C线程编程 – 增加共享变量
嘿伙计……所以我试图刷新我的C线程，我发现的一个问题是：
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。
首先，您需要确定您要实现的目标，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：
r 1 ←x 全球
r 1 ←r 1 + 1
x global ←r 1
所以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错
initial x global = 99
r 1 ←x 全球
比较r 1 100
r 2 ←x 全球
比较r 2 100
r 1 ←r 1 + 1 == 100
r 2 ←r 2 + 1 == 100
x global ←r 1 == 100
x global ←r 2 == 100
r 1 ←x 全球
比较r 1 100
停
r 2 ←x 全球
比较r 1 100
停
final x global = 100
所以x global的值增加1，尽管两个线程都递增它。
（我正在忽略缓存的效果，这意味着线程2中的变量读取可以表现得就像在线程1中写入之前一样，即使线程1的写入发生在挂钟时间读取之前在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一样，就像它们发生在获取或释放之前一样。）
（以上等于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读数等等有另一个点，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，允许线程以i <100结束：
initial x global = 98
r 2 ←x 全球
r 1 ←x 全球
比较r 1 100
r 1 ←r 1 + 1 == 99
x global ←r 1
r 1 ←x 全球
比较r 1 100
r 1 ←r 1 + 1 == 100
x global ←r 1
r 1 ←x 全球
比较r 1 100
停
比较r 2 100
r 2 ←r 2 + 1 == 99
x global ←r 2
...
final x global = 99
因此，左线程的第二个增量被第一个增量覆盖，并且它将以x <100的全局可见值终止。
您可能知道所有这些，并且可能希望使用一种机制来防范它。
我说“可能”因为你的要求不明确 - 当x达到100时，上面的线程终止; 要求不说它不说那里。
因此，由于没有线程将在没有写入x global ←100的情况下终止，所以实际上可以在没有任何锁定的情况下满足该要求，但是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primefaces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 ）
一种技术是使用互斥锁 ，当一个线程持有互斥锁上的锁时，该互斥锁阻止其他线程运行。 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 x global = 98
锁（互斥）
互斥锁定
锁（互斥）
受阻
r 1 ←x 全球
比较r 1 100
r 1 ←r 1 + 1 == 99
x global ←r 1
发布（互斥）
互斥锁定
r 2 ←x 全球
比较r 2 100
r 2 ←r 2 + 1 == 100
x global ←r 2
发布（互斥）
锁（互斥）
互斥锁定
r 1 ←x 全球
比较r 1 100
发布（互斥）
停
...
final x global = 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，并且如果它等于，则将地址处的内存primefaces设置为新值旧的价值。 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; }
因此，如果
initial x global = 98
初始v 1 = 0
初始v 2 = 0
cmp v 1 100
x_prev 1 ←CASV（x global ，v 1 ，v 1 + 1）= 98（设置失败，x == 98）
cmp v 2 100
x_prev 2 ←CASV（x global ，v 1 ，v 1 + 1）= 98（设置失败，x == 98）
v 1 ←x_prev 1 = 98 // x_prev！= v
v 2 ←x_prev 2 = 98
cmp v 2 100
x_prev 2 ←CASV（x global ，v 1 ，v 1 + 1）= 98（设置成功，x == 99）
v 2 ←x_prev 2 + 1 = 99 //作为x_prev == v
cmp v 1 100
x_prev 1 ←CASV（x global ，v 1 ，v 1 + 1）= 99（设置失败，x == 99）
v 1 ←x_prev 1 = 99 //作为x_prev！= v
cmp v 1 100
x_prev 1 ←CASV（x global ，v 1 ，v 1 + 1）= 99（设置成功，x == 100）
v 1 ←x_prev 1 + 1 = 100 //作为x_prev == v
cmp v 2 100
x_prev 2 ←CASV（x global ，v 1 ，v 1 + 1）= 100（设置失败，x == 100）
v 2 ←x_prev 2 = 100 //为x_prev！= v
cmp v 1 100
cmp v 2 100
停
停
在每个循环中，x global将primefaces地设置为r 1 + 1的值，当且仅当其先前值为r 1时 ; 如果不是，则在CASV操作期间将r 1设置为x global测试的值。 这减少了大多数实现中锁定的时间量（虽然它仍然需要在CAS操作期间锁定内存总线，但只有那些操作将被序列化。因为在多核上执行CAS是昂贵的，它可能赢了这样一个简单的案例要好得多。）
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一个流氓线程。
你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 。 请看这里的一些指示。
如果X> = 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。