线程

常见问题

同步权限

在多线程 / 多进程并发时，为避免共享资源（如内存变量、硬件设备、文件）被同时修改导致的数据不一致，需要通过 “同步机制” 控制谁能访问资源 ——“获取同步权限” 就是线程 / 进程申请这种访问资格的过程。

v4 = _InterlockedCompareExchange(a1, 1, 0);

• 第一个参数 a1：指向目标内存地址的指针（通常是一个共享变量，如 LONG* 类型），即要操作的 “共享资源标记”。
• 第二个参数 1：当比较成功时，要写入目标内存地址的 “新值”。
• 第三个参数 0：“预期值”，即我们认为目标内存当前应该有的值。
• 返回值是操作前目标内存地址（a1 指向的地址）中的原始值，

// 定义一个共享的“锁标记”，0表示未占用，1表示已占用
LONG lock_flag = 0;// 线程A尝试获取锁
LONG original = _InterlockedCompareExchange(&lock_flag, 1, 0);
if (original == 0) {//获取到权限// 执行临界区操作...// 操作完成后释放锁（如将lock_flag设回0）
} else {// 获取锁失败（锁已被其他线程占用）// 可选择等待、重试或放弃
}

临界区

临界区（Critical Section） 指的是一段 “不能被多个线程同时执行” 的代码片段，当一个线程正在执行临界区代码时，其他线程必须等待该线程执行完毕，才能进入同一临界区。

原子性

“原子”（Atomic）描述的是一个不可分割、不可中断的操作单元。一个 “原子操作” 要么完整地执行完毕，要么完全不执行，中间不会被任何其他线程、进程或中断打断，不存在 “执行到一半” 的中间状态。

假设两个线程（Thread A、Thread B）同时对共享变量 count（初始值为 0）执行 count += 1 操作。
在底层会拆分为 3 个 CPU 指令：

1. 从内存读取 count 的值到 CPU 寄存器（如 mov eax, [count]）；
2. 寄存器中的值加 1（如 inc eax）；
3. 将寄存器的值写回内存（如 mov [count], eax）。

如果操作不原子，可能出现以下 “交错执行”：

• Thread A 执行步骤 1：读取 count=0 到寄存器；
• 此时 CPU 切换到 Thread B，Thread B 执行步骤 1-3：读取 count=0 → 加 1→ 写回 count=1；
• CPU 切回 Thread A，继续执行步骤 2-3：寄存器值加 1（0→1）→ 写回 count=1；

最终 count 的结果是 1，但预期是 2。

原子操作的本质

“原子性” 需要硬件（CPU）提供底层支持，再配合软件（操作系统、编程语言库）封装成易用的接口。

硬件层：CPU 的原子指令支持
不同架构的 CPU 会提供专门的 “原子操作指令”，确保单个指令的不可分割性：

• x86/x86_64 架构：通过 lock 前缀实现原子性（如 lock cmpxchg、lock inc）。lock 前缀会让 CPU 在执行指令期间 “锁定系统总线”，阻止其他 CPU 核心同时访问该内存地址，确保指令执行不被打断；
• ARM 架构：提供 ldrex（原子加载）、strex（原子存储）等指令，通过 “独占访问内存” 机制实现原子性；
• RISC-V 架构：通过 amoswap.w、amoadd.w 等 “原子内存操作指令”（AMO 指令）实现原子性。

这些硬件指令是 “原子操作” 的基石 —— 软件层面的原子接口（如 C++ 的 std::atomic、Windows 的 _InterlockedXXX）本质都是对这些 CPU 指令的封装。

软件层：原子操作的封装与扩展
硬件指令通常只支持 “单个内存地址的简单操作”（如加 1、比较交换），软件会在此基础上封装更灵活的原子操作：

原子操作

原子的交换操作

_InterlockedExchange(state_lock, 2);

• 第一个参数 state_lock：指向目标内存地址的指针（通常是一个共享变量，如 LONG* 类型），即要被修改的 “状态标记”。
• 第二个参数 2：要写入目标内存地址的 “新值”。
• 返回值：原子地将 state_lock 指向的内存值更新为 2，同时返回该内存地址在更新前的原始值

原子比较交换操作

_InterlockedCompareExchange(&lock_flag, 1, 0);

参数1：类型为 volatile LONG*（指向 32 位有符号整数的指针），要操作的目标内存地址
参数2：类型为 LONG（32 位有符号整数），比较成功后要写入目标地址的值
参数3：类型为 LONG，表示预期的目标地址当前值（即 “旧值”）。
返回值：返回值为 LONG 类型，即目标地址在操作执行前的原始值：

// 定义一个共享的“锁标记”，0表示未占用，1表示已占用
LONG lock_flag = 0;// 线程A尝试获取锁
LONG original = _InterlockedCompareExchange(&lock_flag, 1, 0);
if (original == 0) {//获取到权限// 执行临界区操作...// 操作完成后释放锁（如将lock_flag设回0）
} else {// 获取锁失败（锁已被其他线程占用）// 可选择等待、重试或放弃
}

原子地将目标变量的值加

_InterlockedIncrement(dword_14002BFF0);

参数：dword_14002BFF0 是一个 LONG 类型（32 位）的共享变量（通常是全局或多线程可见的变量），表示要进行递增操作的目标。

返回值：函数返回递增后的新值（LONG 类型）。

原子减 1

_InterlockedDecrement(a1)

参数:类型为 volatile LONG*（指向 32 位有符号整数的指针）
返回值：类型为 LONG（32 位有符号整数），表示减 1 操作完成后的结果值（即 *a1 - 1 的结果）。

线程同步

SRW 锁

SRW 锁支持两种获取模式：

• 共享模式（Shared Mode）：多个线程可同时获取，适用于 “只读操作” 场景（多个读者可并行访问资源）。
• 独占模式（Exclusive Mode）：仅允许一个线程获取，适用于 “修改操作” 场景（写者需独占资源）。

初始化SRW

void InitializeSRWLock(PSRWLOCK SRWLock
);

参数：PSRWLOCK 是 SRWLOCK* 的类型别名，指向 SRWLOCK 结构体（轻量级读写锁的核心数据结构）。

核心作用：初始化 SRW 锁对象的内部状态，初始化后的 SRW 锁可通过以下函数实现读写分离的同步

• 读操作：AcquireSRWLockShared（获取共享锁）和 ReleaseSRWLockShared（释放共享锁）。
• 写操作：AcquireSRWLockExclusive（获取独占锁）和 ReleaseSRWLockExclusive（释放独占锁）。

读操作

void AcquireSRWLockShared(PSRWLOCK SRWLock
);

参数 SRWLock 是指向 SRWLOCK 结构体的指针,让线程以 “共享模式”（只读模式）安全地获取轻量级读写锁（SRW Lock）。

void ReleaseSRWLockShared(PSRWLOCK SRWLock
);

参数 SRWLock 是指向 SRWLOCK 结构体的指针（PSRWLOCK 即 SRWLOCK*），表示要释放的轻量级读写锁对象。

写操作

void AcquireSRWLockExclusive(PSRWLOCK SRWLock
);

让线程以 “独占模式” 获取 SRW 锁，确保对共享资源的修改操作（写操作）具有原子性

临界区

进出临界区

EnterCriticalSection(&stru_14002C030)：

参数：类型为LPCRITICAL_SECTION（即 CRITICAL_SECTION*，指向临界区结构体的指针）。
无返回值
作用：让当前线程 “获取临界区的访问权”

LeaveCriticalSection(&stru_14002C030);

作用：释放临界区

初始化临界区

void InitializeCriticalSection(LPCRITICAL_SECTION lpCriticalSection
);

参数 lpCriticalSection 是指向 CRITICAL_SECTION 结构体的指针（LPCRITICAL_SECTION 是 CRITICAL_SECTION* 的类型别名），表示要初始化的临界区对象。

异常：如果初始化失败（通常是由于系统资源不足），函数会触发一个异常（而非返回错误码）。因此在实际使用中，可能需要配合异常处理（如 __try/__except）捕获潜在错误。

作用：初始化临界区对象的内部状态，初始化后的临界区可通过 EnterCriticalSection（进入临界区）和 LeaveCriticalSection（离开临界区）实现。

使用示例

// 定义临界区对象（全局或栈上）
CRITICAL_SECTION CriticalSection;// 初始化临界区（通常在程序启动或模块初始化时调用）
InitializeCriticalSection(&CriticalSection);// 多线程场景中使用
void ThreadFunc() {// 进入临界区（获取同步权限）EnterCriticalSection(&CriticalSection);// 执行需要同步的操作（如访问共享资源）AccessSharedResource();// 离开临界区（释放同步权限）LeaveCriticalSection(&CriticalSection);
}// 程序退出前销毁临界区（释放资源）
DeleteCriticalSection(&CriticalSection);

临界区同步

TryEnterCriticalSection()

参数：LPCRITICAL_SECTION lpCriticalSection指向 CRITICAL_SECTION 结构体的指针（与 EnterCriticalSection 相同）,表示要尝试进入的临界区对象，需提前通过 InitializeCriticalSection 初始化。

返回值: TRUE（非 0 值）：表示成功进入临界区,FALSE（0）：表示未能进入临界区。

作用：非阻塞尝试进入临界区，与 EnterCriticalSection 的 “阻塞等待” 不同，TryEnterCriticalSection 的核心特点是 “尝试进入，失败立即返回”，适用于以下场景：

• 当线程只需 “短暂尝试” 获取临界区，若失败则执行其他任务（而非等待），避免线程阻塞。
• 实现 “超时等待” 逻辑（结合循环和 Sleep，多次尝试后放弃）。

临界区状态结构体

00000000 struct _RTL_CRITICAL_SECTION // sizeof=0x28
00000000 {                                       // XREF: .data:CriticalSection/r
00000000                                         // .data:__rtl_critical_section/r
00000000     PRTL_CRITICAL_SECTION_DEBUG DebugInfo;
00000008     LONG LockCount;
0000000C     LONG RecursionCount;
00000010     HANDLE OwningThread;
00000018     HANDLE LockSemaphore;
00000020     ULONG_PTR SpinCount;
00000028 };

线程调度

CPU 时间片

SwitchToThread() 

返回值：

• 返回 TRUE（非 0 值）：表示当前有其他 “就绪状态” 的线程（属于同一优先级或更高优先级）被调度执行；
• 返回 FALSE（0）：表示当前没有其他就绪线程可调度（即系统中只有当前线程可运行）。

作用：

• 当前线程主动放弃剩余的 CPU 时间片，让操作系统调度器重新选择一个就绪线程（通常是同优先级的其他线程）运行。

自旋等待

while ( 1 )
{v6 = _InterlockedCompareExchange(a1, 1, 0); // 原子比较交换：尝试将a1从0改为1if ( !v6 ) // v6=0表示成功获取权限（a1原本为0，已改为1）break;if ( v6 != 2 ) // 若a1当前为1（被其他线程占用），则主动让出CPUSwitchToThread();if ( *a1 == 2 ) // 若等待期间a1变为2（终止），则返回0return 0LL;
}