多线程编程中条件变量和的spurious wakeup 虚假唤醒

1. 概述
条件变量(condition variable)是利用共享的变量进行线程之间同步的一种机制。典型的场景包括生产者-消费者模型，线程池实现等。
对条件变量的使用包括两个动作：
1) 线程等待某个条件, 条件为真则继续执行，条件为假则将自己挂起(避免busy wait,节省CPU资源)；
2) 线程执行某些处理之后，条件成立；则通知等待该条件的线程继续执行。
3) 为了防止race-condition，条件变量总是和互斥锁变量mutex结合在一起使用。
一般的编程模式：

var mutex;
var cond;
var something;  Thread1: (等待线程)
lock(mutex);
while( something not true ){  condition_wait( cond, mutex);
}
do(something);
unlock(mutex);  //============================  Thread2: (解锁线程)  do(something);
....
something = true;  unlock(mutex);
condition_signal(cond);

函数说明：
(1) Condition_wait()：调用时当前线程立即进入睡眠状态,同时互斥变量mutex解锁(这两步操作是原子的，不可分割)，以便其它线程能进入临界区修改变量。
(2) Condition_signal(): 线程调用此函数后，除了当前线程继续往下执行以外；操作系统同时做如下动作：从condition_wait()中进入睡眠的线程中选一个线程唤醒，同时被唤醒的线程试图锁(lock)住互斥量mutex, 当成功锁住后，线程就从condition_wait()中成功返回了。

2. 函数接口

pthread: pthread_cond_wait/pthread_cond_signal/pthread_cond_broadcast()
Java: Condition.await()/Condition.signal()/Condition.signalAll()

3. 虚假唤醒(spurious wakeup)在采用条件等待时，我们使用的是

while(条件不满足){  condition_wait(cond, mutex);
}
而不是:
If( 条件不满足 ){  Condition_wait(cond,mutex);
}

这是因为可能会存在虚假唤醒”spurious wakeup”的情况。
也就是说，即使没有线程调用condition_signal, 原先调用condition_wait的函数也可能会返回。此时线程被唤醒了，但是条件并不满足，这个时候如果不对条件进行检查而往下执行，就可能会导致后续的处理出现错误。
虚假唤醒在linux的多处理器系统中/在程序接收到信号时可能回发生。在Windows系统和JAVA虚拟机上也存在。在系统设计时应该可以避免虚假唤醒，但是这会影响条件变量的执行效率，而既然通过while循环就能避免虚假唤醒造成的错误，因此程序的逻辑就变成了while循环的情况。
注意：即使是虚假唤醒的情况，线程也是在成功锁住mutex后才能从condition_wait()中返回。即使存在多个线程被虚假唤醒，但是也只能是一个线程一个线程的顺序执行，也即：lock(mutex)  检查/处理  condition_wai()或者unlock(mutex)来解锁.

4. 解锁和等待转移(wait morphing)

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：
[color=red](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。

//...
unlock(mutex);
condition_signal(cond);

(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。

//...
condition_signal(cond);
unlock(mutex);

可以看到，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)到互斥量mutex的等待队列中，避免了上下文的切换造成的开销。 -- wait morphing

编程时，推荐采用(1)的顺序解锁和发唤醒信号。而Java编程只能按照(2)的顺序，否则发生异常!!。

在SUSv3http://en.wikipedia.org/wiki/Single_UNIX_Specification的规范中(pthread)，指明了这两种顺序不管采用哪种，其实现效果都是一样的。

看过apue大家都知道互斥器用于排他性的访问共享数据而不是等待原语，如果需要等待某个条件发生需要用条件变量。而当用条件变量的时候需要检查某个布尔表达式是否为真，进行这项检查的时候需要互斥器来保护，所以此时互斥器和条件变量联合起来用于同步。

互斥器和条件变量用法如下：
pthread_mutex_lock(&lock);
while (condition_is_false) {
pthread_cond_wait(&cond, &lock);
}

上面那个while能换成if吗？答案是不能，否则会导致spurious wakeup虚假唤醒。因为不仅要在pthread_cond_wait前要检查条件是否成立，在pthread_cond_wait之后也要检查。因为pthread_cond_wait不仅能被pthread_cond_signal/pthread_cond_broadcast唤醒，而且还会被其它信号唤醒，后者就是虚假唤醒。

linux的pthread_cond_wait是用futex系统调用，这个是慢速系统调用，看过apue知道任何慢速系统调用被信号打断的时候会返回-1，并且把errno置为EINTR，如果慢速系统调用的重启功能被关闭，需要在调用该系统调用的地方手动重启它，像下面这样：

while (1) {
    int ret = syscall();
    if (ret < 0 && errno == EINTR)
        continue;
    else
        break;
}

但是futex不能这么用，因为futex结束后到再次重启这个过程有个时间窗，在这个窗口内可能发生了pthread_cond_signal/phread_cond_broadcast，如果发生这种情况，再进行pthread_cond_wait的时候就错过了一次条件变量的变化，就会无限等待下去。但是如果不像上面那样写又无法重启futex系统调用，咋整呢？这就回到了上面检查布尔条件的时候为什么用while而不用if。

用while不会因为虚假唤醒而错过phread_cond_signal/pthread_cond_broadcast，而且在通过判断while条件不成立检测出此次唤醒为虚假唤醒并继续调用futex继续等待。

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