并行编程条件变量（posix condition variables）

在整理Java LockSupport.park()东方的，我看到了"Spurious wakeup"，通过重新梳理。

首先，可以在《UNIX级别编程环境》在样本：

#include <pthread.h>
struct msg {
	struct msg *m_next;
	/* ... more stuff here ... */
};
struct msg *workq;
pthread_cond_t qready = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
pthread_mutex_t qlock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
void process_msg(void) {
	struct msg *mp;
	for (;;) {
		pthread_mutex_lock(&qlock);
		while (workq == NULL)
			pthread_cond_wait(&qready, &qlock);
		mp = workq;
		workq = mp->m_next;
		pthread_mutex_unlock(&qlock);
		/* now process the message mp */
	}
}
void enqueue_msg(struct msg *mp) {
	pthread_mutex_lock(&qlock);
	mp->m_next = workq;
	workq = mp;
	pthread_mutex_unlock(&qlock);
	pthread_cond_signal(&qready);
}

一个简单的消息生产者和消费者的代码。

它们之间用condition同步。

这个代码最easy让人搞混的是process_msg函数里的pthread_mutex_lock 和 pthread_mutex_unlock 是一对函数调用，前面加锁，后面解锁。的确。是加锁解锁，可是它们两不是一对的。它们的还有一半在pthread_cond_wait函数里。

pthread_cond_wait函数能够觉得它做了三件事：

• 把自身线程放到condition的等待队列里，把mutex解锁；
• 等待被唤醒（当其他线程调用pthread_cond_signal或者pthread_cond_broadcast时）。
• 被唤醒之后。对metex加锁，再返回。

mutex和condition实际上是绑定在一起的，一个condition仅仅能相应一个mutex。在Java的代码里。Condition对象仅仅能通过lock.newCondition()的函数来获取。

Spurious wakeup

所谓的spurious wakeup。指的是一个线程调用pthread_cond_signal()。却有可能不止一个线程被唤醒。为什么会出现这样的情况？wiki和其他的一些文档都仅仅是说在多核的情况下。简化实现同意出现这样的spurious wakeup。

。

在man文档里给出了一个可能的实现，然后解析为什么会出现。

假定有三个线程，线程A正在运行pthread_cond_wait，线程B正在运行pthread_cond_signal，线程C正准备运行pthread_cond_wait函数。

              pthread_cond_wait(mutex, cond):
                  value = cond->value; /* 1 */
                  pthread_mutex_unlock(mutex); /* 2 */
                  pthread_mutex_lock(cond->mutex); /* 10 */
                  if (value == cond->value) { /* 11 */
                      me->next_cond = cond->waiter;
                      cond->waiter = me;
                      pthread_mutex_unlock(cond->mutex);
                      unable_to_run(me);
                  } else
                      pthread_mutex_unlock(cond->mutex); /* 12 */
                  pthread_mutex_lock(mutex); /* 13 */

              pthread_cond_signal(cond):
                  pthread_mutex_lock(cond->mutex); /* 3 */
                  cond->value++; /* 4 */
                  if (cond->waiter) { /* 5 */
                      sleeper = cond->waiter; /* 6 */
                      cond->waiter = sleeper->next_cond; /* 7 */
                      able_to_run(sleeper); /* 8 */
                  }
                  pthread_mutex_unlock(cond->mutex); /* 9 */

线程A运行了第1,2步，这时它释放了mutex。然后线程B拿到了这个mutext，而且pthread_cond_signal函数时运行并返回了。于是线程B就是一个所谓的“spurious wakeup”。

为什么pthread_cond_wait函数里一进入。就释放了mutex？没有找到什么解析。。

查看了glibc的源码，大概能够看出上面的一些影子，可是太复杂了，也没有搞明确为什么。。

/build/buildd/eglibc-2.19/nptl/pthread_cond_wait.c

/build/buildd/eglibc-2.19/nptl/pthread_cond_signal.c

只是从上面的解析，能够发现《UNIX高级编程》里的说明是错误的（可能是由于太久了）。

The  caller passes it locked to the function, which then atomically places the calling thread on the list of threads waiting for the condition and unlocks the mutex.

上面的伪代码，一进入pthread_cond_wait函数就释放了mutex，明显和书里的不一样。

wait morphing优化

在《UNIX环境高级编程》的演示样例代码里，是先调用pthread_mutex_unlock，再调用pthread_cond_signal。

void enqueue_msg(struct msg *mp) {
	pthread_mutex_lock(&qlock);
	mp->m_next = workq;
	workq = mp;
	pthread_mutex_unlock(&qlock);
	pthread_cond_signal(&qready);
}

有的地方给出的是先调用pthread_cond_signal，再调用pthread_mutex_unlock：

void enqueue_msg(struct msg *mp) {
	pthread_mutex_lock(&qlock);
	mp->m_next = workq;
	workq = mp;
	pthread_cond_signal(&qready);
	pthread_mutex_unlock(&qlock);
}

先unlock再signal，这有个优点。就是调用enqueue_msg的线程能够再次參与mutex的竞争中，这样意味着能够连续放入多个消息。这个可能会提高效率。类似Java里ReentrantLock的非公平模式。

网上有些文章说，先singal再unlock，有可能会出现一种情况是被singal唤醒的线程会由于不能立即拿到mutex（还没被释放）。从而会再次休眠。这样影响了效率。从而会有一个叫“wait morphing”优化，就是假设线程被唤醒可是不能获取到mutex,则线程被转移(morphing)到mutex的等待队列里。

可是我查看了下glibc的源码，貌似没有发现有这样的“wait morphing”优化。

man文档里提到：

The pthread_cond_broadcast() or pthread_cond_signal() functions may be called by a thread whether or not it currently owns the mutex that  threads  calling  pthread_cond_wait()  or pthread_cond_timedwait() have associated with the condition variable
during their waits; however, if predictable scheduling behavior is required, then that mutex shall be locked by the thread calling pthread_cond_broadcast() or pthread_cond_signal().

可见在调用singal之前，能够不持有mutex，除非是“predictable scheduling”，可预測的调度行为。这样的可能是实时系统才有这样的严格的要求。

为什么要用while循环来推断条件是否成立？

		while (workq == NULL)
			pthread_cond_wait(&qready, &qlock);

而不用if来推断？

		if (workq == NULL)
			pthread_cond_wait(&qready, &qlock);

一个原因是spurious wakeup，但即使没有spurious wakeup，也是要用While来推断的。

比方线程A。线程B在pthread_cond_wait函数中等待，然后线程C把消息放到队列里，再调用pthread_cond_broadcast。然后线程A先获取到mutex，处理完消息完后。这时workq就变成NULL了。

这时线程B才获取到mutex，那么这时实际上是没有资源供线程B使用的。所以从pthread_cond_wait函数返回之后。还是要推断条件是否成功，假设成立，再进行处理。

pthread_cond_signal和pthread_cond_broadcast

在这篇文章里，http://www.cppblog.com/Solstice/archive/2013/09/09/203094.html

给出的演示样例代码7里，觉得调用pthread_cond_broadcast来唤醒全部的线程是比較好的写法。可是我觉得pthread_cond_signal和pthread_cond_broadcast是两个不同东东。不能简单合并在同一个函数调用。仅仅唤醒一个效率和唤醒全部等待线程的效率显然不能等同。典型的condition是用CLH或者MCS来实现的，要通知全部的线程，则要历遍链表，显然效率减少。另外，C++11里的condition_variable也提供了notify_one函数。

http://en.cppreference.com/w/cpp/thread/condition_variable/notify_one

mutex，condition是不是公平(fair)的？

这个在參考文档里没有说明，在网上找了些资料，也没有什么明白的答案。

我写了个代码測试。发现mutex是公平的。

condition的測试结果也是差点儿相同。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <pthread.h>
#include <unistd.h>
pthread_mutex_t lock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;

volatile int mutexCount = 0;
void mutexFairTest(){
	int localCount = 0;
	while(1){
		pthread_mutex_lock(&lock);
		__sync_fetch_and_add(&mutexCount, 1);
		localCount += 1;
		if(mutexCount > 100000000){
			break;
		}
		pthread_mutex_unlock(&lock);
	}
	pthread_mutex_unlock(&lock);
	printf("localCount:%d\n", localCount);
}

int main() {
	pthread_mutex_lock(&lock);
	pthread_create(new pthread_t, NULL, (void * (*)(void *))&mutexFairTest, NULL);
	pthread_create(new pthread_t, NULL, (void * (*)(void *))&mutexFairTest, NULL);
	pthread_create(new pthread_t, NULL, (void * (*)(void *))&mutexFairTest, NULL);
	pthread_create(new pthread_t, NULL, (void * (*)(void *))&mutexFairTest, NULL);
	pthread_create(new pthread_t, NULL, (void * (*)(void *))&mutexFairTest, NULL);
	pthread_create(new pthread_t, NULL, (void * (*)(void *))&mutexFairTest, NULL);
	pthread_mutex_unlock(&lock);

	sleep(100);
}

输出结果是：

localCount:16930422
localCount:16525616
localCount:16850294
localCount:16129844
localCount:17329693
localCount:16234137

还特意在一个单CPU的虚拟机上測试了下。

输出的结果差点儿相同。操作系统是ububtu14.04。

连续调用pthread_cond_signal，会唤醒多少次/多少个线程？

比方线程a,b 在调用pthread_cond_wait之后等待，然后线程c, d同一时候调用pthread_cond_signal，那么a, b线程是否都能被唤醒？

会不会出现c, d, a 这样的调用顺序，然后b一直在等待。然后死锁了？

依据文档：

The pthread_cond_signal() function shall unblock at least one of the threads that are blocked on the specified condition variable cond (if any threads are blocked on cond).

因此，假设有线程已经在调用pthread_cond_wait等待的情况下，pthread_cond_signal调用至少会唤醒等待中的一个线程。

所以不会出现上面的线程b一直等待的情况。

可是，我们再细致考虑下：

怎样确认线程a, b 调用pthread_cond_wait完毕了？还是仅仅是刚切换到内核态？显然是没有办法知道的。

所以，我们平时编程肯定不会写这种代码，应该是共享变量。在获取到锁之后，再改动变量。

这样子来做同步。參考上面《UNIX环境高级编程》的样例。

只是，这个问题也是挺有意思的。

參考：

http://en.wikipedia.org/wiki/Spurious_wakeup

http://siwind.iteye.com/blog/1469216

http://www.cppblog.com/Solstice/archive/2013/09/09/203094.html

http://www.cs.cmu.edu/afs/cs/academic/class/15492-f07/www/pthreads.html

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