南京网站建设外包,wordpress 知道创宇,jsp网站搭建,医院网站开发兼职文章目录一、有关概念原子性错误认知澄清加锁二、锁的相关函数全局锁局部锁初始化销毁加锁解锁三、锁相关如何看待锁一个线程在执行临界区的代码时#xff0c;可以被切换吗#xff1f;锁是本身也是临界资源#xff0c;它如何做到保护自己#xff1f;#xff08;锁的实现可以被切换吗锁是本身也是临界资源它如何做到保护自己锁的实现软件层面的互斥锁的实现硬件层面的互斥锁的实现锁是不允许拷贝构造或者赋值拷贝的锁的饥饿问题一、有关概念
共享资源:多执行流运行时都能使用的资源临界资源多线程执行流被保护的共享的资源就叫做临界资源临界区每个线程内部访问临界资源的代码就叫做临界区互斥任何时刻互斥保证有且只有一个执行流进入临界区访问临界资源通常对临界资源起保护作用原子性不会被任何调度机制打断的操作该操作只有两态要么完成要么未完成保护的方式常见互斥与同步多个执行流访问临界资源的时候具有一定的顺序性叫做同步在进程中涉及到互斥资源的程序段叫临界区。你写的代码访问临界资源的代码(临界区)不访问临界资源的代码(非临界区)所谓的对共享资源进行保护本质是对访问共享资源的代码进行保护
原子性 原子性是指一个操作在执行过程中不会被其他线程或者中断所干扰
即这个操作要么完全执行要么完全不执行不会出现只执行了一部分的情况。
注意 在计算机系统中原子性指令的设计目标就是确保其执行过程不可分割即使在多核并行环境下同一原子指令也不可能被两个CPU核心真正“同时”执行
原因 总线锁定 原理当CPU核心执行原子指令时会通过总线信号锁定内存区域阻止其他核心访问对应变量物理内存地址防止变量被修改被读取 代价锁定总线会导致其他核心的访存操作被阻塞影响整体性能 缓存锁定 原理利用缓存一致性协议在缓存行级别锁定内存区域无需全局总线锁定。 优势更高效仅阻塞对特定缓存行的访问 硬件指令原子性 某些指令如x86的LOCK前缀指令直接在硬件层面保证原子性例如 LOCK ADD [mem], 1 ; 原子递增内存值错误认知澄清
误区原子操作等同于“互斥” 错误观点原子操作让其他线程完全无法访问变量
现实原子操作仅保证特定操作的原子性其他线程仍可自由访问变量例如通过非原子方式读取或执行其他原子操作 例
std::atomicint x(0);
int y 0;线程A原子写
x.store(42, std::memory_order_relaxed);线程B非原子读
int local_x x.load(std::memory_order_relaxed); 正确原子读
int local_y y; 错误非原子读可能读到未同步的值原子操作和互斥锁虽然都能实现线程安全但它们的核心机制和适用场景不同
原子操作针对单个变量的特定操作通过硬件指令实现高效无锁同步互斥锁保护代码块内的任意操作无论涉及多少变量通过阻塞实现强一致性
所以 原子性和互斥锁都能保证对共享资源的进行某一操作时多执行流必须串行执行但是互斥锁保护的范围比原子性更大
多执行流时共享资源如果不加保护会怎么样
多执行流时共享资源不互斥没有原子性可能会怎样 很可能产生数据不一致问题
例 下面是4个线程同时进行抢票的操作票数就是全局变量ticket
#include iostream
#include unistd.h
#include pthread.hint ticket 100;void* Route(void* args)
{char* buf (char*)args;while(true){if(ticket 0){sleep(1);std::cout buf sell ticket: ticket std::endl;ticket--;}else{break;}}return nullptr;
}int main()
{pthread_t t1, t2, t3, t4;pthread_create(t1, nullptr, Route, (void*)thread 1);pthread_create(t2, nullptr, Route, (void*)thread 2);pthread_create(t3, nullptr, Route, (void*)thread 3);pthread_create(t4, nullptr, Route, (void*)thread 4);pthread_join(t1, nullptr);pthread_join(t2, nullptr);pthread_join(t3, nullptr);pthread_join(t4, nullptr);return 0;
}为什么最后抢票会抢出负数 ifticket0不是原子的 因为它会变成3条汇编指令一条汇编指令虽然是原子的但是3条汇编指令和在一起的操作就不是原子的了 所以在CPU在执行这3条汇编指令期间都有可能进行线程切换。
比如 ticket1了线程a把1读取到寄存器之后线程a就切换了还没去–ticket 线程b也来读取了也把ticket1读到寄存器里了 这个时候线程a和线程b就都会判断ticket0就都进去抢了
而且 ticket–也不是原子的
线程/进程什么时候会发生切换
线程时间片到了来了一个多个优先级更高的进程/线程此时CPU上的线程时间片没有耗尽也可能会被切换CPU上的线程执行阻塞了比如执行了sleep暂停代码scanf等待键盘等线程进入等待队列代码不执行了 CPU就不会让这个线程占着茅坑不拉屎就会直接切换到其他线程
因为ticketnum–编译之后会变成3条汇编指令
读取ticket到CPU的寄存器CPU执行–计算把计算之后的ticket结果写回内存
所以ticket–不是原子的
所以上面的代码在ticket1时 线程1执行if判断时可以通过然后执行sleep时就会阻塞就切换到线程2了
线程2执行if判断时ticket还是1所以线程2也能通过然后执行sleep阻塞就切换到线程3
线程3…
所以最后if的{}里面同时进入了4个线程 4个线程依次从阻塞状态恢复依次对ticket进行– ticket就减到了-2
还是上面的4个线程抢票问题
因为ticket–编译之后会变成3条汇编指令
读取ticket到CPU的寄存器CPU执行–计算把计算之后的ticket结果写回内存
所以ticket–不是原子的 假设线程1要执行ticket–了此时ticket的值为10000
CPU执行第一个汇编指令把10000写进CPU寄存器 CPU执行第二个汇编指令把10000减到了9999 CPU刚准备执行第3个汇编指令时线程1的时间片到了 那么CPU就会把CPU中线程1相关的寄存器中的数据保存即保存上下文数据PC指针和9999等
然后线程2被切换上来了正好线程2也要执行ticket–
而线程2运气比较好它一直循环执行了9999次ticket– 于是线程2从10000开始减[ 因为线程1的9999没有写回内存而线程的上下文是线程私有的 ]把ticket减到了1
线程2准备再次执行ticket–时也和线程1一样刚执行到第二条汇编代码把ticket减到0时间片就到了
线程2就被切换成了线程1 线程1恢复上下文之后根据PC指针中的下一条汇编代码继续执行 就把自己计算的结果9999写回了内存中的ticket中 然后从循环从9999开始减…
所以线程2就白干了
加锁
如何给共享资源增加互斥性质
多执行流时保护共享资源的本质其实是 保护临界区的代码因为共享资源是通过临界区的代码访问的
那么给共享资源增加互斥性质本质就是给临界区代码添加互斥性质 让任意时刻最多同时有一个执行流执行该临界区的代码 如何给临界区添加互斥性质
加锁 Linux上提供的这把锁叫互斥量。
加了锁之后 每个线程执行流执行这个互斥性质的临界区的代码之前都必须先申请锁只有申请锁成功的那个线程才能执行临界区的代码
二、锁的相关函数
锁pthread_mutex_t类型的结构体
分为
全局锁
全局锁可以使用pthread_mutex_init或者宏PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER初始化全局锁销不销毁无所谓因为生命周期本来就和进程一样长
pthread_mutex_t mutex PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER局部锁
只能使用pthread_mutex_init初始化并且需要使用pthread_mutex_destroy销毁局部锁锁是局部的所以要让所有线程都看到的话就需要把锁的地址/引用传给所有线程
初始化
pthread_mutex_init 作用初始化对应的锁
#include pthread.hint pthread_mutex_init(pthread_mutex_t * mutex,const pthread_mutexattr_t * attr);pthread_mutex_t* mutex要初始化的锁的地址const pthread_mutexattr_t* attr用户指定的锁的属性一般不管设置为nullptr返回值 0 成功互斥锁mutex初始化完成。 非 0 失败返回的错误代码
销毁
pthread_mutex_destroy
作用销毁对应的锁 int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex);pthread_mutex_t*mutex要销毁的锁的地址返回值 0 成功 非 0 失败
加锁
pthread_mutex_lock
作用对一个临界区上锁申请一个访问对应临界区的入场券
申请成功就获得对应的入场券申请失败就说明其他线程已经把入场券抢完了此时线程的PCB就进入对应的等待队列阻塞
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex);pthread_mutex_t*mutex锁对象的地址返回值 0 成功 非 0 失败
pthread_mutex_trylock
作用对一个临界区上锁申请一个访问对应临界区的入场券
申请成功就获得对应的入场券申请失败就说明其他线程已经把入场券抢完了此时线程不阻塞直接返回一个错误码 int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);pthread_mutex_t*mutex锁对象的地址返回值 0 成功 非 0 失败
解锁
pthread_mutex_unlock
作用 解除对应的锁把一个访问对应临界区的入场券还回去让其他线程可以去抢入场券
int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);pthread_mutex_t*mutex锁对象的地址返回值 0 成功 非 0 失败
三、锁相关
如何看待锁 锁的本质就是一个二元信号量 而二元信号量本质是一个值只可能为1或0的计数器 这个计数器作为锁时记的是访问对应临界区的入场券数量
即
没有线程申请访问对应临界区时count为1有一个线程成功申请到了使用对应临界区的资格时count就变成0解锁的话count就从0变成1
所以锁本质是一个预定机制
一个线程在执行临界区的代码时可以被切换吗
可以被切换
而且这个线程切换了之后其他线程依然不能进入临界区 因为这个线程还没有调用解锁的接口所以这个线程把锁“拿走了”
所以一个线程执行临界区代码这个操作对于其他线程来说就是具有原子性的
因为对于其他线程而言 这个临界区的代码要吗没有被这个线程执行要吗就是这个线程执行完了 执行过程中不可能被任何其他线程干扰
锁是本身也是临界资源它如何做到保护自己锁的实现 每个线程执行流执行某个互斥性质的临界区的代码之前都必须先申请锁只有申请成功的那个线程才能执行临界区的代码
锁需要被所有线程共享访问因此它本身是一种共享资源。 由于锁的实现必须保证自身操作的原子性如通过硬件指令避免竞争所以锁也是一种临界资源——它需要被自身的机制保护。
软件层面的互斥锁的实现
软件层面锁是如何自保的
加锁和解锁的操作是原子的 锁的本质是一个二元信号量即一个只有0和1的计数器 我们知道和–操作都不是原子的所以锁不能通过或者–来修改自己的值
为了实现互斥锁体系结构[X86X64等]提供了两个新的汇编指令swap和xchange 它们的作用都是交换一个寄存器和一个物理内存中的变量的值
因为swap和xchange都只是一条汇编指令所以他们两个操作都是原子的
函数pthread_mutex_lock和unlock实现的伪代码如下图 即 调用pthread_mutex_init或者使用宏初始化锁之后物理内存中锁mutex里面的值为1 ①movb $0%al就是把0放进一个寄存器中 ②xchge %almutex就是交换寄存器和mutex中的值 ③ 1.如果寄存器交换得到的值0这个线程就申请锁成功获得进入临界区的资格2.如果寄存器交换得到的值0这个线程就会被阻塞等到获取到锁的线程解锁之后才会继续运行 ④最后执行goot lock即回到pthread_mutex_lock函数的开头重新执行一遍看能不能抢到锁
线程进入pthread_mutex_lock函数之后依然可以进行切换并且不会影响锁的获取 为什么 假设有两个线程 线程1先调用pthread_mutex_lock当线程1执行完第②条汇编指令[xchge %almutex]把寄存器中的0与mutex中的1进行了交换
然后就被切换走了 切换之前CPU会保护线程1的上下文数据所以线程1就把mutex中的1放进上下文里带走了
线程2切换上来之后也执行了lock方法想要获取锁 线程2执行汇编指令①把0放进寄存器中把线程1留下的1覆盖 执行汇编指令②交换寄存器与mutex的值 但是此时线程2只能从mutex里面拿到被线程1换进去的0 拿不到1了所以线程2获取锁失败被阻塞
所以
线程1如果在执行汇编指令②之前被切换本来就不影响锁的竞争线程1如果在执行完汇编指令②并且成功获取了锁之后被切换即使线程1被切换了它也会把1锁带走
所以其实整个pthread_mutex_lock中汇编指令②xchge %almutex就是申请锁 pthread_mutex_unlock中movb $1mutex就是解锁
所以 线程们竞争的资源是什么 是mutex这个变量空间吗不是
因为所有线程都可以与变量空间中的值进行交换 线程们竞争的是1是mutex初始时或者解锁操作执行后mutex里面那唯一的一个1
mutex里面的值可能1或者0吗 不可能 因为锁只能使用pthread_mutex_init或者宏初始化不支持其他任何初始化方法 解锁时也只会把1放进mutex中
硬件层面的互斥锁的实现
即 在某个线程要执行临界区代码之前先关闭操作系统对与时钟中断和外部中断的响应 这个线程执行完临界区代码之后再打开
即这个线程执行临界区代码时操作系统不会进行切换 这样就可以防止并发切换导致的线程安全问题
不过一般用的是软件实现锁
锁是不允许拷贝构造或者赋值拷贝的
因为如果要使用锁对一个临界资源进行保护的话 那么就应该保证所有想访问这个临界资源线程看到的都是同一把锁 不然就不能起到保护的作用了
所以为了防止用户无意识地进行锁的拷贝构造/赋值导致出现线程安全问题 就直接禁止锁进行拷贝构造和赋值拷贝了
锁的饥饿问题 如果一个共享资源只加了锁就有可能出现锁的饥饿问题
例 一个死循环–计数器的代码 while1 { //加锁 p– //解锁 }
一个线程a抢到锁之后其他线程想要锁的进程就只能阻塞等待线程a解锁 线程a使用完临界区之后解锁之后又进入下一次循环又去抢锁了 因为其他想抢锁的线程还阻塞着唤醒需要时间 但是线程a本来就醒着所以线程a就比别的线程快马上又把锁抢到了 其他想要锁的线程只能再次进入阻塞状态 就有可能一直是线程a拿着锁访问临界区
怎么解决这个问题 就要用到同步了
