线程同步之 pthread_cond_wait 和pthread_mutex

pthread_cond_wait 和pthread_mutex常用于父子线程之间的消息通知。

1、条件变量   pthread_cond_t  
    
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。  
  
（1）   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。因为Linux实现的条件变量没有分配什么资源，所以注销动作只包括检查是否有等待线程。API定义如下：    
int   pthread_cond_destroy(pthread_cond_t   *cond)     
  
（2）   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。  
  
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先按线程优先级，然后按入队顺序激活其中一个；而pthread_cond_broadcast()则激活所有等待线程。


给出一个完整例子：

#include <pthread.h>
#include <unistd.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;


/*[thread_func]*/
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) {
    pthread_mutex_lock(&mtx);           //这个mutex主要是用来保证pthread_cond_wait的并发性
    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(&cond, &mtx);         // 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/*block-->unlock-->wait() return-->lock*/
    }
        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;
    pthread_create(&tid, NULL, thread_func, NULL);   //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
    /*[tx6-main]*/
    for (i = 0; i < 10; i++) {
        p = 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");
    pthread_cancel(tid);             //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。关于取消点的信息，有兴趣可以google,这里不多说了
    pthread_join(tid, NULL);
    printf("All done -- exiting/n");
    return 0;
}

2、pthread_cond_wait()与pthread_mutex 配套使用的问题

pthread_cond_wait()函数一进入wait状态就会自动release mutex
pthread_cond_wait() 一旦wait成功获得cond 条件的时候会自动 lock mutex.

（1）pthread_cond_wait之前加锁原因

 
In Thread1:
 
pthread_mutex_lock(&m_mutex);   
pthread_cond_wait(&m_cond,&m_mutex);   
pthread_mutex_unlock(&m_mutex);  
 
In Thread2:
 
pthread_mutex_lock(&m_mutex);   
pthread_cond_signal(&m_cond);   
pthread_mutex_unlock(&m_mutex);  
 
为什么要与pthread_mutex 一起使用呢？ 这是为了应对线程1在调用pthread_cond_wait()但线程1还没有进入wait cond的状态的时候，此时线程2调用了 cond_singal 的情况。 如果不用mutex锁的话，这个cond_singal就丢失了。
加了锁的情况是，线程2必须等到 mutex 被释放（也就是 pthread_cond_wait() 进入wait_cond状态 并自动释放mutex） 
的时候才能调用cond_singal.
（2）pthread_cond_wait之后解锁原因
 pthread_cond_wait() 一旦wait成功获得cond 条件的时候会自动 lock mutex.我对这里返回加锁的理解是线程1需要读取资源（也可能在用户区操作临界资源），需要让线程2执行完发信号并解锁后pthread_cond_wait才能返回，从编程上看也与之前的加锁状态相对应。

(3)取消点问题
  
这就会出现另一个问题。这是因为
 
The pthread_cond_wait() and pthread_cond_timedwait() is a cancellation point.
 
In Thread3:
 
pthread_cancel(&m_thread);
 
pthread_join();
 
因为pthread_cond_wait() and pthread_cond_timedwait()    是线程退出点函数，因此在Thread3中
 
可以调用pthread_cancel()来退出线程1。那样显然线程1会在 pthread_cond_wait(&m_cond,&m_mutex);   
 和 pthread_mutex_unlock(&m_mutex); 之间退出，    pthread_cond_wait() 函数返回后自动lock住了mutex,
 这个时候线程1退出（并没有运行到pthread_mutex_unlock（）），如果Thread2这个时候就再也得不到lock状态了。
 
通常解决这个问题的办法如下
 
void cleanup(void *arg)
{
   pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
void * thread1(void * arg)
{
    pthread_cleanup_push(cleanup, NULL); // thread cleanup handler 
    pthread_mutex_lock(&mutex);
   pthread_cond_wait(&cond, &mutex);
   pthread_mutex_unlock(&mutex);
   pthread_cleanup_pop(0 );
}

（4）pthread_cond_signal 是否需要加锁

在不关心调度顺序的情况下是可以不需要加锁的。这样可以避免thread2 在使用m_mutex 时发现thread1 正在使用而转入睡眠状态，提高了效率。

使用例子如下

In Thread1:
 
pthread_mutex_lock(&m_mutex);   
pthread_cond_wait(&m_cond,&m_mutex);   
pthread_mutex_unlock(&m_mutex);  
 
In Thread2:
 
 pthread_cond_signal(&m_cond);   
  

在这种情况下，如果m_mutex 只是在条件变量中使用则不需要 pthread_cleanup_push  和 pthread_cleanup_pop 了。

详细可参考：http://blog.csdn.net/chenjiayi_yun/article/details/37517485