在C ++中，我们有关键字volatile和atomic类。它们之间的区别在于volatile不能保证线程安全的并发读写，而只是确保编译器不会在高速缓存中存储变量的值，而是从内存中加载变量，而atomic保证线程安全的并发读写。
我们知道，原子读取操作不可分割，即，当一个或多个线程读取变量值时，两个线程都无法将新值写入变量，因此我认为我们总是读取最新值，但是我不确定：）
所以，我的问题是：如果我们声明原子变量，我们是否总是获得调用load()操作的变量的最新值？
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当我们谈论现代体系结构上的内存访问时，我们通常会忽略从中读取值的“确切位置”。
读取操作可以从缓存（L0 / L1 / ...），RAM甚至硬盘驱动器（例如，交换内存）中获取数据。
这些关键字告诉编译器访问数据时要使用哪些汇编操作。
易失性
一个关键字，告诉编译器始终从内存而不是从寄存器读取变量的值。
此“内存”仍然可以是高速缓存，但是，如果高速缓存中的“地址”被认为是“脏”的，这意味着该值已由其他处理器更改，则将重新加载该值。
这可以确保我们永远不会读取过时的值。
但是，如果类型声明volatile不是原始类型，则其读/写操作本质上是原子的（就读/写它的汇编指令而言），我们可能会读取一个中间值（写者设法在读者阅读时只写了一半的字节。
原子
并且编译器看到load（读）操作，除了使用原子操作外，它基本上完成了与volatile值完全相同的操作（这意味着我们永远不会读取一个中间值）。
那么，有什么区别？
区别在于跨CPU写操作。 使用volatile变量时，如果CPU 1设置了该值，而CPU 2读取了该值，则读取器可能会读取旧的值。
但是，怎么可能呢？ volatile关键字承诺我们不会读取过时的值！
好吧，那是因为作者没有发布价值！尽管读者试图阅读它，但它会阅读旧的。
当编译器偶然遇到原子变量的store（写）操作时，它会：
宣布之后，所有CPU都知道它们应该重新读取变量的值，因为其缓存将被标记为“脏”。
此机制与对文件执行的操作非常相似。当您的应用程序写入硬盘驱动器上的文件时，其他应用程序可能会或可能不会看到新信息，具体取决于您的应用程序是否将数据刷新到硬盘驱动器上。
如果未刷新数据，则它仅驻留在应用程序缓存中的某个位置，并且仅可见。刷新文件后，打开文件的任何人都将看到新状态。
答案 1 :(得分：0)
如果我们声明原子变量，是否总是得到的最新值 调用load（）操作的变量？
是的，对于最新的某些定义。
并发性的问题是不可能以通常的方式争论事件的顺序。这是由于硬件的一个基本限制，即跨多个内核建立全局操作顺序的唯一方法是将它们串行化（并消除过程中并行计算的所有性能优势）。
现代处理器提供的是一种选择加入机制，可以在某些操作之间重新建立顺序。原子是该机制的语言级抽象。设想一个场景，其中两个atomic<int>和a和b在线程之间共享（让我们进一步假设它们已初始化为0）：
// thread #1
a.store(1);
b.store(1);
// thread #2
while(b.load() == 0) { /* spin */ }
assert(a.load() == 1);
这里的断言肯定会成立。线程＃2将观察a的“最新”值。
该标准没有讨论的是什么时候确切的循环会观察到b的值从0变为1。我们知道它会在线程＃1写入之后的某个时间发生，并且我们也知道它将在写入a之后发生。但是我们不知道会持续多久。
这种推理由于以下事实而变得更加复杂：在进行某些写操作时，允许不同的线程不同意。如果切换到weaker memory ordering，则一个线程可能会观察到对不同原子变量的写操作，而这些原子变量却以与另一个线程所观察到的不同的不同顺序发生。