Posix線程編程指南(3)
一．互斥鎖
盡管在Posix Thread中同樣可以使用IPC的信號量機制來實現互斥鎖mutex功能，但顯然semphore的功能過于強大了，在Posix Thread中定義了另外一套專門用于線程同步的mutex函數。
1． 創建和銷毀
有兩種方法創建互斥鎖，靜態方式和動態方式。POSIX定義了一個宏PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER來靜態初始化互斥鎖，方法如下：
pthread_mutex_t mutex=PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
在LinuxThreads實現中，pthread_mutex_t是一個結構，而PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER則是一個結構常量。
動態方式是采用pthread_mutex_init()函數來初始化互斥鎖，API定義如下：
int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *mutex, const pthread_mutexattr_t ? *mutexattr)
其中mutexattr用于指定互斥鎖屬性（見下），如果為NULL則使用缺省屬性。
pthread_mutex_destroy()用于注銷一個互斥鎖，API定義如下：
int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex)
銷毀一個互斥鎖即意味著釋放它所占用的資源，且要求鎖當前處于開放狀態。由于在Linux中，互斥鎖并不占用任何資源，因此LinuxThreads中的pthread_mutex_destroy()除了檢查鎖狀態以外（鎖定狀態則返回EBUSY）沒有其他動作。
2． 互斥鎖屬性
互斥鎖的屬性在創建鎖的時候指定，在LinuxThreads實現中僅有一個鎖類型屬性，不同的鎖類型在試圖對一個已經被鎖定的互斥鎖加鎖時表現不同。當前（glibc2.2.3,linuxthreads0.9）有四個值可供選擇：
PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP，這是缺省值，也就是普通鎖。當一個線程加鎖以后，其余請求鎖的線程將形成一個等待隊列，并在解鎖后按優先級獲得鎖。這種鎖策略保證了資源分配的公平性。
PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NP，嵌套鎖，允許同一個線程對同一個鎖成功獲得多次，并通過多次unlock解鎖。如果是不同線程請求，則在加鎖線程解鎖時重新競爭。
PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP，檢錯鎖，如果同一個線程請求同一個鎖，則返回EDEADLK，否則與PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP類型動作相同。這樣就保證當不允許多次加鎖時不會出現最簡單情況下的死鎖。
PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP，適應鎖，動作最簡單的鎖類型，僅等待解鎖后重新競爭。
3． 鎖操作
鎖操作主要包括加鎖pthread_mutex_lock()、解鎖pthread_mutex_unlock()和測試加鎖pthread_mutex_trylock()三個，不論哪種類型的鎖，都不可能被兩個不同的線程同時得到，而必須等待解鎖。對于普通鎖和適應鎖類型，解鎖者可以是同進程內任何線程；而檢錯鎖則必須由加鎖者解鎖才有效，否則返回EPERM；對于嵌套鎖，文檔和實現要求必須由加鎖者解鎖，但實驗結果表明并沒有這種限制，這個不同目前還沒有得到解釋。在同一進程中的線程，如果加鎖后沒有解鎖，則任何其他線程都無法再獲得鎖。
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()語義與pthread_mutex_lock()類似，不同的是在鎖已經被占據時返回EBUSY而不是掛起等待。
4． 其他
POSIX線程鎖機制的Linux實現都不是取消點，因此，延遲取消類型的線程不會因收到取消信號而離開加鎖等待。值得注意的是，如果線程在加鎖后解鎖前被取消，鎖將永遠保持鎖定狀態，因此如果在關鍵區段內有取消點存在，或者設置了異步取消類型，則必須在退出回調函數中解鎖。
這個鎖機制同時也不是異步信號安全的，也就是說，不應該在信號處理過程中使用互斥鎖，否則容易造成死鎖。
二．條件變量
條件變量是利用線程間共享的全局變量進行同步的一種機制，主要包括兩個動作：一個線程等待"條件變量的條件成立"而掛起；另一個線程使"條件成立"（給出條件成立信號）。為了防止競爭，條件變量的使用總是和一個互斥鎖結合在一起。
1． 創建和注銷
條件變量和互斥鎖一樣，都有靜態動態兩種創建方式，靜態方式使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量，如下：
pthread_cond_t cond=PTHREAD_COND_INITIALIZER
動態方式調用pthread_cond_init()函數，API定義如下：
int pthread_cond_init(pthread_cond_t *cond, pthread_condattr_t *cond_attr)
盡管POSIX標準中為條件變量定義了屬性，但在LinuxThreads中沒有實現，因此cond_attr值通常為NULL，且被忽略。
注銷一個條件變量需要調用pthread_cond_destroy()，只有在沒有線程在該條件變量上等待的時候才能注銷這個條件變量，否則返回EBUSY。因為Linux實現的條件變量沒有分配什么資源，所以注銷動作只包括檢查是否有等待線程。API定義如下：
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond)
2． 等待和激發
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)
等待條件有兩種方式：無條件等待pthread_cond_wait()和計時等待pthread_cond_timedwait()，其中計時等待方式如果在給定時刻前條件沒有滿足，則返回ETIMEOUT，結束等待，其中abstime以與time()系統調用相同意義的絕對時間形式出現，0表示格林尼治時間1970年1月1日0時0分0秒。
無論哪種等待方式，都必須和一個互斥鎖配合，以防止多個線程同時請求pthread_cond_wait()（或pthread_cond_timedwait()，下同）的競爭條件（Race Condition）。mutex互斥鎖必須是普通鎖（PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP）或者適應鎖（PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP），且在調用pthread_cond_wait()前必須由本線程加鎖（pthread_mutex_lock()），而在更新條件等待隊列以前，mutex保持鎖定狀態，并在線程掛起進入等待前解鎖。在條件滿足從而離開pthread_cond_wait()之前，mutex將被重新加鎖，以與進入pthread_cond_wait()前的加鎖動作對應。
激發條件有兩種形式，pthread_cond_signal()激活一個等待該條件的線程，存在多個等待線程時按入隊順序激活其中一個；而pthread_cond_broadcast()則激活所有等待線程。
3． 其他
pthread_cond_wait()和pthread_cond_timedwait()都被實現為取消點，因此，在該處等待的線程將立即重新運行，在重新鎖定mutex后離開pthread_cond_wait()，然后執行取消動作。也就是說如果pthread_cond_wait()被取消，mutex是保持鎖定狀態的，因而需要定義退出回調函數來為其解鎖。
以下示例集中演示了互斥鎖和條件變量的結合使用，以及取消對于條件等待動作的影響。在例子中，有兩個線程被啟動，并等待同一個條件變量，如果不使用退出回調函數（見范例中的注釋部分），則tid2將在pthread_mutex_lock()處永久等待。如果使用回調函數，則tid2的條件等待及主線程的條件激發都能正常工作。
#include
如果不做注釋5的pthread_cancel()動作，即使沒有那些sleep()延時操作，child1和child2都能正常工作。注釋3和注釋4的延遲使得child1有時間完成取消動作，從而使child2能在child1退出之后進入請求鎖操作。如果沒有注釋1和注釋2的回調函數定義，系統將掛起在child2請求鎖的地方；而如果同時也不做注釋3和注釋4的延時，child2能在child1完成取消動作以前得到控制，從而順利執行申請鎖的操作，但卻可能掛起在pthread_cond_wait()中，因為其中也有申請mutex的操作。child1函數給出的是標準的條件變量的使用方式：回調函數保護，等待條件前鎖定，pthread_cond_wait()返回后解鎖。
條件變量機制不是異步信號安全的，也就是說，在信號處理函數中調用pthread_cond_signal()或者pthread_cond_broadcast()很可能引起死鎖。
三．信號燈
信號燈與互斥鎖和條件變量的主要不同在于"燈"的概念，燈亮則意味著資源可用，燈滅則意味著不可用。如果說后兩中同步方式側重于"等待"操作，即資源不可用的話，信號燈機制則側重于點燈，即告知資源可用；沒有等待線程的解鎖或激發條件都是沒有意義的，而沒有等待燈亮的線程的點燈操作則有效，且能保持燈亮狀態。當然，這樣的操作原語也意味著更多的開銷。
信號燈的應用除了燈亮/燈滅這種二元燈以外，也可以采用大于1的燈數，以表示資源數大于1，這時可以稱之為多元燈。
1． 創建和注銷
POSIX信號燈標準定義了有名信號燈和無名信號燈兩種，但LinuxThreads的實現僅有無名燈，同時有名燈除了總是可用于多進程之間以外，在使用上與無名燈并沒有很大的區別，因此下面僅就無名燈進行討論。
int sem_init(sem_t *sem, int ? pshared, unsigned int value)
這是創建信號燈的API，其中value為信號燈的初值，pshared表示是否為多進程共享而不僅僅是用于一個進程。LinuxThreads沒有實現多進程共享信號燈，因此所有非0值的pshared輸入都將使sem_init()返回-1，且置errno為ENOSYS。初始化好的信號燈由sem變量表征，用于以下點燈、滅燈操作。
int sem_destroy(sem_t * sem)
被注銷的信號燈sem要求已沒有線程在等待該信號燈，否則返回-1，且置errno為EBUSY。除此之外，LinuxThreads的信號燈注銷函數不做其他動作。
2． 點燈和滅燈
int sem_post(sem_t * sem)
點燈操作將信號燈值原子地加1，表示增加一個可訪問的資源。
int sem_wait(sem_t * sem)
int sem_trywait(sem_t * sem)
sem_wait()為等待燈亮操作，等待燈亮（信號燈值大于0），然后將信號燈原子地減1，并返回。sem_trywait()為sem_wait()的非阻塞版，如果信號燈計數大于0，則原子地減1并返回0，否則立即返回-1，errno置為EAGAIN。
3． 獲取燈值
int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval)
讀取sem中的燈計數，存于*sval中，并返回0。
4． 其他
sem_wait()被實現為取消點，而且在支持原子"比較且交換"指令的體系結構上，sem_post()是唯一能用于異步信號處理函數的POSIX異步信號安全的API。
四．異步信號
由于LinuxThreads是在核外使用核內輕量級進程實現的線程，所以基于內核的異步信號操作對于線程也是有效的。但同時，由于異步信號總是實際發往某個進程，所以無法實現POSIX標準所要求的"信號到達某個進程，然后再由該進程將信號分發到所有沒有阻塞該信號的線程中"原語，而是只能影響到其中一個線程。
POSIX異步信號同時也是一個標準C庫提供的功能，主要包括信號集管理（sigemptyset()、sigfillset()、sigaddset()、sigdelset()、sigismember()等）、信號處理函數安裝（sigaction()）、信號阻塞控制（sigprocmask()）、被阻塞信號查詢（sigpending()）、信號等待(sigsuspend())等，它們與發送信號的kill()等函數配合就能實現進程間異步信號功能。LinuxThreads圍繞線程封裝了sigaction()何raise()，本節集中討論LinuxThreads中擴展的異步信號函數，包括pthread_sigmask()、pthread_kill()和sigwait()三個函數。毫無疑問，所有POSIX異步信號函數對于線程都是可用的。
int pthread_sigmask(int how, ? const sigset_t *newmask, sigset_t *oldmask)
設置線程的信號屏蔽碼，語義與sigprocmask()相同，但對不允許屏蔽的Cancel信號和不允許響應的Restart信號進行了保護。被屏蔽的信號保存在信號隊列中，可由sigpending()函數取出。
int pthread_kill(pthread_t ? thread, int signo)
向thread號線程發送signo信號。實現中在通過thread線程號定位到對應進程號以后使用kill()系統調用完成發送。
int sigwait(const sigset_t *set, ? int *sig)
掛起線程，等待set中指定的信號之一到達，并將到達的信號存入*sig中。POSIX標準建議在調用sigwait()等待信號以前，進程中所有線程都應屏蔽該信號，以保證僅有sigwait()的調用者獲得該信號，因此，對于需要等待同步的異步信號，總是應該在創建任何線程以前調用pthread_sigmask()屏蔽該信號的處理。而且，調用sigwait()期間，原來附接在該信號上的信號處理函數不會被調用。
如果在等待期間接收到Cancel信號，則立即退出等待，也就是說sigwait()被實現為取消點。
五．其他同步方式
除了上述討論的同步方式以外，其他很多進程間通信手段對于LinuxThreads也是可用的，比如基于文件系統的IPC（管道、Unix域Socket等）、消息隊列（Sys.V或者Posix的）、System ? V的信號燈等。只有一點需要注意，LinuxThreads在核內是作為共享存儲區、共享文件系統屬性、共享信號處理、共享文件描述符的獨立進程看待的。
本文是第四篇將向您講述線程中止。
1．線程終止方式
一般來說，Posix的線程終止有兩種情況：正常終止和非正常終止。線程主動調用pthread_exit()或者從線程函數中return都將使線程正常退出，這是可預見的退出方式；非正常終止是線程在其他線程的干預下，或者由于自身運行出錯（比如訪問非法地址）而退出，這種退出方式是不可預見的。
2．線程終止時的清理
不論是可預見的線程終止還是異常終止，都會存在資源釋放的問題，在不考慮因運行出錯而退出的前提下，如何保證線程終止時能順利的釋放掉自己所占用的資源，特別是鎖資源，就是一個必須考慮解決的問題。
最經常出現的情形是資源獨占鎖的使用：線程為了訪問臨界資源而為其加上鎖，但在訪問過程中被外界取消，如果線程處于響應取消狀態，且采用異步方式響應，或者在打開獨占鎖以前的運行路徑上存在取消點，則該臨界資源將永遠處于鎖定狀態得不到釋放。外界取消操作是不可預見的，因此的確需要一個機制來簡化用于資源釋放的編程。
在POSIX線程API中提供了一個pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()函數對用于自動釋放資源--從pthread_cleanup_push()的調用點到pthread_cleanup_pop()之間的程序段中的終止動作（包括調用pthread_exit()和取消點終止）都將執行pthread_cleanup_push()所指定的清理函數。API定義如下：
void pthread_cleanup_push(void (*routine) (void? *),? ? void *arg)
void pthread_cleanup_pop(int execute)
pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()采用先入后出的棧結構管理，void routine(void *arg)函數在調用pthread_cleanup_push()時壓入清理函數棧，多次對pthread_cleanup_push()的調用將在清理函數棧中形成一個函數鏈，在執行該函數鏈時按照壓棧的相反順序彈出。execute參數表示執行到pthread_cleanup_pop()時是否在彈出清理函數的同時執行該函數，為0表示不執行，非0為執行；這個參數并不影響異常終止時清理函數的執行。
pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()是以宏方式實現的，這是pthread.h中的宏定義：
#define pthread_cleanup_push(routine,arg)????????????????????????????? ???????\
{ struct ? _pthread_cleanup_buffer _buffer;?????????????????????????????????? \
_pthread_cleanup_push (&_buffer, (routine), (arg));
#define pthread_cleanup_pop(execute)????????????????????????????????????????? \
_pthread_cleanup_pop (&_buffer, (execute)); }
可見，pthread_cleanup_push()帶有一個"{"，而pthread_cleanup_pop()帶有一個"}"，因此這兩個函數必須成對出現，且必須位于程序的同一級別的代碼段中才能通過編譯。在下面的例子里，當線程在"do some work"中終止時，將主動調用pthread_mutex_unlock(mut)，以完成解鎖動作。
pthread_cleanup_push(pthread_mutex_unlock, (void *) ? &mut);
pthread_mutex_lock(&mut);
/* do some work */
pthread_mutex_unlock(&mut);
pthread_cleanup_pop(0);
必須要注意的是，如果線程處于PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS狀態，上述代碼段就有可能出錯，因為CANCEL事件有可能在pthread_cleanup_push()和pthread_mutex_lock()之間發生，或者在pthread_mutex_unlock()和pthread_cleanup_pop()之間發生，從而導致清理函數unlock一個并沒有加鎖的mutex變量，造成錯誤。因此，在使用清理函數的時候，都應該暫時設置成PTHREAD_CANCEL_DEFERRED模式。為此，POSIX的Linux實現中還提供了一對不保證可移植的pthread_cleanup_push_defer_np()/pthread_cleanup_pop_defer_np()擴展函數，功能與以下代碼段相當：
{ int oldtype;
pthread_setcanceltype(PTHREAD_CANCEL_DEFERRED, ? &oldtype);
pthread_cleanup_push(routine, arg);
...
pthread_cleanup_pop(execute);
pthread_setcanceltype(oldtype, NULL);
}
3．線程終止的同步及其返回值
一般情況下，進程中各個線程的運行都是相互獨立的，線程的終止并不會通知，也不會影響其他線程，終止的線程所占用的資源也并不會隨著線程的終止而得到釋放。正如進程之間可以用wait()系統調用來同步終止并釋放資源一樣，線程之間也有類似機制，那就是pthread_join()函數。
void pthread_exit(void *retval)
int pthread_join(pthread_t th, void **thread_return)
int pthread_detach(pthread_t th)
pthread_join()的調用者將掛起并等待th線程終止，retval是pthread_exit()調用者線程（線程ID為th）的返回值，如果thread_return不為NULL，則*thread_return=retval。需要注意的是一個線程僅允許唯一的一個線程使用pthread_join()等待它的終止，并且被等待的線程應該處于可join狀態，即非DETACHED狀態。
如果進程中的某個線程執行了pthread_detach(th)，則th線程將處于DETACHED狀態，這使得th線程在結束運行時自行釋放所占用的內存資源，同時也無法由pthread_join()同步，pthread_detach()執行之后，對th請求pthread_join()將返回錯誤。
一個可join的線程所占用的內存僅當有線程對其執行了pthread_join()后才會釋放，因此為了避免內存泄漏，所有線程的終止，要么已設為DETACHED，要么就需要使用pthread_join()來回收。
4．關于pthread_exit()和return
理論上說，pthread_exit()和線程宿體函數退出的功能是相同的，函數結束時會在內部自動調用pthread_exit()來清理線程相關的資源。但實際上二者由于編譯器的處理有很大的不同。
在進程主函數（main()）中調用pthread_exit()，只會使主函數所在的線程（可以說是進程的主線程）退出；而如果是return，編譯器將使其調用進程退出的代碼（如_exit()），從而導致進程及其所有線程結束運行。
其次，在線程宿主函數中主動調用return，如果return語句包含在pthread_cleanup_push()/pthread_cleanup_pop()對中，則不會引起清理函數的執行，反而會導致segment fault。
在Posix線程規范中還有幾個輔助函數難以歸類，暫且稱其為雜項函數，主要包括pthread_self()、pthread_equal()和pthread_once()三個，另外還有一個LinuxThreads非可移植性擴展函數pthread_kill_other_threads_np()。本文就介紹這幾個函數的定義和使用。
1．獲得本線程ID
pthread_t pthread_self(void)
本函數返回本線程的標識符。
在LinuxThreads中，每個線程都用一個pthread_descr結構來描述，其中包含了線程狀態、線程ID等所有需要的數據結構，此函數的實現就是在線程棧幀中找到本線程的pthread_descr結構，然后返回其中的p_tid項。
pthread_t類型在LinuxThreads中定義為無符號長整型。
2．判斷兩個線程是否為同一線程
int pthread_equal(pthread_t thread1, pthread_t thread2)
判斷兩個線程描述符是否指向同一線程。在LinuxThreads中，線程ID相同的線程必然是同一個線程，因此，這個函數的實現僅僅判斷thread1和thread2是否相等。
3．僅執行一次的操作
int pthread_once(pthread_once_t *once_control, void (*init_routine) (void))
本函數使用初值為PTHREAD_ONCE_INIT的once_control變量保證init_routine()函數在本進程執行序列中僅執行一次。
#include
#include
pthread_once_t? ? once=PTHREAD_ONCE_INIT;
void??? ? once_run(void)
{
printf("once_run in thread %d\n",pthread_self());
}
void * child1(void *arg)
{
int ? tid=pthread_self();
printf("thread %d enter\n",tid);
pthread_once(&once,once_run);
printf("thread %d returns\n",tid);
}
void * child2(void *arg)
{
int ? tid=pthread_self();
printf("thread %d enter\n",tid);
pthread_once(&once,once_run);
printf("thread %d returns\n",tid);
}
int main(void)
{
int ? tid1,tid2;
printf("hello\n");
pthread_create(&tid1,NULL,child1,NULL);
pthread_create(&tid2,NULL,child2,NULL);
sleep(10);
printf("main thread exit\n");
return 0;
}
once_run()函數僅執行一次，且究竟在哪個線程中執行是不定的，盡管pthread_once(&once,once_run)出現在兩個線程中。
LinuxThreads使用互斥鎖和條件變量保證由pthread_once()指定的函數執行且僅執行一次，而once_control則表征是否執行過。如果once_control的初值不是PTHREAD_ONCE_INIT（LinuxThreads定義為0），pthread_once()的行為就會不正常。在LinuxThreads中，實際"一次性函數"的執行狀態有三種：NEVER（0）、IN_PROGRESS（1）、DONE（2），如果once初值設為1，則由于所有pthread_once()都必須等待其中一個激發"已執行一次"信號，因此所有pthread_once()都會陷入永久的等待中；如果設為2，則表示該函數已執行過一次，從而所有pthread_once()都會立即返回0。
4． pthread_kill_other_threads_np()
void pthread_kill_other_threads_np(void)
這個函數是LinuxThreads針對本身無法實現的POSIX約定而做的擴展。POSIX要求當進程的某一個線程執行exec*系統調用在進程空間中加載另一個程序時，當前進程的所有線程都應終止。由于LinuxThreads的局限性，該機制無法在exec中實現，因此要求線程執行exec前手工終止其他所有線程。pthread_kill_other_threads_np()的作用就是這個。
需要注意的是，pthread_kill_other_threads_np()并沒有通過pthread_cancel()來終止線程，而是直接向管理線程發"進程退出"信號，使所有其他線程都結束運行，而不經過Cancel動作，當然也不會執行退出回調函數。盡管LinuxThreads的實驗結果與文檔說明相同，但代碼實現中卻是用的__pthread_sig_cancel信號來kill線程，應該效果與執行pthread_cancel()是一樣的，其中原因目前還不清楚。
任務調度 機器學習
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