- 威斯康辛州大学操作系统书籍《Operating Systems: Three Easy Pieces》读书笔记系列之 Concurrency（并发）。本篇为并发技术的基础篇系列第三篇（Condition Variables），条件变量。
Chapter Index
Condition Variables
- 到目前为止，我们已经形成了锁的概念，看到了如何通过硬件和操作系统支持的正确组合来实现锁。然而，锁并不是并发程序设计所需的唯一原语。
- 具体来说，在很多情况下，线程需要检查某一条件（condition）满足之后，才会继续运行。例如，父线程需要检查子线程是否执行完毕 [这常被称为 join()]。这种等待如何实现呢？我们来看如下所示的代码。
1 void *child(void *arg) {
2 printf("child\n");
3 // XXX how to indicate we are done?
4 return NULL;
5 }
6
7 int main(int argc, char *argv[]) {
8 printf("parent: begin\n");
9 pthread_t c;
10 Pthread_create(&c, NULL, child, NULL); // create child
11 // XXX how to wait for child?
12 printf("parent: end\n");
13 return 0;
14 }
parent: begin
child
parent: end
- 我们可以尝试用一个共享变量，如下所示。这种解决方案一般能工作，但是效率低下，因为主线程会自旋检查，浪费 CPU 时间。我们希望有某种方式让父线程休眠，直到等待的条件满足（即子线程完成执行）。
1 volatile int done = 0;
2
3 void *child(void *arg) {
4 printf("child\n");
5 done = 1;
6 return NULL;
7 }
8
9 int main(int argc, char *argv[]) {
10 printf("parent: begin\n");
11 pthread_t c;
12 Pthread_create(&c, NULL, child, NULL); // create child
13 while (done == 0)
14 ; // spin
15 printf("parent: end\n");
16 return 0;
17 }
- CRUX: 多线程程序中，一个线程等待某些条件是很常见的。简单的方案是自旋直到条件满足，这是极其低效的，某些情况下甚至是错误的。那么，线程应该如何等待一个条件？
Definition and Routines
- 线程可以使用条件变量（condition variable），来等待一个条件变成真。条件变量是一个显式队列，当某些执行状态（即条件，condition）不满足时，线程可以把自己加入队列，等待（waiting）该条件。另外某个线程，当它改变了上述状态时，就可以唤醒一个或者多个等待线程（通过在该条件上发信号），让它们继续执行。Dijkstra 最早在“私有信号量”中提出这种思想。Hoare 后来在关于观察者的工作中，将类似的思想称为条件变量。
- 要声明这样的条件变量，只要像这样写：pthread_cond_t c;，这里声明 c 是一个条件变量（注意：还需要适当的初始化）。条件变量有两种相关操作：wait() 和 signal()。线程要睡眠的时候，调用 wait()。当线程想唤醒等待在某个条件变量上的睡眠线程时，调用 signal()。具体来说，POSIX 调用如下所示。
pthread_cond_wait(pthread_cond_t *c, pthread_mutex_t *m);
pthread_cond_signal(pthread_cond_t *c);
- 我们常简称为 wait()和 signal()。你可能注意到一点，wait()调用有一个参数，它是互斥量。它假定在 wait()调用时，这个互斥量是已上锁状态。wait()的职责是释放锁，并让调用线程休眠（原子地）。当线程被唤醒时（在另外某个线程发信号给它后），它必须重新获取锁，再返回调用者。这样复杂的步骤也是为了避免在线程陷入休眠时，产生一些竞态条件。我们观察一下如下所示代码中 join 问题的解决方法，以加深理解。
1 int done = 0;
2 pthread_mutex_t m = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
3 pthread_cond_t c = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
4
5 void thr_exit() {
6 Pthread_mutex_lock(&m);
7 done = 1;
8 Pthread_cond_signal(&c);
9 Pthread_mutex_unlock(&m);
10 }
11
12 void *child(void *arg) {
13 printf("child\n");
14 thr_exit();
15 return NULL;
16 }
17
18 void thr_join() {
19 Pthread_mutex_lock(&m);
20 while (done == 0)
21 Pthread_cond_wait(&c, &m);
22 Pthread_mutex_unlock(&m);
23 }
24
25 int main(int argc, char *argv[]) {
26 printf("parent: begin\n");
27 pthread_t p;
28 Pthread_create(&p, NULL, child, NULL);
29 thr_join();
30 printf("parent: end\n");
31 return 0;
32 }
- 有两种情况需要考虑。
- 第一种情况是父线程创建出子线程，但自己继续运行（假设只有一个处理器），然后马上调用 thr_join()等待子线程。在这种情况下，它会先获取锁，检查子进程是否完成（还没有完成），然后调用 wait()，让自己休眠。子线程最终得以运行，打印出“child”，并调用 thr_exit()函数唤醒父进程，这段代码会在获得锁后设置状态变量 done，然后向父线程发信号唤醒它。最后，父线程会运行（从 wait()调用返回并持有锁），释放锁，打印出“parent:end”。
- 第二种情况是，子线程在创建后，立刻运行，设置变量 done 为 1，调用 signal 函数唤醒其他线程（这里没有其他线程），然后结束。父线程运行后，调用 thr_join()时，发现 done 已经是 1 了，就直接返回。
- 最后一点说明：你可能看到父线程使用了一个 while 循环，而不是 if 语句来判断是否需要等待。虽然从逻辑上来说没有必要使用循环语句，但这样做总是好的（后面我们会加以说明）。
- 为了确保理解 thr_exit()和 thr_join()中每个部分的重要性，我们来看一些其他的实现。首先，你可能会怀疑状态变量 done 是否需要。代码像下面这样如何？正确吗？
1 void thr_exit() {
2 Pthread_mutex_lock(&m);
3 Pthread_cond_signal(&c);
4 Pthread_mutex_unlock(&m);
5 }
6
7 void thr_join() {
8 Pthread_mutex_lock(&m);
9 Pthread_cond_wait(&c, &m);
10 Pthread_mutex_unlock(&m);
11 }
- 这段代码是有问题的。假设子线程立刻运行，并且调用 thr_exit()。在这种情况下，子线程发送信号，但此时却没有在条件变量上睡眠等待的线程。父线程运行时，就会调用 wait 并卡在那里，没有其他线程会唤醒它。通过这个例子，你应该认识到变量 done 的重要性，它记录了线程有兴趣知道的值。睡眠、唤醒和锁都离不开它。
- 下面是另一个糟糕的实现。在这个例子中，我们假设线程在发信号和等待时都不加锁。会发生什么问题？想想看！
1 void thr_exit() {
2 done = 1;
3 Pthread_cond_signal(&c);
4 }
5
6 void thr_join() {
7 if (done == 0)
8 Pthread_cond_wait(&c);
9 }
- 这里的问题是一个微妙的竞态条件。具体来说，如果父进程调用 thr_join()，然后检查完 done 的值为 0，然后试图睡眠。但在调用 wait 进入睡眠之前，父进程被中断。子线程修改变量 done 为 1，发出信号，同样没有等待线程。父线程再次运行时，就会长眠不醒，这就惨了。
- 提示：发信号时总是持有锁
- 尽管并不是所有情况下都严格需要，但有效且简单的做法，还是在使用条件变量发送信号时持有锁。虽然上面的例子是必须加锁的情况，但也有一些情况可以不加锁，而这可能是你应该避免的。因此，为了简单，请在调用 signal 时持有锁（hold the lock when calling signal）。
- 这个提示的反面，即调用 wait 时持有锁，不只是建议，而是 wait 的语义强制要求的。因为 wait 调用总是假设你调用它时已经持有锁、调用者睡眠之前会释放锁以及返回前重新持有锁。因此，这个提示的一般化形式是正确的：调用 signal 和 wait 时要持有锁（hold the lock when calling signal or wait），你会保持身心健康的。
- 希望通过这个简单的 join 示例，你可以看到使用条件变量的一些基本要求。为了确保你能理解，我们现在来看一个更复杂的例子：生产者/消费者（producer/consumer）或有界缓冲区（bounded-buffer）问题。
The Producer/Consumer (Bounded Buffer) Problem
- 本章要面对的下一个问题，是生产者/消费者（producer/consumer）问题，也叫作有界缓冲区（bounded buffer）问题。这一问题最早由 Dijkstra 提出。实际上也正是通过研究这一问题，Dijkstra 和他的同事发明了通用的信号量（它可用作锁或条件变量）。
- 假设有一个或多个生产者线程和一个或多个消费者线程。生产者把生成的数据项放入缓冲区；消费者从缓冲区取走数据项，以某种方式消费。很多实际的系统中都会有这种场景。例如，在多线程的网络服务器中，一个生产者将 HTTP 请求放入工作队列（即有界缓冲区），消费线程从队列中取走请求并处理。
- 我们在使用管道连接不同程序的输出和输入时，也会使用有界缓冲区，例如 grep foo file.txt | wc -l。这个例子并发执行了两个进程，grep 进程从 file.txt 中查找包括“foo”的行，写到标准输出；UNIX shell 把输出重定向到管道（通过 pipe 系统调用创建）。管道的另一端是 wc 进程的标准输入，wc 统计完行数后打印出结果。因此，grep 进程是生产者，wc 是进程是消费者，它们之间是内核中的有界缓冲区，而你在这个例子里只是一个开心的用户。
- 因为有界缓冲区是共享资源，所以我们必须通过同步机制来访问它，以免产生竞态条件。为了更好地理解这个问题，我们来看一些实际的代码。- 首先需要一个共享缓冲区，让生产者放入数据，消费者取出数据。简单起见，我们就拿一个整数来做缓冲区（你当然可以想到用一个指向数据结构的指针来代替），两个内部函数将值放入缓冲区，从缓冲区取值。
1 int buffer;
2 int count = 0; // initially, empty
3
4 void put(int value) {
5 assert(count == 0);
6 count = 1;
7 buffer = value;
8 }
9
10 int get() {
11 assert(count == 1);
12 count = 0;
13 return buffer;
14 }
- 很简单，不是吗？put()函数会假设缓冲区是空的，把一个值存在缓冲区，然后把 count 设置为 1 表示缓冲区满了。get()函数刚好相反，把缓冲区清空后（即将 count 设置为 0），并返回该值。不用担心这个共享缓冲区只能存储一条数据，稍后我们会一般化，用队列保存更多数据项，这会比听起来更有趣。
- 现在我们需要编写一些函数，知道何时可以访问缓冲区，以便将数据放入缓冲区或从缓冲区取出数据。条件是显而易见的：仅在 count 为 0 时（即缓冲器为空时），才将数据放入缓冲器中。仅在计数为 1 时（即缓冲器已满时），才从缓冲器获得数据。如果我们编写同步代码，让生产者将数据放入已满的缓冲区，或消费者从空的数据获取数据，就做错了（在这段代码中，断言将触发）。
- 这项工作将由两种类型的线程完成，其中一类我们称之为生产者（producer）线程，另
一类我们称之为消费者（consumer）线程。下面展示了一个生产者的代码，它将一个整
数放入共享缓冲区 loops 次，以及一个消费者，它从该共享缓冲区中获取数据（永远不停），每次打印出从共享缓冲区中提取的数据项。
1 void *producer(void *arg) {
2 int i;
3 int loops = (int) arg;
4 for (i = 0; i < loops; i++) {
5 put(i);
6 }
7 }
8
9 void *consumer(void *arg) {
10 while (1) {
11 int tmp = get();
12 printf("%d\n", tmp);
13 }
14 }
A Broken Solution
- 假设只有一个生产者和一个消费者。显然，put()和 get()函数之中会有临界区，因为 put() 更新缓冲区，get()读取缓冲区。但是，给代码加锁没有用，我们还需别的东西。不奇怪，别的东西就是某些条件变量。在这个（有问题的）首次尝试中，我们用了条件变量 cond 和相关的锁 mutex。
1 int loops; // must initialize somewhere...
2 cond_t cond;
3 mutex_t mutex;
4
5 void *producer(void *arg) {
6 int i;
7 for (i = 0; i < loops; i++) {
8 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
9 if (count == 1) // p2
10 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // p3
11 put(i); // p4
12 Pthread_cond_signal(&cond); // p5
13 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
14 }
15 }
16
17 void *consumer(void *arg) {
18 int i;
19 for (i = 0; i < loops; i++) {
20 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
21 if (count == 0) // c2
22 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // c3
23 int tmp = get(); // c4
24 Pthread_cond_signal(&cond); // c5
25 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
26 printf("%d\n", tmp);
27 }
28 }
- 来看看生产者和消费者之间的信号逻辑。当生产者想要填充缓冲区时，它等待缓冲区变空（p1～p3）。消费者具有完全相同的逻辑，但等待不同的条件——变满（c1～c3）。当只有一个生产者和一个消费者时，上图中的代码能够正常运行。但如果有超过一个线程（例如两个消费者），这个方案会有两个严重的问题。哪两个问题？
- ……（暂停思考一下）……
- 我们来理解第一个问题，它与等待之前的 if 语句有关。假设有两个消费者（Tc1 和 Tc2），一个生产者（Tp）。首先，一个消费者（Tc1）先开始执行，它获得锁（c1），检查缓冲区是否可以消费（c2），然后等待（c3）（这会释放锁）。
- 接着生产者（Tp）运行。它获取锁（p1），检查缓冲区是否满（p2），发现没满就给缓冲区加入一个数字（p4）。然后生产者发出信号，说缓冲区已满（p5）。关键的是，这让第一个消费者（Tc1）不再睡在条件变量上，进入就绪队列。Tc1 现在可以运行（但还未运行）。生产者继续执行，直到发现缓冲区满后睡眠（p6,p1-p3）。
- 这时问题发生了：另一个消费者（Tc2）抢先执行，消费了缓冲区中的值（c1,c2,c4,c5,c6，跳过了 c3 的等待，因为缓冲区是满的）。现在假设 Tc1 运行，在从 wait 返回之前，它获取了锁，然后返回。然后它调用了 get() (p4)，但缓冲区已无法消费！断言触发，代码不能像预期那样工作。显然，我们应该设法阻止 Tc1 去消费，因为 Tc2 插进来，消费了缓冲区中之前生产的一个值。下表展示了每个线程的动作，以及它的调度程序状态（就绪、运行、睡眠）随时间的变化。
- 问题产生的原因很简单：在 Tc1 被生产者唤醒后，但在它运行之前，缓冲区的状态改变了（由于 Tc2）。发信号给线程只是唤醒它们，暗示状态发生了变化（在这个例子中，就是值已被放入缓冲区），但并不会保证在它运行之前状态一直是期望的情况。信号的这种释义常称为Mesa 语义（Mesa semantic），为了纪念以这种方式建立条件变量的首次研究。另一种释义是 Hoare 语义（Hoare semantic），虽然实现难度大，但是会保证被唤醒线程立刻执行。实际上，几乎所有系统都采用了 Mesa 语义。
Better, But Still Broken: While, Not If
- 幸运的是，修复这个问题很简单：把 if 语句改为 while。当消费者 Tc1 被唤醒后，立刻再次检查共享变量（c2）。如果缓冲区此时为空，消费者就会回去继续睡眠（c3）。生产者中相应的 if 也改为 while（p2）。
1 int loops; // must initialize somewhere...
2 cond_t cond;
3 mutex_t mutex;
4
5 void *producer(void *arg) {
6 int i;
7 for (i = 0; i < loops; i++) {
8 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
9 while (count == 1) // p2
10 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // p3
11 put(i); // p4
12 Pthread_cond_signal(&cond); // p5
13 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
14 }
15 }
16
17 void *consumer(void *arg) {
18 int i;
19 for (i = 0; i < loops; i++) {
20 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
21 while (count == 0) // c2
22 Pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // c3
23 int tmp = get(); // c4
24 Pthread_cond_signal(&cond); // c5
25 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
26 printf("%d\n", tmp);
27 }
28 }
- 由于 Mesa 语义，我们要记住一条关于条件变量的简单规则：总是使用 while 循环（always use while loop）。虽然有时候不需要重新检查条件，但这样做总是安全的，做了就开心了。
- 但是，这段代码仍然有一个问题，也是上文提到的两个问题之一。你能想到吗？它和我们只用了一个条件变量有关。尝试弄清楚这个问题是什么，再继续阅读。想一下！
- ……（暂停想一想，或者闭一下眼）……
- 我们来确认一下你想得对不对。假设两个消费者（Tc1 和 Tc2）先运行，都睡眠了（c3）。生产者开始运行，在缓冲区放入一个值，唤醒了一个消费者（假定是 Tc1），并开始睡眠。现在是一个消费者马上要运行（Tc1），两个线程（Tc2 和 Tp）都等待在同一个条件变量上。问题马上就要出现了
- 消费者 Tc1 醒过来并从 wait()调用返回（c3），重新检查条件（c2），发现缓冲区是满的，消费了这个值（c4）。这个消费者然后在该条件上发信号（c5），唤醒一个在睡眠的线程。但是，应该唤醒哪个线程呢？
- 因为消费者已经清空了缓冲区，很显然，应该唤醒生产者。但是，如果它唤醒了 Tc2（这绝对是可能的，取决于等待队列是如何管理的），问题就出现了。具体来说，消费者 Tc2 会醒过来，发现队列为空（c2），又继续回去睡眠（c3）。生产者 Tp 刚才在缓冲区中放了一个值，现在在睡眠。另一个消费者线程 Tc1 也回去睡眠了。3 个线程都在睡眠，显然是一个缺陷。由表可以看到这个可怕灾难的步骤。
- 信号显然需要，但必须更有指向性。消费者不应该唤醒消费者，而应该只唤醒生产者，反之亦然。
The Single Buffer Producer/Consumer Solution
- 解决方案也很简单：使用两个条件变量，而不是一个，以便正确地发出信号，在系统状态改变时，哪类线程应该唤醒。
1 cond_t empty, fill;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {
7 Pthread_mutex_lock(&mutex);
8 while (count == 1)
9 Pthread_cond_wait(&empty, &mutex);
10 put(i);
11 Pthread_cond_signal(&fill);
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex);
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 Pthread_mutex_lock(&mutex);
20 while (count == 0)
21 Pthread_cond_wait(&fill, &mutex);
22 int tmp = get();
23 Pthread_cond_signal(&empty);
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex);
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }
- 在上述代码中，生产者线程等待条件变量 empty，发信号给变量 fill。相应地，消费者线程等待 fill，发信号给 empty。这样做，从设计上避免了上述第二个问题：消费者再也不会唤醒消费者，生产者也不会唤醒生产者。
The Correct Producer/Consumer Solution
- 我们现在有了可用的生产者/消费者方案，但不太通用。我们最后的修改是提高并发和效率。具体来说，增加更多缓冲区槽位，这样在睡眠之前，可以生产多个值。同样，睡眠之前可以消费多个值。单个生产者和消费者时，这种方案因为上下文切换少，提高了效率。多个生产者和消费者时，它甚至支持并发生产和消费，从而提高了并发。幸运的是，和现有方案相比，改动也很小。
- 第一处修改是缓冲区结构本身，以及对应的 put() 和 get()方法。
1 int buffer[MAX];
2 int fill_ptr = 0;
3 int use_ptr = 0;
4 int count = 0;
5
6 void put(int value) {
7 buffer[fill_ptr] = value;
8 fill_ptr = (fill_ptr + 1) % MAX;
9 count++;
10 }
11
12 int get() {
13 int tmp = buffer[use_ptr];
14 use_ptr = (use_ptr + 1) % MAX;
15 count--;
16 return tmp;
17 }
- 我们还稍稍修改了生产者和消费者的检查条件，以便决定是否要睡眠。展示了最终的等待和信号逻辑。生产者只有在缓冲区满了的时候才会睡眠（p2），消费者也只有在队列为空的时候睡眠（c2）。至此，我们解决了生产者/消费者问题。
1 cond_t empty, fill;
2 mutex_t mutex;
3
4 void *producer(void *arg) {
5 int i;
6 for (i = 0; i < loops; i++) {
7 Pthread_mutex_lock(&mutex); // p1
8 while (count == MAX) // p2
9 Pthread_cond_wait(&empty, &mutex); // p3
10 put(i); // p4
11 Pthread_cond_signal(&fill); // p5
12 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // p6
13 }
14 }
15
16 void *consumer(void *arg) {
17 int i;
18 for (i = 0; i < loops; i++) {
19 Pthread_mutex_lock(&mutex); // c1
20 while (count == 0) // c2
21 Pthread_cond_wait(&fill, &mutex); // c3
22 int tmp = get(); // c4
23 Pthread_cond_signal(&empty); // c5
24 Pthread_mutex_unlock(&mutex); // c6
25 printf("%d\n", tmp);
26 }
27 }
- 提示：对条件变量使用 while（不是 if）
- 多线程程序在检查条件变量时，使用 while 循环总是对的。if 语句可能会对，这取决于发信号的语义。因此，总是使用 while，代码就会符合预期。
- 对条件变量使用 while 循环，这也解决了假唤醒（spurious wakeup）的情况。某些线程库中，由于实现的细节，有可能出现一个信号唤醒两个线程的情况。再次检查线程的等待条件，假唤醒是另一个原因。
Covering Conditions
- 现在再来看条件变量的一个例子。这段代码摘自 Lampson 和 Redell 关于飞行员的论文，同一个小组首次提出了上述的 Mesa 语义（Mesa semantic，他们使用的语言是 Mesa，因此而得名）。
- 他们遇到的问题通过一个简单的例子就能说明，在这个例子中，是一个简单的多线程内存分配库。
1 // how many bytes of the heap are free?
2 int bytesLeft = MAX_HEAP_SIZE;
3
4 // need lock and condition too
5 cond_t c;
6 mutex_t m;
7
8 void *
9 allocate(int size) {
10 Pthread_mutex_lock(&m);
11 while (bytesLeft < size)
12 Pthread_cond_wait(&c, &m);
13 void *ptr = ...; // get mem from heap
14 bytesLeft -= size;
15 Pthread_mutex_unlock(&m);
16 return ptr;
17 }
18
19 void free(void *ptr, int size) {
20 Pthread_mutex_lock(&m);
21 bytesLeft += size;
22 Pthread_cond_signal(&c); // whom to signal??
23 Pthread_mutex_unlock(&m);
24 }
- 从代码中可以看出，当线程调用进入内存分配代码时，它可能会因为内存不足而等待。相应的，线程释放内存时，会发信号说有更多内存空闲。但是，代码中有一个问题：应该唤醒哪个等待线程（可能有多个线程）？
- 考虑以下场景。假设目前没有空闲内存，线程 Ta 调用 allocate(100)，接着线程 Tb 请求较少的内存，调用 allocate(10)。Ta 和 Tb 都等待在条件上并睡眠，没有足够的空闲内存来满足它们的请求。这时，假定第三个线程 Tc调用了 free(50)。遗憾的是，当它发信号唤醒等待线程时，可能不会唤醒申请 10 字节的 Tb 线程。而 Ta 线程由于内存不够，仍然等待。因为不知道唤醒哪个（或哪些）线程，所以图中代码无法正常工作。
- Lampson 和 Redell 的解决方案也很直接：用 pthread_cond_broadcast()代替上述代码中的 pthread_cond_signal()，唤醒所有的等待线程。这样做，确保了所有应该唤醒的线程都被唤醒。当然，不利的一面是可能会影响性能，因为不必要地唤醒了其他许多等待的线程，它们本来（还）不应该被唤醒。这些线程被唤醒后，重新检查条件，马上再次睡眠。
- Lampson 和 Redell 把这种条件变量叫作覆盖条件（covering condition），因为它能覆盖所有需要唤醒线程的场景（保守策略）。成本如上所述，就是太多线程被唤醒。聪明的读者可能发现，在单个条件变量的生产者/消费者问题中，也可以使用这种方法。但是，在这个例子中，我们有更好的方法，因此用了它。一般来说，如果你发现程序只有改成广播信号时才能工作（但你认为不需要），可能是程序有缺陷，修复它！但在上述内存分配的例子中，广播可能是最直接有效的方案。
Summary
- 我们看到了引入锁之外的另一个重要同步原语：条件变量。当某些程序状态不符合要求时，通过允许线程进入休眠状态，条件变量使我们能够漂亮地解决许多重要的同步问题，包括著名的（仍然重要的）生产者/消费者问题，以及覆盖条件。
