A. 互斥鎖 盡管在Posix Thread中同樣可以使用ipC的信號量機制來實現(xiàn)互斥鎖mutex功能，但顯然semphore的功能過于強大了，在Posix Thread中定義了另外一套專門用于線程同步的mutex函數(shù)。 1． 創(chuàng)建和銷毀
有兩種方法創(chuàng)建互斥鎖，靜態(tài)方式和動態(tài)方式。POSIX定義了一個宏P(guān)THREAD_MUTEX_INITIALIZER來靜態(tài)初始化互斥鎖，方法如下： pthread_mutex_t mutex=PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; 在linuxThreads實現(xiàn)中，pthread_mutex_t是一個結(jié)構(gòu)，而PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER則是一個結(jié)構(gòu)常量。
動態(tài)方式是采用pthread_mutex_init()函數(shù)來初始化互斥鎖，API定義如下： int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *mutex, const pthread_mutexattr_t *mutexattr) 其中mutexattr用于指定互斥鎖屬性（見下），如果為NULL則使用缺省屬性。
pthread_mutex_destroy()用于注銷一個互斥鎖，API定義如下： int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex) 銷毀一個互斥鎖即意味著釋放它所占用的資源，且要求鎖當(dāng)前處于開放狀態(tài)。由于在Linux中，互斥鎖并不占用任何資源，因此LinuxThreads中的pthread_mutex_destroy()除了檢查鎖狀態(tài)以外（鎖定狀態(tài)則返回EBUSY）沒有其他動作。 2． 互斥鎖屬性
互斥鎖的屬性在創(chuàng)建鎖的時候指定，在LinuxThreads實現(xiàn)中僅有一個鎖類型屬性，不同的鎖類型在試圖對一個已經(jīng)被鎖定的互斥鎖加鎖時表現(xiàn)不同。當(dāng)前（glibc2.2.3,linuxthreads0.9）有四個值可供選擇：
PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP，這是缺省值，也就是普通鎖。當(dāng)一個線程加鎖以后，其余請求鎖的線程將形成一個等待隊列，并在解鎖后按優(yōu)先級獲得鎖。這種鎖策略保證了資源分配的公平性。PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NP，嵌套鎖，允許同一個線程對同一個鎖成功獲得多次，并通過多次unlock解鎖。如果是不同線程請求，則在加鎖線程解鎖時重新競爭。PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP，檢錯鎖，如果同一個線程請求同一個鎖，則返回EDEADLK，否則與PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP類型動作相同。這樣就保證當(dāng)不允許多次加鎖時不會出現(xiàn)最簡單情況下的死鎖。PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP，適應(yīng)鎖，動作最簡單的鎖類型，僅等待解鎖后重新競爭。3． 鎖操作
鎖操作主要包括加鎖pthread_mutex_lock()、解鎖pthread_mutex_unlock()和測試加鎖pthread_mutex_trylock()三個，不論哪種類型的鎖，都不可能被兩個不同的線程同時得到，而必須等待解鎖。對于普通鎖和適應(yīng)鎖類型，解鎖者可以是同進程內(nèi)任何線程；而檢錯鎖則必須由加鎖者解鎖才有效，否則返回EPERM；對于嵌套鎖，文檔和實現(xiàn)要求必須由加鎖者解鎖，但實驗結(jié)果表明并沒有這種限制，這個不同目前還沒有得到解釋。在同一進程中的線程，如果加鎖后沒有解鎖，則任何其他線程都無法再獲得鎖。
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex)int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex)int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex)pthread_mutex_trylock()語義與pthread_mutex_lock()類似，不同的是在鎖已經(jīng)被占據(jù)時返回EBUSY而不是掛起等待。 4． 其他
POSIX線程鎖機制的Linux實現(xiàn)都不是取消點，因此，延遲取消類型的線程不會因收到取消信號而離開加鎖等待。值得注意的是，如果線程在加鎖后解鎖前被取消，鎖將永遠保持鎖定狀態(tài)，因此如果在關(guān)鍵區(qū)段內(nèi)有取消點存在，或者設(shè)置了異步取消類型，則必須在退出回調(diào)函數(shù)中解鎖。
這個鎖機制同時也不是異步信號安全的，也就是說，不應(yīng)該在信號處理過程中使用互斥鎖，否則容易造成死鎖。
B. 條件變量
條件變量是利用線程間共享的全局變量進行同步的一種機制，主要包括兩個動作：一個線程等待”條件變量的條件成立”而掛起；另一個線程使”條件成立”（給出條件成立信號）。為了防止競爭，條件變量的使用總是和一個互斥鎖結(jié)合在一起。 1． 創(chuàng)建和注銷
條件變量和互斥鎖一樣，都有靜態(tài)動態(tài)兩種創(chuàng)建方式，靜態(tài)方式使用PTHREAD_COND_INITIALIZER常量，如下：
pthread_cond_t cond=PTHREAD_COND_INITIALIZER動態(tài)方式調(diào)用pthread_cond_init()函數(shù)，API定義如下：
int pthread_cond_init(pthread_cond_t *cond, pthread_condattr_t *cond_attr)盡管POSIX標(biāo)準(zhǔn)中為條件變量定義了屬性，但在LinuxThreads中沒有實現(xiàn)，因此cond_attr值通常為NULL，且被忽略。
注銷一個條件變量需要調(diào)用pthread_cond_destroy()，只有在沒有線程在該條件變量上等待的時候才能注銷這個條件變量，否則返回EBUSY。因為Linux實現(xiàn)的條件變量沒有分配什么資源，所以注銷動作只包括檢查是否有等待線程。API定義如下： int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond) 2． 等待和激發(fā)
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex)int pthread_cond_timedwait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex, const struct timespec *abstime)等待條件有兩種方式：無條件等待pthread_cond_wait()和計時等待pthread_cond_timedwait()，其中計時等待方式如果在給定時刻前條件沒有滿足，則返回ETIMEOUT，結(jié)束等待，其中abstime以與time()系統(tǒng)調(diào)用相同意義的絕對時間形式出現(xiàn)，0表示格林尼治時間1970年1月1日0時0分0秒。
無論哪種等待方式，都必須和一個互斥鎖配合，以防止多個線程同時請求pthread_cond_wait()（或pthread_cond_timedwait()，下同）的競爭條件（Race Condition）。mutex互斥鎖必須是普通鎖（PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP）或者適應(yīng)鎖（PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP），且在調(diào)用pthread_cond_wait()前必須由本線程加鎖（pthread_mutex_lock()），而在更新條件等待隊列以前，mutex保持鎖定狀態(tài)，并在線程掛起進入等待前解鎖。在條件滿足從而離開pthread_cond_wait()之前，mutex將被重新加鎖，以與進入pthread_cond_wait()前的加鎖動作對應(yīng)。
激發(fā)條件有兩種形式，pthread_cond_signal()激活一個等待該條件的線程，存在多個等待線程時按入隊順序激活其中一個；而pthread_cond_broadcast()則激活所有等待線程。 3． 其他
pthread_cond_wait()和pthread_cond_timedwait()都被實現(xiàn)為取消點，因此，在該處等待的線程將立即重新運行，在重新鎖定mutex后離開pthread_cond_wait()，然后執(zhí)行取消動作。也就是說如果pthread_cond_wait()被取消，mutex是保持鎖定狀態(tài)的，因而需要定義退出回調(diào)函數(shù)來為其解鎖。
以下示例集中演示了互斥鎖和條件變量的結(jié)合使用，以及取消對于條件等待動作的影響。在例子中，有兩個線程被啟動，并等待同一個條件變量，如果不使用退出回調(diào)函數(shù)（見范例中的注釋部分），則tid2將在pthread_mutex_lock()處永久等待。如果使用回調(diào)函數(shù)，則tid2的條件等待及主線程的條件激發(fā)都能正常工作。
#include <stdio.h>#include <pthread.h>#include <unistd.h>pthread_mutex_t mutex;pthread_cond_t cond;void * child1(void *arg){ pthread_cleanup_push(pthread_mutex_unlock,&mutex); /* comment 1 */ while(1){ 如果不做注釋5的pthread_cancel()動作，即使沒有那些sleep()延時操作，child1和child2都能正常工作。注釋3和注釋4的延遲使得child1有時間完成取消動作，從而使child2能在child1退出之后進入請求鎖操作。如果沒有注釋1和注釋2的回調(diào)函數(shù)定義，系統(tǒng)將掛起在child2請求鎖的地方；而如果同時也不做注釋3和注釋4的延時，child2能在child1完成取消動作以前得到控制，從而順利執(zhí)行申請鎖的操作，但卻可能掛起在pthread_cond_wait()中，因為其中也有申請mutex的操作。child1函數(shù)給出的是標(biāo)準(zhǔn)的條件變量的使用方式：回調(diào)函數(shù)保護，等待條件前鎖定，pthread_cond_wait()返回后解鎖。條件變量機制不是異步信號安全的，也就是說，在信號處理函數(shù)中調(diào)用pthread_cond_signal()或者pthread_cond_broadcast()很可能引起死鎖。
C. 信號燈
信號燈與互斥鎖和條件變量的主要不同在于”燈”的概念，燈亮則意味著資源可用，燈滅則意味著不可用。如果說后兩中同步方式側(cè)重于”等待”操作，即資源不可用的話，信號燈機制則側(cè)重于點燈，即告知資源可用；沒有等待線程的解鎖或激發(fā)條件都是沒有意義的，而沒有等待燈亮的線程的點燈操作則有效，且能保持燈亮狀態(tài)。當(dāng)然，這樣的操作原語也意味著更多的開銷。
信號燈的應(yīng)用除了燈亮/燈滅這種二元燈以外，也可以采用大于1的燈數(shù)，以表示資源數(shù)大于1，這時可以稱之為多元燈。 1． 創(chuàng)建和注銷
POSIX信號燈標(biāo)準(zhǔn)定義了有名信號燈和無名信號燈兩種，但LinuxThreads的實現(xiàn)僅有無名燈，同時有名燈除了總是可用于多進程之間以外，在使用上與無名燈并沒有很大的區(qū)別，因此下面僅就無名燈進行討論。
int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value) 這是創(chuàng)建信號燈的API，其中value為信號燈的初值，pshared表示是否為多進程共享而不僅僅是用于一個進程。LinuxThreads沒有實現(xiàn)多進程共享信號燈，因此所有非0值的pshared輸入都將使sem_init()返回-1，且置errno為ENOSYS。初始化好的信號燈由sem變量表征，用于以下點燈、滅燈操作。
int sem_destroy(sem_t * sem) 被注銷的信號燈sem要求已沒有線程在等待該信號燈，否則返回-1，且置errno為EBUSY。除此之外，LinuxThreads的信號燈注銷函數(shù)不做其他動作。 2． 點燈和滅燈
int sem_post(sem_t * sem)
點燈操作將信號燈值原子地加1，表示增加一個可訪問的資源。
int sem_wait(sem_t * sem) int sem_trywait(sem_t * sem)
sem_wait()為等待燈亮操作，等待燈亮（信號燈值大于0），然后將信號燈原子地減1，并返回。sem_trywait()為sem_wait()的非阻塞版，如果信號燈計數(shù)大于0，則原子地減1并返回0，否則立即返回-1，errno置為EAGAIN。 3． 獲取燈值
int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval)
讀取sem中的燈計數(shù)，存于*sval中，并返回0。 4． 其他
sem_wait()被實現(xiàn)為取消點，而且在支持原子”比較且交換”指令的體系結(jié)構(gòu)上，sem_post()是唯一能用于異步信號處理函數(shù)的POSIX異步信號安全的API。
D. 異步信號
由于LinuxThreads是在核外使用核內(nèi)輕量級進程實現(xiàn)的線程，所以基于內(nèi)核的異步信號操作對于線程也是有效的。但同時，由于異步信號總是實際發(fā)往某個進程，所以無法實現(xiàn)POSIX標(biāo)準(zhǔn)所要求的”信號到達某個進程，然后再由該進程將信號分發(fā)到所有沒有阻塞該信號的線程中”原語，而是只能影響到其中一個線程。
POSIX異步信號同時也是一個標(biāo)準(zhǔn)C庫提供的功能，主要包括信號集管理（sigemptyset()、sigfillset()、sigaddset()、sigdelset()、sigismember()等）、信號處理函數(shù)安裝（sigaction()）、信號阻塞控制（sigprocmask()）、被阻塞信號查詢（sigpending()）、信號等待(sigsuspend())等，它們與發(fā)送信號的kill()等函數(shù)配合就能實現(xiàn)進程間異步信號功能。LinuxThreads圍繞線程封裝了sigaction()何raise()，本節(jié)集中討論LinuxThreads中擴展的異步信號函數(shù)，包括pthread_sigmask()、pthread_kill()和sigwait()三個函數(shù)。毫無疑問，所有POSIX異步信號函數(shù)對于線程都是可用的。
int pthread_sigmask(int how, const sigset_t *newmask, sigset_t *oldmask) 設(shè)置線程的信號屏蔽碼，語義與sigprocmask()相同，但對不允許屏蔽的Cancel信號和不允許響應(yīng)的Restart信號進行了保護。被屏蔽的信號保存在信號隊列中，可由sigpending()函數(shù)取出。
int pthread_kill(pthread_t thread, int signo)向thread號線程發(fā)送signo信號。實現(xiàn)中在通過thread線程號定位到對應(yīng)進程號以后使用kill()系統(tǒng)調(diào)用完成發(fā)送。
int sigwait(const sigset_t *set, int *sig)掛起線程，等待set中指定的信號之一到達，并將到達的信號存入*sig中。POSIX標(biāo)準(zhǔn)建議在調(diào)用sigwait()等待信號以前，進程中所有線程都應(yīng)屏蔽該信號，以保證僅有sigwait()的調(diào)用者獲得該信號，因此，對于需要等待同步的異步信號，總是應(yīng)該在創(chuàng)建任何線程以前調(diào)用pthread_sigmask()屏蔽該信號的處理。而且，調(diào)用sigwait()期間，原來附接在該信號上的信號處理函數(shù)不會被調(diào)用。
如果在等待期間接收到Cancel信號，則立即退出等待，也就是說sigwait()被實現(xiàn)為取消點。
E. 其他同步方式
除了上述討論的同步方式以外，其他很多進程間通信手段對于LinuxThreads也是可用的，比如基于文件系統(tǒng)的IPC（管道、Unix域Socket等）、消息隊列（Sys.V或者Posix的）、System V的信號燈,等。只有一點需要注意，LinuxThreads在核內(nèi)是作為共享存儲區(qū)、共享文件系統(tǒng)屬性、共享信號處理、共享文件描述符的獨立進程看待的。
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