Всем известен тот факт, что свиньи не летают. Не менее популярно мнение о том, что интерпретаторы байт-кодов как техника исполнения языков высокого уровня не поддаются ускорению без применения трудоёмкой динамической компиляции. Во второй части серии статей об интерпретаторах байт-кодов я на примере небольшой стековой виртуальной машины ПВМ («Поросячья Виртуальная Машина») постараюсь показать, что не всё потеряно для трудолюбивых поросят с амбициями и что в рамках (в основном) стандартного C вполне возможно ускорить работу таких интерпретаторов по меньшей мере в полтора раза. Часть первая, вводная
Часть вторая, оптимизирующая (текущая)
Часть третья, прикладная Давайте знакомиться. «ПоросёнокВМ» — заурядная стековая машина, основанная на примере из первой части серии статей. Наша свинка знает только один тип данных — 64-битное машинное слово, а все (целочисленные) вычисления производит на стеке максимальной глубиной в 256 машинных слов. Помимо стека, у этого поросёнка имеется рабочая память объёмом 65 536 машинных слов. Результат выполнения программы — одно машинное слово — можно либо поместить в регистр-результат, либо просто вывести в стандартный вывод (stdout). Всё состояние в машине «ПоросёнокВМ» хранится в единственной структуре: Вышеперечисленное позволяет отнести эту машину к низкоуровневым виртуальным машинам, почти все накладные расходы в которых приходятся на обслуживание главного цикла программы: Из кода видно, что на каждый опкод поросёнок должен: Полезная нагрузка здесь только в пятом пункте, всё остальное — накладные расходы: декодирование или извлечение из стека аргументов инструкции (пункт 4), проверка значения опкода (пункт 2), многократное возвращение в начало главного цикла и последующий труднопредсказуемый условный переход (пункт 3). Словом, у хрюшки явно превышен рекомендованный индекс массы тела, и если мы хотим привести её в форму, то придётся со всеми этими излишествами бороться. Для начала определимся с правилами игры. Писать программы для виртуальной машины прямо в C — моветон, но и создавать язык программирования — долго, поэтому мы с поросёнком решили ограничиться свинским языком ассемблера. Программа, вычисляющая сумму чисел от 1 до 65 536, на этом ассемблере выглядит примерно так: Не Python, конечно, но всё необходимое для поросячьего счастья тут есть: комментарии, метки, условные и безусловные переходы по ним, мнемоники для инструкций и возможность указывать непосредственные аргументы инструкций. В комплекте с машиной «ПоросёнокВМ» идут ассемблер и дизассемблер, которые смелые духом и имеющие много свободного времени читатели могут самостоятельно опробовать в бою. Числа суммируются очень быстро, поэтому для тестирования производительности я написал другую программу — наивную реализацию решета Эратосфена. На самом деле поросёнок и так бегает довольно быстро (его инструкции близки к машинным), поэтому для получения внятных результатов каждый замер я буду делать для ста запусков программы. Первая версия нашей неоптимизированной свиньи бегает примерно так: Полсекунды! Сравнение, безусловно, нечестное, но тот же алгоритм на Python сто пробежек делает чуть медленнее: 4,5 секунды, или в девять раз медленнее. Надо отдать должное поросёнку — способности у него есть! Ну а теперь давайте посмотрим, может ли наша свинья накачать пресс.
 Первое правило быстрого кода — не делать лишней работы. Второе правило быстрого кода — не делать лишней работы никогда. Так какую лишнюю работу делает «ПоросёнокВМ»? Наблюдение первое: профилирование нашей программы показывает, что есть последовательности инструкций, встречающиеся чаще других. Не будем сильно мучить нашу свинью и ограничимся только парами инструкций: В машине «ПоросёнокВМ» чуть больше 20 инструкций, а для кодирования используется целый байт — 256 значений. Внесение новых инструкций не проблема. Что мы и сделаем: Ничего сложного. Давайте посмотрим, что из этого получилось: Ого! Кода всего-то на три новых инструкции, а выиграли мы полторы сотни миллисекунд! Выигрыш здесь достигается благодаря тому, что наш поросёнок при выполнении таких инструкций не делает лишних движений: поток исполнения не вываливается в главный цикл, ничего дополнительно не декодируется, а аргументы инструкций не проходят лишний раз через стек. Это называется статическими суперинструкциями, поскольку дополнительные инструкции определяются статически, то есть программистом виртуальной машины на этапе разработки. Это простая и эффективная техника, которую в той или иной форме используют все виртуальные машины языков программирования. Главная проблема статических суперинструкций заключается в том, что без конкретной программы невозможно определить, какие именно инструкции стоит объединить. Разные программы пользуются разными последовательностями инструкций, и узнать эти последовательности можно только на этапе запуска конкретного кода. Следующим шагом могла бы стать динамическая компиляция суперинструкций в контексте конкретной программы, то есть динамические суперинструкции (в 90-е и в начале 2000-х этот приём играл роль примитивной JIT-компиляции). В рамках обычного С создавать инструкции на лету невозможно, и наш поросёнок совершенно справедливо не считает это честным соревнованием. К счастью, у меня для него есть пара упражнений получше. Следуя нашим правилам быстрого кода, ещё раз зададимся вечным вопросом: что можно не делать? Когда мы знакомились с устройством машины «ПоросёнокВМ», я перечислял все действия, которые виртуальная машина выполняет для каждого опкода. И пункт 2 (проверка значения опкода на вхождение в допустимый интервал значений switch) вызывает больше всего подозрений. Присмотримся к тому, как GCC компилирует конструкцию switch: Но зачем делать проверку интервала значений на каждую инструкцию? Мы считаем, что опкод бывает либо правильный — завершающий исполнение инструкцией OP_DONE, либо неправильный — вышедший за пределы байт-кода. Хвост потока опкодов отмечен нулём, а ноль — опкод инструкции OP_ABORT, завершающей исполнение байт-кода с ошибкой. Выходит, эта проверка вообще не нужна! И поросёнок должен уметь доносить эту мысль до компилятора. Попробуем немного поправить главный switch: Зная, что инструкций у нас всего 26, мы накладываем битовую маску (восьмеричное значение 0x1f — это двоичное 0b11111, покрывающее интервал значений от 0 до 31) на опкод и добавляем обработчики на неиспользованные значения в интервале от 26 до 31. Битовые инструкции — одни из самых дешёвых в архитектуре x86, и они уж точно дешевле проблемных условных переходов вроде того, который использует проверка на интервал значений. Теоретически мы должны выигрывать несколько циклов на каждой исполняемой инструкции, если компилятор поймёт наш намёк. Кстати, способ указания интервала значений в case — не стандартный C, а расширение GCC. Но для наших целей этот код подходит, тем более что переделать его на несколько обработчиков для каждого из ненужных значений несложно. Пробуем: Ещё 50 миллисекунд! Поросёнок, ты будто бы в плечах раздался!.. Какие ещё упражнения могут помочь нашему поросёнку? Самую большую экономию времени мы получили благодаря суперинструкциям. А они уменьшают количество выходов в главный цикл и позволяют избавиться от соответствующих накладных расходов. Центральный switch — главное проблемное место для любого процессора с внеочередным выполнением инструкций. Современные предсказатели ветвлений научились неплохо прогнозировать даже такие сложные непрямые переходы, но «размазывание» точек ветвлений по коду может помочь процессору быстро переходить от инструкции к инструкции. Другая проблема — это побайтовое чтение опкодов инструкций и непосредственных аргументов из байт-кода. Физические машины оперируют 64-битным машинным словом и не очень любят, когда код оперирует меньшими значениями. Компиляторы часто оперируют базовыми блоками, то есть последовательностями инструкций без ветвлений и меток внутри. Базовый блок начинается либо с начала программы, либо с метки, а заканчивается концом программы, условным ветвлением или прямым переходом к метке, начинающей следующий базовый блок. У работы с базовыми блоками много преимуществ, но нашу свинью интересует именно её ключевая особенность: инструкции в пределах базового блока выполняются последовательно. Было бы здорово как-нибудь выделять эти базовые блоки и выполнять инструкции в них, не теряя времени на выход в главный цикл. В нашем случае можно даже расширить определение базового блока до трассы. Трасса в терминах машины «ПоросёнокВМ» будет включать в себя все последовательно связанные (то есть при помощи безусловных переходов) базовые блоки. Помимо последовательного выполнения инструкций, неплохо было бы ещё заранее декодировать непосредственные аргументы инструкций. Звучит всё это довольно страшно и напоминает динамическую компиляцию, которую мы решили не использовать. Поросёнок даже немного засомневался в своих силах, но на практике всё оказалось не так плохо. Давайте сначала подумаем, как можно представить входящую в трассу инструкцию: Здесь arg — заранее декодированный аргумент инструкции, а handler — указатель на функцию, выполняющую логику инструкции. Теперь представление каждой трассы выглядит так: То есть трасса — это последовательность s-кодов ограниченной длины. Сам кеш трасс внутри виртуальной машины выглядит так: Это просто массив из трасс длиной, не превышающей возможную длину байт-кода. Решение ленивое, практически для экономии памяти имеет смысл использовать хеш-таблицу. В начале работы интерпретатора первый обработчик каждой из трасс будет сам себя компилировать: Главный цикл интерпретатора теперь выглядит так: Компилирующий трассу обработчик чуть сложнее, и, помимо сборки трассы, начинающейся от текущей инструкции, он делает следующее: Нормальный обработчик инструкции: Завершает работу каждой трассы обработчик, не делающий никаких вызовов в хвосте функции: Всё это, конечно, сложнее, чем добавление суперинструкций, но давайте посмотрим, дало ли это нам что-нибудь: Ура, ещё 30 миллисекунд! Как же так? Вместо простых переходов по меткам мы делаем цепочки вызовов обработчиков инструкций, тратим время на вызовы и передачу аргументов, но наш поросёнок всё равно бегает по трассам быстрее простого switch с его метками. Такой выигрыш в производительности трасс достигается благодаря трём факторам: Прежде чем подвести итоги наших тренировок, мы с поросёнком решили испробовать ещё одну древнюю технику интерпретации программ — шитый код. Любая интересующаяся историей интерпретаторов свинья слышала про шитый код (англ. threaded code). Вариантов этого приёма множество, но все они сводятся к тому, чтобы вместо массива опкодов идти по массиву, например, указателей на функции или метки, переходя по ним непосредственно, без промежуточного опкода. Вызовы функций — дело дорогое и особого смысла в наши дни не имеющее; большая часть других версий шитого кода нереализуема в рамках стандартного C. Даже техника, о которой речь пойдёт ниже, использует широко распространённое, но всё же нестандартное расширение C — указатели на метки. В версии шитого кода (англ. token threaded code), которую я выбрал для достижения наших свинских целей, мы сохраняем байт-код, но перед началом интерпретации создаём таблицу, отображающую опкоды инструкций на адреса меток обработчиков инструкций: Обратите внимание на символы && — это указатели на метки с телами инструкций, то самое нестандартное расширение GCC. Для начала выполнения кода достаточно прыгнуть по указателю на метку, соответствующую первому опкоду программы: Никакого цикла здесь нет и не будет, каждая из инструкций сама делает прыжок к следующему обработчику: Отсутствие switch «размазывает» точки ветвлений по телам инструкций, что в теории должно помочь предсказателю ветвлений при внеочередном выполнении инструкций. Мы как бы встроили switch прямо в инструкции и вручную сформировали таблицу переходов. Вот и вся техника. Поросёнку она понравилась своей простотой. Посмотрим, что получается на практике: Упс! Это самая медленная из всех наших техник! Что же случилось? Выполним те же тесты, выключив все оптимизации GCC: Здесь шитый код показывает себя лучше. Тут играют роль три фактора: По старой памяти эту технику ещё используют в коде, например, интерпретатора Python VM, но, честно говоря, в наши дни это уже архаизм. Давайте, наконец, подведём итоги и оценим успехи, которых добилась наша свинья. 
Не уверен, что это можно назвать полётом, но, давайте признаем, наш поросёнок прошёл большой путь от 550 миллисекунд на сто пробежек по «решету» до финальных 370 миллисекунд. Мы использовали разные техники: суперинструкции, избавление от проверки интервалов значений, сложную механику трасс и, наконец, даже шитый код. При этом мы, в общем-то, действовали в рамках вещей, реализованных во всех популярных компиляторах C. Ускорение в полтора раза, как мне кажется, это неплохой результат, и поросёнок заслужил лишнюю порцию отрубей в корыте. Одно из неявных условий, которое мы со свиньёй себе поставили, — сохранение стековой архитектуры машины «ПоросёнокВМ». Переход к регистровой архитектуре, как правило, уменьшает количество необходимых для логики программ инструкций и, соответственно, может помочь избавиться от лишних выходов в диспетчер инструкций. Думаю, ещё 10—20% времени на этом можно было бы срезать. Основное же наше условие — отсутствие динамической компиляции — тоже не закон природы. Накачать свинью стероидами в виде JIT-компиляции в наши дни очень даже несложно: в библиотеках вроде GNU Lightning или LibJIT вся грязная работа уже сделана. Но время на разработку и общий объём кода даже с использованием библиотек здорово увеличиваются. Существуют, конечно, и другие приёмы, до которых у нашего поросёнка не дошли копытца. Но пределов совершенству нет, и наше свинское путешествие — вторая часть серии статей про интерпрепретаторы байт-кодов — всё же должно где-то закончиться. Если читателям придут в голову интересные способы разогнать свинью, мы с поросёнком будем рады их испробовать. PS Отдельная благодарность моей сестре, Ренате Казановой, за эскизы иллюстраций, и нашему иллюстратору, Владимиру Шопотову (https://www.instagram.com/vovazomb/), за финальные рисунки. PPS Оригинальный поросенок не очень разговорчив в целом, и понимает только примитивный ассемблер. Но true-grue каким-то волшебным образом за несколько часов сделал для него небольшой язык — PigletC. Теперь можно хрюкать без ограничений! PPPS Читатель iliazeus предложил еще одну оптимизацию: кеширование вершины стека в отдельной переменной. Удивительным образом это изменение делает шитый код самым быстрым вариантом из всех; для него решето Эратосфена работает в два раза быстрее оригинальной наивной версии интерпретатора. Всех любопытствующих прошу смотреть в код. Программист