【操做系统—并发】条件变量与信号量
条件变量
以前咱们介绍了锁，然而锁并非并发程序设计中所需的惟一原语。在不少状况下，线程须要检查某一条件（condition）知足以后，才会继续运行。例如，父线程须要检查子线程是否执行完毕。这种等待如何实现呢？安全
注：并发程序有两大需求，一是互斥，二是等待。互斥是由于线程间存在共享数据，等待则是由于线程间存在依赖。服务器
咱们能够尝试用一个共享变量，如图所示。这种解决方案通常能工做，可是效率低下，由于主线程会自旋检查，浪费CPU时间。咱们但愿有某种方式让父线程休眠，直到等待的条件知足（即子线程完成执行）。网络
1 volatile int done = 0;
2
3 void *child(void *arg) {
4 printf("child\n");
5 done = 1;
6 return NULL;
7 }
8
9 int main(int argc, char *argv[]) {
10 printf("parent: begin\n");
11 pthread_t c;
12 Pthread_create(&c, NULL, child, NULL); // create child
13 while (done == 0)
14 ; // spin
15 printf("parent: end\n");
16 return 0;
17 }
定义和使用
线程可使用条件变量（condition variable），来等待一个条件变成真。条件变量是一个显式队列，当某些执行状态（即条件，condition）不知足时，线程能够把本身加入队列，等待该条件。当其余线程改变了上述状态时，就能够经过在该条件上发送信号唤醒队列中的等待线程，让它们继续执行。数据结构
在POSIX库中，要声明一个条件变量，只要像这样写：pthread_cond_t c（注意：还须要适当的初始化）。条件变量有两种相关操做：wait()和signal()。线程要睡眠的时候，调用wait()；当线程想唤醒等待在某个条件变量上的睡眠线程时，调用signal()。下面是一个典型示例：多线程
1 int done = 0;
2 pthread_mutex_t m = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
3 pthread_cond_t c = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
4
5 void thr_exit() {
6 Pthread_mutex_lock(&m);
7 done = 1;
8 Pthread_cond_signal(&c);
9 Pthread_mutex_unlock(&m);
10 }
11
12 void *child(void *arg) {
13 printf("child\n");
14 thr_exit();
15 return NULL;
16 }
17
18 void thr_join() {
19 Pthread_mutex_lock(&m);
20 while (done == 0)
21 Pthread_cond_wait(&c, &m);
22 Pthread_mutex_unlock(&m);
23 }
24
25 int main(int argc, char *argv[]) {
26 printf("parent: begin\n");
27 pthread_t p;
28 Pthread_create(&p, NULL, child, NULL);
29 thr_join();
30 printf("parent: end\n");
31 return 0;
32 }
wait()调用除了条件变量外还有一个参数，它是一个互斥锁。它假定在wait()调用时，这个互斥锁是已上锁状态。wait()的职责是原子地释放锁，并让调用线程休眠。当线程被唤醒时，它必须从新获取锁，再返回调用者。这样复杂的步骤也是为了不在线程陷入休眠时，产生一些竞态条件。并发
有两种状况须要考虑。第一种状况是父线程建立出子线程，但本身继续运行，而后立刻调用thr_join()等待子线程。在这种状况下，它会先获取锁，检查子线程是否完成，而后调用wait()，让本身休眠。子线程最终得以运行，打印出“child”，并调用thr_exit()函数唤醒父线程，这段代码会在得到锁后设置状态变量done，而后向父线程发信号唤醒它。最后，父线程会运行（从wait()调用返回并持有锁），释放锁，打印出“parent:end”。函数
第二种状况是，子线程在建立后，马上运行，设置变量done为1，调用signal函数唤醒其余线程（这里没有其余线程），而后结束。父线程运行后，调用thr_join()时，发现done已是1了，就直接返回。高并发
须要注意的是，在上面的代码中，状态变量done和互斥锁c都是必需的。假如咱们不使用状态变量，代码像下面这样，会出现什么问题？oop
1 void thr_exit() {
2 Pthread_mutex_lock(&m);
3 Pthread_cond_signal(&c);
4 Pthread_mutex_unlock(&m);
5 }
6
7 void thr_join() {
8 Pthread_mutex_lock(&m);
9 Pthread_cond_wait(&c, &m);
10 Pthread_mutex_unlock(&m);
11 }
假设子线程马上运行，而且调用thr_exit()。在这种状况下，子线程发送信号，但此时却没有在条件变量上睡眠等待的线程。父线程运行时，就会调用wait并卡在那里，没有其余线程会唤醒它。经过这个例子，你应该认识到变量done的重要性，它记录了线程感兴趣的值。睡眠、唤醒和锁都离不开它。post
在下面的例子中，咱们假设线程在发信号和等待时都不加锁。又会发生什么问题？
1 void thr_exit() {
2 done = 1;
3 Pthread_cond_signal(&c);
4 }
5
6 void thr_join() {
7 if (done == 0)
8 Pthread_cond_wait(&c);
9 }
这里的问题是一个微妙的竞态条件。具体来讲，若是父进程调用thr_join()，检查完done的值为0，而后试图睡眠。但在调用wait进入睡眠以前，父进程被中断。随后子线程修改变量done为1，发出信号，此时一样没有等待线程。当父线程再次运行时，就会长眠不醒。
因此，咱们能够坚持这样一条原则：在使用条件变量时，调用signal和wait时要持有锁。
生产者/消费者问题
假设有一个或多个生产者线程和一个或多个消费者线程。生产者把生成的数据项放入缓冲区，消费者从缓冲区取走数据项，以某种方式消费。不少实际的系统中都会有这种场景。例如，在多线程的网络服务器中，一个生产者将HTTP请求放入工做队列，消费线程从队列中取走请求并处理。
由于有界缓冲区是共享资源，因此咱们必须经过同步机制来访问它，以避免产生竞态条件。为了更好地理解这个问题，咱们来尝试一些实际的代码。
首先须要一个共享缓冲区，让生产者放入数据，消费者取出数据。简单起见，咱们就拿一个整数来作缓冲区，两个内部函数将值放入缓冲区，从缓冲区取值。
1 int buffer;
2 int count = 0; // initially, empty
3
4 void put(int value) {
5 assert(count == 0);
6 count = 1;
7 buffer = value;
8 }
9
10 int get() {
11 assert(count == 1);
12 count = 0;
13 return buffer;
14 }
put()函数会假设缓冲区是空的，把一个值存在缓冲区，而后把count设置为1表示缓冲区满了。get()函数恰好相反，把缓冲区清空后，并返回该值。
如今咱们须要编写一些函数，用于生产和消费数据。调用生产函数的咱们称之为生产者（producer）线程，调用消费函数的咱们称之为消费者（consumer）线程。下面展现了一对非线程安全的生产者和消费者的代码，生产者将一个整数放入共享缓冲区loops次，消费者持续从该共享缓冲区中获取数据，并打印出数据项。咱们的目标就是使用条件变量将其改形成线程安全的版本。
1 void *producer(void *arg) {
2 int i;
3 int loops = (int) arg;
4 for (i = 0; i < loops; i++) {
5 put(i);
6 }
7 }
8
9 void *consumer(void *arg) {
10 int i;
11 while (1) {
12 int tmp = get();
13 printf("%d\n", tmp);
14 }
15 }
有问题的方案
显然，put()和get()函数之中会有临界区，由于put()更新缓冲区，get()读取缓冲区。咱们的首次尝试以下：
1 cond_t cond;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {
7 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
8 if (count == 1) // p2
9 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // p3
10 put(i); // p4
11 Pthread_cond_signal(&cond); // p5
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
20 if (count == 0) // c2
21 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // c3
22 int tmp = get(); // c4
23 Pthread_cond_signal(&cond); // c5
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }
当生产者想要填充缓冲区时，它等待缓冲区变空（p1～p3）。消费者具备彻底相同的逻辑，但等待不一样的条件——变满（c1～c3）。
当只有一个生产者和一个消费者时，上图的代码可以正常运行。但若是有超过一个线程，这个方案会有两个严重的问题。
先来看第一个问题，它与等待以前的if语句有关。假设有两个消费者（Tc1和Tc2），一个生产者（Tp）。首先，一个消费者（Tc1）先开始执行，它得到锁（c1），检查缓冲区是否能够消费（c2），而后等待（c3）。
接着生产者（Tp）运行。它获取锁（p1），检查缓冲区是否满（p2），发现没满就给缓冲区加入一个数字（p4）。而后生产者发出信号，说缓冲区已满（p5）。关键的是，这让第一个消费者（Tc1）再也不睡在条件变量上，进入就绪队列。生产者继续执行，直到发现缓冲区满后睡眠（p6,p1-p3）。
这时问题发生了：另外一个消费者（Tc2）抢先执行，消费了缓冲区中的值。如今假设Tc1运行，在从wait返回以前，它获取了锁，而后返回。而后它调用了get() (p4)，但缓冲区已没法消费。断言触发，代码不能像预期那样工做。
问题产生的缘由很简单：在Tc1被生产者唤醒后，但在它运行以前，因为Tc2抢先运行，缓冲区的状态改变了。发信号给线程只是唤醒它们，暗示状态发生了变化，但并不会保证在它运行以前状态一直是指望的状况。
仍有缺陷的方案：使用While替代If
修复这个问题很简单：把if语句改成while。当消费者Tc1被唤醒后，马上再次检查共享变量（c2）。若是缓冲区此时为空，消费者就会回去继续睡眠（c3）。生产者中相应的if也改成while（p2）。
1 cond_t cond;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {
7 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
8 while (count == 1) // p2
9 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // p3
10 put(i); // p4
11 Pthread_cond_signal(&cond); // p5
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
20 while (count == 0) // c2
21 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // c3
22 int tmp = get(); // c4
23 Pthread_cond_signal(&cond); // c5
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }
咱们要记住一条关于条件变量的简单规则：老是使用while循环。
可是，这段代码仍然有一个问题，也是上文提到的两个问题之一，它和咱们只用了一个条件变量有关。
假设两个消费者（Tc1和Tc2）先运行，都睡眠了（c3）。生产者开始运行，在缓冲区放入一个值，唤醒了一个消费者（假定是Tc1），并开始睡眠。如今是一个消费者立刻要运行（Tc1），两个线程（Tc2和Tp）都等待在同一个条件变量上。
消费者Tc1醒过来并从wait()调用返回（c3），从新检查条件（c2），发现缓冲区是满的，消费了这个值（c4）。这个消费者而后在该条件上发信号（c5），唤醒一个在睡眠的线程。可是，应该唤醒哪一个线程呢？
由于消费者已经清空了缓冲区，很显然，应该唤醒生产者。可是，若是它唤醒了Tc2，问题就出现了。消费者Tc2会醒过来，发现队列为空（c2），又继续回去睡眠（c3）。生产者Tp刚才在缓冲区中放了一个值，如今在睡眠。消费者Tc1继续执行后也回去睡眠了。3个线程都在睡眠，显然是一个大问题。
咱们能够看出：信号显然须要，但必须更有指向性。消费者不该该唤醒消费者，而应该只唤醒生产者，反之亦然。
单值缓冲区的正确方案
这个问题的解决方案也很简单：使用两个而不是一个条件变量，以便在系统状态改变时，能正确地发出信号唤醒哪类线程。下面展现了最终的代码。
1 cond_t empty, fill;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {
7 Pthread_mutex_lock(&mutex);
8 while (count == 1)
9 Pthread_cond_wait(&empty, &mutex);
10 put(i);
11 Pthread_cond_signal(&fill);
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex);
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 Pthread_mutex_lock(&mutex);
20 while (count == 0)
21 Pthread_cond_wait(&fill, &mutex);
22 int tmp = get();
23 Pthread_cond_signal(&empty);
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex);
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }
最终方案
咱们如今有了可用的生产者/消费者方案，但不太通用，咱们最后所作的修改是为了提升并发和效率。具体来讲就是增长更多缓冲区槽位，这样在睡眠以前，生产者能够生产多个值；一样，消费者在睡眠以前能够消费多个值。
单个生产者和消费者时，这种方案由于上下文切换少，提升了效率。多个生产者和消费者时，它能够支持并发生产和消费。和现有方案相比，改动也很小。
第一处修改是缓冲区结构自己，以及对应的put()和get()方法：
1 int buffer[MAX];
2 int fill = 0;
3 int use = 0;
4 int count = 0;
5
6 void put(int value) {
7 buffer[fill] = value;
8 fill = (fill + 1) % MAX;
9 count++;
10 }
11
12 int get() {
13 int tmp = buffer[use];
14 use = (use + 1) % MAX;
15 count--;
16 return tmp;
17 }
下面展现了最终的代码逻辑。至此，咱们解决了生产者/消费者问题。
1 cond_t empty, fill;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {
7 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
8 while (count == MAX) // p2
9 Pthread_cond_wait(&empty, &mutex); // p3
10 put(i); // p4
11 Pthread_cond_signal(&fill); // p5
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
20 while (count == 0) // c2
21 Pthread_cond_wait(&fill, &mutex); // c3
22 int tmp = get(); // c4
23 Pthread_cond_signal(&empty); // c5
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }
覆盖条件
如今再来看条件变量的一个例子。这段代码是一个简单的多线程内存分配库中的问题片断：
1 // how many bytes of the heap are free?
2 int bytesLeft = MAX_HEAP_SIZE;
3
4 // need lock and condition too
5 cond_t c;
6 mutex_t m;
7
8 void *allocate(int size) {
9 Pthread_mutex_lock(&m);
10 while (bytesLeft < size)
11 Pthread_cond_wait(&c, &m);
12 void *ptr = ...; // get mem from heap
13 bytesLeft -= size;
14 Pthread_mutex_unlock(&m);
15 return ptr;
16 }
17
18 void free(void *ptr, int size) {
19 Pthread_mutex_lock(&m);
20 bytesLeft += size;
21 Pthread_cond_signal(&c); // whom to signal??
22 Pthread_mutex_unlock(&m);
23 }
从代码中能够看出，当线程调用进入内存分配代码时，它可能会由于内存不足而等待。相应的，线程释放内存时，会发信号说有更多内存空闲。可是，代码中有一个问题：应该唤醒哪一个等待线程（可能有多个线程）？
解决方案也很直接：用pthread_cond_broadcast()代替上述代码中的pthread_cond_signal()，唤醒全部的等待线程。这样作，确保了全部应该唤醒的线程都被唤醒。固然，不利的一面是可能会影响性能，由于没必要要地唤醒了其余许多不应被唤醒的线程。这些线程被唤醒后，从新检查条件，立刻再次睡眠。
这种条件变量叫做覆盖条件（covering condition），由于它能覆盖全部须要唤醒线程的场景（保守策略）。通常来讲，若是你发现程序只有改为广播信号时才能工做，多是程序有缺陷。但在某些情景下，就像上述内存分配的例子中，广播多是最直接有效的方案。
信号量
信号量是Dijkstra及其同事发明的，做为与同步有关的全部工做的惟一原语，可使用信号量做为锁和条件变量。
定义
信号量是有一个整数值的对象，能够用两个函数来操做它。在POSIX标准中，是sem_wait()和sem_post()。由于信号量的初始值可以决定其行为，因此首先要初始化信号量，才能调用其余函数与之交互。
#include <semaphore.h> sem_t s; sem_init(&s, 0, 1);
其中申明了一个信号量s，经过第三个参数，将它的值初始化为1。sem_init()的第二个参数，在咱们的全部例子中都被设置为0，表示信号量是在同一进程的多个线程共享的。信号量初始化以后，咱们能够调用sem_wait()或sem_post()与之交互。
sem_wait()对信号量的值进行原子减一操做，当信号量的值大于等于1时马上返回，不然会将调用线程放入信号量关联的队列中等待被唤醒。sem_post()对信号量的值进行原子加一操做，它不用等待某些条件知足，直接增长信号量的值，若是有等待线程，就唤醒其中一个。当信号量的值为负数时，这个值就是等待线程的个数。
二值信号量（锁）
信号量的第一种用法是咱们已经熟悉的：用信号量做为锁。在下面的代码片断里，咱们直接把临界区用一对sem_wait()/sem_post()环绕。为了使这段代码正常工做，信号量m的初始值X是相当重要的。X应该是多少呢？
sem_t m; sem_init(&m, 0, X); // initialize semaphore to X; what should X be? sem_wait(&m); // critical section here sem_post(&m);
回顾sem_wait()和sem_post()函数的定义，咱们发现初值应该是1。
咱们假设有两个线程的场景。第一个线程（线程1）调用了sem_wait()，它把信号量的值减为0。由于值是0，线程1从函数返回并进入临界区。若是没有其余线程尝试获取锁，当它调用sem_post()时，会将信号量重置为1（由于没有等待线程，不会唤醒其余线程）。
若是线程1持有锁，另外一个线程（线程2）调用sem_wait()尝试进入临界区。这种状况下，线程2把信号量减为−1，而后等待。线程1再次运行，它最终调用sem_post()，将信号量的值增长到0，唤醒等待的线程，而后线程2就能够获取锁。线程2执行结束时，再次增长信号量的值，将它恢复为1。
由于锁只有两个状态（持有和没持有），因此这种用法有时也叫做二值信号量（binary semaphore）。
信号量用做条件变量
下面是一个简单的例子。假设一个线程建立另外一个线程，而且等待它结束，那么信号量的初始值X应该是多少？
1 sem_t s;
2
3 void *
4 child(void *arg) {
5 printf("child\n");
6 sem_post(&s); // signal here: child is done
7 return NULL;
8 }
9
10 int
11 main(int argc, char *argv[]) {
12 sem_init(&s, 0, X); // what should X be?
13 printf("parent: begin\n");
14 pthread_t c;
15 Pthread_create(c, NULL, child, NULL);
16 sem_wait(&s); // wait here for child
17 printf("parent: end\n");
18 return 0;
19 }
有两种状况须要考虑。第一种，父线程建立了子线程，可是子线程并无运行。这种状况下，父线程调用sem_wait()会先于子线程调用sem_post()。咱们但愿父线程等待子线程运行，惟一的办法是让信号量的值不大于0。所以，初值值为0。父线程运行，将信号量减为−1，而后睡眠等待；子线程运行的时候，调用sem_post()，信号量增长为0，唤醒父线程，父线程而后从sem_wait()返回，完成该程序。
第二种状况是子线程在父线程调用sem_wait()以前就运行结束。在这种状况下，子线程会先调用sem_post()，将信号量从0增长到1。而后当父线程有机会运行时，会调用sem_wait()，发现信号量的值为1。因而父线程将信号量从1减为0，没有等待，直接从sem_wait()返回，也达到了预期效果。
生产者/消费者问题
在这里，咱们讨论如何使用信号量来解决上面提到的生产者/消费者，也即有界缓冲区问题。封装的put()和get()函数以下：
1 int buffer[MAX];
2 int fill = 0;
3 int use = 0;
4
5 void put(int value) {
6 buffer[fill] = value; // line f1
7 fill = (fill + 1) % MAX; // line f2
8 }
9
10 int get() {
11 int tmp = buffer[use]; // line g1
12 use = (use + 1) % MAX; // line g2
13 return tmp;
14 }
第一次尝试
咱们用两个信号量empty和full分别表示缓冲区空或者满，下面是咱们尝试解决生产者/消费者问题的代码。
1 sem_t empty;
2 sem_t full;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {
7 sem_wait(&empty); // line P1
8 put(i); // line P2
9 sem_post(&full); // line P3
10 }
11 }
12
13 void *consumer(void *arg) {
14 int i, tmp = 0;
15 while (tmp != -1) {
16 sem_wait(&full); // line C1
17 tmp = get(); // line C2
18 sem_post(&empty); // line C3
19 printf("%d\n", tmp);
20 }
21 }
22
23 int main(int argc, char *argv[]) {
24 // ...
25 sem_init(&empty, 0, MAX); // MAX buffers are empty to begin with...
26 sem_init(&full, 0, 0); // ... and 0 are full
27 // ...
28 }
咱们先假设MAX=1，验证程序是否有效。假设有两个线程，一个生产者和一个消费者。咱们来看在一个CPU上的具体场景。消费者先运行，执行到C1行，调用sem_wait(&full)。由于full初始值为0，wait调用会将full减为−1，致使消费者睡眠，等待另外一个线程调用sem_post(&full)，符合预期。
假设生产者而后运行。执行到P1行，调用sem_wait(&empty)。生产者将继续执行，由于empty被初始化为MAX（在这里是1）。所以，empty被减为0，生产者向缓冲区中加入数据，而后执行P3行，调用sem_post(&full)，把full从−1变成0，唤醒消费者。
在这种状况下，可能会有两种状况。若是生产者继续执行，再次循环到P1行，因为empty值为0，它会阻塞。若是生产者被中断，而消费者开始执行，调用sem_wait(&full)，发现缓冲区确实满了，消费它。这两种状况都是符合预期的。
能够继续推导，在MAX=1时，即使有多个生产者和消费者的状况下，本示例代码仍然正常运行。
咱们如今假设MAX大于1，同时假定有多个生产者，多个消费者。那么就有问题了：竞态条件。假设两个生产者（Pa和Pb）几乎同时调用put()。当Pa先运行，在f1行先加入第一条数据（fill=0），假设Pa在将fill计数器更新为1以前被中断，Pb开始运行，也在f1行给缓冲区的0位置加入一条数据，这意味着那里的数据被覆盖，这也就意味着生产者的数据丢失。
增长互斥
能够看到，向缓冲区加入元素和增长缓冲区的索引是临界区，须要当心保护起来。因此，咱们使用二值信号量做为锁来进行互斥。下面是对应的代码。
1 sem_t empty;
2 sem_t full;
3 sem_t mutex;
4
5 void *producer(void *arg) {
6 int i;
7 for (i = 0; i < loops; i++) {
8 sem_wait(&mutex); // line p0 (NEW LINE)
9 sem_wait(&empty); // line p1
10 put(i); // line p2
11 sem_post(&full); // line p3
12 sem_post(&mutex); // line p4 (NEW LINE)
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 sem_wait(&mutex); // line c0 (NEW LINE)
20 sem_wait(&full); // line c1
21 int tmp = get(); // line c2
22 sem_post(&empty); // line c3
23 sem_post(&mutex); // line c4 (NEW LINE)
24 printf("%d\n", tmp);
25 }
26 }
27
28 int main(int argc, char *argv[]) {
29 // ...
30 sem_init(&empty, 0, MAX); // MAX buffers are empty to begin with...
31 sem_init(&full, 0, 0); // ... and 0 are full
32 sem_init(&mutex, 0, 1); // mutex=1 because it is a lock (NEW LINE)
33 // ...
34 }
如今咱们给整个put()/get()部分都增长了锁，就是注释中有NEW LINE的几行。这彷佛是正确的思路，但仍然有问题——死锁。
假设有两个线程，一个生产者和一个消费者。消费者首先运行，得到锁，而后对full信号量执行sem_wait()。由于尚未数据，因此消费者阻塞，让出CPU。可是，问题来了，此时消费者仍然持有锁。而后生产者运行，它首先对二值互斥信号量调用sem_wait()。锁已经被消费者持有，所以生产者也被卡住。
这里出现了一个循环等待。消费者持有互斥量，等待在full信号量上。生产者能够发送full信号，却在等待互斥量。所以，生产者和消费者互相等待对方——典型的死锁。
最终方案
要解决这个问题，只需减小锁的做用域，下面是最终的可行方案。能够看到，咱们把获取和释放互斥量的操做调整为紧挨着临界区，把full、empty的唤醒和等待操做调整到锁外面。就获得了简单而有效的有界缓冲区，多线程程序的经常使用模式。
1 sem_t empty;
2 sem_t full;
3 sem_t mutex;
4
5 void *producer(void *arg) {
6 int i;
7 for (i = 0; i < loops; i++) {
8 sem_wait(&empty); // line p1
9 sem_wait(&mutex); // line p1.5 (MOVED MUTEX HERE...)
10 put(i); // line p2
11 sem_post(&mutex); // line p2.5 (... AND HERE)
12 sem_post(&full); // line p3
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 sem_wait(&full); // line c1
20 sem_wait(&mutex); // line c1.5 (MOVED MUTEX HERE...)
21 int tmp = get(); // line c2
22 sem_post(&mutex); // line c2.5 (... AND HERE)
23 sem_post(&empty); // line c3
24 printf("%d\n", tmp);
25 }
26 }
27
28 int main(int argc, char *argv[]) {
29 // ...
30 sem_init(&empty, 0, MAX); // MAX buffers are empty to begin with...
31 sem_init(&full, 0, 0); // ... and 0 are full
32 sem_init(&mutex, 0, 1); // mutex=1 because it is a lock
33 // ...
34 }
读者—写者锁
另外一个经典问题源于对更加灵活的锁定原语的渴望，它认可不一样的数据结构访问可能须要不一样类型的锁。例如，一个并发链表有不少插入和查找操做。插入操做会修改链表的状态，而查找操做只是读取该结构，只要没有进行插入操做，咱们能够并发的执行多个查找操做。读者—写者锁（reader-writer lock）就是用来完成这种操做的。下面是这种锁的代码。
1 typedef struct _rwlock_t {
2 sem_t lock; // binary semaphore (basic lock)
3 sem_t writelock; // used to allow ONE writer or MANY readers
4 int readers; // count of readers reading in critical section
5 } rwlock_t;
6
7 void rwlock_init(rwlock_t *rw) {
8 rw->readers = 0;
9 sem_init(&rw->lock, 0, 1);
10 sem_init(&rw->writelock, 0, 1);
11 }
12
13 void rwlock_acquire_readlock(rwlock_t *rw) {
14 sem_wait(&rw->lock);
15 rw->readers++;
16 if (rw->readers == 1)
17 sem_wait(&rw->writelock); // first reader acquires writelock
18 sem_post(&rw->lock);
19 }
20
21 void rwlock_release_readlock(rwlock_t *rw) {
22 sem_wait(&rw->lock);
23 rw->readers--;
24 if (rw->readers == 0)
25 sem_post(&rw->writelock); // last reader releases writelock
26 sem_post(&rw->lock);
27 }
28
29 void rwlock_acquire_writelock(rwlock_t *rw) {
30 sem_wait(&rw->writelock);
31 }
32
33 void rwlock_release_writelock(rwlock_t *rw) {
34 sem_post(&rw->writelock);
35 }
若是某个线程要更新数据结构，须要调用rwlock_acquire_writelock()得到写锁，调用rwlock_release_writelock()释放写锁。内部经过一个writelock的信号量保证只有一个写者能得到锁进入临界区，从而更新数据结构。
获取读锁时，读者首先要获取lock，而后增长reader变量，追踪目前有多少个读者在访问该数据结构。当第一个读者获取读锁时，同时也会获取写锁，即在writelock信号量上调用sem_wait()，最后调用sem_post()释放lock。
一旦一个读者得到了读锁，其余的读者也能够获取这个读锁。可是，想要获取写锁的线程，就必须等到全部的读者都结束。最后一个退出的读者在writelock信号量上调用sem_post()，从而让等待的写者可以获取该锁。
这一方案可行，但有一些缺陷，尤为是公平性，读者很容易饿死写者。存在复杂一些的解决方案，好比有写者等待时，避免更多的读者进入并持有锁。最后，读者-写者锁一般加入了更多锁操做，所以和其余一些简单快速的锁相比，读者—写者锁在性能方面没有优点。
如何实现信号量
最后，咱们用底层的同步原语锁和条件变量，来实现本身的信号量，名字叫做Zemaphore。
1 typedef struct _Zem_t {
2 int value;
3 pthread_cond_t cond;
4 pthread_mutex_t lock;
5 } Zem_t;
6
7 // only one thread can call this
8 void Zem_init(Zem_t *s, int value) {
9 s->value = value;
10 Cond_init(&s->cond);
11 Mutex_init(&s->lock);
12 }
13
14 void Zem_wait(Zem_t *s) {
15 Mutex_lock(&s->lock);
16 while (s->value <= 0)
17 Cond_wait(&s->cond, &s->lock);
18 s->value--;
19 Mutex_unlock(&s->lock);
20 }
21
22 void Zem_post(Zem_t *s) {
23 Mutex_lock(&s->lock);
24 s->value++;
25 Cond_signal(&s->cond);
26 Mutex_unlock(&s->lock);
27 }
咱们实现的信号量和Dijkstra定义的信号量有一点细微区别，就是咱们没有保持当信号量的值为负数时，让它反映出等待的线程数。事实上，该值永远不会小于0。这一行为更容易实现，并符合现有的Linux实现。
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