【Linux 系统编程】 互斥锁和条件变量

互斥锁

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。

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。