sem_getvalue的介绍

sem_getvalue，计算机鼠疫，是把 sem 指向的信号量当前值放置在 sval 指向的整数上。 如果有一个或多个进程或线程当前正在使用 sem_wait(3) 等待信号量，POSIX.1-2001 允许返回两种结果在 sval 里：要么返回 0；要么返回一个负值，它的绝对等于当前正在 sem_wait(3) 里阻塞的进程和线程数。Linux 选择了前面的行为(返回零)。

“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， *** 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 *** 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” *** 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 *** 作则有效，且能保持 灯亮状态。当然，这样的 *** 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 *** 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 *** 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 *** 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。

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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 *** 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 *** 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 *** 作比较复杂,假设线程t0,t1,t2的 *** 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&lt100,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