POSIX 线程详解，第2部分

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 <pthread.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <stdio.h>
int myglobal;
pthread_mutex_t mymutex=PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
 void *thread_function(void *arg) {
  int i,j;
  for ( i=0; i
</stdio.h></unistd.h></stdlib.h></pthread.h>

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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。

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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独立工作、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。

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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。

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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 64 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。

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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。

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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。

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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。

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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！