嘿伙计......所以我试图刷新我的C线程，我发现的问题是：
给定全局变量int x = 0;实现函数void useless（int n），它创建n个线程，在循环中将x增加1，每个线程在x达到100时终止。
我只是没有线程处理，需要一个坚实的例子来建立我的基础。这必须尽可能使用pthread系统调用。
答案 0 :(得分：3)
首先，你需要确定你想要实现的目标，以及不同线程的指令可以通过什么方式交织以防止发生这种情况。
C ++x中的递增运算符通常实现为从存储器读取i的值到寄存器中;递增寄存器;将值写入内存：
r1 ← xglobal
r1 ← r1 + 1
xglobal ← r1
因此x global 的值加1。
如果你有两个并行的线程，那么它们可以破坏性地交织
initial xglobal = 99
r1 ← xglobal
compare r1 100
r2 ← xglobal
compare r2 100
r1 ← r1 + 1 == 100
r2 ← r2 + 1 == 100
xglobal ← r1 == 100
xglobal ← r2 == 100
r1 ← xglobal
compare r1 100
stop
r2 ← xglobal
compare r1 100
stop
final xglobal = 100
所以x global 的值加1，尽管两个线程都递增它。
（我正在消除缓存的影响，这意味着线程2中的变量读取就像在线程1中写入之前一样，即使线程1的写入在读入之前发生也是如此挂钟时间。在pthreads中获取和释放互斥锁会导致内存障碍，这会阻止所有读取操作，就好像它们发生在写入之后，就像它们在获取或释放之前发生一样。）
（上面相当于for ( int r; ( r = x ) < 100; x = r + 1 )而不是for (; x < 100; x = x + 1 )，它可能有额外的x读取，因此有另一个点，线程可以干扰）
类似地，一个线程的增量可以破坏另一个线程的增量，从而允许线程以i＆lt; 100：
initial xglobal = 98
r2 ← xglobal
r1 ← xglobal
compare r1 100
r1 ← r1 + 1 == 99
xglobal ← r1
r1 ← xglobal
compare r1 100
r1 ← r1 + 1 == 100
xglobal ← r1
r1 ← xglobal
compare r1 100
stop
compare r2 100
r2 ← r2 + 1 == 99
xglobal ← r2
...
final xglobal = 99
左边线程的第二个增量被第一个增量覆盖，它将以x＆lt;的全局可见值终止。 100。
你可能知道这一切，并且可能想要使用一种机制来防范它。
我说“可能”因为您的要求不明确 - 当x达到100时，上面的线程终止;要求并没有说它没有说那里。
因此，由于在没有编写x global ←100的情况下没有线程终止，实际上可以在没有任何锁定的情况下满足该要求，但x可以递增n * 100次而不是100次。 （如果限制大于一个字节，则在某些平台上写入x可能是非原子的，如果来自不同线程的字节混合在一起，则可能导致无限循环，但是对于不会发生的限制为100 ）
一种技术是使用mutex，当一个线程持有互斥锁上的锁时，阻止其他线程运行。如果在读取x global 之前获取锁定，并且在写入x global 之前未释放锁定，则线程的读取和写入不能交错。
initial xglobal = 98
lock (mutex)
mutex locked
lock(mutex)
blocked
r1 ← xglobal
compare r1 100
r1 ← r1 + 1 == 99
xglobal ← r1
release ( mutex )
mutex locked
r2 ← xglobal
compare r2 100
r2 ← r2 + 1 == 100
xglobal ← r2
release ( mutex )
lock (mutex)
mutex locked
r1 ← xglobal
compare r1 100
release ( mutex )
stop
...
final xglobal = 100
在pthread之外，您可能希望使用平台的比较和交换操作（gcc中的__sync_val_compare_and_swap），该操作将地址设置为旧值和新值，并以原子方式设置内存如果它等于旧值，则在新值的地址处。这使您可以将逻辑编写为：
for ( int v = 0; v < 100; ) {
int x_prev = __sync_val_compare_and_swap ( &x, v, v + 1 );
// if the CAS succeeds, the value of x has been set to is x_prev + 1
// otherwise, try again from current last value
if ( x_prev == v )
v = x_prev + 1;
else
v = x_prev;
}
所以，如果
initial xglobal = 98
initial v1 = 0
initial v2 = 0
cmp v1 100
x_prev1 ← CASV ( xglobal, v1, v1 + 1 ) = 98 ( set fails with x == 98 )
cmp v2 100
x_prev2 ← CASV ( xglobal, v1, v1 + 1 ) = 98 ( set fails with x == 98 )
v1 ← x_prev1 = 98 // x_prev != v
v2 ← x_prev2 = 98
cmp v2 100
x_prev2 ← CASV ( xglobal, v1, v1 + 1 ) = 98 ( set succeeds with x == 99 )
v2 ← x_prev2 + 1 = 99 // as x_prev == v
cmp v1 100
x_prev1 ← CASV ( xglobal, v1, v1 + 1 ) = 99 ( set fails with x == 99 )
v1 ← x_prev1 = 99 // as x_prev != v
cmp v1 100
x_prev1 ← CASV ( xglobal, v1, v1 + 1 ) = 99 ( set succeeds with x == 100)
v1 ← x_prev1 + 1 = 100 // as x_prev == v
cmp v2 100
x_prev2 ← CASV ( xglobal, v1, v1 + 1 ) = 100 ( set fails with x == 100 )
v2 ← x_prev2 = 100 // as x_prev != v
cmp v1 100
cmp v2 100
stop
stop
在每个循环中，x global 将原子设置为r 1 + 1的值当且仅当其先前的值为[R <子> 1 ;如果不是，则r 1 将被设置为CASV操作期间测试的x global 的值。这减少了在大多数实现中保持锁定的时间量（尽管它仍然需要在CAS操作期间锁定内存总线，只有那些操作将被序列化。因为在多核上执行CAS是昂贵的，它可能赢了对于这样一个简单的案例，要好得多。）
答案 1 :(得分：2)
您需要一个互斥锁来保护变量。 每个线程将锁定互斥锁，增加变量并释放互斥锁。 不执行此操作的每个线程都是流氓线程。
答案 2 :(得分：0)
您需要的是一个关键部分。在Windows下，这将是EnterCriticalSection，但在pthread环境中，等效的是pthread_mutex_lock。有关指示，请参阅here。
答案 3 :(得分：-1)
如果X＆gt; = 100，如果每个线程都可以退出，我认为InterlockedIncrement就足够了。
我永远不会使用关键部分，除非我真的必须这样做，因为这可能会导致高水平的争用。虽然InterlockedIncrement根本没有争用，但至少不会影响所有性能。