Posix线程编程指南(3)
这是一个关于Posix线程编程的专栏。做者在阐明概念的基础上，将向您详细讲述Posix线程库API。本文是第三篇将向您讲述
线程同步。
一．互斥锁
尽管在Posix Thread中一样可使用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中定义了另一套专门用于线程同步的mutex函数。
尽管在Posix Thread中一样可使用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中定义了另一套专门用于线程同步的mutex函数。
1． 建立和销毁
有两种方法建立互斥锁，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，方法以下：
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。
有两种方法建立互斥锁，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，方法以下：
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定义以下：
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），若是为NULL则使用缺省属性。
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），若是为NULL则使用缺省属性。
pthread_mutex_destroy()用于注销一个互斥锁，API定义以下：
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。因为在Linux中，互斥锁并不占用任何资源，所以LinuxThreads中的pthread_mutex_destroy()除了检查锁状态之外（锁定状态则返回EBUSY）没有其余动做。
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。因为在Linux中，互斥锁并不占用任何资源，所以LinuxThreads中的pthread_mutex_destroy()除了检查锁状态之外（锁定状态则返回EBUSY）没有其余动做。
2． 互斥锁属性
互斥锁的属性在建立锁的时候指定，在LinuxThreads实现中仅有一个锁类型属性，不一样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一样。当前（glibc2.2.3,linuxthreads0.9）有四个值可供选择：
互斥锁的属性在建立锁的时候指定，在LinuxThreads实现中仅有一个锁类型属性，不一样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一样。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。当一个线程加锁之后，其他请求锁的线程将造成一个等待队列，并在解锁后按优先级得到锁。这种锁策略保证了资源分配的公平性。
- PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NP，嵌套锁，容许同一个线程对同一个锁成功得到屡次，并经过屡次unlock解锁。若是是不一样线程请求，则在加锁线程解锁时从新竞争。
- PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP，检错锁，若是同一个线程请求同一个锁，则返回EDEADLK，不然与PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP类型动做相同。这样就保证当不容许屡次加锁时不会出现最简单状况下的死锁。
- PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP，适应锁，动做最简单的锁类型，仅等待解锁后从新竞争。
3． 锁操做
锁操做主要包括加锁 pthread_mutex_lock()、解锁 pthread_mutex_unlock()和测试加锁 pthread_mutex_trylock()三个，不论哪一种类型的锁，都不可能被两个不一样的线程同时获得，而必须等待解锁。对于普通锁和适应锁类型，解锁者能够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，不然返回EPERM；对于嵌套锁，文档和实现要求必须由加锁者解锁，但实验结果代表并无这种限制，这个不一样目前尚未获得解释。在同一进程中的线程，若是加锁后没有解锁，则任何其余线程都没法再得到锁。
锁操做主要包括加锁 pthread_mutex_lock()、解锁 pthread_mutex_unlock()和测试加锁 pthread_mutex_trylock()三个，不论哪一种类型的锁，都不可能被两个不一样的线程同时获得，而必须等待解锁。对于普通锁和适应锁类型，解锁者能够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，不然返回EPERM；对于嵌套锁，文档和实现要求必须由加锁者解锁，但实验结果代表并无这种限制，这个不一样目前尚未获得解释。在同一进程中的线程，若是加锁后没有解锁，则任何其余线程都没法再得到锁。
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()相似，不一样的是在锁已经被占据时返回EBUSY而不是挂起等待。
4． 其余
POSIX线程锁机制的Linux实现都不是取消点，所以，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，若是线程在加锁后解锁前被取消，锁将永远保持锁定状态，所以若是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。
POSIX线程锁机制的Linux实现都不是取消点，所以，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，若是线程在加锁后解锁前被取消，锁将永远保持锁定状态，所以若是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，不该该在信号处理过程当中使用互斥锁，不然容易形成死锁。
二．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，主要包括两个动做：一个线程等待"条件变量的条件成立"而挂起；另外一个线程使"条件成立"（给出条件成立信号）。为了防止竞争，条件变量的使用老是和一个互斥锁结合在一块儿。
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，主要包括两个动做：一个线程等待"条件变量的条件成立"而挂起；另外一个线程使"条件成立"（给出条件成立信号）。为了防止竞争，条件变量的使用老是和一个互斥锁结合在一块儿。
1． 建立和注销
条件变量和互斥锁同样，都有静态动态两种建立方式，静态方式使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量，以下：
pthread_cond_t cond=PTHREAD_COND_INITIALIZER
条件变量和互斥锁同样，都有静态动态两种建立方式，静态方式使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量，以下：
pthread_cond_t cond=PTHREAD_COND_INITIALIZER
动态方式调用pthread_cond_init()函数，API定义以下：
int pthread_cond_init(pthread_cond_t *cond, pthread_condattr_t *cond_attr)
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，所以cond_attr值一般为NULL，且被忽略。
注销一个条件变量须要调用
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，不然返回EBUSY。由于Linux实现的条件变量没有分配什么资源，因此注销动做只包括检查是否有等待线程。API定义以下：
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond)
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()，其中计时等待方式若是在给定时刻前条件没有知足，则返回ETIMEOUT，结束等待，其中abstime以与time()系统调用相赞成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。
不管哪一种等待方式，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之前，mutex保持锁定状态，并在线程挂起进入等待前解锁。在条件知足从而离开pthread_cond_wait()以前，mutex将被从新加锁，以与进入
pthread_cond_wait()前的加锁动做对应。
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()则激活全部等待线程。
3． 其余
pthread_cond_wait()和 pthread_cond_timedwait()都被实现为取消点，所以，在该处等待的线程将当即从新运行，在从新锁定mutex后离开pthread_cond_wait()，而后执行取消动做。也就是说若是pthread_cond_wait()被取消，mutex是保持锁定状态的，于是须要定义退出回调函数来为其解锁。
pthread_cond_wait()和 pthread_cond_timedwait()都被实现为取消点，所以，在该处等待的线程将当即从新运行，在从新锁定mutex后离开pthread_cond_wait()，而后执行取消动做。也就是说若是pthread_cond_wait()被取消，mutex是保持锁定状态的，于是须要定义退出回调函数来为其解锁。
如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做的影响。在例子中，有两个线程被启动，并等待同一个条件变量，若是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。若是使用回调函数，则tid2的条件等待及主线程的条件激发都能正常工做。
若是不作注释5的pthread_cancel()动做，即便没有那些sleep()延时操做，child1和child2都能正常工做。注释3和注释4的延迟使得child1有时间完成取消动做，从而使child2能在child1退出以后进入请求锁操做。若是没有注释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；而若是同时也不作注释3和注释4的延时，child2能在child1完成取消动做之前获得控制，从而顺利执行申请锁的操做，但却可能挂起在pthread_cond_wait()中，由于其中也有申请mutex的操做。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。
＃i nclude <stdio.h>
＃i nclude <pthread.h>
＃i nclude <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 %dn",pthread_mutex_lock(&mutex));
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread 1 condition appliedn");
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 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);
}
＃i nclude <stdio.h>
＃i nclude <pthread.h>
＃i nclude <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 %dn",pthread_mutex_lock(&mutex));
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread 1 condition appliedn");
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 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);
}
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()极可能引发死锁。
信号灯与互斥锁和条件变量的主要不一样在于"灯"的概念，灯亮则意味着资源可用，灯灭则意味着不可用。若是说后两中同步方式侧重于"等待"操做，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做则有效，且能保持灯亮状态。固然，这样的操做原语也意味着更多的开销。
信号灯的应用除了灯亮/灯灭这种二元灯之外，也能够采用大于1的灯数，以表示资源数大于1，这时能够称之为多元灯。
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，同时有名灯除了老是可用于多进程之间之外，在使用上与无名灯并无很大的区别，所以下面仅就无名灯进行讨论。
int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value)
这是建立信号灯的API，其中value为信号灯的初值，pshared表示是否为多进程共享而不只仅是用于一个进程。LinuxThreads没有实现多进程共享信号灯，所以全部非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，用于如下点灯、灭灯操做。
这是建立信号灯的API，其中value为信号灯的初值，pshared表示是否为多进程共享而不只仅是用于一个进程。LinuxThreads没有实现多进程共享信号灯，所以全部非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，用于如下点灯、灭灯操做。
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，不然返回-1，且置errno为EBUSY。除此以外，LinuxThreads的信号灯注销函数不作其余动做。
被注销的信号灯sem要求已没有线程在等待该信号灯，不然返回-1，且置errno为EBUSY。除此以外，LinuxThreads的信号灯注销函数不作其余动做。
int sem_post(sem_t * sem) |
int sem_wait(sem_t * sem)int sem_trywait(sem_t * sem) |
int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval)
读取sem中的灯计数，存于*sval中，并返回0。
sem_wait()被实现为取消点，并且在支持原子"比较且交换"指令的体系结构上，
sem_post()是惟一能用于异步信号处理函数的POSIX异步信号安全的API。
因为LinuxThreads是在核外使用核内轻量级进程实现的线程，因此基于内核的异步信号操做对于线程也是有效的。但同时，因为异步信号老是实际发往某个进程，因此没法实现POSIX标准所要求的"信号到达某个进程，而后再由该进程将信号分发到全部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，全部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，但对不容许屏蔽的Cancel信号和不容许响应的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。
设置线程的信号屏蔽码，语义与 sigprocmask()相同，但对不容许屏蔽的Cancel信号和不容许响应的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。实现中在经过thread线程号定位到对应进程号之后使用kill()系统调用完成发送。
向thread号线程发送signo信号。实现中在经过thread线程号定位到对应进程号之后使用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()等待信号之前，进程中全部线程都应屏蔽该信号，以保证仅有sigwait()的调用者得到该信号，所以，对于须要等待同步的异步信号，老是应该在建立任何线程之前调用pthread_sigmask()屏蔽该信号的处理。并且，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。
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()等待信号之前，进程中全部线程都应屏蔽该信号，以保证仅有sigwait()的调用者得到该信号，所以，对于须要等待同步的异步信号，老是应该在建立任何线程之前调用pthread_sigmask()屏蔽该信号的处理。并且，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。
若是在等待期间接收到Cancel信号，则当即退出等待，也就是说sigwait()被实现为取消点。
除了上述讨论的同步方式之外，其余不少进程间通讯手段对于LinuxThreads也是可用的，好比基于文件系统的IPC（管道、Unix域Socket等）、消息队列（Sys.V或者Posix的）、System V的信号灯等。只有一点须要注意，LinuxThreads在核内是做为共享存储区、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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