以RMW为首的释放序列是否建立同步关系？

Question

#include <iostream>
#include <atomic>
#include <thread>
#include <cassert>
int main(){
    std::atomic<int> v{0};
    int x = 0;
    std::thread t1([&](){
        x = 1;
        v.exchange(1,std::memory_order::release); // #1
    });
    std::thread t2([&](){
        int expected = 1;
        while(!v.compare_exchange_strong(expected,3,std::memory_order::relaxed)){}  // #2
        v.fetch_sub(1,std::memory_order::relaxed); // #3
    });
    std::thread t3([&](){
        int expected = 2;
        while(!v.compare_exchange_strong(expected,10,std::memory_order::relaxed)){} // #4
        assert(x ==1);
    });
    t1.join();
    t2.join();
    t3.join();
}

[介绍.races] p5 说：

以原子对象 M 上的释放操作 A 为首的释放序列是 M 的修改顺序中副作用的最大连续子序列，其中第一个操作是 A，后续的每个操作都是原子读-修改-写操作。

在本例中，

v

的修改顺序是

{0, 1, 3, 2,10}

，因为

#4

读取了

#3

写入的值，并且

#3

可以考虑在以

#1

为首的释放顺序中，因此，断言永远不会失败，这是正确的理解吗？

Answer 1

您是对的，任何释放操作都可以引导释放序列，无论是普通存储还是 RMW 存储。 你的分析是正确的，(#1,#2,#3,#4)是以#1为首的释放序列，#4读取#3写入的值。

但是，您不能断定#1 与#4 同步，因为#4 不是acquire。 请记住，在尝试从获取/释放操作获得同步时，我们总是诉诸atomics.order p2:

原子操作 A 对原子对象 M 执行释放操作，与原子同步 操作 B 对 M 执行获取操作并从释放中的任何副作用中获取其值 以 A 为首的序列。

通过取 A = #1、M =

v

、B = #4 和“释放序列中的任何副作用”= #3 来满足此定义的每个元素，但 B = #4 不执行获取操作。 所以我们不能得出#1 与#4 同步的结论。 因此，t1 中

x

的存储不会发生在 t3 中

x

加载之前，反之亦然。 因此该程序包含数据竞争，并且其行为是未定义的；特别是，断言可能会失败。

#4 本身就是以 #1 为首的发布序列的一个元素，这一事实与此分析无关。 （事实上，它是 RMW 的事实与该程序无关，因为存储的值

10

从未被加载。）

不难看出程序在典型实现的实践中如何失败：由于 #4 是宽松的，编译器和/或 CPU 可以自由地使用以下负载

x

对其进行重新排序。 因此，来自

x

的加载可能会在

v

中看到更新值之前很久就发生。 特别是，没有什么可以阻止它在从

x

存储到

t1

之前发生，因此可以加载旧值

0

。

如果您将 #4 升级到

memory_order_acquire

或更强，那么您确实可以得出结论：该程序具有明确定义的行为，并且断言不会失败。 （#4 执行 RMW 仍然无关紧要；如果它是普通获取负载，结论将是相同的。）