pthread_cond_broadcast之後哪個線程擁有關聯的互斥鎖？

Question

這個問題涉及Posix系統的pthread API。

我的理解是，當等待一個條件變量，或更具體地說是一個pthread_cond_t，流程就像這樣。

// imagine the mutex is named mutex and the conditional variable is named cond 

// first we lock the mutex to prevent race conditions 
pthread_mutex_lock(&mutex); 

// then we wait for the conditional variable, releasing the mutex 
pthread_cond_wait(&cond, &mutex); 

// after we're done waiting we own the mutex again have to release it 
pthread_mutex_unlock(&mutex); 

在這個例子中，當一些其他線程遵循這樣的過程時，我們停止等待互斥量。

// lock the mutex to prevent race conditions 
pthread_mutex_lock(&mutex); 

// signal the conditional variable, giving up control of the mutex 
pthread_cond_signal(&cond); 

我的理解是，如果多個線程正在等待某種調度策略將被應用，並取其線暢通也回來關聯的互斥鎖。

現在我不明白是當某些線程調用pthread_cond_broadcast(&cond)醒來，等待條件變量的線程所有會發生什麼。

只有一個線程擁有互斥鎖嗎？在等待廣播時，我是否需要以一種根本不同的方式等待，而不是等待信號時（例如，如果我不能確認此線程已獲得互斥體，則不要致電pthread_mutex_unlock）？或者我錯誤地理解了互斥/共享關係是如何工作的？

最重要的，如果（我想可能是這種情況）pthread_cond_broadcast導致線程關聯的互斥鎖，就好像他們都試圖鎖定它競爭，這是否意味着只有一個線程真的會醒過來？

Answer 1

當某些線程調用pthread_cond_broadcast時，持有互斥量，它保存互斥量。這意味着一旦pthread_cond_broadcast返回，它仍然擁有互斥量。

其他線程都會喚醒，嘗試鎖定互斥鎖，然後進入睡眠狀態等待互斥鎖變爲可用。

如果您撥打pthread_cond_broadcast，而不是保持該互斥，則其他線程之一將能夠立即鎖定該互斥。所有其他人將不得不等待鎖定互斥鎖。