第 53 章 线程与同步原语

本章导读

卷六从最底层开工：线程（xrtThreadCreate/Wait——创建、运行、汇合的三步生命周期）与同步原语四件套（Mutex 互斥、Condition 条件、Semaphore 信号量、RWLock 读写锁），外加第 5 章（金标准 ch）预告过的 once 可失败一次初始化。本章的立场是"原语层"——它们是并发体系的原材料，绝大多数业务代码不该直接碰原语（那是 Channel/Future/任务组的领地），但理解原语是理解上层封装的前提，也是诊断并发问题的最后落点。

53.1引入

三个朴素问题开路。问题一：两个线程数同一个计数器各加一万次，结果为什么不是两万——count++ 是读-改-写三步，两个线程的三步可以交错；Mutex 把这段变成"一次只能一个人进"。问题二：消费者线程怎么等生产者的数据——自旋轮询烧 CPU、sleep 轮询延迟高；Condition 是"睡到有人叫你"的机制。问题三：配置初始化耗时且可能失败，多个线程都要用——每个线程都试一遍初始化是浪费且竞态；once 保证"恰好一个线程执行、失败可重试、其他线程等结果"。

三个问题对应三组答案，也划出原语的分工：Mutex 管互斥（共享数据一次一人）、Condition 管等待（条件满足前睡觉）、Semaphore 管配额（同时最多 N 人）、RWLock 管读写 asymmetry（读共享写独占）。选错原语的代价是死锁或性能塌方——本章坑区有两类实例。

53.2概念

线程生命周期

Wait 的纪律是本章第一条铁律：创建的每个线程恰好 Wait 一次——不 Wait 是资源泄漏，Wait 两次是未定义。线程的返回值（exit: 42 输出来源）经 Wait 取回，是线程间最原始的结果传递。

四件套原语

四件套的家族形态统一：栈上初始化（Init/Unit）或堆创建（Create/Destroy）两种生命周期、Try 非阻塞变体、等待类支持 deadline（第 42 章 xtime 衔接——WaitFor/WaitUntil 带超时）。Condition 的配对纪律：Condition 必须与一个 Mutex 配合——Wait 前持有锁、Wait 内部原子地"放锁+入睡"、醒来重新拿锁（这是它能正确工作的机制核心，忘记配对是未定义行为）。

once：可失败的一次初始化

第 5 章金标准讲过 once 的可失败语义（bool (*xonceproc)(ptr)——返回 false 可重试、XERR_STATE 防递归）。本章补上它在并发版图的定位：once 是"初始化路径的 Mutex 替代"——比 Mutex 更便宜（无锁快路径）且语义更准（"恰好一次"而不是"互斥访问"）。配置加载、全局资源构造、惰性单例全部是它的领地。

死锁四条件与预防

死锁的发生需要四条件同时成立：互斥、持有并等待、不可剥夺、循环等待。工程预防打断后两个中最容易的：锁序——全程序约定锁的获取顺序（如"先 A 后 B"），循环等待结构性消失；TryLock 升级——拿第二把锁用 Try，失败则放掉已持有的重来（打破持有并等待）。四件套层面的最后手段是超时——Wait 带 deadline，超时诊断（死锁检测的运行时形态）。

53.3示例

完整程序：线程创建与汇合

来自仓库范例 examples/concurrency/thread/main.c：

#include <stdio.h>

#include <xrt.h>






















 */


/* 在线程中执行一个短任务。 */
static int32 worker(ptr pData)
{
	cstr sName = (cstr)pData;

	printf("worker %s: %llu\n", sName,
		(unsigned long long)xrtThreadCurrentId());
	return 42;
}



/* 创建、等待并释放线程。 */
int main(void)
{
	xthread* pThread = xrtThreadCreate(worker, (ptr)"alpha", 0);

	if ( pThread == NULL ) {
		return 1;
	}
	if ( xrtThreadWait(pThread) != XWAIT_OK ) {
		xrtThreadDestroy(pThread);
		return 1;
	}
	printf("exit: %d\n", xrtThreadExitCode(pThread));
	xrtThreadDestroy(pThread);
	return 0;
}

刚才发生了什么。 ① ① xrtThreadCreate 的参数三件：过程（xthreadproc 签名——int32(ptr) 返回）、数据（ptr 透传——本例是名字字符串）、栈大小（0 用平台默认；需要深递归时显式给）。② 工作线程打印名字与线程 ID（13300——随运行变化）；③ 主线程 xrtThreadWait 汇合——xwaitresult 报告等待结果；线程的返回值（本例 42）经线程局部约定或 Future（第 58 章）回传，exit: 42 是范例自己从原子变量取的——Wait 负责汇合不负责取值；④ Wait 后句柄已释放，不需要（也不能）再 Destroy。

完整程序：互斥保护临界区

来自 examples/concurrency/sync/main.c：

#include <stdio.h>

#include <xrt.h>


















 */


/* 展示嵌入式同步对象的基础用法。 */
int main(void)
{
	xmutex tMutex;

	if ( !xrtMutexInit(&tMutex) ) {
		return 1;
	}
	(void)xrtMutexLock(&tMutex);
	printf("protected section\n");
	(void)xrtMutexUnlock(&tMutex);
	(void)xrtMutexUnit(&tMutex);
	return 0;
}

刚才发生了什么。 ① Mutex Init 栈上初始化（零分配——与堆版 Create/Destroy 的选择同容器约定）。② Lock/Unlock 之间是临界区——两个线程对同一 Mutex 的 Lock 互斥，临界区代码如入无人之境（protected section 恰好打印一次，未被撕碎）。③ sync_tour 范例是四件套的全接口巡礼：Mutex 的 Try（试探拿锁）、Condition 的 Wait/WaitFor（带超时等待与 Signal 配对）、Semaphore 的配额语义（post-many=3 后三次 Wait 全过）——四行 ok 对应四件套。condition 与 rwlock 范例分别展开条件等待与读写锁的完整用例。

53.4契约

• 线程配平：每线程恰好一次 Wait（返回 xwaitresult）；不 Wait 泄漏、双 Wait 未定义；返回值经原子或 Future 回传，Wait 只管汇合。
• 临界区最小：Lock 与 Unlock 之间只放必须互斥的代码——IO、日志、分配尽量出区。
• Condition 配对：必须与 Mutex 配合；Wait 前持锁；Signal 用 Broadcast 的场合（多消费者）显式选择。
• 锁序纪律：多锁程序全程序约定获取顺序；或 TryLock 升级策略——二选一并写进模块文档。
• once 语义：恰好一次 + 失败可重试 + XERR_STATE 防递归（第 5 章契约原样生效）。
• 超时诊断：等待类原语带 deadline——超时是死锁的运行时信号，不该被静默重试。

原语层定位：什么时候不用四件套

开讲原语就要讲清"什么时候别用它"——业务代码直接碰原语的三个信号。信号一：你在用 Mutex 保护"任务交接"——两个线程传数据用锁+条件变量手工拼，这正是 Channel（第 57 章）的领地：队列+唤醒+背压一步到位。信号二：你在用线程+Wait 拼"异步结果"——创建线程只为算个值再 Wait 取回，这是 Future/任务池（第 58/59 章）的领地：提交即返回 Future、池化复用线程。信号三：你在用 Semaphore 控制"并发度"——限流场景用信号量能跑，但任务池的队列深度天然就是并发上限（还带背压）。三个信号的共同判据：原语解决"怎么同步"，上层解决"怎么协作"——写协作逻辑时手握原语，说明正在重造上层。原语的正当直用场景：保护纯数据结构（缓存、计数器）、性能关键路径（锁的开销可见）、与外部线程库对接的边界。

与第 21 章队列、第 9 章原子的分工

并发数据访问的三层工具箱容易混淆，一张对照讲清。原子操作（第 9 章）：单变量读写——计数器、标志位、指针；无锁但只覆盖单变量。Mutex/四件套（本章）：多变量的不变式维护——"两个字段必须一起改"这类约束原子做不了，锁来。无锁队列（第 21 章）：SPSC/MPSC/MPMC 的指针传递——队列内部无锁，你不用加锁。三层的选型由"共享的形状"决定：单变量→原子、不变式→锁、传指针→队列。混层的典型错误是给队列外面再包 Mutex（队列已经线程安全）或给计数器上锁（原子更便宜）——层级意识与第 23 章容器选型同构。

一个测试观：并发的确定性测试

并发代码"跑一万次才偶现一次"的性质让测试变成玄学。三个工程化手段。压到位：竞态窗口在压力下才张开——测试用满线程数 + 人为让步（Yield 注入交错）+ 长时间跑（CI 夜间任务）。降维断言：不定时的中间态不可断言，断言只落在汇合点之后（全部 Wait 完再做全局检查）——"最终一致"比"每步一致"可测得多。工具加持：TSan 类消毒器在 CI 特定 lane 跑（代价慢但抓真竞态）；第 6 章故障注入给锁路径的 OOM 场景补位。三手段合起来的现实期望：并发测试证明"没发现问题"而不是"没有问题"——定位依然靠第 50 章的观测管线（时间戳毫秒级的日志重排竞争现场）。

常见错误

xthread* Worker = xrtThreadCreate(work, NULL, &Config);
/* ... 主线程退出，没有 Wait——Worker 资源泄漏；更糟：进程退出时线程还在跑 */

xthread* Worker = xrtThreadCreate(work, NULL, 0);
if ( xrtThreadWait(Worker) != XWAIT_OK ) {   /* 恰好一次 */
	return false;
}
/* 线程返回值经原子/Future/队列回传——Wait 只管汇合 */

/* 线程 1 的代码 */          /* 线程 2 的代码 */
xrtMutexLock(&A);            xrtMutexLock(&B);
xrtMutexLock(&B);            xrtMutexLock(&A);   /* 顺序相反——死锁窗口 */
Transfer(A, B);              Transfer(B, A);
xrtMutexUnlock(&B);          xrtMutexUnlock(&A);
xrtMutexUnlock(&A);          xrtMutexUnlock(&B);

/* 全程序约定：同时需要 A、B 时，永远先 A 后 B（写进模块文档与评审清单） */
/* 线程 1 与线程 2 都改为： */
xrtMutexLock(&A);            /* 先 A——约定 */
xrtMutexLock(&B);            /* 后 B */
Transfer(A, B);
xrtMutexUnlock(&B);
xrtMutexUnlock(&A);

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小结