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1.【干货|开源MIT Min cheetah机械狗设计(十二)】电机控制器FOC算法剖析
2.ListenableFuture源码解析
3.Rust并发：标准库sync::Once源码分析
4.LockSupport的park等待的底层实现
5.线程池中空闲的变换变换线程处于什么状态？
6.从HotSpot源码，深度解读 park 和 unpark

【干货|开源MIT Min cheetah机械狗设计(十二)】电机控制器FOC算法剖析

       电机控制器FOC算法详解

       在开源MIT Min cheetah机械狗设计系列的源码原理第十二部分，我们将深入探讨电机控制器的变换变换固件源码。核心部分包括四个关键环节：

编码器数据处理：滤波和偏差消除，源码原理确保编码器数据的变换变换准确性和稳定性。

FOC算法：焦点（FOC）算法用于精确控制电机，源码原理禾木匠源码通过Park和Clark变换，变换变换结合PID控制，源码原理实现高效、变换变换精确的源码原理电机驱动。

PID控制算法：基于位置和速度指令，变换变换进行实时电流调整。源码原理

系统通信：电机控制器接收和上传状态，变换变换与SPIne固件通过特定命令和反馈进行交互。源码原理

       电机控制涉及逆变器、变换变换无刷电机、磁编码器等组件，核心算法通过将期望速度和转矩转换成电机能理解的控制信号，确保机械狗按照预期运行。

       编码器校准涉及相序判断和零位对齐，通过校正消除误差，确保位置信息的vue小说项目源码精确。编码器值误差消除则是通过滤波和线性化，将机械误差转换为可管理的电气误差。

       FOC算法部分，包括两相电流采样、DQ0变换、反变换，以及PID控制器的应用，保证了电机在各种条件下的稳定性能。整个控制流程在定时器驱动下运行，体现出了精细的算法设计与调试的重要性。

       后续章节将转向UPboard运动算法程序的解析，这个部分包含动力学模型、步态规划等复杂内容，将逐步揭示机械狗动力系统背后的精密构造。

ListenableFuture源码解析

       ListenableFuture 是 spring 中对 JDK Future 接口的扩展，主要应用于解决在提交线程池的任务拿到 Future 后在 get 方法调用时会阻塞的问题。通过使用 ListenableFuture，可以向其注册回调函数（监听器），当任务完成时，触发回调。Promise 在 Netty 中也实现了类似的考试公众号源码功能，用于处理类似 Future 的场景。

       实现 ListenableFuture 的关键在于 FutureTask 的源码解析。FutureTask 是实现 Future 接口的基础类，ListenableFutureTask 在其基础上做了扩展。其主要功能是在任务提交后，当调用 get 方法时能够阻塞当前业务线程，直到任务完成时唤醒。

       FutureTask 通过在内部实现一个轻量级的 Treiber stack 数据结构来管理等待任务完成的线程。这个数据结构由 WaitNode 节点组成，每个节点代表一个等待的线程。当业务线程调用 get 方法时，会将自己插入到 WaitNode 栈中，并且在插入的同时让当前线程进入等待状态。在任务执行完成后，会遍历 WaitNode 栈，唤醒等待的线程。

       为了确保并发安全，FutureTask 使用 CAS（Compare and Swap）操作来管理 WaitNode 栈。每个新插入的节点都会使用 CAS 操作与栈顶节点进行比较，并在满足条件时更新栈顶。这一过程保证了插入操作的webapp淘宝客源码原子性，防止了并发条件下的数据混乱。同时，插入操作与栈顶节点的更新操作相互交织，确保了数据的一致性和完整性。

       在 FutureTask 中，还利用了 LockSupport 类提供的 park 和 unpark 方法来实现线程的等待和唤醒。当线程插入到 WaitNode 栈中后，通过 park 方法将线程阻塞；任务执行完成后，通过 unpark 方法唤醒线程，完成等待与唤醒的流程。

       综上所述，ListenableFuture 通过扩展 FutureTask 的功能，实现了任务执行与线程等待的高效管理。通过注册监听器并利用 CAS 操作与 LockSupport 方法，实现了在任务完成时通知回调，解决了异步任务执行时的线程阻塞问题，提高了程序的并发处理能力。

Rust并发：标准库sync::Once源码分析

       一次初始化同步原语Once，其核心功能在于确保闭包仅被执行一次。常见应用包括FFI库初始化、静态变量延迟初始化等。八度源码

       标准库中的Once实现更为复杂，其关键在于如何高效地模拟Mutex阻塞与唤醒机制。这一机制依赖于线程暂停和唤醒原语thread::park/unpark，它们是实现多线程同步对象如Mutex、Condvar等的基础。

       具体实现中，Once维护四个内部状态，状态与等待队列头指针共同存储于AtomicUsize中，利用4字节对齐优化空间。

       构造Once实例时，初始化状态为Incomplete。调用Once::call_once或Once::call_once_force时，分别检查是否已完成初始化，未完成则执行闭包，闭包执行路径标记为冷路径以节省资源，同时避免泛型导致的代码膨胀。

       闭包执行逻辑由Once::call_inner负责，线程尝试获取执行权限，未能获取则进入等待状态，获取成功后执行闭包，结束后唤醒等待线程。

       等待队列通过无锁侵入式链表实现，节点在栈上分配，以优化内存使用。Once::wait函数实现等待线程逻辑，WaiterQueue的drop方法用于唤醒所有等待线程，需按特定顺序操作栈节点，以避免use after free等潜在问题。

       思考题：如何在实际项目中利用Once实现资源安全共享？如何评估Once与Mutex等同步原语在不同场景下的性能差异？

LockSupport的park等待的底层实现

       ä»Žä¸Šä¸€ç¯‡æ–‡ç« ä¸­çš„JDK的延迟队列中,最终是通过LockSupport.park实现线程的等待，那么底层是如何实现等待和超时等待的？本文我们来探讨一下。

LockSupport的park和unpark的方法publicstaticvoidpark(){ UNSAFE.park(false,0L);}publicstaticvoidparkNanos(longnanos){ if(nanos>0)UNSAFE.park(false,nanos);}publicstaticvoidunpark(Threadthread){ if(thread!=null)UNSAFE.unpark(thread);}

       ä»Žä¸Šé¢å¯ä»¥çœ‹åˆ°å®žé™…LockSupport.park是通过Unsafe的的park方法实现，从下面的方法可以看出这个是一个native方法.

/***Blockscurrentthread,returningwhenabalancing*{ @codeunpark}occurs,orabalancing{ @codeunpark}has*alreadyoccurred,orthethreadisinterrupted,or,ifnot*absoluteandtimeisnotzero,thegiventimenanosecondshave*elapsed,orifabsolute,thegivendeadlineinmilliseconds*sinceEpochhaspassed,orspuriously(i.e.,returningforno*"reason").Note:ThisoperationisintheUnsafeclassonly*because{ @codeunpark}is,soitwouldbestrangetoplaceit*elsewhere.*/publicnativevoidpark(booleanisAbsolute,longtime);JVM的Unsafe的park方法

       ä»Žä¸‹é¢JDK中代码中可以thread的Parker的对象的park方法进行一段时间的等待。

UNSAFE_ENTRY(void,Unsafe_Park(JNIEnv*env,jobjectunsafe,jbooleanisAbsolute,jlongtime)){ HOTSPOT_THREAD_PARK_BEGIN((uintptr_t)thread->parker(),(int)isAbsolute,time);EventThreadParkevent;JavaThreadParkedStatejtps(thread,time!=0);thread->parker()->park(isAbsolute!=0,time);if(event.should_commit()){ constoopobj=thread->current_park_blocker();if(time==0){ post_thread_park_event(&event,obj,min_jlong,min_jlong);}else{ if(isAbsolute!=0){ post_thread_park_event(&event,obj,min_jlong,time);}else{ post_thread_park_event(&event,obj,time,min_jlong);}}}HOTSPOT_THREAD_PARK_END((uintptr_t)thread->parker());}UNSAFE_END

       Thread.hpp的文件中内部定义的Park对象

private:Parker_parker;public:Parker*parker(){ return&_parker;}

       ä¸‹é¢æ˜¯Os_posix.cpp中是Linux中实现的Park的park的实现方式

       é¦–先将_counter的变量通过CAS设置为0，返回就旧的值，如果之前是大于0，则说明是允许访问，不用阻塞，直接返回。

       èŽ·å–当前线程。

       åˆ¤æ–­çº¿ç¨‹æ˜¯å¦æ˜¯ä¸­æ–­ä¸­ï¼Œå¦‚果是，则直接返回，(也就是说线程处于中断状态下会忽略park，不会阻塞等待)

       åˆ¤æ–­å¦‚果传入的time参数小于0 或者 是绝对时间并且time是0,则直接返回,(上面的Unsafe调用park传入的参数是 false、0，所以不满足这种情况)

       å¦‚æžœtime大于0，则转换成绝对时间。

       åˆ›å»ºThreadBlockInVM对象，并且调用pthread_mutex_trylock获取线程互斥锁，如果没有获取到锁，则直接返回，

       åˆ¤æ–­_counter变量是否大于0，如果是，则重置_counter为0，释放线程锁，直接返回。

       è°ƒç”¨ OrderAccess::fence(); 加入内存屏障，禁止指令重排序，确保加锁和释放锁的指令的顺序。

       åˆ›å»ºOSThreadWaitState对象，

       åˆ¤æ–­time是否大于0，如果是0，则调用pthread_cond_wait进行等待，如果不是0，然后调用pthread_cond_timedwait进行时间参数为absTime的等待，

       è°ƒç”¨pthread_mutex_unlock进行释放_mutex锁，

       å†æ¬¡è°ƒç”¨OrderAccess::fence()禁止指令重排序。

//Parker::parkdecrementscountif>0,elsedoesacondvarwait.Unpark//setscountto1andsignalscondvar.Onlyonethreadeverwaits//onthecondvar.Contentionseenwhentryingtoparkimpliesthatsomeone//isunparkingyou,sodon'twait.Andspuriousreturnsarefine,sothere//isnoneedtotracknotifications.voidParker::park(boolisAbsolute,jlongtime){ //Optionalfast-pathcheck://Returnimmediatelyifapermitisavailable.//WedependonAtomic::xchg()havingfullbarriersemantics//sincewearedoingalock-freeupdateto_counter.if(Atomic::xchg(&_counter,0)>0)return;JavaThread*jt=JavaThread::current();//Optionaloptimization--avoidstatetransitionsifthere's//aninterruptpending.if(jt->is_interrupted(false)){ return;}//Next,demultiplex/decodetimeargumentsstructtimespecabsTime;if(time<0||(isAbsolute&&time==0)){ //don'twaitatallreturn;}if(time>0){ to_abstime(&absTime,time,isAbsolute,false);}//Entersafepointregion//Bewareofdeadlockssuchas.//Theper-threadParker::mutexisaclassicleaf-lock.//InparticularathreadmustneverblockontheThreads_lockwhile//holdingtheParker::mutex.Ifsafepointsarependingboththe//theThreadBlockInVM()CTORandDTORmaygrabThreads_lock.ThreadBlockInVMtbivm(jt);//Can'taccessinterruptstatenowthatweare_thread_blocked.Ifwe've//beeninterruptedsincewecheckedabovethen_counterwillbe>0.//Don'twaitifcannotgetlocksinceinterferencearisesfrom//unparking.if(pthread_mutex_trylock(_mutex)!=0){ return;}intstatus;if(_counter>0){ //nowaitneeded_counter=0;status=pthread_mutex_unlock(_mutex);assert_status(status==0,status,"invariant");//Paranoiatoensureourlockedandlock-freepathsinteract//correctlywitheachotherandJava-levelaccesses.OrderAccess::fence();return;}OSThreadWaitStateosts(jt->osthread(),false/*notObject.wait()*/);assert(_cur_index==-1,"invariant");if(time==0){ _cur_index=REL_INDEX;//arbitrarychoicewhennottimedstatus=pthread_cond_wait(&_cond[_cur_index],_mutex);assert_status(status==0MACOS_ONLY(||status==ETIMEDOUT),status,"cond_wait");}else{ _cur_index=isAbsolute?ABS_INDEX:REL_INDEX;status=pthread_cond_timedwait(&_cond[_cur_index],_mutex,&absTime);assert_status(status==0||status==ETIMEDOUT,status,"cond_timedwait");}_cur_index=-1;_counter=0;status=pthread_mutex_unlock(_mutex);assert_status(status==0,status,"invariant");//Paranoiatoensureourlockedandlock-freepathsinteract//correctlywitheachotherandJava-levelaccesses.OrderAccess::fence();Linux操作系统是如何实现pthread_cond_timedwait进行时间等待的

       pthread_cond_timedwait函数位于glibc中pthread_cond_wait.c, 可以看到是调用__pthread_cond_wait_common实现

/*See__pthread_cond_wait_common.*/int___pthread_cond_timedwait(pthread_cond_t*cond,pthread_mutex_t*mutex,conststruct__timespec*abstime){ /*Checkparametervalidity.ThisshouldalsotellthecompilerthatitcanassumethatabstimeisnotNULL.*/if(!valid_nanoseconds(abstime->tv_nsec))returnEINVAL;/*RelaxedMOissufficebecauseclockIDbitisonlymodifiedinconditioncreation.*/unsignedintflags=atomic_load_relaxed(&cond->__data.__wrefs);clockid_tclockid=(flags&__PTHREAD_COND_CLOCK_MONOTONIC_MASK)?CLOCK_MONOTONIC:CLOCK_REALTIME;return__pthread_cond_wait_common(cond,mutex,clockid,abstime);}

       ä¸‹é¢__pthread_cond_wait_common是实现通过__futex_abstimed_wait_cancelable实现时间等待

static__always_inlineint__pthread_cond_wait_common(pthread_cond_t*cond,pthread_mutex_t*mutex,clockid_tclockid,conststruct__timespec*abstime){ ''省略''`err=__futex_abstimed_wait_cancelable(cond->__data.__g_signals+g,0,clockid,abstime,private);''省略''`}

       __futex_abstimed_wait_cancelable是调用__futex_abstimed_wait_common

int__futex_abstimed_wait_cancelable(unsignedint*futex_word,unsignedintexpected,clockid_tclockid,conststruct__timespec*abstime,intprivate){ return__futex_abstimed_wait_common(futex_word,expected,clockid,abstime,private,true);}

       __futex_abstimed_wait_common下面则是通过判断平台是位或者位,调用__futex_abstimed_wait_common或者__futex_abstimed_wait_common

staticint__futex_abstimed_wait_common(unsignedint*futex_word,unsignedintexpected,clockid_tclockid,conststruct__timespec*abstime,intprivate,boolcancel){ interr;unsignedintclockbit;/*Workaroundthefactthatthekernelrejectsnegativetimeoutvaluesdespitethembeingvalid.*/if(__glibc_unlikely((abstime!=NULL)&&(abstime->tv_sec<0)))returnETIMEDOUT;if(!lll_futex_supported_clockid(clockid))returnEINVAL;clockbit=(clockid==CLOCK_REALTIME)?FUTEX_CLOCK_REALTIME:0;intop=__lll_private_flag(FUTEX_WAIT_BITSET|clockbit,private);#ifdef__ASSUME_TIME_SYSCALLSerr=__futex_abstimed_wait_common(futex_word,expected,op,abstime,private,cancel);#elseboolneed_time=abstime!=NULL&&!in_time_t_range(abstime->tv_sec);if(need_time){ err=__futex_abstimed_wait_common(futex_word,expected,op,abstime,private,cancel);if(err==-ENOSYS)err=-EOVERFLOW;}elseerr=__futex_abstimed_wait_common(futex_word,expected,op,abstime,private,cancel);#endifswitch(err){ case0:case-EAGAIN:case-EINTR:case-ETIMEDOUT:case-EINVAL:case-EOVERFLOW:/*Passedabsolutetimeoutusesbittime_ttype,butunderlyingkerneldoesnotsupportbittime_tfutexsyscalls.*/return-err;case-EFAULT:/*Musthavebeencausedbyaglibcorapplicationbug.*/case-ENOSYS:/*Musthavebeencausedbyaglibcbug.*//*Noothererrorsaredocumentedatthistime.*/default:futex_fatal_error();}}

       __futex_abstimed_wait_common是调用INTERNAL_SYSCALL_CANCEL宏定义实现

staticint__futex_abstimed_wait_common(unsignedint*futex_word,unsignedintexpected,intop,conststruct__timespec*abstime,intprivate,boolcancel){ if(cancel)returnINTERNAL_SYSCALL_CANCEL(futex_time,futex_word,op,expected,abstime,NULL/*Unused.*/,FUTEX_BITSET_MATCH_ANY);elsereturnINTERNAL_SYSCALL_CALL(futex_time,futex_word,op,expected,abstime,NULL/*Ununsed.*/,FUTEX_BITSET_MATCH_ANY);}

       ç³»ç»Ÿè°ƒç”¨çš„的宏定义

/***Blockscurrentthread,returningwhenabalancing*{ @codeunpark}occurs,orabalancing{ @codeunpark}has*alreadyoccurred,orthethreadisinterrupted,or,ifnot*absoluteandtimeisnotzero,thegiventimenanosecondshave*elapsed,orifabsolute,thegivendeadlineinmilliseconds*sinceEpochhaspassed,orspuriously(i.e.,returningforno*"reason").Note:ThisoperationisintheUnsafeclassonly*because{ @codeunpark}is,soitwouldbestrangetoplaceit*elsewhere.*/publicnativevoidpark(booleanisAbsolute,longtime);0总结

       ä¸»è¦å¯¹LockSupport的park等待实现的底层实现的浅析，针对于Linux的系统调用还没有找到源码，后续会继续跟踪，希望有读者知道的满帆可以告知下，谢谢。

链接：/post/

线程池中空闲的线程处于什么状态？

       一:阻塞状态,线程并没有销毁,也没有得到CPU时间片执行;

       源码追踪:

       for (;;) {

       ...

        workQueue.take();

       ...

       }

       public E take()...{

       ...

       while (count.get() == 0) { / /这里就是任务队列中的消息数量

       notEmpty.await();

       }

       ...

       }

       public final void await()...{

       ...

       LockSupport.park(this);

       ...

       }

       继续往下:

       public static void park(Object blocker) {

       Thread t = Thread.currentThread();

       setBlocker(t, blocker);

       U.park(false, 0L);

       setBlocker(t, null);

       }

       private static final sun.misc.Unsafe U = sun.misc.Unsafe.getUnsafe();

       //线程调用该方法，线程将一直阻塞直到超时，或者是中断条件出现。

       public native void park(boolean isAbsolute, long time);

       上面就是java线程池中阻塞的源码追踪;

       二.对比object的wait()方法:

       @FastNative

       public final native void wait(long timeout, int nanos) throws InterruptedException;

       还有Thread的sleep() 方法:

       @FastNative

       private static native void sleep(Object lock, long millis, int nanos)throws...;

       可见,线程池中使用的阻塞方式并不是Object中的wait(),也不是Thread.sleep() ;

       这3个方法最终实现都是通过c&c++实现的native方法.

       三.在<<Java虚拟机(第二版)>>中,对线程状态有以下介绍:

       .4.3　状态转换

       Java语言定义了5种线程状态，在任意一个时间点，一个线程只能有且只有其中的一种

       状态，这5种状态分别如下。

       1)新建（New）：创建后尚未启动的线程处于这种状态。

       2)运行（Runable）：Runable包括了操作系统线程状态中的Running和Ready，也就是处于此

       状态的线程有可能正在执行，也有可能正在等待着CPU为它分配执行时间。

       3)无限期等待（Waiting）：处于这种状态的线程不会被分配CPU执行时间，它们要等待被

       其他线程显式地唤醒。以下方法会让线程陷入无限期的等待状态：

       ●没有设置Timeout参数的Object.wait（）方法。

       ●没有设置Timeout参数的Thread.join（）方法。

       ●LockSupport.park（）方法。

       4)限期等待（Timed Waiting）：处于这种状态的线程也不会被分配CPU执行时间，不过无

       须等待被其他线程显式地唤醒，在一定时间之后它们会由系统自动唤醒。以下方法会让线程

       进入限期等待状态：

       ●Thread.sleep（）方法。

       ●设置了Timeout参数的Object.wait（）方法。

       ●设置了Timeout参数的Thread.join（）方法。

       ●LockSupport.parkNanos（）方法。

       ●LockSupport.parkUntil（）方法。

       5)阻塞（Blocked）：线程被阻塞了，“阻塞状态”与“等待状态”的区别是：“阻塞状态”在等

       待着获取到一个排他锁，这个事件将在另外一个线程放弃这个锁的时候发生；而“等待状

       态”则是在等待一段时间，或者唤醒动作的发生。在程序等待进入同步区域的时候，线程将

       进入这种状态。

       结束（Terminated）：已终止线程的线程状态，线程已经结束执行。

从HotSpot源码，深度解读 park 和 unpark

       我最近建立了一个在线自习室（App：番茄ToDO）用于相互监督学习，感兴趣的小伙伴可以加入。自习室加入码：D5A7A

       Java并发包下的类大多基于AQS（AbstractQueuedSynchronizer）框架实现，而AQS线程安全的实现依赖于两个关键类：Unsafe和LockSupport。

       其中，Unsafe主要提供CAS操作（关于CAS，在文章《读懂AtomicInteger源码（多线程专题）》中讲解过），LockSupport主要提供park/unpark操作。实际上，park/unpark操作的最终调用还是基于Unsafe类，因此Unsafe类才是核心。

       Unsafe类的实现是由native关键字说明的，这意味着这个方法是原生函数，是用C/C++语言实现的，并被编译成了DLL，由Java去调用。

       park函数的作用是将当前调用线程阻塞，而unpark函数则是唤醒指定线程。

       park是等待一个许可，unpark是为某线程提供一个许可。如果线程A调用park，除非另一个线程调用unpark(A)给A一个许可，否则线程A将阻塞在park操作上。每次调用一次park，需要有一个unpark来解锁。

       并且，unpark可以先于park调用，但不管unpark先调用多少次，都只提供一个许可，不可叠加。只需要一次park来消费掉unpark带来的许可，再次调用会阻塞。

       在Linux系统下，park和unpark是通过Posix线程库pthread中的mutex（互斥量）和condition（条件变量）来实现的。

       简单来说，mutex和condition保护了一个叫_counter的信号量。当park时，这个变量被设置为0，当unpark时，这个变量被设置为1。当_counter=0时线程阻塞，当_counter>0时直接设为0并返回。

       每个Java线程都有一个Parker实例，Parker类的部分源码如下：

       由源码可知，Parker类继承于PlatformParker，实际上是用Posix的mutex和condition来实现的。Parker类里的_counter字段，就是用来记录park和unpark是否需要阻塞的标识。

       具体的执行逻辑已经用注释标记在代码中，简要来说，就是检查_counter是不是大于0，如果是，则把_counter设置为0，返回。如果等于零，继续执行，阻塞等待。

       unpark直接设置_counter为1，再unlock mutex返回。如果_counter之前的值是0，则还要调用pthread_cond_signal唤醒在park中等待的线程。源码如下：

       （如果不会下载JVM源码可以后台回复“jdk”，获得下载压缩包）

Java 中LockSupport类在C#中的实现

        　　Java 之后提供优秀的并发库ncurrent Net中缺乏类似的功能 由于硬件体系发生了变化 多核时代来临 NET中缺乏并发类库显然不合时宜 缓解这一矛盾的其中一个办法就是在往C#中移植java的ncurrent

        　　java中的ncurrent包中提供了一个类LockSupport ncurrent包很多关键实现需要调用LockSupport 如果需要把java的ncurrent包迁移到C#中 LockSupport类的迁移是不可避免的问题

        　　在java中 LockSupport类有如下方法

        　　以下是引用片段

        　　

       

        　　public static void park(Object blocker) { 　　Thread t = Thread currentThread(); 　　setBlocker(t  blocker); 　　unsafe park(false   L); 　　setBlocker(t  null); 　　}

        　　当一个线程调用LockSupport park之后 线程就会停下载 类似于Object wait 或者 NET中的System Threading Monitor Wait 但问题是java中的Object wait和 NET中的Monitor wait 都需要一个waitObject 这个问题曾经困扰我 为此翻了一遍JDK 实现源码 到最后发现的解决办法却是很简单 也无需了解JDK的底层实现源码

        　　以下是引用片段

        　　

        　　public class LockSupport 　　{ 　　private static LocalDataStoreSlot slot = Thread GetNamedDataSlot ( LockSupport Park ); 　　public static void Park(Object blocker) 　　{ 　　Thread thread = Thread CurrentThread; 　　Thread SetData(slot  blocker); 　　lock (thread) 　　{ 　　Monitor Wait(thread); 　　} 　　} 　　public static void Unpark(Thread thread) 　　{ 　　if (thread == null) return; 　　lock (thread) 　　{ 　　Monitor Pulse(thread); 　　} 　　} 　　}

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