Linux中线程同步：互斥锁/信号量/条件变量+无锁队列

基本概念

互斥锁，条件变量，信号量
应用

互斥锁

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。

条件变量和互斥锁的配合使用

假设线程t0,t1,t2的操作是sum++,而线程t3则是在sum到达100的时候,打印出一条信息,并对sum清零. 这种情况下,如果只用mutex, 则t3需要一个循环,每个循环里先取得lock_s,然后检查sum的状态,如果sum>=100,则打印并清零,然后unlock。

add() {     pthread_mutex_lock(lock_s);     sum++;     pthread_mutex_unlock(lock_s);     if(sum>=100)         pthread_cond_signal(&cond_sum_ready); }T3线程的print<br><br>print {     pthread_mutex_lock(lock_s);     while(sum<100)         pthread_cond_wait(&cond_sum_ready, &lock_s);     printf(“sum is over 100!”);     sum=0;     pthread_mutex_unlock(lock_s);     return;}

注意两点:

• 在thread_cond_wait()之前,必须先lock相关联的mutex, 因为假如目标条件未满足,pthread_cond_wait()实际上会unlock该mutex, 然后block,在目标条件满足后再重新lock该mutex, 然后返回.这点非常重要。
• 为什么是while(sum<100),而不是if(sum<100) ?这是因为在pthread_cond_signal()和pthread_cond_wait()返回之间,有时间差,假设在这个时间差内,还有另外一个线程t4又把sum减少到100以下了,那么t3在pthread_cond_wait()返回之后,显然应该再检查一遍sum的大小.这就是用while的用意。

pthread_cond_wait总和一个互斥锁结合使用。在调用pthread_cond_wait前要先获取锁。pthread_cond_wait函数执行时先自动释放指定的锁，然后等待条件变量的变化。在函数调用返回之前，自动将指定的互斥量重新锁住。

pthread_cond_signal通过条件变量cond发送消息，若多个消息在等待，它只唤醒一个。pthread_cond_broadcast可以唤醒所有。调用pthread_cond_signal后要立刻释放互斥锁，因为pthread_cond_wait的最后一步是要将指定的互斥量重新锁住，如果pthread_cond_signal之后没有释放互斥锁，pthread_cond_wait仍然要阻塞。

用CAS原子操作实现无锁队列

当多线程需要共享数据和通信的时候，就会发生诸如死锁，共享数据存取等问题。此时可以用无锁队列来解决。
无锁机制的实现是基于CPU提供的一种原子操作CAS（Compare and Swap），它包含三个操作数，内存值V、旧的预期值 oldval、要修改的新值newval，当且仅当内存V中的值和旧值oldval相同时，将内存V修改为newval。

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独占锁是一种悲观锁，synchronized就是一种独占锁，会导致其它所有需要锁的线程挂起，等待持有锁的线程释放锁。而另一个更加有效的锁就是乐观锁。所谓乐观锁就是，每次不加锁而是假设没有冲突而去完成某项操作，如果因为冲突失败就重试，直到成功为止。CAS是一种乐观锁。

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数组队列是一个循环数组，队列至少有一个元素，当头等于尾标示队空，尾加1等于头标示队满。
数组的元素用EMPTY（无数据，标示可以入队）和FULL（有数据，标示可以出队）标记指示，数组一开始全部初始化成 EMPTY标示空队列。
EnQue 操作：如果当前队尾位置为EMPTY，标示线程可以在当前位置入队，通过CAS原子操作把该位置设置为FULL，避免其它线程操作这个位置，操作完后修改队尾位置。各个线程竞争新的队尾位置。
DeQue 操作：如果当前队头位置为FULL，标示线程可以在当前位置出队，通过CAS原子操作把该位置设置为EMPTY，避免其它线程操作这个位置，操作完后修改队头位置。各个线程竞争新的队头位置。

#include "stdlib.h"#include "stdio.h"#include <pthread.h>#define MAXLEN 2#define CAS __sync_bool_compare_and_swapstruct node{    int elem;    int status;//用于状态监测};struct queue{    node elePool[MAXLEN];    int front;    int rear;};enum{    EMPTY =1,    FULL,};queue g_que;void initQue(){    int i = 0;    g_que.front = 0;    g_que.rear  = 0;    //队列中每个元素都初始化为EMPTY    for(i=0;i<MAXLEN;i++)    {        g_que.elePool[i].status = EMPTY;    }    return;}//入队int enque(int elem){    //竞争队尾位置    do    {        //如果循环队列已经满了        if((g_que.rear+1)%MAXLEN == g_que.front)        {            return -1;        }    }while(!CAS(&(g_que.elePool[g_que.rear].status),EMPTY,FULL));    //操作队尾元素    g_que.elePool[g_que.rear].elem = elem;    printf("in--%d(%lu)\n",elem,pthread_self());    //将队尾后移1个    CAS(&(g_que.rear),g_que.rear,(g_que.rear+1)%MAXLEN);    return 0;}//出队int deque(int* pElem){    //竞争队头位置    do    {        //如果队列是空的        if(g_que.rear == g_que.front)        {            return -1;        }    }while(!CAS(&(g_que.elePool[g_que.front].status),FULL,EMPTY));    *pElem = g_que.elePool[g_que.front].elem;    printf("out--%d(%lu)\n",*pElem,pthread_self());    //修改队头的位置    CAS(&(g_que.front),g_que.front,(g_que.front+1)%MAXLEN);    return 0;}

ABA问题

如果另一个线程修改V值假设原来是A，先修改成B，再修改回成A。当前线程的CAS操作无法分辨当前V值是否发生过变化。

各种乐观锁的实现中通常都会用版本戳version来对记录或标记对象，避免并发操作带来的问题，在Java中，AtomicStampedReference<E>也实现了这个作用，它通过包装[E,Integer]的元组来对对象标记版本戳stamp，从而避免ABA问题。

AtomicStampedReference的内部不仅维护了对象值，还维护了一个时间戳（我这里把它称为时间戳，实际上它可以是任何一个整数，它使用整数来表示状态值）。
当AtomicStampedReference对应的数值被修改时，除了更新数据本身外，还必须要更新时间戳。当AtomicStampedReference设置对象值时，对象值以及时间戳都必须满足期望值，写入才会成功。因此，即使对象值被反复读写，写回原值，只要时间戳发生变化，就能防止不恰当的写入，从而解决了ABA问题。