JVM C1 编译优化：合并相同的表达式-Global Value Numbering 之实现

Posted 2022-11-10 raintungli

1. 原因

为了合并相同的运算，避免重复计算，通常在编译过程中，编译器会尝试合并相同的计算。

C1在初始的时候内部会构建图结构的HIR，它由基本块BB构成一个控制流图，每个基本块里面是SSA形式的指令。

单个BB块中通过ValueNumbering 来实现，多个BB块里实现的合并叫做Global Value Numbering ，但其算法的本质是一致的。

2. 值编号 Value Numbering

值编号(Value numbering):是指为每个SSA的instruction计算一个Hash值，然后遍历instruction寻找相同的instruction进行合并优化。而Global Value Numbering就是查找多个BB块中合并相同的值编号的instruction，基于C1如何生成的HIR的BB块在这篇博客里就不介绍了。C1 优化器会做一次BB块内部的Value Numbering的优化，然后在做一次跨BB块的Global Value Numbering的优化。

2.1 SSA的Instruction

首先我们先给一下BB块以及SSA的表达式Instruction的例子，能更直观的理解：

B0 (SV) [0, 14] -> B1 sux: B1 pred: B5
empty stack
inlining depth 0
__bci__use__tid____instr____________________________________
. 1    0    i8     a5._12 (I) t
  4    0    i9     8
  6    0    i10    i8 + i9
  9    0    i11    18
  11   0    i12    i6 + i11
. 14   0     13    goto B1

我们可以看到BB块的编号，以及前驱以及后继BB块，同时执行一个如下语句：

int adder = c.t+8;

需要3句Instructions，三元地址表达式

__bci__use__tid____instr____________________________________
. 1    0    i8     a5._12 (I) t
  4    0    i9     8
  6    0    i10    i8 + i9

2.2 计算Hash值

如何计算i10的Hash呢？i10是一个ArithmeticOp

LEAF(ArithmeticOp, Op2)
 public:
  // creation
  ArithmeticOp(Bytecodes::Code op, Value x, Value y, bool is_strictfp, ValueStack* state_before)
  : Op2(x->type()->meet(y->type()), op, x, y, state_before)
  
    set_flag(IsStrictfpFlag, is_strictfp);
    if (can_trap()) pin();
  

  // accessors
  bool        is_strictfp() const                 return check_flag(IsStrictfpFlag); 

  // generic
  virtual bool is_commutative() const;
  virtual bool can_trap() const;
  HASHING3(Op2, true, op(), x()->subst(), y()->subst())
;

可以看到主要是计算value x的subst和 value y 的subst, 也就是这里给的i8, i9， 什么是subst ？就是指向的值，比如i8里的a5.12 i9里的8

i10的hash的值就是计算i8指向的a5.12以及i9的常量8

#define HASH1(x1            )                    ((intx)(x1))
#define HASH2(x1, x2        )                    ((HASH1(x1        ) << 7) ^ HASH1(x2))
#define HASH3(x1, x2, x3    )                    ((HASH2(x1, x2    ) << 7) ^ HASH1(x3))
#define HASH4(x1, x2, x3, x4)                    ((HASH3(x1, x2, x3) << 7) ^ HASH1(x4))

2.3 ValueMapArray

Hash值的计算并不具备唯一性，Hash相同无法保证表达式的一只，Hash的算法只是为了更快速的查找到相同的Hash值的Instr，在JVM里构建了ValueMapEntry 来保存一个Instr的 Hash ，以及value，同时也保存了指向下一个entry的指针。

JVM同时构建了ValueMapArray的数组，通过Hash%size找到数组里对应的首个ValueMapEntry，通过遍历ValueMapEntry的链表结构，匹配相同的Hash值，然后在进行Value的比较，我们以前面的ArithmeticOp例子为例:

  virtual bool is_equal(Value v) const               \\
    if (!(enabled)  ) return false;                   \\
    class_name* _v = v->as_##class_name();            \\
    if (_v == NULL  ) return false;                   \\
    if (f1 != _v->f1) return false;                   \\
    if (f2 != _v->f2) return false;                   \\
    if (f3 != _v->f3) return false;                   \\
    return true;                                      \\
    

比较都是ArithmeticOp里的value x的subst和 value y 的subst是否完全相同。

如果完全相同，将会把当前的Instr里的subst替换成相同的Instr。在不同的情况下，插入当前的Instr在ValueMapArray中。

当然并不是所有的Instr都需要进行Value Number编号，比如：if, goto, return 这些的Hash值都会被计算为0，0的Hash值是不会被保存到ValueMapArray中。

2.4 CFG 控制流分析

Global Value Numbering 作为一个全局（函数）分析，和Value Numbering的区别主要在跨BB块的分析，基于控制流分析，在不同的BB块的流转。先来看一段代码：

        int adder = c.t+8;
        while (num<100)
            num = c.t+8;
            if(num>10)
        	c.t=10;
        
       
        return num+c.t+8;

把这段代码转为CFG

我们需要对每一个参数进行数据流分析，从而找到相同的表达式。在我们的例子里：我们不能把第一行的c.t+8 和第3行的num=c.t+8进行合并成 num=adder，主要原因是因为在5行里c.t 从新赋值了，这是我们对语意的理解。

编译优化对静态分析是要求准确，需要进行May Analyze，遍历所有存在的路径，但我们不会对一条分支进行判断以确定是否会真实的存在该条路径，例如第5行if(num<10)这条分支的num进行值域求解分而获取判断结果是否有可能走到该分支，而是直接使用在CFG存在这条路径就可以了，在某些优化后可能存在块合并的情况下，这也是合并后在进行GVN分析。

2.5 数据流分析的transfor function

在数据流分析中，通常会提到transfor function，常见的Out[B]= gen U(In - Kill)

2.5.1 Kill 场景

什么是Kill？在做了某些操作后，比如改变某个变量的值，我们需要让关于这个变量的前后表达式无法合并，这样就需要Kill这个变量。

我们以2.4的代码进行举例，因为num= c.t + 8 ，也就是c.t+8 和int addr=c.t+8 是一样的表达式，我们应该考虑合并。但是在第5行里c.t=10，进行了c.t 的赋值，这是很明显不能合并表达式的。

这里代表了一种场景，当一个字段被storeField过，就需要Kill，而 Kill的逻辑如下

a. 将该字段c.t标示成被kill状态

b. 尝试去移除和c.t相关的ValueMapEntry

如何表示该字段被kill，这里和常见的数据流分析一样，使用bitMap的每一个bit位表示每一个参数：

我们会发现SSA IR有个天然的好处，直接使用参数的下标id就可以了。如果没有用SSA IR表示，需要对每一个表达式进行行编号。

为何要从ValueMapEntryArray里移除和c.t相关的ValueMapEntry？毕竟已经在BitMap里表示了这个值被kill, 这个应该是从效率来考虑。要减少ValueMapEntryArray里的值，毕竟当Hash值相同的情况下，还是有需要链表访问里面的值，在这里还加了一个额外的逻辑，只会删除在同一Nest的ValueMapEntry, 可以简单的认为同一个BB块在同一层Nest。

有的人可能会很奇怪既然删除了ValueMapEntry，何必还要在BitMap里依然要标示，其原因就是因为在进行数据流分析的时候流的走向很重要，有可能存在删除了ValueMapEntry后有可能后面的BB块又访问了这个Field，为了避免复杂的分析，最安全的就是这时候是不在添加。

我们可以罗列一下哪些场景是需要被kill的：

1. Store field 2. Store Array 3. Monitor, 4. 操作unsafe 5.Intrinsic 6.Load field

大家可能会有点奇怪为何LoadField 是需要kill的呢？其实场景主要涉及volatile的语意，以及还有获取静态的字段的时候类有可能没有初始化成功

2.5.2 流分析

JVM C1 的HIR是双向链表，如下图：

在B2块里前向块是B6,B4, 后向块B1 ，在数据流分析中通常采用前向分析或者后向分析，在GVN的完整分析过程中，分析BB块中需要边分析边进行相同表达式合并。我们如果简单的考虑前向分析，后续的BB块中可能存在修改的场景并影响前面的BB块，这样的合并会存在问题，这种场景比较常见于循环。Natural loops 自然循环

1. 在正常情况我们正向分析，依次对当前的block进行优化
2. 当碰到循环头的时候，我们需要使用后向分析分析完完整的循环后，然后在进行当前的block优化

为何要分析完整的循环，也就是前面提到的后续的BB块可能存在修改的场景，我们需要遍历完所有的循环去执行Kill 的transfor function。

为何又要后向分析？我们来看这种场景：

红色的这个点，如果前向分析你会发现红色的这个点如果前向分析， 会把非循环的绿色的点加入到分析的点中。如何避免这样的问题发生，我们需要把绿色的点继续前向分析，以确定能回到蓝色的点。如果绿色的点链路很长，这会大大导致时间变长。同时我需要遍历所有的节点的每条路径以确保是在环里的。

使用后向分析：

我们会发现绿色的点是不会在加到循环的分析过程中。在循环过程中使用后向分析，能很轻易的把非环的节点排除掉，同时会在碰到分析的环的节点超过ValueMapMaxLoopSize默认是8的时候不在分析循环，以避免分析较大的循环而耗费过多的时间。

分析循环只是为了提高精度，主要是对field 以及数组的修改, 只是kill所对应的值

void do_StoreField     (StoreField*      x) 
    if (x->is_init_point() ||  // putstatic is an initialization point so treat it as a wide kill
        // This is actually too strict and the JMM doesn't require
        // this in all cases (e.g. load a; volatile store b; load a)
        // but possible future optimizations might require this.
        x->field()->is_volatile()) 
      kill_memory();
     else 
      kill_field(x->field(), x->needs_patching());
    
  
  void do_StoreIndexed   (StoreIndexed*    x)  kill_array(x->type()); 

其它的部分场景下(如下)及避免复杂循环分析下，会进行最大颗粒度的kill_memory 

  void do_MonitorEnter   (MonitorEnter*    x)  kill_memory(); 
  void do_MonitorExit    (MonitorExit*     x)  kill_memory(); 
  void do_Invoke         (Invoke*          x)  kill_memory(); 
  void do_UnsafePutRaw   (UnsafePutRaw*    x)  kill_memory(); 
  void do_UnsafePutObject(UnsafePutObject* x)  kill_memory(); 
  void do_UnsafeGetAndSetObject(UnsafeGetAndSetObject* x)  kill_memory(); 
  void do_Intrinsic      (Intrinsic*       x)  if (!x->preserves_state()) kill_memory(); 

大颗粒度的Kill_Memory ，只要是load field, load array 就直接kill，也就是前面的逻辑：删除ValueMapEntry，设置BitMap的bit位

#define MUST_KILL_MEMORY(must_kill, entry, value)                                        \\
  bool must_kill = value->as_LoadField() != NULL || value->as_LoadIndexed() != NULL;

2.5.3 替换相同的表达式

在遍历BB块的时候，如果发现该表达式的值与前面的值相同的时候，就使用前序BB的值来替代现在的值。

. 27   0    i18    a4._12 (I) t
  30   0    i19    i11 + i18
  31   0    i20    8
  33   0    i21    i19 + i20
. 34   0    i22    ireturn i21

将被替换成

  30   1    i19    i11 + i7
  33   1    i21    i19 + i8
. 34   0    i22    ireturn i21

用i7替换成i18, i8代替i20