https://blog.csdn.net/jkx01whg/article/details/78119189

Linux下提供了多种方式来处理线程同步,最常用的是互斥锁、条件变量和信号量。

一、互斥锁(mutex)
  锁机制是同一时刻只允许一个线程执行一个关键部分的代码。

 1. 初始化锁
  int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *mutex,const pthread_mutex_attr_t *mutexattr);
   其中参数 mutexattr 用于指定锁的属性(见下),如果为NULL则使用缺省属性。
   互斥锁的属性在创建锁的时候指定,在LinuxThreads实现中仅有一个锁类型属性,不同的锁类型在试图对一个已经被锁定的互斥锁加锁时表现不同。当前有四个值可供选择:
   (1)PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP,这是缺省值,也就是普通锁。当一个线程加锁以后,其余请求锁的线程将形成一个等待队列,并在解锁后按优先级获得锁。这种锁策略保证了资源分配的公平性。
   (2)PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NP,嵌套锁,允许同一个线程对同一个锁成功获得多次,并通过多次unlock解锁。如果是不同线程请求,则在加锁线程解锁时重新竞争。
   (3)PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP,检错锁,如果同一个线程请求同一个锁,则返回EDEADLK,否则与PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP类型动作相同。这样就保证当不允许多次加锁时不会出现最简单情况下的死锁。
   (4)PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP,适应锁,动作最简单的锁类型,仅等待解锁后重新竞争。

 2. 阻塞加锁
  int pthread_mutex_lock(pthread_mutex *mutex);
 3. 非阻塞加锁
   int pthread_mutex_trylock( pthread_mutex_t *mutex);
   该函数语义与 pthread_mutex_lock() 类似,不同的是在锁已经被占据时返回 EBUSY 而不是挂起等待。
 4. 解锁(要求锁是lock状态,并且由加锁线程解锁)
  int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex *mutex);
 5. 销毁锁(此时锁必需unlock状态,否则返回EBUSY)
  int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex *mutex);
  示例代码:

    #include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h> pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; int gn; void* thread(void *arg)
{
printf("thread's ID is %d\n",pthread_self());
pthread_mutex_lock(&mutex);
gn = ;
printf("Now gn = %d\n",gn);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
return NULL;
} int main()
{
pthread_t id;
printf("main thread's ID is %d\n",pthread_self());
gn = ;
printf("In main func, gn = %d\n",gn);
if (!pthread_create(&id, NULL, thread, NULL))
{
printf("Create thread success!\n");
}else
{
printf("Create thread failed!\n");
}
pthread_join(id, NULL);
pthread_mutex_destroy(&mutex); return ; }

二、条件变量(cond)

  条件变量是利用线程间共享全局变量进行同步的一种机制。条件变量上的基本操作有:触发条件(当条件变为 true 时);等待条件,挂起线程直到其他线程触发条件。
   
   1. 初始化条件变量
     int pthread_cond_init(pthread_cond_t *cond,pthread_condattr_t *cond_attr);
      尽管POSIX标准中为条件变量定义了属性,但在Linux中没有实现,因此cond_attr值通常为NULL,且被忽略。
   2. 有两个等待函数 
      (1)无条件等待

         int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond,pthread_mutex_t *mutex);
      (2)计时等待
         int pthread_cond_timewait(pthread_cond_t *cond,pthread_mutex *mutex,const timespec *abstime);
          如果在给定时刻前条件没有满足,则返回ETIMEOUT,结束等待,其中abstime以与time()系统调用相同意义的绝对时间形式出现,0表示格林尼治时间1970年1月1日0时0分0秒。
 
      无论哪种等待方式,都必须和一个互斥锁配合,以防止多个线程同时请求(用 pthread_cond_wait() 或
pthread_cond_timedwait() 请求)竞争条件(Race
Condition)。mutex互斥锁必须是普通锁(PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP)或者适应锁(PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP),且在调用pthread_cond_wait()前必须由本线程加锁(pthread_mutex_lock()),而在更新条件等待队列以前,mutex保持锁定状态,并在线程挂起进入等待前解锁。在条件满足从而离开pthread_cond_wait()之前,mutex将被重新加锁,以与进入pthread_cond_wait()前的加锁动作对应。

   3. 激发条件
     (1)激活一个等待该条件的线程(存在多个等待线程时按入队顺序激活其中一个)
  
         int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond);
     (2)激活所有等待线程
      int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond);

   4. 销毁条件变量
     int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond);
      只有在没有线程在该条件变量上等待的时候才能销毁这个条件变量,否则返回EBUSY

说明:
  1. pthread_cond_wait
自动解锁互斥量(如同执行了pthread_unlock_mutex),并等待条件变量触发。这时线程挂起,不占用CPU时间,直到条件变量被触发(变量为ture)。在调用

pthread_cond_wait之前,应用程序必须加锁互斥量。pthread_cond_wait函数返回前,自动重新对互斥量加锁(如同执行了pthread_lock_mutex)。

  2.
互斥量的解锁和在条件变量上挂起都是自动进行的。因此,在条件变量被触发前,如果所有的线程都要对互斥量加锁,这种机制可保证在线程加锁互斥量和进入等待条件变量期间,条件变量不被触发。条件变量要和互斥量相联结,以避免出现条件竞争——个线程预备等待一个条件变量,当它在真正进入等待之前,另一个线程恰好触发了该条件(条件满足信号有可能在测试条件和调用pthread_cond_wait函数(block)之间被发出,从而造成无限制的等待)。

  3. 条件变量函数不是异步信号安全的,不应当在信号处理程序中进行调用。特别要注意,如果在信号处理程序中调用 pthread_cond_signal 或 pthread_cond_boardcast 函数,可能导致调用线程死锁

示例代码1:

    #include <stdio.h>
#include <pthread.h>
#include "stdlib.h"
#include "unistd.h" pthread_mutex_t mutex;
pthread_cond_t cond; void hander(void *arg)
{
free(arg);
(void)pthread_mutex_unlock(&mutex);
} void *thread1(void *arg)
{
pthread_cleanup_push(hander, &mutex);
while()
{
printf("thread1 is running\n");
pthread_mutex_lock(&mutex);
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread1 applied the condition\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep();
}
pthread_cleanup_pop();
} void *thread2(void *arg)
{
while()
{
printf("thread2 is running\n");
pthread_mutex_lock(&mutex);
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread2 applied the condition\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep();
}
} int main()
{
pthread_t thid1,thid2;
printf("condition variable study!\n");
pthread_mutex_init(&mutex,NULL);
pthread_cond_init(&cond,NULL);
pthread_create(&thid1,NULL,thread1,NULL);
pthread_create(&thid2,NULL,thread2,NULL); sleep(); do{
pthread_cond_signal(&cond);
}while(); sleep();
pthread_exit(); return ;
}

示例代码2:

    #include <pthread.h>
#include <unistd.h>
#include "stdio.h"
#include "stdlib.h" static pthread_mutex_t mtx = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
static pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER; struct node
{
int n_number;
struct node *n_next;
}*head = NULL; static void cleanup_handler(void *arg)
{
printf("Cleanup handler of second thread.\n");
free(arg);
(void)pthread_mutex_unlock(&mtx);
} static void *thread_func(void *arg)
{
struct node *p = NULL;
pthread_cleanup_push(cleanup_handler, p); while ()
{
// 这个mutex主要是用来保证pthread_cond_wait的并发性。
pthread_mutex_lock(&mtx);
while (head == NULL)
{
/* 这个while要特别说明一下,单个pthread_cond_wait功能很完善,为何
* 这里要有一个while (head == NULL)呢?因为pthread_cond_wait里的线
* 程可能会被意外唤醒,如果这个时候head != NULL,则不是我们想要的情况。
* 这个时候,应该让线程继续进入pthread_cond_wait
* pthread_cond_wait会先解除之前的pthread_mutex_lock锁定的mtx,
* 然后阻塞在等待对列里休眠,直到再次被唤醒(大多数情况下是等待的条件成立
* 而被唤醒,唤醒后,该进程会先锁定先pthread_mutex_lock(&mtx);,再读取资源
* 用这个流程是比较清楚的。*/ pthread_cond_wait(&cond, &mtx);
p = head;
head = head->n_next;
printf("Got %d from front of queue\n", p->n_number);
free(p);
} pthread_mutex_unlock(&mtx); // 临界区数据操作完毕,释放互斥锁。
} pthread_cleanup_pop(); return ; } int main(void)
{
pthread_t tid;
int i;
struct node *p; /* 子线程会一直等待资源,类似生产者和消费者,但是这里的消费者可以是多个消费者,
* 而不仅仅支持普通的单个消费者,这个模型虽然简单,但是很强大。*/ pthread_create(&tid, NULL, thread_func, NULL); sleep(); for (i = ; i < ; i++)
{
p = (struct node*)malloc(sizeof(struct node));
p->n_number = i;
pthread_mutex_lock(&mtx); // 需要操作head这个临界资源,先加锁。 p->n_next = head;
head = p; pthread_cond_signal(&cond); pthread_mutex_unlock(&mtx); //解锁 sleep();
} printf("thread 1 wanna end the line.So cancel thread 2.\n"); /* 关于pthread_cancel,有一点额外的说明,它是从外部终止子线程,子线程会在最近的取消点,
* 退出线程,而在我们的代码里,最近的取消点肯定就是pthread_cond_wait()了。*/ pthread_cancel(tid); pthread_join(tid, NULL); printf("All done -- exiting\n"); return ;
}

可以看出,等待条件变量信号的用法约定一般是这样的:
...
pthread_mutex_lock(&mutex);
...
pthread_cond_wait (&cond, &mutex);
...
pthread_mutex_unlock (&mutex);
...

相信很多人都会有这个疑问:为什么pthread_cond_wait需要的互斥锁不在函数内部定义,而要使用户定义的呢?现在没有时间研究
pthread_cond_wait 的源代码,带着这个问题对条件变量的用法做如下猜测,希望明白真相看过源代码的朋友不吝指正。

1. pthread_cond_wait 和 pthread_cond_timewait 函数为什么需要互斥锁?因为:条件变量是线程同步的一种方法,这两个函数又是等待信号的函数,函数内部一定有须要同步保护的数据。
2. 使用用户定义的互斥锁而不在函数内部定义的原因是:无法确定会有多少用户使用条件变量,所以每个互斥锁都须要动态定义,而且管理大量互斥锁的开销太大,使用用户定义的即灵活又方便,符合UNIX哲学的编程风格(随便推荐阅读《UNIX编程哲学》这本好书!)。
3. 好了,说完了1和2,我们来自由猜测一下 pthread_cond_wait 函数的内部结构吧:
  int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex)
   {
      if(没有条件信号)
      {
         (1)pthread_mutex_unlock (mutex); // 因为用户在函数外面已经加锁了(这是使用约定),但是在没有信号的情况下为了让其他线程也能等待cond,必须解锁。
         (2) 阻塞当前线程,等待条件信号(当然应该是类似于中断触发的方式等待,而不是软件轮询的方式等待)... 有信号就继续执行后面。
         (3) pthread_mutex_lock (mutex); // 因为用户在函数外面要解锁(这也是使用约定),所以要与1呼应加锁,保证用户感觉依然是自己加锁、自己解锁。
      }      
      ...
  }

三、 信号量

 如同进程一样,线程也可以通过信号量来实现通信,虽然是轻量级的。
   线程使用的基本信号量函数有四个:

  #include <semaphore.h>

     1. 初始化信号量
      int sem_init (sem_t *sem , int pshared, unsigned int value);

参数:
      sem - 指定要初始化的信号量;
      pshared - 信号量 sem 的共享选项,linux只支持0,表示它是当前进程的局部信号量;
      value - 信号量 sem 的初始值。

      2. 信号量值加1
      给参数sem指定的信号量值加1。
     int sem_post(sem_t *sem);

     3. 信号量值减1
      给参数sem指定的信号量值减1。
     int sem_wait(sem_t *sem);
      如果sem所指的信号量的数值为0,函数将会等待直到有其它线程使它不再是0为止。

     4. 销毁信号量
    销毁指定的信号量。
  int sem_destroy(sem_t *sem);

  示例代码:

    #include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
#include <semaphore.h>
#include <errno.h> #define return_if_fail(p) if((p) == 0){printf ("[%s]:func error!\n", __func__);return;} typedef struct _PrivInfo
{
sem_t s1;
sem_t s2;
time_t end_time;
}PrivInfo; static void info_init (PrivInfo* prifo);
static void info_destroy (PrivInfo* prifo);
static void* pthread_func_1 (PrivInfo* prifo);
static void* pthread_func_2 (PrivInfo* prifo); int main (int argc, char** argv)
{
pthread_t pt_1 = ;
pthread_t pt_2 = ;
int ret = ;
PrivInfo* prifo = NULL;
prifo = (PrivInfo* )malloc (sizeof (PrivInfo)); if (prifo == NULL)
{
printf ("[%s]: Failed to malloc priv.\n");
return -;
} info_init (prifo);
ret = pthread_create (&pt_1, NULL, (void*)pthread_func_1, prifo);
if (ret != )
{
perror ("pthread_1_create:");
} ret = pthread_create (&pt_2, NULL, (void*)pthread_func_2, prifo);
if (ret != )
{
perror ("pthread_2_create:");
} pthread_join (pt_1, NULL);
pthread_join (pt_2, NULL);
info_destroy (prifo);
return ;
} static void info_init (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
prifo->end_time = time(NULL) + ;
sem_init (&prifo->s1, , );
sem_init (&prifo->s2, , );
return;
} static void info_destroy (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
sem_destroy (&prifo->s1);
sem_destroy (&prifo->s2);
free (prifo);
prifo = NULL;
return;
} static void* pthread_func_1 (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
while (time(NULL) < prifo->end_time)
{
sem_wait (&prifo->s2);
printf ("pthread1: pthread1 get the lock.\n");
sem_post (&prifo->s1);
printf ("pthread1: pthread1 unlock\n");
sleep ();
}
return;
} static void* pthread_func_2 (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
while (time (NULL) < prifo->end_time)
{
sem_wait (&prifo->s1);
printf ("pthread2: pthread2 get the unlock.\n");
sem_post (&prifo->s2);
printf ("pthread2: pthread2 unlock.\n");
sleep ();
}
return;
}

四、异步信号 


由于LinuxThreads是在核外使用核内轻量级进程实现的线程,所以基于内核的异步信号操作对于线程也是有效的。但同时,由于异步信号总是实际发往某个进程,所以无法实现POSIX标准所要求的"信号到达某个进程,然后再由该进程将信号分发到所有没有阻塞该信号的线程中"原语,而是只能影响到其中一个线程。

POSIX异步信号同时也是一个标准C库提供的功能,主要包括信号集管理(sigemptyset()、sigfillset()、sigaddset()、sigdelset()、sigismember()等)、信号处理函数安装(sigaction())、信号阻塞控制(sigprocmask())、被阻塞信号查询(sigpending())、信号等待(sigsuspend())等,它们与发送信号的kill()等函数配合就能实现进程间异步信号功能。LinuxThreads围绕线程封装了sigaction()何raise(),本节集中讨论LinuxThreads中扩展的异步信号函数,包括pthread_sigmask()、pthread_kill()和sigwait()三个函数。毫无疑问,所有POSIX异步信号函数对于线程都是可用的。

int pthread_sigmask(int how, const sigset_t *newmask, sigset_t *oldmask) 
设置线程的信号屏蔽码,语义与sigprocmask()相同,但对不允许屏蔽的Cancel信号和不允许响应的Restart信号进行了保护。被屏蔽的信号保存在信号队列中,可由sigpending()函数取出。

int pthread_kill(pthread_t thread, int signo) 
向thread号线程发送signo信号。实现中在通过thread线程号定位到对应进程号以后使用kill()系统调用完成发送。

int sigwait(const sigset_t *set, int *sig) 
挂起线程,等待set中指定的信号之一到达,并将到达的信号存入*sig中。POSIX标准建议在调用sigwait()等待信号以前,进程中所有线程都应屏蔽该信号,以保证仅有sigwait()的调用者获得该信号,因此,对于需要等待同步的异步信号,总是应该在创建任何线程以前调用pthread_sigmask()屏蔽该信号的处理。而且,调用sigwait()期间,原来附接在该信号上的信号处理函数不会被调用。

如果在等待期间接收到Cancel信号,则立即退出等待,也就是说sigwait()被实现为取消点。

五、 其他同步方式 


除了上述讨论的同步方式以外,其他很多进程间通信手段对于LinuxThreads也是可用的,比如基于文件系统的IPC(管道、Unix域Socket等)、消息队列(Sys.V或者Posix的)、System

V的信号灯等。只有一点需要注意,LinuxThreads在核内是作为共享存储区、共享文件系统属性、共享信号处理、共享文件描述符的独立进程看待的。

条件变量与互斥锁、信号量的区别

1.互斥锁必须总是由给它上锁的线程解锁,信号量的挂出即不必由执行过它的等待操作的同一进程执行。一个线程可以等待某个给定信号灯,而另一个线程可以挂出该信号灯。

2.互斥锁要么锁住,要么被解开(二值状态,类型二值信号量)。

3.由于信号量有一个与之关联的状态(它的计数值),信号量挂出操作总是被记住。然而当向一个条件变量发送信号时,如果没有线程等待在该条件变量上,那么该信号将丢失。

4.互斥锁是为了上锁而设计的,条件变量是为了等待而设计的,信号灯即可用于上锁,也可用于等待,因而可能导致更多的开销和更高的复杂性。

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