Умовною змінною називають синхронізаційний примітив, який дає змогу організувати очікування виконання умови всередині критичної секції, заданої м'ютексом. Умовна змінна завжди пов'язана із конкретним м'ютексом і даними, захищеними цим м'ютексом. Для умовної змінної визначено такі операції.
Очікування (wait). Додатковим вхідним параметром ця операція приймає м'ютекс, який повинен перебувати в закритому стані. Виклик wait відбувається в ситуації, коли не виконується деяка умова, потрібна потоку для продовження роботи. Внаслідок виконання wait потік припиняється, а м'ютекс відкривається. Так інші потоки отримують можливість увійти в критичну секцію і змінити там дані, які вона захищає, можливо, виконавши умову, потрібну потоку. На цьому операція wait не завершується — її завершить інший потік, викликавши операцію signal після того, як умову буде виконано.
Сигналізація (signal). Цю операцію потік (назвемо його Ts) має виконати після того, як увійде у критичну секцію і завершить роботу з даними (виконавши умову, яку очікував потік, що викликав операцію wait). Ця операція перевіряє, чи немає потоків, які очікують на умовній змінній, і якщо такі потоки є, переводить один із них (Tw) у стан готовності (цей потік буде поновлено, коли відповідний потік Tg вийде із критичної секції). Внаслідок поновлення потік Twзавершує виконання операції wait — блокує м'ютекс знову (поновлення і блокування теж відбуваються атомарно). Якщо немає жодного потоку, який очікує на умовній змінній, операція signal не робить нічого, і інформацію про її виконання в системі не зберігають.
Широкомовна сигналізація (broadcast) відрізняється від звичайної тим, що переведення у стан готовності і, зрештою, поновлення виконують для всіх потоків, які очікують на цій умовній змінній, а не тільки для одного з них.
Отже, виконання операції" wait складається з таких етапів: відкриття м'ютекса, очікування (поки інший потік не виконає операцію signal або broadcast), закриття м'ютекса.
По суті, це перша неатомарна операція, визначена для синхронізаційного примітива, але така відсутність атомарності цілком контрольована (завжди
відомо, де потік Tw перейшов у стан очікування і що його з цього стану виведе).
Ідея монітора була вперше запропонована в 1974 році відомим ученим у галузі комп'ютерних наук Ч. А. Хоаром. Монітор часто розуміють як високорівневу конструкцію мови програмування (як приклад такої мови звичайно наводять Java), а саме як набір функцій або методів класу, всередині яких автоматично зберігається неявний загальний м'ютекс разом із операціями очікування і сигналізації. Насправді, як ми бачимо, концепція монітора може ґрунтуватися на базових примітивах — м'ютексах і умовних змінних — і не повинна бути обмежена якоюсь однією мовою.
Монітори Хоара відрізняються від тих, що були розглянуті тут (ці монітори ще називають MESA-моніторами за назвою мови, у якій вони вперше з'явилися). Головна відмінність полягає у реалізації сигналізації.
У моніторах Хоара після сигналізації потік Ts негайно припиняють, і керування переходить до потоку Tw, який при цьому захоплює блокування. Коли потік Tw вийде із критичної секції або знову виконає операцію очікування, потік Ts буде поновлено.
У MESA-моніторах, як було видно, після сигналізації потік Ts продовжує своє виконання, а потік Tw просто переходить у стан готовності до виконання. Він зможе продовжити своє виконання, коли потік Ts вийде з монітора (чекати цього доведеться недовго, тому що звичайно сигналізація відбувається наприкінці функції монітора).
Результатом є те, що для моніторів Хоара не обов'язково перевіряти умову очікування в циклі, досить умовного оператора (потік негайно отримує керування після виходу з очікування і не може статися так, що за цей час інший потік увійде в монітор і змінить умову). З іншого боку, ці монітори менш ефективні (потрібно витрачати час на те, щоб припиняти і поновлювати потік Ts); потрібно мати повну гарантію того, що між виконанням сигналізації та переданням керування потоку Tw планувальник не передасть керування іншому потокові Тх, який увійде у функцію монітора. Забезпечення такої гарантії потребує втручання в алгоритм роботи планувальника ОС.
Ці недоліки призводять до того, що на практиці використовують переважно MESA-монітори.
М'ютекси є засобом, який захищає спільно використовувані дані від будь-якого одночасного доступу з боку кількох потоків — будь то читання чи зміна. Насправді нам не завжди потрібен такий однозначний захист,
наприклад, для певного типу задач хотілося б розрізняти читання спільно використовуваних даних та їхню модифікацію (для того, щоб, скажімо, дозволяти читання кільком потокам одночасно, а модифікацію — тільки одному). Для розв'язання такої задачі використовують блокування читання-записування (read-write locks).
Блокування читання-записування — це синхронізаційний примітив, для якого визначені два режими використання: відкриття для читання і відкриття для записування. При цьому повинні виконуватися такі умови:
будь-яка кількість потоків може відкривати таке блокування для читання, коли немає жодного потоку, що відкрив його для записування;
блокування може відкриватися для записування тільки за відсутності потоку, що відкрив його для читання або для записування Простіше кажучи, читати дані може будь-яка кількість потоків одночасно за умови, що ніхто ці дані не змінює; змінювати дані можна тільки тоді, коли їх ніхто не читає і не змінює.
Такі блокування корисні для даних, які зчитуються частіше, ніж модифікуються (наприклад, більшість СУБД реалізує блокування такого роду для забезпечення доступу до бази даних).
