在程序员一级使用C ++ std :: atomic可以保证什么？

我已经听过并阅读了有关的几篇文章，演讲和stackoverflow问题std::atomic，并且我想确保自己已经很好地理解了。由于MESI（或派生的）高速缓存一致性协议，存储缓冲区，使队列无效等可能存在延迟，因此我仍然对高速缓存行的可见性感到困惑。

我读到x86具有更强的内存模型，并且如果缓存失效被延迟，x86可以还原启动的操作。但是我现在只对我作为独立于平台的C ++程序员应该承担的兴趣感兴趣。

[T1：线程1 T2：线程2 V1：共享原子变量]

我了解std :: atomic可以保证，

（1）在变量上不发生数据争用（由于对缓存行的独占访问）。

（2）取决于我们使用哪种memory_order，它（在有障碍的情况下）保证发生顺序一致性（在障碍之前，之后或之后）。

（3）在T1上执行原子write（V1）之后，T2上的原子RMW（V1）将是连贯的（其缓存行将已用T1上的写入值进行更新）。

但是正如缓存一致性入门所述，

所有这些事情的含义是，默认情况下，加载可以获取过时的数据（如果相应的失效请求位于失效队列中）

那么，以下正确吗？

（4）std::atomic不保证T2在T1上执行原子write（V）之后不会读取原子read（V）上的“陈旧”值。

问题（4）是否正确：如果无论延迟如何，在T1上进行原子写入都会使高速缓存行无效，那么当原子RMW操作而不是在原子读取上进行操作时，T2为什么要等待无效生效？

问题（4）是否错误：线程何时可以在执行过程中读取“过时”值并且“可见”？

非常感谢您的回答

更新1

所以看来我在（3）上错了。想象以下交织，初始V1 = 0：

T1: W(1)
T2:      R(0) M(++) W(1)

即使在这种情况下，保证T2的RMW完全在W（1）之后发生，它仍然可以读取“过时的”值（我错了）。据此，atomic不能保证完全的缓存一致性，而只能保证顺序一致性。

更新2

（5）现在想象这个例子（x = y = 0并且是原子的）：

T1: x = 1;
T2: y = 1;
T3: if (x==1 && y==0) print("msg");

根据我们所说的，看到屏幕上显示的“ msg”不会为我们提供T1之后执行T2之外的信息。因此，以下任一处决都可能发生：

• T1 <T3 <T2
• T1 <T2 <T3（其中T3看到x = 1但还没有y = 1）

那正确吗？

（6）如果线程始终可以读取“过时”的值，那么如果采用典型的“发布”方案，但不是发出某些数据准备就绪的信号，而是执行相反的操作（删除数据）会发生什么？

T1: delete gameObjectPtr; is_enabled.store(false, std::memory_order_release);
T2: while (is_enabled.load(std::memory_order_acquire)) gameObjectPtr->doSomething();

直到看到is_enabled为false为止，T2仍将使用已删除的ptr。

（7）另外，线程可能会读取“过时”的值，这意味着不能仅使用一个无锁原子权限来实现互斥锁吗？这将需要线程之间的同步机制。是否需要可锁定的原子？

1. 是的，没有数据竞赛
2. 是的，使用适当的memory_order值可以保证顺序一致性
3. 原子读取-修改-写入将始终完全发生在原子写入同一变量之前或之后
4. 是的，在对T1进行原子写入之后，T2可以从变量读取陈旧值

以保证原子性的方式指定了原子的读取-修改-写入操作。如果另一个线程可以在初始读取之后且在写入RMW操作之前写入该值，则该操作将不是原子的。

线程始终可以读取过时的值，除非在保证相对排序之前发生。

如果RMW操作读取“陈旧”的值，则它保证在从其他线程进行的任何写操作将覆盖其读取的值之前，它生成的写操作是可见的。

例如更新

如果T1写入x=1而T2确实x++以x0开头，则从存储的角度来看的选择x是：

1. 首先是T1的写操作，所以T1进行写操作x=1，然后T2进行读取x==1，将其递增为2，然后x=2作为单个原子操作写回。

2. T1的写入为第二。T2读取x==0，将其递增为1，然后x=1作为单个操作写回，然后T1写入x=1。

但是，如果这两个线程之间没有其他同步点，则这些线程可以继续执行不刷新到内存的操作。

因此x=1，即使T2仍将读取x==0（并因此写入x=1），T1仍可以发出，然后进行其他操作。

如果还有其他同步点，那么x首先修改哪个线程将变得很明显，因为这些同步点将强制执行顺序。

如果您对从RMW操作读取的值有条件，这将是最明显的。

更新2

5. 如果memory_order_seq_cst对所有原子操作都使用（默认），则无需担心这种事情。从程序的角度来看，如果看到“ msg”，则运行T1，然后运行T3，然后运行T2。

如果您使用其他内存顺序（尤其是memory_order_relaxed），则可能会在代码中看到其他情况。

6. 在这种情况下，您有一个错误。假设该is_enabled标志为true，当T2进入其while循环时，它决定运行主体。现在，T1删除数据，然后T2引用该指针，该指针是一个悬空的指针，并且随之发生未定义的行为。原子除了阻止标志上的数据争用外，无济于事。

7. 您可以使用单个原子变量来实现互斥锁。

关于（3）-它取决于所使用的内存顺序。如果store和RMW操作都使用std::memory_order_seq_cst，则这两种操作都以某种方式排序-即，存储发生在RMW之前，或者相反。如果存储是在RMW之前订购的，则可以保证RMW操作“看到”已存储的值。如果在RMW之后订购存储，则它将覆盖RMW操作写入的值。

如果使用更宽松的内存顺序，则修改仍将以某种方式排序（变量的修改顺序），但是您无法保证RMW是否从存储操作中“看到”值-即使RMW操作是按变量的修改顺序写入之后的顺序。

如果您想阅读另一篇文章，我可以推荐您使用C / C ++程序员的内存模型。