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9 日志系统(上)

基础知识

日志,由服务器自动创建,并记录运行状态,错误信息,访问数据的文件。

同步日志,日志写入函数与工作线程串行执行,由于涉及到I/O操作,当单条日志比较大的时候,同步模式会阻塞整个处理流程,服务器所能处理的并发能力将有所下降,尤其是在峰值的时候,写日志可能成为系统的瓶颈。

生产者-消费者模型,并发编程中的经典模型。以多线程为例,为了实现线程间数据同步,生产者线程与消费者线程共享一个缓冲区,其中生产者线程往缓冲区中push消息,消费者线程从缓冲区中pop消息。

阻塞队列,将生产者-消费者模型进行封装,使用循环数组实现队列,作为两者共享的缓冲区。

异步日志,将所写的日志内容先存入阻塞队列,写线程从阻塞队列中取出内容,写入日志。

单例模式,最简单也是被问到最多的设计模式之一,保证一个类只创建一个实例,同时提供全局访问的方法。

整体概述

本项目中,使用单例模式创建日志系统,对服务器运行状态、错误信息和访问数据进行记录,该系统可以实现按天分类,超行分类功能,可以根据实际情况分别使用同步和异步写入两种方式。

其中异步写入方式,将生产者-消费者模型封装为阻塞队列,创建一个写线程,工作线程将要写的内容push进队列,写线程从队列中取出内容,写入日志文件。

日志系统大致可以分成两部分,其一是单例模式与阻塞队列的定义,其二是日志类的定义与使用。

本文内容

本篇将介绍单例模式与阻塞队列的定义,具体的涉及到单例模式、生产者-消费者模型,阻塞队列的代码实现。

单例模式,描述懒汉与饿汉两种单例模式,并结合线程安全进行讨论。

生产者-消费者模型,描述条件变量,基于该同步机制实现简单的生产者-消费者模型。

代码实现,结合代码对阻塞队列的设计进行详解。

单例模式

单例模式作为最常用的设计模式之一,保证一个类仅有一个实例,并提供一个访问它的全局访问点,该实例被所有程序模块共享。

实现思路:私有化它的构造函数,以防止外界创建单例类的对象;使用类的私有静态指针变量指向类的唯一实例,并用一个公有的静态方法获取该实例。

单例模式有两种实现方法,分别是懒汉和饿汉模式。顾名思义,懒汉模式,即非常懒,不用的时候不去初始化,所以在第一次被使用时才进行初始化;饿汉模式,即迫不及待,在程序运行时立即初始化。

经典的线程安全懒汉模式

单例模式的实现思路如前述所示,其中,经典的线程安全懒汉模式,使用双检测锁模式。

 1class single{
 2private:
 3    //私有静态指针变量指向唯一实例
 4    static single *p;
 5
 6    //静态锁,是由于静态函数只能访问静态成员
 7    static pthread_mutex_t lock;
 8
 9    //私有化构造函数
10    single(){
11        pthread_mutex_init(&lock, NULL);
12    }
13    ~single(){}
14
15public:
16    //公有静态方法获取实例
17    static single* getinstance();
18
19};
20
21pthread_mutex_t single::lock;
22
23single* single::p = NULL;
24single* single::getinstance(){
25    if (NULL == p){
26        pthread_mutex_lock(&lock);
27        if (NULL == p){
28            p = new single;
29        }
30        pthread_mutex_unlock(&lock);
31    }
32    return p;
33}

为什么要用双检测,只检测一次不行吗?

如果只检测一次,在每次调用获取实例的方法时,都需要加锁,这将严重影响程序性能。双层检测可以有效避免这种情况,仅在第一次创建单例的时候加锁,其他时候都不再符合NULL == p的情况,直接返回已创建好的实例。

局部静态变量之线程安全懒汉模式

前面的双检测锁模式,写起来不太优雅,《Effective C++》(Item 04)中的提出另一种更优雅的单例模式实现,使用函数内的局部静态对象,这种方法不用加锁和解锁操作。

 1class single{
 2private:
 3    single(){}
 4    ~single(){}
 5
 6public:
 7    static single* getinstance();
 8
 9};
10
11single* single::getinstance(){
12    static single obj;
13    return &obj;
14}

这时候有人说了,这种方法不加锁会不会造成线程安全问题?

其实,C++0X以后,要求编译器保证内部静态变量的线程安全性,故C++0x之后该实现是线程安全的,C++0x之前仍需加锁,其中C++0x是C++11标准成为正式标准之前的草案临时名字。

所以,如果使用C++11之前的标准,还是需要加锁,这里同样给出加锁的版本。

 1class single{
 2private:
 3    static pthread_mutex_t lock;
 4    single(){
 5        pthread_mutex_init(&lock, NULL);
 6    }
 7    ~single(){}
 8
 9public:
10    static single* getinstance();
11
12};
13pthread_mutex_t single::lock;
14single* single::getinstance(){
15    pthread_mutex_lock(&lock);
16    static single obj;
17    pthread_mutex_unlock(&lock);
18    return &obj;
19}

饿汉模式

饿汉模式不需要用锁,就可以实现线程安全。原因在于,在程序运行时就定义了对象,并对其初始化。之后,不管哪个线程调用成员函数getinstance(),都只不过是返回一个对象的指针而已。所以是线程安全的,不需要在获取实例的成员函数中加锁。

 1class single{
 2private:
 3    static single* p;
 4    single(){}
 5    ~single(){}
 6
 7public:
 8    static single* getinstance();
 9
10};
11single* single::p = new single();
12single* single::getinstance(){
13    return p;
14}
15
16//测试方法
17int main(){
18
19    single *p1 = single::getinstance();
20    single *p2 = single::getinstance();
21
22    if (p1 == p2)
23        cout << "same" << endl;
24
25    system("pause");
26    return 0;
27}

饿汉模式虽好,但其存在隐藏的问题,在于非静态对象(函数外的static对象)在不同编译单元中的初始化顺序是未定义的。如果在初始化完成之前调用 getInstance() 方法会返回一个未定义的实例。

条件变量与生产者-消费者模型

条件变量API与陷阱

条件变量提供了一种线程间的通知机制,当某个共享数据达到某个值时,唤醒等待这个共享数据的线程。

基础API
  • pthread_cond_init函数,用于初始化条件变量
  • pthread_cond_destory函数,销毁条件变量
  • pthread_cond_broadcast函数,以广播的方式唤醒**所有**等待目标条件变量的线程
  • pthread_cond_wait函数,用于等待目标条件变量。该函数调用时需要传入 mutex参数(加锁的互斥锁) ,函数执行时,先把调用线程放入条件变量的请求队列,然后将互斥锁mutex解锁,当函数成功返回为0时,表示重新抢到了互斥锁,互斥锁会再次被锁上, 也就是说函数内部会有一次解锁和加锁操作.

使用pthread_cond_wait方式如下:

1pthread _mutex_lock(&mutex)
2
3while(线程执行的条件是否成立){
4    pthread_cond_wait(&cond, &mutex);
5}
6
7pthread_mutex_unlock(&mutex);

pthread_cond_wait执行后的内部操作分为以下几步:

  • 将线程放在条件变量的请求队列后,内部解锁
  • 线程等待被pthread_cond_broadcast信号唤醒或者pthread_cond_signal信号唤醒,唤醒后去竞争锁
  • 若竞争到互斥锁,内部再次加锁
陷阱一

使用前要加锁,为什么要加锁?

多线程访问,为了避免资源竞争,所以要加锁,使得每个线程互斥的访问公有资源。

pthread_cond_wait内部为什么要解锁?

如果while或者if判断的时候,满足执行条件,线程便会调用pthread_cond_wait阻塞自己,此时它还在持有锁,如果他不解锁,那么其他线程将会无法访问公有资源。

具体到pthread_cond_wait的内部实现,当pthread_cond_wait被调用线程阻塞的时候,pthread_cond_wait会自动释放互斥锁。

为什么要把调用线程放入条件变量的请求队列后再解锁?

线程是并发执行的,如果在把调用线程A放在等待队列之前,就释放了互斥锁,这就意味着其他线程比如线程B可以获得互斥锁去访问公有资源,这时候线程A所等待的条件改变了,但是它没有被放在等待队列上,导致A忽略了等待条件被满足的信号。

倘若在线程A调用pthread_cond_wait开始,到把A放在等待队列的过程中,都持有互斥锁,其他线程无法得到互斥锁,就不能改变公有资源。

为什么最后还要加锁?

将线程放在条件变量的请求队列后,将其解锁,此时等待被唤醒,若成功竞争到互斥锁,再次加锁。

陷阱二

为什么判断线程执行的条件用while而不是if?

一般来说,在多线程资源竞争的时候,在一个使用资源的线程里面(消费者)判断资源是否可用,不可用,便调用pthread_cond_wait,在另一个线程里面(生产者)如果判断资源可用的话,则调用pthread_cond_signal发送一个资源可用信号。

在wait成功之后,资源就一定可以被使用么?答案是否定的,如果同时有两个或者两个以上的线程正在等待此资源,wait返回后,资源可能已经被使用了。

再具体点,有可能多个线程都在等待这个资源可用的信号,信号发出后只有一个资源可用,但是有A,B两个线程都在等待,B比较速度快,获得互斥锁,然后加锁,消耗资源,然后解锁,之后A获得互斥锁,但A回去发现资源已经被使用了,它便有两个选择,一个是去访问不存在的资源,另一个就是继续等待,那么继续等待下去的条件就是使用while,要不然使用if的话pthread_cond_wait返回后,就会顺序执行下去。

所以,在这种情况下,应该使用while而不是if:

1while(resource == FALSE)
2    pthread_cond_wait(&cond, &mutex);

如果只有一个消费者,那么使用if是可以的。

生产者-消费者模型

这里摘抄《Unix 环境高级编程》中第11章线程关于pthread_cond_wait的介绍中有一个生产者-消费者的例子P311,其中,process_msg相当于消费者,enqueue_msg相当于生产者,struct msg* workq作为缓冲队列。

生产者和消费者是互斥关系,两者对缓冲区访问互斥,同时生产者和消费者又是一个相互协作与同步的关系,只有生产者生产之后,消费者才能消费。

 1#include <pthread.h>
 2struct msg {
 3  struct msg *m_next;
 4  /* value...*/
 5};
 6
 7struct msg* workq;
 8pthread_cond_t qready = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
 9pthread_mutex_t qlock = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
10
11void
12process_msg() {
13  struct msg* mp;
14  for (;;) {
15    pthread_mutex_lock(&qlock);
16    //这里需要用while,而不是if
17    while (workq == NULL) {
18      pthread_cond_wait(&qread, &qlock);
19    }
20    mq = workq;
21    workq = mp->m_next;
22    pthread_mutex_unlock(&qlock);
23    /* now process the message mp */
24  }
25}
26
27void
28enqueue_msg(struct msg* mp) {
29    pthread_mutex_lock(&qlock);
30    mp->m_next = workq;
31    workq = mp;
32    pthread_mutex_unlock(&qlock);
33    /** 此时另外一个线程在signal之前,执行了process_msg,刚好把mp元素拿走*/
34    pthread_cond_signal(&qready);
35    /** 此时执行signal, 在pthread_cond_wait等待的线程被唤醒,
36        但是mp元素已经被另外一个线程拿走,所以,workq还是NULL ,因此需要继续等待*/
37}

阻塞队列代码分析

阻塞队列类中封装了生产者-消费者模型,其中push成员是生产者,pop成员是消费者。

阻塞队列中,使用了循环数组实现了队列,作为两者共享缓冲区,当然了,队列也可以使用STL中的queue。

自定义队列

当队列为空时,从队列中获取元素的线程将会被挂起;当队列是满时,往队列里添加元素的线程将会挂起。

阻塞队列类中,有些代码比较简单,这里仅对push和pop成员进行详解。

  1class block_queue
  2{
  3public:
  4
  5    //初始化私有成员
  6    block_queue(int max_size = 1000)
  7    {
  8        if (max_size <= 0)
  9        {
 10            exit(-1);
 11        }
 12
 13        //构造函数创建循环数组
 14        m_max_size = max_size;
 15        m_array = new T[max_size];
 16        m_size = 0;
 17        m_front = -1;
 18        m_back = -1;
 19
 20        //创建互斥锁和条件变量
 21        m_mutex = new pthread_mutex_t;
 22        m_cond = new pthread_cond_t;
 23        pthread_mutex_init(m_mutex, NULL);
 24        pthread_cond_init(m_cond, NULL);
 25    }
 26
 27    //往队列添加元素,需要将所有使用队列的线程先唤醒
 28    //当有元素push进队列,相当于生产者生产了一个元素
 29    //若当前没有线程等待条件变量,则唤醒无意义
 30    bool push(const T &item)
 31    {
 32        pthread_mutex_lock(m_mutex);
 33        if (m_size >= m_max_size)
 34        {
 35            pthread_cond_broadcast(m_cond);
 36            pthread_mutex_unlock(m_mutex);
 37            return false;
 38        }
 39
 40        //将新增数据放在循环数组的对应位置
 41        m_back = (m_back + 1) % m_max_size;
 42        m_array[m_back] = item;
 43        m_size++;
 44
 45        pthread_cond_broadcast(m_cond);
 46        pthread_mutex_unlock(m_mutex);
 47
 48        return true;
 49    }
 50
 51    //pop时,如果当前队列没有元素,将会等待条件变量
 52    bool pop(T &item)
 53    {
 54        pthread_mutex_lock(m_mutex);
 55
 56        //多个消费者的时候,这里要是用while而不是if
 57        while (m_size <= 0)
 58        {
 59            //当重新抢到互斥锁,pthread_cond_wait返回为0
 60            if (0 != pthread_cond_wait(m_cond, m_mutex))
 61            {
 62                pthread_mutex_unlock(m_mutex);
 63                return false;
 64            }
 65        }
 66
 67        //取出队列首的元素,这里需要理解一下,使用循环数组模拟的队列 
 68        m_front = (m_front + 1) % m_max_size;
 69        item = m_array[m_front];
 70        m_size--;
 71        pthread_mutex_unlock(m_mutex);
 72        return true;
 73    }
 74
 75    //增加了超时处理,在项目中没有使用到
 76    //在pthread_cond_wait基础上增加了等待的时间,只指定时间内能抢到互斥锁即可
 77    //其他逻辑不变
 78    bool pop(T &item, int ms_timeout)
 79    {
 80        struct timespec t = {0, 0};
 81        struct timeval now = {0, 0};
 82        gettimeofday(&now, NULL);
 83        pthread_mutex_lock(m_mutex);
 84        if (m_size <= 0)
 85        {
 86            t.tv_sec = now.tv_sec + ms_timeout / 1000;
 87            t.tv_nsec = (ms_timeout % 1000) * 1000;
 88            if (0 != pthread_cond_timedwait(m_cond, m_mutex, &t))
 89            {
 90                pthread_mutex_unlock(m_mutex);
 91                return false;
 92            }
 93        }
 94
 95        if (m_size <= 0)
 96        {
 97            pthread_mutex_unlock(m_mutex);
 98            return false;
 99        }
100
101        m_front = (m_front + 1) % m_max_size;
102        item = m_array[m_front];
103        m_size--;
104        pthread_mutex_unlock(m_mutex);
105        return true;
106    }
107};
108
109#endif