对于共享资源，如果没有上锁，在多线程的环境里，很有可能发生翻车。
竞争与合作
在单核 CPU 系统里，为了实现多个程序同时运行的假象，操作系统通常以时间片调度的方式，让每个进程每次执行一个时间片，时间片用完了，就切换下一个进程运行，由于这个时间片的时间很短，于是就造成了并发现象
另外，操作系统也为每个进程创建巨大，私有的虚拟内存的假象，这种地址空间的抽象，让每个程序好像拥有自己的内存，而实际上操作系统在背后秘密地让多个地址空间 复用 物理内存或磁盘。
如果一个程序只有一个执行流程，也代表它是单线程的。当然一个程序可以有多个执行流程，也就是所谓的多线程程序，线程是调度的基本单位，进程则是资源分配的基本单位。
所以，线程之间是可以共享进程的资源，比如代码段、堆空间、数据段、打开的文件等资源、但每个线程都有自己独立的栈空间。
那么问题就来了，多个线程如果竞争共享资源，如果不采取有效的措施，则会造成共享数据的混乱。
实验：创建两个线程，它们分别对共享变量 i 自增 1 执行 10000 次，如下代码：
按理来说， i 变量最后应该是 20000 ，但是，实际结果如下：
运行了两次，发现结果 i 值可能会20000，也可能为其他结果。
每次运行不但会产生错误，而且得到不同的结果。在计算机里是不能容忍的，虽然是小概率出现的错误，但是小概率事件它一定是会发生的。
为什么会出现这种情况？
为了理解为什么会发生这种情况，必须了解编译器为更新计数器 i 变量生成的代码序列，也就是要了解汇编指令的执行顺序。
在这个例子中，我们只是想给 i 加上数字 1 ，那么它对应的汇编指令执行的过程是这样的：
可以发现，只是单纯给 i 加上数字 1，在 CPU 运行的时候，实际上要执行 3 条指令。
假设线程 1 进入这个代码区域，它将 i 的值(假设此时为 50 ) 从内存加载到它的寄存器中，然后它向寄存器加 1 ，此时在寄存器中的 i 的值是 51 。
现在，不幸的事情发生了：时钟中断发生。因此，操作系统将当前正在运行的线程的状态保存到线程的线程控制块 TCB。
现在更糟糕的事情发生了：线程 2 被调度运行，并进入同一段代码。它也执行了第一条指令，从内存获取 i 值并将其放入到寄存器中，此时内存中的 i 的值仍为 50，因此线程2寄存器中的 i 值也是 50。假设线程 2 执行接下来的两条指令，将寄存器中的 i 值 +1，然后将寄存器中的 i 值保存到内存中，于是此时全局变量 i 值是 51。
最后，又发生了一次上下文切换，线程 1 恢复执行。还记得它已经执行了两条汇编指令，现在准备执行后一条指令。在前面，线程 1 寄存器中的 i值为51，因此执行最后一条指令后，将值保存到内存，全局变量 i 的值再次被设置为 51.
简单来说，增加 i（值为50）的代码被运行两次，按理来说，最后的 i值应该是 52 ，但是由于不可控的调度，导致最后 i 值为 51.
针对2上面线程 1 和 线程 2 的执行过程，可以表示为：
互斥
上面展示的情况称为竞争条件 ，当多线程相互竞争操作共享变量时，由于运气不好，即在执行过程中发生了上下文切换，我们得到了错误的结果，事实上，每次运行都可能得到不同的结果，因此输出的结果存在不确定性。
由于多线程执行操作共享变量的这段代码可能会导致竞争状态，因此我们将此段代码称为临界区，它是访问共享资源的代码片段，一定不能给多线程同时执行。
我们希望这段代码是互斥的，也就是说保证一个线程在临界区执行时，其他线程应该被阻止进入临界区，即这段代码执行过程中，最多只能出现一个线程。
另外，互斥并不是只针对多线程。在多线程竞争共享资源的时候，也同样是可以使用互斥的方式来避免资源竞争造成的资源混乱。
同步
互斥解决了并发进程/线程对临界区的使用问题。这种基于临界区控制的交互作用是比较简单的，只要一个进程/线程加入了临界区，其他试图想进入临界区的进程/线程都会被阻塞，直到第一个进程/线程离开了临界区。
在多线程里，每个线程并不一定是顺序执行的，它们基本是以各自独立的、不可预知的速度向前推进，但是有时候我们又希望多个线程能密切合作，以实现一个共同的任务
例子，线程 1 是负责读入数据的，而线程 2 是负责处理数据的，这两个线程是相互合作、相互依赖的。线程 2 在没有收到线程 1 的唤醒通知时，就会一直阻塞等待，当线程 1 读完数据需要把数据传给线程 2 时，线程 1 会唤醒线程 2，并把数据交给线程 2 处理。
所谓同步，就是并发进程/线程在一些关键点上可能需要互相等待与互通消息，这种互相制约的等待和互通信息称为进程/线程同步。
PS:同步和互斥是两种不同的概念：
- 同步： [操作A应在操作B之前执行]，[操作C必须在操作A和操作B都完成后才能执行] 等
- 互斥： [操作A和操作B不能在同一时刻执行]；
互斥与同步的实现和使用
在进程/线程并发执行的过程中，进程/线程之间存在协作的关系，例如有互斥、同步的关系。
为了实现进程/线程间正确的协作，操作系统必须提供实现进程协作的措施和方法，主要方法有两种：
- 锁：加锁、解锁操作
- 信号量：P、V操作
这两个都可以方便地实现进程/线程互斥、而信号量比锁的功能更强一些，它还能方便地实现进程/线程同步。
锁
使用加锁操作和解锁操作可以解决并发线程/进程的互斥问题。
任何想进入临界区的线程，必须先执行加锁操作。若加锁操作顺利通过，则线程可进入临界区；在完成对临界资源的访问后再执行解锁操作，以释放该临界资源。
根据锁的实现不同，可以分为 [忙等待锁] 和 [无忙等待锁]。
忙等待锁 的实现
在说明 忙等待锁 的实现之前，需要先了解一下现代CPU体系结构提供的特殊原子操作指令 -- 测试和置位（Test-and-Set）指令。
如果用 C 代码表示 Test-and-Set指令，形式如下：
测试并设置指令做了下述事情：
- 把 old_ptr 更新为 new 的新值
- 返回 old_ptr 的旧值
关键的是这些代码是原子执行的。因为既可以测试旧值，又可以设置新值，所以我们把这条指令叫做 [测试并设置]。
原子操作：要么全部执行，要么都不执行，不能出现执行到一半的中间状态。
我们可以运用Test-and-Set指令来实现 [忙等待锁]，代码如下：
我们来理解为什么这个锁能够工作：
- 场景一：首先假设一个线程正在运行，调用 lock() ，没有其他线程持有锁，所以 flag 是 0。当调用 TestAndSet(flag , 1) 方法，返回 0，线程会跳出 while 循环，获取锁。同时也会原子的设置 flag为 1 ，标志锁已经被持有。当线程离开临界区，调用 unlock() 将 flag 清理为 0.
- 场景二：当某个线程已经持有锁(即 flag 为 1)。本线程调用 lock()，然后调用 TestAndSet(flag , 1) ，这一次返回 1 ，只要另一个线程一直持有锁，TestAndSet() 会重复返回 1 ，本线程会一直忙等 。当 flag 终于被改为 0，本线程会调用 TestAndSet() ，返回 0 并且原子地设置为 1 ，从而获得锁，进入临界区。
很明显，当获取不到锁时，线程会一直 while 循环，不做任何事情，所以就被称为 [忙等待锁]，也被称为 自旋锁 。
这是最简单的一种锁，一直自旋，利用CPU周期，直到锁可用。在单处理器上，需要抢占式的调度器（即不断通过时钟中断一个线程，运行其他线程。）否则，自旋锁在单CPU上无法使用，因为一个自旋的线程永远不会放弃CPU。
无等待锁 的实现
无等待锁：获取不到锁的时候，不用自旋。当没有获取到锁的时候，就把当前线程放入到锁的等待队列，然后执行调度程序，把CPU让给其他线程执行
本次只是提出了两种简单锁的实现方式。当然，在具体操作系统中，会更复杂，但也离不开本例中两个基本元素。
信号量
信号量是操作系统提供的一种协调共享资源访问的方法。
通常信号量表示资源的数量，对应的变量是一个整型（sem）变量。
另外，还有两个原子操作的系统调用函数来控制信号的，分别是：
- P操作：将 sem 减 1 ，相减后，如果 sem < 0 ，则进程/线程进入阻塞等待，否则继续，表明 P 操作可能会阻塞；
- V操作：将 sem 加 1 ，相加后，如果 sem <= 0，唤醒一个等待中的进程/线程，表明 V 操作不会阻塞；
TIP 为什么V 操作中是sem <= 0
例子：如果 sem = 1 ，有三个线程进行了 P 操作：
- 第一个线程 P 操作后 ，sem = 0；第一个线程继续运行
- 第二个线程 P 操作后，sem = -1；sem < 0 第二个线程阻塞等待
- 第三个线程 P 操作后，sem = -2；sem < 0 第三个线程阻塞等待
这时，第一个线程在执行 V 操作后，sem=-1；sem <=0,所以要唤醒阻塞等待中的第二个线程或第三个线程。
P操作是在进入临界区之前，V操作是作用在离开临界区之后，这两个操作必须是成对出现的。
举个类比，2 个资源的信号量，相当于 2 条火车轨道，PV 操作如下图过程：
操作系统是如何实现PV操作的呢？
信号量数据结构与PV操作的算法描述如下图：
PV 操作的函数是由操作系统管理和实现的，所以操作系统已经使得执行 PV 函数时是具有原子性的。
PV操作是如何使用的呢？
信号量不仅可以实现临界区的互斥访问控制，还可以线程间的事件同步
信号量实现临界区的互斥访问
为每类共享资源设置一个信号量 s ，其初始值为 1 ，表示该临界资源未被占用。
只要把进入临界区的操作置于 P(s) 和 V(s) 之间，即可实现进程/线程互斥：
此时，任何想进入临界区的线程，必先在互斥信号量上执行 P 操作，在完成对临界资源的访问后再执行 V 操作。由于互斥信号量的初始值为 1 ，故在第一个线程执行 P 操作后 s 值变为 0，表示临界资源为空闲，可分配给该线程，使之进入临界区。
若此时又有第二个线程想进入临界区，也应先执行 P 操作，结果使 s 变为负值，这就意味着临界资源已被占用，因此第二个线程被阻塞。
并且，直到第一个线程执行 V 操作，释放临界资源而恢复 s 值为 0 后，才唤醒第二个线程，使之进入临界区，待它完成临界资源的访问后，又执行 V 操作，使 s 恢复到初始值 1 。
对于两个并发线程，互斥信号量的值仅取 1、0和-1三个值，分别表示：
- 如果互斥信号量为 1，表示没有线程进入临界区
- 如果互斥信号量为 0，表示有一个线程进入临界区
- 如果互斥信号量为 -1，表示一个线程进入临界区，另一个线程等待进入
通过互斥信号量，就能保证临界区任何时刻只有一个线程在执行，就达到了互斥的效果。
信号量实现事件同步
同步的方式是设置一个信号量，其初值为 0 。
妈妈一开始询问儿子要不要做饭时，执行的是 P(s1) ，相当于询问儿子需不需要吃饭，由于 s1 初始值为 0，此时 s1 变成 -1，表明儿子不需要吃饭，所以妈妈线程就进入等待状态。
当儿子肚子饿时，执行了 V(s1)，使得 s1 信号量从 -1 变成 0，表明此时儿子需要吃饭了，于是就唤醒了阻塞中的妈妈线程，妈妈线程就开始做饭。
接着，儿子线程执行了 P(s2)，相当于询问妈妈饭做完了吗，由于 s2 初始值是 0，则此时 s2 变成 -1，说明妈妈还没做完饭，儿子线程就等待状态。
最后，妈妈终于做完饭了，于是执行 V(s2)，s2 信号量从 -1 变回了 0，于是就唤醒等待中的儿子线程，唤醒后，儿子线程就可以进行吃饭了
生产者-消费者问题
生产者-消费者问题描述：
- 生产者在生成数据后，放在一个缓冲区中
- 消费者从缓冲区取出数据处理
- 任何时刻，只能有一个生产者或消费者可以访问缓冲区
对问题分析可以得出：
- 任何时刻只能有一个线程操作缓冲区，说明操作缓冲区的是临界代码，需要互斥；
- 缓冲区空时，消费者必须等待生产者生成数据；缓冲区满时，生产者必须等待消费者取出数据。说明生产者和消费者需要同步。
那么我们需要三个信号量，分别是：
- 互斥信号量 mutex ：用于互斥访问缓冲区，初始化值为 1；
- 资源信号量 fullBuffers ：用于消费者询问缓冲区是否有数据，有数据则读取数据，初始值为 0（表明缓冲区一开始为空）；
- 资源信号量 emptyBuffers ：用于生产者询问缓冲区是否有空位，有空位则生成数据，初始化值为 n（缓冲区大小）；
具体实现代码：
如果消费者线程一开始执行 P(fullBuffers)，由于信号量 fullBuffers 初始值为 0，则此时 fullBuffers 的值从 0 变为 -1，说明缓冲区里没有数据，消费者只能等待。
接着，轮到生产者执行 P(fullBuffers)，表示减少 1 个空槽，如果当前没有其他生产者线程在临界区执行代码，那么生产者线程就可以把数据放到缓冲区，放完后，执行V(fullBuffers)，信号量 fullBuffers 从 -1 变成 0，表明有 消费者 线程正在阻塞等待数据，于是阻塞等待的消费者线程会被唤醒。
消费者线程被唤醒后，如果此时还没有其他消费者线程在读数据，那么就可以直接进入临界区，从缓冲区读取数据。最后，离开临界区，把空槽的个数 + 1。
经典同步问题
哲学家就餐问题
哲学家问题描述：
- 5 个哲学家，围绕着一张圆桌吃面
- 这个桌子只有 5 只叉子，每两个哲学家之间放一个叉子
- 哲学家未在一起思考，思考途中饿了就会想进餐
- 但是，这些哲学家需要两只叉子才愿意吃面，也就是需要拿到左右两边的叉子才能进餐
- 吃完后，会把叉子放回原处
问题：如何保证哲学家们的动作有序进行，而不会出现有人永远拿不到叉子呢？
方案一
我们用信号量的方式，也就是PV操作来尝试解决：
上面的程序，看似很自然：拿起叉子用P操作，代表有叉子就直接用，没有叉子时就等待其他哲学家放回叉子。
不过这种解法存在一个极端的问题：假设五位哲学家同时拿起左边的叉子，桌面上就没有叉子了，这样就没有人能够拿到它们右边的叉子，也就是说每一位哲学家都会在 P(fork[(i+1)%N])这条语句阻塞了，很明显就发生了死锁的现象
方案二
既然 方案一 会发生同时竞争左边叉子导致死锁的现象，那么我们就在拿叉子前，加个互斥信号量，代码如下：
上面的程序中互斥信号量的作用在于，只要有一个哲学家进入了临界区，也就是准备要拿叉子时，其他哲学家都不能动，只有这位哲学家用完叉子了，才能轮到下一个哲学家进餐。
方案二虽然能让哲学家们按顺序吃饭，但是每次进餐只能有一位哲学家，而桌面上是有 5 把叉子，按道理是可以有两个哲学家同时进餐的，所以从效率角度上，这不是最好的解决方案。
方案三
方案一的问题在于，会出现所有哲学家同时拿左边刀叉的可能性，那我们就避免哲学家可以同时拿到左边的刀叉，采用分支结构，根据哲学家的编号不同，采取不同的动作。
即让偶数编号的哲学家 [先拿左边的叉子后拿右边的叉子]，奇数编号的哲学家 [先拿右边的叉子后拿左边的叉子]。
上面的程序，在P操作时，根据哲学家的编号不同，拿起左右两边叉子的顺序不同。另外，V操作是不需要分支的，因为V操作是不会阻塞的。
方案三即不会出现死锁又可以两个人同时进餐
方案四
这里再提出一种可行的解决方案，用一个数组state来记录每一位哲学家的三个状态，分别是在进餐状态、思考状态、饥饿状态(正在试图拿叉子)。
那么当一个哲学家只有在两个邻居都没有进餐时，才可以进入进餐状态。
第 i 个哲学家的左邻右舍，则由宏LEFT和RIGHT定义：
- LEFT：(i+5-1) % 5
- RIGHT：(i+1) % 5
比如 i 为2，则 LEFT 为 1 ， RIGHT 为 3.
具体实现代码如下：
上面的程序使用了一个信号量数组，每个信号量对应一位哲学家，这样在所需的叉子被占用时，想进餐的哲学家就被阻塞。
注意，每个进程/线程将 smart_person 函数作为主代码运行，而其他 take_forks、put_forks 和 test 只是普通的函数，而非单独的进程/线程。
读者-写者问题
前面的「哲学家进餐问题」对于互斥访问有限的竞争问题（如 I/O 设备）一类的建模过程十分有用。
另外，还有个著名的问题是「读者-写者」，它为数据库访问建立了一个模型。
读者只会读取数据，不会修改数据，而写者即可以读也可以修改数据。
读者-写者的问题描述：
- 「读-读」允许：同一时刻，允许多个读者同时读
- 「读-写」互斥：没有写者时读者才能读，没有读者时写者才能写
- 「写-写」互斥：没有其他写者时，写者才能写
方案一
使用信号量的方式来解决问题：
- 信号量 wMutex：控制写操作的互斥信号量，初始值为 1 ；
- 读者计数 rCount：正在进行读操作的读者个数，初始化为 0；
- 信号量 rCountMutex：控制对 rCount 读者计数器点的互斥修改，初始值为 1；
代码的实现：
上面这种的实现，是读者优先的策略，因为只要有读者正在读的状态，后来的读者都可以直接进入，如果读者持续不断进入，则写者就会处于饥饿状态。
方案二
既然有读者优先策略，自然也有写者优先策略：
- 只要有写者准备要写入，写者应尽快执行写操作，后来的读者就必须阻塞
- 如果有写者持续不断写入，则读者就处于饥饿状态
在方案一的基础上新增以下变量：
- 信号量 rMutex ：控制读者进入的互斥信号量，初始值为 1；
- 信号量 wDataMutex ：控制写者写操作的互斥信号量，初始值为1；
- 写者计数 wCount ：记录写者数量，初始值为 0 ；
- 信号量 wCountMutex ：控制 wCount 互斥修改，初始值为 1；
实现代码如下：
注意，这里 rMutex 的作用，开始有多个读者读数据，它们全部进入读者队列，此时来了一个写者，执行了 P(rMutex) 之后，后续的读者由于阻塞在 rMutex 上，都不能再进入读者队列，而写者到来，则可以全部进入写者队列，因此保证了写者优先。
同时，第一个写者执行了 P(rMutex) 之后，也不能马上开始写，必须等到所有进入读者队列的读者都执行完读操作，通过 V(wDataMutex) 唤醒写者的写操作。
方案三
既然读者优先策略和写者优先策略都会造成饥饿的现象，那么我们就来实现一下公平策略。
公平策略：
- 优先级相同；
- 写者、读者互斥访问；
- 只能一个写者访问临界区；
- 可以有多个读者同时访问临界资源；
具体代码实现：
对比方案一的读者优先策略，可以发现，读者优先中只要后续有读者到达，读者就可以进入读者队列，而写者必须等待，直到没有读者到达。
没有读者到达就会导致读者队列为空，即 rCount = 0，此时写者才可以进入临界区执行写操作。
这里 flag 的作用就是阻止读者的这种特殊权限（只要读者到达，就可以进入读者队列）。
比如：开始来了一些读者读数据，它们全部进入读者队列，此时来了一个写者，执行 P(falg) 操作，使得后续到来的读者都阻塞在 flag 上，不能进入读者队列，这会使得读者队列逐渐为空，即 rCount 减为 0。
这个写者也不能立马开始写（因为此时读者队列不为空），会阻塞在信号量 wDataMutex 上，读者队列中的读者全部读取结束后，最后一个读者进程执行 V(wDataMutex)，唤醒刚才的写者，写者则继续开始进行写操作。