⑴ 如何实现linux下多线程之间的互斥与同步
Linux设备驱动中必须解决的一个问题是多个进程对共享资源的并发访问，并发访问会导致竞态，linux提供了多种解决竞态问题的方式，这些方式适合不同的应用场景。
Linux内核是多进程、多线程的操作系统，它提供了相当完整的内核同步方法。内核同步方法列表如下：
中断屏蔽
原子操作
自旋锁
读写自旋锁
顺序锁
信号量
读写信号量
BKL（大内核锁）
Seq锁
一、并发与竞态：
定义：
并发（concurrency）指的是多个执行单元同时、并行被执行，而并发的执行单元对共享资源（硬件资源和软件上的全局变量、静态变量等）的访问则很容易导致竞态（race conditions）。
在linux中，主要的竞态发生在如下几种情况：
1、对称多处理器（SMP）多个CPU
特点是多个CPU使用共同的系统总线，因此可访问共同的外设和存储器。
2、单CPU内进程与抢占它的进程
3、中断（硬中断、软中断、Tasklet、底半部）与进程之间
只要并发的多个执行单元存在对共享资源的访问，竞态就有可能发生。
如果中断处理程序访问进程正在访问的资源，则竞态也会会发生。
多个中断之间本身也可能引起并发而导致竞态（中断被更高优先级的中断打断）。
解决竞态问题的途径是保证对共享资源的互斥访问，所谓互斥访问就是指一个执行单元在访问共享资源的时候，其他的执行单元都被禁止访问。
访问共享资源的代码区域被称为临界区，临界区需要以某种互斥机制加以保护，中断屏蔽，原子操作，自旋锁，和信号量都是linux设备驱动中可采用的互斥途径。
临界区和竞争条件：
所谓临界区（critical regions）就是访问和操作共享数据的代码段，为了避免在临界区中并发访问，编程者必须保证这些代码原子地执行——也就是说，代码在执行结束前不可被打断，就如同整个临界区是一个不可分割的指令一样，如果两个执行线程有可能处于同一个临界区中，那么就是程序包含一个bug，如果这种情况发生了，我们就称之为竞争条件（race conditions），避免并发和防止竞争条件被称为同步。
死锁：
死锁的产生需要一定条件：要有一个或多个执行线程和一个或多个资源，每个线程都在等待其中的一个资源，但所有的资源都已经被占用了，所有线程都在相互等待，但它们永远不会释放已经占有的资源，于是任何线程都无法继续，这便意味着死锁的发生。
二、中断屏蔽
在单CPU范围内避免竞态的一种简单方法是在进入临界区之前屏蔽系统的中断。
由于linux内核的进程调度等操作都依赖中断来实现，内核抢占进程之间的并发也就得以避免了。
中断屏蔽的使用方法：
local_irq_disable()//屏蔽中断
//临界区
local_irq_enable()//开中断
特点：
由于linux系统的异步IO，进程调度等很多重要操作都依赖于中断，在屏蔽中断期间所有的中断都无法得到处理，因此长时间的屏蔽是很危险的，有可能造成数据丢失甚至系统崩溃，这就要求在屏蔽中断之后，当前的内核执行路径应当尽快地执行完临界区的代码。
中断屏蔽只能禁止本CPU内的中断，因此，并不能解决多CPU引发的竞态，所以单独使用中断屏蔽并不是一个值得推荐的避免竞态的方法，它一般和自旋锁配合使用。
三、原子操作
定义：原子操作指的是在执行过程中不会被别的代码路径所中断的操作。
（原子原本指的是不可分割的微粒，所以原子操作也就是不能够被分割的指令）
（它保证指令以“原子”的方式执行而不能被打断）
原子操作是不可分割的，在执行完毕不会被任何其它任务或事件中断。在单处理器系统(UniProcessor)中，能够在单条指令中完成的操作都可以认为是" 原子操作"，因为中断只能发生于指令之间。这也是某些CPU指令系统中引入了test_and_set、test_and_clear等指令用于临界资源互斥的原因。但是，在对称多处理器(Symmetric Multi-Processor)结构中就不同了，由于系统中有多个处理器在独立地运行，即使能在单条指令中完成的操作也有可能受到干扰。我们以decl (递减指令)为例，这是一个典型的"读－改－写"过程，涉及两次内存访问。
通俗理解：
原子操作，顾名思义，就是说像原子一样不可再细分。一个操作是原子操作，意思就是说这个操作是以原子的方式被执行，要一口气执行完，执行过程不能够被OS的其他行为打断，是一个整体的过程，在其执行过程中，OS的其它行为是插不进来的。
分类：linux内核提供了一系列函数来实现内核中的原子操作，分为整型原子操作和位原子操作，共同点是：在任何情况下操作都是原子的，内核代码可以安全的调用它们而不被打断。
原子整数操作：
针对整数的原子操作只能对atomic_t类型的数据进行处理，在这里之所以引入了一个特殊的数据类型，而没有直接使用C语言的int型，主要是出于两个原因：
第一、让原子函数只接受atomic_t类型的操作数，可以确保原子操作只与这种特殊类型数据一起使用，同时，这也确保了该类型的数据不会被传递给其它任何非原子函数；
第二、使用atomic_t类型确保编译器不对相应的值进行访问优化——这点使得原子操作最终接收到正确的内存地址，而不是一个别名，最后就是在不同体系结构上实现原子操作的时候，使用atomic_t可以屏蔽其间的差异。
原子整数操作最常见的用途就是实现计数器。
另一点需要说明原子操作只能保证操作是原子的，要么完成，要么不完成，不会有操作一半的可能，但原子操作并不能保证操作的顺序性，即它不能保证两个操作是按某个顺序完成的。如果要保证原子操作的顺序性，请使用内存屏障指令。
atomic_t和ATOMIC_INIT(i)定义
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
#define ATOMIC_INIT(i) { (i) }
在你编写代码的时候，能使用原子操作的时候，就尽量不要使用复杂的加锁机制，对多数体系结构来讲，原子操作与更复杂的同步方法相比较，给系统带来的开销小，对高速缓存行的影响也小，但是，对于那些有高性能要求的代码，对多种同步方法进行测试比较，不失为一种明智的作法。
原子位操作：
针对位这一级数据进行操作的函数，是对普通的内存地址进行操作的。它的参数是一个指针和一个位号。
为方便其间，内核还提供了一组与上述操作对应的非原子位函数，非原子位函数与原子位函数的操作完全相同，但是，前者不保证原子性，且其名字前缀多两个下划线。例如，与test_bit()对应的非原子形式是_test_bit()，如果你不需要原子性操作（比如，如果你已经用锁保护了自己的数据），那么这些非原子的位函数相比原子的位函数可能会执行得更快些。
四、自旋锁
自旋锁的引入：
如 果每个临界区都能像增加变量这样简单就好了，可惜现实不是这样，而是临界区可以跨越多个函数，例如：先得从一个数据结果中移出数据，对其进行格式转换和解 析，最后再把它加入到另一个数据结构中，整个执行过程必须是原子的，在数据被更新完毕之前，不能有其他代码读取这些数据，显然，简单的原子操作是无能为力 的（在单处理器系统(UniProcessor)中，能够在单条指令中完成的操作都可以认为是" 原子操作"，因为中断只能发生于指令之间），这就需要使用更为复杂的同步方法——锁来提供保护。
自旋锁的介绍：
Linux内核中最常见的锁是自旋锁（spin lock），自旋锁最多只能被一个可执行线程持有，如果一个执行线程试图获得一个被争用（已经被持有）的自旋锁，那么该线程就会一直进行忙循环—旋转—等待锁重新可用，要是锁未被争用，请求锁的执行线程便能立刻得到它，继续执行，在任意时间，自旋锁都可以防止多于一个的执行线程同时进入理解区，注意同一个锁可以用在多个位置—例如，对于给定数据的所有访问都可以得到保护和同步。
一个被争用的自旋锁使得请求它的线程在等待锁重新可用时自旋（特别浪费处理器时间），所以自旋锁不应该被长时间持有，事实上，这点正是使用自旋锁的初衷，在短期间内进行轻量级加锁，还可以采取另外的方式来处理对锁的争用：让请求线程睡眠，直到锁重新可用时再唤醒它，这样处理器就不必循环等待，可以去执行其他代码，这也会带来一定的开销——这里有两次明显的上下文切换， 被阻塞的线程要换出和换入。因此，持有自旋锁的时间最好小于完成两次上下文切换的耗时，当然我们大多数人不会无聊到去测量上下文切换的耗时，所以我们让持 有自旋锁的时间应尽可能的短就可以了，信号量可以提供上述第二种机制，它使得在发生争用时，等待的线程能投入睡眠，而不是旋转。
自旋锁可以使用在中断处理程序中（此处不能使用信号量，因为它们会导致睡眠），在中断处理程序中使用自旋锁时，一定要在获取锁之前，首先禁止本地中断（在 当前处理器上的中断请求），否则，中断处理程序就会打断正持有锁的内核代码，有可能会试图去争用这个已经持有的自旋锁，这样以来，中断处理程序就会自旋， 等待该锁重新可用，但是锁的持有者在这个中断处理程序执行完毕前不可能运行，这正是我们在前一章节中提到的双重请求死锁，注意，需要关闭的只是当前处理器上的中断，如果中断发生在不同的处理器上，即使中断处理程序在同一锁上自旋，也不会妨碍锁的持有者（在不同处理器上）最终释放锁。
自旋锁的简单理解：
理解自旋锁最简单的方法是把它作为一个变量看待，该变量把一个临界区或者标记为“我当前正在运行，请稍等一会”或者标记为“我当前不在运行，可以被使用”。如果A执行单元首先进入例程，它将持有自旋锁，当B执行单元试图进入同一个例程时，将获知自旋锁已被持有，需等到A执行单元释放后才能进入。
自旋锁的API函数：
其实介绍的几种信号量和互斥机制，其底层源码都是使用自旋锁,可以理解为自旋锁的再包装。所以从这里就可以理解为什么自旋锁通常可以提供比信号量更高的性能。
自旋锁是一个互斥设备，他只能会两个值：“锁定”和“解锁”。它通常实现为某个整数之中的单个位。
“测试并设置”的操作必须以原子方式完成。
任何时候，只要内核代码拥有自旋锁，在相关CPU上的抢占就会被禁止。
适用于自旋锁的核心规则：
（1）任何拥有自旋锁的代码都必须使原子的，除服务中断外（某些情况下也不能放弃CPU,如中断服务也要获得自旋锁。为了避免这种锁陷阱，需要在拥有自旋锁时禁止中断），不能放弃CPU（如休眠，休眠可发生在许多无法预期的地方）。否则CPU将有可能永远自旋下去（死机）。
（2）拥有自旋锁的时间越短越好。
需 要强调的是，自旋锁别设计用于多处理器的同步机制，对于单处理器（对于单处理器并且不可抢占的内核来说，自旋锁什么也不作），内核在编译时不会引入自旋锁 机制，对于可抢占的内核，它仅仅被用于设置内核的抢占机制是否开启的一个开关，也就是说加锁和解锁实际变成了禁止或开启内核抢占功能。如果内核不支持抢 占，那么自旋锁根本就不会编译到内核中。
内核中使用spinlock_t类型来表示自旋锁，它定义在：
typedef struct {
raw_spinlock_t raw_lock;
#if defined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_SMP)
unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t;
对于不支持SMP的内核来说，struct raw_spinlock_t什么也没有，是一个空结构。对于支持多处理器的内核来说，struct raw_spinlock_t定义为
typedef struct {
unsigned int slock;
} raw_spinlock_t;
slock表示了自旋锁的状态，“1”表示自旋锁处于解锁状态（UNLOCK），“0”表示自旋锁处于上锁状态（LOCKED）。
break_lock表示当前是否由进程在等待自旋锁，显然，它只有在支持抢占的SMP内核上才起作用。
自旋锁的实现是一个复杂的过程，说它复杂不是因为需要多少代码或逻辑来实现它，其实它的实现代码很少。自旋锁的实现跟体系结构关系密切，核心代码基本也是由汇编语言写成，与体协结构相关的核心代码都放在相关的目录下，比如。对于我们驱动程序开发人员来说，我们没有必要了解这么spinlock的内部细节，如果你对它感兴趣，请参考阅读Linux内核源代码。对于我们驱动的spinlock接口，我们只需包括头文件。在我们详细的介绍spinlock的API之前，我们先来看看自旋锁的一个基本使用格式：
#include
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock(&lock);
....
spin_unlock(&lock);
从使用上来说，spinlock的API还很简单的，一般我们会用的的API如下表，其实它们都是定义在中的宏接口，真正的实现在中
#include
SPIN_LOCK_UNLOCKED
DEFINE_SPINLOCK
spin_lock_init( spinlock_t *)
spin_lock(spinlock_t *)
spin_unlock(spinlock_t *)
spin_lock_irq(spinlock_t *)
spin_unlock_irq(spinlock_t *)
spin_lock_irqsace(spinlock_t *，unsigned long flags)
spin_unlock_irqsace(spinlock_t *, unsigned long flags)
spin_trylock(spinlock_t *)
spin_is_locked(spinlock_t *)
• 初始化
spinlock有两种初始化形式，一种是静态初始化，一种是动态初始化。对于静态的spinlock对象，我们用 SPIN_LOCK_UNLOCKED来初始化，它是一个宏。当然，我们也可以把声明spinlock和初始化它放在一起做，这就是 DEFINE_SPINLOCK宏的工作，因此，下面的两行代码是等价的。
DEFINE_SPINLOCK (lock);
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_init 函数一般用来初始化动态创建的spinlock_t对象，它的参数是一个指向spinlock_t对象的指针。当然，它也可以初始化一个静态的没有初始化的spinlock_t对象。
spinlock_t *lock
......
spin_lock_init(lock);
• 获取锁
内核提供了三个函数用于获取一个自旋锁。
spin_lock：获取指定的自旋锁。
spin_lock_irq：禁止本地中断并获取自旋锁。
spin_lock_irqsace：保存本地中断状态，禁止本地中断并获取自旋锁，返回本地中断状态。
自旋锁是可以使用在中断处理程序中的，这时需要使用具有关闭本地中断功能的函数，我们推荐使用 spin_lock_irqsave，因为它会保存加锁前的中断标志，这样就会正确恢复解锁时的中断标志。如果spin_lock_irq在加锁时中断是关闭的，那么在解锁时就会错误的开启中断。
另外两个同自旋锁获取相关的函数是：
spin_trylock()：尝试获取自旋锁，如果获取失败则立即返回非0值，否则返回0。
spin_is_locked()：判断指定的自旋锁是否已经被获取了。如果是则返回非0，否则，返回0。
• 释放锁
同获取锁相对应，内核提供了三个相对的函数来释放自旋锁。
spin_unlock：释放指定的自旋锁。
spin_unlock_irq：释放自旋锁并激活本地中断。
spin_unlock_irqsave：释放自旋锁，并恢复保存的本地中断状态。
五、读写自旋锁
如 果临界区保护的数据是可读可写的，那么只要没有写操作，对于读是可以支持并发操作的。对于这种只要求写操作是互斥的需求，如果还是使用自旋锁显然是无法满 足这个要求（对于读操作实在是太浪费了）。为此内核提供了另一种锁－读写自旋锁，读自旋锁也叫共享自旋锁，写自旋锁也叫排他自旋锁。
读写自旋锁是一种比自旋锁粒度更小的锁机制，它保留了“自旋”的概念，但是在写操作方面，只能最多有一个写进程，在读操作方面，同时可以有多个读执行单元，当然，读和写也不能同时进行。
读写自旋锁的使用也普通自旋锁的使用很类似，首先要初始化读写自旋锁对象：
// 静态初始化
rwlock_t rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
//动态初始化
rwlock_t *rwlock;
...
rw_lock_init(rwlock);
在读操作代码里对共享数据获取读自旋锁：
read_lock(&rwlock);
...
read_unlock(&rwlock);
在写操作代码里为共享数据获取写自旋锁：
write_lock(&rwlock);
...
write_unlock(&rwlock);
需要注意的是，如果有大量的写操作，会使写操作自旋在写自旋锁上而处于写饥饿状态（等待读自旋锁的全部释放），因为读自旋锁会自由的获取读自旋锁。
读写自旋锁的函数类似于普通自旋锁，这里就不一一介绍了，我们把它列在下面的表中。
RW_LOCK_UNLOCKED
rw_lock_init(rwlock_t *)
read_lock(rwlock_t *)
read_unlock(rwlock_t *)
read_lock_irq(rwlock_t *)
read_unlock_irq(rwlock_t *)
read_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
read_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_lock(rwlock_t *)
write_unlock(rwlock_t *)
write_lock_irq(rwlock_t *)
write_unlock_irq(rwlock_t *)
write_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
rw_is_locked(rwlock_t *)
六、顺序琐
顺序琐（seqlock）是对读写锁的一种优化，若使用顺序琐，读执行单元绝不会被写执行单元阻塞，也就是说，读执行单元可以在写执行单元对被顺序琐保护的共享资源进行写操作时仍然可以继续读，而不必等待写执行单元完成写操作，写执行单元也不需要等待所有读执行单元完成读操作才去进行写操作。
但是，写执行单元与写执行单元之间仍然是互斥的，即如果有写执行单元在进行写操作，其它写执行单元必须自旋在哪里，直到写执行单元释放了顺序琐。
如果读执行单元在读操作期间，写执行单元已经发生了写操作，那么，读执行单元必须重新读取数据，以便确保得到的数据是完整的，这种锁在读写同时进行的概率比较小时，性能是非常好的，而且它允许读写同时进行，因而更大的提高了并发性，
注意，顺序琐由一个限制，就是它必须被保护的共享资源不含有指针，因为写执行单元可能使得指针失效，但读执行单元如果正要访问该指针，将导致Oops。
七、信号量
Linux中的信号量是一种睡眠锁，如果有一个任务试图获得一个已经被占用的信号量时，信号量会将其推进一个等待队列，然后让其睡眠，这时处理器能重获自由，从而去执行其它代码，当持有信号量的进程将信号量释放后，处于等待队列中的哪个任务被唤醒，并获得该信号量。
信号量，或旗标，就是我们在操作系统里学习的经典的P/V原语操作。
P：如果信号量值大于0，则递减信号量的值，程序继续执行，否则，睡眠等待信号量大于0。
V：递增信号量的值，如果递增的信号量的值大于0，则唤醒等待的进程。
信号量的值确定了同时可以有多少个进程可以同时进入临界区，如果信号量的初始值始1，这信号量就是互斥信号量（MUTEX）。对于大于1的非0值信号量，也可称为计数信号量（counting semaphore）。对于一般的驱动程序使用的信号量都是互斥信号量。
类似于自旋锁，信号量的实现也与体系结构密切相关，具体的实现定义在头文件中，对于x86_32系统来说，它的定义如下：
struct semaphore {
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};
信号量的初始值count是atomic_t类型的，这是一个原子操作类型，它也是一个内核同步技术，可见信号量是基于原子操作的。我们会在后面原子操作部分对原子操作做详细介绍。
信号量的使用类似于自旋锁，包括创建、获取和释放。我们还是来先展示信号量的基本使用形式：
static DECLARE_MUTEX(my_sem);
......
if (down_interruptible(&my_sem))
{
return -ERESTARTSYS;
}
......
up(&my_sem)
Linux内核中的信号量函数接口如下：
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
seam_init(struct semaphore *, int);
init_MUTEX(struct semaphore *);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
• 初始化信号量
信号量的初始化包括静态初始化和动态初始化。静态初始化用于静态的声明并初始化信号量。
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
对于动态声明或创建的信号量，可以使用如下函数进行初始化：
seam_init(sem, count);
init_MUTEX(sem);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
显然，带有MUTEX的函数始初始化互斥信号量。LOCKED则初始化信号量为锁状态。
• 使用信号量
信号量初始化完成后我们就可以使用它了
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
down函数会尝试获取指定的信号量，如果信号量已经被使用了，则进程进入不可中断的睡眠状态。down_interruptible则会使进程进入可中断的睡眠状态。关于进程状态的详细细节，我们在内核的进程管理里在做详细介绍。
down_trylock尝试获取信号量， 如果获取成功则返回0，失败则会立即返回非0。
当退出临界区时使用up函数释放信号量，如果信号量上的睡眠队列不为空，则唤醒其中一个等待进程。
八、读写信号量
类似于自旋锁，信号量也有读写信号量。读写信号量API定义在头文件中，它的定义其实也是体系结构相关的，因此具体实现定义在头文件中，以下是x86的例子：
struct rw_semaphore {
signed long count;
spinlock_t wait_lock;
struct list_head wait_list;
};
⑵ linux单进程如何实现多核cpu多线程分配
linux下的单进程多线程的程序，要实现每个线程平均分配到多核cpu，主要有2个方法
1：利用linux系统自己的线程切换机制，有一个服务叫做irqbalance，这个服务是linux系统自带的，默认会启动，这个服务的作用就是把多线程平均分配到CPU的每个核上面，只要这个服务不停止，多线程分配就可以自己实现。但是要注意，如果线程函数内部的有某个循环，且该循环内没有任何系统调用的话，可能会导致这个线程的CPU时间无法被切换出去。也就是占满CPU现象，此时加个系统调用，例如sleep，线程所占的CPU时间就可以切换出去了。
2：利用pthread库自带的线程亲和性设置函数，来设置线程在某个CPU核心上跑，这个需要在程序内部实现。同时注意不要和进程亲和性设置搞混淆了
intpthread_setaffinity_np(pthread_tthread,size_tcpusetsize，
constcpu_set_t*cpuset);
intpthread_getaffinity_np(pthread_tthread,size_tcpusetsize,
cpu_set_t*cpuset);
从函数名以及参数名都很明了，唯一需要点解释下的可能就是cpu_set_t这个结构体了。这个结构体的理解类似于select中的fd_set，可以理解为cpu集，也是通过约定好的宏来进行清除、设置以及判断：
//初始化，设为空
voidCPU_ZERO(cpu_set_t*set);
//将某个cpu加入cpu集中
voidCPU_SET(intcpu,cpu_set_t*set);
//将某个cpu从cpu集中移出
voidCPU_CLR(intcpu,cpu_set_t*set);
//判断某个cpu是否已在cpu集中设置了
intCPU_ISSET(intcpu,constcpu_set_t*set);
⑶ Linux 线程同步有哪些方法
一、互斥锁(mutex)
1.
初始化锁。在Linux下，线程的互斥量数据类型是pthread_mutex_t。在使用前,要对它进行初始化。
静态分配：pthread_mutex_t
mutex
=
PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
动态分配：int
pthread_mutex_init(pthread_mutex_t
*mutex,
const
pthread_mutex_attr_t
*mutexattr);
2.
加锁。对共享资源的访问，要对互斥量进行加锁，如果互斥量已经上了锁，调用线程会阻塞，直到互斥量被解锁。
int
pthread_mutex_lock(pthread_mutex
*mutex);
int
pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t
*mutex);
3.
解锁。在完成了对共享资源的访问后，要对互斥量进行解锁。
int
pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t
*mutex);
4.
销毁锁。锁在是使用完成后，需要进行销毁以释放资源。
int
pthread_mutex_destroy(pthread_mutex
*mutex);
二、条件变量(cond)
1.
初始化条件变量。
静态态初始化，pthread_cond_t
cond
=
PTHREAD_COND_INITIALIER;
动态初始化，int
pthread_cond_init(pthread_cond_t
*cond,
pthread_condattr_t
*cond_attr);
2.
等待条件成立。释放锁,同时阻塞等待条件变量为真才行。timewait()设置等待时间,仍未signal,返回ETIMEOUT(加锁保证只有一个线程wait)
int
pthread_cond_wait(pthread_cond_t
*cond,
pthread_mutex_t
*mutex);
int
pthread_cond_timewait(pthread_cond_t
*cond,pthread_mutex
*mutex,const
timespec
*abstime);
3.
激活条件变量。pthread_cond_signal,pthread_cond_broadcast（激活所有等待线程）
int
pthread_cond_signal(pthread_cond_t
*cond);
int
pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t
*cond);
//解除所有线程的阻塞
4.
清除条件变量。无线程等待,否则返回EBUSY
int
pthread_cond_destroy(pthread_cond_t
*cond);
三、信号量(sem)
1.
信号量初始化。
int
sem_init
(sem_t
*sem
,
int
pshared,
unsigned
int
value);
这是对由sem指定的信号量进行初始化，设置好它的共享选项(linux
只支持为0，即表示它是当前进程的局部信号量)，然后给它一个初始值VALUE。
2.
等待信号量。给信号量减1，然后等待直到信号量的值大于0。
int
sem_wait(sem_t
*sem);
3.
释放信号量。信号量值加1。并通知其他等待线程。
int
sem_post(sem_t
*sem);
4.
销毁信号量。我们用完信号量后都它进行清理。归还占有的一切资源。
int
sem_destroy(sem_t
*sem);
⑷ Linux线程及同步
linux多线程
1.线程概述
线程是一个进程内的基本调度单位，也可以称为轻量级进程。线程是在共享内存空间中并发的多道执行路径，它们共享一个进程的资源，如文件描述和信号处理。因此，大大减少了上下文切换的开销。一个进程可以有多个线程，也就
是有多个线程控制表及堆栈寄存器，但却共享一个用户地址空间。
2.线程实现
线程创建pthread_create()
所需头文件#include
<pthread.h>
函数原型int
pthread_create
((pthread_t
*thread,
pthread_attr_t
*attr,
thread：线程标识符
attr：线程属性设置
start_routine：线程函数的起始地址
arg：传递给start_routine的参数
函数返回值
成功：0
出错：-1
线程退出pthread_exit();
所需头文件#include
<pthread.h>
函数原型void
pthread_exit(void
*retval)
函数传入值retval:pthread_exit()调用者线程的返回值，可由其他函数如pthread_join
来检索获取
等待线程退出并释放资源pthread_join()
所需头文件#include
<pthread.h>
函数原型int
pthread_join
((pthread_t
th,
void
**thread_return))
函数传入值
th：等待线程的标识符
thread_return：用户定义的指针，用来存储被等待线程的返回值（不为NULL时）
函数返回值
成功：0
出错：-1
代码举例
1.
#include<pthread.h>
2.
#include<stdio.h>
3.
#include<errno.h>
4.
5.
/*线程1*/
6.
void
thread1()
7.
{
8.
int
i=0;
9.
10.
while(1)
11.
{
12.
printf(thread1:%d/n,i);
13.
if(i>3)
14.
pthread_exit(0);
15.
i++;
16.
sleep(1);
17.
}
18.
}
19.
20.
/*线程2*/
21.
void
thread2()
22.
{
23.
int
i=0;
24.
25.
while(1)
26.
{
27.
printf(thread2:%d/n,i);
28.
if(i>5)
29.
pthread_exit(0);
30.
i++;
31.
sleep(1);
32.
}
33.
}
34.
35.
int
main()
36.
{
37.
pthread_t
t1,t2;
38.
39.
/*创建线程*/
40.
pthread_create(&t1,NULL,(void
*)thread1,NULL);
41.
pthread_create(&t2,NULL,(void
*)thread2,NULL);
42.
/*等待线程退出*/
43.
pthread_join(t1,NULL);
44.
pthread_join(t2,NULL);
45.
return
0;
46.
}
3同步与互斥
<1>互斥锁
互斥锁的操作主要包括以下几个步骤。
•
互斥锁初始化：pthread_mutex_init
•
互斥锁上锁：pthread_mutex_lock
•
互斥锁判断上锁：pthread_mutex_trylock
•
互斥锁接锁：pthread_mutex_unlock
•
消除互斥锁：pthread_mutex_destroy
1.
#include<pthread.h>
2.
#include<stdio.h>
3.
#include<errno.h>
4.
5.
int
i=0;/*共享变量*/
6.
pthread_mutex_t
mutex=PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;/*互斥锁*/
7.
8.
void
thread1()
9.
{
10.
int
ret;
11.
while(1)
12.
{
13.
14.
15.
ret=pthread_mutex_trylock(&mutex);/*判断上锁*/
16.
17.
if(ret!=EBUSY)
18.
{
19.
pthread_mutex_lock(&mutex);/*上锁*/
20.
printf(This
is
thread1:%d/n,i);
21.
i++;
22.
pthread_mutex_unlock(&mutex);/*解锁*/
23.
}
24.
sleep(1);
25.
}
26.
}
27.
28.
void
thread2()
29.
{int
ret;
30.
while(1)
31.
{
32.
33.
ret=pthread_mutex_trylock(&mutex);
34.
if(ret!=EBUSY)
35.
{
36.
pthread_mutex_lock(&mutex);
37.
printf(This
is
thread2:%d/n,i);
38.
i++;
39.
pthread_mutex_unlock(&mutex);
40.
}
41.
sleep(1);
42.
}
43.
}
44.
int
main()
45.
{
46.
pthread_t
t1,t2;
47.
pthread_mutex_init(&mutex,NULL);
48.
pthread_create(&t1,NULL,(void
*)thread1,NULL);
49.
pthread_create(&t2,NULL,(void
*)thread2,NULL);
50.
51.
pthread_join(t1,NULL);
52.
pthread_join(t2,NULL);
53.
54.
pthread_mutex_destroy(&mutex);
55.
return
0;
56.
}
<2>信号量
未进行同步处理的两个线程
1.
#include<pthread.h>
2.
#include<stdio.h>
3.
#include<errno.h>
4.
5.
int
i=0;
6.
void
thread1()
7.
{
8.
9.
while(1)
10.
{
11.
printf(This
is
thread1:%d/n,i);
12.
i++;
13.
sleep(1);
14.
}
15.
}
16.
17.
18.
void
thread2()
19.
{
20.
21.
while(1)
22.
{
23.
printf(This
is
thread2:%d/n,i);
24.
i++;
25.
sleep(1);
26.
}
27.
}
28.
29.
int
main()
30.
{
31.
pthread_t
t1,t2;
32.
33.
pthread_create(&t1,NULL,(void
*)thread1,NULL);
34.
pthread_create(&t2,NULL,(void
*)thread2,NULL);
⑸ linux系统中线程同步实现机制有哪些
LinuxThread的线程机制
LinuxThreads是目前Linux平台上使用最为广泛的线程库，由Xavier Leroy ([email protected]) 负责开发完成，并已绑定在GLIBC中发行。它所实现的就是基于核心轻量级进程的"一对一"线程模型，一个线程实体对应一个核心轻量级进程，而线程之间的 管理在核外函数库中实现。
1.线程描述数据结构及实现限制
LinuxThreads定义了一个struct _pthread_descr_struct数据结构来描述线程，并使用全局数组变量 __pthread_handles来描述和引用进程所辖线程。在__pthread_handles中的前两项，LinuxThreads定义了两个全 局的系统线程：__pthread_initial_thread和__pthread_manager_thread，并用 __pthread_main_thread表征__pthread_manager_thread的父线程（初始为 __pthread_initial_thread）。
struct _pthread_descr_struct是一个双环链表结构，__pthread_manager_thread所在的链表仅包括它 一个元素，实际上，__pthread_manager_thread是一个特殊线程，LinuxThreads仅使用了其中的errno、p_pid、 p_priority等三个域。而__pthread_main_thread所在的链则将进程中所有用户线程串在了一起。经过一系列 pthread_create()之后形成的__pthread_handles数组将如下图所示：
图2 __pthread_handles数组结构
新创建的线程将首先在__pthread_handles数组中占据一项，然后通过数据结构中的链指针连入以__pthread_main_thread为首指针的链表中。这个链表的使用在介绍线程的创建和释放的时候将提到。
LinuxThreads遵循POSIX1003.1c标准，其中对线程库的实现进行了一些范围限制，比如进程最大线程数，线程私有数据区大小等等。在 LinuxThreads的实现中，基本遵循这些限制，但也进行了一定的改动，改动的趋势是放松或者说扩大这些限制，使编程更加方便。这些限定宏主要集中 在sysdeps/unix/sysv/linux/bits/local_lim.h（不同平台使用的文件位置不同）中，包括如下几个：
每进程的私有数据key数，POSIX定义_POSIX_THREAD_KEYS_MAX为128，LinuxThreads使用 PTHREAD_KEYS_MAX，1024；私有数据释放时允许执行的操作数，LinuxThreads与POSIX一致，定义 PTHREAD_DESTRUCTOR_ITERATIONS为4；每进程的线程数，POSIX定义为64，LinuxThreads增大到1024 （PTHREAD_THREADS_MAX）；线程运行栈最小空间大小，POSIX未指定，LinuxThreads使用 PTHREAD_STACK_MIN，16384（字节）。
2.管理线程
"一对一"模型的好处之一是线程的调度由核心完成了，而其他诸如线程取消、线程间的同步等工作，都是在核外线程库中完成的。在LinuxThreads 中，专门为每一个进程构造了一个管理线程，负责处理线程相关的管理工作。当进程第一次调用pthread_create()创建一个线程的时候就会创建 （__clone()）并启动管理线程。
在一个进程空间内，管理线程与其他线程之间通过一对"管理管道（manager_pipe[2]）"来通讯，该管道在创建管理线程之前创建，在成功启动 了管理线程之后，管理管道的读端和写端分别赋给两个全局变量__pthread_manager_reader和 __pthread_manager_request，之后，每个用户线程都通过__pthread_manager_request向管理线程发请求， 但管理线程本身并没有直接使用__pthread_manager_reader，管道的读端（manager_pipe[0]）是作为__clone ()的参数之一传给管理线程的，管理线程的工作主要就是监听管道读端，并对从中取出的请求作出反应。
创建管理线程的流程如下所示：
（全局变量pthread_manager_request初值为-1）
图3 创建管理线程的流程
初始化结束后，在__pthread_manager_thread中记录了轻量级进程号以及核外分配和管理的线程id， 2*PTHREAD_THREADS_MAX+1这个数值不会与任何常规用户线程id冲突。管理线程作为pthread_create()的调用者线程的 子线程运行，而pthread_create()所创建的那个用户线程则是由管理线程来调用clone()创建，因此实际上是管理线程的子线程。（此处子 线程的概念应该当作子进程来理解。）
__pthread_manager()就是管理线程的主循环所在，在进行一系列初始化工作后，进入while(1)循环。在循环中，线程以2秒为 timeout查询（__poll()）管理管道的读端。在处理请求前，检查其父线程（也就是创建manager的主线程）是否已退出，如果已退出就退出 整个进程。如果有退出的子线程需要清理，则调用pthread_reap_children()清理。
然后才是读取管道中的请求，根据请求类型执行相应操作（switch-case）。具体的请求处理，源码中比较清楚，这里就不赘述了。
3.线程栈
在LinuxThreads中，管理线程的栈和用户线程的栈是分离的，管理线程在进程堆中通过malloc()分配一个THREAD_MANAGER_STACK_SIZE字节的区域作为自己的运行栈。
用户线程的栈分配办法随着体系结构的不同而不同，主要根据两个宏定义来区分，一个是NEED_SEPARATE_REGISTER_STACK，这个属 性仅在IA64平台上使用；另一个是FLOATING_STACK宏，在i386等少数平台上使用，此时用户线程栈由系统决定具体位置并提供保护。与此同 时，用户还可以通过线程属性结构来指定使用用户自定义的栈。因篇幅所限，这里只能分析i386平台所使用的两种栈组织方式：FLOATING_STACK 方式和用户自定义方式。
在FLOATING_STACK方式下，LinuxThreads利用mmap()从内核空间中分配8MB空间（i386系统缺省的最大栈空间大小，如 果有运行限制（rlimit），则按照运行限制设置），使用mprotect()设置其中第一页为非访问区。该8M空间的功能分配如下图：
图4 栈结构示意
低地址被保护的页面用来监测栈溢出。
对于用户指定的栈，在按照指针对界后，设置线程栈顶，并计算出栈底，不做保护，正确性由用户自己保证。
不论哪种组织方式，线程描述结构总是位于栈顶紧邻堆栈的位置。
4.线程id和进程id
每个LinuxThreads线程都同时具有线程id和进程id，其中进程id就是内核所维护的进程号，而线程id则由LinuxThreads分配和维护。
⑹ Linux下如何实现shell多线程编程以提高应用程序的响应
Linux中多线程编程拥有提高应用程序的响应、使多cpu系统更加有效等优点，下面小编将通过Linux下shell多线程编程的例子给大家讲解下多线程编程的过程，一起来了解下吧。
#！/bin/bash
#———————————————————————————–
# 此例子说明了一种用wait、read命令模拟多线程的一种技巧
# 此技巧往往用于多主机检查，比如ssh登录、ping等等这种单进程比较慢而不耗费cpu的情况
# 还说明了多线程的控制
#———————————————————————————–
function a_sub
{
# 此处定义一个函数，作为一个线程（子进程）
sleep 3 # 线程的作用是sleep 3s
}
tmp_fifofile=“/tmp/$.fifo” mkfifo $tmp_fifofile # 新建一个fifo类型的文件
exec 6《》$tmp_fifofile # 将fd6指向fifo类型
rm $tmp_fifofile thread=15 # 此处定义线程数
for
（（i=0;i《$thread;i++））;do echo
done 》&6 # 事实上就是在fd6中放置了$thread个回车符
for
（（i=0;i《50;i++））;do # 50次循环，可以理解为50个主机，或其他
read -u6 # 一个read -u6命令执行一次，就从fd6中减去一个回车符，然后向下执行，
# fd6中没有回车符的时候，就停在这了，从而实现了线程数量控制
{ # 此处子进程开始执行，被放到后台
a_sub &&
{ # 此处可以用来判断子进程的逻辑
echo “a_sub is finished”
}
||
{ echo “sub error”
}
echo 》&6 # 当进程结束以后，再向fd6中加上一个回车符，即补上了read -u6减去的那个
}
& done wait # 等待所有的后台子进程结束
exec 6》&- # 关闭df6 exit 0
说明：
此程序中的命令
mkfifo tmpfile
和linux中的命令
mknod tmpfile p
效？果相同。区别是mkfifo为POSIX标准，因此推荐使用它。该命令创建了一个先入先出的管道文件，并为其分配文件标志符6。管道文件是进程之间通信的一种方式，注意这一句很重要
exec 6《》$tmp_fifofile # 将fd6指向fifo类型
如果没有这句，在向文件$tmp_fifofile或者&6写入数据时，程序会被阻塞，直到有read读出了管道文件中的数据为止。而执行了上面这一句后就可以在程序运行期间不断向fifo类型的文件写入数据而不会阻塞，并且数据会被保存下来以供read程序读出。
通过运行命令：
time 。/multithread.sh 》/dev/null
最终运算时间： 50/15 = 3组（每组15）+1组（5个《15 组成一个组）= 4组，每组花费时间：3秒，
则 3 * 4 = 12 秒。
传统非多线程的代码 运算时间： 50 * 3 = 150 秒。
上面就是Linux下shell多线程编程的实例介绍了，使用多线程编程还能够改善程序结构，有兴趣的朋友不妨试试看吧。