（英文版本）
早在多核处理器司空见惯之前，操作系统就允许一台计算机运行多个程序。其通过在进程之间反复地切换来完成的，这允许每个进程逐个地逐次取得一点进展。现在，几乎所有的电脑，甚至手机和手表都有着多核处理器，可以真正并行执行多个程序。
操作系统尽可能的将进程之间隔离，允许程序完全意识不到其他线程在做什么的情况下做自己的事情。例如，在不先询问操作系统内核的情况下，一个进程通常不能获取其他进程的内存，或者以任意方式与之通信。
然而，一个程序可以产生额外的执行线程作为进程的一部分。同一进程中的线程不会相互隔离。线程共享内存并且可以通过内存相互交互。
这一章节将阐述在 Rust 中如何产生线程，并且关于它们的所有基本概念，例如如何安全地在多个线程之间共享数据。本章中解释的概念是本书其余部分的基础。
如果你已经熟悉 Rust 中的这些部分，你可以随时跳过。然而，在你继续下一章节之前，请确保你对线程、内部可变性、Send 和 Sync 有一个好的理解，以及知道什么是互斥锁1、条件变量2以及线程阻塞（park）3。
（英文版本）
每个程序都从一个线程开始：主（main）线程。该线程将执行你的 main 函数，并且如果你需要，可以用它产生更多线程。
在 Rust 中，新线程使用来自标准库的 std::thread::spawn 函数产生。它接受一个参数：新线程执行的函数。一旦该函数返回，线程就会停止。
让我们看一个示例：
use std::thread;
fn main() {
thread::spawn(f);
thread::spawn(f);
println!("Hello from the main thread.");
}
fn f() {
println!("Hello from another thread!");
let id = thread::current().id();
println!("This is my thread id: {id:?}");
}
我们产生两个线程，它们都将执行 f 作为它们的主函数。这两个线程将输出一个信息并且展示它们的线程 id，主线程也将输出它自己的信息。
Thread::id() 访问并且拥有 ThreadId 类型。除了复制 ThreadId 以及检查它们是否相等外，你什么也做不了。不能保证这些 ID 将会连续分配，并且每个线程的 ID 都会有所不同。
如果你运行几次我们上面的示例，你可能注意到输出在运行之间有所不同。一次在机器上特定运行的输出：
Hello from the main thread.
Hello from another thread!
This is my thread id:
惊讶的是，部分输出似乎丢失了。
这里发生的情况是：新的线程完成其函数的执行之前，主线程完成了主函数的执行。
从主函数返回将退出整个程序，即使其它线程仍然在运行。
在这个特定的示例中，在程序被主线程关闭之前，其中一个新的线程只有够到达第二条消息一半的时间。
如果我们想要线程在主函数返回之前完成执行，我们可以通过 join 它们来等待。为此，我们使用 spawn 函数返回的 JoinHandle：
fn main() {
let t1 = thread::spawn(f);
let t2 = thread::spawn(f);
println!("Hello from the main thread.");
t1.join().unwrap();
t2.join().unwrap();
}
.join() 方法会等待直到线程结束执行并且返回 std::thread::Result。如果线程由于 panic 不能成功地完成它的函数，这将包含 panic 消息。我们试图去处理这种情况，或者为 join panic 的线程调用 .unwrap() 去 panic。
运行我们程序的这个版本，将不再导致输出被截断：
Hello from the main thread.
Hello from another thread!
This is my thread id: ThreadId(3)
Hello from another thread!
This is my thread id: ThreadId(2)
唯一仍然改变的是消息的打印顺序：
Hello from the main thread.
Hello from another thread!
Hello from another thread!
This is my thread id: ThreadId(2)
This is my thread id: ThreadId(3)
std::io::Stdout::lock() 去确保输出没有被中断。println!() 表达式将等待直到任意并发的表达式运行完成后，再写入输出。如果不是这样，我们可能得到更多的交错输出：
Hello fromHello from another thread! another This is my threthreadHello fromthread id: ThreadId! ( the main thread. 2)This is my thread id: ThreadId(3)
与其将函数的名称传递给 std::thread::spawn（像我们上面的示例那样），不如传递一个闭包。这允许我们捕获并移动值到新的线程：
let numbers = vec![1, 2, 3];
thread::spawn(move || {
for n in &numbers {
println!("{n}");
}
}).join().unwrap();
在这里，因为我们使用了 move 闭包，numbers 的所有权被转移到新产生的线程。如果我们没有使用 move 关键字，闭包将会通过引用捕获 numbers。这将导致一个编译错误，因为新的线程可能比变量的生命周期更长。
由于线程可能运行直到程序执行结束，因此产生的线程在它的参数类型上有 'static 生命周期绑定。换句话说，它只接受永久保留的函数。闭包通过引用捕获局部变量不能够永久保留，因为当局部变量不存在时，引用将变得无效。
从线程中取回一个值，是从闭包中返回值来完成的。该返回值可以通过 join 方法返回的 Result 中获取：
let numbers = Vec::from_iter(0..=1000);
let t = thread::spawn(move || {
let len = numbers.len();
let sum = numbers.iter().sum::<usize>();
sum / len // 1
});
let average = t.join().unwrap(); // 2
println!("average: {average}");
在这里，线程闭包（1）返回的值通过 join 方法发送回主线程。
如果 numbers 是空的，当它尝试去除以 0 时（2），线程将发生 panic，而 join 将会发生 panic 消息，将由于 unwarp 导致主线程也 panic。
std::thread::spawn 函数事实上仅是 std::thread::Builder::new().spawn().unwrap() 的简写。
std::thread::Builder 允许你在产生线程之前为新线程做一些配置。你可以使用它为新线程配置栈大小并给新线程一个名字。线程的名字是可以通过 std::thread::current().name() 获得，这将在 panic 消息中可用，并在监控和大多数调试工具中可见。
此外，Builder 的产生函数返回一个 std::io::Result，允许你处理产生新线程失败的情况。如果操作系统内存不足，或者资源限制已经应用于你的程序，这是可能发生的。如果 std::thread::spawn 函数不能去产生一个新线程，它就会 panic。
（英文版本）
如果我们确信生成的线程不会比某个作用域存活更久，那么线程可以安全地借用那些不会一直存在的东西，例如局部变量，只要它们比该范围活得更久。
Rust 标准库提供了 std::thread::scope 去产生此类作用域内的线程。它允许我们产生不超过我们传递给该函数闭包的范围的线程，这使它可能安全地借用局部变量。
它的工作原理最好使用一个示例来展示：
let numbers = vec![1, 2, 3];
thread::scope(|s| { // 1
s.spawn(|| { // 2
println!("length: {}", numbers.len());
});
s.spawn(|| { // 2
for n in &numbers {
println!("{n}");
}
});
}); // 3
std::thread::scope 函数。我们的闭包是直接执行，并得到一个参数，s，表示作用域。s 去产生线程。该闭包可以借用本地变量，例如 numbers。这种模式保证了，在作用域产生的线程没有会比作用域更长的生命周期。因此，作用域中的 spawn 方法在它的参数类型中没有 'static 约束，允许我们去引用任何东西，只要它比作用域有更长的生命周期，例如 numbers。
在以上示例中，这两个线程并发地获取 numbers。这是没问题的，因为它们其中的任何一个（或者主线程）都没有修改它。如果我们改变第一个线程去修改 numbers，正如下面展示的，编译器将不允许我们也产生另一个也使用数字的线程：
let mut numbers = vec![1, 2, 3];
thread::scope(|s| {
s.spawn(|| {
numbers.push(1);
});
s.spawn(|| {
numbers.push(2); // 报错！
});
});
确切的错误信息取决于 Rust 编译器版本，因为它会在不断改进中以产生更好的诊断，但是试图去编译以上代码将导致以下问题：
error[E0499]: cannot borrow `numbers` as mutable more than once at a time
--> example.rs:7:13
|
4 | s.spawn(|| {
| -- first mutable borrow occurs here
5 | numbers.push(1);
| ------- first borrow occurs due to use of `numbers` in closure
|
7 | s.spawn(|| {
| ^^ second mutable borrow occurs here
8 | numbers.push(2);
| ------- second borrow occurs due to use of `numbers` in closure
在 Rust 1.0 之前，标准库有一个函数叫做 std::thread::scoped，它将直接产生一个线程，就像 std::thread::spawn。它允许无 'static 的捕获，因为它返回的不是 JoinHandle，而是当被丢弃时 join 到线程的 JoinGuard。任意的借用数据仅需要比这个 JoinGuard 存活得更久。只要 JoinGuard 在某个时候被丢弃，这似乎就是安全的。
就在 Rust 1.0 发布之前，人们慢慢发现它似乎不能保证某些东西一定被丢弃。有很多种方式不能丢弃它，例如创建一个引用计数节点的循环，可以忘记某些东西或者泄漏它。
最终，在一些人提及的“泄漏启示录”中得到结论，（安全）接口的设计不能依赖假设对象总是在它们的生命周期结束后丢弃。泄漏一个对象可能会导致泄漏更多对象（例如，泄漏一个 Vec 将也导致泄漏它的元素），但它并不会导致未定义行为（undefind behavior）。因此，std::thread::scoped 将不再视为安全的并从标准库移除。此外，std::mem::forget 从一个不安全的函数升级到安全的函数，以强调忘记（或泄漏）总是一种可能性。
直到后来，在 Rust 1.63 中，添加了一个新的 std::thread::scope 功能，其新设计不依赖 Drop 来获得正确性。
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目前，我们已经使用了 move 闭包（“Rust 中的线程”）将值的所有权转移到线程并从生命周期较长的父线程借用数据（作用域内的线程）。当两个线程之间共享数据，它们之间的任何一个线程都不能保证比另一个线程的生命周期长，那么它们都不能称为该数据的所有者。它们之间共享的任何数据都需要与最长生命周期的线程一样长。
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有几种方式去创建不属于单线程的东西。最简单的方式是静态值，它由整个程序“拥有”，而不是单个线程。在以下示例中，这两个线程都可以获取 X，但是它们并不拥有它：
static X: [i32; 3] = [1, 2, 3];
thread::spawn(|| dbg!(&X));
thread::spawn(|| dbg!(&X));
静态值一般由一个常量初始化，它从不会被丢弃，并且甚至在程序的主线程开始之前就已经存在。每个线程都可以借用它，因为可以保证它它总是存在。
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另一种方式是通过泄漏内存分配的方式共享所有权。使用 Box::leak，人们可以释放 Box 的所有权，保证永远不会丢弃它。从那时起，Box 将永远存在，没有所有者，只要程序运行，任意线程都可以借用它。
let x: &'static [i32; 3] = Box::leak(Box::new([1, 2, 3]));
thread::spawn(move || dbg!(x));
thread::spawn(move || dbg!(x));
move 闭包可能会让它看起来像我们移动所有权进入线程，但仔细观察 x 的类型就会发现，我们只是给线程一个对数据的引用。
引用是
Copy的，这意味着当你“移动”（move）它们的时候，原始内容仍然存在，这就像整数或者布尔内容一样。
注意，'static 生命周期并不意味着该值自程序开始时就存在，而只是意味着它一直存在到程序的结束。过去并不重要。
泄漏 Box 的缺点是我们正在泄漏内存。我们获取一些内存，但是从未丢弃和释放它。如果仅发生有限的次数，这就可以了。但是如果我们继续这样做，程序将慢慢地耗尽内存。
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为了确保共享数据能够丢弃和释放内存，我们不能完全放弃它的所有权。相反，我们可以分享所有权。通过跟踪所有者的数量，我们确保仅当没有所有者时，才会丢弃该值。
Rust 标准库通过 std::rc::Rc 类型提供了该功能，它是“引用计数”（reference counted）的缩写。它与 Box 非常类似，唯一的区别是克隆它将不会分配任何新内存，而是递增存储在包含值旁边的计数器。原始的 Rc 和克隆的 Rc 将引用相同的内存分配；它们共享所有权。
use std::rc::Rc;
let a = Rc::new([1, 2, 3]);
let b = a.clone();
assert_eq!(a.as_ptr(), b.as_ptr()); // 相同内存分配！
丢弃一个 Rc 将递减计数。只有最后一个 Rc，计数器下降到 0，才会丢弃且释放内存分配中所包含的数据。
如果我们尝试去发送一个 Rc 到另一个线程，然而，我们将造成以下的编译错误：
error[E0277]: `Rc` cannot be sent between threads safely
|
8 | thread::spawn(move || dbg!(b));
| ^^^^^^^^^^^^^^^
事实证明，Rc 不是线程安全的（详见，线程安全：Send 和 Sync）。如果多个线程有相同内存分配的 Rc，那么它们可能尝试并发修改引用计数，这可能产生不可预测的结果。
然而，我们可以使用 std::sync::Arc，它代表“原子引用计数”。它与 Rc 相同，只是它保证了对引用计数的修改是不可分割的原子操作，因此可以安全地与多个线程使用。（详见第二章。）
use std::sync::Arc;
let a = Arc::new([1, 2, 3]); // 1
let b = a.clone(); // 2
thread::spawn(move || dbg!(a)); // 3
thread::spawn(move || dbg!(b)); // 3
如果给每个 Arc 的克隆取一个不同的名称，这可能使得代码变得混乱难以追踪。尽管每个 Arc 的克隆都是一个独立的对象，而给每个克隆赋予不同的名称也并不能很好地反映这一点。
Rust 允许（并且鼓励）你通过定义有着新的名称的相同变量去遮蔽变量。如果你在同一作用域这么做，则无法再命名原始变量。但是通过打开一个新的作用域，可以使用类似 let a = a.clone(); 的语句在该作用域内重用相同的名称，同时在作用于外保留原始变量的可用性。
通过在新的作用域（使用 {}）中封装闭包，我们可以在将变量移动到闭包中之前，进行克隆，而不重新命名它们。
let a = Arc::new([1, 2, 3]);
let b = a.clone();
thread::spawn(move || {
dbg!(b);
});
dbg!(a);
Arc 克隆存活在同一作用域内。每个线程都有自己的克隆，只是名称不同。
let a = Arc::new([1, 2, 3]);
thread::spawn({
let a = a.clone();
move || {
dbg!(a);
}
});
dbg!(a);
Arc 的克隆存活在不同的作用域内。我们可以在每个线程使用相同的名称。
因为所有权是共享的，引用计数指针（Rc<T> 和 Arc<T>）与共享引用（&T）有着相同的限制。它们并不能让你对它们包含的值进行可变访问，因为该值在同一时间，可能被其它代码借用。
例如，如果我们尝试去排序 Arc<[i32]> 中整数的切片，编译器将阻止我们这么做，告诉我们不允许改变数据：
error[E0596]: cannot borrow data in an `Arc` as mutable
|
6 | a.sort();
| ^^^^^^^^
（英文版本）
在 Rust 中，可以使用两种方式借用值。
& 借用会得到一个不可变借用。这样的引用可以被复制。对于它引用访问的数据在所有引用副本之间是共享的。顾名思义，编译器通常不允许你通过这样的引用改变数据，因为那可能会影响当前引用相同数据的其它代码。&mut 借用会得到一个可变引用。可变借用保证了它是该数据的唯一激活的借用。这确保了可变的数据将不会改变任何其它代码正在查看的数据。这两个概念一起，完全阻止了数据竞争：一个线程正在改变数据，而另一个线程正在并发地访问数据的情况。数据竞争通常是未定义行为4，这意味着编译器不需要考虑这些情况。它只是假设它们并不会发生。
为了清晰地表达这个意思，让我们来看一看编译器可以使用借用规则作出有用假设的示例：
fn f(a: &i32, b: &mut i32) {
let before = *a;
*b += 1;
let after = *a;
if before != after {
x(); // 从不发生
}
}
这里，我们得到一个整数的不可变引用，并在递增 b 所引用的整数之前和之后存储整数的值。编译器可以自由地假设关于借用和数据竞争的基本规则得到了遵守，这意味着 b 不可能引用与 a 相同的整数。实际上，在对 a 进行引用时，整个程序中没有任何地方对 a 借用的整数进行可变借用。因此，编译器可以轻松地推断 *a 不会发生变化，并且 if 语句将永远不是 true，并且可以作为优化完全地删除 x 调用。
除了使用不安全的块（unsafe）禁止一些编译器的安全检查之外，不可能写出打破编译器假设的 Rust 程序。
类似 C、C++ 和 Rust 都有一套需要遵守的规则，以避免未定义行为。例如，Rust 的规则之一是，对任何对象的可变引用永远不可能超过一个。
在 Rust 中，仅当使用 unsafe 代码块才能打破这些规则。“unsafe”并不意味着代码是错误的或者不安全的，而是编译器并没有为你验证你的代码是安全的。如果代码确实违法了这些规则，则称为不健全的（unsound）。
允许编译器在不检查的情况下假设这些规则从未破坏。当破坏是，这将导致叫做未定义行为的问题，我们需要不惜一切代价去避免。如果我们允许编译器作出与实际不符的假设，那么它可能很容易导致关于代码不同部分更错误的结论，影响你整个程序。
作为一个具体的例子，让我们看看在切片上使用 get_unchecked 方法的小片段：
let a = [123, 456, 789];
let b = unsafe { a.get_unchecked(index) };
get_unchecked 方法给我们一个给定索引的切片元素，就像 a[index]，但是允许编译器假设索引总是在边界，没有任何检查。
这意味着，在代码片段中，由于 a 的长度是 3，编译器可能假设索引小于 3。这使我们确保其假设成立。
如果我们破坏了这个假设，例如，我们以等于 3 的索引运行，任何事情都可能发生。它可能导致读取 a 之后存储的任何内存内容。这可能导致程序崩溃。它可能会执行程序中完全无关的部分。它可能会引起各种糟糕的情况。
或许令人惊讶的是，未定义行为甚至可以“时间回溯”，导致之前的代码出问题。要理解这种情况是如何发生的，想象我们上面的片段有一个 match 语句，如下：
match index {
0 => x(),
1 => y(),
_ => z(index),
}
let a = [123, 456, 789];
let b = unsafe { a.get_unchecked(index) };
由于不安全的代码，编译器被允许假设 index 只有 0、1 或 2。它可能会逻辑的得出结论，我们的 match 语句的最后分支仅会匹配到 2，因此 z 仅会调用为 z(2)。这个结论不仅可以优化匹配，还可以优化 z 本身。这可能包括丢弃代码中未使用的部分。
如果我们以 3 为 index 执行此设置，我们的程序可能会尝试执行被优化的部分，导致在我们到达最后一行的 unsafe 块之前就出现不可预测的行为。就像这样，未定义行为通过整个程序向后或者向前传播，而这往往是以非常出乎意料的方式发生。
当调用任何的不安全函数时，仔细阅读其文档，确保你完全理解它的安全要求：作为调用者，你需要维持约定或前提条件，以避免未定义行为。
（英文版本）
上一节介绍的借用规则可能非常有限——尤其涉及多个线程时。遵循这些规则在线程之间通信极其有限，并且是不可能的，因为多个线程访问的数据都无法改变。
幸运的是，有一个逃生方式：内部可变性。有着内部可变性的数据类型略微改变了借用规则。在某些情况下，这些类型可以使用“不可变”的引用进行可变。
在“引用计数”中，我们已经看到一个设计内部可变性的微妙示例。在 Rc 和 Arc 都变为引用计数器，即使可能有多个克隆都使用相同的引用计数器。
一旦设计内部可变性类型，称“不可变”和“可变”将变得混乱和不准确，因为一些类型可以通过两者变得可变。更准确的称呼是“共享”和“独占”：共享引用（&T）可以被复制以及与其它引用共享，然而独占引用（&mut T）保证了仅有一个对 T 的独占借用。对于大多数类型，共享引用并不允许可变，但有一些例外。由于本书我们将主要处理这些例外情况，我们将在这本书的剩余内容中使用更准确的术语。
请记住，内部可变性仅会影响共享借用的规则，以便在共享时允许可变。它不能改变任意关于独占借用的规则。独占借用仍然保证没有任意激活的借用。导致超过一个活动的独占引用的不安全代码总是涉及未定义行为，不管内部可变性如何。
让我们看一看有着内部可变性的一些示例，以及如何通过共享引用允许可变性而不导致未定义行为。
（英文版本）
std::cell::Cell<T> 仅是包装了 T，但允许通过共享引用进行可变。为避免未定义行为，它仅允许你将值复制出来（如果 T 实现 Copy）或者将其替换为另一个整体值。此外，它仅用于单个线程。
让我们看一看与上一节相似的示例，但是这一次使用 Cell<i32> 而不是 i32：
use std::cell::Cell;
fn f(a: &Cell<i32>, b: &Cell<i32>) {
let before = a.get();
b.set(b.get() + 1);
let after = a.get();
if before != after {
x(); // 可能发生
}
}
与上次不同，现在 if 条件有可能为真。因为 Cell<i32> 是内部可变的，只要我们有对它的共享引用，编译器不再假设它的值不再改变。a 和 b 可能引用相同的值，通过 b 也可能影响 a。然而，它可能假设没有其它线程并发获取 cell。
对 Cell 的限制并不总是容易处理的。因为它不能直接让我们借用它所持有的值，我们需要将值移动出去（让一些东西替换它的位置），修改它，然后将它放回去，以改变它的内容：
fn f(v: &Cell<Vec<i32>>) {
let mut v2 = v.take(); // 使用空的 Vec 替换 Cell 中的内容
v2.push(1);
v.set(v2); // 将修改的 Vec 返回
}
（英文版本）
与常规的 Cell 不同的是，std::cell::RefCell 允许你以很小的运行时花费，去借用它的内容。RefCell<T> 不仅持有 T，同时也持跟踪任何未解除的借用。如果你在已经存在可变借用的情况下尝试借用它（反之亦然），会引发 panic，以避免出现未定义行为。就像 Cell，RefCell 只能在单个线程中使用。
借用 RefCell 的内容通过调用 borrow 或者 borrow_mut 完成：
use std::cell::RefCell;
fn f(v: &RefCell<Vec<i32>>) {
v.borrow_mut().push(1); // 我们可以直接修改 `Vec`。
}
尽管 Cell 和 RefCell 有时是非常有用的，但是当我们使用多线程的时候，它们会变得无用。所以让我们继续讨论与并发相关的类型。
（英文版本）
读写锁（RwLock）5是 RefCell 的并发版本。RwLock<T> 持有 T 并且跟踪任意未解除的借用。然而，与 RefCell 不同，它在冲突的借用中不会 panic。相反，它会阻塞当前线程——使它进入睡眠——直到冲突的借用消失才会唤醒。在其它线程完成后，我们仅需要耐心的等待轮到我们处理数据。
借用 RwLock 的内容称为锁。通过锁定它，我们临时阻塞并发的冲突借用，这允许我们没有导致数据竞争的借用它。
Mutex6 与其是非常相似的，但是概念上相对简单的。它不像 RwLock 跟踪共享借用和独占借用的数量，它仅允许独占借用。
我们将在“锁：互斥锁和读写锁”更详细地介绍这些类型。
（英文版本）
原子类型表示 Cell 的并发版本，是第 2 章和第 3 章的主题。与 Cell 相同，它们通过将整个值进行复制来避免未定义行为，而不直接让我们借用内容。
与 Cell 不同的是，它们不能是任意大小的。因此，任何 T 都没有通用的 Atomic<T> 类型，但仅有特定的原子类型，例如 AtomicU32 和 AtomicPtr<T>。因为它们需要处理器的支持来避免数据竞争，所以哪些类型可用具体取决于平台。（我们将在第七章研究这个问题。）
因为它们的大小非常有限，原子类型通常不直接在线程之间共享所需的信息。相反，它们通常用作工具，是线程之间共享其它（通常是更大的）东西作为可能。当原子用于表示其它数据时，情况可能变得令人意外地复杂。
（英文版本）
UnsafeCell 是内部可变性的原始基石。
UnsafeCell<T> 包装 T，但是没有附带任何条件和限制来避免未定义行为。相反，它的 get() 方法仅是给出了它包装值的原始指针，该值仅可以在 unsafe 块中使用。它以用户不会导致任何未定义行为的方式使用它。
更常见的是，不会直接使用 UnsafeCell，而是将它包装在另一个类型，通过限制接口提供安全，例如 Cell 和 Mutex。所有有着内部可变性的类型——包括所有以上讨论的类型都建立在 UnsafeCell 之上。
（英文版本）
在这一章节中，我们已经看见一个不是线程安全的类型，这些类型仅用于一个单线程，例如 Rc、Cell 以及其它。由于需要这些限制来避免未定义行为，所以编译器需要理解并为你检查这个限制，这样你就可以在不使用 unsafe 块的情况下使用这些类型。
该语言使用两种特殊的 trait 以跟踪这些类型可以安全地用作交叉线程：
Send 类型。换句话说，如果一个类型值的所有权可以转移到另一个线程，那么该类型就是 Send。例如，Arc<i32> 是 Send，而 Rc<i32> 不是。Sync 类型。换句话说，当且仅当对该类型（T）的共享引用 &T 是 Send 的时候，这个类型 T 才是 Sync。例如，i32 是 Sync，而 Cell<i32> 就不是。（然而 Cell<i32> 是 Send，但并非 Sync。）原始类型，例如 i32、bool 以及 str 都是 Send 和 Sync。
这两个 trait 会自动地为你实现该 trait，这意味着它们会基于各自的字段为你的类型自动地实现。如果结构体的所有字段都实现 Send 和 Sync，那结构体本身也将实现 Send 和 Sync。
选择退出其中任何一种的方式是去增加没有实现该 trait 的字段到你的类型。为此，特殊的 std::marker::PhantomData<T> 类型经常派上用场。实际上它在运行时并不存在，它会被被编译器视为 T。它是零开销类型，不占用任何空间。
让我们来看看以下的结构体：
use std::marker::PhantomData;
struct X {
handle: i32,
_not_sync: PhantomData<Cell<()>>,
}
在这个示例中，如果 handle 是它唯一的字段，X 将是 Send 和 Sync。然而，我们增加一个零开销的 PhantomData<Cell<()>> 字段，该字段被视为 Cell<()>。因为 Cell<()> 字段不是 Sync，X 也将不是。但它仍然是 Send，因为所有字段都实现了 Send。
原始指针（*const T 和 *mut T）既不是 Send 也不是 Sync，因为编译器不了解他们表示什么。
选择任意 trait 的方式和使用任意其它 trait 相同；使用一个 impl 为你的类型实现 trait：
struct X {
p: *mut i32,
}
unsafe impl Send for X {}
unsafe impl Sync for X {}
注意，实现这些 trait 需要 unsafe 关键字，因为编译器不能为你检查它是否正确。这是你对编译器作出的承诺，你不得不信任它。
如果你尝试去移动一些未实现 Send 的值进入另一个线程，编译器将阻止你这样做。用一个小的示例去演示：
fn main() {
let a = Rc::new(123);
thread::spawn(move || { // 报错！
dbg!(a);
});
}
这里，我们尝试去发送 Rc<i32> 到一个新线程，但是 Rc<i32> 与 Arc<i32> 不同，因为它没有实现 Send。
如果我们尝试去编译以上示例，我们将面临一个类似这样的错误：
error[E0277]: `Rc<i32>` cannot be sent between threads safely
--> src/main.rs:3:5
|
3 | thread::spawn(move || {
| ^^^^^^^^^^^^^ `Rc<i32>` cannot be sent between threads safely
|
= help: within `[closure]`, the trait `Send` is not implemented for `Rc<i32>`
note: required because it's used within this closure
--> src/main.rs:3:19
|
3 | thread::spawn(move || {
| ^^^^^^^
note: required by a bound in `spawn`
thread::spawn 函数需要它的参数实现 Send，并且只有当其所有的捕获都是 Send，闭包才是 Send。如果我们尝试捕获未实现 Send，就会捕捉我们的错误，保护我们避免未定义行为的影响。
（英文版本）
在线程之间共享（可变）数据更常规的有用工具是 mutex，它是“互斥”（mutual exclusion）的缩写。mutex 的工作是通过暂时阻塞其它试图同时访问某些数据的线程，来确保线程对某些数据进行独占访问。
概念上，mutex 仅有两个状态：解锁和锁定。当线程锁定一个未上锁的 mutex，mutex 被标记为锁定，线程可以立即继续。当线程尝试锁定一个已上锁的 mutex，操作将阻塞。当线程等待 mutex 解锁时，其会置入睡眠状态。解锁操作仅能在已上锁的 mutex 上进行，并且应当由锁定它的同一线程完成。如果其它线程正在等待锁定 mutex，解锁将导致唤醒其中一个线程，因此它可以尝试再次锁定 mutex 并且继续它的进程。
使用 mutex 保护数据仅是所有线程之间的约定，当它们持有 mutex 锁时，它们才能获取数据。这种方式，没有两个线程可以并发地获取数据和导致数据竞争。
（英文版本）
Rust 的标准库通过 std::sync::Mutex<T> 提供这个功能。它对类型 T 进行范型化，该类型 T 是 mutex 所保护的数据类型。通过将 T 作为 mutex 的一部分，该数据仅可以通过 mutex 获取，从而提供一个安全的接口，以保证所有线程都遵守这个约定。
为确保已上锁的 mutex 仅通过锁定它的线程解锁，所以它没有 unlock() 方法。然而，它的 lock() 方法返回一个称为 MutexGuard 的特殊类型。该 guard 表示保证我们已经锁定 mutex。它通过 DerefMut trait 行为表现像一个独占引用，使我们能够独占访问互斥体保护的数据。解锁 mutex 通过丢弃 guard 完成。当我们丢弃 guard 时，我们我们放弃了获取数据的能力，并且 guard 的 Drop 实现将解锁 mutex。
让我们看一个示例，实践中的 mutex：
use std::sync::Mutex;
fn main() {
let n = Mutex::new(0);
thread::scope(|s| {
for _ in 0..10 {
s.spawn(|| {
let mut guard = n.lock().unwrap();
for _ in 0..100 {
*guard += 1;
}
});
}
});
assert_eq!(n.into_inner().unwrap(), 1000);
}
在这里，我们有一个 Mutex<i32>，一个保护整数的 mutex，并且我们启动了十个线程，每个线程会递增这个整数 100 次。每个线程将首先锁定 mutex 去获取 MutexGuard，并且然后使用 guard 去获取整数并修改它。当该变量超出作用域后，guard 会立即隐式丢弃。
线程完成后，我们可以通过 into_inner() 安全地从整数中移除保护。into_inner 方法获取 mutex 的所有权，这确保了没有其它东西可以引用 mutex，从而使 mutex 变得不再必要。
尽管递增是逐步地的，但是线程仅能够看见 100 的倍数，因为它只能在 mutex 解锁时查看整数。实际上，由于 mutex 的存在，这一百次递增称为了一个单一不可分割的原子操作。
为了清晰地看见 mutex 的效果，我们可以让每个线程在解锁 mutex 之前等待一秒：
use std::time::Duration;
fn main() {
let n = Mutex::new(0);
thread::scope(|s| {
for _ in 0..10 {
s.spawn(|| {
let mut guard = n.lock().unwrap();
for _ in 0..100 {
*guard += 1;
}
thread::sleep(Duration::from_secs(1)); // 新增！
});
}
});
assert_eq!(n.into_inner().unwrap(), 1000);
}
当你现在运行程序，你将看见大约需要花费 10s 才能完成。每个线程仅等待 1s，但是 mutex 确保一次仅有一个线程这么做。
如果我们在睡眠 1s 之前丢弃 guard，并且因此解锁 mutex，我们将看到并行发生：
fn main() {
let n = Mutex::new(0);
thread::scope(|s| {
for _ in 0..10 {
s.spawn(|| {
let mut guard = n.lock().unwrap();
for _ in 0..100 {
*guard += 1;
}
drop(guard); // 新增：在睡眠之前丢弃 guard！
thread::sleep(Duration::from_secs(1));
});
}
});
assert_eq!(n.into_inner().unwrap(), 1000);
}
有了这些变化，这个程序大约仅需要 1s，因为 10 个线程现在可以同时执行 1s 的睡眠。这表明了 mutex 锁定时间保持尽可能短的重要性。将 mutex 锁定时间超过必要时间可能会完全抵消并行带来的好处，实际上会强制所有操作按顺序执行。
（英文版本）
上述示例中 unwarp() 调用和锁中毒有关。
当线程在持有锁时 panic，Rust 中的 mutex 将被标记为中毒。当这种情况发生时，Mutex 将不再被锁定，但调用它的 lock 方法将导致 Err，以表明它已经中毒。
这是一个防止由 mutex 保护的数据处于不一致状态的机制。在我们上面的示例中，如果一个线程在整数递增到 100 之前崩溃，mutex 将解锁并且整数将处于一个意外的状态，它不再是 100 的倍数，这可能打破其它线程的假设。在这种情况下，自动标记 mutex 中毒，强制用户处理这种可能。
在中毒的 mutex 上调用 lock() 仍然可能锁定 mutex。由 lock() 返回的 Err 包含 MutexGuard，允许我们在必要时纠正不一致的状态。
虽然锁中毒是一种强大的机制，在实践中，从潜在的不一致状态恢复并不常见。如果锁中毒，大多数代码要么忽略了中毒或者使用 unwrap() 去 panic，这有效地将 panic 传递给使用 mutex 的所有用户。
尽管隐式丢弃 guard 解锁 mutex 很方便，但是它有时会导致微妙的意外。如果我们使用 let 语句授任 guard 一个名字（正如我们上面的示例），看它什么时候会被丢弃相对简单，因为局部变量定义在它们作用域的末尾。然而，正如上述示例所示，不明确地丢弃 guard 可能导致 mutex 锁定的时间超过所需时间。
在不给它指定名称的情况下使用 guard 也是可能的，并且有时非常方便。因为 MutexGuard 保护数据的行为像独占引用，我们可以直接使用它，而无需首先为他授任一个名称。例如，你有一个 Mutex<Vec<i32>>，你可以在单个语句中锁定 mutex，将项推入 Vec，并且再次锁定 mutex：
list.lock().unwrap().push(1);
任何更大表达式产生的临时值，例如通过 lock() 返回的 guard，将在语句结束后被丢弃。尽管这似乎显而易见，但它导致了一个常见的问题，这通常涉及 match、if let 以及 while let 语句。以下是遇到该陷阱的示例：
if let Some(item) = list.lock().unwrap().pop() {
process_item(item);
}
如果我们的旨意就是锁定 list、弹出 item、解锁 list 然后在解锁 list 后处理 item，我们在这里犯了一个微妙而严重的错误。临时的 guard 直到完整的 if let 语句结束后才能被丢弃，这意味着我们在处理 item 时不必要地持有锁。
if 语句，这并不会发生，例如以下示例：
if list.lock().unwrap().pop() == Some(1) {
do_something();
}
在这里，临时的 guard 在 if 语句的主体执行之前就已经丢弃了。该原因是，通常 if 语句的条件总是一个布尔值，它并不能借用任何东西。没有理由将临时的生命周期从条件开始延长到语句的结尾。对于 if let 语句，情况可能并非如此。例如，如果我们使用 front()，而不是 pop()，项将会从 list 中借用，因此有必要保持 guard 存在。因为借用检查实际上只是一种检查，它并不会影响何时以及什么顺序丢弃，所以即使我们使用了 pop()，情况仍然是相同的，尽管那并不是必须的。
我们可以通过将弹出操作移动到单独的 let 语句来避免这种情况。然后在该语句的末尾放下 guard，在 if let 之前：
let item = list.lock().unwrap().pop();
if let Some(item) = item {
process_item(item);
}
（英文版本）
互斥锁仅涉及独占访问。MutexGuard 将提供受保护数据的一个独占引用（&mut T），即使我们仅想要查看数据，并且共享引用（&T）就足够了。
读写锁是一个略微更复杂的 mutex 版本，它能够区分独占访问和共享访问的区别，并且可以提供两种访问方式。它有三种状态：解锁、由单个 writer 锁定（用于独占访问）以及由任意数量的 reader 锁定（用于共享访问）。它通常用于通常由多个线程读取的数据，但只是偶尔一次。
Rust 标准库通过 std::sync::RwLock<T> 类型提供该锁。它与标准库的 Mutex 工作类似，只是它的接口大多是分成两个部分。然而，单个 lock() 方法，它有 read() 和 write() 方法，用于为 reader 或 writer 进行锁定。它还附带了两种守卫类型，一种用于 reader，一种用于 writer：RwLockReadGuard 和 RwLockWriteGuard。前者只实现了 Deref，其行为像受保护数据共享引用，后者还实现了 DerefMut，其行为像独占引用。
它实际上是 RefCell 的多线程版本，动态地跟踪引用的数量以确保借用规则得到维护。
Mutex<T> 和 RwLock<T> 都需要 T 是 Send，因为它们可能发送 T 到另一个线程。除此之外，RwLock<T> 也需要 T 实现 Sync，因为它允许多个线程对受保护的数据持有共享引用（&T）。（严格地说，你可以创建一个并没有实现这些需求 T 的锁，但是你不能在线程之间共享它，因为锁本身并没有实现 Sync）。
Rust 标准库仅提供一种通用的 RwLock 类型，但它的实现依赖于操作系统。读写锁之间有很多细微差别。当有 writer 等待时，即使当锁已经读锁定的，很多实现将阻塞新的 reader。这样做是为了防止 writer 挨饿，在这种情况下，很多 reader 将集体阻止锁解锁，从而不允许任何 writer 更新数据。
Rust 标准的 Mutex 和 RwLock 类型与你在其它语言（例如 C、C++）发现的看起来有一点不同。
最大的区别是，Rust 的 Mutex<T> 数据包含它正在保护的数据。例如，在 C++ 中，std::mutex 并不包含着它保护的数据，甚至不知道它在保护什么。这意味着，用户有指责记住哪些数据由 mutex 保护，并且确保每次访问“受保护”的数据都锁定正确的 mutex。注意，当读取其它语言涉及到 mutex 的代码，或者与不熟悉 Rust 程序员沟通时，非常有用。Rust 程序员可能讨论关于“数据在 mutex 之中”，或者说“mutex 中包装数据”这类话，这可能让只熟悉其它语言 mutex 的程序员感到困惑。
如果你真的需要一个不包含任何内容的独立 mutex，例如，保护一些外部硬件，你可以使用 Mutex<()>。但即使是这种情况，你最好定义一个（可能 0 大小开销）的类型来与该硬件对接，并将其包装在 Mutex 之中。这样，在与硬件交互之前，你仍然可以强制锁定 mutex。
（英文版本）
当数据由多个线程更改时，在许多情况下，它们需要等待一些事件，以便管有数据的某些条件变为真。例如，如果我们有一个保护 Vec 的 mutex，我们可能想要等待直到它包含任何东西。
尽管 mutex 允许线程等待直到它解锁，但它不提供等待任何其它条件的功能。如果我们只拥有一个 mutex，我们不得不持有锁定的 mutex，以反复检查 Vec 中是否有任意东西。
（英文版本）
一种方式是去等待来自另一个线程的通知，其被称为线程阻塞。一个线程可以阻塞它自己，将它置入睡眠状态，阻止它消耗任意 CPU 周期。然后，另一个线程可以解锁阻塞的线程，将其从睡眠中唤醒。
线程阻塞可以通过 std::thread::park() 函数获得。对于解锁，你可以在 Thread 对象中调用 unpark() 函数表示你想要解锁该线程。这样的对象可以通过 spawn 返回的 join 句柄获得，或者也可以通过 std::thread::current() 从线程本身中获得。
让我们深入研究在线程之间使用 mutex 共享队列的示例。在以下示例中，一个新产生的线程将消费来自队列的项，尽管主线程将每秒插入新的项到队列。线程阻塞被用于在队列为空时使消费线程等待。
use std::collections::VecDeque;
fn main() {
let queue = Mutex::new(VecDeque::new());
thread::scope(|s| {
// 消费线程
let t = s.spawn(|| loop {
let item = queue.lock().unwrap().pop_front();
if let Some(item) = item {
dbg!(item);
} else {
thread::park();
}
});
// 产生线程
for i in 0.. {
queue.lock().unwrap().push_back(i);
t.thread().unpark();
thread::sleep(Duration::from_secs(1));
}
});
}
消费线程运行一个无限循环，它将项弹出队列，使用 dbg 宏展示它们。当队列为空的时候，它停止并且使用 park() 函数进行睡眠。如果它得到解锁，park() 调用将返回，循环继续，再次从队列中弹出项，直到它是空的。等等。
生产线程将其推入队列，每秒产生一个新的数字。每次递增一个项时，它都会在 Thread 对象上使用 unpark() 方法，该方法引用消费线程来解锁它。这样，消费线程就会被唤醒处理新的元素。
需要注意的一点是，即使我们移除阻塞，这个程序在理论上仍然是正确的，尽管效率低下。这是重要的，因为 park() 不能保证它将由于匹配 unpark() 而返回。尽管有些罕见，但它很可能会有虚假唤醒。我们的示例处理得很好，因为消费线程会锁定队列，可以看到它是空的，然后直接解锁它并再次阻塞。
线程阻塞的一个重要属性是，在线程自己进入阻塞之前，对 unpark() 的调用不会丢失。对 unpark 的请求仍然被记录下来，并且下次线程尝试挂起自己的时候，它会清除该请求并且直接继续执行，实际上并不会进入睡眠状态。为了理解这对于正确操作的关键性，让我们来看一下程序可能执行步骤的顺序：
unpark() 去通知 C，有一些新的项。park() 去睡眠，以等待更多的项。虽然在步骤 3 解锁队列和在步骤 8 阻塞之间很可能仅有一个很短的时间，但第 4 步和第 7 步可能在线程阻塞自己之前发生。如果 unpark() 在线程没有挂起时不执行任何操作，那么通知将会丢失。即使队列中有项，消费线程仍然在等待。由于 unpark() 请求被保存，以供将来调用 park() 时使用，我们不必担心这个问题。
然而，unpark 请求并不会堆起来。先调用两次 unpark()，然后再调用两次 park()，线程仍然会进入睡眠状态。第一次 park() 清除请求并直接返回，但第二次调用通常让它进入睡眠。
这意味着，在我们上面的示例中，重要的是我们看见队列为空的时候，我们仅会阻塞线程，而不是在处理每个项之后将其阻塞。然而由于巨长的（1s）睡眠，这种情况在本示例中几乎不可能发生，但多个 unpark() 调用仅能唤醒单个 park() 调用。
不幸的是，这确实意味着，如果在 park() 返回后，立即调用 unpark()，但是在队列得到锁定并清空之前，unpark() 调用是不必要的，但仍然会导致下一个 park() 调用立即返回。这导致（空的）队列多次被锁定并解锁。虽然这不会影响程序的正确性，但这确实会影响它的效率和性能。
这种机制在简单的情况下是好的，比如我们的示例，但是当东西变得复杂，情况可能会很糟糕。例如，如果我们有多个消费线程从相同的队列获取项时，生产线程将不会知道有哪些消费者实际上在等待以及应该被唤醒。生产者将必须知道消费者正在等待的时间以及正在等待的条件。
（英文版本）
条件变量是一个更通用的选项，用于等待受 mutex 保护的数据发生变化。它有两种基本操作：等待和通知。线程可以在条件变量上等待，然后在另一个线程通知相同条件变量时被唤醒。多个线程可以在同样的条件变量上等待，通知可以发送给一个等待线程或者所有等待线程。
这意味着我们可以为我们感兴趣的事件或条件创建一个条件变量，例如，队列是非空的，并且在该条件下等待。任意导致事件或条件发生的线程都会通知条件变量，无需知道哪个或有多个线程对该通知感兴趣。
为了避免在解锁 mutex 和等待条件变量的短暂时间失去通知的问题，条件变量提供了一种原子地解锁 mutex 和开始等待的方式。这意味着根本没有通知丢失的时刻。
Rust 标准库提供了 std::sync::Condvar 作为条件变量。它的等待方法接收 MutexGuard，以保证我们已经锁定 mutex。它首先解锁 mutex 并进入睡眠。稍后，当唤醒时，它重新锁定 mutex 并且返回一个新的 MutexGuard（这证明了 mutex 再次被锁定）。
它有两个通知方法：notify_one 仅唤醒一个线程（如果有），和 notify_all 去唤醒所有线程。
让我们改用 Condvar 修改我们用于线程阻塞的示例：
use std::sync::Condvar;
let queue = Mutex::new(VecDeque::new());
let not_empty = Condvar::new();
thread::scope(|s| {
s.spawn(|| {
loop {
let mut q = queue.lock().unwrap();
let item = loop {
if let Some(item) = q.pop_front() {
break item;
} else {
q = not_empty.wait(q).unwrap();
}
};
drop(q);
dbg!(item);
}
});
for i in 0.. {
queue.lock().unwrap().push_back(i);
not_empty.notify_one();
thread::sleep(Duration::from_secs(1));
}
});
notify_one 方法的条件变量通知消费者。wait 方法完成的。我们不得不稍微重组控制流，以便传递 guard 到 wait 方法，同时在处理项之前仍然丢弃它。现在，我们可以根据自己的需求生成尽可能多的消费线程，甚至稍后生成更多线程，而无需更改任何东西。条件变量会负责将通知传递给任何感兴趣的线程。
如果我们有个更加复杂的系统，其线程对不同条件感兴趣，我们可以为每个条件定义一个 Condvar。例如，我们能定义一个来指示队列是非空的条件，并且另一个指示队列是空的条件。然后，每个线程将等待与它们正在做的事情相关的条件。
通常，Condvar 仅能与单个 Mutex 一起使用。如果两个线程尝试使用两个不同的 mutex 去并发地等待条件变量，它可能导致 panic。
Condvar 的缺点是，它仅能与 Mutex 一起工作，对于大多数用例是没问题的，因为已经在保护数据时使用了 mutex。
thread::park() 和 Condvar::wait() 也都有一个有时间限制的变体：thread::park_timeout() 和 Condvar::wait_timeout()。它们接受一个额外的参数 Duration，表示在多长时间后放弃等待通知并无条件地唤醒。
（英文版本）
'static 数据。例如静态值和泄漏内存分配。'static 数据，例如作用域变量。&T 是共享引用。&mut T 是独占引用。常规类型不允许通过共享引用可变。UnsafeCell，它允许通过共享引用改变。Condvar 时更方便，并且比线程阻塞更有效。