pthread条件变量深刻解析

用条件变量实现事件等待器的正确与错误作法 提到了8种 基于 linux pthread 条件变量实现的 Waiter classes，并分析了几种错误实现的错误之处。本文进一步分析一下几种正确实现的程序行为，加深对Linux pthread 条件变量的理解。

下面给出一个能够用于single waiter的WaiterClass的正确实现。

class Waiter : private WaiterBase
{
 public:
  void wait()
  {
    CHECK_SUCCESS(pthread_mutex_lock(&mutex_));
    while (!signaled_)
    {
      CHECK_SUCCESS(pthread_cond_wait(&cond_, &mutex_));
    }
    CHECK_SUCCESS(pthread_mutex_unlock(&mutex_));
  }

  void signal()
  {
    CHECK_SUCCESS(pthread_mutex_lock(&mutex_));    // 0
    signaled_ = true;                              // 1
    CHECK_SUCCESS(pthread_mutex_unlock(&mutex_));  // 2
    CHECK_SUCCESS(pthread_cond_signal(&cond_));    // 3
  }

 private:
  bool signaled_ = false;
};

要实现一个正确的Waiter Class, 由 1 可知 wait() 函数的指令顺序必须如上所示。但signal() 函数能够有几种不一样的实现，即代码行 1，2，3能够有几种不一样的顺序组合，使得Waiter Class是正确的。这几种组合包括了1 给出的几种正确实现。

首先对 代码行1,2,3 给出全部可能的排列形式，而后一一说明其是否正确。
a. 1-2-3
b. 1-3-2
c. 2-1-3
d. 2-3-1
e. 3-1-2
f. 3-2-1

要分析以上6种实现的对错，先要了解一下 pthread_cond_wait 和 pthread_cond_signal 的内部流程。

假设等待信号的线程为A，发出信号的线程为B。

线程A，pthread_cond_wait()内部包括如下流程：

1. 将 waiter 加入cond 的 _wseq 队列 （分为G1 G2两个组）
2. 释放mutex
3. 自旋等待，检查 __g_signals，自旋次数结束，进入 futex_wait，休眠

线程B，pthread_cond_signal()包括如下流程:

1. 检查 cond __wseq，若没有等待者则直接返回。
2. 有等待者，检查是否须要切换组(例如首次调用 wait 后 G1 为空，G2有一个等待者，则首次调用 signal 后须要将 G2 切换为 G1)，递增 __g_signals，递减 __g_size(未唤醒的 waiters 个数)，再调用 futex_wake。

signal 将一直唤醒G1组的 waiters 直到 G1 全部的 waiters 都被唤醒。若此过程种有新到达的waiter, 则存入G2 组（以后到达的 waiter 也存入G2)。G2组会在下次signal 调用时转为G1组，所以signal永远只唤醒G1 组的 waiters。(参考)

有了以上的细节，能够很容易的得出问题的结论。

1. 首先应当排除e和f。ef拿到锁又立刻释放锁，1和2都不被锁保护，1，2执行的时机能够任意穿插到wait()函数各语句zhi'jian,从而语句2发出的信号极可能会丢失
2. d也是错误的。一种致使线程A饿死的时序：2发信号，唤醒线程A，3释放锁，A得到锁，判断布尔值，条件为真，再次进入等待，一直休眠
3. ac是正确的。无论发信号时是否修改了布尔值，被唤醒的A线程始终没法获得mutex,直到3释放锁，futex_wake通知线程A, A才能够拿到锁，从pthread_cond_wait返回，继续向下执行，此时布尔值已经改变，条件测试为假，跳出循环，继续执行。事实上，因为编译器乱序和CPU 乱序，ac有可能运行的次序是相同的。
4. b也是正确的。B线程在修改布尔变量后释放锁，此时线程A依然处在休眠状态，不知道发生的一切，只有当B发信号唤醒A时，A才能够看到这一切，成功得到锁，进而继续向下执行。

总结发现，只要布尔值的修改是在释放锁的操做以前，就能保证其正确性。