互斥锁
尽管在Posix Thread中同样可以使用IPC的信号量
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
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
，并在解锁后按优先级获得锁。这种锁
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
。
* 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
。
3． 锁操作
锁操作主要包括加锁pthread_mutex_lock()、解锁pthread_mutex_unlock()和
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
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
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
同时也不是异步信号
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
条件变量是利用线程间共享的全局变量进行同步的一种
，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
，条件变量的使用总是和一个互斥锁结合在一起。
1． 创建和
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。
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
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
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()
调用相同意义的绝对
形式出现，0表示格林尼治
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
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
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
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，
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
不是异步信号
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。