在单线程时代，代码执行的世界是简单、有序的。一行代码执行完后紧接着下一行，我们无需担心指令会以意想不到的顺序执行。然而，当我们踏入多线程的领域，尤其是现代多核处理器架构下，这个世界变得复杂而诡异。编译器为了优化可能重排指令，CPU为了效率也可能乱序执行并将数据缓存在层级缓存中。这使得一个线程中的写入操作，在其他线程看来，可能并非按照我们代码编写的顺序发生。
std::atomic 的出现，不仅仅是为了解决原子操作（如原子递增）的问题，其更核心、更强大的意义在于它允许程序员通过指定内存顺序（Memory Order）来精确控制非原子内存的同步方式。理解这一点，是写出正确、高效多线程代码的关键。
1. 为何需要内存模型？重排的幽灵
考虑以下经典代码片段：
// 线程 1
x = 42;
// (1)
y = 1;
// (2)
// 线程 2
if (y == 1) {
// (3)
assert(x == 42);
// (4) 这个断言可能会失败吗？
}在单线程视角下，x 肯定先被赋值为 42，然后 y 被赋值为 1。因此，如果线程2看到 y == 1，那么 x 必然等于 42。
然而，在多核世界中，这个断言可能会失败！原因如下：
- 编译器重排：编译器可能发现先执行
(2)再执行(1)效率更高（例如，x不在寄存器中而y在），因此交换了它们的顺序。 - CPU重排：即使编译器没有重排，CPU也可能为了性能（如缓存命中率）而乱序执行指令。线程1的写入
x和y可能被缓存在不同的缓存行，并以不同的顺序刷新到主内存（或其他核心的缓存）。 - 可见性问题：线程2可能看到了线程1对
y的更新，但由于缓存一致性协议（如MESI）的延迟，尚未看到对x的更新。
C++内存模型提供了一套可移植的抽象，让我们能够精确地描述一个线程中的内存操作如何与另一个线程中的操作进行“同步”和“排序”，从而驯服这些重排，让多线程程序具有可预测的行为。
2. std::atomic 与内存顺序
std::atomic<T> 确保了对 T 的操作是原子的、不可分割的。但更重要的是，每一次原子操作都可以选择一种内存顺序（Memory Order），它定义了该操作周围的非原子内存访问的可见性关系。
C++标准定义了6种内存顺序，但它们可以归纳为3大类：
| 内存顺序 | 枚举值 | 说明 |
| ：— | ：— | :— |
| 顺序一致性 (Sequentially Consistent) | memory_order_seq_cst | 最强约束。提供全局唯一执行顺序，性能开销最大。 |
| 获取-释放 (Acquire-Release) | memory_order_acquirememory_order_releasememory_order_acq_rel | 成对使用，在配对线程间建立同步关系。开销中等。 |
| 松散 (Relaxed) | memory_order_relaxed | 只保证原子性，不提供任何同步和排序约束。开销最小。 |
2.1 顺序一致性 (memory_order_seq_cst)
这是默认的内存顺序，也是最强的一种。它做了两件事：
- 原子性：保证操作本身是原子的。
- 全局顺序：整个程序中的所有
seq_cst操作形成一个单一的、全局一致的修改顺序（Total Modification Order）。每个线程都仿佛按照这个全局顺序依次执行这些操作。
开销：为了实现全局顺序，通常需要完整的内存栅栏（Memory Fence），这会阻止编译器和大部份CPU的重排，并强制刷新缓存，因此开销最大。
例子：
std::atomic<
bool> x, y;
std::atomic<
int> z;
void write_x() {
x.store(true, std::memory_order_seq_cst);
// (1)
}
void write_y() {
y.store(true, std::memory_order_seq_cst);
// (2)
}
void read_x_then_y() {
while (!x.load(std::memory_order_seq_cst));
// (3)
if (y.load(std::memory_order_seq_cst)) // (4)
++z;
}
void read_y_then_x() {
while (!y.load(std::memory_order_seq_cst));
// (5)
if (x.load(std::memory_order_seq_cst)) // (6)
++z;
}
// 最终 z 不可能为 0。
// 因为 (1) 和 (2) 有一个全局顺序。假设是先 (1) 后 (2)。
// 那么如果线程C在 (3) 看到 x=true，那么对于也使用 seq_cst 的线程D来说，它也必须在这个全局顺序中看到 (1) 发生在 (2) 之前。
// 因此，如果线程D在 (5) 看到 y=true，那么它接下来在 (6) 看到的 x 也必然为 true。
// 所以 z 最终至少为 1，甚至为 2，但绝不会是 0。2.2 获取-释放语义 (memory_order_acquire, memory_order_release, memory_order_acq_rel)
这套模型在线程间成对地建立同步关系，而不是追求全局顺序。它更轻量，也更需要程序员谨慎推理。
store操作使用release：释放操作。在该操作之前的所有内存写入（包括非原子和松散的原子写入），都不能被重排到该操作之后。load操作使用acquire：获取操作。在该操作之后的所有内存读取（包括非原子和松散的原子读取），都不能被重排到该操作之前。read-modify-write操作（如fetch_add）使用acq_rel：同时具备获取和释放语义。
当一个 获取操作 读取到一个由 释放操作 写入的值时，就发生了一次 同步（Synchronizes-with）。这次同步建立后，释放操作之前的所有写操作，都对 获取操作之后的所有读操作 可见。
开销：通常只需要阻止编译器重排和特定类型的CPU重排（如StoreLoad重排可能不需要），开销比 seq_cst 小。
例子（自旋锁）：
class SpinLock
{
std::atomic<
bool> flag{
false
};
public:
void lock() {
while (flag.exchange(true, std::memory_order_acquire)) {
// (1) 获取
// 自旋等待
}
}
void unlock() {
flag.store(false, std::memory_order_release);
// (2) 释放
}
};
// 用法
SpinLock mutex;
int data = 0;
void thread_func() {
mutex.lock();
// (1) 获取锁，同时也“获取”了之前持有锁的线程的所有写入
data++;
// 临界区操作，保证不会被重排到 lock() 之前
mutex.unlock();
// (2) 释放锁，同时也“释放”了对 data 的修改，确保对下一个获取锁的线程可见
}在 unlock() 中的 release store 与 lock() 中的 acquire load（通过 exchange）成功配对。这保证了临界区（data++）内的操作不会“泄漏”到锁外，并且对下一个获得锁的线程是立即可见的。
2.3 松散顺序 (memory_order_relaxed)
只保证操作本身的原子性（不会读写的中间状态），不提供任何同步和排序保证。周围的操作可以被自由重排。
用途：用于简单的计数器更新，其中顺序无关紧要，只需要最终结果正确。例如，收集统计数据。
开销：最小，通常与普通指令开销无异。
危险例子：
std::atomic<
bool> x, y;
std::atomic<
int> z;
void write_x_then_y() {
x.store(true, std::memory_order_relaxed);
// (1)
y.store(true, std::memory_order_relaxed);
// (2) 可能被重排到 (1) 之前！
}
void read_y_then_x() {
while (!y.load(std::memory_order_relaxed));
// (3)
if (x.load(std::memory_order_relaxed)) // (4)
++z;
}
// z 有可能为 0！
// 因为 (1) 和 (2) 之间没有顺序约束，CPU/编译器可能先执行 (2)。
// 线程B可能在 (3) 看到 y=true 后，在 (4) 却看到 x=false（因为 (1) 的更新尚未可见）。3. 实战分析：Dekker算法与内存顺序
Dekker算法是一个经典的软件互斥算法，它要求严格的内存顺序才能正确工作。我们用它来展示不同内存顺序带来的影响。
Dekker算法核心：
std::atomic<
bool> flag1{
false
}, flag2{
false
};
std::atomic<
int> turn{
1
};
void thread1(int& counter) {
flag1.store(true, memory_order);
// A1
while (flag2.load(memory_order)) {
// A2
if (turn.load(memory_order) != 1) {
// A3
flag1.store(false, memory_order);
// A4
while (turn.load(memory_order) != 1) {
} // A5
flag1.store(true, memory_order);
// A6
}
}
// 临界区开始
counter++;
// 临界区结束
turn.store(2, memory_order);
// A7
flag1.store(false, memory_order);
// A8
}
void thread2(int& counter) {
flag2.store(true, memory_order);
// B1
while (flag1.load(memory_order)) {
// B2
if (turn.load(memory_order) != 2) {
// B3
flag2.store(false, memory_order);
// B4
while (turn.load(memory_order) != 2) {
} // B5
flag2.store(true, memory_order);
// B6
}
}
// 临界区开始
counter++;
// 临界区结束
turn.store(1, memory_order);
// B7
flag2.store(false, memory_order);
// B8
}场景分析：
假设我们全部使用 memory_order_relaxed。
- 线程1执行
A1（设置flag1=true）。 - 线程2执行
B1（设置flag2=true）。 - 线程1执行
A2，检查flag2为true，进入循环。 - 线程1执行
A3，检查turn不为1（初始为1，但可能线程2已经修改？这里先假设还没改），所以不进入if。 - 线程2执行
B2，检查flag1为true，进入循环。 - 线程2执行
B3，检查turn为1（不等于2），进入if块。 - 线程2执行
B4，设置flag2=false。 - 关键问题：线程1此时可能正在执行
A2的循环条件检查。由于flag2的存储是relaxed，线程1可能看不到这个更新，或者即使看到了，线程1的A3检查turn也可能被重排到A2之前！这会导致线程1错误地认为flag2仍然为真，并且turn仍然是1，从而跳过if块，直接进入临界区。 - 同时，线程2在
B5等待turn变为2。而线程1也进入了临界区。
结果：两个线程同时进入临界区，算法失败。
如何修复？
必须使用更强的内存顺序来建立正确的同步：
A1和B1的store必须是release，以确保它们之前的操作（如果有）不会重排到后面。A2和B2的load必须是acquire，以确保它们能看到对方release的写入，并且它们之后的操作不会重排到前面。A7/B7（修改turn）的store应该是release，以确保退出临界区的操作先于turn的修改。A5/B5的load应该是acquire，以确保在获得turn的所有权后，能正确看到对方线程在释放turn之前的所有操作（即对方临界区的修改结果）。
实际上，最安全省事的方法是在这个精细的算法中使用 memory_order_seq_cst，因为它最符合算法设计时隐含的全局顺序假设。而 acquire-release 需要更精细地在每个操作上标注，难度极大。
4. 总结与建议
- 默认使用
memory_order_seq_cst：除非你有充分的理由和信心，否则坚持使用默认的顺序一致性模型。它是正确的，虽然可能不是最快的。 - 理解 Acquire-Release：当你需要在线程间建立明确的“同步点”（如锁、信号量）时，这是性能与正确性的最佳平衡点。仔细区分“加载（获取）”和“存储（释放）”操作。
- 极端谨慎使用 Relaxed：仅当你非常确定操作的顺序和可见性完全不影响程序逻辑时（如计数器、指针的发布），才使用它。这是专家工具。
- 借助高级抽象：大多数情况下，你不需要直接使用
std::atomic和内存顺序来编写复杂的同步原语。优先使用标准库提供的互斥锁（std::mutex）、条件变量（std::condition_variable）等高级工具，它们已经为你正确实现了底层的内存同步。std::atomic用于在这些工具无法满足性能需求时，进行极致的优化和实现无锁数据结构。
C++内存模型是现代多线程编程的底层基石。理解它，你就能真正洞察多线程程序中数据流动的奥秘，从而写出既正确又高效并发代码。
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安装mysql8.0.41(建议安装glibc2.28版本))
