4、Linux多线程，线程同步（2）

2）条件变量（cond）

利用线程间共享的全局变量进行同步的一种机制。条件变量上的基本操作有：触发条件(当条件变为 true 时)；等待条件，挂起线程直到其他线程触发条件。

int pthread_cond_init(pthread_cond_t *cond,pthread_condattr_t *cond_attr)

int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond,pthread_mutex_t *mutex)

int pthread_cond_timewait(pthread_cond_t *cond,pthread_mutex *mutex,const timespec *abstime)

int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond)

int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond)

int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond); //解除所有线程的阻塞

(1)初始化.init()或者pthread_cond_t cond=PTHREAD_COND_INITIALIER（前者为动态初始化，后者为静态初始化）;属性置为NULL

(2)等待条件成立.pthread_wait,pthread_timewait.wait()释放锁,并阻塞等待条件变量为真，timewait()设置等待时间,仍未signal,返回ETIMEOUT(加锁保证只有一个线程wait)

(3)激活条件变量:pthread_cond_signal,pthread_cond_broadcast(激活所有等待线程)

(4)清除条件变量:destroy;无线程等待,否则返回EBUSY

对于

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)

一定要在mutex的锁定区域内使用。

如果要正确的使用pthread_mutex_lock与pthread_mutex_unlock，请参考

thread_cleanup_push和pthread_cleanup_pop宏，它能够在线程被cancel的时候正确的释放mutex！

另外，posix1标准说，pthread_cond_signal与pthread_cond_broadcast无需考虑调用线程是否是mutex的拥有者，也就是说，可以在lock与unlock以外的区域调用。如果我们对调用行为不关心，那么请在lock区域之外调用吧。

说明：

(1)pthread_cond_wait 自动解锁互斥量(如同执行了pthread_unlock_mutex)，并等待条件变量触发。这时线程挂起，不占用CPU时间，直到条件变量被触发（变量为ture）。在调用pthread_cond_wait之前，应用程序必须加锁互斥量。pthread_cond_wait函数返回前，自动重新对互斥量加锁(如同执行了pthread_lock_mutex)。

(2)互斥量的解锁和在条件变量上挂起都是自动进行的。因此，在条件变量被触发前，如果所有的线程都要对互斥量加锁，这种机制可保证在线程加锁互斥量和进入等待条件变量期间，条件变量不被触发。条件变量要和互斥量相联结，以避免出现条件竞争——个线程预备等待一个条件变量，当它在真正进入等待之前，另一个线程恰好触发了该条件（条件满足信号有可能在测试条件和调用pthread_cond_wait函数（block）之间被发出，从而造成无限制的等待）。

(3)pthread_cond_timedwait 和 pthread_cond_wait 一样，自动解锁互斥量及等待条件变量，但它还限定了等待时间。如果在abstime指定的时间内cond未触发，互斥量mutex被重新加锁，且pthread_cond_timedwait返回错误 ETIMEDOUT。abstime 参数指定一个绝对时间，时间原点与 time 和 gettimeofday 相同：abstime = 0 表示 1970年1月1日00:00:00 GMT。

(4)pthread_cond_destroy 销毁一个条件变量，释放它拥有的资源。进入pthread_cond_destroy 之前，必须没有在该条件变量上等待的线程。

(5)条件变量函数不是异步信号安全的，不应当在信号处理程序中进行调用。特别要注意，如果在信号处理程序中调用 pthread_cond_signal 或 pthread_cond_boardcast 函数，可能导致调用线程死锁。

示例程序1

View Code

#include <stdio.h>
#include <pthread.h>
#include "stdlib.h"
#include "unistd.h"
thread_mutex_t mutex
thread_cond_t cond
void hander(void*arg)
{
free(arg)
(void)pthread_mutex_unlock(&mutex)
}
void*thread1(void*arg)
{
thread_cleanup_push(hander, &mutex)
while(1)
{
rintf("thread1 is running\n")
thread_mutex_lock(&mutex)
thread_cond_wait(&cond,&mutex)
rintf("thread1 applied the condition\n")
thread_mutex_unlock(&mutex)
leep(4)
}
thread_cleanup_pop(0)
}
void*thread2(void*arg)
{
while(1)
{
rintf("thread2 is running\n")
thread_mutex_lock(&mutex)
thread_cond_wait(&cond,&mutex)
rintf("thread2 applied the condition\n")
thread_mutex_unlock(&mutex)
leep(1)
}
}
int main()
{
thread_t thid1,thid2
rintf("condition variable study!\n")
thread_mutex_init(&mutex,NULL)
thread_cond_init(&cond,NULL)
thread_create(&thid1,NULL,thread1,NULL)
thread_create(&thid2,NULL,thread2,NULL)
leep(1)
do
{
thread_cond_signal(&cond)
}while(1)
leep(20)
thread_exit(0)
return0
}

示例程序2

View Code

#include <pthread.h> 
#include <unistd.h>
#include "stdio.h"
#include "stdlib.h"
tatic pthread_mutex_t mtx = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER
tatic pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER
truct node
{
int n_number
truct node *n_next
} *head = NULL
/*[thread_func]*/
taticvoid cleanup_handler(void*arg)
{
rintf("Cleanup handler of second thread./n")
free(arg)
(void)pthread_mutex_unlock(&mtx)
}
taticvoid*thread_func(void*arg)
{
truct node *p = NULL
thread_cleanup_push(cleanup_handler, p)
while (1)
{
//这个mutex主要是用来保证pthread_cond_wait的并发性
thread_mutex_lock(&mtx)
while (head == NULL)
{
//这个while要特别说明一下，单个pthread_cond_wait功能很完善，为何
//这里要有一个while (head == NULL)呢？因为pthread_cond_wait里的线
//程可能会被意外唤醒，如果这个时候head != NULL，则不是我们想要的情况。
//这个时候，应该让线程继续进入pthread_cond_wait
// pthread_cond_wait会先解除之前的pthread_mutex_lock锁定的mtx，
//然后阻塞在等待对列里休眠，直到再次被唤醒（大多数情况下是等待的条件成立
//而被唤醒，唤醒后，该进程会先锁定先pthread_mutex_lock(&mtx);，再读取资源
//用这个流程是比较清楚的/*block-->unlock-->wait() return-->lock*/
thread_cond_wait(&cond, &mtx)
= head
head = head->n_next
rintf("Got %d from front of queue/n", p->n_number)
free(p)
}
thread_mutex_unlock(&mtx);             //临界区数据操作完毕，释放互斥锁
}
thread_cleanup_pop(0)
return0
}
int main(void)
{
thread_t tid
int i
truct node *
//子线程会一直等待资源，类似生产者和消费者，但是这里的消费者可以是多个消费者，而
//不仅仅支持普通的单个消费者，这个模型虽然简单，但是很强大
thread_create(&tid, NULL, thread_func, NULL)
leep(1)
for (i =0; i <10; i++)
{
= (struct node*)malloc(sizeof(struct node))
->n_number = i
thread_mutex_lock(&mtx);             //需要操作head这个临界资源，先加锁，
->n_next = head
head =
thread_cond_signal(&cond)
thread_mutex_unlock(&mtx);           //解锁
leep(1)
}
rintf("thread 1 wanna end the line.So cancel thread 2./n")
//关于pthread_cancel，有一点额外的说明，它是从外部终止子线程，子线程会在最近的取消点，退出
//线程，而在我们的代码里，最近的取消点肯定就是pthread_cond_wait()了。
thread_cancel(tid)
thread_join(tid, NULL)
rintf("All done -- exiting/n")
return0
}

3）信号量

如同进程一样，线程也可以通过信号量来实现通信，虽然是轻量级的。

信号量函数的名字都以"sem_"打头。线程使用的基本信号量函数有四个。

#include <semaphore.h>

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

这是对由sem指定的信号量进行初始化，设置好它的共享选项（linux 只支持为0，即表示它是当前进程的局部信号量），然后给它一个初始值VALUE。

两个原子操作函数：

int sem_wait(sem_t *sem)

int sem_post(sem_t *sem)

这两个函数都要用一个由sem_init调用初始化的信号量对象的指针做参数。

em_post：给信号量的值加1；

em_wait:给信号量减1；对一个值为0的信号量调用sem_wait,这个函数将会等待直到有其它线程使它不再是0为止。

int sem_destroy(sem_t *sem)

这个函数的作用是再我们用完信号量后都它进行清理。归还自己占有的一切资源。

参考：