Коротко — в чём проблема

Операция counter = counter + 1 не атомарна: она разбивается на чтение $r=counter$, вычисление $r+1$ и запись $counter=r+1$. Если два потока выполняют эти три шага одновременно, возможны перекрывающиеся последовательности $interleavings$, приводящие к «потерянным» обновлениям или к выходу за желаемый предел LIMIT.Это классическая гонка данных $datarace$: результат зависит от времени выполнения, программа некорректна без синхронизации.

Возможные реальные interleavings и состояния $пример$ Пусть LIMIT = 10, counter = 9, два потока A и B:

Оба читают: rA = 9, rB = 9.Оба вычисляют r+1 = 10.A пишет counter = 10.B пишет counter = 10.
Итог: counter = 10 $правильно+1$. Но если были другие interleavings, например:A читает rA = 9.A вычисляет 10.B читает rB = 9.A пишет 10.B пишет 10.
Итог одинаковый. Но другой сценарий при counter = 8:A читает 8.B читает 8.A пишет 9.B пишет 9.
Итог: counter = 9 $вместоожидаемых+2\to 10$ — потерянное обновление.
Также возможны состояния, когда оба видят counter < LIMIT и оба увеличивают, что приведёт к увеличению на 2 $еслиinterleavingпозволяет$, или при отсутствии атомарной проверки кто-то может превысить LIMIT $например,еслитребование«неувеличиватьвышеLIMIT»$.

Ещё важное замечание: помимо логической гонки, возможны аппаратные/кешевые эффекты $видимостьизменениймеждуядрами$ и компиляторные/процессорные переупорядочивания; простое volatile не решает проблему.

Способы корректной синхронизации — варианты, примеры и анализ

1) Мьютекс $взаимоисключение$

Идея: оборачиваем проверку и инкремент в критическую секцию.
Псевдокод:
lock$mutex$;
if (counter < LIMIT) counter = counter + 1;
unlock$mutex$;Корректность: гарантирует атомарность проверки + модификации; race исключена.Производительность:
Простой и понятный. При малой конкуренции очень быстрый $всовременныхОСиспользуютfutex:быстрыйпутьвпользователей,блокировкавядротолькоприконтеншене$.При высокой конкуренции — блокировки, контекстные переключения, пропускная способность падает.Возможность дедлока:
Один мьютекс для этой операции — дедлока нет $еслинезабыватьunlock$.Дедлокы возможны если есть несколько мьютексов и нарушен порядок захвата, или если поток ожидает сам себя, или забывают освободить при исключении. Решения: всегда придерживаться фиксированного порядка, использовать RAII/try-finally, не удерживать мьютексы при ожидании другого ресурса.

2) Атомарные операции $lock-free,RMW$

Простейшая атомарная инкрементация:
val = atomic_fetch_add(&counter, 1);
// но atomic_fetch_add увеличит даже если превысит LIMITЕсли нужно гарантировать «не превысить LIMIT», лучше использовать CAS $compare-and-swap$ цикл:
do {
old = atomic_load(&counter);
if (old >= LIMIT) break; // нельзя увеличить
new = old + 1;
} while (!atomic_compare_exchange_weak(&counter, &old, new));Корректность: CAS-цикл гарантирует, что инкремент произойдёт только если значение не изменилось с момента чтения, и предотвращает потерянные обновления. Позиция «проверка+инкремент» атомарна логически.Производительность:
Очень хорошо масштабирует для кратких операций: не вызывает системных переключений, низкая задержка.При сильной конкуренции возможны повторные попытки $спин$, что тратит CPU; но обычно лучше, чем частые блокировки.На многопроцессорных системах нагрузка кеш-линий может быть проблемой $falsesharing$.Дедлоки/живучесть:
Никаких дедлоков в классическом смысле — операции не блокируют поток.Возможен livelock / starvation при очень агрессивной конкуренции, но для простых инкрементов практически не проблема.

3) Семафоры

Бинарный семафор ≈ мьютекс $нообычнонеассоциировансвладельцем$: использование как мьютекс решает задачу.
P$sem$; if (counter < LIMIT) counter++; V$sem$;Счётный семафор — альтернативный способ гарантировать, что количество разрешённых инкрементов не превысит LIMIT:
Инициализировать sem = LIMIT - initial_counter.
Перед инкрементом: if $tr{y}_{a}cquire(sem)$ { counter++; } else { / нельзя увеличить / }
Здесь sem контролирует число оставшихся «разрешённых» инкрементов.Производительность:
Семафоры блокирующие; при блоке возможны переходы в ядро, поэтому производительность похожа на мьютекс.try_acquire может избежать блокировки $еслинетразрешений$.Дедлоки:
Как и с мьютексами — возможны при неправильном использовании нескольких семафоров и ожидании по цепочке; при аккуратном использовании простого счётного семафора дедлоков нет.

4) Гибридные и другие подходы

Использовать atomic_fetch_add и проверять возвращённое значение:
old = atomic_fetch_add(&counter, 1);
if (old >= LIMIT) {
// превысили — нужно откатить или не позволять такого; откат не атомарен -> не подходит
}
Этот подход плох, если нужно строгого ограничения, потому что откат сложен.Локальные счётчики и агрегация: чтобы уменьшить contention, каждый поток счётчик инкрементов локально и реже сливающий в глобальный под блокировкой / CAS.Транзакционная память $HTM$ — аппаратно поддерживаемые транзакции $IntelTSX$, может ускорить при правильно подобранных критических секциях, но не всегда доступна и сложна в использовании.

Сравнительная таблица $всловах$

Простота: мьютекс проще для понимания и реализации.Скорость в низкой/умеренной конкуренции: мьютекс/семафор быстры; атомары быстрее $нетпереходоввядро$.Скорость при высокой конкуренции: атомарные RMW часто лучше $нетблокировок$, но могут вести к части повторных попыток; мьютекс при чрезмерной конкуренции вызывает контекстные переключения — хуже.Дедлоки: мьютексы/семафоры — потенциально приводят к дедлоку при неправильном дизайне; атомары — дедлоков нет, но возможен livelock/starvation.Корректность ограничения LIMIT: безопасно гарантируется в мьютексе и в CAS-цикле; простая atomic_fetch_add не подходит, если нужно строго не превысить LIMIT.

Рекомендации

Если операция очень короткая и вы хотите максимальную производительность и масштабируемость — используйте атомный CAS-цикл для «проверка+инкремент».Если код сложный, критическая секция содержит больше операций или вам нужна простота — мьютекс $илиRAII-обёртка$ — надёжный выбор.Если вы хотите ограничивать количество разрешённых инкрементов заранее — используйте счётный семафор $разрешения=LIMIT-initial$.Всегда учитывайте: корректно освобождать захваченные мьютексы/семафоры, защищать от исключений и следовать порядку захвата при множественных блокировках, чтобы избежать дедлоков.

Примеры псевдокода

Mutex:
lock$m$;
if (counter < LIMIT) counter++;
unlock$m$;CAS:
do {
old = atomic_load(&counter);
if (old >= LIMIT) break;
new = old + 1;
} while (!atomic_compare_exchange_weak(&counter, &old, new));

Заключение
Для вашей задачи $гарантироватькорректныйинкрементсучётомLIMIT$ оптимальным и безопасным вариантом обычно будет CAS-цикл $lock-free$ — он даёт атомарную проверку+обновление и хорошую производительность. Мьютекс/семафор — более простой, но потенциально медленнее при высокой конкуренции; их использование безопасно и оправдано, если критическая секция больше, чем одна простая операция.