Linux下线程同步的几种方法
Linux下提供了多种方式来处理线程同步，最常用的是互斥锁、条件变量和信号量。
一、互斥锁（mutex）
锁机制是同一时刻只允许一个线程执行一个关键部分的代码。
1. 初始化锁
int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *mutex,const pthread_mutex_attr_t *mutexattr);
其中参数 mutexattr 用于指定锁的属性（见下），如果为NULL则使用缺省属性。
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：
（1）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。
（2）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。
（3）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。
（4）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。
2. 阻塞加锁
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex *mutex);
3. 非阻塞加锁
int pthread_mutex_trylock( pthread_mutex_t *mutex);
该函数语义与 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. 解锁（要求锁是lock状态,并且由加锁线程解锁）
int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex *mutex);
5. 销毁锁（此时锁必需unlock状态,否则返回EBUSY）
int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex *mutex);
示例代码：
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
int gn;
void* thread(void *arg)
{
printf("thread's ID is %d\n",pthread_self());
pthread_mutex_lock(&mutex);
gn = 12;
printf("Now gn = %d\n",gn);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
return NULL;
}
int main()
{
pthread_t id;
printf("main thread's ID is %d\n",pthread_self());
gn = 3;
printf("In main func, gn = %d\n",gn);
if (!pthread_create(&id, NULL, thread, NULL))
{
printf("Create thread success!\n");
}else
{
printf("Create thread failed!\n");
}
pthread_join(id, NULL);
pthread_mutex_destroy(&mutex);
return 0;
}
二、条件变量（cond）
条件变量是利用线程间共享全局变量进行同步的一种机制。条件变量上的基本操作有：触发条件(当条件变为 true 时)；等待条件，挂起线程直到其他线程触发条件。
1. 初始化条件变量
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Linux中没有实现，因此cond_attr值通常为NULL，且被忽略。
2. 有两个等待函数
（1）无条件等待
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond,pthread_mutex_t *mutex);
（2）计时等待
int pthread_cond_timewait(pthread_cond_t *cond,pthread_mutex *mutex,const timespec *abstime);
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（用 pthread_cond_wait() 或 pthread_cond_timedwait() 请求）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。
3. 激发条件
（1）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）
int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond);
（2）激活所有等待线程
int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond);
4. 销毁条件变量
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond);
只有在没有线程在该条件变量上等待的时候才能销毁这个条件变量，否则返回EBUSY
说明：
1. pthread_cond_wait 自动解锁互斥量(如同执行了pthread_unlock_mutex)，并等待条件变量触发。这时线程挂起，不占用CPU时间，直到条件变量被触发（变量为ture）。在调用 pthread_cond_wait之前，应用程序必须加锁互斥量。pthread_cond_wait函数返回前，自动重新对互斥量加锁(如同执行了pthread_lock_mutex)。
2. 互斥量的解锁和在条件变量上挂起都是自动进行的。因此，在条件变量被触发前，如果所有的线程都要对互斥量加锁，这种机制可保证在线程加锁互斥量和进入等待条件变量期间，条件变量不被触发。条件变量要和互斥量相联结，以避免出现条件竞争——个线程预备等待一个条件变量，当它在真正进入等待之前，另一个线程恰好触发了该条件（条件满足信号有可能在测试条件和调用pthread_cond_wait函数（block）之间被发出，从而造成无限制的等待）。
3. 条件变量函数不是异步信号安全的，不应当在信号处理程序中进行调用。特别要注意，如果在信号处理程序中调用 pthread_cond_signal 或 pthread_cond_boardcast 函数，可能导致调用线程死锁
示例代码1：
#include <stdio.h>
#include <pthread.h>
#include "stdlib.h"
#include "unistd.h"
pthread_mutex_t mutex;
pthread_cond_t cond;
void hander(void *arg)
{
free(arg);
(void)pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
void *thread1(void *arg)
{
pthread_cleanup_push(hander, &mutex);
while(1)
{
printf("thread1 is running\n");
pthread_mutex_lock(&mutex);
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread1 applied the condition\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep(4);
}
pthread_cleanup_pop(0);
}
void *thread2(void *arg)
{
while(1)
{
printf("thread2 is running\n");
pthread_mutex_lock(&mutex);
pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
printf("thread2 applied the condition\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep(1);
}
}
int main()
{
pthread_t thid1,thid2;
printf("condition variable study!\n");
pthread_mutex_init(&mutex,NULL);
pthread_cond_init(&cond,NULL);
pthread_create(&thid1,NULL,thread1,NULL);
pthread_create(&thid2,NULL,thread2,NULL);
sleep(1);
do{
pthread_cond_signal(&cond);
}while(1);
sleep(20);
pthread_exit(0);
return 0;
}
示例代码2：
#include <pthread.h>
#include <unistd.h>
#include "stdio.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;
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)
{
// 这个mutex主要是用来保证pthread_cond_wait的并发性。
pthread_mutex_lock(&mtx);
while (head == NULL)
{
/* 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
* 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。*/
pthread_cond_wait(&cond, &mtx);
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;
}
int main(void)
{
pthread_t tid;
int i;
struct node *p;
/* 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。*/
pthread_create(&tid, NULL, thread_func, NULL);
sleep(1);
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 line.So cancel thread 2.\n");
/* 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_cancel(tid);
pthread_join(tid, NULL);
printf("All done -- exiting\n");
return 0;
}
可以看出，等待条件变量信号的用法约定一般是这样的：
...
pthread_mutex_lock(&mutex);
...
pthread_cond_wait (&cond, &mutex);
...
pthread_mutex_unlock (&mutex);
...
相信很多人都会有这个疑问：为什么pthread_cond_wait需要的互斥锁不在函数内部定义，而要使用户定义的呢？现在没有时间研究 pthread_cond_wait 的源代码，带着这个问题对条件变量的用法做如下猜测，希望明白真相看过源代码的朋友不吝指正。
1. pthread_cond_wait 和 pthread_cond_timewait 函数为什么需要互斥锁？因为：条件变量是线程同步的一种方法，这两个函数又是等待信号的函数，函数内部一定有须要同步保护的数据。
2. 使用用户定义的互斥锁而不在函数内部定义的原因是：无法确定会有多少用户使用条件变量，所以每个互斥锁都须要动态定义，而且管理大量互斥锁的开销太大，使用用户定义的即灵活又方便，符合UNIX哲学的编程风格（随便推荐阅读《UNIX编程哲学》这本好书！）。
3. 好了，说完了1和2，我们来自由猜测一下 pthread_cond_wait 函数的内部结构吧：
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex)
{
if（没有条件信号）
{
（1）pthread_mutex_unlock (mutex); // 因为用户在函数外面已经加锁了（这是使用约定），但是在没有信号的情况下为了让其他线程也能等待cond，必须解锁。
（2） 阻塞当前线程，等待条件信号（当然应该是类似于中断触发的方式等待，而不是软件轮询的方式等待）... 有信号就继续执行后面。
（3） pthread_mutex_lock (mutex); // 因为用户在函数外面要解锁（这也是使用约定），所以要与1呼应加锁，保证用户感觉依然是自己加锁、自己解锁。
}
...
}
三、 信号量
如同进程一样，线程也可以通过信号量来实现通信，虽然是轻量级的。
线程使用的基本信号量函数有四个：
#include <semaphore.h>
1. 初始化信号量
int sem_init (sem_t *sem , int pshared, unsigned int value);
参数：
sem - 指定要初始化的信号量；
pshared - 信号量 sem 的共享选项，linux只支持0，表示它是当前进程的局部信号量；
value - 信号量 sem 的初始值。
2. 信号量值加1
给参数sem指定的信号量值加1。
int sem_post(sem_t *sem);
3. 信号量值减1
给参数sem指定的信号量值减1。
int sem_wait(sem_t *sem);
如果sem所指的信号量的数值为0，函数将会等待直到有其它线程使它不再是0为止。
4. 销毁信号量
销毁指定的信号量。
int sem_destroy(sem_t *sem);
示例代码：
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
#include <semaphore.h>
#include <errno.h>
#define return_if_fail(p) if((p) == 0){printf ("[%s]:func error!\n", __func__);return;}
typedef struct _PrivInfo
{
sem_t s1;
sem_t s2;
time_t end_time;
}PrivInfo;
static void info_init (PrivInfo* prifo);
static void info_destroy (PrivInfo* prifo);
static void* pthread_func_1 (PrivInfo* prifo);
static void* pthread_func_2 (PrivInfo* prifo);
int main (int argc, char** argv)
{
pthread_t pt_1 = 0;
pthread_t pt_2 = 0;
int ret = 0;
PrivInfo* prifo = NULL;
prifo = (PrivInfo* )malloc (sizeof (PrivInfo));
if (prifo == NULL)
{
printf ("[%s]: Failed to malloc priv.\n");
return -1;
}
info_init (prifo);
ret = pthread_create (&pt_1, NULL, (void*)pthread_func_1, prifo);
if (ret != 0)
{
perror ("pthread_1_create:");
}
ret = pthread_create (&pt_2, NULL, (void*)pthread_func_2, prifo);
if (ret != 0)
{
perror ("pthread_2_create:");
}
pthread_join (pt_1, NULL);
pthread_join (pt_2, NULL);
info_destroy (prifo);
return 0;
}
static void info_init (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
prifo->end_time = time(NULL) + 10;
sem_init (&prifo->s1, 0, 1);
sem_init (&prifo->s2, 0, 0);
return;
}
static void info_destroy (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
sem_destroy (&prifo->s1);
sem_destroy (&prifo->s2);
free (prifo);
prifo = NULL;
return;
}
static void* pthread_func_1 (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
while (time(NULL) < prifo->end_time)
{
sem_wait (&prifo->s2);
printf ("pthread1: pthread1 get the lock.\n");
sem_post (&prifo->s1);
printf ("pthread1: pthread1 unlock\n");
sleep (1);
}
return;
}
static void* pthread_func_2 (PrivInfo* prifo)
{
return_if_fail (prifo != NULL);
while (time (NULL) < prifo->end_time)
{
sem_wait (&prifo->s1);
printf ("pthread2: pthread2 get the unlock.\n");
sem_post (&prifo->s2);
printf ("pthread2: pthread2 unlock.\n");
sleep (1);
}
return;
}
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。
条件变量与互斥锁、信号量的区别
1.互斥锁必须总是由给它上锁的线程解锁，信号量的挂出即不必由执行过它的等待操作的同一进程执行。一个线程可以等待某个给定信号灯，而另一个线程可以挂出该信号灯。
2.互斥锁要么锁住，要么被解开（二值状态，类型二值信号量）。
3.由于信号量有一个与之关联的状态（它的计数值），信号量挂出操作总是被记住。然而当向一个条件变量发送信号时，如果没有线程等待在该条件变量上，那么该信号将丢失。
4.互斥锁是为了上锁而设计的，条件变量是为了等待而设计的，信号灯即可用于上锁，也可用于等待，因而可能导致更多的开销和更高的复杂性。
参考：http://blog.csdn.net/iw1210/article/details/8509629
也可参考：
