并发场景下fetch_add与compare_exchange_weak的交互行为问询（不同内存序下的可能性分析）

嗨，这个问题问得非常到位——很多人会误以为只有多个共享变量时内存序才重要，但其实哪怕是单个原子变量，内存序的规则依然会深刻影响跨线程操作的可见性和执行顺序，咱们一步步拆解两种内存序的情况：

先明确下你场景里的核心逻辑：T2通过compare_exchange_weak把tq_seq_设为THREAD_SLEEP（准备挂起），而T1在添加任务后通过fetch_add检查tq_seq_的旧值，以此决定是否唤醒T2。你担心的是：T2的CAS成功后，T1的fetch_add会不会读到非THREAD_SLEEP的值，导致T2错过通知并挂起？

1. 使用std::memory_order_relaxed内存序的情况 #

这种情况是完全可能发生的。

relaxed是最宽松的内存序规则：它只保证单个线程内原子操作的执行顺序（线程内happen-before），但完全不保证跨线程的操作可见性和顺序约束。编译器和CPU可以自由地对relaxed原子操作进行重排序，也不需要立即把修改同步到其他CPU的缓存中。

具体到你的场景：

• T2成功执行compare_exchange_weak把tq_seq_改成THREAD_SLEEP，但这个修改可能只存在于T2所在CPU的本地缓存，没有同步到全局内存；
• T1执行fetch_add时，可能从自己的本地缓存读到tq_seq_的旧值（比如0），误以为T2没有准备挂起，因此不执行唤醒逻辑；
• 最终T2挂起，错过了T1刚添加的任务通知。

哪怕从逻辑时间上看T2的CAS先于T1的fetch_add，relaxed内存序也不保证T1能看到T2的修改——跨线程的操作可见性没有任何约束。

2. 使用std::memory_order_acq_rel（或配对的acquire/release）内存序的情况 #

这种情况不可能发生。

acq_rel内存序会建立跨线程的同步关系：

• 对于T2的compare_exchange_weak，如果使用release内存序（成功时的内存序），它会强制把当前CPU缓存中的修改同步到全局内存，并且保证T2在CAS之前的所有操作（比如检查队列是否为空）的结果对后续的acquire操作可见；
• 对于T1的fetch_add，如果使用acquire内存序，它会强制从全局内存读取最新的值，并且保证T1在fetch_add之后的操作能看到所有在release操作之前的修改。

回到你的场景：
当T2的CAS成功完成（以release内存序），这个修改会被同步到全局内存；T1的fetch_add（以acquire内存序）执行时，一定会读到最新的THREAD_SLEEP值，从而触发唤醒逻辑，不会让T2错过通知。

这里要注意：哪怕只有单个原子变量，acq_rel的同步规则依然生效——它约束的是操作的可见性和顺序，而非变量的数量。

备注：内容来源于stack exchange，提问作者Roman