[Linux多线程同步机制]

一个，互斥锁

尽管Posix Thread也可以使用IPC的信号量机制来实现互斥锁的互斥锁功能，但是很明显，semphore的功能太强大了. 在Posix Thread中，定义了另一组专门用于线程同步的互斥函数.

1. 创建并销毁

有两种创建互斥量的方法: 静态和动态.

POSIX定义了一个宏PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER来静态初始化互斥锁，如下所示: pthread_mutex_t Mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;在LinuxThreads的实现中，pthread_mutex_t是结构，而PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER是结构常量.

动态方式是使用pthread_mutex_init（）函数初始化互斥量. 该API的定义如下: int pthread_mutex_init（pthread_mutex_t *互斥体，const pthread_mutexattr_t *互斥体），其中，mutexattr用于指定互斥体属性（请参见下文），如果为NULL，则使用默认属性.

pthread_mutex_destroy（）用于取消互斥锁. 该API的定义如下: int pthread_mutex_destroy（pthread_mutex_t *互斥锁）销毁互斥锁​​意味着释放它占用的资源并要求该锁当前处于打开状态. 由于互斥锁在Linux中不占用任何资源，因此LinuxThreads中的pthread_mutex_destroy（）除了检查锁定状态（锁定状态返回EBUSY）外没有其他动作.

2. 互斥锁定属性

创建锁时将指定互斥锁的属性. LinuxThreads实现中只有一个锁类型属性. 尝试添加锁定的互斥锁时，不同的锁定类型会表现不同. 当前（glibc2.2.3，linuxthreads0.9）有四个值可供选择:

PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP，这是默认值，即普通锁. 锁定线程后，请求锁定的其余线程将形成等待队列，并在解锁后根据优先级获得锁定. 这种锁定策略可确保资源分配的公平性.

PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NP是一个嵌套锁，它允许同一线程多次成功获取同一锁，并通过多次解锁将其解锁. 如果是来自其他线程的请求，请在解锁锁定线程时重新竞争.

PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP，错误检查锁，如果同一线程请求相同的锁，则返回EDEADLK，否则与PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP类型的操作相同. 这样可以确保在不允许多个锁时，在最简单的情况下也不会发生死锁.

PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP，适用于锁（最简单的锁类型），仅等待解锁并重新竞争.

3. 锁定操作

锁定操作主要包括锁定pthread_mutex_lock（），解锁pthread_mutex_unlock（）和测试锁定pthread_mutex_trylock（）. 无论哪种类型的锁，两个不同的线程都不可能同时获得它，而您必须等待unlock. 对于普通锁和自适应锁类型，解锁器可以是同一进程中的任何线程. 错误检测锁必须由储物柜解锁才能生效，否则返回EPERM；对于嵌套锁，文档和实现要求必须由Unlocked锁定，但实验结果表明没有这种限制，并且这种差异尚未得到解释. 如果锁定后未解锁同一进程中的线程，则其他线程将无法获得该锁定.

int pthread_mutex_lock（pthread_mutex_t *互斥锁）

int pthread_mutex_unlock（pthread_mutex_t *互斥锁）

int pthread_mutex_trylock（pthread_mutex_t *互斥锁）

pthread_mutex_trylock（）的语义与pthread_mutex_lock（）相似，不同之处在于返回EBUSY而不是在锁已被占用时等待.

4. 其他

POSIX线程锁定机制的Linux实现不是取消点，因此linux多线程，延迟取消类型的线程不会由于取消信号而使锁定处于等待状态. 值得注意的是，如果线程在锁定之后在解锁之前被取消，则锁定将始终保持锁定状态，因此，如果关键部分中有取消点，或者如果设置了异步取消类型，则必须在出口中将其解锁回调函数.

同时，这种锁定机制也不是异步信号安全的，也就是说，在信号处理过程中不应该使用互斥锁，否则很容易造成死锁.

第二个条件变量

条件变量是一种用于与线程之间共享的全局变量进行同步的机制. 它们主要包括两个动作: 一个线程在等待条件变量的条件建立时挂起；另一个线程建立要建立的条件（给出一个有条件的建立信号）. 为了防止竞争，条件变量的使用总是与互斥锁结合使用.

1. 创建并注销

像条件变量和互斥锁一样，有两种创建静态和动态的方法，静态方法使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量，如下所示:

pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER

pthread_cond_init（）函数被动态调用，API定义如下:

int pthread_cond_init（pthread_cond_t * cond，pthread_condattr_t * cond_attr）

尽管在POSIX标准中为条件变量定义了属性linux多线程，但是它们并未在LinuxThreads中实现，因此cond_attr的值通常为NULL，并且被忽略.

要取消条件变量，您需要调用pthread_cond_destroy（）. 仅当没有线程等待条件变量时，才可以取消条件变量，否则它将返回EBUSY. 由于Linux实现的条件变量不分配任何资源，因此注销操作仅包括检查是否有等待线程. API定义如下:

int pthread_cond_destroy（pthread_cond_t * cond）

2. 等待并刺激

int pthread_cond_wait（pthread_cond_t * cond，pthread_mutex_t *互斥锁）

int pthread_cond_timedwait（pthread_cond_t * cond，pthread_mutex_t *互斥量，const struct timespec * abstime）

有两种等待条件的方法: 无条件等待pthread_cond_wait（）和时间等待pthread_cond_timedwait（）. 在时间等待模式下，如果在给定时间之前未满足条件，则返回ETIMEOUT结束等待，其中abstime等于time（）. 系统调用以绝对时间的形式出现，具有相同的含义. 0表示1970年1月1日格林尼治标准时间0: 00: 00:00.

无论哪种等待方式，都必须与互斥锁一起使用，以防止多个线程同时请求pthread_cond_wait（）（或pthread_cond_timedwait（），以下相同）的竞争条件. 互斥锁互斥锁必须是普通锁（PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP）或自适应锁（PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP），并且必须在调用pthread_cond_wait（）之前被此线程（pthread_mutex_lock（））锁定，并且在更新条件等待队列之前，互斥锁将保持锁定状态状态，然后程挂起等待之前解锁. 在满足条件并离开pthread_cond_wait（）之前，互斥锁将重新锁定以与锁定操作相对应，然后再输入pthread_cond_wait（）.

有两种形式的射击条件. pthread_cond_signal（）激活一个等待条件的线程. 当有多个等待线程时，其中一个按入队顺序被激活；和pthread_cond_broadcast（）激活所有等待的线程.

3. 其他

Pthread_cond_wait（）和pthread_cond_timedwait（）都被实现为取消点，因此在那里等待的线程将立即重新运行，在重新锁定互斥锁之后离开pthread_cond_wait（），然后执行取消操作. 也就是说，如果取消了pthread_cond_wait（），则互斥锁将保持锁定状态，因此您需要定义退出回调函数以对其进行解锁.

以下示例着重于互斥锁和条件变量的组合使用，以及取消对条件等待动作的影响. 在该示例中，两个线程被启动并等待相同的条件变量. 如果不使用退出回调函数（请参见示例中的注释部分），则tid2将永久在pthread_mutex_lock（）中等待. 如果使用了回调函数，则tid2的条件等待和主线程的条件激发都可以正常工作.

#include

#include

#include

pthread_mutex_t互斥锁；

pthread_cond_t cond;

void * child1（void * arg）

{

pthread_cleanup_push（pthread_mutex_unlock和互斥锁）； / *评论1 * /

同时（1）{

printf（“线程1开始运行\ n”）；

printf（“线程1 pthread_mutex_lock返回％d \ n”，

pthread_mutex_lock（＆mutex））;

pthread_cond_wait（＆cond，＆Mutex）;

printf（“应用了线程1条件\ n”）；

pthread_mutex_unlock（＆mutex）;

睡眠（5）;

}

pthread_cleanup_pop（0）; / *评论2 * /

}

void * child2（void * arg）

{

同时（1）{

睡眠（3）; / *评论3 * /

printf（“线程2开始运行. \ n”）；

printf（“线程2 pthread_mutex_lock返回％d \ n”，

pthread_mutex_lock（＆mutex））;

pthread_cond_wait（＆cond，＆Mutex）;

printf（“应用了线程2条件\ n”）；

pthread_mutex_unlock（＆mutex）;

睡眠（1）;

}

}

int主（无效）

{

int tid1，tid2;

printf（“您好，条件变量测试\ n”）；

pthread_mutex_init（＆互斥锁，NULL）;

pthread_cond_init（＆cond，NULL）;

pthread_create（＆tid1，NULL，child1，NULL）;

pthread_create（＆tid2，NULL，child2，NULL）;

做{

睡眠（2）; / *评论4 * /

pthread_cancel（tid1）; / *评论5 * /

睡眠（2）; / *评论6 * /

pthread_cond_signal（＆cond）;

}而（1）;

睡眠（100）;

pthread_exit（0）;

}

如果不执行注释5的pthread_cancel（）操作，即使没有sleep（）延迟操作，child1和child2也可以正常工作. 注释3和注释4中的延迟使child1有时间完成取消操作，因此child2可以在child1退出后进入请求锁定操作. 如果在注释1和注释2中未定义回调函数，则系统将在child2请求锁定的位置挂起；否则，系统将挂起. 并且如果注释3和注释4都没有同时延迟，则可以在child1完成取消动作之前控制child2，因此成功执行了申请锁的操作，但是由于存在该操作，它可能被挂起在pthread_cond_wait（）中也是申请互斥锁的操作. child1函数提供标准的条件变量用法: 回调函数保护，在等待条件之前锁定以及在pthread_cond_wait（）返回之后解锁.

条件变量机制不是异步信号安全的，也就是说，在信号处理函数中调用pthread_cond_signal（）或pthread_cond_broadcast（）可能会导致死锁.

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