我們知道，多線程同時(shí)修改共享變量時(shí)會出現(xiàn)數(shù)據(jù)不一致的問題，比如多個(gè)線程同時(shí)對一個(gè)變量加1，假設(shè)count的初始值為0：

int count;
void add() {    ++count;}

如果只有一個(gè)線程調(diào)用add函數(shù)，那么什么問題都沒有，但如果多個(gè)線程同時(shí)調(diào)用上述函數(shù)，比如10個(gè)線程都調(diào)用一遍，那么count值最后不一定等于0，原因在于對 count加1的操作不是原子的 。

所謂某個(gè)操作是原子的是指CPU要么執(zhí)行該操作，要么不執(zhí)行該操作，不存在中間狀態(tài)，但上述對count加1的操作經(jīng)過編譯器處理后會生成幾條對應(yīng)的機(jī)器指令，所以該操作不是原子的。

那么怎樣才能讓其變成原子的呢？很簡單，加一把鎖。

int count;mutex mtx; // 鎖
void add() {    mtx.lock();    ++count;    mtx.unlock();};

現(xiàn)在我們用一把鎖將對count的操作保護(hù)了起來，此時(shí)你可以將mtx.lock()以及mtx.unlock()中間的代碼看成原子的，CPU要完全執(zhí)行完對count的加1要么根本不會操作count，這樣上述程序的運(yùn)行結(jié)果就是我們想要的了。

這是怎樣做到呢？這就要說到操作系統(tǒng)了，千萬不要小瞧了上面的mutex這把鎖，這把鎖的背后相當(dāng)復(fù)雜，因?yàn)檫@涉及到了操作系統(tǒng)。

假設(shè)現(xiàn)在有三個(gè)線程，各自運(yùn)行在不同的CPU核心上，每個(gè)方框代表一個(gè)時(shí)間片：

T1時(shí)間片這三個(gè)線程都在調(diào)用add函數(shù)，線程A拿到鎖，A可以繼續(xù)向前推進(jìn)，但B和C就沒這么幸運(yùn)了，此時(shí)操作系統(tǒng)將剝奪線程B和C繼續(xù)持有CPU的權(quán)利，將其分配給其它具備執(zhí)行條件的線程，這就是操作系統(tǒng)中所謂的掛起，注意，這個(gè)過程相當(dāng)復(fù)雜，因?yàn)檫@涉及到用戶態(tài)與內(nèi)核態(tài)的切換以及線程的切換等等。

此時(shí)來到T2時(shí)間片，線程A繼續(xù)向前推進(jìn)，線程B和C則被按下暫停鍵。

T3時(shí)間片，然而就在線程A拿到鎖運(yùn)行時(shí)因?yàn)槟承┰蛳窀邇?yōu)先級線程槍占之類導(dǎo)致操作系統(tǒng)也剝奪了線程A繼續(xù)持有CPU的權(quán)利，糟糕的是，因?yàn)榫€程A此時(shí)持有鎖，而線程A又無法繼續(xù)向前推進(jìn)，這就進(jìn)一步使得線程B和C也無法繼續(xù)向前推進(jìn)。

你會發(fā)現(xiàn)在T3時(shí)刻，這幾個(gè)線程都沒有任何進(jìn)展，根本原因在于我們?yōu)榻鉀Q多線程問題加互斥鎖驚動(dòng)了操作系統(tǒng)，而這類互斥鎖是操作系統(tǒng)給我們實(shí)現(xiàn)的，那么解決線程安全問題一定要經(jīng)過操作系統(tǒng)嗎？

不是的，在硬件層面也可以解決線程安全問題，硬件層面當(dāng)然是指CPU，或者說機(jī)器指令。

CPU中有特定的原子指令，實(shí)際上操作系統(tǒng)也是基于這些指令實(shí)現(xiàn)的互斥鎖，既然操作系統(tǒng)能用這些指令，我們(用戶態(tài))也可以使用這些指令，基于此我們可以將上述代碼進(jìn)行簡單改造：

int count = 0;void add() {    int old_value;
    do {      old_value = count;    } while (!atomic_compare_exchange(&count, &old_value, old_value + 1));}

此時(shí)add函數(shù)是線程安全的，我們也沒有對其進(jìn)行加鎖，不管多少線程同時(shí)調(diào)用add函數(shù)得到count都是正確的， 而該函數(shù)的執(zhí)行完全不涉及操作系統(tǒng) ，不需要操作系統(tǒng)來維護(hù)秩序，利用的就是CPU中的原子指令，CPU在硬件層面一樣可以替我們維護(hù)秩序。

上述代碼就是所謂lock-free的， 不管操作系統(tǒng)怎樣調(diào)度這三個(gè)線程，我們都能確保這三個(gè)線程中總有一個(gè)能繼續(xù)向前推進(jìn) 。

lock-free的系統(tǒng)看起來像這樣：

對于這類系統(tǒng) 不存在某個(gè)時(shí)間片下線程都無法推進(jìn)的情況 ，換句話說就是lock-free程序保證至少有一個(gè)線程能繼續(xù)向前推進(jìn)。

可以看到，lock-free給出了比普通鎖更優(yōu)的保障。

但不能簡單從代碼是不是加鎖或不加鎖去判斷代碼是否lock-free ，回旋鎖也是沒有上述互斥鎖的，也不經(jīng)過操作系統(tǒng)，但回旋鎖并不是lock-free的，如果你這樣利用CPU中的原子操作修改add函數(shù)：

int count = 0;int lock = 0;  // 回旋鎖
void add () {    int expected = 0;    while(!atomic_compare_exchange_weak(&lock, &expected, 1))        expected = 0;    count++;    lock = 0;}

這就是典型的回旋鎖，然而如果某個(gè)線程持有回旋鎖后被操作系統(tǒng)掛起那么其它線程開始無效的執(zhí)行死循環(huán)，除了白白消耗CPU之外它們都無法繼續(xù)向前推進(jìn)，顯而易見，如果此時(shí)系統(tǒng)負(fù)載較高那么此類程序的性能會變差。

既然現(xiàn)在你已經(jīng)知道了lock-free我們再繼續(xù)優(yōu)化這段代碼：

std::atomic<int> count;
void add() {    ++count;}

這段代碼沒有鎖，也不需要用循環(huán)不斷檢測是否有其它線程修改count，不管操作系統(tǒng)如何調(diào)度這三個(gè)線程， 它們都能在有限的操作數(shù)內(nèi)執(zhí)行完成 ，此時(shí)我們說該程序是wati-free的，wait-free系統(tǒng)運(yùn)行起來像這樣：

可以看到在任意時(shí)間片內(nèi)， 不管操作系統(tǒng)怎樣調(diào)度，所有線程都能向前推進(jìn) 。

wait-free比lock-free的要求更高更加嚴(yán)格，由于wait-free的程序總是能在有限的步驟內(nèi)執(zhí)行完成，因此實(shí)時(shí)性是最好的，適用于那些對實(shí)時(shí)性要求較高的場景，當(dāng)然實(shí)現(xiàn)難度也要比lock-free更高。

值得注意的是，wait-free以及l(fā)ock-free程序的實(shí)現(xiàn)通常不是那么簡單。

好啦，今天就到這里，希望這篇對大家理解多線程有所幫助