实现线程同步的几种手段:
二元信号量：
一种最简单的锁，只有两种状态 占用和非占用 适合只能被一个线程独占访问的资源
多元信号量(信号量)：
一种初始化为N的信号量 允许最多N个线程对资源进行同时访问
互斥量：
和二元信号量类似，但是它只能用于实现对某个资源的独立访问 即不可用于实现同步 因为哪个线程获取了互斥量 该线程就必须释放该互斥量 而信号量可以由其他线程释放 用以实现同步
临界区：
比互斥量更加严格的一种互斥手段，因为它只在本进程可见 而互斥量在所有进程中可见 其他与互斥量相同
读写锁：
有三种状态 自由 共享和独占 它们各自被线程访问的权限不同 用于灵活的满足那些读取次数多 写入次数少的资源访问控制 在线程获得访问权限后 可以修改其读写锁状态 获取方式分为共享方式和独占方式
自由: 两种获取方式均可获取权限
共享： 仅共享方式可获取权限
独占 只能等待当前使用线程使用完毕 并且修改读写锁状态才可获取
条件变量：
同时注册一个事件，让线程等待某一个事件触发条件变量来唤醒等待线程 该事件在某时刻被另一个线程触发 一个条件变量可以同时被多个线程等待 当条件变量有效后 所有线程得以恢复执行
可重入函数:
一个函数可重入，是指这个函数还没有执行完成，由于外部因素或内部调用，又一次进入该函数进行 主要有两种情况
1.多个线程同时执行这个函数
2.函数直接或间接地调用自身
一个函数被称为是可重入的。表面该函数被重入之后不会产生任何不良后果。这需要函数满足一下几个条件
- 不使用任何(局部)静态或者全局的非const变量
- 不返回任何(局部)静态或者全局的非const变量的指针
- 仅依赖于调用方提供的参数
- 不依赖任何单个资源的锁(mutex等)
如果一个函数满足以上条件 那么它是可重入的 可以安全的在多线程环境中使用
编译器的过度优化与CPU动态调度：
由于现代编译器的过度优化，使得有时候我们即使合理的使用了锁也不一定能保证线程安全
eg1
x = 0;
thread1 thread2
lock(); lock();
x++; x++
unlock(); unlock();
上面两个线程执行完之后，x的值可不一定为2
想象如下操作流程
1.thread1 读取x到寄存器A 此时[A]=0;
2.thread1 修改x x++ 此时[A] = 1;
3.thread1 延迟写回缓存 (编译器优化)
4.thread2 读取x到寄存器B（注意，在thread2中 它并不知道x的值放在寄存器A中 不同线程有着不同的寄存器环境）此时[B] = 0;
5.thread2 修改x x++ 此时[B] = 1;
6.接下来thread1 thread无论以何种顺序写回，x得到最终值为1
eg2
x = y = 0;
thread1 thread2
x = 1; y = 1;
r1 = y; r2 = x;
这样看起来，无论怎么执行 r1和r2必定至少有一个为1 然而未必
由于CPU的动态调度，使得CPU在执行指令时为了提高效率可能会交换指令的顺序。另外 在编译器优化的时候，可能为了效率而交换毫不相干的两条相邻指令 也就是说 可能最终执行序列如下
x = y = 0;
thread1 thread2
r1 = y; y = 1;
x = 1; r2 = x;
最终我们将得到r1 = r2 = 0
对于上面两个问题 我们可以用volatile关键字实现阻止编译器过度优化 它可以做到：
1.阻止编译器为了提高速度将一个变量缓存到寄存器内而不写回
2.阻止编译器调整操作volatile变量的指令序列
可见volatile可以解决第一个问题，但是volatile却不能解决第二个问题，因为即使阻止了编译器的动态调度，也无法阻止CPU的动态调度
这可以通过 barrier指令
#define barrier() _asm_volatile ("lwsync") //这里barrier()实现分隔其两边的指令流 不允许越界交换指令
x = y = 0;
thread1 thread2
x = 1; y = 1;
barrier() barrier();
r1 = y; r2 = x;
线程安全是个非常棘手的问题。即使你合理的使用了锁（lock），依然可能不会产生预期的效果。
让我们来看看貌似合理的代码
X=0;
Thread 1 Thread2
lock(); lock();
x++; x++;
unlock(); unlock();
你会认为执行完这两个线程之后，X的一定值等于2？没错，因为lock()和unlock()的保护，x++的执行并不会被打断。（为什么++操作会被多线程给扰乱呢？原因就在于++操作在被编译成汇编之后对应到了多条汇编代码。）但是，编译器却可能因为自作聪明的优化，把x放到register里面（因为寄存器速度快嘛），也就是说当Thread1执行完x++之后，被Thread2打断，但是1这个值只保存到了寄存器x里，没有写入内存中的x变量里。随后Thread2执行完成后，内存中x的值等于1，此时，Thread1再执行完，内存中的x又被写入为1.
原来都是编译器倒得鬼！
再看一个例子
x=y=0;
Thread1 Thread2
y=1; x=1;
r1=x; r2=y;
当你拍胸脯向崇拜你的MM保证说：r1或者r2至少有一个为1的时候，可惜编译器又再一次的站到了你的对立面。
原因是早在十几年前还是几十年前，编译器就有了这么一种优化机制，为了提高效率而交换指令的序列。所以上面的代码到了可能变成了这样：
x=y=0;
Thread1 Thread2
r1=x; r2=y;
y=1; x=1;
知道你错了吧～还好我们还有volatile：
1. 阻止编译器为了提高速度将变量缓存寄存到寄存器内而不写回内存。
2. 阻止编译器调整操作指令序列
哈哈，可惜道高一尺，魔高一丈。CPU动态调度的功能，CPU可以交换指令序列。volatile帮不了你，但宙斯大帝为我们发明了：barrier指令（这是一个CPU的指令）能够帮组我们阻止CPU调整操作指令序列。
好想目前我们解决了现场安全的问题了。
有一个著名的与换序有关的问题来至于Singleton模式的double-check。代码大概是这样子的：
volatile Singleton* Singleton::_instance = 0;
static Singleton& Instance() {
if (0 == _instance) {
Lock lock(_mutex);
if (0 == _instance) {
_instance = new Singleton();
atexit(Destroy);
}
}
return *_instance;
}
简单的说，编译器为了效率可能会重排指令的执行顺序(compiler-based reorderings)。
看这一行代码：
_instance = new Singleton();
在编译器未优化的情况下顺序如下：
1.new operator分配适当的内存；
2.在分配的内存上构造Singleton对象；
3.内存地址赋值给_instance。
但是当编译器优化后执行顺序可能如下：
1.new operator分配适当的内存；
2.内存地址赋值给_instance；
3.在分配的内存上构造Singleton对象。
当编译器优化后，如果线程一执行到2后被挂起。线程二开始执行并发现0 == _instance为false，于是直接return，而这时Singleton对象可能还未构造完成，后果...