无锁哈希表通过std::atomic与cas实现线程安全：桶数组64字节对齐防伪共享，node结构体alignas(64)，murmurhash3哈希+位与取模；插入用weak cas头插，查找用acquire遍历，删除需双cas标记后延迟回收。
实现一个线程安全、高吞吐的无锁哈希表，需绕过互斥锁带来的阻塞与调度开销，直接利用 std::atomic 和 CAS（Compare-And-Swap）原语构建插入、查找、删除逻辑，在多核环境下保持缓存行友好与 ABA 风险可控。
设计核心数据结构与内存布局
定义桶数组为 std::atomic<node></node> 类型的动态分配数组，每个桶头指针必须对齐到 64 字节边界以避免伪共享；Node 结构体中 next 指针使用 std::atomic<node></node>，且声明时添加 alignas(64) 确保单节点独占缓存行。
哈希函数采用 MurmurHash3_x64_64，输入 key 的字节序列，输出 64 位哈希值；取模运算用位与替代（桶数量固定为 2 的幂），即 index = hash & (capacity - 1)。
【capacity 必须是 2 的整数次幂，否则位与结果不等价于取模】
无锁插入：CAS 循环 + 头插法 + 内存序控制
方法一：基础 CAS 插入路径
1. 计算 key 对应桶索引 index → 读取 buckets[index].load(std::memory_order_acquire) 获取当前头结点 ptr。
2. 构造新节点 newNode，设置 newNode->next = ptr。
3. 执行 CAS：buckets[index].compare_exchange_weak(ptr, newNode, std::memory_order_release, std::memory_order_acquire)。若失败，ptr 被更新为最新头指针，回到第 2 步重试。
这一步必须用 weak 版本，因 x86 上 compare_exchange_strong 在循环中可能因 spurious failure 导致性能劣化；ARM 架构下 weak 更贴近硬件语义。
方法二：带键重复检查的插入
在 CAS 前遍历链表，比对 key 是否已存在；若存在，直接返回 false；否则继续头插。注意遍历时所有 next 加载必须用 std::memory_order_acquire，防止编译器或 CPU 重排导致读到未初始化的 next 指针。
无锁查找：单向遍历 + acquire 语义保障可见性
读取 buckets[index].load(std::memory_order_acquire) 得到链表头 → 逐个比较节点 key，直到匹配或遇到 nullptr。
每次访问 node->next 都需调用 load(std::memory_order_acquire)，确保能看到之前任意线程对该节点 next 的写入结果；不加 memory_order 会导致读取到陈旧值甚至未定义行为。
查找过程全程不修改任何原子变量，无需 CAS，也不触发内存屏障写操作，因此延迟极低。
无锁删除：双 CAS 原子替换 + 延迟回收机制
第一步：标记待删节点
遍历链表定位目标节点 prev → 使用 compare_exchange_weak 尝试将 prev->next 从 targetNode 替换为 targetNode->next，但仅当 targetNode->next 未被标记时才成功；若失败，说明其他线程已开始处理该节点，放弃本次删除。
第二步：设置已删除标记
对 targetNode->next 执行 fetch_or(1, std::memory_order_acq_rel)，将最低位设为 1，表示该节点已被逻辑删除；此后所有查找操作遇到该标记位即跳过该节点。
【必须先完成第一步的 CAS 替换，再执行 fetch_or 标记，顺序不可颠倒，否则其他线程可能遍历到孤立的已标记节点】
第三步：交由用户侧或专用 reclaimer 线程异步释放内存，禁止在删除路径中直接 delete targetNode。
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