之前我们介绍了锁，然而锁并不是并发程序设计中所需的唯一原语。在很多情况下，线程需要检查某一条件（condition）满足之后，才会继续运行。例如，父线程需要检查子线程是否执行完毕。这种等待如何实现呢？
注：并发程序有两大需求，一是互斥，二是等待。互斥是因为线程间存在共享数据，等待则是因为线程间存在依赖。
我们可以尝试用一个共享变量，如图所示。这种解决方案一般能工作，但是效率低下，因为主线程会自旋检查，浪费CPU时间。我们希望有某种方式让父线程休眠，直到等待的条件满足（即子线程完成执行）。
定义和使用
线程可以使用条件变量（condition variable），来等待一个条件变成真。条件变量是一个显式队列，当某些执行状态（即条件，condition）不满足时，线程可以把自己加入队列，等待该条件。当其他线程改变了上述状态时，就可以通过在该条件上发送信号唤醒队列中的等待线程，让它们继续执行。
在POSIX库中，要声明一个条件变量，只要像这样写：pthread_cond_t c（注意：还需要适当的初始化）。条件变量有两种相关操作：wait()和signal()。线程要睡眠的时候，调用wait()；当线程想唤醒等待在某个条件变量上的睡眠线程时，调用signal()。下面是一个典型示例：
wait()调用除了条件变量外还有一个参数，它是一个互斥锁。它假定在wait()调用时，这个互斥锁是已上锁状态。wait()的职责是原子地释放锁，并让调用线程休眠。当线程被唤醒时，它必须重新获取锁，再返回调用者。这样复杂的步骤也是为了避免在线程陷入休眠时，产生一些竞态条件。
有两种情况需要考虑。第一种情况是父线程创建出子线程，但自己继续运行，然后马上调用thr_join()等待子线程。在这种情况下，它会先获取锁，检查子线程是否完成，然后调用wait()，让自己休眠。子线程最终得以运行，打印出“child”，并调用thr_exit()函数唤醒父线程，这段代码会在获得锁后设置状态变量done，然后向父线程发信号唤醒它。最后，父线程会运行（从wait()调用返回并持有锁），释放锁，打印出“parent:end”。
第二种情况是，子线程在创建后，立刻运行，设置变量done为1，调用signal函数唤醒其他线程（这里没有其他线程），然后结束。父线程运行后，调用thr_join()时，发现done已经是1了，就直接返回。
需要注意的是，在上面的代码中，状态变量done和互斥锁c都是必需的。假如我们不使用状态变量，代码像下面这样，会出现什么问题？
假设子线程立刻运行，并且调用thr_exit()。在这种情况下，子线程发送信号，但此时却没有在条件变量上睡眠等待的线程。父线程运行时，就会调用wait并卡在那里，没有其他线程会唤醒它。通过这个例子，你应该认识到变量done的重要性，它记录了线程感兴趣的值。睡眠、唤醒和锁都离不开它。
在下面的例子中，我们假设线程在发信号和等待时都不加锁。又会发生什么问题？
这里的问题是一个微妙的竞态条件。具体来说，如果父进程调用thr_join()，检查完done的值为0，然后试图睡眠。但在调用wait进入睡眠之前，父进程被中断。随后子线程修改变量done为1，发出信号，此时同样没有等待线程。当父线程再次运行时，就会长眠不醒。
所以，我们可以坚持这样一条原则：在使用条件变量时，调用signal和wait时要持有锁。
生产者/消费者问题
假设有一个或多个生产者线程和一个或多个消费者线程。生产者把生成的数据项放入缓冲区，消费者从缓冲区取走数据项，以某种方式消费。很多实际的系统中都会有这种场景。例如，在多线程的网络服务器中，一个生产者将HTTP请求放入工作队列，消费线程从队列中取走请求并处理。
因为有界缓冲区是共享资源，所以我们必须通过同步机制来访问它，以免产生竞态条件。为了更好地理解这个问题，我们来尝试一些实际的代码。
首先需要一个共享缓冲区，让生产者放入数据，消费者取出数据。简单起见，我们就拿一个整数来做缓冲区，两个内部函数将值放入缓冲区，从缓冲区取值。
put()函数会假设缓冲区是空的，把一个值存在缓冲区，然后把count设置为1表示缓冲区满了。get()函数刚好相反，把缓冲区清空后，并返回该值。
现在我们需要编写一些函数，用于生产和消费数据。调用生产函数的我们称之为生产者（producer）线程，调用消费函数的我们称之为消费者（consumer）线程。下面展示了一对非线程安全的生产者和消费者的代码，生产者将一个整数放入共享缓冲区loops次，消费者持续从该共享缓冲区中获取数据，并打印出数据项。我们的目标就是使用条件变量将其改造成线程安全的版本。
有问题的方案
显然，put()和get()函数之中会有临界区，因为put()更新缓冲区，get()读取缓冲区。我们的首次尝试如下：
当生产者想要填充缓冲区时，它等待缓冲区变空（p1～p3）。消费者具有完全相同的逻辑，但等待不同的条件——变满（c1～c3）。
当只有一个生产者和一个消费者时，上图的代码能够正常运行。但如果有超过一个线程，这个方案会有两个严重的问题。
先来看第一个问题，它与等待之前的if语句有关。假设有两个消费者（Tc1和Tc2），一个生产者（Tp）。首先，一个消费者（Tc1）先开始执行，它获得锁（c1），检查缓冲区是否可以消费（c2），然后等待（c3）。
接着生产者（Tp）运行。它获取锁（p1），检查缓冲区是否满（p2），发现没满就给缓冲区加入一个数字（p4）。然后生产者发出信号，说缓冲区已满（p5）。关键的是，这让第一个消费者（Tc1）不再睡在条件变量上，进入就绪队列。生产者继续执行，直到发现缓冲区满后睡眠（p6,p1-p3）。
这时问题发生了：另一个消费者（Tc2）抢先执行，消费了缓冲区中的值。现在假设Tc1运行，在从wait返回之前，它获取了锁，然后返回。然后它调用了get() (p4)，但缓冲区已无法消费。断言触发，代码不能像预期那样工作。
问题产生的原因很简单：在Tc1被生产者唤醒后，但在它运行之前，由于Tc2抢先运行，缓冲区的状态改变了。发信号给线程只是唤醒它们，暗示状态发生了变化，但并不会保证在它运行之前状态一直是期望的情况。
仍有缺陷的方案：使用While替代If
修复这个问题很简单：把if语句改为while。当消费者Tc1被唤醒后，立刻再次检查共享变量（c2）。如果缓冲区此时为空，消费者就会回去继续睡眠（c3）。生产者中相应的if也改为while（p2）。
我们要记住一条关于条件变量的简单规则：总是使用while循环。
但是，这段代码仍然有一个问题，也是上文提到的两个问题之一，它和我们只用了一个条件变量有关。
假设两个消费者（Tc1和Tc2）先运行，都睡眠了（c3）。生产者开始运行，在缓冲区放入一个值，唤醒了一个消费者（假定是Tc1），并开始睡眠。现在是一个消费者马上要运行（Tc1），两个线程（Tc2和Tp）都等待在同一个条件变量上。
消费者Tc1醒过来并从wait()调用返回（c3），重新检查条件（c2），发现缓冲区是满的，消费了这个值（c4）。这个消费者然后在该条件上发信号（c5），唤醒一个在睡眠的线程。但是，应该唤醒哪个线程呢？
因为消费者已经清空了缓冲区，很显然，应该唤醒生产者。但是，如果它唤醒了Tc2，问题就出现了。消费者Tc2会醒过来，发现队列为空（c2），又继续回去睡眠（c3）。生产者Tp刚才在缓冲区中放了一个值，现在在睡眠。消费者Tc1继续执行后也回去睡眠了。3个线程都在睡眠，显然是一个大问题。
我们可以看出：信号显然需要，但必须更有指向性。消费者不应该唤醒消费者，而应该只唤醒生产者，反之亦然。
单值缓冲区的正确方案
这个问题的解决方案也很简单：使用两个而不是一个条件变量，以便在系统状态改变时，能正确地发出信号唤醒哪类线程。下面展示了最终的代码。
最终方案
我们现在有了可用的生产者/消费者方案，但不太通用，我们最后所做的修改是为了提高并发和效率。具体来说就是增加更多缓冲区槽位，这样在睡眠之前，生产者可以生产多个值；同样，消费者在睡眠之前可以消费多个值。
单个生产者和消费者时，这种方案因为上下文切换少，提高了效率。多个生产者和消费者时，它可以支持并发生产和消费。和现有方案相比，改动也很小。
第一处修改是缓冲区结构本身，以及对应的put()和get()方法：
下面展示了最终的代码逻辑。至此，我们解决了生产者/消费者问题。
覆盖条件
现在再来看条件变量的一个例子。这段代码是一个简单的多线程内存分配库中的问题片段：
从代码中可以看出，当线程调用进入内存分配代码时，它可能会因为内存不足而等待。相应的，线程释放内存时，会发信号说有更多内存空闲。但是，代码中有一个问题：应该唤醒哪个等待线程（可能有多个线程）？
解决方案也很直接：用pthread_cond_broadcast()代替上述代码中的pthread_cond_signal()，唤醒所有的等待线程。这样做，确保了所有应该唤醒的线程都被唤醒。当然，不利的一面是可能会影响性能，因为不必要地唤醒了其他许多不该被唤醒的线程。这些线程被唤醒后，重新检查条件，马上再次睡眠。
这种条件变量叫作覆盖条件（covering condition），因为它能覆盖所有需要唤醒线程的场景（保守策略）。一般来说，如果你发现程序只有改成广播信号时才能工作，可能是程序有缺陷。但在某些情景下，就像上述内存分配的例子中，广播可能是最直接有效的方案。
信号量是Dijkstra及其同事发明的，作为与同步有关的所有工作的唯一原语，可以使用信号量作为锁和条件变量。
定义
信号量是有一个整数值的对象，可以用两个函数来操作它。在POSIX标准中，是sem_wait()和sem_post()。因为信号量的初始值能够决定其行为，所以首先要初始化信号量，才能调用其他函数与之交互。
其中申明了一个信号量s，通过第三个参数，将它的值初始化为1。sem_init()的第二个参数，在我们的所有例子中都被设置为0，表示信号量是在同一进程的多个线程共享的。信号量初始化之后，我们可以调用sem_wait()或sem_post()与之交互。
sem_wait()对信号量的值进行原子减一操作，当信号量的值大于等于1时立刻返回，否则会将调用线程放入信号量关联的队列中等待被唤醒。sem_post()对信号量的值进行原子加一操作，它不用等待某些条件满足，直接增加信号量的值，如果有等待线程，就唤醒其中一个。当信号量的值为负数时，这个值就是等待线程的个数。
二值信号量（锁）
信号量的第一种用法是我们已经熟悉的：用信号量作为锁。在下面的代码片段里，我们直接把临界区用一对sem_wait()/sem_post()环绕。为了使这段代码正常工作，信号量m的初始值X是至关重要的。X应该是多少呢？
回顾sem_wait()和sem_post()函数的定义，我们发现初值应该是1。
我们假设有两个线程的场景。第一个线程（线程1）调用了sem_wait()，它把信号量的值减为0。因为值是0，线程1从函数返回并进入临界区。如果没有其他线程尝试获取锁，当它调用sem_post()时，会将信号量重置为1（因为没有等待线程，不会唤醒其他线程）。
如果线程1持有锁，另一个线程（线程2）调用sem_wait()尝试进入临界区。这种情况下，线程2把信号量减为−1，然后等待。线程1再次运行，它最终调用sem_post()，将信号量的值增加到0，唤醒等待的线程，然后线程2就可以获取锁。线程2执行结束时，再次增加信号量的值，将它恢复为1。
因为锁只有两个状态（持有和没持有），所以这种用法有时也叫作二值信号量（binary semaphore）。
信号量用作条件变量
下面是一个简单的例子。假设一个线程创建另一个线程，并且等待它结束，那么信号量的初始值X应该是多少？
有两种情况需要考虑。第一种，父线程创建了子线程，但是子线程并没有运行。这种情况下，父线程调用sem_wait()会先于子线程调用sem_post()。我们希望父线程等待子线程运行，唯一的办法是让信号量的值不大于0。因此，初值值为0。父线程运行，将信号量减为−1，然后睡眠等待；子线程运行的时候，调用sem_post()，信号量增加为0，唤醒父线程，父线程然后从sem_wait()返回，完成该程序。
第二种情况是子线程在父线程调用sem_wait()之前就运行结束。在这种情况下，子线程会先调用sem_post()，将信号量从0增加到1。然后当父线程有机会运行时，会调用sem_wait()，发现信号量的值为1。于是父线程将信号量从1减为0，没有等待，直接从sem_wait()返回，也达到了预期效果。
生产者/消费者问题
在这里，我们讨论如何使用信号量来解决上面提到的生产者/消费者，也即有界缓冲区问题。封装的put()和get()函数如下：
第一次尝试
我们用两个信号量empty和full分别表示缓冲区空或者满，下面是我们尝试解决生产者/消费者问题的代码。
我们先假设MAX=1，验证程序是否有效。假设有两个线程，一个生产者和一个消费者。我们来看在一个CPU上的具体场景。消费者先运行，执行到C1行，调用sem_wait(&full)。因为full初始值为0，wait调用会将full减为−1，导致消费者睡眠，等待另一个线程调用sem_post(&full)，符合预期。
假设生产者然后运行。执行到P1行，调用sem_wait(&empty)。生产者将继续执行，因为empty被初始化为MAX（在这里是1）。因此，empty被减为0，生产者向缓冲区中加入数据，然后执行P3行，调用sem_post(&full)，把full从−1变成0，唤醒消费者。
在这种情况下，可能会有两种情况。如果生产者继续执行，再次循环到P1行，由于empty值为0，它会阻塞。如果生产者被中断，而消费者开始执行，调用sem_wait(&full)，发现缓冲区确实满了，消费它。这两种情况都是符合预期的。
可以继续推导，在MAX=1时，即便有多个生产者和消费者的情况下，本示例代码仍然正常运行。
我们现在假设MAX大于1，同时假定有多个生产者，多个消费者。那么就有问题了：竞态条件。假设两个生产者（Pa和Pb）几乎同时调用put()。当Pa先运行，在f1行先加入第一条数据（fill=0），假设Pa在将fill计数器更新为1之前被中断，Pb开始运行，也在f1行给缓冲区的0位置加入一条数据，这意味着那里的数据被覆盖，这也就意味着生产者的数据丢失。
增加互斥
可以看到，向缓冲区加入元素和增加缓冲区的索引是临界区，需要小心保护起来。所以，我们使用二值信号量作为锁来进行互斥。下面是对应的代码。
现在我们给整个put()/get()部分都增加了锁，就是注释中有NEW LINE的几行。这似乎是正确的思路，但仍然有问题——死锁。
假设有两个线程，一个生产者和一个消费者。消费者首先运行，获得锁，然后对full信号量执行sem_wait()。因为还没有数据，所以消费者阻塞，让出CPU。但是，问题来了，此时消费者仍然持有锁。然后生产者运行，它首先对二值互斥信号量调用sem_wait()。锁已经被消费者持有，因此生产者也被卡住。
这里出现了一个循环等待。消费者持有互斥量，等待在full信号量上。生产者可以发送full信号，却在等待互斥量。因此，生产者和消费者互相等待对方——典型的死锁。
最终方案
要解决这个问题，只需减少锁的作用域，下面是最终的可行方案。可以看到，我们把获取和释放互斥量的操作调整为紧挨着临界区，把full、empty的唤醒和等待操作调整到锁外面。就得到了简单而有效的有界缓冲区，多线程程序的常用模式。
读者—写者锁
另一个经典问题源于对更加灵活的锁定原语的渴望，它承认不同的数据结构访问可能需要不同类型的锁。例如，一个并发链表有很多插入和查找操作。插入操作会修改链表的状态，而查找操作只是读取该结构，只要没有进行插入操作，我们可以并发的执行多个查找操作。读者—写者锁（reader-writer lock）就是用来完成这种操作的。下面是这种锁的代码。
如果某个线程要更新数据结构，需要调用rwlock_acquire_writelock()获得写锁，调用rwlock_release_writelock()释放写锁。内部通过一个writelock的信号量保证只有一个写者能获得锁进入临界区，从而更新数据结构。
获取读锁时，读者首先要获取lock，然后增加reader变量，追踪目前有多少个读者在访问该数据结构。当第一个读者获取读锁时，同时也会获取写锁，即在writelock信号量上调用sem_wait()，最后调用sem_post()释放lock。
一旦一个读者获得了读锁，其他的读者也可以获取这个读锁。但是，想要获取写锁的线程，就必须等到所有的读者都结束。最后一个退出的读者在writelock信号量上调用sem_post()，从而让等待的写者能够获取该锁。
这一方案可行，但有一些缺陷，尤其是公平性，读者很容易饿死写者。存在复杂一些的解决方案，比如有写者等待时，避免更多的读者进入并持有锁。最后，读者-写者锁通常加入了更多锁操作，因此和其他一些简单快速的锁相比，读者—写者锁在性能方面没有优势。
如何实现信号量
最后，我们用底层的同步原语锁和条件变量，来实现自己的信号量，名字叫作Zemaphore。
我们实现的信号量和Dijkstra定义的信号量有一点细微区别，就是我们没有保持当信号量的值为负数时，让它反映出等待的线程数。事实上，该值永远不会小于0。这一行为更容易实现，并符合现有的Linux实现。
到此这篇条件变量的作用（条件变量定义）的文章就介绍到这了,更多相关内容请继续浏览下面的相关推荐文章，希望大家都能在编程的领域有一番成就！版权声明：
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