head.store(new_node) 不行，因为它跳过一致性校验，导致多线程下丢失更新；必须用 compare_exchange_weak 循环CAS，确保“读-改-写”原子性，并在失败时重试刷新视图，同时正确处理内存序与节点回收。
无锁栈在 C++ 多线程中能避免 std::mutex 带来的阻塞和上下文切换开销，但**不能直接靠 std::atomic 赋值就完事**——必须用 CAS 循环 + 正确内存序，否则会丢数据、崩溃或触发 ABA 问题。
为什么 head.store(new_node) 不行
单纯把新节点指针写入原子头指针，跳过了“读-改-写”一致性校验。多线程下，两个线程同时读到旧 head，各自创建新节点并直接覆盖 head，后写的会覆盖先写的，导致一个节点永久丢失（即“丢失更新”）。这本质上是竞态条件，不是原子性不够，而是逻辑没闭环。
-
head.load()只读一次，无法保证后续操作时该值仍有效 - 必须用
compare_exchange_weak或compare_exchange_strong原子地验证“我读到的旧值是否仍是当前值”，再决定是否更新 - 失败时要重试，而不是继续往下走
push 的标准 CAS 循环怎么写
核心是三步：读当前头 → 构造新节点 → CAS 替换头。失败就刷新本地视图，再试。注意 next 指针赋值必须在 CAS 之前，且每次失败后都要更新，否则新节点会指向过期地址。
template <typename T>
void push(const T& value) {
node* new_node = new node(value);
node* old_head;
do {
old_head = head.load(); // 读当前头
new_node->next = old_head; // 指向它
} while (!head.compare_exchange_weak(old_head, new_node)); // 成功则退出，失败则 old_head 被更新为最新值
}- 用
compare_exchange_weak更高效（x86 上通常编译为单条CMPXCHG），但需配合 do-while 循环处理“伪失败” - 不能把
new_node->next = old_head放在循环外，否则失败重试时仍用第一次读到的过期old_head - 不显式指定内存序时，默认是
std::memory_order_seq_cst，安全但略重；高吞吐场景可降为memory_order_release（写）+memory_order_acquire（读），但需同步分析整个结构
pop 为什么比 push 更危险
pop 不仅要 CAS 更新头指针，还要安全释放被弹出的节点内存——而其他线程可能正拿着它的指针做 next 遍历。裸 delete 会导致 use-after-free。
立即学习“C++免费学习笔记（深入）”；
- 最简实现（仅演示逻辑）会先 CAS 获取旧头，再 CAS 更新头为
old_head->next，但中间若被其他线程修改了old_head->next，就会出错 - 真实项目必须引入内存回收机制，比如
hazard pointer或RCU，否则无法安全 delete - 即使只读不删，
pop的 CAS 循环也比push多一层嵌套：要确保old_head非空，且old_head->next在两次读之间未被改写（ABA 风险）
真正落地时，pop 的正确性远超 push；很多所谓“无锁栈”示例只实现了 push，就是卡在这一步。别忽略内存回收——它不是锦上添花，而是必选项。
