之前一直是做的嵌入式音视频方向，对于驱动方向也是小白一个，希望能通过这本书对驱动和内核有更加深入的了解。

这里记录一些看书过程中遇到的一些比较重要的地方，如果写的有问题请指正。

第三章 进程管理

slab分配器：实际上是建立在伙伴系统之上，slab使用的内存空间是通过伙伴算法进行分配的，slab通过自己的算法堆小块内存进行了管理

伙伴算法：把所有的空闲页框分组为 11 块链表，每一块链表分别包含大小为1，2，4，8，16，32，64，128，256，512 和 1024 个连续的页框。对1024 个页框的最大请求对应着 4MB 大小的连续RAM 块。每一块的第一个页框的物理地址是该块大小的整数倍。例如，大小为 16个页框的块，其起始地址是 16 * 2^12 （2^12 = 4096，这是一个常规页的大小）的倍数。

BSD进程记账：开启后，内核每次在一个进程终止时写一个记帐记录。这些记帐记录一般是命令名的少量二进制数据、使用 的CPU时间量、用户ID和组ID、开始时间，等等

SMP系统：多处理器系统

进程中住相关信息保存在task_struct这个结构体中，结构体定义在sched.h中。

Linux中可以用ps命令查看所有进程的信息：

ps -eo pid,tid,ppid,comm

Linux中创建进程与其他系统有个主要区别，Linux中创建进程分2步：fork()和exec()。

fork: 通过拷贝当前进程创建一个子进程

exec: 读取可执行文件，将其载入到内存中运行

第四章 进程调度

调度我认为最主要是为了让客户有更好的使用体验，为加快进程的执行效率而生。

调度是一个平衡的过程。一方面，它要保证各个运行的进程能够最大限度的使用CPU(即尽量少的切换进程，进程切换过多，CPU的时间会浪费在切换上)；另一方面，保证各个进程能公平的使用CPU(即防止一个进程长时间独占CPU的情况)

进程被分为I/O消耗型 和cpu消耗型，这种分类也并非绝对，有些进程可以两者兼备

I/O消耗型：只运行短短一会儿，随后会开始等待那些可阻塞资源，如键盘鼠标…………，调度策略应该为增加调度频率减少运行时间。

cpu消耗型：大部分时间花在cpu处理中（执行代码），对于这种类型进程，调度策略应该为降低调度频率增加运行时间。

通过以下指令可以查看，所有进程的相关信息

ps -eo state,uid,pid,ppid,rtprio,ni,time,comm

现代进程调度策略：进程调度由优先级和时间片来决定，优先级一个是nice值-20~+19，越大优先级越低，一个是实时优先级0~99，越大优先级越高。

现代进程调度策略的问题:

1、nice值到时间片需要将nice值对应到处理器的绝对时间，优先级低的处理时间少，多个低优先级进程会导致进程切换频繁。

2、相对的nice，高优先级级下问题不大，当低优先级时时间片差的必定较多，比如一个优先级差5ms，高优先级0为100ms，1为95ms问题不大，但是当低优先级18 10ms，19为5ms，前者处理时间为后者2倍。

3、时间片需要时节拍器的整数倍

4、存在某些睡眠/唤醒一个进程的后门，打破公平原则

CFS（完全公平调度算法）：CFS的抢占时机取决于新的可运行程序消耗了多少处理器使用比，从而完全摈弃了时间片。CFS确保每个进程使用公平的处理器使用比，主要通过不同的权重因子来分配时间，消耗的使用比比当前进程小，则新进程立刻投入运行，抢占当前进程。2.6.23内核版本之后

cfs 中的选择下一个运行的程序的规则为选择vruntime最小的进程，其中使用红黑树（rbtree）储存每个进程的vruntime时间。

第五章 系统调用

实现一个系统调用需要注意

参数检查

传输到内核的指针必须保证1、指针指向的区域为内核区域 2、指针指向的内存区域在进程的地址空间里3、进程调用系统调用不能绕过内存访问限制

注意：内核不论何时都不能轻率的接受来自用户空间的指针

内核与用户空间数据拷贝 copy_to_user() copy_from_user()

第六章 内核数据结构

链表

内核链表特点是将链表结构体保存在用户数据结构体中，这样可以保证链表独立于用户数据之外，方便用户数据的单独操作

我们在通过链表中的pre/next进入到链表的上一个/下一个节点时，此时我们只能获得链表的数据结构，如果想要获得用户数据的数据结构，需要使用到下面这个接口

#define list_entry(ptr, type, member) \
    container_of(ptr, type, member)

container_of 的定义如下

#define container_of(ptr, type, member) ({          \
    const typeof(((type *)0)->member)*__mptr = (ptr);    \
             (type *)((char *)__mptr - offsetof(type, member)); })

第一个参数ptr代表链表指针

第二个参数type代表数据结构体的类型

第三个参数member代表type中定义的这个链表的名字

struct student
{
    int id;
    char* name;
    struct list_head list;
};

以student为例。type是struct student，ptr是指向stuct list的指针，也就是指向member类型的指针，member就是 list

typeof（x）的作用就是提取x的类型

 typeof(((type *)0)->member)的意思就是提取链表结构体的l类型

offsetof的定义如下，用于计算从结构体头到mem的中间的偏移量

#define offsetof(TYPE, MEMBER) ((size_t) &((TYPE *)0)->MEMBER)

链表结构体地址减去这个偏移量就是数据结构体的头地址

剩下的链表的操作均比较常规

队列（FIFO）

内核中的队列是以字节形式保存数据的，所以获取数据的时候，需要知道数据的大小。

如果从队列中取得数据时指定的大小不对的话，取得数据会不完整或过大。

内核中关于队列定义的头文件位于：<linux/kfifo.h> include/linux/kfifo.h

头文件中定义的函数的实现位于：kernel/kfifo.c

内核队列编程需要注意的是：

• 队列的size在初始化时，始终设定为2的n次方
• 使用队列之前将队列结构体中的锁(spinlock)释放

映射

每个唯一的id对应一个自定义的数据结构。

映射的使用需要注意的是，给自定义的数据结构申请一个id的时候，不能直接申请id，先要分配id(函数idr_pre_get)，分配成功后，在获取一个id(函数idr_get_new)。

参考查看：idr机制(32叉树)_paomadi的专栏-CSDN博客

二叉树(具体实现)

内核中用到的比较多的是红黑树，他是一种自平衡二叉搜索树，搜索的时间复杂度为logn，自平衡二叉搜索树的特点是所有叶子节点之间的深度差不超过1的二叉搜索树。

红黑树的特性如下

• 所有节点都有颜色，要么红色，要么黑色
• 根节点是黑色，所有叶子节点也是黑色
• 叶子节点中不包含数据
• 非叶子节点都有2个子节点
• 如果一个节点是红色，那么它的父节点和子节点都是黑色的
• 从任何一个节点开始，到其下叶子节点的路径中都包含相同数目的黑节点

红黑树中最长的路径就是红黑交替的路径，最短的路径是全黑节点的路径，再加上根节点和叶子节点都是黑色，从而可以保证红黑树中最长路径的长度不会超过最短路径的2倍。

内核中关于红黑树定义的头文件位于：<linux/rbtree.h> include/linux/rbtree.h

头文件中定义的函数的实现位于：lib/rbtree.c

struct rb_node
{
    unsigned long  rb_parent_color;
#define    RB_RED        0
#define    RB_BLACK    1
    struct rb_node *rb_right;
    struct rb_node *rb_left;
} __attribute__((aligned(sizeof(long))));

        __attribute__((aligned(sizeof(long))));代表的是long的大小对齐，long在32位里面是4字节，64位里面是8字节。这表示在指向这个结构体的指针的最后两位必定是0,比如0xAB00，红黑树的颜色存储在最后一位中如0xAB01就代表的是黑色，0xAB00代表的就是红色。

第七章 中断和中断处理

       为了提高cou与外设间协通工作的性能，引入了中断机制

        如果没有中断，则使用轮询机制，这个机制很多时候cpu询问的时候并没有出现中断导致出现无用功。

        中断机制是硬件在需要的时候向CPU发出信号，CPU暂时停止正在进行的工作，来处理硬件请求的一种机制。

        这里说的的中断一般称为异步中断，同步中断一般又叫做异常，

        同步中断是在cpu处理完中断请求的所有工作之后才做出反馈，在处理器执行到由于编程实物导致的错误指令是，或者出现缺页异常等情况，就会通过内核来处理，处理器就会产生一个异常。他的产生式必须考虑与处理器时钟同步。

异步中断是CPU处理中断的时间过长，所以先将硬件复位，使硬件可以继续自己的工作，然后在适当时候处理中断请求中耗时的部分。

异步中断举个例子：网卡的工作原理

1.     网卡收到数据包后，向CPU发出中断信号，请求处理接收到的数据包
2.     CPU将收到的数据包拷贝到内存后，即通知网卡继续工作
3.     至于数据包拷贝至内存后的处理会在适当的时候进行 

注册中断的函数位置：<linux/interrupt.h>  include/linux/interrupt.h

/*
 * irg     - 表示要分配的中断号
 * handler - 实际的中断处理程序
 * flags   - 标志位，表示此中断的具有特性
 * name    - 中断设备名称的ASCII 表示，这些会被/proc/irq和/proc/interrupts文件使用
 * dev     - 用于共享中断线，多个中断程序共享一个中断线时(共用一个中断号)，依靠dev来区别各个中断程序
 * 返回值：
 * 执行成功：0
 * 执行失败：非0
 */
int request_irq(unsigned int irq,
                irq_handler_t handler,
                unsigned long flags,
                const char* name,
                void *dev)

中断处理程序标志位

IRQF_DISABLED :该标志位被设置，意味着内核在处理中断处理程序本身期间，禁止其他所有中断。多数中断处理程序不会去设置这位，这种用法留给希望快速执行的轻量级中断

IRQF_SAMPLE_RANDOM:这个标志位设置，表示这个中断对内核熵池有贡献，内核熵池负责给各种随机时间提供随机数，如果有些硬件中断没有规律性，那么是很好的熵源

IRQF_TIMER：系统定时器的中断

IRQF_SHARED：此标志表明可以在多个中断处理程序中共享中断线，在同一个中断线上每个中断处理程序必须设置此标志。

共享的中断处理程序

共享与非共享的处理程序的差异主要有三处：

1、request_irq中的flag参数需要设置成IRQF_SHARED

2、request_irq中的dev参数必须唯一，要能通过dec来区分是哪个中断程序，设备指针的参数就可以满足这个要求，不能传递null值。

3、中断处理程序必须能够区分它的设备是否真的产生了中断

中断上下文

        ·中断处理程序打断了其他的代码，所有中断处理程序必须尽可能的迅速简洁。其他一些不是需要非常实时的工作放在下部分来执行。

中断处理机制

 中断控制方法

常用的中断控制方法见下表：

第八章 下半部分与推后执行的工作

哪些工作必须放在上半部执行

1、如果一个任务对时间是否敏感，将其放在上半部

2、如果一个任务和硬件有关，将其放在上半部

3、如果一个任务要保证不被其他中断打断，将其放在上半部

除此之外其他所有任务可以考虑放在下半部

实现中断下半部的机制主要有一下几种：

1、软中断

2、tasklet

3、工作队列

软中断

https://www.cnblogs.com/wang_yb/archive/2013/04/23/3037268.html

软中断的代码定义在<linux/interrupt.h>

软中断是在编译期间静态分配的，不能动态的注册与注销

软中断的流程图如下所示：

一个软中断只有被触发之后才有可能执行

在下列地方，待处理的软中断会被检查和执行：

1、从一个硬件中断代码处返回时

2、在ksoftirqd内核线程中

3、在哪些显示检查和执行待处理的软中断的代码中，如网络子系统

软中断的描述符

新增加的中断类型，需要根据希望赋予他的优先级来决定加入的位置

enum
{
    HI_SOFTIRQ=0,\\优先级高的tasklets
    TIMER_SOFTIRQ,\\定时器的下半部
    NET_TX_SOFTIRQ,\\发送网络数据包
    NET_RX_SOFTIRQ,\\接受网络数据包
    BLOCK_SOFTIRQ,\\BLOCK装置
    BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
    TASKLET_SOFTIRQ,\\正常优先权的tasklets
    SCHED_SOFTIRQ,\\调度程度
    HRTIMER_SOFTIRQ,\\高分辨率定时器
    RCU_SOFTIRQ, \\RCU锁定   /* Preferable RCU should always be the last softirq */

    NR_SOFTIRQS
};

linux中，执行软中断有专门的内核线程，每个处理器对应一个线程，名称ksoftirqd/n (n对应处理器号)

通过top命令查看我的单核虚拟机，CentOS系统中的ksoftirqd线程如下：

[root@vbox ~]# top | grep ksoftirq
    4 root      20   0     0    0    0 S  0.0  0.0   0:00.02 ksoftirqd/0

tasklet

tasklet也是利用软中断来实现的，但是它提供了比软中断更好用的接口(其实就是基于软中断又封装了一下)，

所以除了对性能要求特别高的情况，一般建议使用tasklet来实现自己的中断。

tasklet与软中断中间的差别是，在不同的处理器上面可以运行相同类型的软中断，而类型相同的tasklet不能同时执行

tasklet对应的结构体在 <linux/interrupt.h> 中

struct tasklet_struct
{
    struct tasklet_struct *next; /* 链表中的下一个tasklet */
    unsigned long state;         /* tasklet状态 */
    atomic_t count;              /* 引用计数器 */
    void (*func)(unsigned long); /* tasklet处理函数 */
    unsigned long data;          /* tasklet处理函数的参数 */
};

tasklet状态只有3种值：

1. 值 0 表示该tasklet没有被调度
2. 值 TASKLET_STATE_SCHED 表示该tasklet已经被调度
3. 值 TASKLET_STATE_RUN 表示该tasklet已经运行

引用计数器count 的值不为0，表示该tasklet被禁止。

tasklet支持动态声明和静态声明。

工作队列

        工作队列是创建一个内核线程去执行下半部分的工作，如果推后执行的任务需要睡眠，那么久选择工作队列，如果不需要就先软中断、tasklet。

        工作队列子系统是一个用于创建内核线程的接口，通过它可以创建一个工作者线程来专门处理中断的下半部工作。

  工作者线程的结构体为workqueue_struct，不同类型的工作者线程对应着一个workqueue_struct，里面包含一个cpu_workqueue_struct的数组，它定义在kernel/workqueue.c中，表示每个处理器对应着一个cpu_workqueue_struct。

工作相关结构体work_struct放在<linux/workqueue.h>中，其中包含希望执行的func。

缺省的工作者线程名称是 events/n (n对应处理器号)，大部分情况下使用默认工作者线程就行，有些情况下比如说XFS文件系统就需要为自己创建新的工作者线程。

通过top命令查看我的单核虚拟机，CentOS系统中的events线程如下：

[root@vbox ~]# top | grep event
    7 root      20   0     0    0    0 S  0.0  0.0   0:03.71 events/0

使用工作队列的方法如下

       创建推后的工作，可以是静态的也可以是动态的，DECLARE_WORK是静态的，INIT_WORK是动态的。

工作队列处理函数

typedef void (*work_func_t)(struct work_struct *work);

操作处理函数运行在进程上下文中运行，但是不能访问用户空间，因为内核中没有相关映射。

工作被创建之后就可以直接被调度schedule_work(struct work_struct *work);

刷新现有的工作，这个步骤不是必须的 刷新现有工作的意思就是在追加新的工作之前，保证队列中的已有工作已经执行完了。

 第九章 内核同步介绍

临界区：访问和操作共享数据的代码段

竞争条件：如果两个执行线程有可能处于同一个临界区中同时执行，我们称他为竞争条件

同步的作用其实是防止在临界区中形成竞争条件。

如果临界区里是原子操作(即整个操作完成前不会被打断)，那么自然就不会出竞争条件。

但在实际应用中，临界区中的代码往往不会那么简单，所以为了保持同步，引入了锁机制。

内核中造成竞争条件的原因：

编写代码之前就要考虑好临界区在哪，以及怎么加锁，难的不是怎么加锁，难的是提前确认哪些地方需要加锁，以及锁的粒度

编写内核代码时，时时记着下面这些问题：

1. 这个数据是不是全局的？除了当前线程以外，其他线程能不能访问它？
2. 这个数据会不会在进程上下文或者中断上下文中共享？它是不是要在两个不同的中断处理程序中共享？
3. 进程在访问数据时可不可能被抢占？被调度的新程序会不会访问同一数据？
4. 当前进程会不会睡眠(或者阻塞)在某些资源上，如果是，它会让共享数据处于何种状态？
5. 怎样防止数据失控？
6. 如果这个函数又在另一个处理器上被调度将会发生什么？

死锁

死锁就是所有线程都在相互等待释放资源，导致谁也无法继续执行下去。

下面一些简单的规则可以帮助我们避免死锁：

1. 如果有多个锁的话，尽量确保每个线程都是按相同的顺序加锁，按加锁相反的顺序解锁。(即加锁a->b->c，解锁c->b->a)
2. 防止发生饥饿。即设置一个超时时间，防止一直等待下去。
3. 不要重复请求同一个锁。
4. 设计应力求简单。加锁的方案越复杂就越容易出现死锁。

锁的粒度

锁的粒度太粗，扩展性越不好，扩展性是对系统可扩展程度的一个量度。（我的理解是，锁的范围越大，整体程序扩展起来越麻烦，因为要保护的东西非常多，需要考虑的也会较多）

锁的粒度越细，系统开销越大，程序也越复杂，所以对于争用不是很频繁的锁，就没有必要细化了。

第十章 内核同步方法        

原子操作

原子操作是由编译器来保证的，保证一个线程对数据的操作不会被其他线程打断。

原子操作有2类：

1. 原子整数操作，有32位和64位。头文件分别为<asm/atomic.h>和<asm/atomic64.h>
2. 原子位操作。头文件 <asm/bitops.h>

自旋锁

自旋锁的特点就是当一个线程获取了锁之后，其他试图获取这个锁的线程一直在循环等待获取这个锁，直至锁重新可用。

由于线程实在一直循环的获取这个锁，所以会造成CPU处理时间的浪费，因此最好将自旋锁用于能很快处理完的临界区。

自旋锁使用时有2点需要注意：

1. 自旋锁是不可递归的，递归的请求同一个自旋锁会自己锁死自己。
2. 线程获取自旋锁之前，要禁止当前处理器上的中断。（防止获取锁的线程和中断形成竞争条件）
     比如：当前线程获取自旋锁后，在临界区中被中断处理程序打断，中断处理程序正好也要获取这个锁，
     于是中断处理程序会等待当前线程释放锁，而当前线程也在等待中断执行完后再执行临界区和释放锁的代码。

中断处理下半部的操作中使用自旋锁尤其需要小心：

1. 下半部处理和进程上下文共享数据时，由于下半部的处理可以抢占进程上下文的代码，
     所以进程上下文在对共享数据加锁前要禁止下半部的执行，解锁时再允许下半部的执行。
2. 中断处理程序（上半部）和下半部处理共享数据时，由于中断处理（上半部）可以抢占下半部的执行，
     所以下半部在对共享数据加锁前要禁止中断处理（上半部），解锁时再允许中断的执行。
3. 同一种tasklet不能同时运行，所以同类tasklet中的共享数据不需要保护。
4. 不同类tasklet中共享数据时，其中一个tasklet获得锁后，不用禁止其他tasklet的执行，因为同一个处理器上不会有tasklet相互抢占的情况
5. 同类型或者非同类型的软中断在共享数据时，也不用禁止下半部，因为同一个处理器上不会有软中断互相抢占的情况

读写自旋锁

读写自旋锁除了和普通自旋锁一样有自旋特性以外，还有以下特点：
1、读锁之间是共享的

2、写锁之间是互斥的

3、读写锁之间是互斥的
当读锁被获取时写锁会一直等待，如果读写不能清晰的分开，建议使用一般的自旋锁即可。

信号量

信号量也是一种锁，和自旋锁不同的是，线程获取不到信号量的时候，不会像自旋锁一样循环的去试图获取锁，

而是进入睡眠，直至有信号量释放出来时，才会唤醒睡眠的线程，进入临界区执行。

由于使用信号量时，线程会睡眠，所以等待的过程不会占用CPU时间。所以信号量适用于等待时间较长的临界区。

信号量消耗的CPU时间的地方在于使线程睡眠和唤醒线程，

如果 （使线程睡眠 + 唤醒线程）的CPU时间 > 线程自旋等待的CPU时间，那么可以考虑使用自旋锁。

down（）表示获取信号量，如果信号量值<0，则线程进入睡眠，up（）表示释放信号量

一般用的比较多的是down_interruptible()方法，因为以 TASK_UNINTERRUPTIBLE 方式睡眠无法被信号唤醒。

对于 TASK_INTERRUPTIBLE 和 TASK_UNINTERRUPTIBLE 补充说明一下：

• TASK_INTERRUPTIBLE - 可打断睡眠，可以接受信号并被唤醒，也可以在等待条件全部达成后被显式唤醒(比如wake_up()函数)。
• TASK_UNINTERRUPTIBLE - 不可打断睡眠，只能在等待条件全部达成后被显式唤醒(比如wake_up()函数)。

信号量结构体具体如下：

/* Please don't access any members of this structure directly */
struct semaphore {
    spinlock_t        lock;
    unsigned int        count;
    struct list_head    wait_list;
};

可以发现信号量结构体中有个自旋锁，这个自旋锁的作用是保证信号量的down和up等操作不会被中断处理程序打断。

读写信号量

读写信号量和信号量之间的关系 与 读写自旋锁和普通自旋锁之间的关系 差不多。

读写信号量都是二值信号量，即计数值最大为1，增加读者时，计数器不变，增加写者，计数器才减一。

也就是说读写信号量保护的临界区，最多只有一个写者，但可以有多个读者。

互斥体

互斥体也是一种可以睡眠的锁，相当于二值信号量，只是提供的API更加简单，使用的场景也更严格一些，如下所示：

1. mutex的计数值只能为1，也就是最多只允许一个线程访问临界区
2. 在同一个上下文中上锁和解锁
3. 不能递归的上锁和解锁
4. 持有个mutex时，进程不能退出
5. mutex不能在中断或者下半部中使用，也就是mutex只能在进程上下文中使用
6. mutex只能通过官方API来管理，不能自己写代码操作它

完成变量

完成变量的机制类似于信号量，

比如一个线程A进入临界区之后，另一个线程B会在完成变量上等待，线程A完成了任务出了临界区之后，使用完成变量来唤醒线程B。

完成变量的API也很简单：

使用完成变量的例子可以参考：kernel/sched.c 和 kernel/fork.c

一般在2个任务需要简单同步的情况下，可以考虑使用完成变量。

顺序锁

顺序锁为读写共享数据提供了一种简单的实现机制。

之前提到的读写自旋锁和读写信号量，在读锁被获取之后，写锁是不能再被获取的，

也就是说，必须等所有的读锁释放后，才能对临界区进行写入操作。

顺序锁则与之不同，读锁被获取的情况下，写锁仍然可以被获取。

使用顺序锁的读操作在读之前和读之后都会检查顺序锁的序列值，如果前后值不符，则说明在读的过程中有写的操作发生，

那么读操作会重新执行一次，直至读前后的序列值是一样的。

顺序锁优先保证写锁的可用，所以适用于那些读者很多，写者很少，且写优于读的场景。

顺序锁的使用例子可以参考：kernel/timer.c和kernel/time/tick-common.c文件

禁止抢占

        其实使用自旋锁已经可以防止内核抢占了，但是有时候仅仅需要禁止内核抢占，不需要像自旋锁那样连中断都屏蔽掉。，比如说一个任务a在操作参数foo是被抢占，此时b又去操作了foo，导致出现了伪并发的情况，如果不想出现这种情况，这时候就需要使用禁止内核抢占的方法了：

这里的preempt_disable()和preempt_enable()是可以嵌套调用的，disable和enable的次数最终应该是一样的。

禁止抢占的头文件参见：<linux/preempt.h>

顺序和屏障

对于一段代码，编译器或者处理器在编译和执行时可能会对执行顺序进行一些优化，从而使得代码的执行顺序和我们写的代码有些区别。

一般情况下，这没有什么问题，但是在并发条件下，可能会出现取得的值与预期不一致的情况

比如下面的代码：

/* 
 * 线程A和线程B共享的变量 a和b
 * 初始值 a=1, b=2
 */
int a = 1, b = 2;

/*
 * 假设线程A 中对 a和b的操作
 */
void Thread_A()
{
    a = 5;
    b = 4;
}

/*
 * 假设线程B 中对 a和b的操作
 */
void Thread_B()
{
    if (b == 4)
        printf("a = %d\n", a);
}

由于编译器或者处理器的优化，线程A中的赋值顺序可能是b先赋值后，a才被赋值。

所以如果线程A中 b=4; 执行完，a=5; 还没有执行的时候，线程B开始执行，那么线程B打印的是a的初始值1。

这就与我们预期的不一致了，我们预期的是a在b之前赋值，所以线程B要么不打印内容，如果打印的话，a的值应该是5。