Linux API. Исчерпывающее руководство полностью

Между условной переменной и мьютексом существует естественная связь. Из этого наблюдения можно сделать такой вывод: все потоки, которые одновременно ожидают определенную условную переменную, должны указывать в своих вызовах pthread_cond_wait() (или pthread_cond_timedwait()) один и тот же мьютекс. В сущности, вызов pthread_cond_wait() на период своей работы динамически привязывает условную переменную к уникальному мьютексу. В стандарте SUSv3 отмечается, что результат использования более чем одного мьютекса в вызовах pthread_cond_wait(), конкурирующих за одну и ту же условную переменную, является неопределенным.

Собрав воедино вышеперечисленные детали, мы теперь можем отредактировать главный поток (потребитель) так, чтобы он использовал функцию pthread_cond_wait():

for (;;) {

s = pthread_mutex_lock(&mtx);

if (s!= 0)

errExitEN(s, "pthread_mutex_lock");

while (avail == 0) { /* Ждем элементов, которые можно потребить */

s = pthread_cond_wait(&cond, &mtx);

if (s!= 0)

errExitEN(s, "pthread_cond_wait");

}

while (avail > 0) { /* Потребляем все доступные элементы */

/* Делаем что-нибудь со сгенерированным элементом */

avail-;

}

s = pthread_mutex_unlock(&mtx);

if (s!= 0)

errExitEN(s, "pthread_mutex_unlock");

/* Возможно, выполняем другую работу, не требующую закрытия мьютекса */

}

Завершим этот подраздел последним наблюдением касательно использования функции pthread_cond_wait() (и pthread_cond_timedwait()). В коде потока, генерирующего элементы, делается вызов pthread_mutex_unlock() и затем pthread_cond_signal(); мы сначала открываем мьютекс, связанный с разделяемой переменной, после чего оповещаем соответствующую условную переменную. Эти два шага можно было бы поменять местами; стандарт SUSv3 позволяет выполнять их в произвольном порядке.

В книге [Butenhof, 1996] отмечается, что в некоторых реализациях открытие мьютекса и последующее уведомление условной переменной может обеспечивать лучшую производительность, чем если бы эти действия осуществлялись в обратном порядке. Если мьютекс открывается только после уведомления условной переменной, поток, выполняющий pthread_cond_wait(), может возобновить работу в момент, когда мьютекс все еще закрыт, и, обнаружив это, сразу же вернуться к состоянию ожидания. Это приводит к двум лишним переключениям контекста. Некоторые реализации устраняют эту проблему, используя методику называемую трансформацией ожидания, которая позволяет переместить поток с оповещением из очереди ожидания условной переменной в очередь ожидания мьютекса, не переключая при этом контекст (если мьютекс закрыт).

30.2.3. Проверка предиката условной переменной

У каждой условной переменной есть свой предикат на основе одной или нескольких разделяемых переменных. Например, в коде из предыдущего раздела предикатом, связанным с аргументом cond, было выражение (avail == 0). Этот участок кода демонстрирует общий принцип проектирования: вызов pthread_cond_wait() должен выполняться циклом while, а не инструкцией if. Дело в том, что при возврате из функции pthread_cond_wait() состояние предиката может быть произвольным; следовательно, мы должны сразу же его перепроверить и продолжить ожидание, если он не находится в нужном нам состоянии.

Предположения о состоянии предиката при возвращении из функции pthread_cond_wait() являются несостоятельными по следующим причинам.

• Другие потоки могут возобновить работу раньше. Вероятно, сразу несколько потоков ждали получения мьютекса, связанного с условной переменной. Даже если поток, отправивший мьютексу уведомление, установит предикат в нужное состояние, это не исключает того, что другой поток может первым закрыть мьютекс и изменить состояние связанных с ним разделяемых ресурсов и, как следствие, состояние самого предиката.

Написание кода со «свободными» предикатами может быть проще. Иногда приложения легче проектировать на основе условных переменных, которые сигнализируют о возможности, а не об определенности. Иными словами, передача уведомления условной переменной означала бы возможное, а не гарантированное наличие работы для потока. С помощью такого подхода мы можем оповещать условную переменную, исходя из нашей оценки состояния предиката; поток, получивший уведомление, может узнать, есть ли что-то, что можно сделать путем перепроверки предиката.

Могут возникнуть ложные срабатывания. В некоторых реализациях поток, ожидающий условную переменную, может возобновить работу, даже если никакой другой поток не передал этой переменной уведомление. Такие ложные срабатывания являются (редким) последствием применения методик, необходимых для эффективной реализации многопоточности на некоторых многопроцессорных системах, и специально допускаются стандартом SUSv3.

30.2.4. Пример программы: подсоединение любого завершенного потока