1，问题引入：
在单核cpu系统中；进程有个全局量 int g_i = 0，在进程中开10个线程，每个线程都不对 g_i 加锁的情况下做1亿次自增操作 (g_i++) ；主线程等待所有的线程结束后，再打印 g_i 的值能保证是 10 亿吗？
2，问题初步思考：
先考虑在多核cpu系统中，无锁情况下，两个cpu可能同时读取 g_i 到
各自cpu寄存器
，同时在各自寄存器中自增，然后写相同的值到内存；显然这里的自增操作有两次，实际值只是自增了一次，因此不能保证最终的g_i值是10亿。
再考虑单核cpu系统，因为一个cpu只能运行一个进程（从linux内核角度线程也当做进程处理，这里不影响线程的讨论），那么问题中的10个线程必然是在单核cpu中交替调度运行的。单核cpu的
并发
可以理解为“伪并发”，而多核cpu系统中不同cpu的
并行
才是“真并发”。那么单核cpu线程调度会导致共享资源的不一致吗？或者是如何导致共享资源不一致的？
3，代码调试演示：
先整个单核cpu系统环境(vmware设置linux系统cpu核数为1)，
3.1 先看不加锁情况
，代码运行的结果；在到达稳态后，g_i 的值仅有 2 亿多.
图1
3.2 再看加锁情况
，代码运行的结果；在到达稳态后，g_i 的值正好是10亿.
图2
为什么在单核cpu系统，不加锁会得出错误的结果？
4，结果分析
4.1 反汇编
将无锁版的可执行程序反汇编后，如下图所示。从汇编中也可以看到一些规则，比如未经初始化的全局变量，放在虚拟进程空间的 bss 区域. 子线程可以直接访问主进程的 bss 区域，
实际上
子线程能访问主进程的整个用户虚拟地址空间
。包括：代码区域，data区域，bss区域，堆，所有共享库代码。此外，主进程栈空间能被子线程访问吗？实际上也可以通过指针参数传递给子线程来访问。
图3
4.2 分析汇编
一个重要的概念是：一组运行在一个进程的上下文中的每个并发线程，都有其独立的
线程上下文
: 包括 线程ID，栈，栈指针，PC(%rip)，条件码，通用目的寄存器(16个，%r[a-d]x，… %rbp，%rsp，%r8-15)。结合下图对@1，@2，@3 步骤逐个分析。
@1：线程1执行 mov 0x200942(%rip), %eax 指令，0x200942(%rip) 是基址+偏移量寻址，因为 %rip (PC) 表示将执行的下一条指令的地址，结合图3，%rip 值是0x400714 的下一个指令地址 0x40071a，因此 0x200942(%rip) 表示的地址是 M[0x200942+0x40071a] = M[0x60105c]；正好是 图3 的 bss 区域的 g_i 地址。该指令将 g_i 的值传送到 %eax 寄存器。
@2：线程1执行完 mov 0x200942(%rip), %eax 指令后，被线程2抢占了。此时需要线程切换，
线程切换内核需要保存被换出的线程的上下文
（线程ID，栈，栈指针，PC(%rip)，条件码，通用目的寄存器(其中就有%[r/e]ax)）。一个问题是，如果此时线程1的%eax值是5000，那么经过@2、@3步骤切换回线程1，线程1在执行 add $0x1, %eax 之前，%eax的值是5000还是5001？ 这个小问题是整个大问题的关键。
@3：线程1被恢复执行，在恢复执行前，
内核需要恢复
线程1的
线程上下文
，其中就包括 %eax 寄存器的值。如果@2被抢占步骤线程1的%eax是5000，那么此时被恢复的%eax应该还是 5000 (这个和 线程2 的%eax由操作系统层面保证区分开来)。
通过 @1，@2，@3 步骤的分析，以 0x200942(%rip) = g_i = 5000 为例，可以发现 线程1 被抢占后继续运行的结果是 5001，线程2 运行的结果同样也是 5001，虽然两个线程一共对 g_i 操作了两次自增，实际 g_i 的值仅自增了一次。由此得出的结论是：不管单核的“伪并发”还是多核的“真并发”，不加保护的操作共享资源都可能会导致资源不一致。
