Linux多线程编程

编译时要用到pthread 库：gcc -lpthread

错误码位置：/usr/include/asm-generic/errno.h

gcc pthread_create.c -lpthread

思考：主子线程交替打印奇数偶数。

思考：证明线程可以自己取消自己。

思考：证明SIGKILL和SIGSTOP 是无法阻塞的。

/usr/include/bits/pthreadtypes.h中查看pthread_mutex_t

思考：用多线程将一个文件1.c拷贝3个副本，11.c,12.c,13.c

思考：多个生产者和消费者

思考：将互斥量等初始化使用pthread_once实现。

思考：设置线程的分离属性，然后在新县城中获取自己的分离属性。

首先我们讲讲为什么要采用多线程编程，其实并不是所有的程序都必须采用多线程，有些时候采用多线程，性能还没有单线程好。所以我们要搞清楚，什么时候采用多线程。采用多线程的好处如下：

(1)因为多线程彼此之间采用相同的地址空间，共享大部分的数据，这样和多进程相比，代价比较节俭，因为多进程的话，启动新的进程必须分配给它独立的地址空间，这样需要数据表来维护代码段，数据段和堆栈段等等。

(2)多线程和多进程相比，一个明显的优点就是线程之间的通信了，对不同进程来说，它们具有独立的数据空间，要进行数据的传递只能通过通信的方式进行，这种方式不仅费时，而且很不方便。但是对于多线程就不一样了。他们之间可以直接共享数据，比如最简单的方式就是共享全局变量。但是共享全部变量也要注意哦，呵呵，必须注意同步，不然后果你知道的。呵呵。

(3)在多cpu的情况下，不同的线程可以运行不同的cpu下，这样就完全并行了。

反正我觉得在这种情况下，采用多线程比较理想。比如说你要做一个任务分2个步骤，你为提高工作效率，你可以多线程技术，开辟2个线程，第一个线程就做第一步的工作，第2个线程就做第2步的工作。但是你这个时候要注意同步了。因为只有第一步做完才能做第2步的工作。这时，我们可以采用同步技术进行线程之间的通信。

针对这种情况，我们首先讲讲多线程之间的通信，在windows平台下，多线程之间通信采用的方法主要有：

(1)共享全局变量,这种方法是最容易想到的，呵呵，那就首先讲讲吧，比如说吧，上面的问题，第一步要向第2步传递收据，我们可以之间共享全局变量，让两个线程之间传递数据，这时主要考虑的就是同步了，因为你后面的线程在对数据进行 *** 作的时候，你第一个线程又改变了数据的内容，你不同步保护，后果很严重的。你也知道，这种情况就是读脏数据了。在这种情况下，我们最容易想到的同步方法就是设置一个bool flag了，比如说在第2个线程还没有用完数据前，第一个线程不能写入。有时在2个线程所需的时间不相同的时候，怎样达到最大效率的同步，就比较麻烦了。咱们可以多开几个缓冲区进行 *** 作。就像生产者消费者一样了。如果是2个线程一直在跑的，由于时间不一致，缓冲区迟早会溢出的。在这种情况下就要考虑了，是不让数据写入还是让数据覆盖掉老的数据，这时候就要具体问题具体分析了。就此打住，呵呵。就是用bool变量控制同步，linux 和windows是一样的。

既然讲道了这里，就再讲讲其它同步的方法。同样 针对上面的这个问题，共享全局变量同步问题。除了采用bool变量外，最容易想到的方法就是互斥量了。呵呵，也就是传说中的加锁了。windows下加锁和linux下加锁是类似的。采用互斥量进行同步，要想进入那段代码，就先必须获得互斥量。

linux上互斥量的函数是：

windows下互斥量的函数有：createmutex 创建一个互斥量，然后就是获得互斥量waitforsingleobject函数，用完了就释放互斥量ReleaseMutex(hMutex)，当减到0的时候 内核会才会释放其对象。下面是windows下与互斥的几个函数原型。

HANDLE WINAPI CreateMutex(

__in LPSECURITY_ATTRIBUTES lpMutexAttributes,

__in BOOL bInitialOwner,

__in LPCTSTR lpName

)

可以可用来创建一个有名或无名的互斥量对象

第一参数 可以指向一个结构体SECURITY_ATTRIBUTES　一般可以设为null；

第二参数 指当时的函数是不是感应感应状态 FALSE为当前拥有者不会创建互斥

第三参数 指明是否是有名的互斥对象 如果是无名 用null就好。

DWORD WINAPI WaitForSingleObject(

__in HANDLE hHandle,

__in DWORD dwMilliseconds

)

第一个是 创建的互斥对象的句柄。第二个是 表示将在多少时间之后返回 如果设为宏INFINITE 则不会返回 直到用户自己定义返回。

对于linux *** 作系统，互斥也是类似的，只是函数不同罢了。在linux下，和互斥相关的几个函数也要闪亮登场了。

pthread_mutex_init函数：初始化一个互斥锁；

pthread_mutex_destroy函数：注销一个互斥锁；

pthread_mutex_lock函数：加锁，如果不成功，阻塞等待；

pthread_mutex_unlock函数：解锁；

pthread_mutex_trylock函数：测试加锁，如果不成功就立即返回，错误码为EBUSY

至于这些函数的用法，google上一搜，就出来了，呵呵，在这里不多讲了。windows下还有一个可以用来保护数据的方法，也是线程同步的方式

就是临界区了。临界区和互斥类似。它们之间的区别是，临界区速度快，但是它只能用来同步同一个进程内的多个线程。临界区的获取和释放函数如下：

EnterCriticalSection() 进入临界区LeaveCriticalSection()离开临界区。 对于多线程共享内存的东东就讲到这里了。

(2)采用消息机制进行多线程通信和同步，windows下面的的消息机制的函数用的多的就是postmessage了。Linux下的消息机制，我用的较少，就不在这里说了，如果谁熟悉的，也告诉我，呵呵。

(3)windows下的另外一种线程通信方法就是事件和信号量了。同样针对我开始举得例子，2个线程同步，他们之间传递信息，可以采用事件(Event)或信号量(Semaphore),比如第一个线程完成生产的数据后，就必须告诉第2个线程，他已经把数据准备好了，你可以来取走了。第2个线程就把数据取走。呵呵，这里可以采用消息机制，当第一个线程准备好数据后，就直接postmessage给第2个线程，按理说采用postmessage一个线程就可以搞定这个问题了。呵呵，不是重点，省略不讲了。

对于linux，也有类似的方法，就是条件变量了，呵呵，这里windows和linux就有不同了。要特别讲讲才行。

对于windows，采用事件和信号量同步时候，都会使用waitforsingleobject进行等待的，这个函数的第一个参数是一个句柄，在这里可以是Event句柄，或Semaphore句柄，第2个参数就是等待的延迟，最终等多久，单位是ms，如果这个参数为INFINITE，那么就是无限等待了。释放信号量的函数为ReleaseSemaphore（）；释放事件的函数为SetEvent。当然使用这些东西都要初始化的。这里就不讲了。Msdn一搜，神马都出来了，呵呵。神马都是浮云！

对于linux *** 作系统，是采用条件变量来实现类似的功能的。Linux的条件变量一般都是和互斥锁一起使用的，主要的函数有：

pthread_mutex_lock ,

pthread_mutex_unlock,

pthread_cond_init

pthread_cond_signal

pthread_cond_wait

pthread_cond_timewait

为了和windows *** 作系统进行对比，我用以下表格进行比较：

对照以上表格,总结如下：

(1) Pthread_cleanup_push,Pthread_cleanup_pop：

这一对函数push和pop的作用是当出现异常退出时，做一些清除 *** 作，即当在push和pop函数之间异常退出，包括调用pthread_exit退出，都会执行push里面的清除函数，如果有多个push，注意是是栈，先执行后面的那个函数，在执行前面的函数，但是注意当在这2个函数之间通过return 退出的话，执不执行push后的函数就看pop函数中的参数是不是为0了。还有当没有异常退出时，等同于在这里面return退出的情况，即：当pop函数参数不为0时，执行清除 *** 作，当pop函数参数为0时，不执行push函数中的清除函数。

（2）linux的pthread_cond_signal和SetEvent的不同点

Pthread_cond_singal释放信号后，当没有Pthread_cond_wait，信号马上复位了，这点和SetEvent不同，SetEvent是不会复位的。详解如下：

条件变量的置位和复位有2种常用模型：第一种模型是当条件变量置位时(signaled)以后，如果当前没有线程在等待，其状态会保持为置位(signaled)，直到有等待的线程进入被触发,其状态才会变为unsignaled,这种模型以采用Windows平台上的Auto-set Event 为代表。

第2种模型则是Linux平台的pthread所采用的模型，当条件变量置位(signaled)以后，即使当前没有任何线程在等待，其状态也会恢复为复位(unsignaled)状态。

条件变量在Linux平台上的这种模型很难说好坏，在实际应用中，我们可以对

代码稍加改进就可以避免这种差异的发生。由于这种差异只会发生在触发没有被线程等待在条件变量的时刻，因此我们只需要掌握好触发的时机即可。最简单的做法是增加一个计数器记录等待线程的个数，在决定触发条件变量前检查该变量即可。

示例 使用 pthread_cond_wait() 和 pthread_cond_signal()

pthread_mutex_t count_lock

pthread_cond_t count_nonzero

unsigned count

decrement_count()

{

pthread_mutex_lock(&count_lock)

while (count == 0)

pthread_cond_wait(&count_nonzero, &count_lock)

count = count - 1

pthread_mutex_unlock(&count_lock)

}

increment_count()

{

pthread_mutex_lock(&count_lock)

if (count == 0)

pthread_cond_signal(&count_nonzero)

count = count + 1

pthread_mutex_unlock(&count_lock)

}

(3) 注意Pthread_cond_wait条件返回时互斥锁的解锁问题

extern int pthread_cond_wait __P ((pthread_cond_t *__cond,pthread_mutex_t *__mutex))

调用这个函数时,线程解开mutex指向的锁并被条件变量cond阻塞。线程可以被函数pthread_cond_signal和函数 pthread_cond_broadcast唤醒线程被唤醒后，它将重新检查判断条件是否满足，如果还不满足，一般说来线程应该仍阻塞在这里，被等待被下一次唤醒。如果在多线程中采用pthread_cond_wait来等待时，会首先释放互斥锁，当等待的信号到来时，再次获得互斥锁，因此在之后要注意手动解锁。举例如下：

#include

#include

#include

pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER/*初始化互斥锁*/

pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER//初始化条件变量

void *thread1(void *)

void *thread2(void *)

int i=1

int main(void)

{

pthread_t t_a

pthread_t t_b

pthread_create(&t_a,NULL,thread1,(void *)NULL)/*创建进程t_a*/

pthread_create(&t_b,NULL,thread2,(void *)NULL)/*创建进程t_b*/

pthread_join(t_b, NULL)/*等待进程t_b结束*/

pthread_mutex_destroy(&mutex)

pthread_cond_destroy(&cond)

exit(0)

}

void *thread1(void *junk)

{

for(i=1i<=9i++)

{

printf("IN one\n")

pthread_mutex_lock(&mutex)//

if(i%3==0)

pthread_cond_signal(&cond)/*，发送信号，通知t_b进程*/

else

printf("thead1:%d\n",i)

pthread_mutex_unlock(&mutex)//*解锁互斥量*/

printf("Up Mutex\n")

sleep(3)

}

}

void *thread2(void *junk)

{

while(i<9)

{

printf("IN two \n")

pthread_mutex_lock(&mutex)

if(i%3!=0)

pthread_cond_wait(&cond,&mutex)/*等待*/

printf("thread2:%d\n",i)

pthread_mutex_unlock(&mutex)

printf("Down Mutex\n")

sleep(3)

}

}

输出如下：

IN one

thead1:1

Up Mutex

IN two

IN one

thead1:2

Up Mutex

IN one

thread2:3

Down Mutex

Up Mutex

IN one

thead1:4

Up Mutex

IN two

IN one

thead1:5

Up Mutex

IN one

Up Mutex

thread2:6

Down Mutex

IN two

thread2:6

Down Mutex

IN one

thead1:7

Up Mutex

IN one

thead1:8

Up Mutex

IN two

IN one

Up Mutex

thread2:9

Down Mutex

注意蓝色的地方，有2个thread2:6，其实当这个程序多执行几次，i=3和i=6时有可能多打印几个，这里就是竞争锁造成的了。

(4)另外要注意的Pthread_cond_timedwait等待的是绝对时间，这个和WaitForSingleObject是不同的，Pthread_cond_timedwait在网上也有讨论。如下：这个问题比较经典，我把它搬过来。

thread_a ：

pthread_mutex_lock(&mutex)

//do something

pthread_mutex_unlock(&mutex)

thread_b：

pthread_mutex_lock(&mutex)

//do something

pthread_cond_timedwait(&cond, &mutex, &tm)

pthread_mutex_unlock(&mutex)

有如上两个线程thread_a, thread_b,现在如果a已经进入了临界区，而b同时超时了，那么b会从pthread_cond_timedwait返回吗？如果能返回，那岂不是a,b都在临界区？如果不能返回，那pthread_cond_timedwait的定时岂不是就不准了？

大家讨论有价值的2点如下：

（1） pthread_cond_timedwait (pthread_cond_t *cv, pthread_mutex_t *external_mutex, const struct timespec *abstime) -- This function is a time-based variant of pthread_cond_wait. It waits up to abstime amount of time for cv to be notified. If abstime elapses before cv is notified, the function returns back to the caller with an ETIME result, signifying that a timeout has occurred. Even in the case of timeouts, the external_mutex will be locked when pthread_cond_timedwait returns.

（2） 2.1 pthread_cond_timedwait行为和pthread_cond_wait一样，在返回的时候都要再次lock mutex.

2 .2pthread_cond_timedwait所谓的如果没有等到条件变量，超时就返回，并不确切。

如果pthread_cond_timedwait超时到了，但是这个时候不能lock临界区，pthread_cond_timedwait并不会立即返回，但是在pthread_cond_timedwait返回的时候，它仍在临界区中，且此时返回值为ETIMEDOUT。

关于pthread_cond_timedwait超时返回的问题，我也认同观点2。

附录：

int pthread_create(pthread_t *restrict tidp,const pthread_attr_t *restrict_attr,void*（*start_rtn)(void*),void *restrict arg)

返回值：若成功则返回0，否则返回出错编号

返回成功时，由tidp指向的内存单元被设置为新创建线程的线程ID。attr参数用于制定各种不同的线程属性。新创建的线程从start_rtn函数的地址开始运行，该函数只有一个无指针参数arg，如果需要向start_rtn函数传递的参数不止一个，那么需要把这些参数放到一个结构中，然后把这个结构的地址作为arg的参数传入。

linux下用C开发多线程程序，Linux系统下的多线程遵循POSIX线程接口，称为pthread。

由 restrict 修饰的指针是最初唯一对指针所指向的对象进行存取的方法，仅当第二个指针基于第一个时，才能对对象进行存取。对对象的存取都限定于基于由 restrict 修饰的指针表达式中。 由 restrict 修饰的指针主要用于函数形参，或指向由 malloc() 分配的内存空间。restrict 数据类型不改变程序的语义。 编译器能通过作出 restrict 修饰的指针是存取对象的唯一方法的假设，更好地优化某些类型的例程。

第一个参数为指向线程标识符的指针。

第二个参数用来设置线程属性。

第三个参数是线程运行函数的起始地址。

第四个参数是运行函数的参数。

因为pthread不是linux系统的库，所以在编译时注意加上-lpthread参数，以调用静态链接库。

终止线程：

如果在进程中任何一个线程中调用exit或_exit,那么整个进行会终止，线程正常的退出方式有：

（1） 线程从启动例程中返回(return)

（2） 线程可以被另一个进程终止（kill）；

（3） 线程自己调用pthread_exit函数

#include

pthread_exit

线程等待：

int pthread_join(pthread_t tid,void **rval_ptr)

函数pthread_join用来等待一个线程的结束。函数原型为：

extern int pthread_join __P (pthread_t __th, void **__thread_return)

第一个参数为被等待的线程标识符，第二个参数为一个用户定义的指针，它可以用来存储被等待线程的返回值。这个函数是一个线程阻塞的函数，调用它的函数将一直等待到被等待的线程结束为止，当函数返回时，被等待线程的资源被收回。

对于windows线程的创建东西，就不列举了，msdn上 一搜就出来了。呵呵。今天就讲到这里吧，希望是抛砖引玉，大家一起探讨，呵呵。部分内容我也是参考internet的，特此对原作者表示感谢！

linux下线程的实现，linux的线程编程有两个库pthread和pth,对于pthread的实现是内核方式的实现，每个线程在kernel中都有task结构与之对应，也就是说用ps命令行是可以看见多个线程，线程的调度也是由内核中的schedule进行的。

再来看看Windows的多线程，Windows NT和Windows95是一个抢先型多任务、多线程 *** 作系统。因为它使用抢先型的多任务，所以它拥有与UNIX同样平滑的处理和进程独立。多线程就更进一步。一个独立的程序默认是使用一个线程，不过它可以将自己分解为几个独立的线程来执行，例如，其中的一个线程可以发送一个文件到打印机，而另一个可以响应用户的输入。这个简单的程序设计修改可以明显减少用户等待的时间，让用户无需担心长时间的计算、重绘屏幕、文件读写等带来的不便。

多线程还可以让你从许多高端的多处理器NT机器中得到好处。例如，你购买了一个高级的RISC机器，可以使用多达10个CPU芯片，但在开始的时候你只购买了一个CPU。你写了一个简单的Mandelbrot set程序，你发现需要15秒的时间来重新绘制Mandelbrot set的画面。

那么，Windows平台的线程和类Unix平台（包括Linux）的进程的区别是什么呢？

熟悉WIN32编程的人一定知道，WIN32的进程管理方式与UNIX上有着很大区别，在UNIX里，只有进程的概念，但在WIN32里却还有一个“线程”的概念，那么UNIX和WIN32在这里究竟有着什么区别呢？

UNIX里的fork是七十年代UNIX早期的开发者经过长期在理论和实践上的艰苦探索后取得的成果，一方面，它使 *** 作系统在进程管理上付出了最小的代价，另一方面，又为程序员提供了一个简洁明了的多进程方法。

WIN32里的进程/线程是继承自OS/2的。在WIN32里，“进程”是指一个程序，而“线程”是一个“进程”里的一个执行“线索”。从核心上讲，WIN32的多进程与UNIX并无多大的区别，在WIN32里的线程才相当于UNIX的进程，是一个实际正在执行的代码。但是，WIN32里同一个进程里各个线程之间是共享数据段的。这才是与UNIX的进程最大的不同。

对于多任务系统，共享数据区是必要的，但也是一个容易引起混乱的问题，在WIN32下，一个程序员很容易忘记线程之间的数据是共享的这一情况，一个线程修改过一个变量后，另一个线程却又修改了它，结果引起程序出问题。但在UNIX下，由于变量本来并不共享，而由程序员来显式地指定要共享的数据，使程序变得更清晰与安全。

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