semwaitsem阻塞

1、（計算機操作系統）wait操作和signal操作什麼意思？

wait操作和signal操作是計算機操作系統中進程式控制制的信號量機制的概念。

在進程式控制制中如何合理對共享資源分配便是一個關鍵的問題，所以引入了信號量的這個概念，通過pv操作便可以達到對空閑共享資源的合理分配。

一、信號量（semaphore）的數據結構為一個值和一個指針，指針指向等待該信號量的下一個進程。信號量的值與相應資源的使用情況有關。

1）、當它的值大於0時，表示當前可用資源的數量；

2）、當它的值小於0時，其絕對值表示等待使用該資源的進程個數。

二、PV操作，只有通過pv操作才可以改變信號量的值。

1）、p操作（wait）：申請一個單位資源，進程進入。簡而言之就是信號量減一。

2）、v操作（signal）：釋放一個單位資源，進程出來。簡而言之就是信號量加一。

(1)semwaitsem阻塞擴展資料

信號量分類

1、整型信號量

最初Dijkstra把整型信號量定義為一個用於表示資源數目的整型量S，它與一般的整型量不同，除初始化外，僅能通過兩個標准原子操作（Atomic Operation）wait(S)和signal(S)操作。

2、記錄型信號量

在整型信號量機制中的wait操作，只要是信號量S<=0,就會不斷測試。因此，該機制並未遵循「讓權等待」准則，而是使進程處於「忙等」狀態。記錄型信號量機制則是一種不存在「忙等」現象的進程同步機制。

3、AND型信號量

在一些應用場合，是一個進程需要先獲得兩個或者更多的共享資源後方能執行其任務。假定現在有兩個進程A和B，他們都要求訪問共享數據D和E。當然，共享數據都應該作為臨界資源。為此，可為這兩個數據分別設置用於互斥的信號量Dmutex和Emutex。

4、信號量集

在記錄型信號量機制中，wait(S)或signal(S)操作僅能對信號量施以加1或者減1操作，意味著每次只能獲得或釋放一個單位的臨界資源。而當一次需要N個某類臨界資源時，便要進行N次wait(S)操作，顯然這是低效的。此外，在有些情況下，當資源數量低於某一下限值時，便不予分配。

2、sem_wait的描述

<

3、在Quartez中操作任務類設置阻塞時間，讓下個線程延遲，用sleep（5000）。但是下一個線程還是按時觸發了

援引CU上一篇帖子的內容：
「信號量用在多線程多任務同步的，一個線程完成了某一個動作就通過信號量告訴別的線程，別的線程再進行某些動作（大家都在semtake的時候，就阻塞在 哪裡）。而互斥鎖是用在多線程多任務互斥的，一個線程佔用了某一個資源，那麼別的線程就無法訪問，直到這個線程unlock，其他的線程才開始可以利用這 個資源。比如對全局變數的訪問，有時要加鎖，操作完了，在解鎖。有的時候鎖和信號量會同時使用的」
也就是說，信號量不一定是鎖定某一個資源，而是流程上的概念，比如：有A,B兩個線程，B線程要等A線程完成某一任務以後再進行自己下面的步驟，這個任務 並不一定是鎖定某一資源，還可以是進行一些計算或者數據處理之類。而線程互斥量則是「鎖住某一資源」的概念，在鎖定期間內，其他線程無法對被保護的數據進 行操作。在有些情況下兩者可以互換。
兩者之間的區別:
作用域
信號量: 進程間或線程間(linux僅線程間)
互斥鎖: 線程間
上鎖時
信號量: 只要信號量的value大於0，其他線程就可以sem_wait成功，成功後信號量的value減一。若value值不大於0，則sem_wait阻塞，直到sem_post釋放後value值加一
互斥鎖: 只要被鎖住，其他任何線程都不可以訪問被保護的資源
成功後否則就阻塞
以下是信號燈（量)的一些概念:
信號燈與互斥鎖和條件變數的主要不同在於」燈」的概念，燈亮則意味著資源可用，燈滅則意味著不可用。如果說後兩中同步方式側重於」等待」操作，即資 源不可用的話，信號燈機制則側重於點燈，即告知資源可用；沒有等待線程的解鎖或激發條件都是沒有意義的，而沒有等待燈亮的線程的點燈操作則有效，且能保持 燈亮狀態。當然，這樣的操作原語也意味著更多的開銷。
信號燈的應用除了燈亮/燈滅這種二元燈以外，也可以採用大於1的燈數，以表示資源數大於1，這時可以稱之為多元燈。
1． 創建和 注銷
POSIX信號燈標準定義了有名信號燈和無名信號燈兩種，但LinuxThreads的實現僅有無名燈，同時有名燈除了總是可用於多進程之間以外，在使用上與無名燈並沒有很大的區別，因此下面僅就無名燈進行討論。
int sem_init(sem_t *sem, int pshared, unsigned int value)
這是創建信號燈的API，其中value為信號燈的初值，pshared表示是否為多進程共享而不僅僅是用於一個進程。LinuxThreads沒有實現 多進程共享信號燈，因此所有非0值的pshared輸入都將使sem_init()返回-1，且置errno為ENOSYS。初始化好的信號燈由sem變 量表徵，用於以下點燈、滅燈操作。
int sem_destroy(sem_t * sem)
被注銷的信號燈sem要求已沒有線程在等待該信號燈，否則返回-1，且置errno為EBUSY。除此之外，LinuxThreads的信號燈 注銷函數不做其他動作。
2． 點燈和滅燈
int sem_post(sem_t * sem)
點燈操作將信號燈值原子地加1，表示增加一個可訪問的資源。
int sem_wait(sem_t * sem)
int sem_trywait(sem_t * sem)
sem_wait()為等待燈亮操作，等待燈亮（信號燈值大於0），然後將信號燈原子地減1，並返回。sem_trywait()為sem_wait()的非阻塞版，如果信號燈計數大於0，則原子地減1並返回0，否則立即返回-1，errno置為EAGAIN。
3． 獲取燈值
int sem_getvalue(sem_t * sem, int * sval)
讀取sem中的燈計數，存於*sval中，並返回0。
4． 其他
sem_wait()被實現為取消點，而且在支持原子」比較且交換」指令的體系結構上，sem_post()是唯一能用於非同步信號處理函數的POSIX非同步信號 安全的API。
----------------------------
線程同步：何時互斥鎖不夠，還需要條件變數?
假設有共享的資源sum,與之相關聯的mutex 是lock_s.假設每個線程對sum的操作很簡單的,與sum的狀態無關,比如只是sum++.那麼只用mutex足夠了.程序員只要確保每個線程操作 前,取得lock,然後sum++,再unlock即可.每個線程的代碼將像這樣
add()
{
pthread_mutex_lock(lock_s);
sum++;
pthread_mutex_unlock(lock_s);
}
如果操作比較復雜,假設線程t0,t1,t2的操作是sum++,而線程t3則是在sum到達100的時候,列印出一條信息,並對sum清零. 這種情況下,如果只用mutex, 則t3需要一個循環,每個循環里先取得lock_s,然後檢查sum的狀態,如果sum>=100,則列印並清零,然後unlock.如果sum& lt;100,則unlock,並sleep()本線程合適的一段時間.
這個時候,t0,t1,t2的代碼不變,t3的代碼如下
print()
{
while (1)
{
pthread_mutex_lock(lock_s);
if(sum<100)
{
printf(「sum reach 100!」);
pthread_mutex_unlock(lock_s);
}
else
{
pthread_mutex_unlock(lock_s);
my_thread_sleep(100);
return OK;
}
}
}
這種辦法有兩個問題
1) sum在大多數情況下不會到達100,那麼對t3的代碼來說,大多數情況下,走的是else分支,只是lock和unlock,然後sleep().這浪費了CPU處理時間.
2) 為了節省CPU處理時間,t3會在探測到sum沒到達100的時候sleep()一段時間.這樣卻又帶來另外一個問題,亦即t3響應速度下降.可能在sum到達200的時候,t4才會醒過來.
3) 這樣,程序員在設置sleep()時間的時候陷入兩難境地,設置得太短了節省不了資源,太長了又降低響應速度.真是難辦啊!
這個時候,condition variable內褲外穿,從天而降,拯救了焦頭爛額的你.
你首先定義一個condition variable.
pthread_cond_t cond_sum_ready=PTHREAD_COND_INITIALIZER;
t0,t1,t2的代碼只要後面加兩行,像這樣
add()
{
pthread_mutex_lock(lock_s);
sum++;
pthread_mutex_unlock(lock_s);
if(sum>=100)
pthread_cond_signal(&cond_sum_ready);
}
而t3的代碼則是
print
{
pthread_mutex_lock(lock_s);
while(sum<100)
pthread_cond_wait(&cond_sum_ready, &lock_s);
printf(「sum is over 100!」);
sum=0;
pthread_mutex_unlock(lock_s);
return OK;
}
注意兩點:
1) 在thread_cond_wait()之前,必須先lock相關聯的mutex, 因為假如目標條件未滿足,pthread_cond_wait()實際上會unlock該mutex, 然後block,在目標條件滿足後再重新lock該mutex, 然後返回.
2) 為什麼是while(sum<100),而不是if(sum<100) ?這是因為在pthread_cond_signal()和pthread_cond_wait()返回之間,有時間差,假設在這個時間差內,還有另外一 個線程t4又把sum減少到100以下了,那麼t3在pthread_cond_wait()返回之後,顯然應該再檢查一遍sum的大小.這就是用 while的用意

4、急！LINUX下，GCC編譯，原程序包含<semaphore.h>頭文件，為什麼編譯時說sem_wait,sem_post等未定義的引用

編譯時加上參數：-lpthread

要看報錯的階段,是在編譯還是鏈接階段.
如果編譯時函數沒有找到,那是頭文件的問題,如果鏈接時未定義引用,那是c庫的問題.
如果你的頭文件都正常包含了,那可能你的c庫沒有使能semaphore的支持.

5、如何讓sem_wait 返回-1且errno==EINTR ?

回復 5# linux_c_py_php 對於給信號設置了處理函數的情況，當發送該信號時， 執行信號處理函數， 而sem_wait仍在阻塞，未返回。

6、sem_wait的函數說明

sem_wait函數也是一個原子操作，它的作用是從信號量的值減去一個「1」，但它永遠會先等待該信號量為一個非零值才開始做減法。也就是說，如果你對一個值為2的信號量調用sem_wait(),線程將會繼續執行，將信號量的值將減到1。如果對一個值為0的信號量調用sem_wait()，這個函數就會原地等待直到有其它線程增加了這個值使它不再是0為止。如果有兩個線程都在sem_wait()中等待同一個信號量變成非零值，那麼當它被第三個線程增加 一個「1」時，等待線程中只有一個能夠對信號量做減法並繼續執行，另一個還將處於等待狀態。sem_trywait(sem_t *sem)是函數sem_wait的非阻塞版，它直接將信號量sem減1，同時返回錯誤代碼。

7、epoll_wait阻塞問題

這個函數被信號中斷就會返回-1的，系統調用約定就這樣，我man了一下，有這么一句：
EINTR The call was interrupted by a signal handler before any of the requested events occurred or the timeout expired; see signal(7).
即調用被信號打斷，返回-1，errno被設置為EINTR