并行编程之条件变量(posix condition variables)

前言

在整理Java LockSupport.park()的东东,看到了个”Spurious wakeup”,重新梳理下。

首先来个《UNIX环境高级编程》里的例子:

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#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。
这个代码最容易让人搞混的是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,但是它们两不是一对的。它们的另一半在pthread_cond_wait函数里。

pthread_cond_wait函数可以认为它做了三件事:

  • 把自身线程放到condition的等待队列里,把mutex解锁;
  • 等待被唤醒(当其它线程调用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只能对应一个mutex。在Java的代码里,Condition对象只能通过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。为什么会出现这种情况?wiki和其它的一些文档都只是说在多核的情况下,简化实现允许出现这种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正在执行pthread_cond_wait,线程B正在执行pthread_cond_signal,线程C正准备执行pthread_cond_wait函数。

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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执行了第1,2步,这时它释放了mutex,然后线程B拿到了这个mutext,并且pthread_cond_signal函数时执行并返回了。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的源代码,大概可以看出上面的一些影子,但是太复杂了,也没有搞明白为什么。。

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

不过从上面的解析,可以发现《UNIX高级编程》里的说明是错误的(可能是因为太久了)。

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》的示例代码里,是先调用pthread_mutex_unlock,再调用pthread_cond_signal。

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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:

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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,这有个好处,就是调用enqueue_msg的线程可以再次参与mutex的竞争中,这样意味着可以连续放入多个消息,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唤醒的线程会因为不能马上拿到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,就是如果线程被唤醒但是不能获取到mutex,则线程被转移(morphing)到mutex的等待队列里。

但是我查看了下glibc的源代码,貌似没有发现有这种“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,可以不持有mutex,除非是“predictable scheduling”,可预测的调度行为。这种可能是实时系统才有这种严格的要求。

为什么要用while循环来判断条件是否成立?

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

而不用if来判断?

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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来判断的。

比如线程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,还是要判断条件是否成功,如果成立,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

给出的示例代码7里,认为调用pthread_cond_broadcast来唤醒所有的线程是比较好的写法。但是我认为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。只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,要通知所有的线程,则要历遍链表,显然效率降低。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?

这个在参考文档里没有说明,在网上找了些资料,也没有什么明确的答案。

我写了个代码测试,发现mutex是公平的。condition的测试结果也是差不多。

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#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:

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

还特意在一个单CPU的虚拟机上测试了下。输出的结果差不多。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?

比如线程a,b 在调用pthread_cond_wait之后等待,然后线程c, d同时调用pthread_cond_signal,那么a, b线程是否都能被唤醒?

会不会出现c, d, a 这种调用顺序,然后b一直在等待,然后死锁了?

根据文档:

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,如果有线程已经在调用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。

但是,我们再仔细考虑下:

如何确认线程a, b 调用pthread_cond_wait完成了?还是只是刚切换到内核态?显然是没有办法知道的。

所以,我们平时编程肯定不会写这样的代码,应该是共享变量,在获取到锁之后,再修改变量。这样子来做同步。参考上面《UNIX环境高级编程》的例子。

不过,这个问题也是挺有意思的。

参考

横云断岭/hengyunabc wechat
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