互斥锁pthread_mutex_t与pthread_cond_wait的使用

一、互斥锁的使用
1、互斥锁创建
有两种方法创建互斥锁，静态方式和动态方式。
a)、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。
b)、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。
2、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。
3、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。
4、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。

二、线程间同步pthread_cond_wait

多线程的条件变量

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：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()、pthread_cond_timedwait()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、处理流程
   pthread_cond_wait使用前必须由本线程调用pthread_mutex_lock加锁

pthread_mutex_lock(&mtx);
pthread_cond_wait(&cond, &mtx);
pthread_mutex_unlock(&mtx);

pthread_cond_wait内部处理流程：解锁--->阻塞休眠--->唤醒--->加锁

现在来看一段典型的应用：看注释即可。

#include <pthread.h>
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>

static pthread_mutex_t mtx = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
static pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
struct node
{
    int n_number;
    struct node *n_next;
} *head = NULL; /*[thread_func]*/

/*释放节点内存 */
static void cleanup_handler(void *arg)
{
    printf("Cleanup handler of second thread.\n");
    free(arg);
    (void)pthread_mutex_unlock(&mtx);
}

static void *thread_func(void *arg)
{
    struct node *p = NULL;
    pthread_cleanup_push(cleanup_handler, p);
    while (1)
    {
        pthread_mutex_lock(&mtx);
        //这个mutex_lock主要是用来保护wait等待临界时期的情况，
        //当在wait为放入队列时，这时，已经存在Head条件等待激活的条件，此时可能会漏掉这种处理
        //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
        while (head == NULL)
        {
            pthread_cond_wait(&cond, &mtx);
            // 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*/
            p = head;
            head = head->n_next;
            printf("Got %d from front of queue\n", p->n_number);
            free(p);
            pthread_mutex_unlock(&mtx); //临界区数据操作完毕，释放互斥锁
        }
    }
    pthread_cleanup_pop(0);
    return 0;
    /*EC_CLEANUP_BGN (void)pthread_mutex_unlock(&mtx); EC_FLUSH("thread_func") return 1; EC_CLEANUP_END*/
}

int main(void)
{
    pthread_t tid;
    int i;
    struct node *p;
    pthread_create(&tid, NULL, thread_func, NULL);
    //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 /*[tx6-main]*/
    for (i = 0; i < 10; i++)
    {
        p = (struct node *)malloc(sizeof(struct node));
        p->n_number = i;
        pthread_mutex_lock(&mtx); //需要操作head这个临界资源，先加锁，
        p->n_next = head;
        head = p;
        pthread_cond_signal(&cond);
        pthread_mutex_unlock(&mtx); //解锁
        sleep(1);
    }

    printf("thread 1 wanna end the cancel thread 2.\n");
    pthread_cancel(tid);
    //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。
    pthread_join(tid, NULL);
    printf("All done -- exiting\n");
    return 0; /*[]*/ /*EC_CLEANUP_BGN return EXIT_FAILURE; EC_CLEANUP_END*/
}