訊號量用在多執行緒多工同步的，一個執行緒完成了某一個動作就通過訊號量告訴別的執行緒，別的執行緒再進行某些動作（大家都在semtake的時候，就阻塞在哪裡）。而互斥鎖是用在多執行緒多工互斥的，一個執行緒佔用了某一個資源，那麼別的執行緒就無法訪問，直到這個執行緒unlock，其他的執行緒才開始可以利用這個資源。比如對全域性變數的訪問，有時要加鎖，操作完了，在解鎖。有的時候鎖和訊號量會同時使用的” 也就是說，訊號量不一定是鎖定某一個資源，而是流程上的概念，比如：有A,B兩個執行緒，B執行緒要等A執行緒完成某一任務以後再進行自己下面的步驟，這個任務並不一定是鎖定某一資源，還可以是進行一些計算或者資料處理之類。而執行緒互斥量則是“鎖住某一資源”的概念，在鎖定期間內，其他執行緒無法對被保護的資料進行操作。在有些情況下兩者可以互換。 兩者之間的區別: 作用域 訊號量: 程序間或執行緒間(linux僅執行緒間) 互斥鎖: 執行緒間 上鎖時 訊號量: 只要訊號量的value大於0，其他執行緒就可以sem_wait成功，成功後訊號量的value減一。若value值不大於0，則sem_wait阻塞，直到sem_post釋放後value值加一 互斥鎖: 只要被鎖住，其他任何執行緒都不可以訪問被保護的資源 成功後否則就阻塞 以下是訊號燈（量)的一些概念: 訊號燈與互斥鎖和條件變數的主要不同在於”燈”的概念，燈亮則意味著資源可用，燈滅則意味著不可用。如果說後兩中同步方式側重於”等待”操作，即資源不可用的話，訊號燈機制則側重於點燈，即告知資源可用；沒有等待執行緒的解鎖或激發條件都是沒有意義的，而沒有等待燈亮的執行緒的點燈操作則有效，且能保持燈亮狀態。當然，這樣的操作原語也意味著更多的開銷。 訊號燈的應用除了燈亮/燈滅這種二元燈以外，也可以採用大於1的燈數，以表示資源數大於1，這時可以稱之為多元燈。 1． 建立和 登出 POSIX訊號燈標準定義了有名訊號燈和無名訊號燈兩種，但LinuxThreads的實現僅有無名燈，同時有名燈除了總是可用於多程序之間以外，在使用上與無名燈並沒有很大的區別，因此下面僅就無名燈進行討論。 int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value) 這是建立訊號燈的API，其中value為訊號燈的初值，pshared表示是否為多程序共享而不僅僅是用於一個程序。LinuxThreads沒有實現多程序共享訊號燈，因此所有非0值的pshared輸入都將使sem_init()返回-1，且置errno為ENOSYS。初始化好的訊號燈由sem變量表徵，用於以下點燈、滅燈操作。 int sem_destroy(sem_t * sem) 被登出的訊號燈sem要求已沒有執行緒在等待該訊號燈，否則返回-1，且置errno為EBUSY。除此之外，LinuxThreads的訊號燈 登出函式不做其他動作。 2． 點燈和滅燈 int sem_post(sem_t * sem) 點燈操作將訊號燈值原子地加1，表示增加一個可訪問的資源。 int sem_wait(sem_t * sem) int sem_trywait(sem_t * sem) sem_wait()為等待燈亮操作，等待燈亮（訊號燈值大於0），然後將訊號燈原子地減1，並返回。sem_trywait()為sem_wait()的非阻塞版，如果訊號燈計數大於0，則原子地減1並返回0，否則立即返回-1，errno置為EAGAIN。 3． 獲取燈值 int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval) 讀取sem中的燈計數，存於*sval中，並返回0。 4． 其他 sem_wait()被實現為取消點，而且在支援原子”比較且交換”指令的體系結構上，sem_post()是唯一能用於非同步訊號處理函式的POSIX非同步訊號 安全的API。 ---------------------------- 執行緒同步：何時互斥鎖不夠，還需要條件變數? 假設有共享的資源sum,與之相關聯的mutex 是lock_s.假設每個執行緒對sum的操作很簡單的,與sum的狀態無關,比如只是sum++.那麼只用mutex足夠了.程式設計師只要確保每個執行緒操作前,取得lock,然後sum++,再unlock即可.每個執行緒的程式碼將像這樣 add() { pthread_mutex_lock(lock_s); sum++; pthread_mutex_unlock(lock_s); } 　　如果操作比較複雜,假設執行緒t0,t1,t2的操作是sum++,而執行緒t3則是在sum到達100的時候,打印出一條資訊,並對sum清零. 這種情況下,如果只用mutex, 則t3需要一個迴圈,每個迴圈裡先取得lock_s,然後檢查sum的狀態,如果sum>=100,則列印並清零,然後unlock.如果sum& amp; lt;100,則unlock,並sleep()本執行緒合適的一段時間. 　這個時候,t0,t1,t2的程式碼不變,t3的程式碼如下 print() { while (1) { pthread_mutex_lock(lock_s); if(sum<100) { printf(“sum reach 100!”); pthread_mutex_unlock(lock_s); } else { pthread_mutex_unlock(lock_s); my_thread_sleep(100); return OK; } } } 這種辦法有兩個問題 1) sum在大多數情況下不會到達100,那麼對t3的程式碼來說,大多數情況下,走的是else分支,只是lock和unlock,然後sleep().這浪費了CPU處理時間. 2) 為了節省CPU處理時間,t3會在探測到sum沒到達100的時候sleep()一段時間.這樣卻又帶來另外一個問題,亦即t3響應速度下降.可能在sum到達200的時候,t4才會醒過來. 3) 這樣,程式設計師在設定sleep()時間的時候陷入兩難境地,設定得太短了節省不了資源,太長了又降低響應速度.真是難辦啊! 　　這個時候,condition variable內褲外穿,從天而降,拯救了焦頭爛額的你. 　　你首先定義一個condition variable. pthread_cond_t cond_sum_ready=PTHREAD_COND_INITIALIZER; 　　t0,t1,t2的程式碼只要後面加兩行,像這樣 add() { pthread_mutex_lock(lock_s); sum++; pthread_mutex_unlock(lock_s); if(sum>=100) pthread_cond_signal(&cond_sum_ready); } 而t3的程式碼則是 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; } 注意兩點: 1) 在thread_cond_wait()之前,必須先lock相關聯的mutex, 因為假如目標條件未滿足,pthread_cond_wait()實際上會unlock該mutex, 然後block,在目標條件滿足後再重新lock該mutex, 然後返回. 2) 為什麼是while(sum<100),而不是if(sum<100) ?這是因為在pthread_cond_signal()和pthread_cond_wait()返回之間,有時間差,假設在這個時間差內,還有另外一個執行緒t4又把sum減少到100以下了,那麼t3在pthread_cond_wait()返回之後,顯然應該再檢查一遍sum的大小.這就是用 while的用意