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news 2025/11/25 0:46:18

北京通州网站建设,茂名企业做网站,设计公司企业站,wordpress全静态化本文详细介绍了多线程的常见概念生产者消费者模型将在多线程#xff08;下#xff09;继续讲解欢迎大家指正提起讨论进步啊目录多线程的理解线程的优点线程的缺点#xff1a; 线程的用途线程VS进程用户级线程库 POSIX线程库线程创建#xff1a; 线程… 本文详细介绍了多线程的常见概念生产者消费者模型将在多线程下继续讲解欢迎大家指正提起讨论进步啊目录多线程的理解线程的优点线程的缺点线程的用途线程VS进程用户级线程库 POSIX线程库线程创建线程等待线程终止取消线程分离线程 Linux线程互斥互斥量mutex 初始化互斥量销毁互斥量互斥量加锁和解锁可重入VS线程安全概念常见的线程不安全的情况常见不可重入的情况常见可重入的情况可重入与线程安全联系可重入与线程安全区别常见锁概念死锁 Linux线程同步条件变量同步和竞态条件为什么 pthread_cond_wait 需要互斥量多线程的理解线程thread是一个执行分支执行粒度比进程更细调度成本更低不需要进行cache换他是进程内部的一个执行流同时是CPU调度的基本单位进程是承担分配系统资源的基本实体上面一堆话怎么理解呢首先明确一些知识寄存器分为两种可见的和不可见的 CPU内部运算器寄存器控制器MMU硬件cacheL1L2L3 cache是位于cpu和内存之间的存储器读写速度高于内存而低于cpu内部的寄存器由于数据的空间局部性原理和时间局部性原理cache的引入提升了主存的读写效率当cpu对某一内存地址发出读操作时如果cache中已经缓存了此地址的数据称为命中hit数据由cache直接发送给cpu。如果cache中并未缓存则称为缺失miss数据将先由主存发送到cache再由cache发送到cpu 硬件cache又称为高速缓存缓存各种数据和代码故增大了切换进程的成本局部性原理/预加载把一些热点数据提前加载到缓冲区下面从linux操作系统角度来理解上面说的一堆线程概念这是我们之前理解的进程有自己的PCBCPU中有维护这个PCB的寄存器并且他对应着一个地址空间进程有自己的PCB和代码数据但是今天我们除了这一个PCB还有更多的每一个PCB我们可以称之为一个执行流或者是所谓的线程这些线程是指向同一块地址空间所以他们可以看到一些共享数据执行代码的角度来说每一个PCB处理代码区中不同代码区域相当于一个进程有不同的执行流那么线程就是进程内部的一个执行流所以线程是一个执行分支执行粒度比进程更细之前在进程之间切换的时候要不停的切换cache中的数据但是今天有了线程我们可以看到同一份共享数据cache不需要切换所以调度成本变低对CPU他看到的还是PCB只不过看到更多每一次调度PCB的时候他是找线程而不是进程所以线程是CPU调度的基本单位而今天进程的概念是这样的不难理解他是承担分配系统资源的基本实体操作系统中一个线程对应着一个TCBThread Control Block叫做线程控制模块控制着线程的运行和调度他属于进程PCB Windows系统就是这样设计的但是这个真的太复杂了所以linux大佬想到了更好的方法复用复用你PCB的结构体用进程PCB模拟线程的TCB 线程的优点 1.创建线程的代价要比创建进程的代价小得多 2.与进程之间的切换相比线程的切换对于操作系统来说工作量小得多 3.线程占用的资源更少 4.充分利用多处理器的可并行数量 5.计算密集型应用为了能在多处理器系统上运行将计算分解到多个线程中实现加密解密文件压缩和解压等预算法有关的——比较消耗CPU资源 6.I/O密集型应用为了提高性能将I/O操作重叠。线程可以同时等待不同的I/O操作下载上传 IO主要消耗的是IO资源磁盘的IO网络带宽等等误区线程可以比较多但是不是越多越好具体多少是要量化的——保证进程/线程CPU的个数/核数一致线程的缺点 1.性能损失一个很少被外部事件阻塞的计算密集型线程往往无法与其他线程共享同一个处理器如果计算密集型线程的数量比可用的处理器多那么可能会有较大的性能损失这里的性能损失指的是增加了额外的同步和调度开销而可用的资源不变 2.健壮性降低编写多线程需要更全面更深入的考虑在一个多线程程序里因时间分配上的细微偏差或者因共享了不该共享的变量而造成不良影响的可能性是很大的换句话说线程之间是缺乏保护的多线程中一个线程崩溃最后会导致整个进程崩溃为什么系统角度线程是进程的执行分支线程做就是进程做信号角度页表转换时MMU识别写入权限没有验证通过 MMU异常——OS识别——给进程发信号——linux进程信号信号是以进程为主的 3.缺乏访问控制进程是访问控制的基本粒度在一个线程中调用某些OS函数会对整个进程造成影响因为执行流看到的资源是通过地址空间看到的多个LWP看到的是同一个地址空间所以所有的线程可能会共享进程的大部分资源修改共享资源所有线程都能看到 4.编程难度提高编写与调试一个多线程程序比单线程程序困难得多线程的用途合理的使用多线程能提高CPU密集型程序的执行效率并且可以提高IO密集型程序的用户体验如生活中我们一边写代码一边下载开发工具就是多线程运行的一种表现线程VS进程线程私有线程id 一组寄存器有自己独立的上下文栈 errno 信号屏蔽字调度优先级共享文件描述符表每种信号的处理方式当前工作目录用户id和组id 用户级线程库 linux下没有在真正意义上的线程而是用进程模拟的线程LWP 所以linux不会直接提供创建线程的系统调用他会给我们最多提供创建轻量级进程的接口用户视角只认线程用户级线程库对下将linux轻量级接口封装对上给用户提供进行线程控制的接口用户级线程库是任何系统都要自带的也叫原生线程库 POSIX线程库与线程有关的函数构成了一个完整的系列绝大多数函数的名字都是以“pthread_”打头的要使用这些函数库要通过引入头文pthread.h 链接这些线程函数库时要使用编译器命令的“-lpthread”选项线程创建 int pthread_create(pthread_t *thread, const pthread_attr_t *attr, void * (*start_routine)(void*), void *arg); thread:返回线程ID attr:设置线程的属性attr为nullptr表示使用默认属性 start_routine:是个函数地址线程启动后要执行的函数 arg:传给线程启动函数的参数返回值成功返回0失败返回错误码 pthread_ create函数会产生一个线程ID存放在第一个参数指向的地址中。该线程ID和前面说的线程ID不是一回事前面讲的线程ID属于进程调度的范畴因为线程是轻量级进程是操作系统调度器的最小单位所以需要一个数值来唯一表示该线程 pthread_ create函数第一个参数指向一个虚拟内存单元该内存单元的地址即为新创建线程的线程ID属于NPTL线程库的范畴。线程库的后续操作就是根据该线程ID来操作线程的线程库NPTL提供了pthread_ self函数可以获得线程自身的ID pthread_t pthread_self(void); pthread_t 到底是什么类型呢取决于实现对于Linux目前实现的NPTL实现而言pthread_t类型的线程ID本质就是一个进程地址空间上的一个地址线程等待为什么需要线程等待已经退出的线程其空间没有被释放仍然在进程的地址空间内创建新的线程不会复用刚才退出线程的地址空间 int pthread_join(pthread_t thread, void **value_ptr); thread:线程ID value_ptr:它指向一个指针后者指向线程的返回值返回值成功返回0失败返回错误码调用该函数的线程将挂起等待,直到id为thread的线程终止。thread线程以不同的方法终止,通过pthread_join得到的终止状态是不同的总结如下: 1. 如果thread线程通过return返回,value_ ptr所指向的单元里存放的是thread线程函数的返回值。 2. 如果thread线程被别的线程调用pthread_ cancel异常终掉,value_ ptr所指向的单元里存放的是常数 PTHREAD_ CANCELED 3. 如果thread线程是自己调用pthread_exit终止的,value_ptr所指向的单元存放的是传给pthread_exit的参数。 4. 如果对thread线程的终止状态不感兴趣,可以传nullptr给value_ ptr参数。线程终止如果需要只终止某个线程而不终止整个进程,可以有三种方法: 1. 从线程函数return 这种方法对主线程不适用,从main函数return相当于调用exit 2. 线程可以调用pthread_ exit终止自己 3. 一个线程可以调用pthread_ cancel终止同一进程中的另一个线程 void pthread_exit(void *value_ptr); value_ptr : value_ptr不要指向一个局部变量返回值无返回值跟进程一样线程结束的时候无法返回到它的调用者自身需要注意,pthread_exit或者return返回的指针所指向的内存单元必须是全局的或者是用malloc分配的,不能在线程函数的栈上分配,因为当其它线程得到这个返回指针时线程函数已经退出了取消线程 int pthread_cancel(pthread_t thread); 返回值成功返回0失败返回错误码分离线程默认情况下新创建的线程是joinable的线程的属性线程退出后需要对其进行pthread_join操作否则无法释放资源从而造成系统泄漏。如果不关心线程的返回值join是一种负担这个时候我们可以告诉系统当线程退出时自动释放线程资源 int pthread_detach(pthread_t thread); 可以是线程组内其他线程对目标线程进行分离也可以是线程自己分离: pthread_detach(pthread_self()); joinable和分离是冲突的一个线程不能既是joinable又是分离的——一个线程如果被分离不能join 如果join会报错——join只是一个属性 Linux线程互斥先明确一些概念临界资源多线程执行流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后面讨论如何实现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互斥量mutex 大部分情况线程使用的数据都是局部变量变量的地址空间在线程栈空间内这种情况变量归属单个线程其他线程无法获得这种变量但有时候很多变量都需要在线程间共享这样的变量称为共享变量可以通过数据的共享完成线程之间的交互多个线程并发的操作共享变量会带来一些问题全局变量是共享资源但是加上__thread修饰全局变量变成__thread int g_val100 就是每个线程各有一份在线程局部存储是线程内部的局部变量对全局变量-- 没有保护的话会存在并发访问的问题进而导致数据不一致 #include stdio.h #include stdlib.h #include string.h #include unistd.h #include pthread.h int ticket 100; void *route(void *arg) {char *id (char *)arg;while (1){if (ticket 0){usleep(1000);printf(%s sells ticket:%d\n, id, ticket);ticket--;}else{break;}} } int main(void) {pthread_t t1, t2, t3, t4;pthread_create(t1, NULL, route, thread 1);pthread_create(t2, NULL, route, thread 2);pthread_create(t3, NULL, route, thread 3);pthread_create(t4, NULL, route, thread 4);pthread_join(t1, NULL);pthread_join(t2, NULL);pthread_join(t3, NULL);pthread_join(t4, NULL); } 结果是 thread 4 sells ticket:100 ... thread 4 sells ticket:1 thread 2 sells ticket:0 thread 1 sells ticket:-1 thread 3 sells ticket:-2 为什么可能无法获得争取结果 if 语句判断条件为真以后代码可以并发的切换到其他线程 usleep之后可能有很多个线程会进入该代码段 --ticket 操作本身就不是一个原子操作 load 将共享变量ticket从内存加载到寄存器中 update : 更新寄存器里面的值执行-1操作 store 将新值从寄存器写回共享变量ticket的内存地址要解决的问题代码必须要有互斥行为当代码进入临界区执行时不允许其他线程进入该临界区如果多个线程同时要求执行临界区的代码并且临界区没有线程在执行那么只能允许一个线程进入该临界区如果线程不在临界区中执行那么该线程不能阻止其他线程进入临界区要做到这三点本质上就是需要一把锁 Linux上提供的这把锁叫互斥量初始化互斥量静态分配 pthread_mutex_t mutex PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER 动态分配 int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *restrict mutex, const pthread_mutexattr_t *restrict attr); mutex要初始化的互斥量 attrnullptr 销毁互斥量销毁互斥量需要注意使用 PTHREAD_ MUTEX_ INITIALIZER 初始化静态分配的互斥量不需要销毁不要销毁一个已经加锁的互斥量已经销毁的互斥量要确保后面不会有线程再尝试加锁 int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex) 互斥量加锁和解锁 int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex); int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex); 返回值:成功返回0,失败返回错误号调用 pthread_ lock 时可能会遇到以下情况: 互斥量处于未锁状态该函数会将互斥量锁定同时返回成功发起函数调用时其他线程已经锁定互斥量或者存在其他线程同时申请互斥量但没有竞争到互斥量那么pthread_ lock调用会陷入阻塞(执行流被挂起)等待互斥量解锁此时可以把上面的抢票代码修改一下 #include stdio.h #include stdlib.h #include string.h #include unistd.h #include pthread.h #include sched.h int ticket 100; pthread_mutex_t mutex; void *route(void *arg) { char *id (char*)arg; while ( 1 ) { pthread_mutex_lock(mutex); if ( ticket 0 ) { usleep(1000); printf(%s sells ticket:%d\n, id, ticket); ticket--; pthread_mutex_unlock(mutex); // sched_yield(); 放弃CPU } else { pthread_mutex_unlock(mutex); break; } } } int main( void ) { pthread_t t1, t2, t3, t4; pthread_mutex_init(mutex, NULL); pthread_create(t1, NULL, route, thread 1); pthread_create(t2, NULL, route, thread 2); pthread_create(t3, NULL, route, thread 3); pthread_create(t4, NULL, route, thread 4); pthread_join(t1, NULL); pthread_join(t2, NULL); pthread_join(t3, NULL); pthread_join(t4, NULL); pthread_mutex_destroy(mutex); } 可重入VS线程安全概念线程安全保证多个线程并发同一段代码时不会出现不同的结果常见对全局变量或者静态变量进行操作并且没有锁保护的情况下会出现线程安全的问题重入同一个函数被不同的执行流调用当前一个流程还没有执行完就有其他的执行流再次进入我们称之为重入一个函数在重入的情况下运行结果不会出现任何不同或者任何问题则该函数被称为可重入函数否则是不可重入函数常见的线程不安全的情况不保护共享变量的函数函数状态随被调用而发生变化的函数返回指向静态变量指针的函数调用线程不安全函数的函数常见不可重入的情况调用了malloc/free函数因为malloc函数是用全局链表来管理堆的调用了标准I/O库函数标准I/O库的很多实现都以不可重入的方式使用全局数据结构可重入函数体内使用了静态的数据结构常见可重入的情况不使用全局变量或静态变量不使用malloc或者new开辟出的空间不调用不可重入函数不返回静态或全局数据所有数据都由函数的调用者提供使用本地数据或者通过制作全局数据的本地拷贝来保护全局数据可重入与线程安全联系函数是可重入的那就是线程安全的函数是不可重入的那就不能由多个线程使用有可能引发线程安全问题如果一个函数中有全局变量那么这个函数既不是线程安全也不是可重入的可重入与线程安全区别可重入函数是线程安全函数的一种线程安全不一定是可重入的而可重入函数则一定是线程安全的如果将对临界资源的访问加上锁则这个函数是线程安全的但如果这个重入函数的锁还未释放则会产生死锁因此是不可重入的常见锁概念死锁死锁是指在一组进程中的各个进程均占有不会释放的资源但因互相申请被其他进程所占用不会释放的资源而处于的一种永久等待状态死锁四个必要条件互斥条件一个资源每次只能被一个执行流使用请求与保持条件一个执行流因请求资源而阻塞时对已获得的资源保持不放不剥夺条件:一个执行流已获得的资源在末使用完之前不能强行剥夺循环等待条件:若干执行流之间形成一种头尾相接的循环等待资源的关系如何避免死锁核心破坏死锁的四个必要条件不主动加锁去掉互斥问题主动释放锁破坏请求和等待按顺序申请锁同一控制线程释放锁——剥夺锁 Linux线程同步条件变量条件变量是线程库提供的一个描述临界资源状态的变量不用频繁的申请和释放锁也能检查到临界资源当一个线程互斥地访问某个变量时它可能发现在其它线程改变状态之前它什么也做不了例如一个线程访问队列时发现队列为空它只能等待只到其它线程将一个节点添加到队列中。这种情况就需要用到条件变量即可以用条件变量实现线程同步同步和竞态条件同步在保证数据安全的前提下让线程能够按照某种特定的顺序访问临界资源从而有效避免饥饿问题叫做同步竞态条件因为时序问题而导致程序异常我们称之为竞态条。在线程场景下这种问题也不难理解条件变量的初始化 int pthread_cond_init(pthread_cond_t *restrict cond,const pthread_condattr_t *restrict attr); cond要初始化的条件变量 attrnullptr 销毁 int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond) 等待条件满足 int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *restrict cond,pthread_mutex_t *restrict mutex); 参数 cond要在这个条件变量上等待 mutex互斥量后面详细解释唤醒等待 int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond); int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond); pthread_cond_signal——唤醒睡眠的线程一次只能唤醒一个线程 pthread_cond_broadcast——唤醒睡眠的线程一次唤醒所有睡眠的线程所以叫广播为什么 pthread_cond_wait 需要互斥量条件等待是线程间同步的一种手段如果只有一个线程条件不满足一直等下去都不会满足所以必须要有一个线程通过某些操作改变共享变量使原先不满足的条件变得满足并且友好的通知等待在条件变量上的线程条件不会无缘无故的突然变得满足了必然会牵扯到共享数据的变化。所以一定要用互斥锁来保护没有互斥锁就无法安全的获取和修改共享数据、所以条件变量和互斥锁总是一起使用条件变量使用规范等待条件代码 pthread_mutex_lock(mutex); while (条件为假 pthread_cond_wait(cond, mutex); 修改条件 pthread_mutex_unlock(mutex); 给条件发送信号 pthread_mutex_lock(mutex); 设置条件为真 pthread_cond_signal(cond); pthread_mutex_unlock(mutex);

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