Mar*_*ing 4 c++ optimization assembly x86-64 compiler-optimization
有这样一个演讲，CppCon 2016：Chandler Carruth \xe2\x80\x9cGarbage In，Garbage Out：争论未定义的行为...”，其中 Carruth 先生展示了 bzip 代码中的一个示例。他们已将其用作uint32_t i1索引。在 64 位系统中，数组访问block[i1]将执行*(block + i1)。问题是block是 64 位指针，而i1是 32 位数字。加法可能会溢出，并且由于无符号整数已定义溢出行为，因此编译器需要添加额外的指令确保即使在 64 位系统上也确实实现了这一点。
我还想用一个简单的例子来展示这一点。所以我尝试了++i使用各种有符号和无符号整数的代码。以下是我的测试代码：
#include <cstdint>\n\nvoid test_int8() { int8_t i = 0; ++i; }\nvoid test_uint8() { uint8_t i = 0; ++i; }\n\nvoid test_int16() { int16_t i = 0; ++i; }\nvoid test_uint16() { uint16_t i = 0; ++i; }\n\nvoid test_int32() { int32_t i = 0; ++i; }\nvoid test_uint32() { uint32_t i = 0; ++i; }\n\nvoid test_int64() { int64_t i = 0; ++i; }\nvoid test_uint64() { uint64_t i = 0; ++i; } \n使用g++ -c test.cpp和objdump -d test.o我得到像这样的程序集列表：
000000000000004e <_Z10test_int32v>:\n 4e: 55 push %rbp\n 4f: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp\n 52: c7 45 fc 00 00 00 00 movl $0x0,-0x4(%rbp)\n 59: 83 45 fc 01 addl $0x1,-0x4(%rbp)\n 5d: 90 nop\n 5e: 5d pop %rbp\n 5f: c3 retq \n说实话：我对x86汇编的了解相当有限，所以我下面的结论和问题可能很幼稚。
\n\n前两条指令似乎只是来自函数的调用，最后三个指令似乎是返回值。仅删除这些行，\n为各种数据类型留下以下内核：
\n\nint8_t：
4: c6 45 ff 00 movb $0x0,-0x1(%rbp)\n 8: 0f b6 45 ff movzbl -0x1(%rbp),%eax\n c: 83 c0 01 add $0x1,%eax\n f: 88 45 ff mov %al,-0x1(%rbp)\nuint8_t：
19: c6 45 ff 00 movb $0x0,-0x1(%rbp)\n 1d: 80 45 ff 01 addb $0x1,-0x1(%rbp)\nint16_t：
28: 66 c7 45 fe 00 00 movw $0x0,-0x2(%rbp)\n 2e: 0f b7 45 fe movzwl -0x2(%rbp),%eax\n 32: 83 c0 01 add $0x1,%eax\n 35: 66 89 45 fe mov %ax,-0x2(%rbp)\nuint16_t：
40: 66 c7 45 fe 00 00 movw $0x0,-0x2(%rbp)\n 46: 66 83 45 fe 01 addw $0x1,-0x2(%rbp)\nint32_t：
52: c7 45 fc 00 00 00 00 movl $0x0,-0x4(%rbp)\n 59: 83 45 fc 01 addl $0x1,-0x4(%rbp)\nuint32_t：
64: c7 45 fc 00 00 00 00 movl $0x0,-0x4(%rbp)\n 6b: 83 45 fc 01 addl $0x1,-0x4(%rbp)\nint64_t：
76: 48 c7 45 f8 00 00 00 movq $0x0,-0x8(%rbp)\n 7d: 00 \n 7e: 48 83 45 f8 01 addq $0x1,-0x8(%rbp)\nuint64_t：
8a: 48 c7 45 f8 00 00 00 movq $0x0,-0x8(%rbp)\n 91: 00 \n 92: 48 83 45 f8 01 addq $0x1,-0x8(%rbp)\n比较签名版本和未签名版本，我从 Carruth 先生的演讲中预计会生成额外的屏蔽指令。
\n\n但是int8_t我们将一个字节 ( movb) 加载到 中%rbp，然后将其加载并用零填充为一个长整型 ( movzbl) 到累加器中%eax。执行加法 ( add) 时无需指定任何大小，因为无论如何都未定义溢出。无符号版本直接使用字节指令。
add和addb//两者都采用相同的周期数（延迟），因为 Intel Sandy Bridge addwCPU具有适用于所有大小的硬件加法addl器addq，或者 32 位单元在内部进行掩码，因此延迟较长。
我寻找了一张有延迟的表格，并找到了由 \nagner.org 提供的表格。对于每个 CPU（此处使用 Sandy Bridge）只有一个条目，ADD但我没有看到其他宽度变体的条目。Intel 64 和 IA-32 架构优化参考手册似乎也只列出了一条add指令。
这是否意味着在 x86 上，++i对于无符号类型，非本机长度整数实际上更快，因为指令较少？
这个问题有两个部分：钱德勒关于基于未定义的溢出的优化的观点，以及您在汇编输出中发现的差异。
钱德勒的观点是，如果溢出是未定义的行为，那么编译器可以假设它不会发生。考虑以下代码：
typedef int T;
void CopyInts(int *dest, const int *src) {
T x = 0;
for (; src[x]; ++x) {
dest[x] = src[x];
}
}
在这里，编译器可以安全地将for循环更改为以下内容：
while (*src) {
*dest++ = *src++;
}
那是因为编译器不必担心x溢出的情况。如果编译器必须担心x溢出，源指针和目标指针会突然减去 16 GB，因此上面的简单转换将不起作用。
在汇编级别，上面是（对于 x86-64 的 GCC 7.3.0，-O2）：
while (*src) {
*dest++ = *src++;
}
如果我们更改T为 be unsigned int，我们会得到这个较慢的代码：
_Z8CopyIntsPiPKij:
movl (%rsi), %eax
testl %eax, %eax
je .L1
xorl %edx, %edx
xorl %ecx, %ecx
.L3:
movl %eax, (%rdi,%rcx)
leal 1(%rdx), %eax
movq %rax, %rdx
leaq 0(,%rax,4), %rcx
movl (%rsi,%rax,4), %eax
testl %eax, %eax
jne .L3
.L1:
rep ret
在这里，编译器将其保留x为单独的变量，以便正确处理溢出。
您可以使用与指针大小相同的大小类型，而不是依赖未定义的有符号溢出来提高性能。这意味着这样的变量只能与指针同时溢出，而指针也是未定义的。因此，至少对于 x86-64，size_t也可以获得T更好的性能。
现在回答您问题的第二部分：add说明。指令上的后缀add来自所谓的“AT&T”风格的 x86 汇编语言。在 AT&T 汇编语言中，参数与 Intel 编写指令的方式相反，并且通过在助记符中添加后缀来消除指令大小的歧义，而不是像dword ptrIntel 那样。
例子：
英特尔：add dword ptr [eax], 1
美国电话电报公司：addl $1, (%eax)
这些是相同的指令，只是写法不同。代替。ldword ptr
如果 AT&T 指令中缺少后缀，这是因为它不是必需的：大小是从操作数中隐含的。
add $1, %eax
后缀l是不必要的，因为该指令显然是 32 位的，因为eax是。
简而言之，与溢出无关。溢出始终在处理器级别定义。在某些体系结构上，例如u在 MIPS 上使用非指令时，溢出会引发异常，但它仍然被定义。C/C++ 是唯一使溢出行为变得不可预测的主要语言。