如何使用 linux下多线程中条件变量
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在 前一篇文章中 ，谈到了会导致异常结果的线程代码。两个线程分别对同一个全局变量进行了二十次加一。变量的最后应该是 40，但最终却是 21。这是怎么回事呢？因为一个线程不停地“取消”了另一个线程执行的加一操作，所以产生这个问题。现在让我们来查看改
在 前一篇文章中 ，谈到了会导致异常结果的线程代码。两个线程分别对同一个全局变量进行了二十次加一。变量的值最后应该是 40，但最终值却是 21。这是怎么回事呢？因为一个线程不停地“取消”了另一个线程执行的加一操作，所以产生这个问题。现在让我们来查看改正后的代码，它使用互斥对象(mutex)来解决该问题：
thread3.c
#include |
解读一下
如果将这段代码与 前一篇文章 中给出的版本作一个比较，就会注意到增加了 pthread_mutex_lock() 和 pthread_mutex_unlock() 函数调用。在线程程序中这些调用执行了不可或缺的功能。他们提供了一种相互排斥的方法（互斥对象即由此得名）。两个线程不能同时对同一个互斥对象加锁。
互斥对象是这样工作的。如果线程 a 试图锁定一个互斥对象，而此时线程 b 已锁定了同一个互斥对象时，线程 a 就将进入睡眠状态。一旦线程 b 释放了互斥对象（通过 pthread_mutex_unlock() 调用），线程 a 就能够锁定这个互斥对象（换句话说，线程 a 就将从 pthread_mutex_lock() 函数调用中返回，同时互斥对象被锁定）。同样地，当线程 a 正锁定互斥对象时，如果线程 c 试图锁定互斥对象的话，线程 c 也将临时进入睡眠状态。对已锁定的互斥对象上调用 pthread_mutex_lock() 的所有线程都将进入睡眠状态，这些睡眠的线程将“排队”访问这个互斥对象。
通常使用 pthread_mutex_lock() 和 pthread_mutex_unlock() 来保护数据结构。这就是说，通过线程的锁定和解锁，对于某一数据结构，确保某一时刻只能有一个线程能够访问它。可以推测到，当线程试图锁定一个未加锁的互斥对象时，POSIX 线程库将同意锁定，而不会使线程进入睡眠状态。
请看这幅轻松的漫画，四个小精灵重现了最近一次 pthread_mutex_lock() 调用的一个场面。
图中，锁定了互斥对象的线程能够存取复杂的数据结构，而不必担心同时会有其它线程干扰。那个数据结构实际上是“冻结”了，直到互斥对象被解锁为止。pthread_mutex_lock() 和 pthread_mutex_unlock() 函数调用，如同“在施工中”标志一样，将正在修改和读取的某一特定共享数据包围起来。这两个函数调用的作用就是警告其它线程，要它们继续睡眠并等待轮到它们对互斥对象加锁。当然，除非在每个 对特定数据结构进行读写操作的语句前后，都分别放上 pthread_mutex_lock() 和 pthread_mutext_unlock() 调用，才会出现这种情况。
为什么要用互斥对象？
听上去很有趣，但究竟为什么要让线程睡眠呢？要知道，线程的主要优点不就是其具有工作、更多的时候是同时工作的能力吗？是的，确实是这样。然而，每个重要的线程程序都需要使用某些互斥对象。让我们再看一下示例程序以便理解原因所在。
请看 thread_function()，循环中一开始就锁定了互斥对象，最后才将它解锁。在这个示例程序中，mymutex 用来保护 myglobal 的值。仔细查看 thread_function()，加一代码把 myglobal 复制到一个局部变量，对局部变量加一，睡眠一秒钟，在这之后才把局部变量的值传回给 myglobal。不使用互斥对象时，即使主线程在 thread_function() 线程睡眠一秒钟期间内对 myglobal 加一，thread_function() 苏醒后也会覆盖主线程所加的值。使用互斥对象能够保证这种情形不会发生。（您也许会想到，我增加了一秒钟延迟以触发不正确的结果。把局部变量的值赋给 myglobal 之前，实际上没有什么真正理由要求 thread_function() 睡眠一秒钟。）使用互斥对象的新程序产生了期望的结果：
$ ./thread3 o..o..o.o..o..o.o.o.o.o..o..o..o.ooooooo myglobal equals 40 |
为了进一步探索这个极为重要的概念，让我们看一看程序中进行加一操作的代码：
thread_function() 加一代码：
j=myglobal;
j=j+1;
printf(".");
fflush(stdout);
sleep(1);
myglobal=j;
主线程加一代码：
myglobal=myglobal+1;
|
如果代码是位于单线程程序中，可以预期 thread_function() 代码将完整执行。接下来才会执行主线程代码（或者是以相反的顺序执行）。在不使用互斥对象的线程程序中，代码可能（几乎是，由于调用了 sleep() 的缘故）以如下的顺序执行：
thread_function() 线程 主线程
j=myglobal;
j=j+1;
printf(".");
fflush(stdout);
sleep(1); myglobal=myglobal+1;
myglobal=j;
|
当代码以此特定顺序执行时，将覆盖主线程对 myglobal 的修改。程序结束后，就将得到不正确的值。如果是在操纵指针的话，就可能产生段错误。注意到 thread_function() 线程按顺序执行了它的所有指令。看来不象是 thread_function() 有什么次序颠倒。问题是，同一时间内，另一个线程对同一数据结构进行了另一个修改。
线程内幕 1
在解释如何确定在何处使用互斥对象之前，先来深入了解一下线程的内部工作机制。请看第一个例子：
假设主线程将创建三个新线程：线程 a、线程 b 和线程 c。假定首先创建线程 a，然后是线程 b，最后创建线程 c。
pthread_create( &thread_a, NULL, thread_function, NULL); pthread_create( &thread_b, NULL, thread_function, NULL); pthread_create( &thread_c, NULL, thread_function, NULL); |
在第一个 pthread_create() 调用完成后，可以假定线程 a 不是已存在就是已结束并停止。第二个 pthread_create() 调用后，主线程和线程 b 都可以假定线程 a 存在（或已停止）。
然而，就在第二个 create() 调用返回后，主线程无法假定是哪一个线程（a 或 b）会首先开始运行。虽然两个线程都已存在，线程 CPU 时间片的分配取决于内核和线程库。至于谁将首先运行，并没有严格的规则。尽管线程 a 更有可能在线程 b 之前开始执行，但这并无保证。对于多处理器系统，情况更是如此。如果编写的代码假定在线程 b 开始执行之前实际上执行线程 a 的代码，那么，程序最终正确运行的概率是 99%。或者更糟糕，程序在您的机器上 100% 地正确运行，而在您客户的四处理器服务器上正确运行的概率却是零。
从这个例子还可以得知，线程库保留了每个单独线程的代码执行顺序。换句话说，实际上那三个 pthread_create() 调用将按它们出现的顺序执行。从主线程上来看，所有代码都是依次执行的。有时，可以利用这一点来优化部分线程程序。例如，在上例中，线程 c 就可以假定线程 a 和线程 b 不是正在运行就是已经终止。它不必担心存在还没有创建线程 a 和线程 b 的可能性。可以使用这一逻辑来优化线程程序。
线程内幕 2
现在来看另一个假想的例子。假设有许多线程，他们都正在执行下列代码：
myglobal=myglobal+1; |
那么，是否需要在加一操作语句前后分别锁定和解锁互斥对象呢？也许有人会说“不”。编译器极有可能把上述赋值语句编译成一条机器指令。大家都知道，不可能"半途"中断一条机器指令。即使是硬件中断也不会破坏机器指令的完整性。基于以上考虑，很可能倾向于完全省略 pthread_mutex_lock() 和 pthread_mutex_unlock() 调用。不要这样做。
我在说废话吗？不完全是这样。首先，不应该假定上述赋值语句一定会被编译成一条机器指令，除非亲自验证了机器代码。即使插入某些内嵌汇编语句以确保加一操作的完整执行――甚至，即使是自己动手写编译器！-- 仍然可能有问题。
答案在这里。使用单条内嵌汇编操作码在单处理器系统上可能不会有什么问题。每个加一操作都将完整地进行，并且多半会得到期望的结果。但是多处理器系统则截然不同。在多 CPU 机器上，两个单独的处理器可能会在几乎同一时刻（或者，就在同一时刻）执行上述赋值语句。不要忘了，这时对内存的修改需要先从 L1 写入 L2 高速缓存、然后才写入主存。（SMP 机器并不只是增加了处理器而已；它还有用来仲裁对 RAM 存取的特殊硬件。）最终，根本无法搞清在写入主存的竞争中，哪个 CPU 将会"胜出"。要产生可预测的代码，应使用互斥对象。互斥对象将插入一道"内存关卡"，由它来确保对主存的写入按照线程锁定互斥对象的顺序进行。
考虑一种以 32 位块为单位更新主存的 SMP 体系结构。如果未使用互斥对象就对一个 位整数进行加一操作，整数的最高 4 位字节可能来自一个 CPU，而其它 4 个字节却来自另一 CPU。糟糕吧！最糟糕的是，使用差劲的技术，您的程序在重要客户的系统上有可能不是很长时间才崩溃一次，就是早上三点钟就崩溃。David R. Butenhof 在他的《POSIX 线程编程》（请参阅本文末尾的参考资料部分）一书中，讨论了由于未使用互斥对象而将产生的种种情况。
许多互斥对象
如果放置了过多的互斥对象，代码就没有什么并发性可言，运行起来也比单线程解决方案慢。如果放置了过少的互斥对象，代码将出现奇怪和令人尴尬的错误。幸运的是，有一个中间立场。首先，互斥对象是用于串行化存取*共享数据*。不要对非共享数据使用互斥对象，并且，如果程序逻辑确保任何时候都只有一个线程能存取特定数据结构，那么也不要使用互斥对象。
其次，如果要使用共享数据，那么在读、写共享数据时都应使用互斥对象。用 pthread_mutex_lock() 和 pthread_mutex_unlock() 把读写部分保护起来，或者在程序中不固定的地方随机使用它们。学会从一个线程的角度来审视代码，并确保程序中每一个线程对内存的观点都是一致和合适的。为了熟悉互斥对象的用法，最初可能要花好几个小时来编写代码，但是很快就会习惯并且*也*不必多想就能够正确使用它们。
使用调用：初始化
现在该来看看使用互斥对象的各种不同方法了。让我们从初始化开始。在 thread3.c 示例 中，我们使用了静态初始化方法。这需要声明一个 pthread_mutex_t 变量，并赋给它常数 PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER：
pthread_mutex_t mymutex=PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; |
很简单吧。但是还可以动态地创建互斥对象。当代码使用 malloc() 分配一个新的互斥对象时，使用这种动态方法。此时，静态初始化方法是行不通的，并且应当使用例程 pthread_mutex_init()：
int pthread_mutex_init( pthread_mutex_t *mymutex, const pthread_mutexattr_t *attr) |
正如所示，pthread_mutex_init 接受一个指针作为参数以初始化为互斥对象，该指针指向一块已分配好的内存区。第二个参数，可以接受一个可选的 pthread_mutexattr_t 指针。这个结构可用来设置各种互斥对象属性。但是通常并不需要这些属性，所以正常做法是指定 NULL。
一旦使用 pthread_mutex_init() 初始化了互斥对象，就应使用 pthread_mutex_destroy() 消除它。pthread_mutex_destroy() 接受一个指向 pthread_mutext_t 的指针作为参数，并释放创建互斥对象时分配给它的任何资源。请注意，pthread_mutex_destroy()不会 释放用来存储 pthread_mutex_t 的内存。释放自己的内存完全取决于您。还必须注意一点，pthread_mutex_init() 和 pthread_mutex_destroy() 成功时都返回零。
使用调用：锁定
pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex) |
pthread_mutex_lock() 接受一个指向互斥对象的指针作为参数以将其锁定。如果碰巧已经锁定了互斥对象，调用者将进入睡眠状态。函数返回时，将唤醒调用者（显然）并且调用者还将保留该锁。函数调用成功时返回零，失败时返回非零的错误代码。
pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex) |
pthread_mutex_unlock() 与 pthread_mutex_lock() 相配合，它把线程已经加锁的互斥对象解锁。始终应该尽快对已加锁的互斥对象进行解锁（以提高性能）。并且绝对不要对您未保持锁的互斥对象进行解锁操作（否则，pthread_mutex_unlock() 调用将失败并带一个非零的 EPERM 返回值）。
pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex) |
当线程正在做其它事情的时候（由于互斥对象当前是锁定的），如果希望锁定互斥对象，这个调用就相当方便。调用 pthread_mutex_trylock() 时将尝试锁定互斥对象。如果互斥对象当前处于解锁状态，那么您将获得该锁并且函数将返回零。然而，如果互斥对象已锁定，这个调用也不会阻塞。当然，它会返回非零的 EBUSY 错误值。然后可以继续做其它事情，稍后再尝试锁定。
等待条件发生
互斥对象是线程程序必需的工具，但它们并非万能的。例如，如果线程正在等待共享数据内某个条件出现，那会发生什么呢？代码可以反复对互斥对象锁定和解锁，以检查值的任何变化。同时，还要快速将互斥对象解锁，以便其它线程能够进行任何必需的更改。这是一种非常可怕的方法，因为线程需要在合理的时间范围内频繁地循环检测变化。
在每次检查之间，可以让调用线程短暂地进入睡眠，比如睡眠三秒钟，但是因此线程代码就无法最快作出响应。真正需要的是这样一种方法，当线程在等待满足某些条件时使线程进入睡眠状态。一旦条件满足，还需要一种方法以唤醒因等待满足特定条件而睡眠的线程。如果能够做到这一点，线程代码将是非常高效的，并且不会占用宝贵的互斥对象锁。这正是 POSIX 条件变量能做的事！
热心网友
在网上看到这个系列的http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/thread/posix_thread2/index.html文章对Linux下的POSIX线程编程方法阐述的十分的清晰，小弟目前关心要学习线程同步中的条件变量的使用方法，转载一下呵呵......
互斥对象是线程程序必需的工具，但它们并非万能的。例如，如果线程正在等待共享数据内某个条件出现，那会发生什么呢？代码可以反复对互斥对象锁定和解锁， 以检查值的任何变化。同时，还要快速将互斥对象解锁，以便其它线程能够进行任何必需的更改。这是一种非常可怕的方法，因为线程需要在合理的时间范围内频繁 地循环检测变化。
在每次检查之间，可以让调用线程短暂地进入睡眠，比如睡眠三秒钟，但是因此线程代码就无法最快作出响应。真正需要的是这样一种方法，当线程在等待满足某些 条件时使线程进入睡眠状态。一旦条件满足，还需要一种方法以唤醒因等待满足特定条件而睡眠的线程。如果能够做到这一点，线程代码将是非常高效的，并且不会 占用宝贵的互斥对象锁。这正是 POSIX 条件变量能做的事！
本文是 POSIX 线程三部曲系列的最后一部分，Daniel 将详细讨论如何使用条件变量。条件变量是 POSIX 线程结构，可以让您在遇到某些条件时“唤醒”线程。可以将它们看作是一种线程安全的信号发送。Daniel 使用目前您所学到的知识实现了一个多线程工作组应用程序，本文将围绕着这一示例而进行讨论。
条件变量详解
在 上一篇文章结 束时，我描述了一个比较特殊的难题：如果线程正在等待某个特定条件发生，它应该如何处理这种情况？它可以重复对互斥对象锁定和解锁，每次都会检查共享数据 结构，以查找某个值。但这是在浪费时间和资源，而且这种繁忙查询的效率非常低。解决这个问题的最佳方法是使用 pthread_cond_wait() 调用来等待特殊条件发生。
了解 pthread_cond_wait() 的作用非常重要 -- 它是 POSIX 线程信号发送系统的核心，也是最难以理解的部分。
首先，让我们考虑以下情况：线程为查看已链接列表而锁定了互斥对象，然而该列表恰巧是空的。这一特定线程什么也干不了 -- 其设计意图是从列表中除去节点，但是现在却没有节点。因此，它只能：
锁定互斥对象时，线程将调用 pthread_cond_wait(&mycond,&mymutex)。pthread_cond_wait() 调用相当复杂，因此我们每次只执行它的一个操作。
pthread_cond_wait() 所做的第一件事就是同时对互斥对象解锁（于是其它线程可以修改已链接列表），并等待条件 mycond 发生（这样当 pthread_cond_wait() 接收到另一个线程的“信号”时，它将苏醒）。现在互斥对象已被解锁，其它线程可以访问和修改已链接列表，可能还会添加项。
此 时，pthread_cond_wait() 调用还未返回。对互斥对象解锁会立即发生，但等待条件 mycond 通常是一个阻塞操作，这意味着线程将睡眠，在它苏醒之前不会消耗 CPU 周期。这正是我们期待发生的情况。线程将一直睡眠，直到特定条件发生，在这期间不会发生任何浪费 CPU 时间的繁忙查询。从线程的角度来看，它只是在等待 pthread_cond_wait() 调用返回。
现在继续说明，假设 另一个线程（称作“2 号线程”）锁定了 mymutex 并对已链接列表添加了一项。在对互斥对象解锁之后，2 号线程会立即调用函数 pthread_cond_broadcast(&mycond)。此操作之后，2 号线程将使所有等待 mycond 条件变量的线程立即苏醒。这意味着第一个线程（仍处于 pthread_cond_wait() 调用中）现在将苏醒。
现 在，看一下第一个线程发生了什么。您可能会认为在 2 号线程调用 pthread_cond_broadcast(&mymutex) 之后，1 号线程的 pthread_cond_wait() 会立即返回。不是那样！实际上，pthread_cond_wait() 将执行最后一个操作：重新锁定 mymutex。一旦 pthread_cond_wait() 锁定了互斥对象，那么它将返回并允许 1 号线程继续执行。那时，它可以马上检查列表，查看它所感兴趣的更改。
热心网友
使用条件变量最大的好处是可以避免忙等。相当与多线程中的信号。
条件变量是线程中的东西就是等待某一条件的发生和信号一样
以下是说明
，条件变量使我们可以睡眠等待某种条件出现。
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。
条件变量类型为pthread_cond_t
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。API定义如下：
int
pthread_cond_destroy(pthread_cond_t
*cond)
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。
使用绝对时间而非相对时间的优点是。如果函数提前返回（很可能因为捕获了一个信号，）
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。
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。
