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  • 共享变量与条件变量的区别
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    2021-10-11 18:07:34

    互斥锁与信号量的异同

    当信号量的初值为1,且在0和1之间变化时,成为二元信号量。其与互斥锁的区别在于:互斥锁有拥有者这一概念,信号量则没有。互斥锁由同一线程加放锁,信号量可以由不同线程进行PV操作。 计数信号量允许多个线程,且值为剩余可用资源数量。互斥锁保证多个线程对一个共享资源的互斥访问,信号量用于协调多个线程对一系列资源的访问

    条件变量与信号量的异同
    信号量利用条件变量、互斥锁、计数器实现,计数器就是信号量的核心,信号量是条件变量的高级抽象

    (1)使用条件变量可以一次唤醒所有等待者,而这个信号量没有的功能,感觉是最大区别。

    (2)信号量是有一个值(状态的),而条件变量是没有的,没有地方记录唤醒(发送信号)过多少次,也没有地方记录唤醒线程(wait返回)过多少次。从实现上来说一个信号量可以是用mutex + counter + condition variable实现的。因为信号量有一个状态,如果想精准的同步,那么信号量可能会有特殊的地方。信号量可以解决条件变量中存在的唤醒丢失问题。

    (3)在Posix.1基本原理一文声称,有了互斥锁和条件变量还提供信号量的原因是:“本标准提供信号量的而主要目的是提供一种进程间同步的方式;这些进程可能共享也可能不共享内存区。互斥锁和条件变量是作为线程间的同步机制说明的;这些线程总是共享(某个)内存区。这两者都是已广泛使用了多年的同步方式。每组原语都特别适合于特定的问题”。尽管信号量的意图在于进程间同步,互斥锁和条件变量的意图在于线程间同步,但是信号量也可用于线程间,互斥锁和条件变量也可用于进程间。应当根据实际的情况进行决定。信号量最有用的场景是用以指明可用资源的数量。

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  • linux条件变量使用和信号量的区别

    千次阅读 2022-03-24 19:37:27
    linux条件变量使用和信号量的区别 今天在学习进程同步机制的时候看见一句话: 条件变量只能在管程中通过两个原语操作——wait原语和signal原语 于是发出了一个疑问:信号量机制和条件变量同步机制的区别在哪里? ...

    linux条件变量使用和与信号量的区别

    今天在学习进程同步机制的时候看见一句话:

    条件变量只能在管程中通过两个原语操作——wait原语和signal原语

    于是发出了一个疑问:信号量机制和条件变量同步机制的区别在哪里?

    一.简单介绍

    1.条件变量同步机制

    • 让进入管程却因资源不足而阻塞的进程暂时放弃管程控制权(开放管程),进入该条件变量的等待队列条件变量只能在管程中通过两个原语操作——wait原语和signal原语。
    • 一个进程已进入管程但无法继续执行,便在相应的条件变量x上调用x.wait( ),将自己阻塞并移入x的等待队列中,放弃管程控制权(开放管程),另一进程可以通过对同一个条件变量执行x.signal( )来唤醒之前在x上等待的进程
    • 条件变量仅起到维护等待队列的作用,不存在相关的值,也不能象信号量那样加减累计。

    2.互斥锁

    在编程中,引入了对象互斥锁的概念,来保证共享数据操作的完整性。每个对象都对应于一个可称为" 互斥锁" 的标记,这个标记用来保证在任一时刻,只能有一个线程访问该对象。
    在Posix Thread中定义有一套专门用于线程同步的mutex()函数。

    下面内容参考:https://www.shuzhiduo.com/A/n2d9WBDvJD/

    二.条件变量的使用:(来自APUE,即UNIX环境高级编程)

    #include <pthread.h>
     
    struct msg {
        struct msg *m_next;
        /* ... more stuff here ... */
    };
    struct msg *workq;
    pthread_cond_t qready = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
    pthread_mutex_t qlock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
     
    void process_msg(void)
    {
        struct msg *mp;
     
        for (;;) {
            pthread_mutex_lock(&qlock);
            while (workq == NULL)
                pthread_cond_wait(&qready, &qlock);
            mp = workq;
            workq = mp->m_next;
            pthread_mutex_unlock(&qlock);
            /* now process the message mp */
        }
    }
     
    void enqueue_msg(struct msg *mp)
    {
        pthread_mutex_lock(&qlock);
        mp->m_next = workq;
        workq = mp;
        pthread_mutex_unlock(&qlock);
        pthread_cond_signal(&qready);
    }
    

    三.条件变量和信号量的区别:

    (1)最大的区别应该是使用条件变量可以一次唤醒所有等待者,但信号量不行。

    (2)信号量有一个表示状态的值,而条件变量是没有的,没有地方记录唤醒(发送信号)过多少次,也没有地方记录唤醒线程(wait返回)过多少次。从实现上来说一个信号量可以是用mutex + counter + condition variable实现的。因为信号量有一个状态,如果想精准的同步,那么信号量可能会有特殊的地方。信号量可以解决条件变量中存在的唤醒丢失问题。

    (3)在Posix.1基本原理一文声称,有了互斥锁和条件变量还提供信号量的原因是:“本标准提供信号量的主要目的是提供一种进程间同步的方式,这些进程可能共享也可能不共享内存区。互斥锁条件变量是作为线程间的同步机制说明的,这些线程总是共享(某个)内存区。”尽管信号量的意图在于进程间同步,互斥锁条件变量的意图在于线程间同步,但是信号量也可用于线程间,互斥锁和条件变量也可用于进程间。信号量最有用的场景是用以指明可用资源的数量。

    经典的一句话:
    互斥量是信号量的一种特例,互斥量的本质是一把锁。A mutex is basically a lock that we set (lock) before accessing a shared resource and release (unlock) when we’re done

    展开全文
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  • 信号量与条件变量区别 

    千次阅读 2020-08-01 23:32:56
    在实际程序处理中,经常会用到“触发某条件(认证、或判断用户合法性)后,进行一系列的处理,然后将结果返回,若返回结果正确,则继续进行后面的处理,否则退出”;一般等待结果有如下几种处理方式: 1)sleep() ...

    问题场景:

    在实际程序处理中,经常会用到“触发某条件(认证、或判断数据的合法性)后,进行一系列的处理,然后将结果返回;若返回结果正确,则继续进行后面的处理,否则退出;一般等待结果有如下几种处理方式:

    1)sleep() 死等,然后在 while(1) {} 中判断返回结果的状态; 若有实时性要求,还需要进行超时处理(超时也是处理失败);

    2)在linux 多任务的系统中,sleep死等必然会导致系统运行实时性差;所以可以使用信号量、共享内存、或者消息队列等通信方式,让线程处于休眠等待状态。

    3)也可以使用互斥量、条件变量;

    条件变量、互斥锁——主要用于线程间通信

    pthread_cond_wait()

    pthread_cond_wait(&m_cond,&m_mutex);     指的是等待条件变量,总和一个互斥锁结合使用。

    pthread_cond_wait() 函数执行时先自动释放指定的互斥锁然后等待条件变量的变化;在函数调用返回之前(即wait成功获得cond条件的时候),会自动将指定的互斥量重新锁住(即在“等待的条件变量满足条件时,会重新锁住指定的锁”)。

     

    pthread_cond_signal()

    int pthread_cond_signal(pthread_cond_t * cond);

    pthread_cond_signal()函数的作用是发送一个信号给另外一个正在处于阻塞等待状态的线程,使其脱离阻塞状态,继续执行(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)。如果没有线程处在阻塞等待状态, pthread_cond_signal() 也会成功返回(若唤醒线程时线程都处于工作状态,则在某线程当前任务执行结束后,线程从相应的队列中获取数据任务继续执行处理)。

    pthread_cond_broadcast()可以唤醒所有等待线程,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。

    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。 

    为什么在唤醒线程后要重新mutex加锁?

    pthread_cond_wait()函数运行全过程: 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() 的作用:1)对互斥对象解锁(于是其它线程可以修改已链接列表),2)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。 【注意:解锁并阻塞是一个原子操作】

    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 是先解锁还是先signal,各有优缺点,下文会分析。另外注意,signal的函数里面是不是解锁加锁的,跟wait不一样。

    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:3)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。实际上,一般是先解锁。

    来看一个例子:

     

    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_cod_wait() 释放锁并进入wait_cond状态 ,此时线程2上锁) 的时候才能调用cond_singal。

    pthread_cond_signal即可以放在pthread_mutex_lock和pthread_mutex_unlock之间,也可以放在pthread_mutex_lock和pthread_mutex_unlock之后,但是各有有缺点。

    之间:
    pthread_mutex_lock
        xxxxxxx
    pthread_cond_signal
    pthread_mutex_unlock

    缺点:在某下线程的实现中,会造成等待线程从内核中唤醒(由于cond_signal)然后又回到内核空间(因为cond_wait返回后会有原子加锁的 行为)(注:意思是说这时候signal的线程还没有unlock,所以wait的线程加锁会导致堵塞,并进入内核),所以一来一回会有性能的问题。但是在LinuxThreads或者NPTL里面,就不会有这个问题,因为在Linux 线程中,有两个队列,分别是cond_wait队列和mutex_lock队列, cond_signal只是让线程从cond_wait队列移到mutex_lock队列,而不用返回到用户空间,不会有性能的损耗。
    所以在Linux中推荐使用这种模式。

    之后:
    pthread_mutex_lock
        xxxxxxx
    pthread_mutex_unlock
    pthread_cond_signal
    优点:不会出现之前说的那个潜在的性能损耗,因为在signal之前就已经释放锁了
    缺点:如果unlock和signal之前,有个低优先级的线程正在mutex上等待的话,那么这个低优先级的线程就会抢占高优先级的线程(cond_wait的线程),而这在上面的放中间的模式下是不会出现的。

     

    相关博文:

    https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/thread/posix_thread2/index.html

    https://blog.csdn.net/zhou_xing_23/article/details/90898229

    linux高级环境编程-线程    https://www.jianshu.com/p/51579476ad3e

    pthread_cond_signal惊群现象    https://www.cnblogs.com/dodng/p/4380035.html

    pthread_cond_signal频繁调用,会不会使pthread_cond_wait错过信号    https://bbs.csdn.net/topics/390351412

    深入理解pthread_cond_wait、pthread_cond_signal

    展开全文
  • 多线程中的使用共享变量的问题

    千次阅读 2021-05-20 19:17:33
    一组并发线程运行在一个进程的上下文中,每个线程都有它自己独立的线程上下文,例如:栈、程序计数器、线程ID、条件码等...有了共享就要防止在对共享变量进行操作的过程中得到一个不可知的值,在Linux内核中有个原子...

    一组并发线程运行在一个进程的上下文中,每个线程都有它自己独立的线程上下文,例如:栈、程序计数器、线程ID、条件码等,每个线程和其它的线程一起共享除此之外的进程上下文的剩余部分,包括整个用户的虚拟地址空间,当然也共享同样的打开的文件的集合。,这里有一点要特别注意,就是寄存器是从不共享的,而虚拟存储器总是共享的。

    有了共享就要防止在对共享变量进行操作的过程中得到一个不可知的值,在Linux内核中有个原子类型与原子操作这么个概念,因为用户态下没有这么一个原子操作存在,那么在我们用户态下就需要要对操作这个共享变量的线程进行同步。为什么要进行同步呢?

    因为假设我们在一个程序中有一个全局变量cnt,初始值为0,接下去我们创建了两个线程,完成的功能都是在一个循环中对这个变量进行+1操作,想象一下在这两个线程操作完成后会出现什么状况。

    点击(此处)折叠或打开

    void *thread(void* value)

    {

    int max = *((int*)value)

    for(int i=0;i

    {

    cnt++;

    }

    return NULL;

    }假设我们这里的max为10000,那么我们想要得到的结果的结果当然是20000,可是在执行之后结果并不是我们所期望的20000,而是一个小于20000的值。为什么会出现这个现象呢?

    这里就是我们为什么需要对线程进行同步了。

    因为在C语言的层面来说,cnt++就是一条语句,实际上我们在心里默认把它当作了一个原子操作,事实上,就这么一条操作语句,在汇编代码中是分三步执行的:

    1)、将这个值从内存中取出来,放入一个寄存器中;

    2)、将寄存器中的值进行+1操作;

    3)、将寄存器中的值放入内存中去。

    因为对与多线程来说我们不知道何时会执行哪个线程,所以执行的顺序是不可知的。我们所想的是先让一边执行完,然后再开始执行另外一边。

    现在我们不妨将这个问题极端化,也就是两线程交叉执行,假设左边的执行线程为A,右边为B,假设A先执行,A从内存中取出cnt的值,那么现在在R1里的值为0,接下去,A线程被B线程打断,A停止执行,B开始执行,B又从内存中取出cnt的值,现在在R2中的值也为0。然后又轮到A执行,进行加1操作,则R1为1,接下去轮到B执行,进行加1操作,则R2为1。然后A将值写回到内存中,B也将值写回到内存中。这次我们知道内存中的值为1而并非我们所期望的2。

    那么怎么能让它进行正确的执行顺序呢?同步,可以用加锁来完成同步操作。

    点击(此处)折叠或打开

    for(int i=0;i

    {

    P(&mutex);

    cnt++;

    V(&mutex);

    }在对cnt加1的操作时,对这个操作加锁,这就意味着当下只有这一个线程执行这个操作,其它的线程都得等在外面,等这个线程解锁出来,其他的线程才可以有机会进去。

    加锁之后我们再来看看上面的那张图的执行过程,也假设是在一个极端的情况:

    A先加锁,然后完成那三个步骤(因为此时只有它一个线程有操作的权限),解锁;现在内存中的值为1,A加锁,然后一样完成三个步骤,解锁;现在内存中的值为2。与所期望的相同。当然了,对于加锁的问题还要防止出现死锁现象,这里就不讨论了。

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