考虑以下自旋锁的实现（Google 中关于查询“c++ 自旋锁实现”的第一个链接）：
struct spinlock {
std::atomic<bool> lock_ = {0};
void lock() noexcept {
for (;;) {
if (!lock_.exchange(true, std::memory_order_acquire)) {
return;
}
while (lock_.load(std::memory_order_relaxed)) { // what's the guarantee????
asm volatile ("yield\nyield\nyield");
}
}
}
bool try_lock() noexcept {
return !lock_.load(std::memory_order_relaxed) && // why not acquire???
!lock_.exchange(true, std::memory_order_acquire);
}
void unlock() noexcept {
lock_.store(false, std::memory_order_release);
}
};
但是，对我来说这看起来不正确：在 Arm64 上，
memory_order_relaxed一种常见的误解是，宽松的内存排序不足以确保原子写入完全可见，或者原子读取最终观察到它们。确实，非原子写入和读取存在这个问题，因为编译器可能会完全优化它们。但对于原子操作，我们有 [intro.progress p18]（使用 C++20）：
实现应确保由原子或原子分配的最后一个值（按修改顺序） 同步操作将在有限的时间内对所有其他线程可见。
（人们有时会争论这是“应该”而不是“必须”，但事实是，任何不遵守这一点的实现都将无法使用。我的感觉是，他们只是因为声明而使用“应该”规则在形式上不如记忆模型的其余部分严格，他们不希望任何人强迫他们提供精确的数学公式。）
因此，当另一个线程释放锁时，最终循环中的松弛负载必须观察它。因此正确性没有问题。典型的机器将确保这种情况发生，不仅是在有限的时间内，而且实际上没有任何不必要的延迟。
ARM 架构也在机器级别承诺：如果对某个内存位置进行存储，则从该位置加载最终会观察到存储的值，即使不使用额外的内存屏障。这至少适用于同一共享域中的观察者，但同一进程的两个线程将始终在同一内部共享域中的核心上运行，并且它们之间共享的内存将始终是正常内部共享。
在 ARMv8 规范中很难找到此属性的精确声明，但我们在 B2.7.1 中确实有“对具有 Normal 属性的内存位置的写入在有限时间内完成”，并进一步向下，“每个内部可共享性域包含一组观察者，该观察者组中的每个成员的数据是一致的 由该集合的任何成员进行的具有内部可共享属性的数据访问。”。不幸的是，他们似乎没有给出“数据一致”的精确定义，但它肯定必须包括“加载最终观察存储”。
关于您最近参与的评论线程中引用的paper：即使宽松的负载不会导致无效队列立即刷新，这并不意味着无效消息将仅位于该队列中无限期地排队。核心总是会尽快处理这些消息，因此最终（通常很快），缓存行无论如何都会失效。此时，后续加载将必须从修改的核心请求行，然后将观察到新值。
同样，在编写者方面，即使存储确实被放入存储缓冲区中而不是立即提交，它也不会只是坐在那里；而是会继续存在。核心会尽快处理这些商店，因此它将在不久的将来在全球范围内可见，而不需要任何障碍或其他进一步的指令。