考虑这个例子：

#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();
}

#1在这个例子中，只有当#4设置flag为 时，处的循环才会退出，而只有当 RMW 操作的读取部分读取时，true标志才会设置为。由于 RMW 操作读取部分的要求是 [atomics.order] p10true#30

原子读取-修改-写入操作应始终读取在与读取-修改-写入操作相关的写入之前写入的最后一个值（按照修改顺序）。

0这意味着，如果 RMW 操作#3读取，则其他 RMW 操作都无法读取该值0。换句话说，如果#2可以读取0和写入2，#3则不会读取0也#4不会执行。换句话说，如果所有其他操作也是 RMW 操作，则读取-修改-写入操作的读取值由该操作唯一拥有（这是自旋锁如何工作的本质）。

所以，Q1 是：意志断言#2永远不会失败，对吗？

但是如果#2改为纯负载的话，就会是这样的：

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

根据 [intro.races] p18

如果原子对象 M 上的副作用 X 发生在 M 的值计算 B 之前，则评估 B 将从 X 中获取其值，或者从按 M 的修改顺序紧随 X 之后的副作用 Y 中获取其值。

之前发生的副作用#2'只是初始值，尽管存储在的副作用0按照修改顺序排列，但纯负载仍然可以读取，因为 [intro.races] p18 使用了“或”，这也是 [atomics.order] p11 所暗示的1#300

推荐做法：实现应该使原子存储对原子加载可见，并且原子加载应该在合理的时间内观察原子存储。

从实现的角度来看，存在一个时间滞后，使得存储在合理的时间内#3不可见。从 C++ 标准的角度来看，这个结果也是由 [intro.races] p18 中的“或”所暗示的。#2'

Q2：
如果将 处的 RMW 操作#2改为像 这样的纯加载#2'，断言就会失败，对吗？

Q3：
如果#2'可以失败并且#2永远不会失败这是否意味着 RMW 比非 RMW 读取更不容易读取陈旧的值，至少在这个例子中是这样？，这是否意味着RMW比非 RMW 读取更容易按照修改顺序读取后者的修改，至少在这个例子中是这样？

添加：

我认为编译器#2无法对其进行重新排序，因为类似于自旋锁中失败的 CAS（即纯加载，内存顺序宽松），如果存在这种重新排序，自旋锁将无法正常工作。此外，由于断言，本例中编译器的任何重新排序都是可观察到的。但是，从内存顺序的角度来看，在之前不会发生，反之亦然，理论上可能会失败。我不确定。但是，此示例取决于执行的逻辑顺序，任何对顺序的破坏都是可观察到的。#1#2#3#2#3

笔记：

这是一个后续问题，，它的例子不清楚，假设也难以理解，而这个问题得到了改进和澄清。