同步原语问题汇总--芒果TV进击面试

前言

芒果TV中台部门位于长沙风水宝地马栏山，有同学面试给到了17k*18（四年小厂工作经验），也算长沙大厂了。线程同步是芒果tv研发岗一面必问的问题。

线程同步

多线程访问共享数据时，可能发生冲突。因此需要通过特定的方式来控制线程之间执行的顺序。举个例子，两个线程操作同一个变量，分为三个步骤：

从内存读变量到寄存器、寄存器中赋值、将寄存器值写回内存。

产生冲突的原因就在于这三个步骤不是一个原子操作，中间某一过程被中断，切换线程再对同一变量或共享资源操作，就会出现问题。

linux系统下有四种基本的线程同步方式：互斥锁、读写锁、条件变量、信号量。

互斥锁	采用加锁方法来控制对共享资源的原子操作，同一时刻只允许一个线程执行
读写锁	用于读多写少的场景，可以参考阿姨打扫男厕所时的场景
条件变量	事件通知机制，需要和互斥锁配合使用
信号量	一个可计数变量，既能用于互斥又能用于同步

几种同步方式的特点：

1、互斥锁是为了上锁而设计的，条件变量是为了等待而设计的，信号量可用于上锁互斥，也可用于等待同步。

2、互斥锁必须由给它上锁的线程（持有者）解锁，信号量的释放不必由执行过它的等待操作的同一线程执行。一个线程可以等待某个给定信号量，而另一个线程可以释放该信号量。

3、实际应用通常采用互斥量+条件变量的方式，是因为其加锁的位置和等待的位置可以是两个位置，但使用信号量就不行。

4、信号量等待和释放的可能不是一个线程，可能导致更多的开销和更高的复杂性，编码不当会出现死锁问题，通常需要实现优先级继承和优先级反转。

条件变量中的唤醒丢失问题

下面是知乎的一个例子

Thread A 使用了互斥锁对操作条件变量的代码区域（临界区，包括2-4共3行代码）：

1: pthread_mutex_lock(&mutex);
2: while (false == ready) {
3: pthread_cond_wait(&cond, &mutex);
4: }
5: pthread_mutex_unlock(&mutex);

Thread B 没有使用互斥锁对操作条件变量的代码区域（临界区，下面两行都属于临界区）进行保护。

1: ready = true;
2: pthread_cond_signal(&cond);

执行序列	Thread A	Thread B
1	1: pthread_mutex_lock(&mutex);
2	2: while (false == ready) {
3		1: ready = true;
4		2: pthread_cond_signal(&cond);
5	3: pthread_cond_wait(&cond, &mutex);
6	4: }

按上面的执行序列，条件变量唤醒 signal 先于 wait，那么相当于 Thread A 还没有被加入唤醒队列（thread A进入pthread_cond_wait()之后，才会加入到待唤醒队列中），这个时候，你已经 signal 唤醒了，那么这次唤醒自然就丢失了（后续如果还调用了唤醒，则能唤醒thread A了，如果不再调用pthread_cond_signal()则thread A就不会再被唤醒，只能永远休眠），执行序列的第 5 行，也就是 Thread 的第 3 行pthread_cond_wait(&cond, &mutex) 就会一直等在那里了。

这里需要保证 ready == false 判断成立和 Thread A 调用 wait 进入唤醒队列的原子性

Thread b需要改写：

1: pthread_mutex_lock(&mutex);
2: ready = true;
3: pthread_mutex_unlock(&mutex);
4: pthread_cond_signal(&cond);

Thread b中2行与3行交换也是可以的：

2: ready = true;
3: pthread_cond_signal(&cond);

现在有一种wait morphing优化，可以减少唤醒-睡眠等待mutex-唤醒的上下文切换。

解锁互斥量mutex和发出唤醒信号condition_signal是两个单独的操作，那么就存在一个顺序的问题。谁先随后可能会产生不同的结果。如下：

(1) 按照 unlock(mutex); condition_signal()顺序，当等待的线程被唤醒时，因为mutex已经解锁，因此被唤醒的线程很容易就锁住了mutex然后从conditon_wait()中返回了。

(2) 按照 condition_signal(); unlock(mutext)顺序，当等待线程被唤醒时，它试图锁住mutex,但是如果此时mutex还未解锁，则线程又进入睡眠，mutex成功解锁后，此线程在再次被唤醒并锁住mutex，从而从condition_wait()中返回。这种现象称为惊群效应。

按照(2)的顺序，对等待线程可能会发生2次的上下文切换，严重影响性能。因此在后来的实现中，对(2)的情况，如果线程被唤醒但是不能锁住mutex,则线程被转移(morphing)到互斥锁mutex的等待队列中而不是转移到可调度队列争抢cpu时间片，避免了上下文的切换造成的开销。

虚假唤醒（spurious wakeup）

pthread_cond_wait为什么需要使用while循环检查？

因为在多核处理器下，pthread_cond_signal可能会激活多于一个线程（阻塞在条件变量上的线程）。结果是，当一个线程调用pthread_cond_signal()后，多个调用pthread_cond_wait()或pthread_cond_timedwait()的线程返回。

pthread_mutex_lock(&mtx);
while (msg_list.empty()) { //用while而不是ifpthread_cond_wait(&cond, &mtx);
}
msg = msg_list.pop();
pthread_mutex_unlock(&mtx);

调用pthread_cond_broadcast会唤醒所有等待线程，所以也会出现虚拟唤醒情况。

惊群效应

前面讲过的无效唤醒的现象就是惊群效应，就是多进程（多线程）在同时阻塞等待同一个事件的时候（休眠状态），如果等待的这个事件发生，那么他就会唤醒等待的所有进程（或者线程），但是最终却只可能有一个进程（线程）获得这个时间的“控制权”，对该事件进行处理，而其他进程（线程）获取“控制权”失败，只能重新进入休眠状态，造成性能浪费。

具体的惊群现象有具体的解决办法。比如web服务器里面，主线程创建listenfd之后，各个子线程创建并管理各自的epollfd。如果子线程把listenfd加入自己的epollfd，那么新连接到来时就会产生惊群。合理的做法是采用reactor模式，由主线程负责accept（或者放入某一个epollfd），将新连接分发给负载最低的子线程，然后子线程再把connfd加入到epoll中。