linux的线程同步机制

「爱情、让人受尽委屈。」 2022-06-10 01:59 219阅读 0赞

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互斥锁

尽管在Posix Thread中同样可以使用IPC的信号量机制来实现互斥锁mutex功能，但显然semphore的功能过于强大了，在Posix Thread中定义了另外一套专门用于线程同步的mutex函数。

1． 创建和销毁

有两种方法创建互斥锁，静态方式和动态方式。POSIX定义了一个宏PTHREAD\_MUTEX\_INITIALIZER来静态初始化互斥锁，方法如下： pthread\_mutex\_t mutex=PTHREAD\_MUTEX\_INITIALIZER; 在LinuxThreads实现中，pthread\_mutex\_t是一个结构，而PTHREAD\_MUTEX\_INITIALIZER则是一个结构常量。

动态方式是采用pthread\_mutex\_init()函数来初始化互斥锁，API定义如下： int pthread\_mutex\_init(pthread\_mutex\_t \*mutex, const pthread\_mutexattr\_t \*mutexattr) 其中mutexattr用于指定互斥锁属性（见下），如果为NULL则使用缺省属性。

pthread\_mutex\_destroy()用于注销一个互斥锁，API定义如下： int pthread\_mutex\_destroy(pthread\_mutex\_t \*mutex) 销毁一个互斥锁即意味着释放它所占用的资源，且要求锁当前处于开放状态。由于在Linux中，互斥锁并不占用任何资源，因此LinuxThreads中的pthread\_mutex\_destroy()除了检查锁状态以外（锁定状态则返回EBUSY）没有其他动作。

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。当前（glibc2.2.3,linuxthreads0.9）有四个值可供选择：

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。  
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。  
3． 锁操作

锁操作主要包括加锁pthread\_mutex\_lock()、解锁pthread\_mutex\_unlock()和测试加锁pthread\_mutex\_trylock()三个，不论哪种类型的锁，都不可能被两个不同的线程同时得到，而必须等待解锁。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。

int pthread\_mutex\_lock(pthread\_mutex\_t \*mutex)  
int pthread\_mutex\_unlock(pthread\_mutex\_t \*mutex)  
int pthread\_mutex\_trylock(pthread\_mutex\_t \*mutex)

pthread\_mutex\_trylock()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． 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。

条件变量

条件变量是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

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，如下：  
pthread\_cond\_t cond=PTHREAD\_COND\_INITIALIZER

动态方式调用pthread\_cond\_init()函数，API定义如下：  
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LinuxThreads中没有实现，因此cond\_attr值通常为NULL，且被忽略。

注销一个条件变量需要调用pthread\_cond\_destroy()，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。因为Linux实现的条件变量没有分配什么资源，所以注销动作只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． 等待和激发

int pthread\_cond\_wait(pthread\_cond\_t \*cond, pthread\_mutex\_t \*mutex)  
int pthread\_cond\_timedwait(pthread\_cond\_t \*cond, pthread\_mutex\_t \*mutex, const struct timespec \*abstime)

等待条件有两种方式：无条件等待pthread\_cond\_wait()和计时等待pthread\_cond\_timedwait()，其中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。

以下示例集中演示了互斥锁和条件变量的结合使用，以及取消对于条件等待动作的影响。在例子中，有两个线程被启动，并等待同一个条件变量，如果不使用退出回调函数（见范例中的注释部分），则tid2将在pthread\_mutex\_lock()处永久等待。如果使用回调函数，则tid2的条件等待及主线程的条件激发都能正常工作。

\#include <stdio.h>  
\#include <pthread.h>  
\#include <unistd.h>  
pthread\_mutex\_t mutex;  
pthread\_cond\_t  cond;  
void \* child1(void \*arg)  
\{  
        pthread\_cleanup\_push(pthread\_mutex\_unlock,&mutex);  /\* comment 1 \*/  
        while(1)\{  
                printf("thread 1 get running \\n");  
        printf("thread 1 pthread\_mutex\_lock returns %d\\n",  
pthread\_mutex\_lock(&mutex));  
        pthread\_cond\_wait(&cond,&mutex);  
                    printf("thread 1 condition applied\\n");  
        pthread\_mutex\_unlock(&mutex);  
                    sleep(5);  
    \}  
        pthread\_cleanup\_pop(0);     /\* comment 2 \*/  
\}  
void \*child2(void \*arg)  
\{  
        while(1)\{  
                sleep(3);               /\* comment 3 \*/  
                printf("thread 2 get running.\\n");  
        printf("thread 2 pthread\_mutex\_lock returns %d\\n",  
pthread\_mutex\_lock(&mutex));  
        pthread\_cond\_wait(&cond,&mutex);  
        printf("thread 2 condition applied\\n");  
        pthread\_mutex\_unlock(&mutex);  
        sleep(1);  
        \}  
\}  
int main(void)  
\{  
        int tid1,tid2;  
        printf("hello, condition variable test\\n");  
        pthread\_mutex\_init(&mutex,NULL);  
        pthread\_cond\_init(&cond,NULL);  
        pthread\_create(&tid1,NULL,child1,NULL);  
        pthread\_create(&tid2,NULL,child2,NULL);  
        do\{  
        sleep(2);                   /\* comment 4 \*/  
                pthread\_cancel(tid1);       /\* comment 5 \*/  
                sleep(2);                   /\* comment 6 \*/  
        pthread\_cond\_signal(&cond);  
    \}while(1);   
        sleep(100);  
        pthread\_exit(0);  
\}

如果不做注释5的pthread\_cancel()动作，即使没有那些sleep()延时操作，child1和child2都能正常工作。注释3和注释4的延迟使得child1有时间完成取消动作，从而使child2能在child1退出之后进入请求锁操作。如果没有注释1和注释2的回调函数定义，系统将挂起在child2请求锁的地方；而如果同时也不做注释3和注释4的延时，child2能在child1完成取消动作以前得到控制，从而顺利执行申请锁的操作，但却可能挂起在pthread\_cond\_wait()中，因为其中也有申请mutex的操作。child1函数给出的是标准的条件变量的使用方式：回调函数保护，等待条件前锁定，pthread\_cond\_wait()返回后解锁。

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()或者pthread\_cond\_broadcast()很可能引起死锁。

信号灯

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。如果说后两中同步方式侧重于"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

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，同时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，因此下面仅就无名灯进行讨论。

int sem\_init(sem\_t \*sem, int pshared, unsigned int value)  
这是创建信号灯的API，其中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。

int sem\_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

int sem\_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。  
int sem\_wait(sem\_t \* sem)  
int sem\_trywait(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。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

int sem\_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。

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。

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

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