APUE之執行緒（四）

執行緒同步：

執行緒同步問題，可以說是每一本經典的作業系統教程都能會提到。簡單的說就是對於乙個變數，如果乙個程序可以修改，其他的程序也可以讀取或者修改這個變數的時候，就需要對這些程序進行同步，以確保他們在訪問變數儲存的內容的時候不會訪問到無效的資料。

互斥量：

互斥變數的資料型別用pthread_mutex_t資料型別來表示，使用前必須要初始化，可以把他設定位常量，pthread_mutex_initializer（只對靜態分配的互斥量），也可以通過呼叫pthread_mutex_init()函式來進行初始化。如果動態分配互斥量（例如通過malloc()），那麼在釋放記憶體前需要呼叫pthread_mutex_destory。

#include int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *restrict mutex, const pthread_mutexattr_t *restrict attr);
int pthread_mutex_destory(pthread_mutex_t *mutex);

要用預設的屬性進行初始化互斥量，只需要把attr設定為null。

對互斥量進行加鎖，需要呼叫pthread_mutex_lock，如果互斥量已經上鎖，呼叫執行緒將阻塞知道互斥量被解鎖。解鎖互斥量用pthread_mutex_unlock。

#include int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);

如果執行緒不希望被阻塞，那麼他可以使用pthread_mutex_trylock()嘗試對互斥量進行加鎖。如果呼叫pthread_mutex_trylock()時互斥量處於未鎖住的狀態，那麼這個函式將鎖住互斥量，不會出現阻塞並返回0，否則pthread_mutex_trylock()就會失敗，不能鎖住互斥量，返回ebusy。

下面的**用於保護某個資料結構的互斥量。

/*
*name : list11_5.c
*author : lniper
*date : 2016-02-17
*aim : using the mutex to protect the data struct.
*/#include #include struct foo;
struct foo *foo_alloc(void)
/* ...continue initialization ... */
} return (fp);
}void foo_hold(strcut foo *fp)
void foo_rele(struct foo *fp)
else
}

以上可以看出在foo_alloc函式將引用計數初始化為1是沒有必要加鎖，因為在這個操作前分配執行緒是唯一引用該物件的執行緒。但是在這之後如果要將該物件放到乙個列表中，那麼他就有可能被別的執行緒發現，因此需要首先對他加鎖。

總結一下，執行緒在使用物件前需要對物件的引用計數加1，當物件使用完畢，需要對引用計數減1。當最後乙個引用被釋放的時候，物件所占用的記憶體空間就被釋放了。

避免死鎖：

如果執行緒對同乙個互斥量加鎖兩次，那麼自身就會陷入死鎖狀態。比如說，程式中使用多個互斥量時，如果允許乙個執行緒一直占用第乙個互斥量，並且在試圖鎖住第二個互斥量的時候處於阻塞的狀態，但是擁有第二個互斥量的執行緒試圖鎖住第乙個互斥量的時候，這個時候如果沒有「外力」的介入打破這種僵局就會產生死鎖。

下面這個例子用以描述互斥量的使用方法，當同時需要兩個互斥量的時候，總是讓他們以相同的順序進行加鎖，從而來避免死鎖的發生。第二個互斥量維護者乙個用於跟蹤foo資料結構的雜湊表。這樣hashlock互斥量保護的foo結構中的fh雜湊表和f_next雜湊鏈欄位。foo結構中的f_lock互斥量保護對foo結構中的其他欄位的訪問。

/*
*name : list11_6.c
*author : lniper
*date : 2016-02-17
*aim : using double mutexs.
*/#include #include #define nhash 29
#define hash(fp) (((unsigned long)fp)%nhash)
struct foo *fh[nhash];
pthread_mutex_t hashlock = pthread_mutex_initializer;
struct foo;
struct foo *foo_alloc(void)
idx= hash(fp);
pthread_mutex_lock(&hashlock);
fp->f_next = fh[idx];
fh[idx] = fp;
pthread_mutex_lock(&fp->f_lock);
pthread_mutex_unlock(&hashlock);
/* ...continue initialization ... */
pthread_mutex_unlock(&fp->f_lock);
} return (fp);
}void foo_hold(strcut foo *fp)
struct foo *foo_find(int id)
} pthread_mutex_unlock(&hashlock);
return (fp);
}void foo_rele(struct foo *fp)
/* remove from list */
idx = hash(fp);
tfp = fh[idx];
if(tfp == fp)
else
pthread_mutex_unlock(&hashlock);
pthread_mutex_unlock(&fp->f_lock);
pthread_mutex_destroy(&fp->f_lock);
free(fp);
} else
}

這裡維護兩個互斥量，乙個是全域性互斥量hashlock，乙個是結構體內部的互斥量f_lock，全域性互斥量是hash表自身的互斥量，每次先加鎖全域性，在加鎖區域性的互斥量從而來避免死鎖的發生。

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