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一、线程互斥

1、进程线程间的互斥相关背景概念

进程之间如果要进行通信我们需要先创建第三方资源，让不同的进程看到同一份资源，由于这份第三方资源可以由操作系统中的不同模块提供，于是进程间通信的方式有很多种。
进程间通信中的第三方资源就叫做：临界资源，访问第三方资源的代码就叫做临界区。

例如，下面我们模拟实现一个抢票系统，我们将记录票的剩余张数的变量定义为全局变量，主线程创建四个新线程，让这四个新线程进行抢票，当票被抢完后这四个线程自动退出。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>int tickets = 1000;
void* TicketGrabbing(void* arg)
{const char* name = (char*)arg;while (1){if (tickets > 0){usleep(10000);printf("[%s] get a ticket, left: %d\n", name, --tickets);}else{break;}}printf("%s quit!\n", name);pthread_exit((void*)0);
}
int main()
{pthread_t t1, t2, t3, t4;pthread_create(&t1, NULL, TicketGrabbing, "thread 1");pthread_create(&t2, NULL, TicketGrabbing, "thread 2");pthread_create(&t3, NULL, TicketGrabbing, "thread 3");pthread_create(&t4, NULL, TicketGrabbing, "thread 4");pthread_join(t1, NULL);pthread_join(t2, NULL);pthread_join(t3, NULL);pthread_join(t4, NULL);return 0;
}

运行结果显然不符合我们的预期，因为其中出现了剩余票数为负数的情况。

该代码中记录剩余票数的变量tickets就是临界资源，因为它被多个执行流同时访问，而判断tickets是否大于0、打印剩余票数以及–tickets这些代码就是临界区，因为这些代码对临界资源进行了访问。

剩余票数出现负数的原因：

• if语句判断条件为真以后，代码可以并发的切换到其他线程。
• usleep用于模拟漫长业务的过程，在这个漫长的业务过程中，可能有很多个线程会进入该代码段。
• –ticket操作本身就不是一个原子操作。

为什么- -ticket不是原子操作？

我们对一个变量进行- -，我们实际需要进行以下三个步骤：

1. load：将共享变量tickets从内存加载到寄存器中。
2. update：更新寄存器里面的值，执行-1操作。
3. store：将新值从寄存器写回共享变量tickets的内存地址。

既然–操作需要三个步骤才能完成，那么就有可能当thread1刚把tickets的值读进CPU就被切走了，也就是从CPU上剥离下来，假设此时thread1读取到的值就是1000，而当thread1被切走时，寄存器中的1000叫做thread1的上下文信息，因此需要被保存起来，之后thread1就被挂起了。

假设此时thread2被调度了，由于thread1只进行了- -操作的第一步，因此thread2此时看到tickets的值还是1000，而系统给thread2的时间片可能较多，导致thread2一次性执行了100次- -才被切走，最终tickets由1000减到了900。

此时系统再把thread1恢复上来，恢复的本质就是继续执行thread1的代码，并且要将thread1曾经的硬件上下文信息恢复出来，此时寄存器当中的值是恢复出来的1000，然后thread1继续执行- -操作的第二步和第三步，最终将999写回内存。

在上述过程中，thread1抢了1张票，thread2抢了100张票，而此时剩余的票数却是999，也就相当于多出了100张票。

因此对一个变量进行–操作并不是原子的，虽然–tickets看起来就是一行代码，但这行代码被编译器编译后本质上是三行汇编，相反，对一个变量进行++也需要对应的三个步骤，即++操作也不是原子操作。

2、互斥锁 mutex

互斥锁是pthread库提供的，英文名为mutex(互斥)，需要头文件<pthread.h>，先讲解互斥锁的基本创建和销毁方法。

互斥锁的类型是pthread_mutex_t，分为全局互斥锁 和 局部互斥锁，它们的创建方式不同。

（1）全局mutex：

想要创建一个全局的互斥锁很简单，直接定义即可：

pthread_mutex_t xxx = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

这样就创建了一个名为xxx的变量，类型是pthread_mutex_t，即这个变量是一个互斥锁，全局的互斥锁必须用宏：PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER进行初始化！

另外，全局的互斥锁不需要手动销毁。

（2）局部mutex：

局部的互斥锁是需要通过接口来初始化与销毁的，接口如下：

①pthread_mutex_init：
pthread_mutex_init函数用于初始化一个互斥锁，函数原型如下：

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

参数：

1. restrict mutex：类型为pthread_mutex_t *的指针，指向一个互斥锁变量，对其初始化
2. restrict attr：用于设定该互斥锁的属性，一般不用，设为空指针即可

返回值：成功返回0；失败返回错误码

---

②pthread_mutex_destroy：

pthread_mutex_destroy函数用于销毁一个互斥锁，函数原型如下：

int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex);

参数：类型为pthread_mutex_t *的指针，指向一个互斥锁变量，销毁该锁

返回值：成功返回0；失败返回错误码

---

创建好互斥锁后，就要使用这个锁，主要是两个操作：申请锁和释放锁。

三个函数的原型如下：

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

这三个函数的参数都是pthread_mutex_t *mutex，即指向互斥锁变量的指针，表示要操作哪一个互斥锁。

接下来我们修改一下最初的抢票代码，给它加锁，保证抢票g_ticket–的原子性：

pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; //全局互斥锁void *buyTicket(void *args)
{customer *cust = (customer *)args;while (true){pthread_mutex_lock(&mutex); // 加锁if (g_ticket > 0){usleep(1000);cout << cust->_name << " get ticket: " << g_ticket << endl;g_ticket--;pthread_mutex_unlock(&mutex); // 解锁cust->_ticket_num++;}else{pthread_mutex_unlock(&mutex); // 解锁break;}}return nullptr;
}

1、我在此使用的是全局的互斥锁，第一行pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;就是定义了一个全局的互斥锁，并对其初始化。

2、在访问临界区前，对mutex加锁，在此我在if (g_ticket > 0)前加锁，因为不仅仅是g_ticket- -是临界区，if (g_ticket > 0)也是临界区，它们都访问了临界资源g_ticket。

3、在if的第一个分支中，当g_ticket- -完毕，此时当前线程就不会再访问g_ticket了，于是离开临界区，并对mutex解锁。在第二个分支else中，线程马上要break出循环了，并且退出，此时也要解锁，不然别的线程永远处于阻塞状态了。

4、可以想象一下，当第一个线程被调度，它要进行抢票，现在先对mutex加锁，然后再去if中访问g_ticket。假如在某个访问临界资源的过程中，CPU调度了其它线程，此时第二个线程进入。

5、第二个线程也想访问g_ticket，于是也对mutex加锁，但是由于锁已经被第一个线程申请走了，此时第二个线程pthread_mutex_lock就会失败，然后阻塞等待。

6、等到第一个线程再次被调度，访问完临界区后，对mutex解锁，此时锁又可以被申请了。

于是线程二申请到锁，再去访问g_ticket。

7、加锁可以保证，任何时候都只有一个线程访问临界区。

8、当第二个线程访问临界区时，一定是其他线程访问完毕了临界区，或者其它线程还没有访问临界区。这就保证了临界区的原子性，从而维护线程的安全！

3、互斥锁原理

加锁后的原子性体现在哪里？

引入互斥量后，当一个线程申请到锁进入临界区时，在其他线程看来该线程只有两种状态，要么没有申请锁，要么锁已经释放了，因为只有这两种状态对其他线程才是有意义的。

例如，图中线程1进入临界区后，在线程2、3、4看来，线程1要么没有申请锁，要么线程1已经将锁释放了，因为只有这两种状态对线程2、3、4才是有意义的，当线程2、3、4检测到其他状态时也就被阻塞了。

此时对于线程2、3、4而言，它们就认为线程1的整个操作过程是原子的。

临界区内的线程可能进行线程切换吗？

临界区内的线程完全可能进行线程切换，但即便该线程被切走，其他线程也无法进入临界区进行资源访问，因为此时该线程是拿着锁被切走的，锁没有被释放也就意味着其他线程无法申请到锁，也就无法进入临界区进行资源访问了。

其他想进入该临界区进行资源访问的线程，必须等该线程执行完临界区的代码并释放锁之后，才能申请锁，申请到锁之后才能进入临界区。

锁是否需要被保护？

我们说被多个执行流共享的资源叫做临界资源，访问临界资源的代码叫做临界区。所有的线程在进入临界区之前都必须竞争式的申请锁，因此锁也是被多个执行流共享的资源，也就是说锁本身就是临界资源。

既然锁是临界资源，那么锁就必须被保护起来，但锁本身就是用来保护临界资源的，那锁又由谁来保护的呢？

锁实际上是自己保护自己的，我们只需要保证申请锁的过程是原子的，那么锁就是安全的。

如何保证申请锁的过程是原子的？

1. 上面我们已经说明了- -和++操作不是原子操作，可能会导致数据不一致问题。
2. 为了实现互斥锁操作，大多数体系结构都提供了swap或exchange指令，该指令的作用就是把寄存器和内存单元的数据相交换。
3. 由于只有一条指令，保证了原子性，即使是多处理器平台，访问内存的总线周期也有先后，一个处理器上的交换指令执行时，另一个处理器的交换指令只能等待总线周期。

下面我们来看看lock和unlock的伪代码：

我们可以认为mutex的初始值为1，al是计算机中的一个寄存器，当线程申请锁时，需要执行以下步骤：

1. 先将al寄存器中的值清0。该动作可以被多个线程同时执行，因为每个线程都有自己的一组寄存器（上下文信息），执行该动作本质上是将自己的al寄存器清0。
2. 然后交换al寄存器和mutex中的值。xchgb是体系结构提供的交换指令，该指令可以完成寄存器和内存单元之间数据的交换。
3. 最后判断al寄存器中的值是否大于0。若大于0则申请锁成功，此时就可以进入临界区访问对应的临界资源；否则申请锁失败需要被挂起等待，直到锁被释放后再次竞争申请锁。

例如，此时内存中mutex的值为1，线程申请锁时先将al寄存器中的值清0，然后将al寄存器中的值与内存中mutex的值进行交换。

交换完成后检测该线程的al寄存器中的值为1，则该线程申请锁成功，可以进入临界区对临界资源进行访问。

而此后的线程若是再申请锁，与内存中的mutex交换得到的值就是0了，此时该线程申请锁失败，需要被挂起等待，直到锁被释放后再次竞争申请锁。

当线程释放锁时，需要执行以下步骤

1. 将内存中的mutex置回1。使得下一个申请锁的线程在执行交换指令后能够得到1，形象地说就是“将锁的钥匙放回去”。
2. 唤醒等待Mutex的线程。唤醒这些因为申请锁失败而被挂起的线程，让它们继续竞争申请锁。
   

二、常见的锁

1、死锁

死锁：指在一组进程中的各个进程均占有不会释放的资源，但因互相申请其它进程不会释放的资源而处于的一种永久等待状态

我简单举一个例子：

现在有两个线程thread-1和thread-2，以及两把互斥锁mutex-1，mutex-2：

现在要求：一个线程想要访问临界资源，必须同时持有mutex-1和mutex-2。随后therad-1去申请了mutex-1，thread-2去申请了mutex-2：

thread-1再去申请mutex-2，结果mutex-2已经被therad-2占用了，thread-1陷入阻塞：

thread-2再去申请mutex-1，结果mutex-1已经被therad-1占用了，thread-2陷入阻塞：

现在therad-1等待therad-2解锁mutex-2，thread-2等待thread-1解锁mutex-1，双方互相等待。由于唤醒thread-2需要therad-1，唤醒therad-1又需要therad-2，此时陷入永远的等待状态，这就是死锁。

想要造成死锁，有四个必要条件：

以上是比较正式的说法，接下来我从线程角度简单翻译翻译：

这四个条件都是必要条件，也就是说：

解决死锁，本质就是破坏一个或多个必要条件

2、自旋锁

我们先前讲的锁，其机制是这样的：

当线程申请一个锁失败，就会阻塞等待，当锁被使用完毕，唤醒所有等待该锁的线程。
其实锁还有一种不用阻塞等待的策略，而是反复检测的策略，就像这样：

当线程没有申请到锁，一段时间后再次检测这个锁有没有被释放，一直反复申请这个锁，这个过程叫做自旋。基于这个策略来申请的锁，叫做自旋锁。

Linux自带了自旋锁spinlock，类型为pthread_spinlock_t，接口如下：

创建与销毁：

int pthread_spin_init(pthread_spinlock_t *lock, int pshared);
int pthread_spin_destroy(pthread_spinlock_t *lock);

加锁与解锁：

int pthread_spin_lock(pthread_spinlock_t *lock);
int pthread_spin_trylock(pthread_spinlock_t *lock);
int pthread_spin_unlock(pthread_spinlock_t *lock);

你会发现，这和mutex几乎一摸一样，所以接口也就不讲解了。

不过我这里要强调一点，pthread_spin_lock并不是申请失败就返回，而是在pthread_spin_lock内部以自旋的方式申请锁，我们无需手动模拟自旋的过程。

3、其他锁