为何memory_order_relaxed不适用于类once_flag的atomic_bool？

在Herb Sutter的《atomic<> Weapons》演讲幻灯片第54页，一段单例模式的代码被指出存在内存序问题，以下是原代码：

struct widget {
  static inline atomic<widget *> instance = nullptr;
  static inline atomic<bool> create = false;

  static widget *get_instance()
  {
    if (instance.load(memory_order_acquire) == nullptr) {
      if (!create.exchange(true, memory_order_relaxed)) // <- BAD?
        instance.store(new widget(), memory_order_release);
      else
        while (instance.load(memory_order_acquire) == nullptr)
          ;
    }
    return instance.load(memory_order_acquire);
  }
};

标注为// <- BAD?的行需要修改为：

if (!create.exchange(true, memory_order_acquire)) // <- GOOD?

核心问题 #

使用BAD行可能会出现什么问题？（即使在虚构的特殊架构上） 或者等价地说，以下认为BAD行没问题的论点存在什么错误？

原论点如下：

• 如果一个或多个线程调用get_instance()，那么恰好有一个线程会从create.exchange(...)中得到false，因此只会分配一个widget实例，且仅有一个线程会向instance写入数据。
• 由于instance和create都是原子变量，无论内存序如何，对它们的访问都不会发生数据竞争。
• 由于写入-写入一致性，get_instance()不可能返回nullptr或除单次new widget()执行结果之外的任何值。
• 由于对instance的唯一非nullptr写入使用了release语义，且所有对instance的读取都使用acquire语义，所有非nullptr的读取都会与该写入同步，这意味着widget构造函数中的所有操作都会在get_instance()返回后对实例的任何访问之前完成，因此访问widget的非原子内容也不会出现未定义行为。

问题分析 #

原论点的核心漏洞在于忽略了弱内存模型下指令重排序的可能性，以及relaxed内存序无法提供必要的内存屏障来阻止这种重排序。

具体来说：

• 对于进入分支的等待线程，create.exchange(true, memory_order_relaxed)是relaxed内存序，这意味着编译器或CPU完全可以将后续的instance.load(memory_order_acquire)操作重排到create.exchange之前执行。
• 假设发生了这种重排序：等待线程先读取到instance的旧值（nullptr），然后才执行create.exchange并发现create已经被设为true，于是进入循环等待。此时构造线程可能已经完成了instance.store(new widget(), memory_order_release)，但等待线程因为提前读取了instance的旧值，后续的循环读取可能因为缓存一致性延迟，或者缺乏必要的同步关系，无法及时看到instance的更新值，从而陷入无限死循环。

而将create.exchange的内存序改为memory_order_acquire后，acquire语义会阻止任何后续的内存操作（包括instance.load）被重排到该操作之前，确保等待线程一定是先确认create已经被设为true，再去读取instance的值。这样当构造线程完成instance.store后，等待线程的instance.load(acquire)能正确与该store的release语义建立同步关系，及时读取到更新后的instance值，避免死循环。

另外，原论点中“所有非nullptr的读取都会与该写入同步”的结论本身没错，但问题是在BAD代码中，等待线程可能永远无法读取到非nullptr的instance值，因为指令重排序导致它陷入循环读取旧的nullptr。

内容的提问来源于stack exchange，提问作者user3188445