posix对线程的调整

fork

　　当多线程进程调用fork创建子进程时，从fork返回时，只有调用fork的线程在进程内存在（其他线程在子进程中不存在，好比调用pthread_exit退出，不再拥有私有数据destructors或清除处理函数），其他线程状态仍保留为与调用fork时相同的状态。在子进程中，线程在与父进程中有相同的状态（互斥量（在父进程中被锁住，子进程也被锁住），数据键值），调用fork时同步在对象上等待的任何线程不再等待。

　　子进程将自动继承父进程中互斥锁(条件变量与之类似)的状态。也就是说，父进程中已经被加锁的互斥锁在子进程中也是被锁住的。这就引起了-一个问题:子进程可能不清楚从父进程继承而来的互斥锁的具体状态(是加锁状态还是解锁状态)。这个互斥锁可能被加锁了，但并不是由调用fork函数的那个线程锁住的，而是由其他线程锁住的。如果是这种情况，则子进程若再次对该互斥锁执行加锁操作就会导致死锁

　　此函数允许你的代码越过fork调用保护数据和不变量

int pthread_atfork(void (*prepare)(void），void (*parent)(void）, void(*child)(void) );

1. prepare：在父进程调用fork之前调用，这里可以获取父进程定义的所有锁.处理器以正确的顺序锁住相关的代码，使用的互斥量以阻止死锁的发生。调用fork的线程将在prepare fork中阻塞直到他锁住了所有的互斥量，这保证其他线程不能锁住某个互斥量或修改进程所需的数据
2. parent fork：在创建出子进程后fork返回前在父进程的进程环境中调用的，prepare获得的锁进行解锁。开锁所有的互斥量允许父进程和所有线程继续工作
3. child fork：fork执行后子进程内调用，与parent fork一样，有时需重置程序或库的状态（重置计数器，释放堆存储器）

　　如果使用一个不提供fork的处理器（来为fork调用准备合适的互斥量），当调用printf时子进程可能会挂起，因为子线程调用fork时，父进程中的其他线程会锁住互斥量

 exec

　　终止进程内除调用exec的线程外的所有线程，他们不执行清除处理器或线程私有数据destructor——线程只是简单地消失。

　　除shared互斥量，条件变量（使用PTHREAD_PROCESS_SHARED属性创建的互斥量和条件变量），因为共享内存要被一些进程映射，应该解锁当前进程可能锁住的任何shared互斥量

pthread_exit

　　在主函数中调用该函数会使整个进程终止，与进程所有相关的内存和线程消失，线程不会执行清楚处理器或线程私有数据destructor函数。

　　若不想使用起始线程或者让他等待其他线程结束，可以通过调用该函数，从主线程中pthread_exit不影响进程内的其他线程前提下终止起始线程，允许它们继续和正常完成。

 stdio

　　stdio是线程安全的，包含输出缓冲区和文件状态指定静态存储区。实现用互斥量或信号灯同步机制

　　要实现stdio操作不被中断的顺序执行

void flockfile(FILE *filehandle);
int ftrylockfile(FILE *filehandle);
void funlockfile(FILE *filehandle);

　　必须要锁住两个文件流时，要在输出流之前锁住输入流。

int getc_unlocked(FILE *stream); 
int putc_unlocked(int c,FILE *stream);
int getchar_unlocked(void);
int putchar_unlocked(int c);

　　这些函数不执行任何锁操作，因此必须在这些操作附近使用flockfile和funlockfile，如果要想读写单个字符，通常应该使用加锁的变量而非锁住流文件，调用新的get，put函数然后解锁流文件。

　　putchar内部被同步以确保stdio缓冲区不被破坏，但是单个字符可以以任意顺序出现。

 线程安全函数

/* 用户和终端id
    这些函数将返回到调用者指定的缓冲区
    成功返回0失败返回一个错误数字，getlogin_r和ttyname_r还可能返回ERANGE以表明名字缓冲区大小
*/
int getlogin_r(char *name,size_t namesize);//namesize至少是LOGIN_NAME_MAX
char *ctermid(char *s);
int ttyname_r(int fildes,char *name,size_t namesize);//namesize至少是TTY_NAME_SIZE

/*目录搜索
    与readdir差别：不返回指向那个入口的函数指针，而是将入口拷贝到entry指定的缓冲区
    成功返回0，并设置result指向的指针，
    搜索到目录流的结尾，返回0并置空result
    失败返回一个如EBADF之类的错误数字
*/
int readdir_r(DIR *dirp,struct dirent *entry,struct dirent **result);

/*字符串token
    返回字符串s的下一个token，没有更多的token时，返回null。当第一次调用时，参数s保存指向字符串的指针，在后续的调用中，
    为返回该字符串的后序token，s必需被置空，。
    lasts值保存函数在字符串内的位置，并在随后的每个调用中你必须返回同样的lasts值，
*/
char *strtok_r(char *s,const char *sep,char **lasts);

/*
    输出缓冲区(buf,result)由调用者提供,而不是返回一个指向函数内部的静态存储指针，buf至少为指向26个字节的字符串
*/
char *asctime_r(const struct tm *tm,char *buf);
char *ctime_r(const time_t *clock,char *buf);
struct tm *gmtime_r(const time_t *clock,struct tm* result);
struct tm *localtime_r(const time_t *clock,struct tm *result);

/*
    种子被维持在调用者提供的存储而非使用函数静态内部的静态存储，该接口的主要问题是：在一个程序内让所有的应用和代码库共享
    单个种子通常是不实际的。结果是应用程序和各个库通常将产生分离的随机数流，这样即使没有创建线程(创建线程可能将rand调用的)
    内部顺序改变，因此不管怎样会改变结果，用rand代替rand_r会产生不同的结果
*/
int readr(unsigned int *seed);

/*组和用户数据库
    针对特定的组和用户，将组和用户记录一个拷贝(分别是grp和pwd)，保存到由buffer和bufsize指定的一个缓冲区中
    返回0成功，一个错误是数字失败(如：缓冲区大小ERANE)，如果记录不在组或passwd数据库中，则函数可能返回成功但将result置空
    如果记录被发现且缓冲区够大，则result指针指向buffer内的struct group或struct passwd结构记录
    缓冲区大小可以通过sysconf来设置，其中参数_SC_GETGR_R_SIZEMAX对于组数据，_SC_GETPW_R_SIZE_MAX对于用户数据
*/
//组数据库
int getgrgid_r(gid_t gid,struct group *grp,char *buffer,size_t bufszie,struct group **result);
int getgrnam_r(const char *name,struct group *grp,struct group **result);
//用户数据库
int getpwuid_r(uid_t uid,struct passwd *pwd,char *buffer,size_t bufsize,struct passwd **result);
int getpwnam_r(char *name,struct passwd *pwd,char *buffer,size_t bufsize,struct passwd **result);

pthread_kill

int pthread_kill(thread_t tid, int sig);

　　将信号 sig 发送到由 tid 指定的线程。tid 所指定的线程必须与调用线程在同一个进程中。sig 参数必须来自 signal(5) 提供的列表。

　　向指定ID的线程发送sig信号如果线程代码内不做处理，则按照信号默认的行为影响整个进程，也就是说，如果你给一个线程发送了SIGQUIT，但线程却没有实现signal处理函数，则整个进程退出。

　　成功完成之后返回零。其他任何返回值都表示出现了错误。

1. EINVAL：sig 是无效的信号量。
2. ESRCH：当前的进程中找不到 tid。

pthread_sigmask

　　当一个线程被创建时，他继承了创造它的线程的信号掩码（如果你想在所有地方屏蔽一个信号，首先在主线程中屏蔽它）

#include <pthread.h>
#include <signal.h>
int pthread_sigmask(int how, const sigset_t *new, sigset_t *old);

//eg
sigset_t old, new;
int ret = pthread_sigmask(SIG_SETMASK, &new, &old); /* set new mask */
ret = pthread_sigmask(SIG_BLOCK, &new, &old); /* blocking mask */
ret = pthread_sigmask(SIG_UNBLOCK, &new, &old); /* unblocking */

how 用来确定如何更改信号组。how 可以为以下值之一：

• SIG_BLOCK。结果集是当前集合参数集的并集，向当前的信号掩码中添加 new，其中 new 表示要阻塞的信号组。

• SIG_UNBLOCK。结果集是当前集合参数集的差集，从当前的信号掩码中删除 new，其中 new 表示要取消阻塞的信号组。

• SIG_SETMASK。结果集是由参数集指向的集，将当前的信号掩码替换为 new，其中 new 表示新的信号掩码。

　　当 new 的值为 NULL 时，how 的值没有意义，线程的信号掩码不发生变化。要查询当前已阻塞的信号，请将 NULL 值赋给 new 参数。

　　除非 old 变量为 NULL，否则 old 指向用来存储以前的信号掩码的空间。

　　成功完成之后返回零。其他任何返回值都表示出现了错误。如果出现以下情况，pthread_sigmask() 将失败并返回相应的值。EINVAL:未定义 how 的值。

　　Linux内核中有一个专门的函数集合来执行设置和修改信号掩码，它们放在kernel/signal.c中，其函数形式和功能如下：

总结

1. 在多线程环境下，产生的信号是传递给整个进程的，一般而言，所有线程都有机会收到这个信号，进程在收到信号的的线程上下文执行信号处理函数，具体是哪个线程执行的难以获知。也就是说，信号会随机发个该进程的一个线程。
2. 每个线程都有自己的信号屏蔽字,但是信号的处理是进程中所有的线程共享的,这意味着尽管单个线程可以阻止某些信号,但当线程修改了与某个信号相关的处理行为后,所有的线程都共享这个处理行为的改变。这样如果一个线程选择忽略某个信号，而其他线程可以恢复信号的默认处理行为，或者为信号设置一个新的处理程序，从而可以撤销上述线程的信号选择。
3. 当一个线程调用pthread_create() 创建新的线程时，此线程的信号掩码会被新创建的线程继承