多線程系列文章源碼頭文件內容：

#include<pthreaad.h>

#include<unistd.h>

#include<stdio.h>

作為程序員，就是要減少重復勞動，拒絕一切無目的的DIY。哪怕只有三行代碼，哈哈??

上一篇文章?最后我們提到了高效的同步機制，本篇文章來個大亂燉，每個同步機制后續會專門再分享。

互斥鎖

盡管在Posix Thread中同樣可以使用IPC的信號量機制來實現互斥鎖mutex功能，但顯然semphore的功能過于強大了，在Posix Thread中定義了另外一套專門用于線程同步的mutex函數。

1． 創建和銷毀

有兩種方法創建互斥鎖，靜態方式和動態方式。POSIX定義了一個宏PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER來靜態初始化互斥鎖，方法如下：?

pthread_mutex_t mutex=PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;?

在LinuxThreads實現中，pthread_mutex_t是一個結構，而PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER則是一個結構常量。

動態方式是采用pthread_mutex_init()函數來初始化互斥鎖，API定義如下：?

int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *mutex, const pthread_mutexattr_t *mutexattr)?

其中mutexattr用于指定互斥鎖屬性（見下），如果為NULL則使用缺省屬性。

pthread_mutex_destroy()用于注銷一個互斥鎖，API定義如下：?

int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex)?

銷毀一個互斥鎖即意味著釋放它所占用的資源，且要求鎖當前處于開放狀態。由于在Linux中，互斥鎖并不占用任何資源，因此LinuxThreads中的pthread_mutex_destroy()除了檢查鎖狀態以外（鎖定狀態則返回EBUSY）沒有其他動作。

2． 互斥鎖屬性

互斥鎖的屬性在創建鎖的時候指定，在LinuxThreads實現中僅有一個鎖類型屬性，不同的鎖類型在試圖對一個已經被鎖定的互斥鎖加鎖時表現不同。

當前（glibc2.2.3,linuxthreads0.9）有四個值可供選擇：

PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP，這是缺省值，也就是普通鎖。當一個線程加鎖以后，其余請求鎖的線程將形成一個等待隊列，并在解鎖后按優先級獲得鎖。這種鎖策略保證了資源分配的公平性。

PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NP，嵌套鎖，允許同一個線程對同一個鎖成功獲得多次，并通過多次unlock解鎖。如果是不同線程請求，則在加鎖線程解鎖時重新競爭。

PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP，檢錯鎖，如果同一個線程請求同一個鎖，則返回EDEADLK，否則與PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP類型動作相同。這樣就保證當不允許多次加鎖時不會出現最簡單情況下的死鎖。

PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP，適應鎖，動作最簡單的鎖類型，僅等待解鎖后重新競爭。

3． 鎖操作

鎖操作主要包括加鎖pthread_mutex_lock()、解鎖pthread_mutex_unlock()和測試加鎖pthread_mutex_trylock()三個，不論哪種類型的鎖，都不可能被兩個不同的線程同時得到，而必須等待解鎖。對于普通鎖和適應鎖類型，解鎖者可以是同進程內任何線程；而檢錯鎖則必須由加鎖者解鎖才有效，否則返回EPERM；對于嵌套鎖，文檔和實現要求必須由加鎖者解鎖，但實驗結果表明并沒有這種限制，這個不同目前還沒有得到解釋。在同一進程中的線程，如果加鎖后沒有解鎖，則任何其他線程都無法再獲得鎖。

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()語義與pthread_mutex_lock()類似，不同的是在鎖已經被占據時返回EBUSY而不是讓出CPU，掛起等待。

4． 其他

POSIX線程鎖機制的Linux實現都不是取消點，因此，延遲取消類型的線程不會因收到取消信號而離開加鎖等待。值得注意的是，如果線程在加鎖后解鎖前被取消，鎖將永遠保持鎖定狀態，因此如果在關鍵區段內有取消點存在，或者設置了異步取消類型，則必須在退出回調函數中解鎖。

這個鎖機制同時也不是異步信號安全的，也就是說，不應該在信號處理過程中使用互斥鎖，否則容易造成死鎖。

條件變量

條件變量是利用線程間共享的全局變量進行同步的一種機制，主要包括兩個動作：一個線程等待"條件變量的條件成立"而掛起；另一個線程使"條件成立"（給出條件成立信號）。為了防止競爭，條件變量的使用總是和一個互斥鎖結合在一起。

1． 創建和注銷

條件變量和互斥鎖一樣，都有靜態動態兩種創建方式，靜態方式使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量，如下：

pthread_cond_t?cond=PTHREAD_COND_INITIALIZER??

動態方式調用pthread_cond_init()函數，API定義如下：?

int?pthread_cond_init(pthread_cond_t?*cond,?pthread_condattr_t?*cond_attr)??

盡管POSIX標準中為條件變量定義了屬性，但在LinuxThreads中沒有實現，因此cond_attr值通常為NULL，且被忽略。

注銷一個條件變量需要調用pthread_cond_destroy()，只有在沒有線程在該條件變量上等待的時候才能注銷這個條件變量，否則返回EBUSY。因為Linux實現的條件變量沒有分配什么資源，所以注銷動作只包括檢查是否有等待線程。API定義如下：

int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond)

2． 條件等待和激發

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)

等待條件有兩種方式：

無條件等待pthread_cond_wait()和計時等待pthread_cond_timedwait()，其中計時等待方式如果在給定時刻前條件沒有滿足，則返回ETIMEOUT，結束等待，其中abstime以與time()系統調用相同意義的絕對時間形式出現，0表示格林尼治時間1970年1月1日0時0分0秒。

無論哪種等待方式，都必須和一個互斥鎖配合，以防止多個線程同時請求pthread_cond_wait()（或pthread_cond_timedwait()，下同）的競爭條件（Race Condition）。mutex互斥鎖必須是普通鎖（PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP）或者適應鎖（PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP），且在調用pthread_cond_wait()前必須由本線程加鎖（pthread_mutex_lock()），而在更新條件等待隊列以前，mutex保持鎖定狀態，并在線程掛起進入等待前解鎖。在條件滿足從而離開pthread_cond_wait()之前，mutex將被重新加鎖，以與進入pthread_cond_wait()前的加鎖動作對應。

激發條件有兩種形式，pthread_cond_signal()激活一個等待該條件的線程，存在多個等待線程時按入隊順序激活其中一個；而pthread_cond_broadcast()則激活所有等待線程。

3． 其他

pthread_cond_wait()和pthread_cond_timedwait()都被實現為取消點，因此，在該處等待的線程將立即重新運行，在重新鎖定mutex后離開pthread_cond_wait()，然后執行取消動作。也就是說如果pthread_cond_wait()被取消，mutex是保持鎖定狀態的，因而需要定義退出回調函數來為其解鎖。

以下示例集中演示了互斥鎖和條件變量的結合使用，以及取消對于條件等待動作的影響。在例子中，有兩個線程被啟動，并等待同一個條件變量，如果不使用退出回調函數（見范例中的注釋部分），則tid2將在pthread_mutex_lock()處永久等待。如果使用回調函數，則tid2的條件等待及主線程的條件激發都能正常工作。

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);

}

如果不做注釋5的pthread_cancel()動作，即使沒有那些sleep()延時操作，child1和child2都能正常工作。注釋3和注釋4的延遲使得child1有時間完成取消動作，從而使child2能在child1退出之后進入請求鎖操作。如果沒有注釋1和注釋2的回調函數定義，系統將掛起在child2請求鎖的地方；而如果同時也不做注釋3和注釋4的延時，child2能在child1完成取消動作以前得到控制，從而順利執行申請鎖的操作，但卻可能掛起在pthread_cond_wait()中，因為其中也有申請mutex的操作。child1函數給出的是標準的條件變量的使用方式：回調函數保護，等待條件前鎖定，pthread_cond_wait()返回后解鎖。

條件變量機制不是異步信號安全的，也就是說，在信號處理函數中調用pthread_cond_signal()或者pthread_cond_broadcast()很可能引起死鎖。

信號燈

信號燈與互斥鎖和條件變量的主要不同在于"燈"的概念，燈亮則意味著資源可用，燈滅則意味著不可用。如果說后兩中同步方式側重于"等待"操作，即資源不可用的話，信號燈機制則側重于點燈，即告知資源可用；沒有等待線程的解鎖或激發條件都是沒有意義的，而沒有等待燈亮的線程的點燈操作則有效，且能保持燈亮狀態。當然，這樣的操作原語也意味著更多的開銷。

信號燈的應用除了燈亮/燈滅這種二元燈以外，也可以采用大于1的燈數，以表示資源數大于1，這時可以稱之為多元燈。

1． 創建和注銷

POSIX信號燈標準定義了有名信號燈和無名信號燈兩種，但LinuxThreads的實現僅有無名燈，同時有名燈除了總是可用于多進程之間以外，在使用上與無名燈并沒有很大的區別，因此下面僅就無名燈進行討論。

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

這是創建信號燈的API，其中value為信號燈的初值，pshared表示是否為多進程共享而不僅僅是用于一個進程。LinuxThreads沒有實現多進程共享信號燈，因此所有非0值的pshared輸入都將使sem_init()返回-1，且置errno為ENOSYS。初始化好的信號燈由sem變量表征，用于以下點燈、滅燈操作。

int sem_destroy(sem_t * sem)

被注銷的信號燈sem要求已沒有線程在等待該信號燈，否則返回-1，且置errno為EBUSY。除此之外，LinuxThreads的信號燈注銷函數不做其他動作。

2． 點燈和滅燈

int sem_post(sem_t * sem)

點燈操作將信號燈值原子地加1，表示增加一個可訪問的資源。

int sem_wait(sem_t * sem)

int sem_trywait(sem_t * sem)

sem_wait()為等待燈亮操作，等待燈亮（信號燈值大于0），然后將信號燈原子地減1，并返回。sem_trywait()為sem_wait()的非阻塞版，如果信號燈計數大于0，則原子地減1并返回0，否則立即返回-1，errno置為EAGAIN。

3． 獲取燈值

int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval)

讀取sem中的燈計數，存于*sval中，并返回0。

4． 其他

sem_wait()被實現為取消點，而且在支持原子"比較且交換"指令的體系結構上，sem_post()是唯一能用于異步信號處理函數的POSIX異步信號安全的API。

異步信號

由于LinuxThreads是在核外使用核內輕量級進程實現的線程，所以基于內核的異步信號操作對于線程也是有效的。但同時，由于異步信號總是實際發往某個進程，所以無法實現POSIX標準所要求的"信號到達某個進程，然后再由該進程將信號分發到所有沒有阻塞該信號的線程中"原語，而是只能影響到其中一個線程。

POSIX異步信號同時也是一個標準C庫提供的功能，主要包括信號集管理（sigemptyset()、sigfillset()、sigaddset()、sigdelset()、sigismember()等）、信號處理函數安裝（sigaction()）、信號阻塞控制（sigprocmask()）、被阻塞信號查詢（sigpending()）、信號等待(sigsuspend())等，它們與發送信號的kill()等函數配合就能實現進程間異步信號功能。LinuxThreads圍繞線程封裝了sigaction()何raise()，本節集中討論LinuxThreads中擴展的異步信號函數，包括pthread_sigmask()、pthread_kill()和sigwait()三個函數。毫無疑問，所有POSIX異步信號函數對于線程都是可用的。

int pthread_sigmask(int how, const sigset_t *newmask, sigset_t *oldmask)

設置線程的信號屏蔽碼，語義與sigprocmask()相同，但對不允許屏蔽的Cancel信號和不允許響應的Restart信號進行了保護。被屏蔽的信號保存在信號隊列中，可由sigpending()函數取出。

int pthread_kill(pthread_t thread, int signo)

向thread號線程發送signo信號。實現中在通過thread線程號定位到對應進程號以后使用kill()系統調用完成發送。

int sigwait(const sigset_t *set, int *sig)

掛起線程，等待set中指定的信號之一到達，并將到達的信號存入*sig中。POSIX標準建議在調用sigwait()等待信號以前，進程中所有線程都應屏蔽該信號，以保證僅有sigwait()的調用者獲得該信號，因此，對于需要等待同步的異步信號，總是應該在創建任何線程以前調用pthread_sigmask()屏蔽該信號的處理。而且，調用sigwait()期間，原來附接在該信號上的信號處理函數不會被調用。

如果在等待期間接收到Cancel信號，則立即退出等待，也就是說sigwait()被實現為取消點。

其他同步方式

除了上述討論的同步方式以外，其他很多進程間通信手段對于LinuxThreads也是可用的，比如基于文件系統的IPC（管道、Unix域Socket等）、消息隊列（Sys.V或者Posix的）、System V的信號燈等。只有一點需要注意，LinuxThreads在核內是作為共享存儲區、共享文件系統屬性、共享信號處理、共享文件描述符的獨立進程看待的。