前面介绍过，work stealing queue是bthread种的重要机制，worker给自己的队列里添加任务，消化任务，也如果空闲下来了就会去其他worker的队列steal，这样能够充分利用好所有的worker，避免任务积压。但是可以想象，这个队列很可能回同时被多个worker访问，如果设计不合理同步开销是很大的，因此在brpc里实现了这么一个lock free的queue，其中就用到了各种memory order，关于c 的memory order前面专门得文章已经介绍得差不多了，这里刚好以workstealingqueue为例，介绍下memory order的实际使用，这个类代码量不大，也基本不涉及到其他模块，因此也很适合分析memory order的使用。
每个worker(task group)有一个_rq的workstealingqueue类型变量，保存这待执行的bthread标识符：
workstealingqueue
worker会把要执行的bthread往队列里放，其他worker会来steal，worker自身的放（push）和取（pop）在一侧，其他worker的steal在另一侧，由于push和pop都只有当前worker调用，因此永远不会同时进行，但是steal会被其他worker调用，首先steal会和steal并发，而且steal也会和pop以及push并发。
下面是容量为4的简单的示意图：
因为是双向访问的队列，因此有_bottom和_top，自然还有容量_capacity，而_buffer就是实际保存数据的数组。
构造函数如下，未初始化前容量为0，bottom和top相等，均为1，buffer未分配空间。
初始化函数如下，主要是传入容量分配所需空间，注意容量必须是2的幂，这个要求和上面bottom和top初始化为1都是为了快速定位到访问元素并且支持循环访问。
push 是往队列的bottom侧添加元素，只有worker自己会调用，成功返回true，因为满了无法push返回false。
首先是读取bottom和top，bottom的load采用了relaxed，top的load用的acquire，如果是x86-64架构，relaxed和acquire以及release没有任何区别，因为cpu本身就保证了release acquire语义。考虑跨平台通用性的话，这个函数里_buffer没有同步的需求，我理解其实top的load用acquire也是没必要的，因为用acquire是可以保证读到了别的线程修改的top后修改top前的修改可见，能和push同时运行的只有steal。而steal对top的修改之前并没有任何对需要同步的数据的修改。
接下来就是常规的判断容量写入数据，注意b & (_capacity - 1)的定位方式，bottom和top都是可以一直往上加的。因为_capacity是2的幂，二进制也就是0010、0100、1000这样的，对应的(_capacity - 1)是0001、0011、0111，利用一直加和按位与可以巧妙地实现队列地循环。
注意bottom的store用了release，这是为了保证对_buffer的数据写入对steal的acquire读取可见。
pop是从bottom侧取数据，因为会和从top侧取的steal同时运行，核心思想是先把bottom减1，锁定掉一个元素，防止被steal取，在只有一个元素的时候会和steal竞争。而且很重要的一点，这个bottom的减1一定要被steal及时感知到，否则就会出现一个元素多次拿到的问题。
t > new判断是否有可取元素，没有就直接返回false。有的话暂存准备返回的数据，t如果等于newb那么说明是最后一个元素，有可能其他的steal也在取这个元素，因此随后用compare_exchange_strong去竞争，如果成功则返回，否则回退掉b的改动。
butil::atomic_thread_fence(butil::memory_order_seq_cst);则是保证数据同步的关键，前面memory order相关的文章介绍过，这行代码在x86-64cpu上对应的典型指令是mfence，可以保证mfence之后的指令在执行之前mfence前面的修改全局可见，也就可以保证t赋值完成后bottom的store已经全局可见了。
steal是要从top侧读数据，因此需要acquire读bottom确保push写入的buffer元素的可见性，至于top我理解不需要acquire，这里应该是为了一致。
t>=b认为是空队列直接返回失败，这里说的false negtive是指t>=b的时候队列可能并不空，因为bottom 和top这种共享变量都是有同步延迟的。
随后是用cas操作来执行具体的steal逻辑，先预读后尝试为t加1，因为会其他的steal和pop竞争，因此可能会失败，所以用了一个do while循环，只要队列不为空就持续尝试steal。do while循环的开头是一个seq_cst fence，如果是用mfence实现的，由于有pop里的fence的存在，steal里的fence是可以不需要的，看戈神在相关issue里的回复是担心实现的不确定性，以及为了明确所以用单独的fence也加上了。
atomic_thread_fence(butil::memory_order_seq_cst)是为了保证取元素竞争情况下的正确性。在pop确定t的时候一定要保证 bottom的store全局可见。
戈神举过一个相关例子，前面文章也有人问到了这个，这里阐述下，假设top=1，bottom=3，pop先置newb=2，bottom=newb=2，然后读取了一个t=top=1，随后有两个steal争抢，其中一个成功了，此时top=2，失败的继续循环，如果因为数据同步的原因此时没看到pop置的bottom=2，也就是没有全局可见，那么steal线程里仍然是b=bottom=3，这次cas能成功置top=3，因为pop线程是原来读取的t，t!=newb成立也成功，导致一个元素返回了两次。
而一旦pop函数里有了atomic_thread_fence(butil::memory_order_seq_cst)，在x86-64的实际实现上通常是插入mfence指令，这个指令会让前面的store全局可见，这样一来，无论那两个steal的第一次cas循环读到的是新的bottom还是老的bottom，失败后再循环的那一个第二次读到的肯定是新的bottom，随即因为t>=b失败，这样就只有pop返回了。如果atomic_thread_fence(butil::memory_order_seq_cst)是用mfence实现的，这个场景的steal里的butil::atomic_thread_fence(butil::memory_order_seq_cst)是可以不需要的，看戈神在那个issue里的回复是担心实现的不确定性，以及为了明确所以也写了。
这就是个简单的获取大小的，名字是volatile_size而不是size，是因为这种结构没法获取到精确的size。