linux线程同步与互斥

Linux下线程同步的几种方法 　　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 　　”,pthread_self()); pthread_mutex_lock(&mutex); gn = 12; printf(“Now gn = %d 　　”,gn); pthread_mutex_unlock(&mutex); return NULL; }   int main() { pthread_t id; printf(“main thread’s ID is %d 　　”,pthread_self()); gn = 3; printf(“In main func, gn = %d 　　”,gn); if (!pthread_create(&id, NULL, thread, NULL)) { printf(“Create thread success! 　　”); }else { printf(“Create thread failed! 　　”); } pthread_join(id, NULL); pthread_mutex_destroy(&mutex);   return 0;   } 　　  　　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(1) { printf(“thread1 is running 　　”); pthread_mutex_lock(&mutex); pthread_cond_wait(&cond,&mutex); printf(“thread1 applied the condition 　　”); pthread_mutex_unlock(&mutex); sleep(4); } pthread_cleanup_pop(0); }   void *thread2(void *arg) { while(1) { printf(“thread2 is running 　　”); pthread_mutex_lock(&mutex); pthread_cond_wait(&cond,&mutex); printf(“thread2 applied the condition 　　”); pthread_mutex_unlock(&mutex); sleep(1); } }   int main() { pthread_t thid1,thid2; printf(“condition variable study! 　　”); pthread_mutex_init(&mutex,NULL); pthread_cond_init(&cond,NULL); pthread_create(&thid1,NULL,thread1,NULL); pthread_create(&thid2,NULL,thread2,NULL);   sleep(1);   do{ pthread_cond_signal(&cond); }while(1);   sleep(20); pthread_exit(0);   return 0; } 　　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. 　　”); free(arg); (void)pthread_mutex_unlock(&mtx); }   static void *thread_func(void *arg) { struct node *p = NULL; pthread_cleanup_push(cleanup_handler, p);   while (1) { // 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 　　”, 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(0);   return 0;   }   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(1);   for (i = 0; i < 10; 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(1); }   printf(“thread 1 wanna end the line.So cancel thread 2. 　　”);   /* 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 　　”);   return 0; } 　　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! 　　”, __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 = 0; pthread_t pt_2 = 0; int ret = 0; PrivInfo* prifo = NULL; prifo = (PrivInfo* )malloc (sizeof (PrivInfo));   if (prifo == NULL) { printf (“[%s]: Failed to malloc priv. 　　”); return -1; }   info_init (prifo); ret = pthread_create (&pt_1, NULL, (void*)pthread_func_1, prifo); if (ret != 0) { perror (“pthread_1_create:”); }   ret = pthread_create (&pt_2, NULL, (void*)pthread_func_2, prifo); if (ret != 0) { perror (“pthread_2_create:”); }   pthread_join (pt_1, NULL); pthread_join (pt_2, NULL); info_destroy (prifo); return 0; }   static void info_init (PrivInfo* prifo) { return_if_fail (prifo != NULL); prifo->end_time = time(NULL) + 10; sem_init (&prifo->s1, 0, 1); sem_init (&prifo->s2, 0, 0); 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. 　　”); sem_post (&prifo->s1); printf (“pthread1: pthread1 unlock 　　”); sleep (1); } 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. 　　”); sem_post (&prifo->s2); printf (“pthread2: pthread2 unlock. 　　”); sleep (1); } 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。