https://blog.csdn.net/jkx01whg/article/details/78119189
Linuxではハンドルスレッドの同期にはいくつかの方法を提供し、最も一般的に使用されるが、ミューテックス、条件変数、セマフォです。
まず、ミューテックス（mutexの）
ロック機構が一つだけスレッドがコードのクリティカルセクションを実行させることと同じ時間です。
1.初期ロック
のint pthread_mutex_initの（pthread_mutex_t *ミューテックス、constの pthread_mutex_attr_t * mutexattr）;
デフォルト属性がNULLの場合は属性パラメータの指定はmutexattrをロック特徴は、（下記参照）、使用されています。
ロックを作成するときにミューテックスはロックされたときに、異なるロックミューテックスの振る舞いを持ってしようとする試みでLinuxThreadsの、さまざまなタイプのロックでロックタイプのプロパティを実現するために、指定された属性。選択する4つの値が現在ありませんから。
でデフォルトである（1）PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP、、、普通のロック。残りのスレッドのロック要求スレッドロックは、待ち行列を形成する際に、ロックのロックを解除した後に優先することによって得られます。資源の配分の公平性を確保するために、このロック戦略。
（2）PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE_NPは、入れ子ロックは、ロックが正常に多数回のスレッドを可能にし、複数のアンロックによってロック解除します。要求が異なるスレッドである場合は、スレッドが再びロックを解除するためにロックで競います。
（3）PTHREAD_MUTEX_ERRORCHECK_NP、誤り検出ロックが、同じスレッド内のロックと要求された場合、次にEDEADLKを返し、PTHREAD_MUTEX_TIMED_NPのタイプのアクションとして、さもなければ同じ。これは、ロックが許可されていないとき、最も単純なケースでは、デッドロックが何倍にもしないことを保証します。
（4）PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NPは、ロックを適応させる、アクションの最もシンプルなタイプをロック、アンロックのみ競う再び待機します。
2.ブロッキングロック
pthread_mutex_lockのint型（*のpthread_mutexミューテックス）;
3.非ブロックロック
int型pthread_mutex_trylockの（pthread_mutex_t *ミューテックス）;
同様のpthread_mutex_lockのこの機能の意味（）、ロックが戻ってきたときにEBUSYではなく、一時停止占有されていることを除いては、待機します。
4.ロック解除（ロックのロック状態が必要であり、ロッキングスレッドによってロック解除される）
のint pthread_mutex_unlockの（*のpthread_mutexミューテックス）;
5.破壊ロック（そうでなければEBUSYアンロック状態に必要なロックの場合）
INT pthread_mutex_destroyの（*のpthread_mutexミューテックス）;
例コード：
書式#include <stdio.hに> する#include <stdlib.h>に含ま 書式#include <unistd.h> の#include <pthread.hの> pthread_mutex_tミューテックス = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER。 int型GN; 無効 *スレッド（無効 * 引数） { printf（" スレッドのIDが％D \であるN " 、pthread_self（））。 （のpthread_mutex_lock＆ミューテックス）。 GN = 12 。 printf（" 今GN =％D \ n " 、GN）。 pthread_mutex_unlockの（＆ミューテックス）。 リターンNULL; } int型のmain（） { がpthread_t ID; printf（" メインスレッドのIDが％D \であるN " 、pthread_self（））。 GN = 3 。 printf（" メインFUNCにおいて、GN =％D \ n " 、GN）。 もし（！のpthread_create（＆ID、NULL、スレッド、NULL）） { printf（" スレッドの成功を作成します\ nは！" ）; } 他 { printf（" 失敗したスレッドを作成します。\ n個！" ）; } pthread_joinを（ID、NULL）; pthread_mutex_destroyの（＆ミューテックス）。 リターン 0 ; }
第二に、条件変数（指揮）
条件変数は、グローバル変数スレッド同期メカニズムの使用の間で共有されています。条件変数の基本操作：トリガ条件（条件が真となった場合）、待機条件は、別のスレッドをトリガするまでスレッドを一時停止します。
1.初期状態変数
のintてpthread_cond_init（pthread_cond_t * COND、pthread_condattr_t * cond_attr）;
条件変数の属性が定義され、が、Linuxに実装されていないので、一般cond_attr値がNULLであり、POSIX標準として無視されているが。
2.待ち二つの機能
無条件のを待っている（1）
int型pthread_cond_waitのを（pthread_cond_t *指揮、ミューテックスpthread_mutex_t *）;
（2）待ちタイマの
int型のpthread_cond_timewait（pthread_cond_t *指揮、のpthread_mutex *ミューテックス、constのTIMESPEC * ABSTIME）;
与えられた場合時間条件が満たされていない前に、絶対時間のABSTIME形式は1970年1月1日に（）システムが発生した時と同じ意味、夜十二時00分00秒で0 GMTを呼び出す終わり、待っている、ETIMEOUTを返します。
ウェイトモード、およびミューテックスのいずれかが、同時に競争条件（競合状態）（pthread_cond_waitの（）またはpthread_cond_timedwaitは（）要求に）要求を複数のスレッドを防ぐために協力しなければなりません。ミューテックスミューテックスロックは（PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP）普通でなければならないか、ロック（PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP）に対応するために、そしてpthread_cond_waitの（）（pthread_mutex_lockのを（））を呼び出す前に、スレッドによってロックされている必要があり 、 更新条件の前にキュー内で待機している間に、ミューテックスの遺跡はロックされ、そしてロック解除に入る前に待機しているスレッドがハングインチ 離脱症状は、pthread_cond_waitのように（）を満足する前に、ミューテックスは、pthread_cond_waitの中にロック操作に再ロックされる（）フロントに対応します。
前記励起条件
待ち状態のスレッドの活性化（複数のスレッドが待機しているときに活性化するためには、前記エンキュー）（1）
pthread_cond_signalを（pthread_cond_t * COND）INTを、
すべての待機中のスレッドの（2）活性化
INT pthread_cond_broadcastの（pthread_cond_t * COND ）;
4.条件変数を破壊する
int型pthread_cond_destroyは（pthread_cond_t *指揮を）;
とき条件変数上のみなしスレッドの待機条件変数を破壊するために、そうでない場合はEBUSY
説明：
1. pthread_cond_waitのは、自動的に（行っpthread_mutex_unlockにと）ミューテックスをアンロック条件変数トリガを待ちます。状態変数は（変数トゥーレ）トリガされるまで、懸濁液ないCPU時間をスレッド。pthread_cond_waitのを呼び出す前に、アプリケーションがロックをミューテックス必要があります。pthread_cond_waitの関数が戻る前に、自動的に（実行pthread_lock_mutexなど）ミューテックスを再ロックします。
2.ミューテックスは自動的にアンロックと条件変数を保留されています。条件変数がトリガされる前に、すべてのスレッドがミューテックスのロックを持っている場合は、このメカニズムの性を保証スレッドにミューテックスと条件変数の待機期間をロックするため、条件変数がトリガされていません。ミューテックスと条件変数相結合に、競合状態を避けるために-それは実際に待機に入る前に、別のスレッドが条件をトリガするために起こる条件変数を待って準備ができて、スレッド、（条件成立信号ことが可能である試験条件にそして、呼び出しの間pthread_cond_waitの機能（ブロック））無制限待ち、その結果、発行されます。
3.条件変数関数は、信号の安全非同期（async）ではありませんし、シグナルハンドラから呼び出すべきではありません。特に、あなたがシグナルハンドラ内pthread_cond_signalをまたはpthread_cond_boardcast関数を呼び出す場合は、呼び出し元のスレッドがデッドロックする可能性があり
コード例1：
#include <stdio.h> #include <pthread.h> #include "stdlib.h" #include "unistd.h" pthread_mutex_t mutex; pthread_cond_t cond; void hander(void *arg) { free(arg); (void)pthread_mutex_unlock(&mutex); } void *thread1(void *arg) { pthread_cleanup_push(hander, &mutex); while(1) { printf("thread1 is running\n"); pthread_mutex_lock(&mutex); pthread_cond_wait(&cond,&mutex); printf("thread1 applied the condition\n"); pthread_mutex_unlock(&mutex); sleep(4); } pthread_cleanup_pop(0); } void *thread2(void *arg) { while(1) { printf("thread2 is running\n"); pthread_mutex_lock(&mutex); pthread_cond_wait(&cond,&mutex); printf("thread2 applied the condition\n"); pthread_mutex_unlock(&mutex); sleep(1); } } int main() { pthread_t thid1,thid2; printf("condition variable study!\n"); pthread_mutex_init(&mutex,NULL); pthread_cond_init(&cond,NULL); pthread_create(&thid1,NULL,thread1,NULL); pthread_create(&thid2,NULL,thread2,NULL); sleep(1); do{ pthread_cond_signal(&cond); }while(1); sleep(20); pthread_exit(0); return 0; }
示例代码2：
#include <pthread.h> #include <unistd.h> #include "stdio.h" #include "stdlib.h" static pthread_mutex_t mtx = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; static pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER; struct node { int n_number; struct node *n_next; }*head = NULL; static void cleanup_handler(void *arg) { printf("Cleanup handler of second thread.\n"); free(arg); (void)pthread_mutex_unlock(&mtx); } static void *thread_func(void *arg) { struct node *p = NULL; pthread_cleanup_push(cleanup_handler, p); while (1) { // 这个mutex主要是用来保证pthread_cond_wait的并发性。 pthread_mutex_lock(&mtx); while (head == NULL) { /* 这个while要特别说明一下，单个pthread_cond_wait功能很完善，为何 * 这里要有一个while (head == NULL)呢？因为pthread_cond_wait里的线 * 程可能会被意外唤醒，如果这个时候head != NULL，则不是我们想要的情况。 * 这个时候，应该让线程继续进入pthread_cond_wait * pthread_cond_wait会先解除之前的pthread_mutex_lock锁定的mtx， * 然后阻塞在等待对列里休眠，直到再次被唤醒（大多数情况下是等待的条件成立 * 而被唤醒，唤醒后，该进程会先锁定先pthread_mutex_lock(&mtx);，再读取资源 * 用这个流程是比较清楚的。*/ pthread_cond_wait(&cond, &mtx); p = head; head = head->n_next; printf("Got %d from front of queue\n", p->n_number); free(p); } pthread_mutex_unlock(&mtx); // 临界区数据操作完毕，释放互斥锁。 } pthread_cleanup_pop(0); return 0; } int main(void) { pthread_t tid; int i; struct node *p; /* 子线程会一直等待资源，类似生产者和消费者，但是这里的消费者可以是多个消费者， * 而不仅仅支持普通的单个消费者，这个模型虽然简单，但是很强大。*/ pthread_create(&tid, NULL, thread_func, NULL); sleep(1); for (i = 0; i < 10; i++) { p = (struct node*)malloc(sizeof(struct node)); p->n_number = i; pthread_mutex_lock(&mtx); // 需要操作head这个临界资源，先加锁。 p->n_next = head; head = p; pthread_cond_signal(&cond); pthread_mutex_unlock(&mtx); //解锁 sleep(1); } printf("thread 1 wanna end the line.So cancel thread 2.\n"); /* 关于pthread_cancel，有一点额外的说明，它是从外部终止子线程，子线程会在最近的取消点， * 退出线程，而在我们的代码里，最近的取消点肯定就是pthread_cond_wait()了。*/ pthread_cancel(tid); pthread_join(tid, NULL); printf("All done -- exiting\n"); return 0; }
可以看出，等待条件变量信号的用法约定一般是这样的：
...
pthread_mutex_lock(&mutex);
...
pthread_cond_wait (&cond, &mutex);
...
pthread_mutex_unlock (&mutex);
...
相信很多人都会有这个疑问：为什么pthread_cond_wait需要的互斥锁不在函数内部定义，而要使用户定义的呢？现在没有时间研究 pthread_cond_wait 的源代码，带着这个问题对条件变量的用法做如下猜测，希望明白真相看过源代码的朋友不吝指正。
1. pthread_cond_wait 和 pthread_cond_timewait 函数为什么需要互斥锁？因为：条件变量是线程同步的一种方法，这两个函数又是等待信号的函数，函数内部一定有须要同步保护的数据。
2. 使用用户定义的互斥锁而不在函数内部定义的原因是：无法确定会有多少用户使用条件变量，所以每个互斥锁都须要动态定义，而且管理大量互斥锁的开销太大，使用用户定义的即灵活又方便，符合UNIX哲学的编程风格（随便推荐阅读《UNIX编程哲学》这本好书！）。
3. 好了，说完了1和2，我们来自由猜测一下 pthread_cond_wait 函数的内部结构吧：
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex)
{
if（没有条件信号）
{
（1）pthread_mutex_unlock (mutex); // 因为用户在函数外面已经加锁了（这是使用约定），但是在没有信号的情况下为了让其他线程也能等待cond，必须解锁。
（2） 阻塞当前线程，等待条件信号（当然应该是类似于中断触发的方式等待，而不是软件轮询的方式等待）... 有信号就继续执行后面。
（3） pthread_mutex_lock (mutex); // 因为用户在函数外面要解锁（这也是使用约定），所以要与1呼应加锁，保证用户感觉依然是自己加锁、自己解锁。
}
...
}
三、 信号量
如同进程一样，线程也可以通过信号量来实现通信，虽然是轻量级的。
线程使用的基本信号量函数有四个：
#include <semaphore.h>
1. 初始化信号量
int sem_init (sem_t *sem , int pshared, unsigned int value);
参数：
sem - 指定要初始化的信号量；
pshared - 信号量 sem 的共享选项，linux只支持0，表示它是当前进程的局部信号量；
value - 信号量 sem 的初始值。
2. 信号量值加1
给参数sem指定的信号量值加1。
int sem_post(sem_t *sem);
3. 信号量值减1
给参数sem指定的信号量值减1。
int sem_wait(sem_t *sem);
如果sem所指的信号量的数值为0，函数将会等待直到有其它线程使它不再是0为止。
4. 销毁信号量
销毁指定的信号量。
int sem_destroy(sem_t *sem);
示例代码：
#include <stdlib.h> #include <stdio.h> #include <unistd.h> #include <pthread.h> #include <semaphore.h> #include <errno.h> #define return_if_fail(p) if((p) == 0){printf ("[%s]:func error!\n", __func__);return;} typedef struct _PrivInfo { sem_t s1; sem_t s2; time_t end_time; }PrivInfo; static void info_init (PrivInfo* prifo); static void info_destroy (PrivInfo* prifo); static void* pthread_func_1 (PrivInfo* prifo); static void* pthread_func_2 (PrivInfo* prifo); int main (int argc, char** argv) { pthread_t pt_1 = 0; pthread_t pt_2 = 0; int ret = 0; PrivInfo* prifo = NULL; prifo = (PrivInfo* )malloc (sizeof (PrivInfo)); if (prifo == NULL) { printf ("[%s]: Failed to malloc priv.\n"); return -1; } info_init (prifo); ret = pthread_create (&pt_1, NULL, (void*)pthread_func_1, prifo); if (ret != 0) { perror ("pthread_1_create:"); } ret = pthread_create (&pt_2, NULL, (void*)pthread_func_2, prifo); if (ret != 0) { perror ("pthread_2_create:"); } pthread_join (pt_1, NULL); pthread_join (pt_2, NULL); info_destroy (prifo); return 0; } static void info_init (PrivInfo* prifo) { return_if_fail (prifo != NULL); prifo->end_time = time(NULL) + 10; sem_init (&prifo->s1, 0, 1); sem_init (&prifo->s2, 0, 0); return; } static void info_destroy (PrivInfo* prifo) { return_if_fail (prifo != NULL); sem_destroy (&prifo->s1); sem_destroy (&prifo->s2); free (prifo); prifo = NULL; return; } static void* pthread_func_1 (PrivInfo* prifo) { return_if_fail (prifo != NULL); while (time(NULL) < prifo->end_time) { sem_wait (&prifo->s2); printf ("pthread1: pthread1 get the lock.\n"); sem_post (&prifo->s1); printf ("pthread1: pthread1 unlock\n"); sleep (1); } return; } static void* pthread_func_2 (PrivInfo* prifo) { return_if_fail (prifo != NULL); while (time (NULL) < prifo->end_time) { sem_wait (&prifo->s1); printf ("pthread2: pthread2 get the unlock.\n"); sem_post (&prifo->s2); printf ("pthread2: pthread2 unlock.\n"); sleep (1); } return; }
四、异步信号
由于LinuxThreads是在核外使用核内轻量级进程实现的线程，所以基于内核的异步信号操作对于线程也是有效的。但同时，由于异步信号总是实际发往某个进程，所以无法实现POSIX标准所要求的"信号到达某个进程，然后再由该进程将信号分发到所有没有阻塞该信号的线程中"原语，而是只能影响到其中一个线程。
POSIX异步信号同时也是一个标准C库提供的功能，主要包括信号集管理（sigemptyset()、sigfillset()、sigaddset()、sigdelset()、sigismember()等）、信号处理函数安装（sigaction()）、信号阻塞控制（sigprocmask()）、被阻塞信号查询（sigpending()）、信号等待(sigsuspend())等，它们与发送信号的kill()等函数配合就能实现进程间异步信号功能。LinuxThreads围绕线程封装了sigaction()何raise()，本节集中讨论LinuxThreads中扩展的异步信号函数，包括pthread_sigmask()、pthread_kill()和sigwait()三个函数。毫无疑问，所有POSIX异步信号函数对于线程都是可用的。
int pthread_sigmask(int how, const sigset_t *newmask, sigset_t *oldmask)
设置线程的信号屏蔽码，语义与sigprocmask()相同，但对不允许屏蔽的Cancel信号和不允许响应的Restart信号进行了保护。被屏蔽的信号保存在信号队列中，可由sigpending()函数取出。
int pthread_kill(pthread_t thread, int signo)
向thread号线程发送signo信号。实现中在通过thread线程号定位到对应进程号以后使用kill()系统调用完成发送。
int sigwait(const sigset_t *set, int *sig)
挂起线程，等待set中指定的信号之一到达，并将到达的信号存入*sig中。POSIX标准建议在调用sigwait()等待信号以前，进程中所有线程都应屏蔽该信号，以保证仅有sigwait()的调用者获得该信号，因此，对于需要等待同步的异步信号，总是应该在创建任何线程以前调用pthread_sigmask()屏蔽该信号的处理。而且，调用sigwait()期间，原来附接在该信号上的信号处理函数不会被调用。
如果在等待期间接收到Cancel信号，则立即退出等待，也就是说sigwait()被实现为取消点。
五、 其他同步方式
除了上述讨论的同步方式以外，其他很多进程间通信手段对于LinuxThreads也是可用的，比如基于文件系统的IPC（管道、Unix域Socket等）、消息队列（Sys.V或者Posix的）、System V的信号灯等。只有一点需要注意，LinuxThreads在核内是作为共享存储区、共享文件系统属性、共享信号处理、共享文件描述符的独立进程看待的。
条件变量与互斥锁、信号量的区别
1.互斥锁必须总是由给它上锁的线程解锁，信号量的挂出即不必由执行过它的等待操作的同一进程执行。一个线程可以等待某个给定信号灯，而另一个线程可以挂出该信号灯。
2.互斥锁要么锁住，要么被解开（二值状态，类型二值信号量）。
3.由于信号量有一个与之关联的状态（它的计数值），信号量挂出操作总是被记住。然而当向一个条件变量发送信号时，如果没有线程等待在该条件变量上，那么该信号将丢失。
4.互斥锁是为了上锁而设计的，条件变量是为了等待而设计的，信号灯即可用于上锁，也可用于等待，因而可能导致更多的开销和更高的复杂性。