turn和flag，但也可以通过尝试从算法中删除flag变量，同时保留关键属性mutual exclusion, progress, and bounded waiting，以更“实际操作”的方式执行此分析。
仅仅删除所有带有flag的语句会留下一个明显的问题，例如，如果P0设置了turn=1并在turn==1时开始等待，那么它将无限期地等待，除非P1设置了turn=0，因此“progress”属性丢失。
让我们尝试通过将turn设置为“my”值来修复它（对于P0为“0”，对于P1为“1”），并等待直到turn具有“我的”值。这显然需要在退出临界区时将turn设置为“其他”进程的值（否则，“其他”进程可能在其while循环中无限期等待，从而丢失“有界等待”属性）：

//P0:

do {
  turn = 0;
  while(turn != 0);

  //Critical section

  turn = 1;  // Done with critical section, let P1 have a go
  //remainder section
} while(1)

//P1:
do {
  turn = 1;
  while(turn != 1);
  
  //critical section

  turn = 0;  // Done with critical section, let P0 have a go
  //remainder section
} while(1)

但这并不能保证“互斥”属性：当例如P0在其临界区中时，P1可以愉快地设置turn=1并且前进到其临界区。
所吸取的教训是：在并发性方面要非常小心。到处都有出错的机会，在编码时很难发现错误，而且以后更难排 debugging 误。只要有可能，就采用成熟的方法，如彼得森算法，这些方法经过多年的彻底分析和优化。