在 model-checked implementation of the CL-Deque ，他们使用以下策略来减少 bottom 指针:
size_t b = atomic_load_explicit(&q->bottom, memory_order_relaxed) - 1;
Array *a = (Array *) atomic_load_explicit(&q->array, memory_order_relaxed);
atomic_store_explicit(&q->bottom, b, memory_order_relaxed);
atomic_thread_fence(memory_order_seq_cst);
因此，他们加载 bottom 指针，在本地递减它，然后存储它。为什么这样做是有效的？并发窃贼是否无法看到任一 bottom 值？
执行此操作的另一种方法是将读取-修改-写入操作组合到单个atomic_fetch_sub中，如下所示:
Array *a = (Array *) atomic_load_explicit(&q->array, memory_order_relaxed);
size_t b = atomic_fetch_sub_explicit(&q->bottom, 1, memory_order_seq_cst) - 1;
这将消除可能的竞争条件。
我认为分解版本是有效的，因为steal和take函数内部的CAS稍后解决了这个竞争，仅当双端队列足够小以至于它很重要时。但这是通用技术吗？
最佳答案
这是一个单生产者/多消费者队列，其中生产者使用推送/获取操作，消费者使用“窃取”操作。生产者是唯一修改“底部”变量的人。因此，使用原子 RMW fetch_sub 是多余的。无论如何，消费者(小偷)将在存储/子操作之前或之后看到该值。重要的方面是事务语义，正如您所指出的，事务语义是通过两端的 CAS 操作得出结论的。
这是original paper .
关于c - 什么时候可以将原子读取-修改-写入操作分解为组成宽松的操作+屏障？，我们在Stack Overflow上找到一个类似的问题： https://stackoverflow.com/questions/74838399/