不能直接用 std::atomic 替换普通指针，因为无锁链表需原子地操作指针及其 next 字段以避免 UAF 和 ABA 问题；须用带标记指针（如低比特作标记位）配合 CAS 实现逻辑删除与安全回收。
为什么不能直接用 std::atomic<t></t> 替换普通指针
因为无锁链表的核心操作（如 CAS 插入/删除）需要同时比较并交换「整个节点指针」和「其 next 字段」，而 std::atomic<node></node> 只能原子地读写指针本身，无法保证对 node->next 的修改与当前节点的可见性同步。更关键的是：当一个线程正通过 CAS 更新 head，另一个线程却在读取 head->next，若该 head 已被释放，就会触发 UAF（use-after-free）。所以必须把「指针 + 版本号」或「带标记的指针」打包成原子类型，才能规避 ABA 问题。
如何用 std::atomic<uintptr_t></uintptr_t> 实现带标记的 head 指针
主流做法是将指针低几位用作标记位（例如最低位表示该节点是否已被逻辑删除），利用 uintptr_t 对齐特性（指针地址总是偶数）腾出空间。注意：x86-64 下指针至少 2 字节对齐，最低 1 位可安全用作标记；ARM64 同理。操作时需用位运算分离指针和标记：
struct Node {
int data;
std::atomic<uintptr_t> next; // 存储 (raw_ptr | marked_bit)
};
<p>// 提取干净指针（清除标记位）
Node<em> get_ptr(uintptr_t tagged) { return reinterpret_cast<Node</em>>(tagged & ~1ULL); }</p><p>// 设置标记位
uintptr_t tag_ptr(Node* p) { return reinterpret_cast<uintptr_t>(p) | 1ULL; }</p>插入时先 CAS 当前 head 指针值（无标记），再尝试 CAS 成新节点；删除时先逻辑标记（设置标记位），再物理移除。标记位的存在让后续 CAS 能区分「同一地址是否经历过释放再重用」。
compare_exchange_weak 在插入和删除中的典型误用
常见错误是把 expected 设为局部变量后不更新就循环重试，导致无限失败。正确模式是每次循环开始前都重新读取当前值，并在 CAS 失败后自动更新 expected（这是 compare_exchange_weak 的语义）：
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Node* old_head = head.load();
do {
new_node->next.store(reinterpret_cast<uintptr_t>(old_head));
} while (!head.compare_exchange_weak(old_head, reinterpret_cast<uintptr_t>(new_node)));
删除操作更复杂：需两阶段 CAS —— 先标记 next 字段（CAS 成 tag_ptr(target->next)），再用另一个 CAS 把 head 跳过该节点。两次 CAS 都必须检查返回值，并在失败时重读最新状态。漏掉任一检查，都会导致节点卡在「已标记未跳过」状态，后续插入可能链接到已释放内存。
内存释放为何不能用 delete 而要配合 hazard pointer 或 epoch-based reclamation
因为无锁结构中，某个线程可能正持有已逻辑删除节点的指针（比如刚读完 head，还没来得及读 head->next），此时若立即 delete，另一线程下一步访问 head->next 就是野指针。标准方案不是禁止释放，而是延迟释放：所有读线程需注册自己的「hazard pointer」（当前正在使用的节点指针），回收线程遍历全局 hazard 列表，确认无任何线程还在引用某节点后，才真正调用 delete。简易实现可用 std::shared_ptr 包裹节点，但会引入引用计数开销，且不能完全避免 ABA（shared_ptr 控制块本身也可能被重用）。真实场景中，hazard pointer 的注册/注销成本不可忽略，务必在读循环外完成初始化。
