概念
自旋锁:
线程反复检查锁变量是否可用。由于线程在这一过程中保持执行， 因此是一种忙等待。一旦获取了自旋锁，线程会一直保持该锁，直至显式释 放自旋锁。 自旋锁避免了进程上下文的调度开销，因此对于线程只会阻塞很 短时间的场合是有效的。###互斥锁
是一种用于多线程编程中，防止两条线程同时对同一公共资源(比 如全局变量)进行读写的机制。该目的通过将代码切片成一个一个的临界区而达成。互斥锁有NSLock，pthread_mutex，@synchronized
条件锁：
就是条件变量，当进程的某些资源要求不满足时就进入休眠，也就是锁住了。当资源被分配到了，条件锁打开，进程继续运行 NSCondition，NSConditionLock
递归锁
就是同一个线程可以加锁N次而不会引发死锁，NSRecursiveLock，pthread_mutex(recursive)
信号量(semaphore)
是一种更高级的同步机制，互斥锁可以说是semaphore在仅取值0/1时的特例。信号量可以有更多的取值空间，用来实现更加复杂的同步，而不单单是线程间互斥。dispatch_semaphore
其实基本的锁就包括了三类 自旋锁 互斥锁 读写锁，
其他的比如条件锁，递归锁，信号量都是上层的封装和实现!
读写锁
读写锁实际是一种特殊的自旋锁，它把对共享资源的访问者划分成读者和写者，读者只对共享资源 进行读访问，写者则需要对共享资源进行写操作。这种锁相对于自旋锁而言，能提高并发性，因为在多处理器系统中，它允许同时有多个读者来访问共享资源，最大可能的读者数为实际的逻辑CPU 数。写者是排他性的，一个读写锁同时只能有一个写者或多个读者(与CPU数相关)，但不能同时既有读者又有写者。在读写锁保持期间也是抢占失效的。
如果读写锁当前没有读者，也没有写者，那么写者可以立刻获得读写锁，否则它必须自旋在那里，直到没有任何写者或读者。如果读写锁没有写者，那么读者可以立即获得该读写锁，否则读者必须自旋在那里，直到写者释放该读写锁。
一次只有一个线程可以占有写模式的读写锁, 但是可以有多个线程同时占有读模式的读写锁. 正是因为这个特性,当读写锁是写加锁状态时, 在这个锁被解锁之前, 所有试图对这个锁加锁的线程都会被阻塞.当读写锁在读加锁状态时, 所有试图以读模式对它进行加锁的线程都可以得到访问权, 但是如果线程希望以写模式对此锁进行加锁, 它必须直到所有的线程释放锁.通常, 当读写锁处于读模式锁住状态时, 如果有另外线程试图以写模式加锁, 读写锁通常会阻塞随后的读模式锁请求, 这样可以避免读模式锁⻓期占用, 而等待的写模式锁请求⻓期阻塞.
读写锁适合于对数据结构的读次数比写次数多得多的情况. 因为, 读模式锁定时可以共享, 以写模式锁住时意味着独占, 所以读写锁又叫共享-独占锁.
include <pthread.h>
int pthread_rwlock_init(pthread_rwlock_t *restrict rwlock, const pthread_rwlockattr_t *restrict attr);
int pthread_rwlock_destroy(pthread_rwlock_t *rwlock)
成功则返回0, 出错则返回错误编号.
同互斥量以上, 在释放读写锁占用的内存之前, 需要先通过pthread_rwlock_destroy对读写锁进行清理工作, 释
放由init分配的资源.
include <pthread.h>
int pthread_rwlock_rdlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
int pthread_rwlock_wrlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
int pthread_rwlock_unlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
成功则返回0, 出错则返回错误编号.
这3个函数分别实现获取读锁, 获取写锁和释放锁的操作. 获取锁的两个函数是阻塞操作, 同样, 非阻塞的函数为:
include <pthread.h>
int pthread_rwlock_tryrdlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
int pthread_rwlock_trywrlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
成功则返回0, 出错则返回错误编号.
非阻塞的获取锁操作, 如果可以获取则返回0, 否则返回错误的EBUSY.
synchronized
没用synchronized之前
- (void)lg_testSaleTicket{
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
for (int i = 0; i < 5; i++) {
[self saleTicket];
}
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
for (int i = 0; i < 5; i++) {
[self saleTicket];
}
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
for (int i = 0; i < 3; i++) {
[self saleTicket];
}
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
for (int i = 0; i < 10; i++) {
[self saleTicket];
}
});
}
- (void)saleTicket{
if (self.ticketCount > 0) {
self.ticketCount--;
sleep(0.1);
NSLog(@"当前余票还剩：%ld张",self.ticketCount);
}else{
NSLog(@"当前车票已售罄");
}
}
打印结果
当前余票还剩：19张
当前余票还剩：18张
当前余票还剩：16张
当前余票还剩：16张
乱序执行
当前余票还剩：4张
当前余票还剩：3张
当前余票还剩：2张
当前余票还剩：2张
当前余票还剩：1张
当前余票还剩：0张
当前车票已售罄
修改后
- (void)saleTicket{
@synchronized (self) {
if (self.ticketCount > 0) {
self.ticketCount--;
sleep(0.1);
NSLog(@"当前余票还剩：%ld张",self.ticketCount);
}else{
NSLog(@"当前车票已售罄");
}
}
}
//打印结果
当前余票还剩:19
当前余票还剩:18
//顺序执行
当前余票还剩:1
当前余票还剩:0
当前车票已售罄
当前车票已售罄
当前车票已售罄
synchronized到底做了什么事呢？下面我们来探索一下
通过clang看synchronized的实现过程
int main2(){
NSObject *objec = [NSObject new];
@synchronized (objec) {
}
return 1;
}
clang后
NSObject *objec = ((NSObject *(*)(id, SEL))(void *)objc_msgSend)((id)objc_getClass("NSObject"), sel_registerName("new"));
{ id _rethrow = 0; id _sync_obj = (id)objec; objc_sync_enter(_sync_obj);
try {
struct _SYNC_EXIT { _SYNC_EXIT(id arg) : sync_exit(arg) {}
~_SYNC_EXIT() {objc_sync_exit(sync_exit);}
id sync_exit;
} _sync_exit(_sync_obj);
} catch (id e) {_rethrow = e;}
{ struct _FIN { _FIN(id reth) : rethrow(reth) {}
~_FIN() { if (rethrow) objc_exception_throw(rethrow); }
id rethrow;
} _fin_force_rethow(_rethrow);}
}
首先下符号断点确定objc_sync_enter和objc_sync_exit所在的库，可知在libobjc.A.dylib，然后看源码
objc_sync_enter
int objc_sync_enter(id obj)
{
int result = OBJC_SYNC_SUCCESS;
if (obj) {
SyncData* data = id2data(obj, ACQUIRE);
ASSERT(data);
data->mutex.lock();
} else {
// @synchronized(nil) does nothing
if (DebugNilSync) {
_objc_inform("NIL SYNC DEBUG: @synchronized(nil); set a breakpoint on objc_sync_nil to debug");
}
objc_sync_nil();
}
return result;
}
当传入的obj有值时，我们通过id2data获取一个对象data，然后对data的mutex进行lock，如果obj没有值，@synchronized(nil)什么都不做
objc_sync_exit
int objc_sync_exit(id obj)
{
int result = OBJC_SYNC_SUCCESS;
if (obj) {
SyncData* data = id2data(obj, RELEASE);
if (!data) {
result = OBJC_SYNC_NOT_OWNING_THREAD_ERROR;
} else {
bool okay = data->mutex.tryUnlock();
if (!okay) {
result = OBJC_SYNC_NOT_OWNING_THREAD_ERROR;
}
}
} else {
// @synchronized(nil) does nothing
}
return result;
}
如果obj为nil，则@synchronized加锁失败，if通过id2data取到的data为空则返回
OBJC_SYNC_NOT_OWNING_THREAD_ERROR，如果data的mutex开锁失败也返回OBJC_SYNC_NOT_OWNING_THREAD_ERROR，成功则返回OBJC_SYNC_SUCCESS。
对重要函数id2data进行分析
static SyncData* id2data(id object, enum usage why)
{
spinlock_t *lockp = &LOCK_FOR_OBJ(object);
SyncData **listp = &LIST_FOR_OBJ(object);
SyncData* result = NULL;
#if SUPPORT_DIRECT_THREAD_KEYS
// Check per-thread single-entry fast cache for matching object
bool fastCacheOccupied = NO;
SyncData *data = (SyncData *)tls_get_direct(SYNC_DATA_DIRECT_KEY);
if (data) {
fastCacheOccupied = YES;
if (data->object == object) {
// Found a match in fast cache.
uintptr_t lockCount;
result = data;
lockCount = (uintptr_t)tls_get_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY);
if (result->threadCount <= 0 || lockCount <= 0) {
_objc_fatal("id2data fastcache is buggy");
}
switch(why) {
case ACQUIRE: {
lockCount++;
tls_set_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY, (void*)lockCount);
break;
}
case RELEASE:
lockCount--;
tls_set_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY, (void*)lockCount);
if (lockCount == 0) {
// remove from fast cache
tls_set_direct(SYNC_DATA_DIRECT_KEY, NULL);
// atomic because may collide with concurrent ACQUIRE
OSAtomicDecrement32Barrier(&result->threadCount);
}
break;
case CHECK:
// do nothing
break;
}
return result;
}
}
#endif
// Check per-thread cache of already-owned locks for matching object
SyncCache *cache = fetch_cache(NO);
if (cache) {
unsigned int I;
for (i = 0; i < cache->used; i++) {
SyncCacheItem *item = &cache->list[I];
if (item->data->object != object) continue;
// Found a match.
result = item->data;
if (result->threadCount <= 0 || item->lockCount <= 0) {
_objc_fatal("id2data cache is buggy");
}
switch(why) {
case ACQUIRE:
item->lockCount++;
break;
case RELEASE:
item->lockCount--;
if (item->lockCount == 0) {
// remove from per-thread cache
cache->list[i] = cache->list[--cache->used];
// atomic because may collide with concurrent ACQUIRE
OSAtomicDecrement32Barrier(&result->threadCount);
}
break;
case CHECK:
// do nothing
break;
}
return result;
}
}
// Thread cache didn't find anything.
// Walk in-use list looking for matching object
// Spinlock prevents multiple threads from creating multiple
// locks for the same new object.
// We could keep the nodes in some hash table if we find that there are
// more than 20 or so distinct locks active, but we don't do that now.
lockp->lock();
{
SyncData* p;
SyncData* firstUnused = NULL;
for (p = *listp; p != NULL; p = p->nextData) {
if ( p->object == object ) {
result = p;
// atomic because may collide with concurrent RELEASE
OSAtomicIncrement32Barrier(&result->threadCount);
goto done;
}
if ( (firstUnused == NULL) && (p->threadCount == 0) )
firstUnused = p;
}
// no SyncData currently associated with object
if ( (why == RELEASE) || (why == CHECK) )
goto done;
// an unused one was found, use it
if ( firstUnused != NULL ) {
result = firstUnused;
result->object = (objc_object *)object;
result->threadCount = 1;
goto done;
}
}
// Allocate a new SyncData and add to list.
// XXX allocating memory with a global lock held is bad practice,
// might be worth releasing the lock, allocating, and searching again.
// But since we never free these guys we won't be stuck in allocation very often.
posix_memalign((void **)&result, alignof(SyncData), sizeof(SyncData));
result->object = (objc_object *)object;
result->threadCount = 1;
new (&result->mutex) recursive_mutex_t(fork_unsafe_lock);
result->nextData = *listp;
*listp = result;
done:
lockp->unlock();
if (result) {
// Only new ACQUIRE should get here.
// All RELEASE and CHECK and recursive ACQUIRE are
// handled by the per-thread caches above.
if (why == RELEASE) {
// Probably some thread is incorrectly exiting
// while the object is held by another thread.
return nil;
}
if (why != ACQUIRE) _objc_fatal("id2data is buggy");
if (result->object != object) _objc_fatal("id2data is buggy");
#if SUPPORT_DIRECT_THREAD_KEYS
if (!fastCacheOccupied) {
// Save in fast thread cache
tls_set_direct(SYNC_DATA_DIRECT_KEY, result);
tls_set_direct(SYNC_COUNT_DIRECT_KEY, (void*)1);
} else
#endif
{
// Save in thread cache
if (!cache) cache = fetch_cache(YES);
cache->list[cache->used].data = result;
cache->list[cache->used].lockCount = 1;
cache->used++;
}
}
return result;
}
1.第一次objc_sync_enter
从线程局部存储中寻找，没有找到从fetch_cache中也没有找到，listp也没有该对象的元素，则重新创建，然后存储起来。
2.同一线程同一对象第二次objc_sync_enter
可以从线程局部存储（TS L）中直接找到，然后对lockCount++，存储都tls中
3.不同线程的同一个对象objc_sync_enter
因为不是同一线程，我们无法从tsl中直接找到，在fetch_cache能找不到，因为fetch_cache也是在tsl中找的，遍历对象的listp列表，对对象的threadCount加1.
4.不同线程的同一个对象objc_sync_exit
我们能从fetch_cache找到对象，然后对lockCount减1，如果threadCount和lockCount都等于0，则让threadCount减去1
SyncData对象分析
recursive_mutex_t 递归互斥锁
nextData 形成连表效果
threadCount 记录线程个数。
object 存储对象的hash值
synchronized注意点
1.synchronized 性能问题，
2.synchronized锁的对象的声明周期
3.如果在多个地方synchronized同一个对象，则查找更慢，性能更差
TLS 线程相关解释
线程局部存储(Thread Local Storage,TLS): 是操作系统为线程单独提供的私有空间，通常只有有限的容量。Linux系统下通常通过pthread库中的
pthread_key_create()、pthread_getspecific()、pthread_setspecific()、pthread_key_delete()
代码示例
- (void)lg_testRecursive{
for (int i= 0; i<100; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
static void (^testMethod)(int);
testMethod = ^(int value){
if (value > 0) {
NSLog(@"current value = %d",value);
testMethod(value - 1);
}
};
testMethod(10);
});
}
}
打印结果可想可知，杂乱无章。我们想让有规律的打印
1.用NSLock加锁
如果我们这样加锁
testMethod = ^(int value){
[lock lock];
if (value > 0) {
NSLog(@"current value = %d",value);
testMethod(value - 1);
}
[lock unlock];
};
我们只能得到打印10，这是为什么呢？通过分析我们一直在层层加锁，而没有解锁，
我们修改加锁方式
[lock lock];
testMethod(10);
[lock unlock];
但是这种会出现堵塞，因为只有每次循环完从10到1再第一次循环。
2.我们用NSRecursiveLock加锁
for (int i= 0; i<100; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(0, 0), ^{
static void (^testMethod)(int);
[recursiveLock lock];
testMethod = ^(int value){
if (value > 0) {
NSLog(@"current value = %d",value);
testMethod(value - 1);
}
[recursiveLock unlock];
};
testMethod(10);
});
}
打印正常
NSLock底层实现
NSLock是Foundation的类，由于OC的Foundation没有开源，我们看swift源码。
NSLock遵循NSLocking协议
public protocol NSLocking {
func lock()
func unlock()
}
NSLock底层封装了pthread_mutex所以NSLcok是互斥锁
NSLock的lock：实际上是对pthread_mutex进行锁操作。
NSLock的unlock：对pthread_mutex解锁并进行广播。
NSRecursiveLock的底层实现
NSRecursiveLock的实现和NSLock大致相同，只是在随pthread_mutex初始化的时候设置了递归参数
pthread_mutexattr_init(attrs)
pthread_mutexattr_settype(attrs, Int32(PTHREAD_MUTEX_RECURSIVE))
pthread_mutex_init(mutex, attrs)
NSCondition使用和底层实现
NSCondition使用
NSCondition的使用是在卖烧饼，当有烧饼时才会卖给顾客，如果没有烧饼，顾客要等一会。如果没有顾客，店主也会做。
- (void)lg_testConditon{
_testCondition = [[NSCondition alloc] init];
//创建生产-消费者
for (int i = 0; i < 50; i++) {
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(DISPATCH_QUEUE_PRIORITY_HIGH, 0), ^{
[self lg_producer];
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(DISPATCH_QUEUE_PRIORITY_HIGH, 0), ^{
[self lg_consumer];
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(DISPATCH_QUEUE_PRIORITY_HIGH, 0), ^{
[self lg_consumer];
});
dispatch_async(dispatch_get_global_queue(DISPATCH_QUEUE_PRIORITY_HIGH, 0), ^{
[self lg_producer];
});
}
}
- (void)lg_producer{
[_testCondition lock];
self.ticketCount = self.ticketCount + 1;
NSLog(@"生产一个 现有 count %zd",self.ticketCount);
[_testCondition signal];
[_testCondition unlock];
}
- (void)lg_consumer{
// 线程安全
[_testCondition lock];
if (self.ticketCount == 0) {
NSLog(@"等待 count %zd",self.ticketCount);
// 保证正常流程
[_testCondition wait];
}
self.ticketCount -= 1;
NSLog(@"消费一个 还剩 count %zd ",self.ticketCount);
[_testCondition unlock];
}
NSCondition的底层实现
NSCondition是对pthread_mutex和pthread_cond的封装
lock和unlock是对pthread_mutex的操作。
wait和signal是对pthread_cond的wait和signal操作。
broadcast对pthread_cond_broadcast，对cond进行signal，唤醒所有等待的线程
NSCondition 的对象实际上作为一个锁和一个线程检查器:锁主要 为了当检测条件时保护数据源，执行条件引发的任务;线程检查器 主要是根据条件决定是否继续运行线程，即线程是否被阻塞
1:[condition lock];//一般用于多线程同时访问、修改同一个数据源，保证在同一 时间内数据源只被访问、修改一次，其他线程的命令需要在lock 外等待，只到 unlock ，才可访问
2:[condition unlock];//与lock 同时使用
3:[condition wait];//让当前线程处于等待状态
4:[condition signal];//CPU发信号告诉线程不用在等待，可以继续执行
NSConditionLock
NSConditionLock的底层是对NSCondition的封装
1.1 NSConditionLock 是锁，一旦一个线程获得锁，其他线程一定等待
1.2 [xxxx lock]; 表示 xxx 期待获得锁，如果没有其他线程获得锁(不需要判断内部的 condition) 那它能执行此行以下代码，如果已经有其他线程获得锁(可能是条件锁，或者无条件 锁)，则等待，直至其他线程解锁
1.3 [xxx lockWhenCondition:A条件]; 表示如果没有其他线程获得该锁，但是该锁内部的 condition不等于A条件，它依然不能获得锁，仍然等待。如果内部的condition等于A条件，并且 没有其他线程获得该锁，则进入代码区，同时设置它获得该锁，其他任何线程都将等待它代码的 完成，直至它解锁。
1.4 [xxx unlockWithCondition:A条件]; 表示释放锁，同时把内部的condition设置为A条件
1.5 return = [xxx lockWhenCondition:A条件 beforeDate:A时间]; 表示如果被锁定(没获得 锁)，并超过该时间则不再阻塞线程。但是注意:返回的值是NO,它没有改变锁的状态，这个函 数的目的在于可以实现两种状态下的处理
1.6 所谓的condition就是整数，内部通过整数比较条件
NSConditionLock总结
线程 1 调用[NSConditionLock lockWhenCondition:]，此时此刻因为不满足当前条件，所以会进入 waiting 状态，当前进入到 waiting 时，会释放当前的互斥锁。
此时当前的线程 3 调用[NSConditionLock lock:]，本质上是调用 [NSConditionLock
lockBeforeDate:]，这里不需要比对条件值，所以线程 3 会打印
接下来线程 2 执行[NSConditionLock lockWhenCondition:]，因为满足条件值，所以线程
2 会打印，打印完成后会调用[NSConditionLock unlockWithCondition:],这个时候讲
value 设置为 1，并发送 boradcast, 此时线程 1 接收到当前的信号，唤醒执行并打印。
自此当前打印为 线程 3->线程 2 -> 线程 1。
[NSConditionLock lockWhenCondition:]:这里会根据传入的 condition 值和 Value 值进行对比，如果不相等，这里就会阻塞，进入线程池，否则的话就继续代码执行
[NSConditionLock unlockWithCondition:]: 这里会先更改当前的 value 值，然后进行广播，唤醒当前的线程
