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条件变量
之前咱们介绍了锁，然而锁并不是并发程序设计中所需的惟一原语。在很多状况下，线程须要查看某一条件（condition）满足之后，才会持续运行。例如，父线程须要查看子线程是否执行结束。这种期待如何实现呢？
注：并发程序有两大需要，一是互斥，二是期待。互斥是因为线程间存在共享数据，期待则是因为线程间存在依赖。
咱们能够尝试用一个共享变量，如图所示。这种解决方案个别能工作，然而效率低下，因为主线程会自旋查看，节约 CPU 工夫。咱们心愿有某种形式让父线程休眠，直到期待的条件满足（即子线程实现执行）。
1 volatile int done = 0;
2
3 void *child(void *arg) {4 printf("child\n");
5 done = 1;
6 return NULL;
7 }
8
9 int main(int argc, char *argv[]) {10 printf("parent: begin\n");
11 pthread_t c;
12 Pthread_create(&c, NULL, child, NULL); // create child
13 while (done == 0)
14 ; // spin
15 printf("parent: end\n");
16 return 0;
17 }定义和应用
线程能够应用条件变量（condition variable），来期待一个条件变成真。条件变量是一个显式队列，当某些执行状态（即条件，condition）不满足时，线程能够把本人退出队列，期待该条件。当其余线程扭转了上述状态时，就能够通过在该条件上发送信号唤醒队列中的期待线程，让它们继续执行。
在 POSIX 库中，要申明一个条件变量，只有像这样写：pthread_cond_t c（留神：还须要适当的初始化）。条件变量有两种相干操作：wait()和 signal()。线程要睡眠的时候，调用 wait()；当线程想唤醒期待在某个条件变量上的睡眠线程时，调用 signal()。上面是一个典型示例：
1 int done = 0;
2 pthread_mutex_t m = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
3 pthread_cond_t c = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
4
5 void thr_exit() {6 Pthread_mutex_lock(&m);
7 done = 1;
8 Pthread_cond_signal(&c);
9 Pthread_mutex_unlock(&m);
10 }
11
12 void *child(void *arg) {13 printf("child\n");
14 thr_exit();
15 return NULL;
16 }
17
18 void thr_join() {19 Pthread_mutex_lock(&m);
20 while (done == 0)
21 Pthread_cond_wait(&c, &m);
22 Pthread_mutex_unlock(&m);
23 }
24
25 int main(int argc, char *argv[]) {26 printf("parent: begin\n");
27 pthread_t p;
28 Pthread_create(&p, NULL, child, NULL);
29 thr_join();
30 printf("parent: end\n");
31 return 0;
32 }wait()调用除了条件变量外还有一个参数，它是一个互斥锁。它假设在 wait()调用时，这个互斥锁是已上锁状态。wait()的职责是原子地开释锁，并让调用线程休眠。当线程被唤醒时，它必须从新获取锁，再返回调用者。这样简单的步骤也是为了防止在线程陷入休眠时，产生一些竞态条件。
有两种状况须要思考。第一种状况是父线程创立出子线程，但本人持续运行，而后马上调用 thr_join()期待子线程。在这种状况下，它会先获取锁，查看子线程是否实现，而后调用 wait()，让本人休眠。子线程最终得以运行，打印出“child”，并调用 thr_exit()函数唤醒父线程，这段代码会在取得锁后设置状态变量 done，而后向父线程发信号唤醒它。最初，父线程会运行（从 wait()调用返回并持有锁），开释锁，打印出“parent:end”。
第二种状况是，子线程在创立后，立即运行，设置变量 done 为 1，调用 signal 函数唤醒其余线程（这里没有其余线程），而后完结。父线程运行后，调用 thr_join()时，发现 done 曾经是 1 了，就间接返回。
须要留神的是，在下面的代码中，状态变量 done 和互斥锁 c 都是必须的。如果咱们不应用状态变量，代码像上面这样，会呈现什么问题？
1 void thr_exit() {2 Pthread_mutex_lock(&m);
3 Pthread_cond_signal(&c);
4 Pthread_mutex_unlock(&m);
5 }
6
7 void thr_join() {8 Pthread_mutex_lock(&m);
9 Pthread_cond_wait(&c, &m);
10 Pthread_mutex_unlock(&m);
11 }假如子线程立即运行，并且调用 thr_exit()。在这种状况下，子线程发送信号，但此时却没有在条件变量上睡眠期待的线程。父线程运行时，就会调用 wait 并卡在那里，没有其余线程会唤醒它。通过这个例子，你应该意识到变量 done 的重要性，它记录了线程感兴趣的值。睡眠、唤醒和锁都离不开它。
在上面的例子中，咱们假如线程在发信号和期待时都不加锁。又会产生什么问题？
1 void thr_exit() {
2 done = 1;
3 Pthread_cond_signal(&c);
4 }
5
6 void thr_join() {7 if (done == 0)
8 Pthread_cond_wait(&c);
9 }这里的问题是一个奥妙的竞态条件。具体来说，如果父过程调用 thr_join()，查看完 done 的值为 0，而后试图睡眠。但在调用 wait 进入睡眠之前，父过程被中断。随后子线程批改变量 done 为 1，发出信号，此时同样没有期待线程。当父线程再次运行时，就会长眠不醒。
所以，咱们能够保持这样一条准则：在应用条件变量时，调用 signal 和 wait 时要持有锁。
生产者 / 消费者问题
假如有一个或多个生产者线程和一个或多个消费者线程。生产者把生成的数据项放入缓冲区，消费者从缓冲区取走数据项，以某种形式生产。很多理论的零碎中都会有这种场景。例如，在多线程的网络服务器中，一个生产者将 HTTP 申请放入工作队列，生产线程从队列中取走申请并解决。
因为有界缓冲区是共享资源，所以咱们必须通过同步机制来拜访它，免得产生竞态条件。为了更好地了解这个问题，咱们来尝试一些理论的代码。
首先须要一个共享缓冲区，让生产者放入数据，消费者取出数据。简略起见，咱们就拿一个整数来做缓冲区，两个外部函数将值放入缓冲区，从缓冲区取值。
1 int buffer;
2 int count = 0; // initially, empty
3
4 void put(int value) {5 assert(count == 0);
6 count = 1;
7 buffer = value;
8 }
9
10 int get() {11 assert(count == 1);
12 count = 0;
13 return buffer;
14 }put()函数会假如缓冲区是空的，把一个值存在缓冲区，而后把 count 设置为 1 示意缓冲区满了。get()函数刚好相同，把缓冲区清空后，并返回该值。
当初咱们须要编写一些函数，用于生产和生产数据。调用生产函数的咱们称之为生产者（producer）线程，调用生产函数的咱们称之为消费者（consumer）线程。上面展现了一对非线程平安的生产者和消费者的代码，生产者将一个整数放入共享缓冲区 loops 次，消费者继续从该共享缓冲区中获取数据，并打印出数据项。咱们的指标就是应用条件变量将其革新成线程平安的版本。
1 void *producer(void *arg) {
2 int i;
3 int loops = (int) arg;
4 for (i = 0; i < loops; i++) {5 put(i);
6 }
7 }
8
9 void *consumer(void *arg) {
10 int i;
11 while (1) {12 int tmp = get();
13 printf("%d\n", tmp);
14 }
15 }有问题的计划
显然，put()和 get()函数之中会有临界区，因为 put()更新缓冲区，get()读取缓冲区。咱们的首次尝试如下：
1 cond_t cond;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {7 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
8 if (count == 1) // p2
9 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // p3
10 put(i); // p4
11 Pthread_cond_signal(&cond); // p5
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {19 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
20 if (count == 0) // c2
21 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // c3
22 int tmp = get(); // c4
23 Pthread_cond_signal(&cond); // c5
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }当生产者想要填充缓冲区时，它期待缓冲区变空（p1～p3）。消费者具备完全相同的逻辑，但期待不同的条件——变满（c1～c3）。
当只有一个生产者和一个消费者时，上图的代码可能失常运行。但如果有超过一个线程，这个计划会有两个重大的问题。
先来看第一个问题，它与期待之前的 if 语句无关。假如有两个消费者（Tc1 和 Tc2），一个生产者（Tp）。首先，一个消费者（Tc1）先开始执行，它取得锁（c1），查看缓冲区是否能够生产（c2），而后期待（c3）。
接着生产者（Tp）运行。它获取锁（p1），查看缓冲区是否满（p2），发现没满就给缓冲区退出一个数字（p4）。而后生产者发出信号，说缓冲区已满（p5）。要害的是，这让第一个消费者（Tc1）不再睡在条件变量上，进入就绪队列。生产者继续执行，直到发现缓冲区满后睡眠（p6,p1-p3）。
这时问题产生了：另一个消费者（Tc2）领先执行，生产了缓冲区中的值。当初假如 Tc1 运行，在从 wait 返回之前，它获取了锁，而后返回。而后它调用了 get() (p4)，但缓冲区已无奈生产。断言触发，代码不能像预期那样工作。
问题产生的起因很简略：在 Tc1 被生产者唤醒后，但在它运行之前，因为 Tc2 领先运行，缓冲区的状态扭转了。发信号给线程只是唤醒它们，暗示状态产生了变动，但并不会保障在它运行之前状态始终是冀望的状况。
仍有缺点的计划：应用 While 代替 If
修复这个问题很简略：把 if 语句改为 while。当消费者 Tc1 被唤醒后，立即再次查看共享变量（c2）。如果缓冲区此时为空，消费者就会回去持续睡眠（c3）。生产者中相应的 if 也改为 while（p2）。
1 cond_t cond;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {7 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
8 while (count == 1) // p2
9 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // p3
10 put(i); // p4
11 Pthread_cond_signal(&cond); // p5
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {19 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
20 while (count == 0) // c2
21 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // c3
22 int tmp = get(); // c4
23 Pthread_cond_signal(&cond); // c5
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }咱们要记住一条对于条件变量的简略规定：总是应用 while 循环。
然而，这段代码依然有一个问题，也是上文提到的两个问题之一，它和咱们只用了一个条件变量无关。
假如两个消费者（Tc1 和 Tc2）先运行，都睡眠了（c3）。生产者开始运行，在缓冲区放入一个值，唤醒了一个消费者（假设是 Tc1），并开始睡眠。当初是一个消费者马上要运行（Tc1），两个线程（Tc2 和 Tp）都期待在同一个条件变量上。
消费者 Tc1 醒过来并从 wait()调用返回（c3），从新查看条件（c2），发现缓冲区是满的，生产了这个值（c4）。这个消费者而后在该条件上发信号（c5），唤醒一个在睡眠的线程。然而，应该唤醒哪个线程呢？
因为消费者曾经清空了缓冲区，很显然，应该唤醒生产者。然而，如果它唤醒了 Tc2，问题就呈现了。消费者 Tc2 会醒过来，发现队列为空（c2），又持续回去睡眠（c3）。生产者 Tp 方才在缓冲区中放了一个值，当初在睡眠。消费者 Tc1 继续执行后也回去睡眠了。3 个线程都在睡眠，显然是一个大问题。
咱们能够看出：信号显然须要，但必须更有指向性。消费者不应该唤醒消费者，而应该只唤醒生产者，反之亦然。
单值缓冲区的正确计划
这个问题的解决方案也很简略：应用两个而不是一个条件变量，以便在零碎状态扭转时，能正确地发出信号唤醒哪类线程。上面展现了最终的代码。
1 cond_t empty, fill;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {7 Pthread_mutex_lock(&mutex);
8 while (count == 1)
9 Pthread_cond_wait(&empty, &mutex);
10 put(i);
11 Pthread_cond_signal(&fill);
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex);
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {19 Pthread_mutex_lock(&mutex);
20 while (count == 0)
21 Pthread_cond_wait(&fill, &mutex);
22 int tmp = get();
23 Pthread_cond_signal(&empty);
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex);
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }最终计划
咱们当初有了可用的生产者 / 消费者计划，但不太通用，咱们最初所做的批改是为了进步并发和效率。具体来说就是 减少更多缓冲区槽位，这样在睡眠之前，生产者能够生产多个值；同样，消费者在睡眠之前能够生产多个值。
单个生产者和消费者时，这种计划因为上下文切换少，进步了效率。多个生产者和消费者时，它能够反对并发生产和生产。和现有计划相比，改变也很小。
第一处批改是缓冲区构造自身，以及对应的 put()和 get()办法：
1 int buffer[MAX];
2 int fill = 0;
3 int use = 0;
4 int count = 0;
5
6 void put(int value) {7 buffer[fill] = value;
8 fill = (fill + 1) % MAX;
9 count++;
10 }
11
12 int get() {13 int tmp = buffer[use];
14 use = (use + 1) % MAX;
15 count--;
16 return tmp;
17 }上面展现了最终的代码逻辑。至此，咱们解决了生产者 / 消费者问题。
1 cond_t empty, fill;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {7 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
8 while (count == MAX) // p2
9 Pthread_cond_wait(&empty, &mutex); // p3
10 put(i); // p4
11 Pthread_cond_signal(&fill); // p5
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {19 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
20 while (count == 0) // c2
21 Pthread_cond_wait(&fill, &mutex); // c3
22 int tmp = get(); // c4
23 Pthread_cond_signal(&empty); // c5
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }笼罩条件
当初再来看条件变量的一个例子。这段代码是一个简略的多线程内存调配库中的问题片段：
1 // how many bytes of the heap are free?
2 int bytesLeft = MAX_HEAP_SIZE;
3
4 // need lock and condition too
5 cond_t c;
6 mutex_t m;
7
8 void *allocate(int size) {9 Pthread_mutex_lock(&m);
10 while (bytesLeft < size)
11 Pthread_cond_wait(&c, &m);
12 void *ptr = ...; // get mem from heap
13 bytesLeft -= size;
14 Pthread_mutex_unlock(&m);
15 return ptr;
16 }
17
18 void free(void *ptr, int size) {19 Pthread_mutex_lock(&m);
20 bytesLeft += size;
21 Pthread_cond_signal(&c); // whom to signal??
22 Pthread_mutex_unlock(&m);
23 }从代码中能够看出，当线程调用进入内存调配代码时，它可能会因为内存不足而期待。相应的，线程开释内存时，会发信号说有更多内存闲暇。然而，代码中有一个问题：应该唤醒哪个期待线程（可能有多个线程）？
解决方案也很间接：用 pthread_cond_broadcast()代替上述代码中的 pthread_cond_signal()，唤醒所有的期待线程。这样做，确保了所有应该唤醒的线程都被唤醒。当然，不利的一面是可能会影响性能，因为不必要地唤醒了其余许多不该被唤醒的线程。这些线程被唤醒后，从新查看条件，马上再次睡眠。
这种条件变量叫作笼罩条件（covering condition），因为它能笼罩所有须要唤醒线程的场景（激进策略）。一般来说，如果你发现程序只有改成播送信号时能力工作，可能是程序有缺点。但在某些情景下，就像上述内存调配的例子中，播送可能是最间接无效的计划。
信号量
信号量是 Dijkstra 及其共事创造的，作为与同步无关的所有工作的惟一原语，能够应用信号量作为锁和条件变量。
定义
信号量是有一个整数值的对象，能够用两个函数来操作它。在 POSIX 规范中，是 sem_wait()和 sem_post()。因为信号量的初始值可能决定其行为，所以首先要初始化信号量，能力调用其余函数与之交互。
#include <semaphore.h>
sem_t s;
sem_init(&s, 0, 1);其中申明了一个信号量 s，通过第三个参数，将它的值初始化为 1。sem_init()的第二个参数，在咱们的所有例子中都被设置为 0，示意信号量是在同一过程的多个线程共享的。信号量初始化之后，咱们能够调用 sem_wait()或 sem_post()与之交互。
sem_wait()对信号量的值进行原子减一操作，当信号量的值大于等于 1 时立即返回，否则会将调用线程放入信号量关联的队列中期待被唤醒。sem_post()对信号量的值进行原子加一操作，它不必期待某些条件满足，间接减少信号量的值，如果有期待线程，就唤醒其中一个。当信号量的值为正数时，这个值就是期待线程的个数。
二值信号量（锁）
信号量的第一种用法是咱们曾经相熟的：用信号量作为锁。在上面的代码片段里，咱们间接把临界区用一对 sem_wait()/sem_post()盘绕。为了使这段代码失常工作，信号量 m 的初始值 X 是至关重要的。X 应该是多少呢？
sem_t m;
sem_init(&m, 0, X); // initialize semaphore to X; what should X be?
sem_wait(&m);
// critical section here
sem_post(&m);回顾 sem_wait()和 sem_post()函数的定义，咱们发现初值应该是 1。
咱们假如有两个线程的场景。第一个线程（线程 1）调用了 sem_wait()，它把信号量的值减为 0。因为值是 0，线程 1 从函数返回并进入临界区。如果没有其余线程尝试获取锁，当它调用 sem_post()时，会将信号量重置为 1（因为没有期待线程，不会唤醒其余线程）。
如果线程 1 持有锁，另一个线程（线程 2）调用 sem_wait()尝试进入临界区。这种状况下，线程 2 把信号量减为−1，而后期待。线程 1 再次运行，它最终调用 sem_post()，将信号量的值减少到 0，唤醒期待的线程，而后线程 2 就能够获取锁。线程 2 执行完结时，再次减少信号量的值，将它复原为 1。
因为锁只有两个状态（持有和没持有），所以这种用法有时也叫作二值信号量（binary semaphore）。
信号量用作条件变量
上面是一个简略的例子。假如一个线程创立另一个线程，并且期待它完结，那么信号量的初始值 X 应该是多少？
1 sem_t s;
2
3 void *
4 child(void *arg) {5 printf("child\n");
6 sem_post(&s); // signal here: child is done
7 return NULL;
8 }
9
10 int
11 main(int argc, char *argv[]) {12 sem_init(&s, 0, X); // what should X be?
13 printf("parent: begin\n");
14 pthread_t c;
15 Pthread_create(c, NULL, child, NULL);
16 sem_wait(&s); // wait here for child
17 printf("parent: end\n");
18 return 0;
19 }有两种状况须要思考。第一种，父线程创立了子线程，然而子线程并没有运行。这种状况下，父线程调用 sem_wait()会先于子线程调用 sem_post()。咱们心愿父线程期待子线程运行，惟一的方法是让信号量的值不大于 0。因而，初值值为 0。父线程运行，将信号量减为−1，而后睡眠期待；子线程运行的时候，调用 sem_post()，信号量减少为 0，唤醒父线程，父线程而后从 sem_wait()返回，实现该程序。
第二种状况是子线程在父线程调用 sem_wait()之前就运行完结。在这种状况下，子线程会先调用 sem_post()，将信号量从 0 减少到 1。而后当父线程有机会运行时，会调用 sem_wait()，发现信号量的值为 1。于是父线程将信号量从 1 减为 0，没有期待，间接从 sem_wait()返回，也达到了预期成果。
生产者 / 消费者问题
在这里，咱们探讨如何应用信号量来解决下面提到的生产者 / 消费者，也即有界缓冲区问题。封装的 put()和 get()函数如下：
1 int buffer[MAX];
2 int fill = 0;
3 int use = 0;
4
5 void put(int value) {6 buffer[fill] = value; // line f1
7 fill = (fill + 1) % MAX; // line f2
8 }
9
10 int get() {11 int tmp = buffer[use]; // line g1
12 use = (use + 1) % MAX; // line g2
13 return tmp;
14 }第一次尝试
咱们用两个信号量 empty 和 full 别离示意缓冲区空或者满，上面是咱们尝试解决生产者 / 消费者问题的代码。
1 sem_t empty;
2 sem_t full;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {7 sem_wait(&empty); // line P1
8 put(i); // line P2
9 sem_post(&full); // line P3
10 }
11 }
12
13 void *consumer(void *arg) {
14 int i, tmp = 0;
15 while (tmp != -1) {16 sem_wait(&full); // line C1
17 tmp = get(); // line C2
18 sem_post(&empty); // line C3
19 printf("%d\n", tmp);
20 }
21 }
22
23 int main(int argc, char *argv[]) {
24 // ...
25 sem_init(&empty, 0, MAX); // MAX buffers are empty to begin with...
26 sem_init(&full, 0, 0); // ... and 0 are full
27 // ...
28 }咱们先假如 MAX=1，验证程序是否无效。假如有两个线程，一个生产者和一个消费者。咱们来看在一个 CPU 上的具体场景。消费者先运行，执行到 C1 行，调用 sem_wait(&full)。因为 full 初始值为 0，wait 调用会将 full 减为−1，导致消费者睡眠，期待另一个线程调用 sem_post(&full)，合乎预期。
假如生产者而后运行。执行到 P1 行，调用 sem_wait(&empty)。生产者将继续执行，因为 empty 被初始化为 MAX（在这里是 1）。因而，empty 被减为 0，生产者向缓冲区中退出数据，而后执行 P3 行，调用 sem_post(&full)，把 full 从−1 变成 0，唤醒消费者。
在这种状况下，可能会有两种状况。如果生产者继续执行，再次循环到 P1 行，因为 empty 值为 0，它会阻塞。如果生产者被中断，而消费者开始执行，调用 sem_wait(&full)，发现缓冲区的确满了，生产它。这两种状况都是合乎预期的。
能够持续推导，在 MAX= 1 时，即使有多个生产者和消费者的状况下，本示例代码依然失常运行。
咱们当初假如 MAX 大于 1，同时假设有多个生产者，多个消费者。那么就有问题了：竞态条件。假如两个生产者（Pa 和 Pb）简直同时调用 put()。当 Pa 先运行，在 f1 行先退出第一条数据（fill=0），假如 Pa 在将 fill 计数器更新为 1 之前被中断，Pb 开始运行，也在 f1 行给缓冲区的 0 地位退出一条数据，这意味着那里的数据被笼罩，这也就意味着生产者的数据失落。
减少互斥
能够看到，向缓冲区退出元素和减少缓冲区的索引是临界区，须要小心爱护起来。所以，咱们应用二值信号量作为锁来进行互斥。上面是对应的代码。
1 sem_t empty;
2 sem_t full;
3 sem_t mutex;
4
5 void *producer(void *arg) {
6 int i;
7 for (i = 0; i < loops; i++) {8 sem_wait(&mutex); // line p0 (NEW LINE)
9 sem_wait(&empty); // line p1
10 put(i); // line p2
11 sem_post(&full); // line p3
12 sem_post(&mutex); // line p4 (NEW LINE)
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {19 sem_wait(&mutex); // line c0 (NEW LINE)
20 sem_wait(&full); // line c1
21 int tmp = get(); // line c2
22 sem_post(&empty); // line c3
23 sem_post(&mutex); // line c4 (NEW LINE)
24 printf("%d\n", tmp);
25 }
26 }
27
28 int main(int argc, char *argv[]) {
29 // ...
30 sem_init(&empty, 0, MAX); // MAX buffers are empty to begin with...
31 sem_init(&full, 0, 0); // ... and 0 are full
32 sem_init(&mutex, 0, 1); // mutex=1 because it is a lock (NEW LINE)
33 // ...
34 }当初咱们给整个 put()/get()局部都减少了锁，就是正文中有 NEW LINE 的几行。这仿佛是正确的思路，但依然有问题——死锁。
假如有两个线程，一个生产者和一个消费者。消费者首先运行，取得锁，而后对 full 信号量执行 sem_wait()。因为还没有数据，所以消费者阻塞，让出 CPU。然而，问题来了，此时消费者依然持有锁。而后生产者运行，它首先对二值互斥信号量调用 sem_wait()。锁曾经被消费者持有，因而生产者也被卡住。
这里呈现了一个循环期待。消费者持有互斥量，期待在 full 信号量上。生产者能够发送 full 信号，却在期待互斥量。因而，生产者和消费者相互期待对方——典型的死锁。
最终计划
要解决这个问题，只需缩小锁的作用域，上面是最终的可行计划。能够看到，咱们把获取和开释互斥量的操作调整为紧挨着临界区，把 full、empty 的唤醒和期待操作调整到锁里面。就失去了简略而无效的有界缓冲区，多线程程序的罕用模式。
1 sem_t empty;
2 sem_t full;
3 sem_t mutex;
4
5 void *producer(void *arg) {
6 int i;
7 for (i = 0; i < loops; i++) {8 sem_wait(&empty); // line p1
9 sem_wait(&mutex); // line p1.5 (MOVED MUTEX HERE...)
10 put(i); // line p2
11 sem_post(&mutex); // line p2.5 (... AND HERE)
12 sem_post(&full); // line p3
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {19 sem_wait(&full); // line c1
20 sem_wait(&mutex); // line c1.5 (MOVED MUTEX HERE...)
21 int tmp = get(); // line c2
22 sem_post(&mutex); // line c2.5 (... AND HERE)
23 sem_post(&empty); // line c3
24 printf("%d\n", tmp);
25 }
26 }
27
28 int main(int argc, char *argv[]) {
29 // ...
30 sem_init(&empty, 0, MAX); // MAX buffers are empty to begin with...
31 sem_init(&full, 0, 0); // ... and 0 are full
32 sem_init(&mutex, 0, 1); // mutex=1 because it is a lock
33 // ...
34 }读者—写者锁
另一个经典问题源于对更加灵便的锁定原语的渴望，它抵赖不同的数据结构拜访可能须要不同类型的锁。例如，一个并发链表有很多插入和查找操作。插入操作会批改链表的状态，而查找操作只是读取该构造，只有没有进行插入操作，咱们能够并发的执行多个查找操作。读者—写者锁（reader-writer lock）就是用来实现这种操作的。上面是这种锁的代码。
1 typedef struct _rwlock_t {2 sem_t lock; // binary semaphore (basic lock)
3 sem_t writelock; // used to allow ONE writer or MANY readers
4 int readers; // count of readers reading in critical section
5 } rwlock_t;
6
7 void rwlock_init(rwlock_t *rw) {
8 rw->readers = 0;
9 sem_init(&rw->lock, 0, 1);
10 sem_init(&rw->writelock, 0, 1);
11 }
12
13 void rwlock_acquire_readlock(rwlock_t *rw) {14 sem_wait(&rw->lock);
15 rw->readers++;
16 if (rw->readers == 1)
17 sem_wait(&rw->writelock); // first reader acquires writelock
18 sem_post(&rw->lock);
19 }
20
21 void rwlock_release_readlock(rwlock_t *rw) {22 sem_wait(&rw->lock);
23 rw->readers--;
24 if (rw->readers == 0)
25 sem_post(&rw->writelock); // last reader releases writelock
26 sem_post(&rw->lock);
27 }
28
29 void rwlock_acquire_writelock(rwlock_t *rw) {30 sem_wait(&rw->writelock);
31 }
32
33 void rwlock_release_writelock(rwlock_t *rw) {34 sem_post(&rw->writelock);
35 }如果某个线程要更新数据结构，须要调用 rwlock_acquire_writelock()取得写锁，调用 rwlock_release_writelock()开释写锁。外部通过一个 writelock 的信号量保障只有一个写者能取得锁进入临界区，从而更新数据结构。
获取读锁时，读者首先要获取 lock，而后减少 reader 变量，追踪目前有多少个读者在拜访该数据结构。当第一个读者获取读锁时，同时也会获取写锁，即在 writelock 信号量上调用 sem_wait()，最初调用 sem_post()开释 lock。
一旦一个读者取得了读锁，其余的读者也能够获取这个读锁。然而，想要获取写锁的线程，就必须等到所有的读者都完结。最初一个退出的读者在 writelock 信号量上调用 sem_post()，从而让期待的写者可能获取该锁。
这一计划可行，但有一些缺点，尤其是公平性，读者很容易饿死写者。存在简单一些的解决方案，比方有写者期待时，防止更多的读者进入并持有锁。最初，读者 - 写者锁通常退出了更多锁操作，因而和其余一些简略疾速的锁相比，读者—写者锁在性能方面没有劣势。
如何实现信号量
最初，咱们用底层的同步原语锁和条件变量，来实现本人的信号量，名字叫作 Zemaphore。
1 typedef struct _Zem_t {
2 int value;
3 pthread_cond_t cond;
4 pthread_mutex_t lock;
5 } Zem_t;
6
7 // only one thread can call this
8 void Zem_init(Zem_t *s, int value) {
9 s->value = value;
10 Cond_init(&s->cond);
11 Mutex_init(&s->lock);
12 }
13
14 void Zem_wait(Zem_t *s) {15 Mutex_lock(&s->lock);
16 while (s->value <= 0)
17 Cond_wait(&s->cond, &s->lock);
18 s->value--;
19 Mutex_unlock(&s->lock);
20 }
21
22 void Zem_post(Zem_t *s) {23 Mutex_lock(&s->lock);
24 s->value++;
25 Cond_signal(&s->cond);
26 Mutex_unlock(&s->lock);
27 }咱们实现的信号量和 Dijkstra 定义的信号量有一点轻微区别，就是咱们没有放弃当信号量的值为正数时，让它反映出期待的线程数。事实上，该值永远不会小于 0。这一行为更容易实现，并合乎现有的 Linux 实现。
