linux和windows多线程的异同

浏览数：18 / 时间：2015年06月08日

linux多线程及线程同步和windows的多线程之间的异同

并不是所有的程序都必须采用多线程，有时候采用多线程性能还不如单线程。采用多线程的好处如下：

(1)多线程之间采用相同的地址空间，共享大部分的数据，和多进程相比，代价比较节俭，而启动新的进程必须分配给它独立的地址空间，需要数据表来维护代码段，数据段和堆栈段等等。

(2)对不同进程来说，它们具有独立的数据空间，要进行数据的传递只能通过通信的方式进行，费时而且不方便。多线程之间可以直接共享数据，比如共享全局变量。共享全局变量要注意变量的同步性，不然容易引起灾难性的后果。

(3)在多cpu的情况下，不同的线程可以运行在不同的cpu下，这样就完全并行了。

在这种情况下，采用多线程比较理想。比如要做一个任务分2个步骤，为提高工作效率可以多线程技术开辟2个线程，第一个线程做第一步，第2个线程做第2步。这个时候要注意同步。因为只有第一步做完才能做第2步的工作。这时，可以采用同步技术进行线程之间的通信。

针对这种情况，讲解一下多线程之间的通信，在windows平台下，多线程之间通信采用的方法主要有：

(1)共享全局变量,比如上面的问题，第一步要向第2步传递收据，可以共享全局变量，让两个线程之间传递数据，这时主要考虑的问题就是变量的同步，因为后面的线程在对数据进行操作的时候，第一个线程又改变了数据的内容，不同步保护，后果很严重（即读回脏数据）。这种情况下，容易想到的同步方法是设置一个bool flag，比如在第2个线程还没有用完数据前，第一个线程不能写入。有时在2个线程所需的时间不相同的时候，怎样达到最大效率的同步，就比较麻烦。这时可以多开几个缓冲区进行操作。如果是2个线程一直在跑，由于时间不一致，缓冲区迟早会溢出。在这种情况下要考虑：是不让数据写入还是让数据覆盖掉旧的数据。这时候要具体问题具体分析。即用bool变量控制同步，linux 和windows是一样的。

同样针对上面的这个问题，共享全局变量同步问题。除了采用bool变量外，还有互斥量。即加锁。windows下加锁和linux下加锁是类似的。采用互斥量进行同步，要想进入那段代码，就先必须获得互斥量。

windows下互斥量的函数有：createmutex()创建一个互斥量，然后就是获得互斥量waitforsingleobject()函数，用完了就释放互斥量ReleaseMutex(hMutex)，当减到 0的时候内核会才会释放其对象。下面是windows下与互斥的几个函数原型。

HANDLE WINAPI CreateMutex(
__in LPSECURITY_ATTRIBUTES lpMutexAttributes,
__in BOOL bInitialOwner,
__in LPCTSTR lpName
);
可以可用来创建一个有名或无名的互斥量对象
第一参数可以指向一个结构体SECURITY_ATTRIBUTES 一般可以设为null；
第二参数指当时的函数是不是感应感应状态 FALSE为当前拥有者不会创建互斥
第三参数指明是否是有名的互斥对象如果是无名用null就好。

DWORD WINAPI WaitForSingleObject(

__in HANDLE hHandle,

__in DWORD dwMilliseconds

);

第一个是创建的互斥对象的句柄。第二个是表示将在多少时间之后返回如果设为宏INFINITE 则不会返回直到用户自己定义返回。

对于linux操作系统，互斥也是类似的，只是函数不同罢了。在linux下，和互斥相关的几个函数：

pthread_mutex_init函数：初始化一个互斥锁；

pthread_mutex_destroy函数：注销一个互斥锁；

pthread_mutex_lock函数：加锁，如果不成功，阻塞等待；

pthread_mutex_unlock函数：解锁；

pthread_mutex_trylock函数：测试加锁，如果不成功就立即返回，错误码为EBUSY;

至于这些函数的用法，在这里不多讲了。windows下还有一个可以用来保护数据的方法，也是线程同步的方式

就是临界区了。临界区和互斥类似。它们之间的区别是，临界区速度快，但是它只能用来同步同一个进程内的多个线程。临界区的获取和释放函数如下：

EnterCriticalSection() 进入临界区; LeaveCriticalSection()离开临界区。

(2)采用消息机制进行多线程通信和同步，windows下面的的消息机制的函数用的多的就是postmessage了。

(3)windows下的另外一种线程通信方法就是事件和信号量了。同样针对开始举得例子，2个线程同步，他们之间传递信息，可以采用事件 (Event)或信号量(Semaphore),比如第一个线程完成生产的数据后，就必须告诉第2个线程，他已经把数据准备好了，你可以来取走了。第2个线程就把数据取走。这里可以采用消息机制，当第一个线程准备好数据后，就直接postmessage给第2个线程，按理说采用 postmessage一个线程就可以搞定这个问题了。

对于linux，也有类似的方法，即条件变量，这里windows和linux有所不同。

对于windows，采用事件和信号量同步时候，都会使用waitforsingleobject()进行等待，这个函数的第一个参数是一个句柄，在这里可以是Event句柄，或Semaphore句柄，第2个参数就是等待的延迟，最终等多久，单位是ms，如果这个参数为INFINITE，那么就是无限等待了。释放信号量的函数为ReleaseSemaphore()；释放事件的函数为SetEvent。使用这些东西都要初始化。

对于linux操作系统，是采用条件变量来实现类似的功能的。Linux的条件变量一般都是和互斥锁一起使用的，主要的函数有：

pthread_mutex_lock ,

pthread_mutex_unlock,

pthread_cond_init

pthread_cond_signal

pthread_cond_wait

pthread_cond_timewait

为了和windows操作系统进行对比，用以下表格进行比较：

对照以上表格,总结如下：

(1) Pthread_cleanup_push,Pthread_cleanup_pop：

这一对函数push和pop的作用是当出现异常退出时，做一些清除操作，即当在push和pop函数之间异常退出，包括调用 pthread_exit退出，都会执行push里面的清除函数，如果有多个push，注意是是栈，先执行后面的那个函数，在执行前面的函数，但是注意当在这2个函数之间通过return 退出的话，执不执行push后的函数就看pop函数中的参数是不是为0了。还有当没有异常退出时，等同于在这里面return退出的情况，即：当pop函数参数不为0时，执行清除操作，当pop函数参数为0时，不执行push函数中的清除函数。

（2）linux的pthread_cond_signal和SetEvent的不同点

Pthread_cond_singal释放信号后，当没有Pthread_cond_wait，信号马上复位了，这点和SetEvent不同，SetEvent是不会复位的。详解如下：

条件变量的置位和复位有2种常用模型：第一种模型是当条件变量置位时(signaled)以后，如果当前没有线程在等待，其状态会保持为置位 (signaled)，直到有等待的线程进入被触发,其状态才会变为unsignaled,这种模型以采用Windows平台上的Auto-set Event 为代表。

第2种模型则是Linux平台的pthread所采用的模型，当条件变量置位(signaled)以后，即使当前没有任何线程在等待，其状态也会恢复为复位(unsignaled)状态。

条件变量在Linux平台上的这种模型很难说好坏，在实际应用中，可以对代码稍加改进就可以避免这种差异的发生。由于这种差异只会发生在触发没有被线程等待在条件变量的时刻，因此只需要掌握好触发的时机即可。最简单的做法是增加一个计数器记录等待线程的个数，在决定触发条件变量前检查该变量。

示例

使用 pthread_cond_wait() 和 pthread_cond_signal()

pthread_mutex_t count_lock;

pthread_cond_t count_nonzero;

unsigned count;

decrement_count()

{

pthread_mutex_lock(&count_lock);

while (count == 0)

pthread_cond_wait(&count_nonzero, &count_lock);

count = count - 1;

pthread_mutex_unlock(&count_lock);

}

increment_count()

{

pthread_mutex_lock(&count_lock);

if (count == 0)

pthread_cond_signal(&count_nonzero);

count = count + 1;

pthread_mutex_unlock(&count_lock);

}

(3) 注意Pthread_cond_wait条件返回时互斥锁的解锁问题

extern int pthread_cond_wait __P ((pthread_cond_t *__cond,pthread_mutex_t *__mutex));

调用这个函数时,线程解开mutex指向的锁并被条件变量cond阻塞。线程可以被函数pthread_cond_signal和函数 pthread_cond_broadcast唤醒线程被唤醒后，它将重新检查判断条件是否满足，如果还不满足，一般说来线程应该仍阻塞在这里，被等待被下一次唤醒。如果在多线程中采用pthread_cond_wait来等待时，会首先释放互斥锁，当等待的信号到来时，再次获得互斥锁，因此在之后要注意手动解锁。举例如下：

#include

pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER; /*初始化互斥锁*/

pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER; //初始化条件变量

void *thread1(void *);

void *thread2(void *);

int i=1;

int main(void)

{

pthread_t t_a;

pthread_t t_b;

pthread_create(&t_a,NULL,thread1,(void *)NULL);/*创建进程t_a*/

pthread_create(&t_b,NULL,thread2,(void *)NULL); /*创建进程t_b*/

pthread_join(t_b, NULL);/*等待进程t_b结束*/

pthread_mutex_destroy(&mutex);

pthread_cond_destroy(&cond);

exit(0);

}

void *thread1(void *junk)

{

for(i=1;i<=9;i++)

{

printf("IN one\n");

pthread_mutex_lock(&mutex);//

if(i%3==0)

pthread_cond_signal(&cond);/*，发送信号，通知t_b进程*/

else

printf("thead1:%d\n",i);

pthread_mutex_unlock(&mutex);//*解锁互斥量*/

printf("Up Mutex\n");

sleep(3);

}

void *thread2(void *junk)

{

while(i<9)

{

printf("IN two \n");

pthread_mutex_lock(&mutex);

if(i%3!=0)

pthread_cond_wait(&cond,&mutex);/*等待*/

printf("thread2:%d\n",i);

pthread_mutex_unlock(&mutex);

printf("Down Mutex\n");

sleep(3);

}

输出如下：

IN one

thead1:1

Up Mutex

IN two

IN one

thead1:2

Up Mutex

IN one

thread2:3

Down Mutex

Up Mutex

IN one

thead1:4

Up Mutex

IN two

IN one

thead1:5

Up Mutex

IN one

Up Mutex

thread2:6

Down Mutex

IN two

thread2:6

Down Mutex

IN one

thead1:7

Up Mutex

IN one

thead1:8

Up Mutex

IN two

IN one

Up Mutex

thread2:9

Down Mutex

注意蓝色的地方，有2个thread2:6，其实当这个程序多执行几次，i=3和i=6时有可能多打印几个，这里就是竞争锁造成的了。

(4)另外要注意的Pthread_cond_timedwait等待的是绝对时间，这个和WaitForSingleObject是不同的，Pthread_cond_timedwait在网上也有讨论。如下：

thread_a ：
pthread_mutex_lock(&mutex);
//do something
pthread_mutex_unlock(&mutex)

thread_b：

pthread_mutex_lock(&mutex);
//do something
pthread_cond_timedwait(&cond, &mutex, &tm);
pthread_mutex_unlock(&mutex)

有如上两个线程thread_a, thread_b,现在如果a已经进入了临界区，而b同时超时了，那么b会从pthread_cond_timedwait返回吗？如果能返回，那岂不是 a,b都在临界区？如果不能返回，那pthread_cond_timedwait的定时岂不是就不准了？

大家讨论有价值的2点如下：

（1） pthread_cond_timedwait (pthread_cond_t *cv, pthread_mutex_t *external_mutex, const struct timespec *abstime) -- This function is a time-based variant of pthread_cond_wait. It waits up to abstime amount of time for cv to be notified. If abstime elapses before cv is notified, the function returns back to the caller with an ETIME result, signifying that a timeout has occurred. Even in the case of timeouts, the external_mutex will be locked when pthread_cond_timedwait returns.

（2） 2.1 pthread_cond_timedwait行为和pthread_cond_wait一样，在返回的时候都要再次lock mutex.
2 .2pthread_cond_timedwait所谓的如果没有等到条件变量，超时就返回，并不确切。
如果pthread_cond_timedwait超时到了，但是这个时候不能lock临界区，pthread_cond_timedwait并不会立即返回，但是在pthread_cond_timedwait返回的时候，它仍在临界区中，且此时返回值为ETIMEDOUT。

关于pthread_cond_timedwait超时返回的问题，我也认同观点2。

附录：

int pthread_create(pthread_t *restrict tidp,const pthread_attr_t *restrict_attr,void*（*start_rtn)(void*),void *restrict arg);

返回值：若成功则返回0，否则返回出错编号

返回成功时，由tidp指向的内存单元被设置为新创建线程的线程ID。attr参数用于制定各种不同的线程属性。新创建的线程从 start_rtn函数的地址开始运行，该函数只有一个无指针参数arg，如果需要向start_rtn函数传递的参数不止一个，那么需要把这些参数放到一个结构中，然后把这个结构的地址作为arg的参数传入。

linux下用C开发多线程程序，Linux系统下的多线程遵循POSIX线程接口，称为pthread。

由 restrict 修饰的指针是最初唯一对指针所指向的对象进行存取的方法，仅当第二个指针基于第一个时，才能对对象进行存取。对对象的存取都限定于基于由 restrict 修饰的指针表达式中。由 restrict 修饰的指针主要用于函数形参，或指向由 malloc() 分配的内存空间。restrict 数据类型不改变程序的语义。编译器能通过作出 restrict 修饰的指针是存取对象的唯一方法的假设，更好地优化某些类型的例程。

第一个参数为指向线程标识符的指针。

第二个参数用来设置线程属性。

第三个参数是线程运行函数的起始地址。

第四个参数是运行函数的参数。

因为pthread不是linux系统的库，所以在编译时注意加上-lpthread参数，以调用静态链接库。

终止线程：

如果在进程中任何一个线程中调用exit或_exit,那么整个进行会终止，线程正常的退出方式有：

（1）线程从启动例程中返回(return)

（2）线程可以被另一个进程终止（kill）；

（3）线程自己调用pthread_exit函数

#include

pthread_exit