linux线程同步

linux线程同步

信号灯：与互斥锁和条件变量的主要不同在于"灯"的概念，灯亮则意味着资源可用，灯灭则意味着不可用。

如果说后两者同步方式侧重于"等待"操作，即资源不可用的话，信号灯机制则侧重于点灯，即告知资源可用；

没有等待线程的解锁或激发条件都是没有意义的，而没有等待灯亮的线程的点灯操作则有效，且能保持灯亮状态。当然，这样的操作原语也意味着更多的开销。

信号灯的应用除了灯亮/灯灭这种二元灯以外，也可以采用大于1的灯数，以表示资源数大于1，这时可以称之为多元灯。

1、创建和注销

创建：

POSIX信号灯标准定义了有名信号灯和无名信号灯两种，但LinuxThreads的实现仅有无名灯，有名灯除了总是可用于多进程之间以外，在使用上与无名灯并没有很大的区别

intsem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value)

value为信号灯的初值，pshared表示是否为多进程共享而不仅仅是用于一个进程。LinuxThreads没有实现多进程共享信号灯，因此所有非0值的pshared输入都将使sem_init()返回-1，且置errno为ENOSYS。初始化好的信号灯由sem变量表征，用于以下点灯、灭灯操作。

注销：

intsem_destroy(sem_t * sem)

被注销的信号灯sem要求已没有线程在等待该信号灯，否则返回-1，且置errno为EBUSY。除此之外，LinuxThreads的信号灯注销函数不做其他动作。

2、点灯和灭灯

intsem_post(sem_t * sem)

点灯操作将信号灯值原子地加1，表示增加一个可访问的资源。

intsem_wait(sem_t * sem)

sem_wait()为等待灯亮操作，等待灯亮（信号灯值大于0），然后将信号灯原子地减1，并返回。intsem_trywait(sem_t * sem)

sem_trywait()为sem_wait()的非阻塞版，如果信号灯计数大于0，则原子地减1并返回0，否则立即返回-1，errno置为EAGAIN。

3、获取灯值

intsem_getvalue(sem_t * sem, int * sval)

读取sem中的灯计数，存于*sval中，并返回0。

4、其他

sem_wait()被实现为取消点，而且在支持原子"比较且交换"指令的体系结构上，sem_post()是唯一能用于异步信号处理函数的POSIX异步信号安全的API。

互斥锁：对共享资源的访问, 要对互斥量进行加锁, 如果互斥量已经上了锁, 调用线程会阻塞, 直到互斥量被解锁. 在完成了对共享资源的访问后, 要对互斥量进行解锁

互斥量数据类型是pthread_mutex_t

1、创建和销毁

创建：

静态方式 ： pthread_mutex_t  mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER

动态方式 ： intpthread_mutex_init(pthread_mutex_t *restrict mutex， const pthread_mutexattr_t *restric attr)

mutexattr用于指定互斥锁属性，如果为NULL则使用缺省属性

销毁：

intpthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex)    要求锁当前处于开放状态

2、互斥锁属性

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

PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP，缺省值，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。

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。

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。

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。

建议尽量设置 recursive 属性以初始化 Linux 的互斥锁，这样既可以解决同一线程递归加锁的问题，又可以避免很多情况下死锁的发生

3、互斥锁操作

intpthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex)      加锁

intpthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex)   测试加锁

trylock 这个函数是非阻塞调用模式， 如果互斥量没被锁住， trylock函数将把互斥量加锁,，并获得对共享资源的访问权限; ；如果互斥量被锁住了，trylock函数将不会阻塞等待而直接返回EBUSY，表示共享资源处于忙状态。

intpthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex)   解锁

4． 其他

POSIX线程锁机制的Linux实现都不是取消点，因此，延迟取消类型的线程不会因收到取消信号而离开加锁等待。值得注意的是，如果线程在加锁后解锁前被取消，锁将永远保持锁定状态，因此如果在关键区段内有取消点存在，或者设置了异步取消类型，则必须在退出回调函数中解锁。

这个锁机制同时也不是异步信号安全的，也就是说，不应该在信号处理过程中使用互斥锁，否则容易造成死锁。

对于普通锁和适应锁类型，解锁者可以是同进程内任何线程；而检错锁则必须由加锁者解锁才有效，否则返回EPERM；对于嵌套锁，文档和实现要求必须由加锁者解锁，但实验结果表明并没有这种限制，这个不同目前还没有得到解释。在同一进程中的线程，如果加锁后没有解锁，则任何其他线程都无法再获得锁。

基本原则：

对共享资源操作前一定要获得锁

完成操作以后一定要释放锁

尽量短时间地占用锁

如果有多锁, 如获得顺序是ABC连环扣, 释放顺序也应该是ABC

线程错误返回时应该释放它所获得的锁

条件变量：利用线程间共享的全局变量进行同步的一种机制。

主要包括两个动作：一个线程等待"条件变量的条件成立"而挂起；另一个线程使"条件成立"（给出条件成立信号）。

为了防止竞争，条件变量的使用总是和一个互斥锁结合在一起。

1、创建和注销

创建：

条件变量和互斥锁一样，都有静态动态两种创建方式，静态方式使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量

静态方式：pthread_cond_t  cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER

动态方式：intpthread_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LinuxThreads中没有实现，因此cond_attr值通常为NULL，且被忽略。

注销：

只有在没有线程在该条件变量上等待的时候才能注销这个条件变量，否则返回EBUSY

intpthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond)

2、等待和激发

intpthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex)   无条件等待intpthread_cond_timedwait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex, const struct timespec *abstime)  计时等待

计时等待方式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pthread_cond_wait()（或pthread_cond_timedwait()，下同）的竞争条件（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。

激发条件有两种形式，pthread_cond_signal()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；而pthread_cond_broadcast()则激活所有等待线程。

3、其他

pthread_cond_wait()和pthread_cond_timedwait()都被实现为取消点，因此，在该处等待的线程将立即重新运行，在重新锁定mutex后离开pthread_cond_wait()，然后执行取消动作。也就是说如果pthread_cond_wait()被取消，mutex是保持锁定状态的，因而需要定义退出回调函数来为其解锁。

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()或者pthread_cond_broadcast()很可能引起死锁。

信号量、互斥锁与条件变量的区别

1、互斥锁必须在同一个线程 上锁、解锁，信号量则不必。

2、互斥锁只有两个状态：锁住，解开。

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。