C++标准中RMW操作的Load部分是否比纯Load要求更高？附实例分析

首先看以下代码实例：

#include <iostream>
#include <atomic>
#include <thread>
#include <chrono>
#include <cassert>
int main(){
    std::atomic<int> v = 0;
    std::atomic<bool> flag = false;
    std::thread t1([&](){
        while(!flag.load(std::memory_order::relaxed)){}  // #1
        assert(v.exchange(2,std::memory_order::relaxed) == 1);  // #2
    });
    std::thread t2([&](){
        if(v.exchange(1,std::memory_order::relaxed) == 0){ // #3
            flag.store(true, std::memory_order::relaxed); // #4
        }
    });
    t1.join();
    t2.join();
}

在该实例中，#1处的循环仅在#4将flag设为true时退出，而flag被设为true的前提是#3处RMW操作的Load部分读取到值0。根据C++标准[atomics.order] p10的规则：

Atomic read-modify-write operations shall always read the last value (in the modification order) written before the write associated with the read-modify-write operation.

这意味着如果#3处的RMW操作读取到0，那么其他RMW操作就无法再读取到0。换句话说，如果#2能读取到0并写入2，那#3就不会读取到0，#4也不会执行——这正是自旋锁的核心工作原理：当所有操作都是RMW操作时，每个RMW操作读取的值是独有的。

基于此提出三个问题：

Q1：#2处的断言是否永远不会触发失败？ #

如果把#2改为纯Load操作，代码如下：

assert(v.load(std::memory_order::relaxed) == 1); // #2'

根据C++标准[intro.races] p18的规则：

If a side effect X on an atomic object M happens before a value computation B of M, then the evaluation B takes its value from X or from a side effect Y that follows X in the modification order of M.

在#2'之前发生的副作用只有初始值0，尽管#3处写入的1在修改顺序中位于0之后，但纯Load操作仍有可能读取到0。这一点也能在[atomics.order] p11的建议实践中得到印证：

Recommended practice: The implementation should make atomic stores visible to atomic loads, and atomic loads should observe atomic stores, within a reasonable amount of time.

从实现角度看，存在时间延迟可能导致#3的存储在合理时间内对#2'不可见；从C++标准的角度看，这也由[intro.races] p18中的“or”所隐含。

Q2：若将#2处的RMW操作改为#2'这样的纯Load操作，断言是否可能触发失败？ #

Q3：若#2'可能失败而#2永远不会失败，是否意味着至少在该实例中，RMW操作比纯Load操作更倾向于读取修改顺序中较晚的修改值？ #

补充说明： #

我认为编译器不会对#2和#1进行重排序，因为#2类似自旋锁中的失败CAS（即采用std::memory_order::relaxed内存序的纯Load操作），如果存在重排序，自旋锁将无法正常工作。此外，本实例中编译器的任何重排序都会被断言观测到。不过从内存序角度看，#3与#2之间不存在先行关系，理论上#3可能失败，对此我不确定。但本实例依赖执行的逻辑顺序，任何对该顺序的破坏都可被观测到。

内容的提问来源于stack exchange，提问作者xmh0511