线程同步.docx
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线程同步.docx
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线程同步
线程同步
互斥锁
尽管在PosixThread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PosixThread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_tmutex=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:
intpthread_mutex_init(pthread_mutex_t*mutex,constpthread_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:
intpthread_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。
intpthread_mutex_lock(pthread_mutex_t*mutex)
intpthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t*mutex)
intpthread_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。
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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_tcond=PTHREAD_COND_INITIALIZER
动态方式调用pthread_cond_init()函数,API定义如下:
intpthread_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:
intpthread_cond_destroy(pthread_cond_t*cond)
2.等待和激发
intpthread_cond_wait(pthread_cond_t*cond,pthread_mutex_t*mutex)
intpthread_cond_timedwait(pthread_cond_t*cond,pthread_mutex_t
*mutex,conststructtimespec*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(RaceCondition)。
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
#include
#include
pthread_mutex_tmutex;
pthread_cond_tcond;
void*child1(void*arg)
{
pthread_cleanup_push(pthread_mutex_unlock,&mutex);/*comment1*/
while
(1){
printf("thread1getrunning\n");
printf("thread1pthread_mutex_lockreturns%d\n",
pthread_mutex_lock(&mutex));
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread1conditionapplied\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep(5);
}
pthread_cleanup_pop(0);/*comment2*/
}
void*child2(void*arg)
{
while
(1){
sleep(3);/*comment3*/
printf("thread2getrunning.\n");
printf("thread2pthread_mutex_lockreturns%d\n",
pthread_mutex_lock(&mutex));
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread2conditionapplied\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep
(1);
}
}
intmain(void)
{
inttid1,tid2;
printf("hello,conditionvariabletest\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);/*comment4*/
pthread_cancel(tid1);/*comment5*/
sleep
(2);/*comment6*/
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。
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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。
intsem_init(sem_t*sem,intpshared,unsignedintvalue)
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。
intsem_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
intsem_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。
intsem_wait(sem_t*sem)
intsem_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
intsem_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。
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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。
intpthread_sigmask(inthow,constsigset_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。
intpthread_kill(pthread_tthread,intsigno)
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。
intsigwait(constsigset_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。
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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)、SystemV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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