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】

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

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！！

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）

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.

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;
}