linux进程间信号量的等待投递

每个信号量都具有一个非负的值，且信号量支持等待和投递操作。系统调用 semop 实现了这两个操作。它的第一个参数是信号量的标识符，第二个参数是一个包含 struct sembuf 类型元素的数组；这些元素指明了您希望执行的操作。第三个参数是这个数组的长度。结构体sembuf中包含如下字段：

sem_num将要执行操作的信号量组中包含的信号量数量。 sem_op是一个指定了操作类型的整数。 如果sem_op是一个正整数，则这个值会立刻被加到信号量的值上。 [BR]如果 sem_op 为负，则将从信号量值中减去它的绝对值。如果这将使信号量的值小于零，则这个操作会导致进程阻塞，直到信号量的值至少等于操作值的绝对值（由其它进程增加它的值）。 [BR]如果 sem_op 为0，这个操作会导致进程阻塞，直到信号量的值为零才恢复。 sem_flg 是一个符号位。指定 IPC_NOWAIT 以防止操作阻塞；如果该操作本应阻塞，则semop调用会失败。如果为sem_flg指定SEM_UNDO，Linux会在进程退出的时候自动撤销该次操作。 代码 5.4 展示了二元信号量的等待和投递操作。

代码 5.4 （sem_pv.c）二元信号量等待和投递操作

#include <sys/types.h>

#include <sys/ipc.h>

#include <sys/sem.h>

/* 等待一个二元信号量。阻塞直到信号量的值为正，然后将其减1 */

int binary_semaphore_wait (int semid)

{

struct sembuf operations[1]

/* 使用（且仅使用）第一个信号量 */

operations[0].sem_num = 0

/* 减一。 */

operations[0].sem_op = -1

/* 允许撤销操作 */

operations[0].sem_flg = SEM_UNDO

return semop (semid, operations, 1)

}

/* 对一个二元信号量执行投递操作：将其值加一。 这个操作会立即返回。*/

int binary_semaphore_post (int semid)

{

struct sembuf operations[1]

/* 使用（且仅使用）第一个信号量 */

operations[0].sem_num = 0

/* 加一 */

operations[0].sem_op = 1

/* 允许撤销操作 */

operations[0].sem_flg = SEM_UNDO

return semop (semid, operations, 1)

}

指定 SEM_UNDO 标志解决当出现一个进程仍然持有信号量资源时被终止这种特殊情况时可能出现的资源泄漏问题。当一个进程被有意识或者无意识地结束的时候，信号量的值会被调整到“撤销”了所有该进程执行过的操作后的状态。例如，如果一个进程在被杀死之前减小了一个信号量的值，则该信号量的值会增长。

援引CU上一篇帖子的内容：

“信号量用在多线程多任务同步的，一个线程完成了某一个动作就通过信号量告诉别的线程，别的线程再进行某些动作（大家都在semtake的时候，就阻塞在 哪里）。而互斥锁是用在多线程多任务互斥的，一个线程占用了某一个资源，那么别的线程就无法访问，直到这个线程unlock，其他的线程才开始可以利用这 个资源。比如对全局变量的访问，有时要加锁，操作完了，在解锁。有的时候锁和信号量会同时使用的”

也就是说，信号量不一定是锁定某一个资源，而是流程上的概念，比如：有A,B两个线程，B线程要等A线程完成某一任务以后再进行自己下面的步骤，这个任务 并不一定是锁定某一资源，还可以是进行一些计算或者数据处理之类。而线程互斥量则是“锁住某一资源”的概念，在锁定期间内，其他线程无法对被保护的数据进 行操作。在有些情况下两者可以互换。

两者之间的区别:

作用域

信号量: 进程间或线程间(linux仅线程间)

互斥锁: 线程间

上锁时

信号量: 只要信号量的value大于0，其他线程就可以sem_wait成功，成功后信号量的value减一。若value值不大于0，则sem_wait阻塞，直到sem_post释放后value值加一

互斥锁: 只要被锁住，其他任何线程都不可以访问被保护的资源

成功后否则就阻塞

以下是信号灯（量)的一些概念:

信号灯与互斥锁和条件变量的主要不同在于”灯”的概念，灯亮则意味着资源可用，灯灭则意味着不可用。如果说后两中同步方式侧重于”等待”操作，即资 源不可用的话，信号灯机制则侧重于点灯，即告知资源可用；没有等待线程的解锁或激发条件都是没有意义的，而没有等待灯亮的线程的点灯操作则有效，且能保持 灯亮状态。当然，这样的操作原语也意味着更多的开销。

信号灯的应用除了灯亮/灯灭这种二元灯以外，也可以采用大于1的灯数，以表示资源数大于1，这时可以称之为多元灯。

1． 创建和 注销

POSIX信号灯标准定义了有名信号灯和无名信号灯两种，但LinuxThreads的实现仅有无名灯，同时有名灯除了总是可用于多进程之间以外，在使用上与无名灯并没有很大的区别，因此下面仅就无名灯进行讨论。

int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value)

这是创建信号灯的API，其中value为信号灯的初值，pshared表示是否为多进程共享而不仅仅是用于一个进程。LinuxThreads没有实现 多进程共享信号灯，因此所有非0值的pshared输入都将使sem_init()返回-1，且置errno为ENOSYS。初始化好的信号灯由sem变 量表征，用于以下点灯、灭灯操作。

int sem_destroy(sem_t * sem)

被注销的信号灯sem要求已没有线程在等待该信号灯，否则返回-1，且置errno为EBUSY。除此之外，LinuxThreads的信号灯 注销函数不做其他动作。

2． 点灯和灭灯

int sem_post(sem_t * sem)

点灯操作将信号灯值原子地加1，表示增加一个可访问的资源。

int sem_wait(sem_t * sem)

int sem_trywait(sem_t * sem)

sem_wait()为等待灯亮操作，等待灯亮（信号灯值大于0），然后将信号灯原子地减1，并返回。sem_trywait()为sem_wait()的非阻塞版，如果信号灯计数大于0，则原子地减1并返回0，否则立即返回-1，errno置为EAGAIN。

3． 获取灯值

int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval)

读取sem中的灯计数，存于*sval中，并返回0。

4． 其他

sem_wait()被实现为取消点，而且在支持原子”比较且交换”指令的体系结构上，sem_post()是唯一能用于异步信号处理函数的POSIX异步信号 安全的API。

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线程同步：何时互斥锁不够，还需要条件变量?

假设有共享的资源sum,与之相关联的mutex 是lock_s.假设每个线程对sum的操作很简单的,与sum的状态无关,比如只是sum++.那么只用mutex足够了.程序员只要确保每个线程操作 前,取得lock,然后sum++,再unlock即可.每个线程的代码将像这样

add()

{

pthread_mutex_lock(lock_s)

sum++

pthread_mutex_unlock(lock_s)

}

如果操作比较复杂,假设线程t0,t1,t2的操作是sum++,而线程t3则是在sum到达100的时候,打印出一条信息,并对sum清零. 这种情况下,如果只用mutex, 则t3需要一个循环,每个循环里先取得lock_s,然后检查sum的状态,如果sum>=100,则打印并清零,然后unlock.如果sum&lt100,则unlock,并sleep()本线程合适的一段时间.

这个时候,t0,t1,t2的代码不变,t3的代码如下

print()

{

while (1)

{

pthread_mutex_lock(lock_s)

if(sum<100)

{

printf(“sum reach 100!”)

pthread_mutex_unlock(lock_s)

}

else

{

pthread_mutex_unlock(lock_s)

my_thread_sleep(100)

return OK

}

}

}

这种办法有两个问题

1) sum在大多数情况下不会到达100,那么对t3的代码来说,大多数情况下,走的是else分支,只是lock和unlock,然后sleep().这浪费了CPU处理时间.

2) 为了节省CPU处理时间,t3会在探测到sum没到达100的时候sleep()一段时间.这样却又带来另外一个问题,亦即t3响应速度下降.可能在sum到达200的时候,t4才会醒过来.

3) 这样,程序员在设置sleep()时间的时候陷入两难境地,设置得太短了节省不了资源,太长了又降低响应速度.真是难办啊!

这个时候,condition variable内裤外穿,从天而降,拯救了焦头烂额的你.

你首先定义一个condition variable.

pthread_cond_t cond_sum_ready=PTHREAD_COND_INITIALIZER

t0,t1,t2的代码只要后面加两行,像这样

add()

{

pthread_mutex_lock(lock_s)

sum++

pthread_mutex_unlock(lock_s)

if(sum>=100)

pthread_cond_signal(&cond_sum_ready)

}

而t3的代码则是

print

{

pthread_mutex_lock(lock_s)

while(sum<100)

pthread_cond_wait(&cond_sum_ready, &lock_s)

printf(“sum is over 100!”)

sum=0

pthread_mutex_unlock(lock_s)

return OK

}

注意两点:

1) 在thread_cond_wait()之前,必须先lock相关联的mutex, 因为假如目标条件未满足,pthread_cond_wait()实际上会unlock该mutex, 然后block,在目标条件满足后再重新lock该mutex, 然后返回.

2) 为什么是while(sum<100),而不是if(sum<100) ?这是因为在pthread_cond_signal()和pthread_cond_wait()返回之间,有时间差,假设在这个时间差内,还有另外一 个线程t4又把sum减少到100以下了,那么t3在pthread_cond_wait()返回之后,显然应该再检查一遍sum的大小.这就是用 while的用意

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