Question

我正在浏览this和this链接。基本上，他们正在讨论为什么经典的单线程生产者消费者设计（signal和wait不适用于多生产者场景）。我怀疑一直困扰着我 -

作者论证
考虑参考代码

char queue[MAX];  //global
int head = 0, tail = 0; //global
struct cv not_full, not_empty;
struct lock qlock;

void produce(char data) {
  acquire(&qlock);
  if ((head + 1) % MAX  ==  tail) {
    wait(&not_full, &qlock);   //line 1
  }
  queue[head] = data; //line 2
  head = (head + 1) % MAX;
  notify(&not_full);
  release(&qlock);
}

char consume(void) {
  acquire(&qlock);
  if (tail == head) {
    wait(&not_empty, &qlock);
  }
  e = queue[tail];
  tail = (tail + 1) % MAX;
  notify(&not_empty);
  release(&qlock);
  return e;
}

在上面的代码中，如果有两个生产者，line 1将在单个使用者的生产者线程中woken up（当队列未满时）。因此两个生产者都可以添加到队列中，导致队列溢出。

我怀疑
一个。我们使用互斥锁来保护队列。因此，即使wait在多个生产者线程中被唤醒，只有一个生产者仍然具有互斥锁 - 所以逻辑上只有一个生产者拥有＆＃39;添加到队列的权限。因为当我们离开wait时，我们会获得互斥量。

CAVET
我使用POSIX互斥，cond var作为参考。但是，我没有看到用POSIX编写的文章作为参考标准。

问题
我对wait具体pthread_cond_wait的理解是否正确？对于多个生产者，代码的完整性仍然保持不变。

Answer 1

作者在其文章末尾提到 wait（）和notify（）的语义

notify（cv）唤醒当前在该cv上等待的所有线程

因此，您对等待的理解不正确，notify在posix中应为pthread_cond_broadcast。

此外documentation of pthread_cond_signal规定了

pthread_cond_signal()调用取消阻止 至少一个 的主题在指定的条件变量cond上被阻塞（如果有的话） cond上的线程被阻止。

这与您的“只有一个制作人”假设有所不同。

正如作者所示，上述代码的完整性并未由多个生产者维护。

修改

pseudocode of a condition variable wait可能看起来像

void wait (condition *cv, mutex *mx) { mutex_acquire(&c->listLock); /* protect the queue */ enqueue (&c->next, &c->prev, thr_self()); /* enqueue */ mutex_release (&c->listLock); /* we're done with the list */ /* The suspend and release_mutex() operation should be atomic */ release_mutex (mx)); thr_suspend (self); /* Sleep 'til someone wakes us */ <-------- notify executes somewhere else mutex_acquire (mx); /* Woke up -- our turn, get resource lock */ return; }

在signal期间，suspend状态中队列中的至少一个线程被唤醒。但pthread并不能保证 只有一个 。现在它们可以运行了。但他们仍然需要获得锁定以确保彼此之间相互排斥。

因此，当第一个发布互斥锁时，第二个发布互斥锁，依此类推。

这意味着唤醒生产者将一个接一个地执行

queue[head] = data; //line 2 head = (head + 1) % MAX; notify(&not_full); release(&qlock);

pthread_mutex_wait多个生产者和消费者

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