Linux线程概念与控制：【线程概念（页表）】【Linux线程控制】【线程ID及进程地址空间布局】【线程封装】

目录

一. 线程概念

1.1什么是线程

 1.2分页式存储管理

1.2.1虚拟地址和页表的由来

 1.2.2物理内存管理

1.2.3页表

1.2.4页目录结构

 1.2.5二级页表地址转换

1.3线程的优点

二.进程VS线程

三.Linux线程控制

3.1POSIX线程库

3.2创建线程

​编辑

pthread库是个什么东西 

tid？？？ 

 返回值

3.3pthread_create参数可以是任意类型

3.4线程终止

 3.5分离线程

四.线程ID及进程地址空间布局

4.1部分源码

4.2线程栈

五.线程封装

线程的局部存储

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一. 线程概念

1.1什么是线程

• 在一个程序里的一个执行路线就叫做线程（thread）。更准确的定义是：线程是“一个进程内部的控制序列”

• 一切进程至少都有一个执行线程

• 线程在进程内部运行，本质是在进程地址空间内运行 

• 在Linux系统中，在CPU眼中，看到的PCB都要比传统的进程更加轻量化 

• 透过进程虚拟地址空间，可以看到进程的大部分资源，将进程资源合理分配给每个执行流，就形 成了线程执行流

 1.2分页式存储管理

1.2.1虚拟地址和页表的由来

如果没有虚拟地址和页表的话，每一个用户程序在物理内存上所对应的空间必须是连续的：

因为每一个程序的代码、数据长度都是不一样的，按照这样的映射方式，物理内存将会被分割成各种离散的、大小不同的块。经过一段运行时间之后，有些程序会退出，那么它们占据的物理内存空间可以被回收，导致这些物理内存都是以很多碎片的形式存在（假如程序一的栈空间被释放了4kb，现在要申请2kb，就必然有空间碎片）。而且如果我的代码段的函数跳转指向了其他程序的空间呢？这就出大问题了   

我们希望操作系统提供用户的空间必须是连续的，但是物理内存最好不要连续。此时虚拟内存和分页便出现了：

把物理内存按照一个固定的长度的页框进行分割，有时叫做物理页。每个页框包含一个物理页 （page）。一个页的大小等于页框的大小。大多数 32位 体系结构支持 4KB 的页，而 64位 体系结构一般会支持 8KB 的页。区分一页和一个页框是很重要的：

 • 页框是一个存储区域；

• 而页是一个数据块，可以存放在任何页框或磁盘中。

页是虚拟内存的逻辑单位，用于把进程的地址空间划分成固定大小的块；而页框是物理内存的实际单位，用于存储和管理页面数据。

操作系统通过将虚拟地址空间和物理内存地址之间建立映射关系，也就是页表，这张表上记录了每一对页和页框的映射关系，能让CPU间接的访问物理内存地址。

其思想是将虚拟内存下的逻辑地址空间分为若干页，将物理内存空间分为若干页框，通过页表便能把连续的虚拟内存，映射到若干个不连续的物理内存页。这样就解决了使用连续的物理内存造成的碎片问题。

 1.2.2物理内存管理

假设一个可用的物理内存有 4GB 的空间。按照一个页框的大小 4KB 进行划分， 4GB 的空间就是 4GB/4KB = 1048576 个页框。有这么多的物理页，操作系统肯定是要将其管理起来的，操作系统 需要知道哪些页正在被使用，哪些页空闲等等。

内核用 struct page 结构表示系统中的每个物理页，出于节省内存的考虑， struct page 中使用了大量的联合体union。

部分参数：

1. flags ：用来存放页的状态。这些状态包括页是不是脏的，是不是被锁定在内存中等。flag的每一位单独表示一种状态，所以它至少可以同时表示出32种不同的状态。这些标志定义在 中。其中一些比特位非常重要，如PG_locked用于指定页是否锁定， PG_uptodate用于表示页的数据已经从块设备读取并且没有出现错误。 

2. _mapcount ：表示在页表中有多少项指向该页，也就是这一页被引用了多少次。当计数值变 为-1时，就说明当前内核并没有引用这一页，于是在新的分配中就可以使用它。

3. virtual ：是页的虚拟地址。通常情况下，它就是页在虚拟内存中的地址。有些内存（即所谓的高端内存）并不永久地映射到内核地址空间上。在这种情况下，这个域的值为NULL，需要的时候，必须动态地映射这些页。 （有时候操作系统需要从物理地址转换为虚拟地址）

 要注意的是 struct page 与物理页相关，而并非与虚拟页相关。

算 struct page 占40个字节的内存吧，假定系统的物理页为 4KB 大小，系统有 4GB 物理内存。 那么系统中共有页面 1048576 个（1兆个），所以描述这么多页面的page结构体消耗的内存只不过 40MB ，相对系统 4GB 内存而言，仅是很小的一部分罢了。因此，要管理系统中这么多物理页面，这 个代价并不算太大。

要知道的是，页的大小对于内存利用和系统开销来说非常重要，页太大，页必然会剩余较大不能利 用的空间（页内碎片）。页太小，虽然可以减小页内碎片的大小，但是页太多，会使得页表太长而占用内存，同时系统频繁地进行页转化，加重系统开销。因此，页的大小应该适中，通常为 512B - 8KB ，windows系统的页框大小为4KB。

1.2.3页表

页表中的每一个表项，指向一个物理页的开始地址。在 32 位系统中，虚拟内存的最大空间是 4GB ， 这是每一个用户程序都拥有的虚拟内存空间。既然需要让 4GB 的虚拟内存全部可用，那么页表中就需要能够表示这所有的 4GB 空间，那么就一共需要 4GB/4KB = 1048576 个表项。

页表中的物理地址，与物理内存之间，是随机的映射关系，哪里可用就指向哪里(物理页)。虽然最终使用的物理内存是离散的，但是与虚拟内存对应的线性地址是连续的。处理器在访问数据、获取指令时，使用的都是线性地址，只要它是连续的就可以了，最终都能够通过页表找到实际的物理地址。

在 32 位系统中，地址的长度是 4 个字节，那么页表中的每一个表项就是占用 4 个字节。所以页表占据的总空间大小就是： 1048576*4 = 4MB 的大小。也就是说映射表自己本身，就要占用 4MB / 4KB = 1024 个物理页。

• 回想一下，当初为什么使用页表，就是要将进程划分为一个个页可以不用连续的存放在物理内存 中，但是此时页表就需要1024个连续的页框，似乎和当时的目标有点背道而驰了...... 

• 此外，根据局部性原理可知，很多时候进程在一段时间内只需要访问某几个页就可以正常运行 了。因此也没有必要一次让所有的物理页都常驻内存。

解决需要大容量页表的最好方法是：把页表看成普通的文件，对它进行离散分配，即对页表再分页， 由此形成多级页表的思想。为了解决这个问题，可以把这个单一页表拆分成 1024 个体积更小的映射表。如下图所示。这样一来，1024(每个表中的表项个数)*1024(表的个数)，仍然可以覆盖 4GB 的物理内存空间。

 这里的每一个表，就是真正的页表，所以一共有 1024 个页表。一个页表自身占用 4KB ，那么 1024 个页表一共就占用了 4MB 的物理内存空间，和之前没差别啊？

从总数上看是这样，但是一个应用程序是不可能完全使用全部的 4GB 空间的，也许只要几十个页表就 可以了。例如：一个用户程序的代码段、数据段、栈段，一共就需要 10 MB 的空间，那么使用 3 个 页表就足够了。

每一个页表项指向一个4KB 的物理页，那么一个页表中 1024 个页表项，一共能覆盖 4MB 的物理内存;那么10MB的程序，向上对齐取整之后(4MB 的倍数，就是 12 MB)，就需要 3 个页表就可以了。

1.2.4页目录结构

到目前为止，每一个页框都被一个页表中的一个表项来指向了，那么这 1024 个页表也需要被管理起来。管理页表的表称之为页目录表，形成二级页表。

• 所有页表的物理地址被页目录表项指向

• 页目录的物理地址被 CR3 寄存器 指向，这个寄存器中，保存了当前正在执行任务的页目录地 址。  

 1.2.5二级页表地址转换

1. 在32位处理器中，采用4KB的页大小，则虚拟地址中低12位为页偏移，剩下高20位给页表，分成两级，每个级别占10个bit（10+10）。

2. CR3 寄存器 读取页目录起始地址，再根据一级页号查页目录表，找到下一级页表在物理内存中 存放位置。

3. 根据二级页号查表，找到最终想要访问的内存块号。

4. 结合页内偏移量得到物理地址。

5. 注：一个物理页的地址一定是 4KB 对齐的(最后的 12 位全部为 0 )（假如我们有物理地址，把物理地址的后12位全部清0，那么前面的地址就是页框的地址，这个数字除以4kb就是struct page mem[1048576]的数组下标，此时就可以找到page，page结构体里有virtual，此时可以找到虚拟地址），所以其实只需要记录物理页地址的高20位即可。

6. 以上其实就是 MMU 的工作流程。MMU(Memory  Manage  Unit)是一种硬件电路，其速度很快， 主要工作是进行内存管理，地址转换只是它承接的业务之一。

 单级页表对连续内存要求高，于是引入了多级页表，但是多级页表也是一把双 刃剑，在减少连续存储要求且减少存储空间的同时降低了查询效率。 有没有提升效率的办法呢？计算机科学中的所有问题，都可以通过添加⼀个中间层来解决。

MMU 引入 了新武器，江湖⼈称快表的 TLB （其实，就是缓存） 当 CPU 给 MMU 传新虚拟地址之后， MMU 先去问 TLB 那边有没有，如果有就直接拿到物理地址发到 总线给内存，齐活。

但 TLB 容量比较小，难免发生 Cache Miss ，这时候 MMU 还有保底的老武器页表，在页表中找到之后 MMU 除了把地址发到总线传给内存，还把这条映射关系给到TLB，让它记录一下刷新缓存。

假如申请一段空间，或者缺页中断，写时拷贝等等，先查找哪个页没有被用，申请这个内存，因为

查找数组的下标就可以找到page，找到物理页框的地址。 

1.3线程的优点

• 创建一个新线程的代价要比创建一个新进程小得多

• 与进程之间的切换相比，线程之间的切换需要操作系统做的工作要少很多

◦ 最主要的区别是线程的切换虚拟内存空间依然是相同的，但是进程切换是不同的。这两种上 下文切换的处理都是通过操作系统内核来完成的。内核的这种切换过程伴随的最显著的性能 损耗是将寄存器中的内容切换出。（切换完还是指向同一个进程地址空间，页表之间的映射还是不变，CR3寄存器不用变）

◦ 另外一个隐藏的损耗是上下文的切换会扰乱处理器的缓存机制。简单的说，一旦去切换上下文，处理器中所有已经缓存的内存地址一瞬间都作废了。还有一个显著的区别是当你改变虚 拟内存空间的时候，处理的页表缓冲 TLB （快表）会被全部刷新，这将导致内存的访问在一段时间内相当的低效。但是在线程的切换中，不会出现这个问题，当然还有硬件cache。（进程切换，会导致TLB，cache失效，需要重新缓存）

• 线程占用的资源要比进程少很

• 能充分利用多处理器的可并行数量

• 在等待慢速I/O操作结束的同时，程序可执行其他的计算任务

• 计算密集型应用，为了能在多处理器系统上运行，将计算分解到多个线程中实现

• I/O密集型应用，为了提高性能，将I/O操作重叠。线程可以同时等待不同的I/O操作。

二.进程VS线程

• 进程是资源分配的基本单位

• 线程是调度的基本单位

• 线程共享进程数据，但也拥有自己的一部分数据:

◦ 线程ID

◦ ⼀组寄存器，线程的上下文数据（线程可以被独立调度）

◦ 栈

◦ errno

◦ 信号屏蔽字

◦ 调度优先级

三.Linux线程控制

3.1POSIX线程库

 • 与线程有关的函数构成了一个完整的系列，绝大多数函数的名字都是以“pthread_”打头的 

• 要使用这些函数库，要通过引入头文件pthread.h 

• 链接这些线程函数库时要使用编译器命令的“-lpthread”选项

3.2创建线程

 简单的代码了解pthread_create：

#include<iostream>
#include<pthread.h>
#include<unistd.h>
#include<string>void *threadrun(void *args)
{std::string name = (const char*)args;while(true){std::cout<<"我是新线程: name: "<<name<<std::endl;sleep(1);}
}int main()
{pthread_t tid;pthread_create(&tid,nullptr,threadrun,(void*)"thread-1");while(true){std::cout<<"我是主线程"<<std::endl;sleep(1);}return 0;
}

这里需要注意的是在进行编译的时候要带上-lpthread： 

之前在动静态库说过，需要找头文件（-I），需要路径（-L），还要指明哪个库（-l）。

这里前两个都可以找到：

路径：

头文件： 

所以这里就只是指明是哪个库就行了（-lpthread）。 

打印出： 

 这里的-l是指明库名的，因为OS会在系统找库。

pthread库是个什么东西 

Linux系统不会存在真正意义上的线程，只不过是用轻量级进程模拟的。在OS中只有轻量级进程。所以Linux 只会提供创建轻量级进程的系统调用。而pthread库就是把轻量级进程封装起来，给用户提供一批创建线程的接口。Linux的线程实现，是在用户层实现的，我们称之为用户级线程。pthread就是原生线程库

所以我把库的链接放开会报错：

而C++11的多线程，在Linux下本质是封装了pthread库！！ 

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tid？？？ 

ps -aL查看：

lwp就是轻量级进程的缩写 。

注意lwp是跟轻量级进程相关的，不是tid

实际上就是等待线程：

#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<pthread.h>
#include<string>void *threadrun(void* args)
{std::string name=static_cast<const char*> (args);int cnt=5;while(cnt--){std::cout<<"我是新线程："<<name<<std::endl;sleep(1);}return nullptr;
}int main()
{pthread_t tid;int n = pthread_create(&tid,nullptr,threadrun,(void*)"thread-1");(void)n;pthread_join(tid,nullptr);return 0;
}

现在来探讨一下什么是tid，在主线程中可以带上这样一个函数，查看我们线程带出来的id值：

实际上就是用16进制打印出来id值。

再来一个函数，查看我当前线程的id：这个是在线程中用 

#include<iostream>
#include<unistd.h>
#include<pthread.h>
#include<string>void showtid(pthread_t &tid)
{printf("tid: 0x%lx\n",tid);
}std::string Format(pthread_t tid)
{char id[64];snprintf(id,sizeof(id),"0x%lx",tid);return id;
}void *threadrun(void* args)
{std::string name=static_cast<const char*> (args);pthread_t tid = pthread_self();int cnt=5;while(cnt--){std::cout<<"我是新线程："<<name<<Format(tid)<<std::endl;sleep(1);}return nullptr;
}int main()
{pthread_t tid;int n = pthread_create(&tid,nullptr,threadrun,(void*)"thread-1");(void)n;showtid(tid);pthread_join(tid,nullptr);return 0;
}

 此时的主线程和线程获得的id是相同的：

现在我让主线程也获取自己的线程id，看一看新线程和主线程的差别：

 返回值

注意是二级指针：

 相当于retval是一个输出型参数，这里使用的话要用二级指针。

新线程还是上面的线程，返回是100. 

注意：

这里的线程没有异常的处理，还记得进程的异常处理，低7位是信号，然后一位是core dump标志，剩下的退出码。这里确没有，是因为线程退出，整个都结束，没有意义。 

3.3pthread_create参数可以是任意类型

说的是第四个参数，因为参数类型是void*。这里就用两个类来实现 

class Task
{
public:Task(int a,int b):_a(a),_b(b){}~Task(){}int Execute(){return _a+_b;}
private:int _a;int _b;
};class Result
{
public:Result(int result):_result(result){}~Result(){}int GetResult(){return _result;}
private:int _result;
};void *pthreadrun(void* args)
{Task* t = static_cast<Task*> (args);//强转// int ret = t->Execute();// Result* res = new Result(ret);Result* res = new Result(t->Execute());//在创建一个对象，作为退出码return res;
}int main()
{pthread_t tid;Task* t = new Task(10,20);///新建一个对象，创建在对堆上pthread_create(&tid,nullptr,pthreadrun,t);//创建新线程Result* ret=nullptr;//ret作为经过新线程后的输出结果pthread_join(tid,(void**)&ret);//等待新线程结束，因为要修改ret，所以要使用二级指针int n=ret->GetResult();std::cout<<"新线程结束，值为："<<n<<std::endl;delete t;delete ret;return 0;
}

打印出： 

3.4线程终止

1. 从线程函数return。这种方法对主线程不适用,从main函数return相当于调用exit。

2. 线程可以调用pthread_exit终止自己。

3. 一个线程可以调用pthread_cancel止同一进程中的另一个线程。

注意：不要用exit终止新线程，exit是用来终止进程的。

return我们常用就不说。

pthread_exit:

void *pthreadrun(void* args)
{Task* t = static_cast<Task*> (args);//强转// int ret = t->Execute();// Result* res = new Result(ret);Result* res = new Result(t->Execute());//在创建一个对象，作为退出码//return res;pthread_exit(res);
}

 作用等价于return

pthread_cancel:

执行下面的代码： 

使用pthread_cancle取消新线程 ，这里拿到的ret 是-1？？

 

其实就是一个宏值。 

注意：：

pthread_exit或者return返回的指针所指向的内存单元必须是全局的或者是用malloc分配的, 不能在线程函数的栈上分配,因为当其它线程得到这个返回指针时线程函数已经退出了。pthread_cancel取消的时候，新线程一定要启动了。 

 3.5分离线程

• 默认情况下，新创建的线程是joinable的，线程退出后，需要对其进行pthread_join操作，否则无法释放资源，从而造成系统泄漏。

• 如果不关心线程的返回值，join是一种负担，这个时候，我们可以告诉系统，当线程退出时，自动释放线程资源。

这个函数： 

void* pthreadrun(void* args)
{std::string name = static_cast<char*>(args);std::cout<<"我是新线程,name: "<<name<<std::endl;return nullptr;
}int main()
{pthread_t tid;int n = pthread_create(&tid,nullptr,pthreadrun,(void*)"thread-1");pthread_detach(tid);//分离if(n!=0){std::cout<<"create thread error"<<std::endl;return 1;}int num = pthread_join(tid,nullptr);if(num==0){std::cout<<"wait success"<<std::endl;}else{std::cout<<"wait failed"<<std::endl;}return 0;
}

分离成功，这里的等待就没有了意义： 

因为有一个细节的点，这里再重新发一遍，子进程也可以自己直接退出：

void* pthreadrun(void* args)
{pthread_detach(pthread_self());std::string name = static_cast<char*>(args);std::cout<<"我是新线程,name: "<<name<<std::endl;return nullptr;
}int main()
{pthread_t tid;int n = pthread_create(&tid,nullptr,pthreadrun,(void*)"thread-1");//pthread_detach(tid);//分离if(n!=0){std::cout<<"create thread error"<<std::endl;return 1;}sleep(1);很重要，要让线程先分离，再等待int num = pthread_join(tid,nullptr);if(num==0){std::cout<<"wait success"<<std::endl;}else{std::cout<<"wait failed"<<std::endl;}return 0;
}

joinable和分离是冲突的，一个线程不能既是joinable又是分离的。

四.线程ID及进程地址空间布局

• pthread_create函数会产生一个线程ID，存放在第一个参数指向的地址中。该线程ID和前面说的 线程ID不是一回事。

• 前面讲的线程ID属于进程调度的范畴。因为线程是轻量级进程，是操作系统调度器的最小单位， 所以需要一个数值来唯一表示该线程。

• pthread_create函数第一个参数指向一个虚拟内存单元，该内存单元的地址即为新创建线程的线 程ID，属于NPTL线程库的范畴。线程库的后续操作，就是根据该线程ID来操作线程的。

• 线程库NPTL提供了pthread_self函数，可以获得线程自身的ID

对于Linux目前实现的NPTL实现而言，pthread_t类 型的线程ID，本质就是一个进程地址空间上的一个地址。 

pthread_create在库中创建线程控制的管理块，要在内核中创建轻量级进程。 

4.1部分源码

 在源码中：

nptl/pthread_create.c：

2其实就是上面第一个图的struct pthread。重点是3，会先申请一大块空间，struct pthread在开头的位置。 （这里是申请空间，在库中创建线程控制的管理块）

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在struct pthread结构体中：

 其实就是lwp。

我们在使用pthread_create的时候，第三个参数是让我们自定义函数，这个函数的返回的其实就是下面图中的result，类型是void*。用pthread_join可以获取，第二个参数是输出型参数所以要传二级指针. 

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 nptl/pthread_create.c：

看了部分的struct pthread,下面堆pd指针的修改也就可以理解了：

下面的newthread就是我们pthread_create传入的第一个参数 ，要对其进行修改，得到的就是线程控制块地址：

create_thread创建线程：

 

 所以，在创建线程的时候，其实就是在pthread库内部，创建好描述线程的结构体对象，填充属性。第二步就是调用clone，让内核创建轻量级进程，并执行传入的回调函数和参数 。 其实，库提供的无非就是未来操作线程的API，通过属性设置线程的优先级之类，而真正调度的过程，还是内核来的。 但是如果我们自己在上层，设计一些让线程暂停出让CPU，然后我们上次自定义队列，让线程的tcb 进行排队那么我们其实也可以基于内核，在用户层实现线程的调度，很多更高级的语言，可能会做这个工作。

clone就是创建轻量级进程，可以用AI测试一下。 

pthread库，原生级线程库实际上就是创建一段空间（充当我们的独立栈结构），模拟线程，最本质还是对轻量级进程的封装。

4.2线程栈

虽然 Linux 将线程和进程不加区分的统一到了 task_struct ，但是对待其地址空间的 stack 还是 有些区别的

• 对于Linux进程或者说主线程，简单理解就是main函数的栈空间，在fork的时候，实际上就是复 制了父亲的 stack 空间地址，然后写时拷贝(cow)以及动态增长。如果扩充超出该上限则栈溢出 会报段错误（发送段错误信号给该进程）。进程栈是唯一可以访问未映射页而不一定会发生段错误--超出扩充上限才报。

• 然而对于主线程生成的子线程而言，其 stack 将不再是向下生生长的，而是事先固定下来的。线 程栈一般是调用glibc/uclibc等的 pthread 库接口 pthread_create 创建的线程，在文件映射区（或称之为共享区）。其中使用 mmap 系统调用，这个可以从 glibc 的 nptl/allocatestack.c 中的 allocate_stack 函数中看到：

此调用中的 size 参数的获取很是复杂，你可以手工传入stack的大小，也可以使用默认的，一般而言就是默认的 8M 。这些都不重要，重要的是，这种stack不能动态增长，一旦用尽就没了，这是和生成进程的fork不同的地⽅。在glibc中通过mmap得到了stack之后，底层将调用 sys_clone 系 统调用：

 对于子线程的 stack ，它其实是在进程的地址空间中map出来的一块内存区域，原则上是线程私有的，但是同一个进程的所有线程生成的时候，是会浅拷贝生成者的 task_struct 的很多 字段，如果愿意，其它线程也还是可以访问到的。

五.线程封装

#ifndef _THREAD_H_
#define _THREAD_H_#include <iostream>
#include <string>
#include <pthread.h>
#include <cstdio>
#include <cstring>
#include <functional>
#include <unistd.h>namespace ThreadModlue
{static uint32_t number = 1;class Thread{using func_t = std::function<void()>;private:void EnableRuning(){_isruning = true;}void EnableDetach(){std::cout<<"线程被分离"<<std::endl;_isdetach = true;}static void *Routine(void *args){Thread *self = static_cast<Thread *>(args);self->EnableRuning(); // 设置运行标志位if (self->_isdetach)//检查有没有被分离，如果已经被分离了，不允许重复分离self->Detach();self->_func();return nullptr;}public:Thread(func_t func): _tid(0), _isdetach(false), _isruning(false), res(nullptr), _func(func){_name = "Thread-" + std::to_string(number++);}void Detach(){if (_isdetach)//这里是为了不让重复分离return;if (_isruning)//如果正在运行就调用phread_detach来分离pthread_detach(_tid);EnableDetach();}bool Start(){if (_isruning) // 不让重复启动return false;int n = pthread_create(&_tid, nullptr, Routine, this); // 创建线程,传this指针，为了在类内用我们外部定义的方法if (n != 0){std::cout << "create thread error: " << strerror(n) << std::endl;return false;}else{std::cout << "start success" << std::endl;return true;}}bool Stop(){if (_isruning){int n = pthread_cancel(_tid);if (n != 0){std::cout << "stop thread error: " << strerror(n) << std::endl;return false;}else{_isruning = false;std::cout << _name << "stop success" << std::endl;return true;}}return false;}void Join(){if (_isdetach){std::cout<<"线程被分离"<<std::endl;return;}int n = pthread_join(_tid, &res);if (n != 0){std::cout << "join thread error: " << strerror(n) << std::endl;return;}else{std::cout << "join success" << std::endl;}}~Thread(){}private:pthread_t _tid;std::string _name;bool _isdetach;bool _isruning;void *res;func_t _func;};
}#endif

#include"Thread.hpp"using namespace ThreadModlue;int main()
{Thread t([](){while (true){std::cout<<"我是新线程"<<std::endl;sleep(1);}});//t.Detach();t.Start();//t.Detach();sleep(5);t.Stop();sleep(5);t.Join();return 0;
}

线程的局部存储

下面是一个全局变量

__thread int count = 1;

成功count就叫做线程的局部存储。有什么用？全局变量我又不想让其他的线程看到，线程的局部存储只能存储内置类型和部分指针。

也就是说这个count在不同的线程里是不同的变量。

这两个函数的原理其实就是线程局部存储，设置名字，方便debug。