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2008年(17)

2007年(65)

分类: LINUX

2008-05-08 10:34:57

Posix线程编程指南(3)



内容:

一. 互斥锁
二. 条件变量
三. 信号灯
四. 异步信号
五. 其他同步方式
关于作者


相关内容:

(1) 线程创建与取消
(2) 线程私有数据




线程同步
杨沙洲(pubb@163.net)
2001 年 10 月

这是一个关于Posix线程编程的专栏。作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。

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_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。

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。

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。

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。

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_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)

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。

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_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。

三. 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。

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。

2. 点灯和灭灯
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。

3. 获取灯值
int sem_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。

四. 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。

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。

五. 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)、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。

Posix线程编程指南(4)

内容:

1. 线程终止方式
2. 线程终止时的清理
3. 线程终止的同步及其返回值
4. 关于pthread_exit()和return
参考资料
关于作者


相关内容:

(1) 线程创建与取消
(2) 线程私有数据
(3) 线程同步


线程终止
杨沙洲(pubb@163.net)
2001 年 11 月

这是一个关于Posix线程编程的专栏。作者在阐明概念的基础上,将向您详细讲述Posix线程库API。本文是第四篇将向您讲述线程中止。
1. 线程终止方式
一般来说,Posix的线程终止有两种情况:正常终止和非正常终止。线程主动调用pthread_exit()或者从线程函数中return都将 使线程正常退出,这是可预见的退出方式;非正常终止是线程在其他线程的干预下,或者由于自身运行出错(比如访问非法地址)而退出,这种退出方式是不可预见 的。

2. 线程终止时的清理
不论是可预见的线程终止还是异常终止,都会存在资源释放的问题,在不考虑因运行出错而退出的前提下,如何保证线程终止时能顺利的释放掉自己所占用的资源,特别是锁资源,就是一个必须考虑解决的问题。

最经常出现的情形是资源独占锁的使用:线程为了访问临界资源而为其加上锁,但在访问过程中被外界取消,如果线程处于响应取消状态,且采用异步方式 响应,或者在打开独占锁以前的运行路径上存在取消点,则该临界资源将永远处于锁定状态得不到释放。外界取消操作是不可预见的,因此的确需要一个机制来简化 用于资源释放的编程。

在POSIX线程API中提供了一个pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()函数对用于自动 释放资源--从pthread_cleanup_push()的调用点到pthread_cleanup_pop()之间的程序段中的终止动作(包括调用 pthread_exit()和取消点终止)都将执行pthread_cleanup_push()所指定的清理函数。API定义如下:
void pthread_cleanup_push(void (*routine) (void *), void *arg)
void pthread_cleanup_pop(int execute)

pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()采用先入后出的栈结构管理,void routine(void *arg)函数在调用pthread_cleanup_push()时压入清理函数栈,多次对pthread_cleanup_push()的调用将在清 理函数栈中形成一个函数链,在执行该函数链时按照压栈的相反顺序弹出。execute参数表示执行到pthread_cleanup_pop()时是否在 弹出清理函数的同时执行该函数,为0表示不执行,非0为执行;这个参数并不影响异常终止时清理函数的执行。

pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()是以宏方式实现的,这是pthread.h中的宏定义:
#define pthread_cleanup_push(routine,arg) \
{ struct _pthread_cleanup_buffer _buffer; \
_pthread_cleanup_push (&_buffer, (routine), (arg));
#define pthread_cleanup_pop(execute) \
_pthread_cleanup_pop (&_buffer, (execute)); }

可见,pthread_cleanup_push()带有一个"{",而pthread_cleanup_pop()带有一个"}",因此这两个 函数必须成对出现,且必须位于程序的同一级别的代码段中才能通过编译。在下面的例子里,当线程在"do some work"中终止时,将主动调用pthread_mutex_unlock(mut),以完成解锁动作。
pthread_cleanup_push(pthread_mutex_unlock, (void *) &mut);
pthread_mutex_lock(&mut);
/* do some work */
pthread_mutex_unlock(&mut);
pthread_cleanup_pop(0);


必须要注意的是,如果线程处于PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS状态,上述代码段就有可能出错,因为CANCEL事件有可 能在pthread_cleanup_push()和pthread_mutex_lock()之间发生,或者在 pthread_mutex_unlock()和pthread_cleanup_pop()之间发生,从而导致清理函数unlock一个并没有加锁的 mutex变量,造成错误。因此,在使用清理函数的时候,都应该暂时设置成PTHREAD_CANCEL_DEFERRED模式。为此,POSIX的 Linux实现中还提供了一对不保证可移植的pthread_cleanup_push_defer_np() /pthread_cleanup_pop_defer_np()扩展函数,功能与以下代码段相当:
{ int oldtype;
pthread_setcanceltype(PTHREAD_CANCEL_DEFERRED, &oldtype);
pthread_cleanup_push(routine, arg);
...
pthread_cleanup_pop(execute);
pthread_setcanceltype(oldtype, NULL);
}

3. 线程终止的同步及其返回值
一般情况下,进程中各个线程的运行都是相互独立的,线程的终止并不会通知,也不会影响其他线程,终止的线程所占用的资源也并不会随着线程的终止而 得到释放。正如进程之间可以用wait()系统调用来同步终止并释放资源一样,线程之间也有类似机制,那就是pthread_join()函数。
void pthread_exit(void *retval)
int pthread_join(pthread_t th, void **thread_return)
int pthread_detach(pthread_t th)

pthread_join()的调用者将挂起并等待th线程终止,retval是pthread_exit()调用者线程(线程ID为th)的返 回值,如果thread_return不为NULL,则*thread_return=retval。需要注意的是一个线程仅允许唯一的一个线程使用 pthread_join()等待它的终止,并且被等待的线程应该处于可join状态,即非DETACHED状态。

如果进程中的某个线程执行了pthread_detach(th),则th线程将处于DETACHED状态,这使得th线程在结束运行时自行释放 所占用的内存资源,同时也无法由pthread_join()同步,pthread_detach()执行之后,对th请求pthread_join() 将返回错误。

一个可join的线程所占用的内存仅当有线程对其执行了pthread_join()后才会释放,因此为了避免内存泄漏,所有线程的终止,要么已设为DETACHED,要么就需要使用pthread_join()来回收。

4. 关于pthread_exit()和return
理论上说,pthread_exit()和线程宿体函数退出的功能是相同的,函数结束时会在内部自动调用pthread_exit()来清理线程相关的资源。但实际上二者由于编译器的处理有很大的不同。

在进程主函数(main())中调用pthread_exit(),只会使主函数所在的线程(可以说是进程的主线程)退出;而如果是return,编译器将使其调用进程退出的代码(如_exit()),从而导致进程及其所有线程结束运行。

其次,在线程宿主函数中主动调用return,如果return语句包含在pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()对中,则不会引起清理函数的执行,反而会导致segment fault。
Posix线程编程指南(5)



内容:

1.获得本线程ID
2.判断两个线程是否为同一线程
3.仅执行一次的操作
4.pthread_kill_other_threads_np()
关于作者


相关内容:

(1) 线程创建与取消
(2) 线程私有数据
(3) 线程同步
(4) 线程终止




杂项
杨沙洲(pubb@163.net)
2001 年 11 月

这是一个关于Posix线程编程的专栏。作者在阐明概念的基础上,将向您详细讲述Posix线程库API。本文是第五篇将向您讲述pthread_self()、pthread_equal()和pthread_once()等杂项函数。
在Posix线程规范中还有几个辅助函数难以归类,暂且称其为杂项函数,主要包括pthread_self()、pthread_equal() 和pthread_once()三个,另外还有一个LinuxThreads非可移植性扩展函数 pthread_kill_other_threads_np()。本文就介绍这几个函数的定义和使用。

1. 获得本线程ID


pthread_t pthread_self(void)

本函数返回本线程的标识符。

在LinuxThreads中,每个线程都用一个pthread_descr结构来描述,其中包含了线程状态、线程ID等所有需要的数据结构,此函数的实现就是在线程栈帧中找到本线程的pthread_descr结构,然后返回其中的p_tid项。

pthread_t类型在LinuxThreads中定义为无符号长整型。

2. 判断两个线程是否为同一线程
int pthread_equal(pthread_t thread1, pthread_t thread2)

判断两个线程描述符是否指向同一线程。在LinuxThreads中,线程ID相同的线程必然是同一个线程,因此,这个函数的实现仅仅判断thread1和thread2是否相等。

3. 仅执行一次的操作
int pthread_once(pthread_once_t *once_control, void (*init_routine) (void))

本函数使用初值为PTHREAD_ONCE_INIT的once_control变量保证init_routine()函数在本进程执行序列中仅执行一次。
#include
#include

pthread_once_t once=PTHREAD_ONCE_INIT;

void once_run(void)
{
printf("once_run in thread %d\n",pthread_self());
}

void * child1(void *arg)
{
int tid=pthread_self();
printf("thread %d enter\n",tid);
pthread_once(&once,once_run);
printf("thread %d returns\n",tid);
}

void * child2(void *arg)
{
int tid=pthread_self();
printf("thread %d enter\n",tid);
pthread_once(&once,once_run);
printf("thread %d returns\n",tid);
}

int main(void)
{
int tid1,tid2;

printf("hello\n");
pthread_create(&tid1,NULL,child1,NULL);
pthread_create(&tid2,NULL,child2,NULL);
sleep(10);
printf("main thread exit\n");
return 0;
}



once_run()函数仅执行一次,且究竟在哪个线程中执行是不定的,尽管pthread_once(&once,once_run)出现在两个线程中。

LinuxThreads使用互斥锁和条件变量保证由pthread_once()指定的函数执行且仅执行一次,而once_control则表 征是否执行过。如果once_control的初值不是PTHREAD_ONCE_INIT(LinuxThreads定义为0), pthread_once()的行为就会不正常。在LinuxThreads中,实际"一次性函数"的执行状态有三种:NEVER(0)、 IN_PROGRESS(1)、DONE(2),如果once初值设为1,则由于所有pthread_once()都必须等待其中一个激发"已执行一次" 信号,因此所有pthread_once()都会陷入永久的等待中;如果设为2,则表示该函数已执行过一次,从而所有pthread_once()都会立 即返回0。

4. pthread_kill_other_threads_np()
void pthread_kill_other_threads_np(void)

这个函数是LinuxThreads针对本身无法实现的POSIX约定而做的扩展。POSIX要求当进程的某一个线程执行exec*系统调用在进 程空间中加载另一个程序时,当前进程的所有线程都应终止。由于LinuxThreads的局限性,该机制无法在exec中实现,因此要求线程执行exec 前手工终止其他所有线程。pthread_kill_other_threads_np()的作用就是这个。

需要注意的是,pthread_kill_other_threads_np()并没有通过pthread_cancel()来终止线程,而是直 接向管理线程发"进程退出"信号,使所有其他线程都结束运行,而不经过Cancel动作,当然也不会执行退出回调函数。尽管LinuxThreads的实 验结果与文档说明相同,但代码实现中却是用的__pthread_sig_cancel信号来kill线程,应该效果与执行pthread_cancel ()是一样的,其中原因目前还不清楚。

关于作者
杨沙洲,男,现攻读国防科大计算机学院计算机软件方向博士学位。您可以通过电子邮件pubb@163.net 跟他联系。

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