std::atomic 不能直接实现无锁队列，因其仅保证单变量原子性，而队列操作需多位置协同更新且面临 ABA 问题；真正无锁需 CAS 循环+内存序控制，SPSC 场景可用 std::atomic + compare_exchange_weak 安全实现，MPMC 则必须引入版本号防 ABA。

为什么 std::atomic 不能直接实现无锁队列

因为 std::atomic 只保证单个变量的原子读写，而队列操作（如入队/出队）需要**多个内存位置协同更新**（比如同时修改 head、tail 和节点数据），仅靠单个 std::atomic 无法避免 ABA 问题或中间态不一致。真正无锁（lock-free）队列必须基于 CAS（Compare-And-Swap）循环重试 + 内存序控制，且通常需自定义节点结构和指针管理。

用 std::atomic + CAS 实现简易单生产者单消费者（SPSC）无锁队列

SPSC 是唯一能用纯 std::atomic + compare_exchange_weak 安全实现的常见场景。关键点：

• head 和 tail 必须是 std::atomic，且初始化为同一哨兵节点
• 入队时对 tail 执行 CAS：期望值为当前 tail，新值为新节点；失败则重试
• 出队时对 head 执行 CAS：期望值为当前 head，新值为 head->next
• 必须用 memory_order_acquire（读）和 memory_order_release（写）防止指令重排
• 不能直接 delete 节点——SPSC 下可复用内存池，否则需配合 hazard pointer 或 RCU

struct Node {
    int data;
    Node* next;
};
class SPSCQueue {
std::atomic> head_;
std::atomic> tail_;
// ... 构造函数中分配哨兵节点
public:
bool tryenqueue(int val) {
Node node = new Node{val, nullptr};
Node tail = tail.load(std::memory_orderacquire);
while (!tail.compare_exchange_weak(tail, node, std::memory_order_acq_rel)) {
// CAS 失败，说明 tail 已被其他线程推进，继续重试
}
tail->next = node; // 此时 tail 仍是旧 tail，安全写入
return true;
}
};

CAS 失败后不 sleep 是 lock-free 的核心

无锁 ≠ 无竞争，而是指“至少有一个线程能在有限步内完成操作”。所以所有 CAS 循环必须：

• 不调用 sleep、yield 或任何阻塞系统调用
• 每次循环只做必要检查（如重读原子变量），避免无谓计算
• 注意编译器优化：用 volatile 或 std::atomic_thread_fence 防止寄存器缓存导致无限重试
• 在高争用下，CAS 可能反复失败数十次，CPU 使用率会升高——这是 lock-free 的代价，不是 bug

多生产者多消费者（MPMC）必须处理 ABA 问题

当一个节点被出队、释放、再重新入队时，head 指针可能回到相同地址，但内容已变。此时单纯比较指针值的 CAS 会误判成功。解决方案：

• 用 std::atomic 包装指针 + 版本号（低位存计数，高位存指针），即「tagged pointer」
• 使用 std::atomic<:pair size_t>>（C++20 起支持原子 pair）
• 主流库如 moodycamel::ConcurrentQueue 就采用带版本号的指针 CAS
• 切勿用 std::shared_ptr 替代——引用计数本身不是无锁的，其内部仍用锁

真正可靠的 MPMC 无锁队列极少手写，建议优先集成经过充分测试的第三方实现。自己实现时，最容易被忽略的是内存序组合与 ABA 防御的耦合性——改错一个 memory_order 参数，就可能导致偶发崩溃或数据丢失。