具有 memory_order_relaxed 的存儲是否可能永遠不會到達其他線程？

Question

假設我有一個線程A寫入一個atomic_int x = 0; , 使用x.store(1, std::memory_order_relaxed); . 如果沒有任何其他同步方法，使用x.load(std::memory_order_relaxed);其他線程需要多長時間才能看到這一點x.load(std::memory_order_relaxed); ? 鑒於標准給出的 C/C++ 內存模型的當前定義，寫入x的值是否可能完全保持線程本地？

我手頭的實際情況是線程B經常讀取atomic_bool以檢查它是否必須退出； 另一個線程在某個時候向這個 bool 寫入true ，然后在線程 B 上調用 join()。顯然我不介意在線程 B 甚至可以看到 atomic_bool 被設置之前調用 join()，我也不介意線程何時在我調用 join() 之前，B 已經看到了變化並退出了執行。 但我想知道：在雙方都使用memory_order_relaxed ，是否可以調用 join() 並“永遠”阻止，因為更改永遠不會傳播到線程 B？

編輯

我聯系了 Mark Ba​​tty（在數學上驗證並隨后修復 C++ 內存模型要求背后的大腦）。 本來是關於別的（后來證明是 cppmem 和他的論文中的一個已知錯誤；所以幸運的是我沒有完全自欺欺人，也借此機會問他這個問題；他的回答是：

Q：理論上可以這樣的存儲[memory_order_relaxed without (any following) release operation]永遠不會到達其他線程嗎？
馬克：理論上，是的，但我認為沒有觀察到。
問：換句話說，除非你將它們與一些釋放操作（並在另一個線程上獲取）結合起來，假設你想讓另一個線程看到它，否則寬松存儲沒有任何意義嗎？
馬克：他們的幾乎所有用例都使用發布和獲取，是的。

Answer 1

這就是標准對此事的全部看法，我相信：

[intro.multithread]/25實現應確保原子或同步操作分配的最后一個值（按修改順序）在有限的時間內對所有其他線程可見。

Answer 2

在實踐中

如果沒有任何其他同步方法，使用x.load(std::memory_order_relaxed);其他線程需要多長時間才能看到這一點x.load(std::memory_order_relaxed); ?

沒時間。 這是一個正常的寫入，它進入存儲緩沖區，因此它將在不到眨眼的時間內在 L1d 緩存中可用。 但這只是在運行匯編指令時。

指令可以由編譯器重新排序，但沒有一個合理的編譯器會在任意長的循環上重新排序原子操作。

理論上

Q：理論上這樣的存儲[ memory_order_relaxed without (any following) release operation]永遠不會到達其他線程嗎？

馬克：理論上，是的，

你應該問他如果重新添加“后續發布欄”會發生什么。 或者用原子存儲釋放操作。

為什么不將這些重新排序並延遲很長時間？ （久到在實踐中似乎是永恆的）

鑒於標准給出的 C/C++ 內存模型的當前定義，寫入 x 的值是否可能完全保持線程本地？

如果一個虛構的、特別反常的實現想要延遲原子操作的可見性，為什么它只對寬松的操作這樣做呢？ 它可以很好地完成所有原子操作。

或者永遠不要運行某些線程。

或者運行某些線程的速度太慢，以至於您會認為它們沒有運行。

Answer 3

這是標准在 29.3.12 中所說的：

實現應該在合理的時間內使原子存儲對原子負載可見。

不能保證一個store會在另一個線程中可見，沒有保證的時間，也沒有與內存順序的正式關系。

當然，在每個常規架構上， store將變得可見，但在不支持緩存一致性的罕見平台上，它可能永遠不會對load可見。
在這種情況下，您將不得不執行原子讀-修改-寫操作以獲取修改順序中的最新值。