读改写原语

两次正确的读取，也可能丢掉一次更新 ​

共享计数器初值为 $0$，两个线程都执行“读出、加一、写回”。即使单次读、写各自都是原子的，也可能出现：

两次增加最终只留下 $1$。问题不是某个整数被“读了一半”，而是读取旧值到提交新值之间，另一个更新插了进来。读改写原语（read-modify-write，RMW）把这一整段状态变换做成一次不可分割的操作。

CAS 怎样把计算与提交分开 ​

compare-and-swap（CAS）的思路是：“只有状态仍等于我据以计算的旧值，才提交新值。”对共享值做一般的变换 $f$ 时，常见模式为：先读 $a$，在本地计算 $b=f(a)$，再尝试把 $a$ 换成 $b$；若比较失败，就读取新状态并重新计算。

例如，共享值从 $10$ 开始。A 准备把它翻倍为 $20$，B 先增加到 $11$；A 随后的 CAS(10,20) 失败，所以不会用过期结果覆盖 B 的更新。A 改用 $11$ 重新计算，再尝试提交 $22$。在这个成功次序下，结果等价于先加一、再翻倍。

失败重试意味着本地计算可能执行多次。因而不能把不可重复的外部副作用随意放进计算 $f(a)$ 的部分；“成功 CAS 只发生一次”并不让之前的所有代码也只运行一次。

语言接口还可能区分弱 CAS 与强 CAS。以 C++ 的 compare_exchange_weak 为例，它允许比较值相同却报告失败，即伪失败；失败时还会用实际读值更新 expected。循环必须按该语义组织，不能把每次弱 CAS 失败都解释成另一个线程已经成功修改了对象。C++ 还把成功的 compare-exchange 归为 RMW，失败的比较归为原子读；两条路径的内存序约束并不相同。[2]

ABA 与进度保证 ​

CAS 比较的是当前值，不是完整修改历史。如果一个位置先为 $A$，中途变成 $B$，后来又变回 $A$，旧的比较仍可能成功。这就是 ABA 的基本形态。单纯的数值翻倍若只依赖当前值，未必因此出错；无锁链表若把相同地址误认为同一个未变的节点，就可能使用已经失效的结构信息。

给状态附加版本号，可以把“值相同但版本不同”区分开；还需要处理版本回绕。内存回收协议则控制节点何时能释放和复用，解决悬空引用以及部分地址复用问题，但不自动消除所有逻辑上的 ABA。

进度也不能从“用了 CAS”直接推出。无锁理路无锁进展Lock-free progress · Lock-freedom系统整体保证在有限步内有某个操作完成，而不保证指定线程。要求系统整体持续有操作完成，无等待理路Wait-free 进展Wait-free progress · Wait-freedom · 无等待进展每个正确参与者的每次操作都在有限个自身步骤内完成的个体级非阻塞保证。要求每个操作都在有限个自身步骤内完成。某个线程可能在 CAS 循环中反复失败；阻塞分配器也可能破坏整体进度保证。要证明进度，必须分析整个实现及所依赖原语，而不是只看最后一条指令。

Herlihy 的共识层级还区分了原语的理论能力：在标准异步共享内存模型下，普通读写寄存器的共识数为 $1$；test-and-set、swap、fetch-and-add 的共识数为 $2$；CAS 的共识数为无限。这说明哪些无等待对象能够由哪些原语构造，不是在给硬件吞吐量或延迟排名。[1]

原子更新与内存可见性各自解决什么 ​

RMW 可以防止对同一原子对象的丢失更新，但其他内存位置的读写顺序仍由内存模型规定。以 C++ 为例，memory_order_relaxed 的 fetch_add 依然是原子 RMW，却不凭这次操作建立一般的跨线程数据发布关系。[2]

例如，一个线程先填写普通数据，再设置“已准备好”标志；另一个线程观察标志后读取数据。除了标志本身原子，还需要恰当的 release/acquire 同步，使前面的数据写入对后面的读取建立所需的顺序。把一个 relaxed 计数器放到旁边，并不能替代这项关系。

同样，对两个不同变量各做一次原子操作理路原子操作Atomic operation对并发观察者不可分割、可视为在单一瞬间完成的操作。，也不自动形成“同时修改两个变量”的事务。单对象原子性、跨对象不变量与内存顺序，是三份需要分别说明的保证。