我们先来看一段代码:
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <pthread.h> //创建两个线程，分别对两个全变量进行++操作，判断两个变量是否相等，不相等打印
int a = 0;
int b = 0;
// 未初始化 和0初始化的成员放在bbs
pthread_mutex_t mutex;
void* route()
{
while(1) //初衷不会打印
{
a++;
b++;
if(a != b)
{
printf("a =%d, b = %d\n", a, b);
a = 0;
b = 0;
}
}
}
int main()
{
pthread_t tid1, tid2;
pthread_create(&tid1, NULL, route, NULL);
pthread_create(&tid2, NULL, route, NULL);
pthread_join(tid1, NULL);
pthread_join(tid2, NULL);
return 0;
}
这段代码的运行结果优点出乎我们的预料：
我们预计的结构应该是不会打印的，而这里去打印出了我们意想不到的结果。连相等的数据都打印了出来，为什么会出现这样的情况呢？
解释：两个线程互相抢占CPU资源，一个线程对全局变量做了++操作之后，还没来得及比较输出操作，另一个线程抢占CPU，进行比较打印输出。为了避免这样的情况，就需要用到下面介绍的互斥锁。
互斥量(锁)：用于保护关键的代码段，以确保其独占式的访问。
1.定义互斥量： pthread_mutex_t mutex;
2.初始化互斥量： pthread_mutex_init(&mutex, NULL); //第二个参数不研究置NULL; //初始化为 1 （仅做记忆）
3.上锁 pthread_mutex_lock(&mutex); 1->0; 0 等待
4.解锁 pthread_mutex_unlock(&mutex); 置1 返回
5.销毁 pthread_mutex_destroy(&mutex);
返回值：若成功返回0，若出错返回错误编号。
说明： 互斥锁，在多个线程对共享资源进行访问时，在访问共享资源前对互斥量进行加锁，在访问完再进行解锁，在互斥量加锁后其他的线程将阻塞，直到当前的线程访问完毕并释放锁。如果释放互斥锁时有多个线程阻塞，所有阻塞线程都会变成可运行状态，第一个变成可运行状态的线程可以对互斥量加锁。这样就保证了每次只有一个线程访问共享资源。
至此，我们好像能通过互斥锁解决上面的问题：
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <pthread.h>
int a = 0;
int b = 0;
// 未初始化 和0初始化的成员放在bbs
pthread_mutex_t mutex;
void* route()
{
while(1) //初衷不会打印
{
pthread_mutex_lock(&mutex);
a++;
b++;
if(a != b)
{
printf("a =%d, b = %d\n", a, b);
a = 0;
b = 0;
}
pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
}
int main()
{
pthread_t tid1, tid2;
pthread_mutex_init(&mutex, NULL);
pthread_create(&tid1, NULL, route, NULL);
pthread_create(&tid2, NULL, route, NULL);
pthread_join(tid1, NULL);
pthread_join(tid2, NULL);
pthread_mutex_destroy(&mutex);
return 0;
}
现有如下场景：线程1和线程2，线程1执行函数A，线程2执行函数B，现只使用一把锁，分别对A,B函数的执行过程加锁和解锁。
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <pthread.h>
#include <unistd.h> //线程的取消动作发生在加锁和解锁过程中时，当发生线程2取消后而没有进行解锁时，就会出现线程1将一直阻塞
pthread_mutex_t mutex;
void* odd(void* arg)
{
int i = 1;
for(; ; i+=2)
{
pthread_mutex_lock(&mutex);
printf("%d\n", i);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
}
void* even(void* arg)
{
int i = 0;
for(; ; i+=2)
{
pthread_mutex_lock(&mutex);
printf("%d\n", i);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
}
int main()
{
pthread_t t1, t2;
pthread_mutex_init(&mutex, NULL);
pthread_create(&t1, NULL, even, NULL);
pthread_create(&t2, NULL, odd, NULL);
//pthread_create(&t3, NULL, even, NULL);
sleep(3);
pthread_cancel(t2); //取消线程2，这个动作可能发生在线程2加锁之后和解锁之前
pthread_join(t1, NULL);
pthread_join(t2, NULL);
pthread_mutex_destroy(&mutex);
return 0;
}
一种极限情况是：线程2的取消发生在线程2的解锁之前，那么就会导致因为锁没解开，而线程1无法继续运行。
解决这样的问题我们可以用到下面的宏函数：
宏： //注册线程回调函数，可用来防止线程取消后没有解锁的问题
void pthread_cleanup_push(void (*routine)(void *), //回调函数
void *arg); //回调函数的参数
//回调函数执行时机
1.pthread_exit
2.pthread_cancel
3.cleanaup_pop参数不为0，当执行到cleaup_pop时，调用回调函数
void pthread_cleanup_pop(int execute);
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <pthread.h>
#include <unistd.h> //线程的取消动作发生在加锁和解锁过程中时，当发生线程2取消后而没有进行解锁时，就会出现线程1将一直阻塞
pthread_mutex_t mutex;
void callback(void* arg) //在cancel中进行解锁
{
printf("callback\n");
sleep(1);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
void* odd(void* arg)
{
int i = 1;
for(; ; i+=2)
{
pthread_cleanup_push(callback, NULL);//因为调用了cancel函数，从而触发了回调函数。
pthread_mutex_lock(&mutex);
printf("%d\n", i);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
pthread_cleanup_pop(0);
}
}
void* even(void* arg)
{
int i = 0;
for(; ; i+=2)
{
pthread_mutex_lock(&mutex);
printf("%d\n", i);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
}
int main()
{
pthread_t t1, t2;
pthread_mutex_init(&mutex, NULL);
pthread_create(&t1, NULL, even, NULL);
pthread_create(&t2, NULL, odd, NULL);
//pthread_create(&t3, NULL, even, NULL);
sleep(3);
pthread_cancel(t2); //取消线程2，这个动作可能发生在线程2加锁之后和解锁之前
//pthread_mutex_unlock(&mutex); 有问题,如果执行even的程序有两个，而一个取消线程的函数执行时正好t3函数阻塞，就会导致t3和t1同时在执行even
pthread_join(t1, NULL);
pthread_join(t2, NULL);
pthread_mutex_destroy(&mutex);
return 0;
}
注意：
1.不要销毁一个已经加锁的互斥量，销毁的互斥量确保后面不会再有线程使用。
2.上锁和解锁函数要成对的使用
3.选择合适的锁的粒度（数量）。如果粒度太粗，就会出现很多线程阻塞等待相同锁，源自并发性的改善微乎其微。如果锁的粒度太细，那么太多的锁的开销会使系统的性能受到影响，而且代码会变得相当复杂。
4.加锁要加最小（范围）锁，减少系统负担
使用互斥锁一定要注意避免死锁：《Linux高性能服务器编程》 14.5.3 介绍了两个互斥量因请求顺序产生死锁问题
如果线程试图对同一个互斥量加锁两次，那么它自身就会陷入死锁状态，使用互斥量时，还有其他更不明显的方式也能产生死锁。例如，程序中使用多个互斥量时，如果允许一个线程一直占有第一个互斥量，并且在试图锁住第二个互斥量时处于阻塞状态，但是拥有第二个互斥量的线程也在试图锁住第一个互斥量，这时就会发生死锁。因为两个线程都在相互请求另一个线程拥有的资源，所以这两个线程都无法向前运行，于是就产生死锁。
可以通过小心地控制互斥量加锁的顺序来避免死锁的发生。例如，假设需要对两个互斥量A和B同时加锁，如果所有线程总是在对互斥量B加锁之前锁住互斥量A，那么使用这两个互斥量不会产生死锁（当然在其他资源上仍可能出现死锁）；类似地，如果所有的线程总是在锁住互斥量A之前锁住互斥量B，那么也不会发生死锁。只有在一个线程试图以与另一个线程相反的顺序锁住互斥量时，才可能出现死锁。
为了应对死锁，在实际的编程中除除了加上同步互斥量之外，还可以通过以下三原则来避免写出死锁的代码：
1>短：写的代码尽量简洁
2>平:代码中没有复杂的函数调用
3>快:代码的执行速度尽可能快
自旋锁： 应用在实时性要求较高的场合（缺点：CPU浪费较大）
pthread_mutex_spin；
pthread_spin_lock() ； //得不到时，进入忙等待，不断向CPU进行询问请求
pthread_spin_unlock()；
pthread_spin_destroy(pthread_spinlock_t *lock);
pthread_spin_init(pthread_spinlock_t *lock, int pshared);
读写锁(共享-独占锁)：应用场景---大量的读操作 较少的写操作
注意：读读共享， 读写互斥，写优先级高（同时到达）
1. pthread_rwlock_t rwlock;//定义
2.int pthread_rwlock_init()//初始化
3.pthread_rwlock_rdlock()//pthread_rwlock_wrlock//读锁/写锁
4.pthread_rwlock_unlock() // 解锁
5.int pthread_rwlock_destroy(pthread_rwlock_t *rwlock);//销毁锁
返回值：成功返回0，出错返回错误编号
说明：不管什么时候要增加一个作业到队列中或者从队列中删除作业，都用写锁，
不管何时搜索队列，首先获取读模式下的锁，允许所有的工作线程并发的搜索队列。在这样的情况下只有线程
搜索队列的频率远远高于增加或删除作业时，使用读写锁才可能改善性能。
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <pthread.h>
#include <unistd.h> //创建8个线程，3个写线程，5个读线程
pthread_rwlock_t rwlock;
int counter = 0;
void* readfunc(void* arg)
{
int id = *(int*)arg;
free(arg);
while(1)
{
pthread_rwlock_rdlock(&rwlock);
printf("read thread %d : %d\n", id, counter);
pthread_rwlock_unlock(&rwlock);
usleep(100000);
}
}
void* writefunc(void* arg)
{
int id = *(int*)arg;
free(arg);
while(1)
{
int t = counter;
pthread_rwlock_wrlock(&rwlock);
printf("write thread %d : t= %d, %d\n", id, t, ++counter);
pthread_rwlock_unlock(&rwlock);
usleep(100000);
}
}
int main()
{
pthread_t tid[8];
pthread_rwlock_init(&rwlock, NULL);
int i = 0;
for(i = 0; i < 3; i++)
{
int* p =(int*) malloc(sizeof(int));
*p = i;
pthread_create(&tid[i], NULL, writefunc, (void*)p);
}
for(i = 0; i < 5; i++)
{
int* p = (int*)malloc(sizeof(int));
*p = i;
pthread_create(&tid[3+i], NULL, readfunc, (void*)p);
}
for(i = 0; i < 8; i++)
{
pthread_join(tid[i], NULL);
}
pthread_rwlock_destroy(&rwlock);
return 0;
}
条件变量： 如果说互斥锁是用于同步线程对共享数据的访问的化，那么条件变量这是用于在线程之间同步共享数据的值。条件变量提供了一种线程间的通信机制：当某个共享数据达到某个值的时候，唤醒等待这个共享数据的线程
1.定义条件变量 pthread_cond_t cond;
2.初始化 pthread_cond_init(&cond, NULL)；
3.等待条件 pthread_cond_wait(&cond, &mutex)；
mutex :如果没有在互斥环境，形同虚设
在互斥环境下：wait函数将mutex置1，wait返回，mutex恢复成原来的值
4.修改条件 pthread_cond_signal(&cond);
5.销毁条件 pthread_cond_destroy(&cond);
规范写法：
pthread_mutex_lock();
while(条件不满足)
pthread_cond_wait();
//为什么会使用while？
//因为pthread_cond_wait是阻塞函数，可能被信号打断而返回(唤醒)，返回后从当前位置向下执行, 被信号打断而返回(唤醒),即为假唤醒,继续阻塞
pthread_mutex_unlock();
pthread_mutex_lock();
pthread_cond_signal(); //信号通知 ---- 如果没有线程在等待，信号会被丢弃（不会保存起来）。
pthread_mutex_unlock();
#include <stdio.h>
#include <pthread.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h> //创建两个线程一个wait print,一个signal sleep()
pthread_cond_t cond;
pthread_mutex_t mutex;
void* f1(void* arg)
{
while(1)
{
pthread_cond_wait(&cond, &mutex);
printf("running!\n");
}
}
void* f2(void* arg)
{
while(1)
{
sleep(1);
pthread_cond_signal(&cond);
}
}
int main()
{
pthread_t tid1, tid2;
pthread_cond_init(&cond, NULL);
pthread_mutex_init(&mutex, NULL);
pthread_create(&tid1, NULL, f1, NULL);
pthread_create(&tid2, NULL, f2, NULL);
pthread_join(tid1, NULL);
pthread_join(tid2, NULL);
pthread_cond_destroy(&cond);
pthread_mutex_destroy(&mutex);
return 0;
}
System V //基于内核持续性
信号量： POSIX //基于文件持续性的信号量
1.定义信号量： sem_t sem;
2，初始化信号量： sem_init(sem_t* sem,
int shared, //0表示进程内有多少个线程使用
int val); //信号量初值
3.PV操作 int sem_wait(sem_t* sem); //sem--;如果小于0,阻塞 P操作
int sem_post(sem_t* sem); //sem++； V操作
4.销毁 sem_destroy(sem_t* sem);
信号量实现生产者消费者模型：
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
#include <semaphore.h>
//仓库中装产品编号，没装产品的位置，置为-1，装了的地方置为产品的编号
#define PRO_COUNT 3
#define CON_COUNT 2
#define BUFSIZE 5
sem_t sem_full; //标识可生产的产品个数
sem_t sem_empty; //表示可消费的产品个数
pthread_mutex_t mutex; //互斥量
int num = 0; //产品编号
int buf[BUFSIZE]; //仓库
int wr_idx; //写索引
int rd_idx; //读索引
void* pro(void* arg)
{
int i = 0;
int id = *(int*)arg;
free(arg);
while(1)
{
sem_wait(&sem_full); //先判断仓库是否满
pthread_mutex_lock(&mutex); //互斥的访问具体的仓库的空闲位置
printf("%d生产者开始生产%d\n", id, num);
for(i = 0; i < BUFSIZE; i++)
{
printf("\tbuf[%d]=%d", i, buf[i]);
if(i == wr_idx)
{
printf("<=====");
}
printf("\n");
}
buf[wr_idx] = num++; //存放产品
wr_idx = (wr_idx + 1) % BUFSIZE;
printf("%d生产者结束生产\n", id);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sem_post(&sem_empty);
sleep(rand()%3);
}
}
void* con(void* arg)
{
int i = 0;
int id = *(int*)arg;
free(arg);
while(1)
{
sem_wait(&sem_empty);
pthread_mutex_lock(&mutex);
printf("%d消费者开始消费%d\n", id, num);
for(i = 0; i < BUFSIZE; i++)
{
printf("buf[%d]=%d", i, buf[i]);
if(i == rd_idx)
{
printf("=====>");
}
printf("\n");
}
int r = buf[rd_idx];
buf[rd_idx] = -1;
rd_idx = (rd_idx+1)%BUFSIZE;
sleep(rand()%4);
printf("%d\n消费者消费完%d\n", id, r);
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sem_post(&sem_full);
sleep(rand()%2);
}
}
int main()
{
pthread_t tid[PRO_COUNT+CON_COUNT];
pthread_mutex_init(&mutex, NULL); //初始化
sem_init(&sem_empty, 0, 0);
sem_init(&sem_full, 0, BUFSIZE);
srand(getpid());
int i = 0;
for(i = 0; i < BUFSIZE; i++) //初始化仓库 -1表示没有品
buf[i] = -1;
for(i = 0; i < PRO_COUNT; i++) //产生生产者
{
int *p = (int*)malloc(sizeof(int));
*p = i;
pthread_create(&tid[i], NULL, pro, p);
}
for(i = 0; i < CON_COUNT; i++)
{
int *p = (int*)malloc(sizeof(int));
*p = i;
pthread_create(&tid[i+CON_COUNT], NULL, con, p);
}
for(i = 0; i < PRO_COUNT + CON_COUNT; i++)
{
pthread_join(tid[i], NULL);
}
pthread_mutex_destroy(&mutex); //销毁
sem_destroy(&sem_empty);
sem_destroy(&sem_full);
return 0;
}
拓展学习：
乐观锁和悲观锁？
乐观锁：
在关系数据库管理系统里，乐观并发控制（又名”乐观锁”，Optimistic Concurrency Control，缩写”OCC”）是一种并发控制的方法。它假设多用户并发的事务在处理时不会彼此互相影响，各事务能够在不产生锁的情况下处理各自影响的那部分数据。在提交数据更新之前，每个事务会先检查在该事务读取数据后，有没有其他事务又修改了该数据。如果其他事务有更新的话，正在提交的事务会进行回滚。
乐观并发控制的事务包括以下阶段：
1. 读取：事务将数据读入缓存，这时系统会给事务分派一个时间戳。
2. 校验：事务执行完毕后，进行提交。这时同步校验所有事务，如果事务所读取的数据在读取之后又被其他事务修改，则产生冲突，事务被中断回滚。
3. 写入：通过校验阶段后，将更新的数据写入数据库。
优点和不足：
乐观并发控制相信事务之间的数据竞争(data race)的概率是比较小的，因此尽可能直接做下去，直到提交的时候才去锁定，所以不会产生任何锁和死锁。但如果直接简单这么做，还是有可能会遇到不可预期的结果，例如两个事务都读取了数据库的某一行，经过修改以后写回数据库，这时就遇到了问题。
悲观锁：
在关系数据库管理系统里，悲观并发控制（又名”悲观锁”，Pessimistic Concurrency Control，缩写”PCC”）是一种并发控制的方法。它可以阻止一个事务以影响其他用户的方式来修改数据。如果一个事务执行的操作读某行数据应用了锁，那只有当这个事务把锁释放，其他事务才能够执行与该锁冲突的操作。
优点和不足：悲观并发控制实际上是“先取锁再访问”的保守策略，为数据处理的安全提供了保证。但是在效率方面，处理加锁的机制会让数据库产生额外的开销，还有增加产生死锁的机会；另外，在只读型事务处理中由于不会产生冲突，也没必要使用锁，这样做只能增加系统负载；还有会降低了并行性，一个事务如果锁定了某行数据，其他事务就必须等待该事务处理完才可以处理那行数
系统最多能够创建多少个线程？ （一般以实测为准，但根据每次开辟的栈的大小不同，测试结果也会不同）。
一个是直接在命令行查看 cat /proc/sys/kernel/threads-max 我的电脑显示是 7572
另一个是自己计算 用户空间大小3G 即是3072M/8M栈空间 = 380
第三个写程序: 跑到32754（理论值 32768）
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h> //创建线程
void* foo(void* arg)
{
}
int main()
{
int count = 0;
pthread_t thread;
while(1)
{
if(pthread_create(&thread, NULL, foo, NULL) != 0)
return 1;
count++;
printf("MAX = %d\n", count);
}
return 0;
}
转自：(9条消息) 线程的几种锁及基本操作_czf的编程工坊-CSDN博客_线程锁