如同互斥量和讀寫鎖一樣，條件變數也需要初始化和**
#include
int pthread_cond_init(pthread_cond_t *restrict cond,
pthread_condattr_t *restrict attr);
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond);
互斥量和讀寫鎖解決了多執行緒訪問共享變數產生的競爭問題，那麼條件變數的作用何在呢。
條件變數的作用在於他給多個執行緒提供了乙個匯合的場所
。什麼意思呢？
舉個最簡單的例子，比如運動會賽跑中，所有選手都會等到發令槍響後才會跑，吧選手比作
其他的子執行緒。發令員比作主線程。 那麼就是說，所有的子執行緒現在都在等待主線程給予
乙個可以執行的訊號（發令槍響）。這就是這些子執行緒的匯合點。如果主線程沒給訊號，那麼子執行緒就會阻塞下去。
大概明白了 條件變數的作用，現在我們來考慮 第乙個使用細節上的問題
考慮乙個情況：b c d 三個執行緒都期望在乙個條件變數等待主線程傳送訊號，如果此時條件測試為假，那麼三個執行緒下一步應該是阻塞休眠。
但是在判斷條件不正確和休眠這之間有個時間視窗
，假如在ｂｃｄ三個執行緒檢查條件為假後，ｃｐｕ切換到另乙個執行緒ａ，
條件改變這兩個操作之間存在乙個時間視窗。這裡存在著競爭。
我們知道互斥量是可以用來解決上面的競爭問題的，所以條件變數本身 是由互斥量來保護的
。既然判斷和睡眠是由互斥量來保護從而成為乙個原子操作，那麼其他改變條件的執行緒就應該以一致的方式修改條件
也就是說其他執行緒在改變條件狀態前也必須首先鎖住互斥量
。（如果修改操作不是用互斥量來保護的話，那麼判斷和休眠使用互斥量來保護也就沒有意義。因為
其他執行緒還是可以在兩個操作的空隙中改變條件。但是如果修改操作也使用互斥量。因為判斷和休眠之前先加鎖了。那麼修改操作就只能等到判斷失敗和休眠兩個操作完成才能進行
而不會在這之間修改）
下面是提供的介面：
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *restrict cond,
pthread_mutex_t *restrict mutex);
int pthread_cond_timedwait(pthread_cond_t *restrict cond,
pthread_mutex_t *restricr mutex,
const struct timespec *restrict timeout);
使用pthread_cond_wait等待條件變為真，傳遞給pthread_cond_wait的互斥量對條件變數進行保護，呼叫者把鎖住的互斥量傳遞給函式。
（互斥量在傳遞給函式之前已經呼叫pthread_mutex_lock鎖住
） 函式把呼叫執行緒放到等待條件的執行緒列表上，然後對互斥量解鎖。這樣使得判斷和休眠成了原子操作
。也就關閉了他們之間的
時間視窗。
當pthread_cond_wait返回時，會重新獲取互斥量
（互斥量再次被鎖住）。
pthread_cond_timedwait與pthread_cond_wait的區別在於它指定了休眠的時間，如果時間到了，但是條件還是沒有出現，那麼pthread_wait_timedwait也將
重新獲取互斥量。然後返回 錯誤etimedout
需要注意的一點是。pthread_cond_timedwait的引數timeout不是相對值，而是絕對值。比如你想最多休眠三分鐘，那麼timeout不是3分鐘
而是當前時間加上3分鐘。
有兩個函式可以用來通知執行緒條件已滿足。pthread_cond_signal函式將喚醒等待該條件的某個執行緒。
pthread_cond_broadcast函式將喚醒等待該條件的所有執行緒。
int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond);
int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond);
現在我們來看乙個具體的例子。
在下面這個程式中兩個子執行緒在乙個條件變數cond上等待條件 i 等於一億成立。主線程中對 i 做自增操作，當i增加到一億的時候。條件成立
那麼主線程 向條件變數傳送訊號。那麼兩個子執行緒就會從休眠中醒來從而繼續執行。
pthread_mutex_t mutex;
pthread_cond_t cond;
unsigned long i=0;
void *th1(void *arg)
void *th2(void *arg)
int main(void)
}pthread_join(t1,null);
pthread_join(t2,null);
pthread_cond_destroy(&cond);
pthread_mutex_destroy(&mutex);
exit(0);
}程式執行後停頓幾秒輸出：
bbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbbb
aaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaaa
也就是主線程中不停的 對i 進行自增操作。當i等於一億的時候，那麼條件滿足。主線程向條件變數傳送訊號。兩個在條件變數殺上等待
的子執行緒收到訊號後便開始執行。
但是 這個程式是存在問題的。這是我們要說的 第二個關於條件變數上的細節。
在兩個子執行緒中 我們只是簡單的使用了 pthread_cond_wait(&cond,&mutex);
在條件變數上休眠等待主線程傳送訊號過來。
但是在pthread_cond_wait呼叫等待的時候，執行緒是釋放鎖的
。（當他返回時才會再次獲得鎖）。
那麼就存在乙個問題
假想一下。當主線程傳送訊號過來後。在子執行緒 在pthread_cond_wait上等待發現訊號發過來了，那麼子執行緒將醒來並執行（注意這個時候pthread_cond_wait
還未返回，那麼鎖是釋放的，因為pthread_cond_wait在等待是會釋放鎖，返回時才會重新獲得鎖
），那麼如果這時候另乙個執行緒改變了 i（對i進行了增減操作。）
那麼此時i 不在是 一億。但是切換到子執行緒時他並不知情，他會仍舊認為條件是滿足的。也就是說 我們不應該僅僅依靠pthread_cond_wait的返回
就認為條件滿足。
所以 上面的程式 中 子執行緒中的 pthread_cond_wait（&cond,&mutex） 應該改為：
while(i！=100000000)
這樣即使 在子執行緒中 pthread_cond_wait返回前還未獲得鎖的這段空隙有其他執行緒改變了 i 使條件不在成立。那麼當pthread_cond_wait返回時
他仍舊能發現 i 條件不成立。就會繼續呼叫pthread_cond_wait再條件變數上等待。
最後再來看個上面的乙個問題：
在給 在條件變數上等待的執行緒 傳送訊號的執行緒中有下面兩個步驟；
a：（1）對互斥量加鎖(pthread_mutex_lock)
（2）改變互斥量保護的條件。（對應上面的例子就是在主線程中的 i++ 操作）
（3）向等待條件的執行緒傳送訊號（pthread_cond_broadcast）
（4）對互斥量解鎖(pthread_mutex_unlock)
b:（1）對互斥量加鎖(pthread_mutex_lock)
（2）改變互斥量保護的條件。（對應上面的例子就是在主線程中的 i++ 操作）
（3）對互斥量解鎖(pthread_mutex_unlock)
（4）向等待條件的執行緒傳送訊號（pthread_cond_broadcast）
這兩種步驟其實都是可以的 但是都存在一些不足。
在 a 步驟中。 也就是主線程在傳送條件成立訊號在解鎖前。（上面給的例子是在解鎖後，在b中會說明）
那麼也就是主線程傳送訊號後還是持有鎖的,當子執行緒收到訊號後會結束休眠
但是前面說過pthread_cond_wait返回時會再次獲得鎖，但是主線程還並未釋放
鎖，所以會造成子執行緒收到訊號開始執行並立即阻塞
。在b步驟中。 主線程在釋放鎖後才傳送訊號。我們上面的例子就是這麼做的。但是這也存在乙個問題
但釋放鎖後，另乙個執行緒很可能會在傳送訊號之前獲得鎖並修改 變數i 導致條件再次不成立
但是會到主線程中他卻並不知情，導致仍會傳送訊號給子執行緒。子執行緒認為條件滿足
從休眠中醒來開始執行，但此時條件是不滿足的。
所以在上面的例子中我們將
pthread_cond_wait（&cond,&mutex） 改為：
while(i！=100000000)
讓子執行緒醒來後再次判斷條件是否成立。這樣就可以避免了上面的問題。
總結一下： 條件變數的要點在於 他提供了乙個讓多個執行緒匯合的點。但是條件變數本身是需要
互斥量來進行保護的。
我們不能僅僅根據pthread_cond_wait返回就認為條件滿足了。而需再次判斷條件是否正確
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