多个线程为了同个资源打起架来了，该如何让他们安分？

（给Linux爱好者加星标，提升Linux技能）

作者：小林coding （本文来自作者投稿）

前言

先来看看虚构的小故事

已经晚上 11 点了，程序员小明的双手还在键盘上飞舞着，眼神依然注视着的电脑屏幕。

没办法这段时间公司业绩增长中，需求自然也多了起来，加班自然也少不了。

天气变化莫测，这时窗外下起了蓬勃大雨，同时闪电轰鸣。

但这一丝都没有影响到小明，始料未及，突然一道巨大的雷一闪而过，办公楼就这么停电了，随后整栋楼都在回荡着的小明那一声撕心裂肺的「卧槽」。

此时，求小明的心里面积有多大？

等小明心里平复后，突然肚子非常的痛，想上厕所，小明心想肯定是晚上吃的某堡王有问题。

整栋楼都停了电，小明两眼一抹黑，啥都看不见，只能靠摸墙的方法，一步一步的来到了厕所门口。

到了厕所（共享资源），由于实在太急，小明直接冲入了厕所里，用手摸索着刚好第一个门没锁门，便夺门而入。

这就荒唐了，这个门里面正好小红在上着厕所，正好这个厕所门是坏了的，没办法锁门。

黑暗中，小红虽然看不见，但靠着声音，发现自己面前的这扇门有动静，觉得不对劲，于是铆足了力气，用她穿着高跟鞋脚，用力地一脚踢了过去。

小明很幸运，被踢中了「命根子」，撕心裂肺地喊出了一个字「痛」！

故事说完了，扯了那么多，实际上是为了说明，对于共享资源，如果没有上锁，在多线程的环境里，那么就可能会发生翻车现场。

接下来，用 30+ 张图，带大家走进操作系统中避免多线程资源竞争的互斥、同步的方法。

正文

竞争与协作

在单核 CPU 系统里，为了实现多个程序同时运行的假象，操作系统通常以时间片调度的方式，让每个进程执行每次执行一个时间片，时间片用完了，就切换下一个进程运行，由于这个时间片的时间很短，于是就造成了「并发」的现象。

并发

另外，操作系统也为每个进程创建巨大、私有的虚拟内存的假象，这种地址空间的抽象让每个程序好像拥有自己的内存，而实际上操作系统在背后秘密地让多个地址空间「复用」物理内存或者磁盘。

虚拟内存管理-换入换出

如果一个程序只有一个执行流程，也代表它是单线程的。当然一个程序可以有多个执行流程，也就是所谓的多线程程序，线程是调度的基本单位，进程则是资源分配的基本单位。

所以，线程之间是可以共享进程的资源，比如代码段、堆空间、数据段、打开的文件等资源，但每个线程都有自己独立的栈空间。

多线程

那么问题就来了，多个线程如果竞争共享资源，如果不采取有效的措施，则会造成共享数据的混乱。

我们做个小实验，创建两个线程，它们分别对共享变量 i 自增 1 执行 10000 次，如下代码（虽然说是 C++ 代码，但是没学过 C++ 的同学也是看到懂的）：

按理来说，i 变量最后的值应该是 20000，但很不幸，并不是如此。我们对上面的程序执行一下：

运行了两次，发现出现了 i 值的结果是 15173，也会出现 20000 的 i 值结果。

每次运行不但会产生错误，而且得到不同的结果。在计算机里是不能容忍的，虽然是小概率出现的错误，但是小概率事件它一定是会发生的，「墨菲定律」大家都懂吧。

为什么会发生这种情况？

为了理解为什么会发生这种情况，我们必须了解编译器为更新计数器 i 变量生成的代码序列，也就是要了解汇编指令的执行顺序。

在这个例子中，我们只是想给 i 加上数字 1，那么它对应的汇编指令执行过程是这样的：

可以发现，只是单纯给 i 加上数字 1，在 CPU 运行的时候，实际上要执行 3 条指令。

设想我们的线程 1 进入这个代码区域，它将 i 的值（假设此时是 50 ）从内存加载到它的寄存器中，然后它向寄存器加 1，此时在寄存器中的 i 值是 51。

现在，一件不幸的事情发生了：时钟中断发生。因此，操作系统将当前正在运行的线程的状态保存到线程的线程控制块 TCP。

现在更糟的事情发生了，线程 2 被调度运行，并进入同一段代码。它也执行了第一条指令，从内存获取 i 值并将其放入到寄存器中，此时内存中 i 的值仍为 50，因此线程 2 寄存器中的 i 值也是 50。假设线程 2 执行接下来的两条指令，将寄存器中的 i 值 + 1，然后将寄存器中的 i 值保存到内存中，于是此时全局变量 i 值是 51。

最后，又发生一次上下文切换，线程 1 恢复执行。还记得它已经执行了两条汇编指令，现在准备执行最后一条指令。回忆一下， 线程 1 寄存器中的 i 值是51，因此，执行最后一条指令后，将值保存到内存，全局变量 i 的值再次被设置为 51。

简单来说，增加 i （值为 50 ）的代码被运行两次，按理来说，最后的 i 值应该是 52，但是由于不可控的调度，导致最后 i 值却是 51。

针对上面线程 1 和线程 2 的执行过程，我画了一张流程图，会更明确一些：

蓝色表示线程 1 ，红色表示线程 2

互斥的概念

上面展示的情况称为竞争条件（race condition），当多线程相互竞争操作共享变量时，由于运气不好，即在执行过程中发生了上下文切换，我们得到了错误的结果，事实上，每次运行都可能得到不同的结果，因此输出的结果存在不确定性（indeterminate）。

由于多线程执行操作共享变量的这段代码可能会导致竞争状态，因此我们将此段代码称为临界区（critical section），它是访问共享资源的代码片段，一定不能给多线程同时执行。

我们希望这段代码是互斥（mutualexclusion）的，也就说保证一个线程在临界区执行时，其他线程应该被阻止进入临界区，说白了，就是这段代码执行过程中，最多只能出现一个线程。

互斥

另外，说一下互斥也并不是只针对多线程。在多进程竞争共享资源的时候，也同样是可以使用互斥的方式来避免资源竞争造成的资源混乱。

同步的概念

互斥解决了并发进程/线程对临界区的使用问题。这种基于临界区控制的交互作用是比较简单的，只要一个进程/线程进入了临界区，其他试图想进入临界区的进程/线程都会被阻塞着，直到第一个进程/线程离开了临界区。

我们都知道在多线程里，每个线程并一定是顺序执行的，它们基本是以各自独立的、不可预知的速度向前推进，但有时候我们又希望多个线程能密切合作，以实现一个共同的任务。

例子，线程 1 是负责读入数据的，而线程 2 是负责处理数据的，这两个线程是相互合作、相互依赖的。线程 2 在没有收到线程 1 的唤醒通知时，就会一直阻塞等待，当线程 1 读完数据需要把数据传给线程 2 时，线程 1 会唤醒线程 2，并把数据交给线程 2 处理。

所谓同步，就是并发进程/线程在一些关键点上可能需要互相等待与互通消息，这种相互制约的等待与互通信息称为进程/线程同步。

举个生活的同步例子，你肚子饿了想要吃饭，你叫妈妈早点做菜，妈妈听到后就开始做菜，但是在妈妈没有做完饭之前，你必须阻塞等待，等妈妈做完饭后，自然会通知你，接着你吃饭的事情就可以进行了。

吃饭与做菜的同步关系

注意，同步与互斥是两种不同的概念：

• 同步就好比：「操作 A 应在操作 B 之前执行」，「操作 C 必须在操作 A 和操作 B 都完成之后才能执行」等；

• 互斥就好比：「操作 A 和操作 B 不能在同一时刻执行」；

互斥与同步的实现和使用

在进程/线程并发执行的过程中，进程/线程之间存在协作的关系，例如有互斥、同步的关系。

为了实现进程/线程间正确的协作，操作系统必须提供实现进程协作的措施和方法，主要的方法有两种：

• 锁：加锁、解锁操作；

• 信号量：P、V 操作；

这两个都可以方便地实现进程/线程互斥，而信号量比锁的功能更强一些，它还可以方便地实现进程/线程同步。

锁

使用加锁操作和解锁操作可以解决并发线程/进程的互斥问题。

任何想进入临界区的线程，必须先执行加锁操作。若加锁操作顺利通过，则线程可进入临界区；在完成对临界资源的访问后再执行解锁操作，以释放该临界资源。

加锁-解锁

根据锁的实现不同，可以分为「忙等待锁」和「无忙等待锁」。

我们先来看看「忙等待锁」的实现

在说明「忙等待锁」的实现之前，先介绍现代 CPU 体系结构提供的特殊原子操作指令 —— 测试和置位（Test-and-Set）指令。

如果用 C 代码表示 Test-and-Set 指令，形式如下：

测试并设置指令做了下述事情:

• 把 old_ptr 更新为 new 的新值

• 返回 old_ptr 的旧值；

当然，关键是这些代码是原子执行。因为既可以测试旧值，又可以设置新值，所以我们把这条指令叫作「测试并设置」。

那什么是原子操作呢？原子操作就是要么全部执行，要么都不执行，不能出现执行到一半的中间状态

我们可以运用 Test-and-Set 指令来实现「忙等待锁」，代码如下：

忙等待锁的实现

我们来确保理解为什么这个锁能工作：

• 第一个场景是，首先假设一个线程在运行，调用 lock()，没有其他线程持有锁，所以 flag 是 0。当调用 TestAndSet(flag, 1) 方法，返回 0，线程会跳出 while 循环，获取锁。同时也会原子的设置 flag 为1，标志锁已经被持有。当线程离开临界区，调用 unlock() 将 flag 清理为 0。

• 第二种场景是，当某一个线程已经持有锁（即 flag 为1）。本线程调用 lock()，然后调用 TestAndSet(flag, 1)，这一次返回 1。只要另一个线程一直持有锁，TestAndSet() 会重复返回 1，本线程会一直忙等。当 flag 终于被改为 0，本线程会调用 TestAndSet()，返回 0 并且原子地设置为 1，从而获得锁，进入临界区。

很明显，当获取不到锁时，线程就会一直 wile 循环，不做任何事情，所以就被称为「忙等待锁」，也被称为自旋锁（spin lock）。

这是最简单的一种锁，一直自旋，利用 CPU 周期，直到锁可用。在单处理器上，需要抢占式的调度器（即不断通过时钟中断一个线程，运行其他线程）。否则，自旋锁在单 CPU 上无法使用，因为一个自旋的线程永远不会放弃 CPU。

再来看看「无等待锁」的实现

无等待锁顾明思议就是获取不到锁的时候，不用自旋。

既然不想自旋，那当没获取到锁的时候，就把当前线程放入到锁的等待队列，然后执行调度程序，把 CPU 让给其他线程执行。

无等待锁的实现

本次只是提出了两种简单锁的实现方式。当然，在具体操作系统实现中，会更复杂，但也离不开本例子两个基本元素。

如果你想要对锁的更进一步理解，推荐大家可以看《操作系统导论》第 28 章锁的内容，这本书在「微信读书」就可以免费看。

信号量

信号量是操作系统提供的一种协调共享资源访问的方法。

通常信号量表示资源的数量，对应的变量是一个整型（sem）变量。

另外，还有两个原子操作的系统调用函数来控制信号量的，分别是：

• P 操作：将 sem 减 1，相减后，如果 sem < 0，则进程/线程进入阻塞等待，否则继续，表明 P 操作可能会阻塞；

• V 操作：将 sem 加 1，相加后，如果 sem <= 0，唤醒一个等待中的进程/线程，表明 V 操作不会阻塞；

P 操作是用在进入临界区之前，V 操作是用在离开临界区之后，这两个操作是必须成对出现的。

举个类比，2 个资源的信号量，相当于 2 条火车轨道，PV 操作如下图过程：

信号量与火车轨道

操作系统是如何实现 PV 操作的呢？

信号量数据结构与 PV 操作的算法描述如下图：

PV 操作的算法描述

PV 操作的函数是由操作系统管理和实现的，所以操作系统已经使得执行 PV 函数时是具有原子性的。

PV 操作如何使用的呢？

信号量不仅可以实现临界区的互斥访问控制，还可以线程间的事件同步。

我们先来说说如何使用信号量实现临界区的互斥访问。

为每类共享资源设置一个信号量 s，其初值为 1，表示该临界资源未被占用。

只要把进入临界区的操作置于 P(s) 和 V(s) 之间，即可实现进程/线程互斥：

此时，任何想进入临界区的线程，必先在互斥信号量上执行 P 操作，在完成对临界资源的访问后再执行 V 操作。由于互斥信号量的初始值为 1，故在第一个线程执行 P 操作后 s 值变为 0，表示临界资源为空闲，可分配给该线程，使之进入临界区。

若此时又有第二个线程想进入临界区，也应先执行 P 操作，结果使 s 变为负值，这就意味着临界资源已被占用，因此，第二个线程被阻塞。

并且，直到第一个线程执行 V 操作，释放临界资源而恢复 s 值为 0 后，才唤醒第二个线程，使之进入临界区，待它完成临界资源的访问后，又执行 V 操作，使 s 恢复到初始值 1。

对于两个并发线程，互斥信号量的值仅取 1、0 和 -1 三个值，分别表示：

• 如果互斥信号量为 1，表示没有线程进入临界区；

• 如果互斥信号量为 0，表示有一个线程进入临界区；

• 如果互斥信号量为 -1，表示一个线程进入临界区，另一个线程等待进入。

通过互斥信号量的方式，就能保证临界区任何时刻只有一个线程在执行，就达到了互斥的效果。

再来，我们说说如何使用信号量实现事件同步。

同步的方式是设置一个信号量，其初值为 0。

我们把前面的「吃饭-做饭」同步的例子，用代码的方式实现一下：

妈妈一开始询问儿子要不要做饭时，执行的是 P(s1) ，相当于询问儿子需不需要吃饭，由于 s1 初始值为 0，此时 s1 变成 -1，表明儿子不需要吃饭，所以妈妈线程就进入等待状态。

当儿子肚子饿时，执行了 V(s1)，使得 s1 信号量从 -1 变成 0，表明此时儿子需要吃饭了，于是就唤醒了阻塞中的妈妈线程，妈妈线程就开始做饭。

接着，儿子线程执行了 P(s2)，相当于询问妈妈饭做完了吗，由于 s2 初始值是 0，则此时 s2 变成 -1，说明妈妈还没做完饭，儿子线程就等待状态。

最后，妈妈终于做完饭了，于是执行 V(s2)，s2 信号量从 -1 变回了 0，于是就唤醒等待中的儿子线程，唤醒后，儿子线程就可以进行吃饭了。

生产者-消费者问题

生产者-消费者模型

生产者-消费者问题描述：

• 生产者在生成数据后，放在一个缓冲区中；

• 消费者从缓冲区取出数据处理；

• 任何时刻，只能有一个生产者或消费者可以访问缓冲区；

我们对问题分析可以得出：

• 任何时刻只能有一个线程操作缓冲区，说明操作缓冲区是临界代码，需要互斥；

• 缓冲区空时，消费者必须等待生产者生成数据；缓冲区满时，生产者必须等待消费者取出数据。说明生产者和消费者需要同步。

那么我们需要三个信号量，分别是：

• 互斥信号量 mutex：用于互斥访问缓冲区，初始化值为 1；

• 资源信号量 fullBuffers：用于消费者询问缓冲区是否有数据，有数据则读取数据，初始化值为 0（表明缓冲区一开始为空）；

• 资源信号量 emptyBuffers：用于生产者询问缓冲区是否有空位，有空位则生成数据，初始化值为 n （缓冲区大小）；

具体的实现代码：

如果消费者线程一开始执行 P(fullBuffers)，由于信号量 fullBuffers 初始值为 0，则此时 fullBuffers 的值从 0 变为 -1，说明缓冲区里没有数据，消费者只能等待。

接着，轮到生产者执行 P(emptyBuffers)，表示减少 1 个空槽，如果当前没有其他生产者线程在临界区执行代码，那么该生产者线程就可以把数据放到缓冲区，放完后，执行 V(fullBuffers) ，信号量 fullBuffers 从 -1 变成 0，表明有「消费者」线程正在阻塞等待数据，于是阻塞等待的消费者线程会被唤醒。

消费者线程被唤醒后，如果此时没有其他消费者线程在读数据，那么就可以直接进入临界区，从缓冲区读取数据。最后，离开临界区后，把空槽的个数 + 1。

经典同步问题

哲学家就餐问题

当初我在校招的时候，面试官也问过「哲学家就餐」这道题目，我当时听的一脸懵逼，无论面试官怎么讲述这个问题，我也始终没听懂，就莫名其妙的说这个问题会「死锁」。

当然，我这回答槽透了，所以当场 game over，残酷又悲惨故事，就不多说了，反正当时菜就是菜。

时至今日，看我来图解这道题。

哲学家就餐的问题

先来看看哲学家就餐的问题描述：

• 5 个老大哥哲学家，闲着没事做，围绕着一张圆桌吃面；

• 巧就巧在，这个桌子只有 5 支叉子，每两个哲学家之间放一支叉子；

• 哲学家围在一起先思考，思考中途饿了就会想进餐；

• 奇葩的是，这些哲学家要两支叉子才愿意吃面，也就是需要拿到左右两边的叉子才进餐；

• 吃完后，会把两支叉子放回原处，继续思考；

那么问题来了，如何保证哲学家们的动作有序进行，而不会出现有人永远拿不到叉子呢？

方案一

我们用信号量的方式，也就是 PV 操作来尝试解决它，代码如下：

上面的程序，好似很自然。拿起叉子用 P 操作，代表有叉子就直接用，没有叉子时就等待其他哲学家放回叉子。

方案一的问题

不过，这种解法存在一个极端的问题：假设五位哲学家同时拿起左边的叉子，桌面上就没有叉子了， 这样就没有人能够拿到他们右边的叉子，也就说每一位哲学家都会在 P(fork[(i + 1) % N ]) 这条语句阻塞了，很明显这发生了死锁的现象。

方案二

既然「方案一」会发生同时竞争左边叉子导致死锁的现象，那么我们就在拿叉子前，加个互斥信号量，代码如下：

上面程序中的互斥信号量的作用就在于，只要有一个哲学家进入了「临界区」，也就是准备要拿叉子时，其他哲学家都不能动，只有这位哲学家用完叉子了，才能轮到下一个哲学家进餐。

方案二的问题

方案二虽然能让哲学家们按顺序吃饭，但是每次进餐只能有一位哲学家，而桌面上是有 5 把叉子，按道理是能可以有两个哲学家同时进餐的，所以从效率角度上，这不是最好的解决方案。

方案三

那既然方案二使用互斥信号量，会导致只能允许一个哲学家就餐，那么我们就不用它。

另外，方案一的问题在于，会出现所有哲学家同时拿左边刀叉的可能性，那我们就避免哲学家可以同时拿左边的刀叉，采用分支结构，根据哲学家的编号的不同，而采取不同的动作。

即让偶数编号的哲学家「先拿左边的叉子后拿右边的叉子」，奇数编号的哲学家「先拿右边的叉子后拿左边的叉子」。

上面的程序，在 P 操作时，根据哲学家的编号不同，拿起左右两边叉子的顺序不同。另外，V 操作是不需要分支的，因为 V 操作是不会阻塞的。

方案三可解决问题

方案三即不会出现死锁，也可以两人同时进餐。

方案四

在这里再提出另外一种可行的解决方案，我们用一个数组 state 来记录每一位哲学家在进程、思考还是饥饿状态（正在试图拿叉子）。

那么，一个哲学家只有在两个邻居都没有进餐时，才可以进入进餐状态。

第 i 个哲学家的左邻右舍，则由宏 LEFT 和 RIGHT 定义：

• LEFT : ( i + 5  - 1 ) % 5

• RIGHT : ( i + 1 ) % 5

比如 i 为 2，则 LEFT 为 1，RIGHT 为 3。

具体代码实现如下：

上面的程序使用了一个信号量数组，每个信号量对应一位哲学家，这样在所需的叉子被占用时，想进餐的哲学家就被阻塞。

注意，每个进程/线程将 smart_person 函数作为主代码运行，而其他 take_forks、put_forks 和 test 只是普通的函数，而非单独的进程/线程。

方案四也可解决问题

方案四同样不会出现死锁，也可以两人同时进餐。

读者-写者问题

前面的「哲学家进餐问题」对于互斥访问有限的竞争问题（如 I/O 设备）一类的建模过程十分有用。

另外，还有个著名的问题是「读者-写者」，它为数据库访问建立了一个模型。

读者只会读取数据，不会修改数据，而写者即可以读也可以修改数据。

读者-写者的问题描述：

• 「读-读」允许：同一时刻，允许多个读者同时读

• 「读-写」互斥：没有写者时读者才能读，没有读者时写者才能写

• 「写-写」互斥：没有其他写者时，写者才能写

接下来，提出几个解决方案来分析分析。

方案一

使用信号量的方式来尝试解决：

• 信号量 wMutex：控制写操作的互斥信号量，初始值为 1 ；

• 读者计数 rCount：正在进行读操作的读者个数，初始化为 0；

• 信号量 rCountMutex：控制对 rCount 读者计数器的互斥修改，初始值为 1；

接下来看看代码的实现：

上面的这种实现，是读者优先的策略，因为只要有读者正在读的状态，后来的读者都可以直接进入，如果读者持续不断进入，则写者会处于饥饿状态。

方案二

那既然有读者优先策略，自然也有写者优先策略：

• 只要有写者准备要写入，写者应尽快执行写操作，后来的读者就必须阻塞；

• 如果有写者持续不断写入，则读者就处于饥饿；

在方案一的基础上新增如下变量：

• 信号量 rMutex：控制读者进入的互斥信号量，初始值为 1；

• 信号量 wDataMutex：控制写者写操作的互斥信号量，初始值为 1；

• 写者计数 wCount：记录写者数量，初始值为 0；

• 信号量 wCountMutex：控制 wCount 互斥修改，初始值为 1；

具体实现如下代码：

注意，这里 rMutex 的作用，开始有多个读者读数据，它们全部进入读者队列，此时来了一个写者，执行了 P(rMutex) 之后，后续的读者由于阻塞在 rMutex 上，都不能再进入读者队列，而写者到来，则可以全部进入写者队列，因此保证了写者优先。

同时，第一个写者执行了 P(rMutex) 之后，也不能马上开始写，必须等到所有进入读者队列的读者都执行完读操作，通过 V(wDataMutex) 唤醒写者的写操作。

方案三

既然读者优先策略和写者优先策略都会造成饥饿的现象，那么我们就来实现一下公平策略。

公平策略：

• 优先级相同；

• 写者、读者互斥访问；

• 只能一个写者访问临界区；

• 可以有多个读者同时访问临街资源；

具体代码实现：

看完代码不知你是否有这样的疑问，为什么加了一个信号量 flag，就实现了公平竞争？

对比方案一的读者优先策略，可以发现，读者优先中只要后续有读者到达，读者就可以进入读者队列， 而写者必须等待，直到没有读者到达。

没有读者到达会导致读者队列为空，即 rCount==0，此时写者才可以进入临界区执行写操作。

而这里 flag 的作用就是阻止读者的这种特殊权限（特殊权限是只要读者到达，就可以进入读者队列）。

比如：开始来了一些读者读数据，它们全部进入读者队列，此时来了一个写者，执行 P(falg) 操作，使得后续到来的读者都阻塞在 flag 上，不能进入读者队列，这会使得读者队列逐渐为空，即 rCount 减为 0。

这个写者也不能立马开始写（因为此时读者队列不为空），会阻塞在信号量 wDataMutex 上，读者队列中的读者全部读取结束后，最后一个读者进程执行 V(wDataMutex)，唤醒刚才的写者，写者则继续开始进行写操作。

- EOF -

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