pthread_cond_wait的spurious wakeup问题

最近在温习pthread的时候，忽然发现以前对pthread_cond_wait的了解太肤浅了。昨晚在看《Programming With POSIX Threads》的时候，看到了pthread_cond_wait的通常使用方法：

pthread_mutex_lock();

while(condition_is_false)

    pthread_cond_wait();

pthread_mutex_unlock();

为什么在pthread_cond_wait()前要加一个while循环来判断条件是否为假呢？

APUE中写道:

传递给pthread_cond_wait的互斥量对条件进行保护，调用者把锁住的互斥量传给函数。函数把调用线程放到等待条件的线程列表上，然后对互斥量解锁，这两个操作是原子操作。

线程释放互斥量，等待其他线程发给该条件变量的信号（唤醒一个等待者）或广播该条件变量（唤醒所有等待者）。当等待条件变量时，互斥量必须始终为释放的，这样其他线程才有机会锁住互斥量，修改条件变量。当线程从条件变量等待中醒来时，它重新继续锁住互斥量，对临界资源进行处理。

条件变量的作用是发信号，而不是互斥。

wait前检查

对于多线程程序，不能够用常规串行的思路来思考它们，因为它们是完全异步的，会出现很多临界情况。比如：pthread_cond_signal的时间早于pthread_cond_wait的时间，这样pthread_cond_wait就会一直等下去，漏掉了之前的条件变化。

对于这种情况，解决的方法是在锁住互斥量之后和等待条件变量之前，检查条件变量是否已经发生变化。

if(condition_is_false)

    pthread_cond_wait();

这样在等待条件变量前检查一下条件变量的值，如果条件变量已经发生了变化，那么就没有必要进行等待了，可以直接进行处理。这种方法在并发系统中比较常见，例如之前PACKET_MMAP中poll的竞争条件的解决方法。

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忽然想起了设计模式中的单件模式的"双重检查加锁"：

Singleton *getInstance()

{

    if(ptr==NULL)

    {

        LOCK();

        if(ptr==NULL)

        {

            ptr = new Singleton();

        }

        UNLOCK();

    }

    return ptr;

}

这样只有在第一次的时候会进行锁(应该是第一轮，如果刚开始有多个线程进入了最上层的ptr==NULL代码块，就会有多次锁，只不过之后就不会锁了)，之后就不会锁了。

pthread_once()的实现也是基于单件模式的。

pthread_once函数首先检查控制变量，以判断是否已经完成初始化。如果完成，pthread_once简单的返回；否则，pthread_once调用初始化函数(没有参数)，并记录下初始化被完成。如果在一个线程初始化时，另外的线程调用pthread_once，则调用线程将等待，直到那个线程完成初始化后返回。换句话，当调用pthread_once成功返回时，调用者能够肯定所有的状态已经初始化完毕。

int

__pthread_once (once_control, init_routine)

     pthread_once_t *once_control;

     void (*init_routine) (void);

{

  /* XXX Depending on whether the LOCK_IN_ONCE_T is defined use a

     global lock variable or one which is part of the pthread_once_t

     object.  */

  if (*once_control == PTHREAD_ONCE_INIT)

    {

      lll_lock (once_lock, LLL_PRIVATE);

      /* XXX This implementation is not complete.  It doesn't take

cancelation and fork into account.  */

      if (*once_control == PTHREAD_ONCE_INIT)

{

  init_routine ();

  *once_control = !PTHREAD_ONCE_INIT;

}

      lll_unlock (once_lock, LLL_PRIVATE);

    }

  return ;

}

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pthread_cond_wait中的while()不仅仅在等待条件变量前检查条件变量，实际上在等待条件变量后也检查条件变量。pthread_cond_wait返回后，还需要检查条件变量，这是为什么呢？难道pthread_cond_wait不是pthread_cond_signal触发了某个condition导致的吗？

这个地方有些迷惑人，实际上pthread_cond_wait的返回不仅仅是pthread_cond_signal和pthread_cond_broadcast导致的，还会有一些假唤醒，也就是spurious wakeup。

何为假唤醒？顾名思义就是虚假的唤醒，与pthread_cond_signal和pthread_cond_broadcast的唤醒相对。那么什么情况下会导致假唤醒呢？可以阅读参考1。

signal

大致意思是：

在linux中，pthread_cond_wait底层是futex系统调用。在linux中，任何慢速的阻塞的系统调用当接收到信号的时候，就会返回-1，并且设置errno为EINTR。在系统调用返回前，用户程序注册的信号处理函数会被调用处理。

 

注:什么有样的系统调用会出现接收信号后发挥EINTR呢？

慢速阻塞的系统调用，有可能会永远阻塞下去的那种。当接收到信号的时候，认为是一个返回并执行其他代码的一个时机。

信号的处理也不简单，因为有些慢系统调用被信号中断后是会自动重启的，所以我们通常需要用siginterrupt(signo, 1)来关闭重启或者在用sigaction安装信号处理函数的时候取消SA_RESTART标志，之后就可以通过判断信号的返回值是否是-1和errno是否为EINTR来判断是否有信号抵达。

如果关闭了SA_RESTART的一些使用慢速系统调用的应用，一般都采用while()循环，检测到EINTR后就重新调用。

while()

{

   int ret = syscall();

   if(ret< && errno==EINTR)

       continue;

   else

       break;

}

但是，对于futex这种方法不行，因为futex结束后，再重新运行的过程中，会出现一个时间窗口，其他线程可能会在这个时间窗口中进行pthread_cond_signal，这样，再进行pthread_cond_wait的时候就丢失了一次条件变量的变化。解决方法就是在pthread_cond_wait前检查条件变量，也就是

pthread_mutex_lock();

while(condition_is_false)

    pthread_cond_wait();

pthread_mutex_unlock();

pthread_cond_broadcast

实际上，不仅仅信号会导致假唤醒，pthread_cond_broadcast也会导致假唤醒。加入条件变量上有多个线程在等待，pthread_cond_broadcast会唤醒所有的等待线程，而pthread_cond_signal只会唤醒其中一个等待线程。这样，pthread_cond_broadcast的情况也许要在pthread_cond_wait前使用while循环来检查条件变量。

转至：http://www.cnblogs.com/leaven/archive/2010/06/03/1750973.html