linux线程同步与互斥
1. 线程互斥相关概念
2. 线程互斥
// 操作共享变量会有问题的售票系统代码
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>int ticket = 1000;
pthread_mutex_t lock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;void *route(void *arg)
{char *id = (char *)arg;while (1){if (ticket > 0) // 1. 判断{usleep(1000); // 1. 模拟抢票花的时间printf("%s sells ticket:%d\n", id, ticket); // 2. 抢到了票ticket--; // 3. 票数--}else{break;}}return nullptr;
}int main(void)
{pthread_t t1, t2, t3, t4;pthread_create(&t1, NULL, route, (void *)"thread 1");pthread_create(&t2, NULL, route, (void *)"thread 2");pthread_create(&t3, NULL, route, (void *)"thread 3");pthread_create(&t4, NULL, route, (void *)"thread 4");pthread_join(t1, NULL);pthread_join(t2, NULL);pthread_join(t3, NULL);pthread_join(t4, NULL);
}
为什么会减到负数？
首先，ticket--操作不是原子的。
对于ticket--的原子性，要么--，要么不做--，不会存在中间状态，而CPU执行ticket--的汇编语言有三条语句，这三条汇编之间，任意一个位置线程都可能被中断切换，因此ticket--不是原子的。
0xFF00 mov ebx ticket //将ticket的值传给寄存器
0xFF02 减少 ebx 1 //执行减一操作
0xFF04 写回 0x1111 ebx //将ebx计算后的值写回内存当一个线程执行ticket--时，需要执行上面三步，可能当该线程执行完第二步，在执行第三步之前，发生了线程切换，这个线程就会保存自己的上下文然后被放到系统的等待队列中了，如果没被其他线程打扰则正常完成ticket--操作。
假如一个线程A
//执行完第二步
ebx：99
PC指针：oxff04 还有一个线程B运气比较好一直执行而没有被打断，直到执行到ticket = 1；
ebx：1
pc指针： 0xff02然后发生线程切换，CPU开始执行线程A的内容，而线程A中保存的ticket=99，执行完第三步汇编后，将此时’99‘保存到内存中ticket对应的位置，这就导致线程B的努力全都白费了！！这就导致了数据不一致问题。
票数减到负数虽然与此有关，但主要矛盾其实是判断语句ticket>0。
假如现在ticket=1，此时 线程1进入判断语句并通过，在usleep的时间里，有其他线程经过判断进入，然后被切走，之后线程2、线程3、线程4也是如此，然后执行线程1，ticket=0，线程2、3、4依次使ticket--，因此票数减到了负数！
从上面的例子中可以看出，全局资源没有加保护时，可能会有并发问题。
route函数因为有临界资源，所以是不可重入函数。
线程切换与切回
什么时候会发生线程切换呢？1. 时间片到了 2.阻塞式IO 3.挂起或休眠的函数什么时候选择新的线程？从内核态返回用户态时，进行检查，条件不满足则选择新的线程。简单的说，只有一条汇编语句是原子性的。
那么怎么解决票数减为负数的问题呢？这就是线程锁的用处
// 操作共享变量会有问题的售票系统代码
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>int ticket = 1000;
pthread_mutex_t lock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;void *route(void *arg)
{char *id = (char *)arg;while (1){pthread_mutex_lock(&lock);if (ticket > 0) // 1. 判断{usleep(1000); // 1. 模拟抢票花的时间printf("%s sells ticket:%d\n", id, ticket); // 2. 抢到了票ticket--; // 3. 票数--pthread_mutex_unlock(&lock);}else{pthread_mutex_unlock(&lock);break;}}return nullptr;
}int main(void)
{pthread_t t1, t2, t3, t4;pthread_create(&t1, NULL, route, (void *)"thread 1");pthread_create(&t2, NULL, route, (void *)"thread 2");pthread_create(&t3, NULL, route, (void *)"thread 3");pthread_create(&t4, NULL, route, (void *)"thread 4");pthread_join(t1, NULL);pthread_join(t2, NULL);pthread_join(t3, NULL);pthread_join(t4, NULL);
}
3. 互斥锁/互斥量mutex
3.1 pthread_mutex_init/destroy
两种申请锁的方式，局部锁需要初始化和手动销毁，而全局锁不需要被手动释放，程序运行结束会自动释放。
#include <pthread.h>int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *restrict mutex, // 指向要初始化的互斥锁const pthread_mutexattr_t *restrict attr // 属性参数（通常为NULL）
);// 静态初始化方式，全局
pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;成功：返回 0。失败：返回错误码（非零值），例如：EAGAIN：系统资源不足。ENOMEM：内存不足。EPERM：权限不足（如进程无法设置优先级继承属性）int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex);返回值：
成功：返回 0。
失败：返回错误码（如 EBUSY 表示锁正在被占用）。3.2 pthread_mutex_lock
函数 行为
pthread_mutex_lock 阻塞直到获得锁。
pthread_mutex_trylock 非阻塞，立即返回：成功获得锁返回 0，锁被占用返回 EBUSY。
pthread_mutex_unlock 释放锁，允许其他线程竞争。返回值：成功：返回 0。失败：返回错误码（如 EINVAL 表示锁未初始化，EDEADLK 表示死锁）。无论是局部锁还是全局锁，申请锁前都需要先加锁，就是将申请的锁传递给pthread_mutex_lock加锁。
（1）关于加锁：
1.所有线程都需要竞争申请锁，多线程都得先看到锁，锁本身就是临界资源，因此申请锁的过程必须是原子的。
2.申请锁成功则继续向后运行、访问临界区代码、访问临界资源，失败则阻塞挂起申请执行流。
（2）两个本质：
锁提供的功能的本质：将执行临界区代码由并行转为串行。（这种在执行期间不会被打扰，也是原子性的一种表现）
对临界区资源的保护本质上就是用锁对临界区的代码进行保护。
（3）加锁之后的线程切换
加锁之后，在临界区内部也是允许线程切换的。但是当前线程是持有锁被动切换的，即使该线程不在，其他线程也得等到该线程回来执行完代码，释放锁后，才能展开所得竞争，进入临界区。
4. 锁的原理
硬件级实现：时钟中断
软件级实现：
为了实现互斥锁的操作，大多数体系结构都提供了swap和exchange指令，该指令的作用是把寄存器和内存单元的数据交换。（这两个指令只有一条汇编指令，保证了原子性）
锁其实就是一种标记位，可以把锁mutex当成一个整数，假如是1，表示该锁没有被线程申请。
上图中的%al是一个寄存器，在此代码中作为 临时变量，用于存储 mutex 的当前值，并判断锁的状态：0：锁被占用（其他线程持有）。1：锁空闲（可获取）。
lock与unlock
（1）lock：将0存入%al中，然后和锁的值进行交换，加入交换前锁空闲，则交换后%al的值为1，执行return 0， 否则挂起等待。
（2）将锁的值置为1，唤醒正在挂起等待的线程。
我们用swap、exchange将内存中的变量交换到CPU的寄存器中，本质上是当前进程/线程在获取锁，注意，是交换而不是拷贝！！！所以1只有1份，谁申请到，谁就持有锁。
包含线程切换的lock流程
线程切换时线程会将上下文内容保存起来，包括执行到哪段代码、该线程的%al里的内容等。
假如有线程A、B、C
线程A执行lock，执行完第一条语句将%al的值置为0（这是线程A的私有上下文内容），然后切换。此时线程A的%al为0， 内存中的mutex为1。
然后线程B执行lock，执行第一句将%al的值清0（清理的都是自己的上下文数据），执行完第二条语句后切换。此时线程B的%al为1， 内存中的mutex为0。
线程C执行lock，执行第一句将%al置为0，由于mutex为0，所以执行完第二条语句后%al仍然为0，通过条件判断进程C被阻塞挂起。此时线程C的%al为0， 内存中的mutex为0。
然后切换到线程A，线程A阻塞挂起。切换到线程B，线程Breturn，线程B申请锁成功。
从上面的例子中可以看出，锁是原子性的，无论有没有线程切换、什么时候切换，都不影响锁的申请。
5.线程安与重入问题
（1）定义
线程安全 (Thread Safety)
定义：多个线程在访问共享资源时，能够正确地执行，不会相互干扰或破坏彼此的执行结果。一般而言，多个线程并发同一段只有局部变量的代码时，不会出现不同的结果。但是对全局变量或者静态变量进行操作，并且没有锁保护的情况下，容易出现该问题。
可重入性 (Reentrancy)
定义：同一个函数被不同的执行流调用，当前一个流程还没有执行完，就有其他的执行流再次进入，我们称之为重入。一个函数在重入的情况下，运行结果不会出现任何不同或者任何问题，则该函数被称为可重入函数，否则，是不可重入函数。
（2）线程安全与可重入性常见情况
线程不安全的情况
1. 不保护共享变量的函数
2. 函数状态随着被调用而发生变化的函数
3. 返回指向静态变量指针的函数
4. 调用线程不安全函数的函数
不可重入的情况
1. 调用了malloc/free函数（使用全局链表管理堆）
2. 调用了标准I/O库函数（使用全局数据结构）
3. 函数体内使用了静态的数据结构
线程安全的情况
1. 线程对全局变量/静态变量只有读取权限
2. 类或接口对线程是原子操作
3. 线程切换不会导致接口执行结果出现二义性
可重入的情况
1. 不使用全局变量或静态变量
2. 不使用malloc/new开辟空间
3. 不调用不可重入函数
4. 不返回静态/全局数据（所有数据由调用者提供）
5. 使用本地数据或全局数据的本地副本
（4）可重入与线程安全区别
可重入函数是线程安全函数的⼀种
6. 死锁
如果要避免死锁，就要破坏死锁的四个必要条件、破坏循环等待条件问题。例如资源⼀次性分配， 使用超时机制、加锁顺序⼀致。