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        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，就阻塞在那里）。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，再解锁。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	上锁时
信号量	进程间或线程间(linux仅线程间)	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	线程间	只要被锁住，其他任何线程都不可以访问被保护的资源 解锁前都阻塞

以下是信号灯（量)的一些概念：

        信号灯、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。如果说后两种同步方式侧重于”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。

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<100，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!”);              sum = 0;            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，t3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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