信号量与线程互斥锁的区别

发布时间:2016-12-7 22:28:29 编辑:www.fx114.net 分享查询网我要评论
本篇文章主要介绍了"信号量与线程互斥锁的区别",主要涉及到信号量与线程互斥锁的区别方面的内容,对于信号量与线程互斥锁的区别感兴趣的同学可以参考一下。

援引CU上一篇帖子的内容: “信号量用在多线程多任务同步的,一个线程完成了某一个动作就通过信号量告诉别的线程,别的线程再进行某些动作(大家都在semtake的时候,就阻塞在 哪里)。而互斥锁是用在多线程多任务互斥的,一个线程占用了某一个资源,那么别的线程就无法访问,直到这个线程unlock,其他的线程才开始可以利用这 个资源。比如对全局变量的访问,有时要加锁,操作完了,在解锁。有的时候锁和信号量会同时使用的” 也就是说,信号量不一定是锁定某一个资源,而是流程上的概念,比如:有A,B两个线程,B线程要等A线程完成某一任务以后再进行自己下面的步骤,这个任务 并不一定是锁定某一资源,还可以是进行一些计算或者数据处理之类。而线程互斥量则是“锁住某一资源”的概念,在锁定期间内,其他线程无法对被保护的数据进 行操作。在有些情况下两者可以互换。 两者之间的区别: 作用域 信号量: 进程间或线程间(linux仅线程间) 互斥锁: 线程间 上锁时  信号量: 只要信号量的value大于0,其他线程就可以sem_wait成功,成功后信号量的value减一。若value值不大于0,则sem_wait阻塞,直到sem_post释放后value值加一 互斥锁: 只要被锁住,其他任何线程都不可以访问被保护的资源 成功后否则就阻塞 以下是信号灯(量)的一些概念: 信号灯与互斥锁和条件变量的主要不同在于”灯”的概念,灯亮则意味着资源可用,灯灭则意味着不可用。如果说后两中同步方式侧重于”等待”操作,即资 源不可用的话,信号灯机制则侧重于点灯,即告知资源可用;没有等待线程的解锁或激发条件都是没有意义的,而没有等待灯亮的线程的点灯操作则有效,且能保持 灯亮状态。当然,这样的操作原语也意味着更多的开销。 信号灯的应用除了灯亮/灯灭这种二元灯以外,也可以采用大于1的灯数,以表示资源数大于1,这时可以称之为多元灯。 1. 创建和 注销 POSIX信号灯标准定义了有名信号灯和无名信号灯两种,但LinuxThreads的实现仅有无名灯,同时有名灯除了总是可用于多进程之间以外,在使用上与无名灯并没有很大的区别,因此下面仅就无名灯进行讨论。 int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value) 这是创建信号灯的API,其中value为信号灯的初值,pshared表示是否为多进程共享而不仅仅是用于一个进程。LinuxThreads没有实现 多进程共享信号灯,因此所有非0值的pshared输入都将使sem_init()返回-1,且置errno为ENOSYS。初始化好的信号灯由sem变 量表征,用于以下点灯、灭灯操作。 int sem_destroy(sem_t * sem) 被注销的信号灯sem要求已没有线程在等待该信号灯,否则返回-1,且置errno为EBUSY。除此之外,LinuxThreads的信号灯 注销函数不做其他动作。 2. 点灯和灭灯 int sem_post(sem_t * sem) 点灯操作将信号灯值原子地加1,表示增加一个可访问的资源。 int sem_wait(sem_t * sem) int sem_trywait(sem_t * sem) sem_wait()为等待灯亮操作,等待灯亮(信号灯值大于0),然后将信号灯原子地减1,并返回。sem_trywait()为sem_wait()的非阻塞版,如果信号灯计数大于0,则原子地减1并返回0,否则立即返回-1,errno置为EAGAIN。 3. 获取灯值 int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval) 读取sem中的灯计数,存于*sval中,并返回0。 4. 其他 sem_wait()被实现为取消点,而且在支持原子”比较且交换”指令的体系结构上,sem_post()是唯一能用于异步信号处理函数的POSIX异步信号 安全的API。 ---------------------------- 线程同步:何时互斥锁不够,还需要条件变量? 假设有共享的资源sum,与之相关联的mutex 是lock_s.假设每个线程对sum的操作很简单的,与sum的状态无关,比如只是sum++.那么只用mutex足够了.程序员只要确保每个线程操作 前,取得lock,然后sum++,再unlock即可.每个线程的代码将像这样 add() { pthread_mutex_lock(lock_s); sum++; pthread_mutex_unlock(lock_s); }   如果操作比较复杂,假设线程t0,t1,t2的操作是sum++,而线程t3则是在sum到达100的时候,打印出一条信息,并对sum清零. 这种情况下,如果只用mutex, 则t3需要一个循环,每个循环里先取得lock_s,然后检查sum的状态,如果sum>=100,则打印并清零,然后unlock.如果sum& lt;100,则unlock,并sleep()本线程合适的一段时间.  这个时候,t0,t1,t2的代码不变,t3的代码如下 print() { while (1) { pthread_mutex_lock(lock_s); if(sum<100) { printf(“sum reach 100!”); pthread_mutex_unlock(lock_s); } else { pthread_mutex_unlock(lock_s); my_thread_sleep(100); return OK; } } } 这种办法有两个问题 1) sum在大多数情况下不会到达100,那么对t3的代码来说,大多数情况下,走的是else分支,只是lock和unlock,然后sleep().这浪费了CPU处理时间. 2) 为了节省CPU处理时间,t3会在探测到sum没到达100的时候sleep()一段时间.这样却又带来另外一个问题,亦即t3响应速度下降.可能在sum到达200的时候,t4才会醒过来. 3) 这样,程序员在设置sleep()时间的时候陷入两难境地,设置得太短了节省不了资源,太长了又降低响应速度.真是难办啊!   这个时候,condition variable内裤外穿,从天而降,拯救了焦头烂额的你.   你首先定义一个condition variable. pthread_cond_t cond_sum_ready=PTHREAD_COND_INITIALIZER;   t0,t1,t2的代码只要后面加两行,像这样 add() { pthread_mutex_lock(lock_s); sum++; pthread_mutex_unlock(lock_s); if(sum>=100) pthread_cond_signal(&cond_sum_ready); } 而t3的代码则是 print { pthread_mutex_lock(lock_s); while(sum<100) pthread_cond_wait(&cond_sum_ready, &lock_s); printf(“sum is over 100!”); sum=0; pthread_mutex_unlock(lock_s); return OK; } 注意两点: 1) 在thread_cond_wait()之前,必须先lock相关联的mutex, 因为假如目标条件未满足,pthread_cond_wait()实际上会unlock该mutex, 然后block,在目标条件满足后再重新lock该mutex, 然后返回. 2) 为什么是while(sum<100),而不是if(sum<100) ?这是因为在pthread_cond_signal()和pthread_cond_wait()返回之间,有时间差,假设在这个时间差内,还有另外一 个线程t4又把sum减少到100以下了,那么t3在pthread_cond_wait()返回之后,显然应该再检查一遍sum的大小.这就是用 while的用意

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