线程同步 — 互斥锁、条件变量、屏障与读写锁Copy Anchor Link

这一章讲什么: 线程共享内存,爽；线程同时改内存,炸。 第 12 章的信号量管进程,本章的 Pthreads 工具管线程——四件套: 互斥锁(一次一人)、条件变量(睡了等通知,别空转)、 屏障(人到齐了一起走)、读写锁(读者并行、写者独占)。 每个工具都配一个项目,最后你会拿到多线程编程的四条纪律。

1. 顶层全景:四个工具各管一件事Copy Anchor Link

  问题:多个线程改同一份数据 → 竞争条件(第 12 章的 counter++ 三指令交错)
      │
  mutex:把「读-改-写」夹成临界区,一次只有一个线程在里面
      │  与二元信号量的关键区别:只有锁住者能解锁
      ▼
  新问题:条件不满足时怎么办?mutex 只能空转轮询 → 烧 CPU
      │
  条件变量:wait 原子地「放锁 + 睡到条件变量的队列」,
           别人 signal 时醒来、重新拿锁、重验条件
      ▼
  新问题:N 个线程分头干完各自一段,要一起进入下一阶段
      │
  屏障:pthread_barrier_wait,凑够 count 个线程齐放行
      ▼
  新问题:数据结构「读多写少」,mutex 让读也互斥 → 太严
      │
  读写锁:读锁共享(多个读者同时)、写锁独占(一人写全员等)

图说:四件套是一条「问题逼出工具」的链。 先立本章的总纲 (原书开篇):多线程程序的正确性分两半——safety(坏事 不发生：数据不被写坏）与 liveness(好事终发生：不死锁、 不饿死、不活锁）¹。

2. 互斥锁：mutexCopy Anchor Link

声明即初始化：pthread_mutex_t m = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; （静态、默认属性）或 pthread_mutex_init(&m, NULL)（动态、 带错误检查）。初始为未锁²。三板斧： pthread_mutex_lock(拿不到就睡）、pthread_mutex_trylock （拿不到返 EBUSY 不睡）、pthread_mutex_unlock³。

normal 型 mutex 的语义五条：未锁→获得并返回 0；已锁→阻塞； 自己锁自己 = 死锁;解别人的锁/解未锁的 = 未定义行为; 被信号打断的等待会接着等⁴。与二元信号量的一处关键区别 (原书 NOTE):mutex 只有持有它的线程能解锁；信号量谁都能 post——用途不同⁵。

军规(原书边框):临界区越短越好、数量越少越好——mutex 把代码串行化了，等锁的线程全在浪费生命；加锁解锁本身也有 开销⁶。

四种类型:NORMAL（上面这套）、ERRORCHECK（开发期 用：重锁返 EDEADLK 而不是真死锁）、RECURSIVE（递归函数 用：内部计数器，重锁加一、解锁减一，归零才真放）、DEFAULT （同 NORMAL)⁷。

项目:threaded_progbar——第 9 章进度条的线程版Copy Anchor Link

四计算线程共推 fraction_completed（共享 double = 临界区）, 一把 frac_mutex 夹住「算增量→加→裁剪到 1.0→写日志文件」, 每线程的睡眠时长与自己的增量成正比（负载自然均衡：实测 26.3%/24.3%/24.5%/24.9%);taskorder 日志（O_APPEND 打开， 锁内写只为保持获得锁的顺序)事后用 awk 统计各线程拿锁 次数 23/24/18/19——交错可见⁸。两个细节都是本章的考点： ① drand48 不是线程安全函数(man 页 ATTRIBUTES 节明写）， 改用 random();② SIGALRM 按第 15 章处方处理：main 先挡 信号，专线程 sigwait 收 SIGALRM → 调 refresh_progressbar, 收到终止信号则 pthread_cancel 杀光计算线程⁹。

3. 条件变量：睡了等，别空转Copy Anchor Link

mutex 解决「别同时进」，解决不了「等条件」——用 mutex 写 生产者-消费者，消费者只能 lock→查 count→unlock→再 lock 的空转轮询(busy waiting)¹⁰。条件变量（pthread_cond_t) 与两样东西三元组配套：一个布尔条件（通常含共享变量）

• 一个串行化测试该条件的 mutex。关联没有代码强制，是程序员 的纪律¹¹。

pthread_cond_wait(&cond, &mutex) 的原子两步：调用前必须 已持有 mutex → 放锁 + 入睡眠队列一气呵成（中间窗口里 别人拿到锁再 signal，它醒来照样能赶上——不会丢）；返回时 mutex 又回到它手里。pthread_cond_timedwait 多一个 绝对超时（ETIMEDOUT)。signal 唤醒一个，broadcast 唤醒全部¹²。

三条铁律：

1. wait 必须放在 while 里，不许用 if——存在虚假唤醒 (spurious wakeup):signal 可能意外唤醒多个；POSIX 明说 「修这个问题会降低并发度」所以不修。醒来 ≠ 条件为真, 必须重新检查¹³;
2. 信号不记账:signal 先于 wait 到达 = 丢了，没人醒；
3. 一个条件变量同时只绑定一个 mutex（有人睡在里面时换 mutex 会失败）¹⁴。

生产者的标准写法（背下来）:

pthread_mutex_lock(&buf_mutex);
while ( count == BUF_SIZE )                    /* while,不是 if! */
    pthread_cond_wait(&bufspace_available, &buf_mutex);
buf[rear] = data; rear = (rear+1) % BUF_SIZE; count++;
pthread_mutex_unlock(&buf_mutex);
pthread_cond_signal(&data_available);          /* 通知消费者 */

4. 屏障：人到齐再走Copy Anchor Link

pthread_barrier_init(&b, NULL, count) 设定「凑够几人」; 每人调 pthread_barrier_wait(&b)——第 count 个到达时全员 放行，屏障自动重置。返回值有花样：恰好一个线程拿到 PTHREAD_BARRIER_SERIAL_THREAD，其余拿 0——需要「齐步后 由一人做汇总」时就用它¹⁵。

项目：vmem_usage（屏障并行求和）。需求：统计全系统进程 的虚拟内存总量（第 10 章 spl_ps 的数据 × 第 7 章的目录遍历）。 设计权衡讲得极好：① 每加一个数就 lock 一次的全局 total = 把求和串行化，比单线程还慢;② 每线程算自己那段的部分和、 最后一次性汇总 = 正解（N/p 段，临界区只碰一次）;③ 分轮 树形归并（barrier 分批汇合）适合段数极多的场合¹⁶。

5. 读写锁：读者并行、写者独占Copy Anchor Link

场景：大数据结构，读频繁、偶尔写。mutex 太严（读也互斥）, 读写锁（pthread_rwlock_t）三态：读锁(N 人可同时）、 写锁（一人独占）、未锁¹⁷。

API 对称：pthread_rwlock_rdlock / tryrdlock / timedrdlock （读）、pthread_rwlock_wrlock / trywrlock / timedwrlock （写）、pthread_rwlock_unlock（一个解锁函数通吃）、 PTHREAD_RWLOCK_INITIALIZER 静态初始化¹⁸。原书的 「房间与守卫」比方：读者进门留守卫在门房——新读者放不放行 取决于实现(reader-preference 配置下新读者能插队，可能 饿死写者；writer-preference 反之）¹⁹。

锁的语义还有几条暗礁，原书单列了一节「Further Details」, 都是会真咬人的²⁰:

项目：pthread_rwlock_demo——把锁做成活体解剖Copy Anchor Link

目的有二：练 rwlock，以及造一台能观察「读者/写者数量与偏好 如何影响临界区访问」的仪器²¹。结构：N 个读者线程 + M 个 写者线程，共享一个从文本文件载入的字符串数组；写者抢到写锁 后随机改约一半条目——只改元数据（自己的 ID 取负 + 改写 时间戳，文本不动），好让事后解剖容易；读者读到哪行就印哪行 （Read by 7: -9 3765.99… [116] spruce：读者 7 读到写者 9 改过的第 116 行）。两个观察装置：rwlockdemo.log 记每次 加锁/解锁的授予顺序；MONITOR 编译开关附加监控代码²¹。

两个承重决策²¹²²:

1. 起跑用屏障拉平。 不按赛马式起跑设计的话，先创建的 线程总是先拿到锁——若恰好是写者，读者从开场就被饿死， 实验数据没意义。所以每个 reader/writer 的 start 函数 开头都先过一道 barrier。
2. 防写者饿死靠锁属性，但有前提。 默认（不给 -R 时） 给锁设 PTHREAD_RWLOCK_PREFER_WRITER_NONRECURSIVE_NP 属性防写者饿死——「NONRECURSIVE」不是白写的：一旦有 读者递归持锁，开这个属性就是死锁；且写者太多时读者 会反过来饿死，所以这开关只适合写者不多的场合。

解剖手法照抄即可：./pthread_rwlock_demo -r12 -w3 treenames > run1 然后 grep 'scarlet oak' run1——能看出某行被哪几个写者改过、 间隔是不是一秒出头（写者释放后睡 1 秒，时间戳上的迟滞就是 它等锁等了多久）；rwlockdemo.log 则给出锁的真实授予序列， 与 stdout 互相印证²²。

如果错，会错在： 把 rwlock 当递归锁使（读者递归持读锁 本身合法，但配了解锁计数又开了写者优先属性，死锁等着你）; 拿着读锁想「顺手升级成写锁」——原书明写这条路要么死锁要么 EDEADLK，升级只能先全放掉再重抢²⁰。

6. 判断/边界/可带走Copy Anchor Link

作者的判断： 「锁要短、条件变量 wait 要 while、库函数要查 ATTRIBUTES 节」三条军规贯穿全章；信号处方继续沿用 Kerrisk⁶⁹。 rwlock 的「升级即死锁」与写者优先属性的非递归前提，是少见的 明写暗礁²⁰²²。边界： spinlock、条件变量属性没展开； 死锁的银行家算法类内容只在习题里¹;rwlock 的 MONITOR 监控代码只提了名字。可带走的: ① safety/ liveness 二分；② mutex 与二元信号量的区别（解锁权）;③ 四种 mutex 类型；④ wait 三铁律（while/信号不记账/一 cond 一 mutex); ⑤ barrier 的 SERIAL_THREAD 返回值；⑥ rwlock 读共享写独占与 读者/写者优先的取舍；⑦ rwlock 四条暗礁（递归配对/升级死锁/ 持写锁死亡/持读锁自动释放）;⑧ 观察并发行为的方法：barrier 拉平起跑 + 日志锁序 + grep 时间戳。

7. 原文地图Copy Anchor Link