C11内存模型——两个线程执行atomic_fetch_add，然后执行atomic_load——可能输出什么？

考虑以下测试程序，该程序在完全实现 C2011 原子和线程的实现上编译和运行。

#include <stdio.h>
#include <stdatomic.h>
#include <threads.h>

#if !ATOMIC_INT_LOCK_FREE
#error "Program behavior is only interesting if atomic_int is lock-free."
#endif

static atomic_int var;

int inc_print(void *unused)
{
   atomic_fetch_add(&var, 1);
   printf(" %d", atomic_load(&var));
   return 0;
}

int main(void)
{
    thrd_t thrd;
    if (thrd_create(&thrd, inc_print, 0) == thrd_success) {
        inc_print(0);
        thrd_join(&thrd, 0);
    }
    putchar('\n');
    return 0;
}

我已经设法说服自己以下所有陈述都是正确的：

1. 每个线程的atomic_load必须观察同一线程执行的增量，因此它无法读取零。
2. 每个线程的atomic_load可能会也可能不会观察到另一个线程执行的增量。 （另一个线程可能在atomic_load之后才被调度。）因此，它可以读取1或2。
3. 致电printf已连载only互相对抗。因此，如果一个线程atomic_load读取 1 和另一个线程的atomic_load读取 2，或者1 2 or 2 1可以打印。
4. 两者皆有可能atomic_loads 观察另一个线程执行的增量，因此输出2 2也是可以的。

但我不确定的是：是否有可能neither of the atomic_loads 观察另一个线程执行的增量？也就是说，是输出1 1可能的？

另外，放松记忆模型会改变什么吗？

你的结论对我来说看起来是正确的。

默认memory_order_seq_cst保证整个程序执行以顺序一致的方式 https://en.wikipedia.org/wiki/Race_condition#SC_for_DRF，因为它不存在数据争用并且不使用任何非 SC 原子。所以可能的结果只是程序顺序的交错。

这允许两个增量然后两个加载，但一个增量必须在另一个增量之后，看看它的1结果并写一个2。并且该线程中的负载必须在它之后，所以至少有一个线程看到2. The 1 1结果是不可能的，2 2结果可能会发生。

宽松原子不会在这里引入任何新的可能性;我们可以从操作规则中获得同样的保证same无论 memory_order 参数如何，都适用的原子变量。

• 一致的修改顺序var存在，并且总共两个原子增量必须完成总共+=2。 （出于这个原因，原子 RMW 保证读取最新值，以确保同一对象上的 RMW 彼此序列化，而不是同时加载 0 和写入 1。这不会是原子增量。）
• A load之后fetch_add在同一线程中必须看到其结果或修改顺序中的某个后续值。 （在 C++ 中这是读写一致性保证 https://eel.is/c++draft/intro.races#note-19，以及sequenced-before（在同一线程中）强制在两个操作之间进行排序same原子对象。欢迎编辑并提供 C11 标准中等效语言的链接。）

是的，printfs 的排序独立于原子修改var。它有效地锁定stdout。如果这像 C11 的规则一样有效mtx_lock，这就像一个acquire对互斥锁进行操作，因此它可以在增量或加载完成之前开始获取锁定。

并不是说那是相关的；这不是必需的2 1输出成为可能。即使锁定是seq_cst，您可能会进入这样一种状态：两个 printf 都没有开始，但所有原子都已完成。一个线程的临时值是 1，另一个线程的临时值是 2。那么首先打印的只是机会。