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分类: LINUX

2011-04-06 20:12:13

尽管在Posix Thread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Posix Thread中定义了另外一套专门用于线程同步的mutex函数。

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_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定义如下: 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),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: 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。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。

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。

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。

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()类似,不同的是在锁已经被占据时返回EBUSY而不是挂起等待。

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。

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。

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_t cond=PTHREAD_COND_INITIALIZER

动态方式调用pthread_cond_init()函数,API定义如下: 
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,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: 
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond)

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(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。

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_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 %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); }

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。

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。

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。

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

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,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。

int sem_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。

int sem_wait(sem_t * sem) int sem_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。

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,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。

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。

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。

int pthread_kill(pthread_t thread, int signo) 
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。

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。

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)、System V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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给主人留下些什么吧!~~

gududesiling2011-05-13 09:55:17

哥呀,粘贴的时候代码好好弄弄,看着好无奈