学习第七章的时候，提到了进程和线程的区别。线程是计算机中独立运行的最小单位，运行时占用很少的系统资源。在用户看来，多个线程是同时执行，但从操作系统调度来看，各个线程是交替执行。系统不停的在各个线程之间切换，每个线程只有在系统分配给它的时间片内才能取得CPU的控制权，执行线程中的代码。
线程创建
如果在主线程里面创建线程，程序就会在创建线程的地方产生分支，变成两个程序执行。这似乎和躲进程一样，其实不然。子进程是通过拷贝父进程的地址空间来实现的;而线程与进程内的线程共享程序代码，一段代码可以同时被多个线程执行。线程创建pthread_create();
线程终止
Linux下有两种方式可以使线程终止。第一种是通过return从线程函数返回，第二种是通过调用函数pthread_exit()使线程退出，pthread_exit在头文件 pthrea.h中声明。
有两种特殊情况需要注意，一种情况是在主线程中，如果从main函数返回或是调用了exit退出主进程，则整个进程将终止。此时进程中所有的线程也将终止，因此主线程中不能过早地从main函数返回，另一种情况是如果主线程调用pthread_exit函数，则仅仅是主线程消亡，进程不会结束，进程内的其他线程也不会终止，知道所有的线程结束，进程才会结束。
线程终止最重要的问题是资源释放的问题，特别是一些临界资源。临界资源在一段时间内只能被一个线程所持有。当线程要使用临界资源时需提出请求，如果该资源未被使用则申请成功，否则等待。临界资源是用完必后要释放以便其他线程可以使用。临界资源为一个线程所独占，当一个线程终止时，如果不释放其占有的临界资源，则该资源会被认为还被已经退出的线程所使用，因为永远不会得到释放。如果一个线程在等待使用这个临界资源，它就可能无限的等待下去，这就形成了死锁，而这往往是灾难性的。
为此，Linux系统提供了一对函数：pthread_cleanu_push()、pthread_cleanup_pop()用于自动释放资源，从pthread_cleanup_push()调用点到pthread_cleanup_pop()之间的程序段中的终止动作都将执行pthread_cleanup_push() 所指定的清理函数。（注意这两个函数必须成对存在）
线程终止时另外一个需要注意的问题是线程间的同步问题。一般情况下，进程中各个线程的运行是相互独立的，线程的终止并不会相互通知，也不会影响其他线程，终止的线程所占用的系统资源不会随着线程的终止而归还系统，而是仍为线程所在的进程持有。正如进程之间可以使用wait()系统调用来等待其他进程结束一样，线程也有类似的函数：pthread_join()函数。
函数pthread_join用来等待一个线程的结束。pthread_join()的调用者将被挂起并等待线程终止。需要注意的是一个线程仅允许一个线程使用pthread_join()等待它的终止，并且被等待的线程应该处于可join状态。
一个可”join”的线程所占用的内存仅当有线程对其执行了pthread_join()后才会释放，因此为了避免内存的泄漏，所有线程终止时，要么已被设为DETACHED，要么使用pthread_join()来回收资源。
私有数据
在多线程环境下，进程内的所有线程共享进程的数据空间，因此全局变量为所有线程共有，在程序设计中有时需要保存线程自己的全局变量，这还总特殊的变量尽在某个线程内部有效。比如常见的变量errno，它返回标准的出错码。errno不应该是一个局部变量，否则在一个线程里输出的很可能是另一个线程的出错信息，这个问题可以通过创建线程的私有数据(TSD)来解决。在线程内部，线程私有数据可以被各个函数访问，但它对其他线程是屏蔽的。
私有数据采用了一种被称为一键多值的技术，即一个键对应多个数。访问数据时都是通过键值来访问，好象是对一个变量进行访问，其实在访问不同的数据。使用线程私有数据时，首先要为每个线程数据创建一个相关联的键。在各个线程内部，都使用这个公共的键来指代线程数据，但是，在不同的线程中，这个键代表的数据是不同的。操作线程私有数据主要有四个:pthread_key_create(创建一个键),pthread_key_setspecific(为一个键设置线程私有数据),pthread_key_getspecific(从一个键读取线程私有数据),pthread_key_delete(删除一个键)。
key一旦被创建，所有线程都可以访问它，但各线程可根据自己的需要往key填入不同的值，这就相当于提供了一个同名而不同值的全局变量，一键多值。一键多值靠的是一个关键数据结构数组，即TSD池。
线程同步
互斥锁通过锁机制来实现线程间的同步，在同一个时刻它通常只允许一个线程执行一个关键部分的代码。
使用互斥锁前必须先进行初始化操作。初始化有两种方式，一种是静态赋值法，将宏结构常量赋给互斥锁，另外一种方式是通过pthread_mutex_init函数初始化互斥锁。初始化后就可以给给互斥锁加锁了。加锁有两个函数:pthread_mutex_lock()和pthread_mutex_unlock()。
用pthread_mutex_lock()加锁的时候，如果mutex已经被锁住，当前尝试加锁的进程就会阻塞，知道互斥锁被其他线程释放，当pthread_mutex_lock函数返回时，说明互斥锁已经被当前进程成功加锁。pthread_mutex_trylock函数则不同，如果mutex已经被加锁，它将立即返回，返回的错误码为EBUSY，而不是阻塞等待。
用pthread_mutex_unlock函数解锁时，要满足两个条件：意识互斥锁必须处于加锁状态，而是调用本函数的线程必须是给互斥锁加锁的线程。解锁后如果有其他线程在等待互斥锁，等待队列中的第一个将获得互斥锁。
当一个互斥锁使用完毕后，必须进行清除，清除互斥锁使用函数pthread_mutex_destroy。
清除一个互斥锁意味着释放它所占用的资源。清除锁时要求当前处于开放状态，若锁处于锁定状态，函数放回EBUSY，该函数成功之行时返回0。由于在Linux中，互斥锁并不占用内存，因此pthread_mutex_destroy()除了解除互斥锁的状态外没有其他操作。
条件变量
条件变量是利用线程见共享的全局变量进行同步的一种机制。条件变量宏观上类似if语句，符合条件就能执行某段程序，否则只能等待条件成立。
使用条件变量主要包括两个动作：一个等待使用资源的线程等待”条件变量被设置为真”;另一个线程在使用完资源后”设置条件为真”，这样就可以保证线程间的同步了。这样就存在一个关键问题，这就是要保证条件变量能被正确的修改，条件变量要受到特殊的保护，实际使用中互斥锁扮演者这样一个保护者的角色。Linux也提供了一系列对条件变量操作的函数。
与互斥锁一样，条件变量的初始话也有两种方式，一种是静态赋值法，将宏结构常量PTHREAD_COND_INITIALIZER赋给互斥锁。另一种方式是使用函数pthread_cond_init。
pthread_cond_wait函数释放有mutex指向的互斥锁，同时使当前线程关于cond所指向的条件变量阻塞，直到条件被信号唤醒。通常条件表达式在互斥锁的保护下求值，如果条件表达式为假，那么线程基于条件变量阻塞。当一个线程改变条件变量的同时，条件变量获得一个信号，使得条件变量的线程退出阻塞状态。
pthread_cond_timedwait函数和pthread_cond_wait函数用法类似，差别在于pthread_cond_timedwait函数将阻塞直到条件变量获得信号或者经过abstime指定的时间，也就是说，rugosa再给定时刻前条件没有满足，则返回ETIMEOUT，结束等待。
线程被条件变量阻塞后，可以通过函数pthread_cond_signal和pthread_cond_broadcast激活。
pthread_cond_signal激活一个等待条件成立的线程，存在多个等待线程时，按入队顺序激活其中一个，而pthread_cond_broadcast则激活所有等待线程。
当一个条件变量不再使用时，需要将其清除。清除一个条件变量通过调用pthread_cond_destroy()实现。
pthread_cond_destroy函数清除由cond指向的条件变量。注意：只有在没有线程等待该条件变量的时候才能清除这个条件变量，否则返回EBUSY
异步信号
在Linux系统中，线程是在内核外实现的，它不像进程那样在内核中实现，Linux线程本质上是轻量级的进程。信号可以被进程用来进行相互通信，一个进程通过信号通知另一个进程发生了某件事件，比如该进程所需要的输入数据已经就绪。线程桶金程一样也可以接收和处理信号，信号也是一种线程同步的手段。
信号于任何线程都是异步的，也就是说信号到达线程的时间是不定的。如果有多个线程可以接收异步信号，则只有一个被选中，如果并发的多个同样的信号被送到一个进程，每一个将被不同的线程处理，如果所有的线程都屏蔽该信号，则这些信号将被挂起，知道有信号解除屏蔽来处理它们。
其中函数pthread_kill用来向特定的线程发送信号signal，函数pthread_sigmask用来设置线程的信号屏蔽码，但对不允许屏蔽的Cancel信号和不允许相应的Restart信号进行了保护，函数sigwait用来阻塞线程。
书上的一些小项目例子我也已经上传到了github上，进程和线程之间还有很多关系和区别，还需要拓展，更深入了解其中的原理和实现。