程序员级别的C ++ std :: atomic可以保证什么？

Question

我已经听过并阅读了有关std::atomic的几篇文章，演讲和stackoverflow问题，我想确保我已经理解得很好。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可以还原开始的操作。但是我现在只对我作为C ++程序员应该假定的东西感兴趣，而与平台无关。

[[T1：线程1 T2：线程2 V1：共享的原子变量]

我了解std :: atomic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（在出现障碍之前，之后或之后出现障碍）。

（（3）在T1上进行原子write（V1）之后，在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。

但正如cache coherency primer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）

所以，以下正确吗？

（（4）std::atomic不保证T2在T1上进行原子write（V）之后不会读取在原子read（V）上的'陈旧'值。

（4）是否正确：如果在T1上进行原子写入而无论延迟如何，都会使高速缓存行无效，为什么当原子RMW操作而不是在原子读取上，T2等待无效使之生效？

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。想象下面的交织，初始V1 = 0：

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

即使在这种情况下，即使T2的RMW保证完全在W（1）之后发生，它仍然可以读取“陈旧的”值（我错了）。因此，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”不会为我们提供信息，除了在T1之后执行T2之外。因此，以下任何一种处决都可能发生：

• T1
• T1

是吗？

（（6）如果线程始终可以读取'陈旧'的值，如果我们采用典型的“发布”方案，但是我们没有相反地表示某些数据已准备好，而是相反（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();
T2仍然会使用已删除的ptr，直到看到is_enabled为false。

（7）另外，线程可能读取'陈旧'值的事实意味着mutex

不能仅用一个无锁原子权限来实现吗？这将需要线程之间的同步机制。是否需要可锁定的原子？

我已经听过并阅读了有关std :: atomic的几篇文章，演讲和stackoverflow问题，我想确保我已经很好地理解了。因为我仍然对...

Answer 1

1. 是的，没有数据争用

Answer 2

关于（3）-取决于所使用的内存顺序。如果存储和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。