New optimizations for X86 in upcoming GCC 5.0: PIC in 32 bit mode. | Intel® Developer Zone
GCC 5.0では、x86(32bit)におけるPIC(Position Independent Code)が改善された。これまではEBXレジスターがGOT(Global Offset Table)のために予約されていたのだが、これを使わなくなった。この結果、貴重なレジスターがひとつ多く使えることになった。
32bit x86におけるPICのダメっぷりは、以下の記事に詳しい。
EWONTFIX - 32-bit x86 Position Independent Code - It's that bad
32-bit x86 Position Independent Codeは実にクソだ。
まず、簡単なCの関数がposition-independent-codeでどうコンパイルされるのかを見てみよう。(つまり、shared library用に-fPICが使われるということだ)
void bar(void); void foo(void) { bar(); }さて、GCCはどうコンパイルするのかというと、
foo: pushl %ebx subl $24, %esp call __x86.get_pc_thunk.bx addl $_GLOBAL_OFFSET_TABLE_, %ebx movl 32(%esp), %eax movl %eax, (%esp) call bar@PLT addl $24, %esp popl %ebx ret __x86.get_pc_thunk.bx: movl (%esp), %ebx retありゃ、なぜこうなるんだ。
もちろん、ここで期待すべきは以下のようなコードだ。
foo: jmp barPICではないコード生成ならばこうなる。あるいは、barがみえているPICでもこうなる。この理想的なコードは、PICでは得ることができない。なぜならば、呼び出される側(bar)の相対アドレスは、リンク時に固定されていないからだ。別のshared libraryの中かもしれないし、メインプログラムの中かもしれない。
position-independentコードとGOT/PLTのことをご存知の読者は、なぜ以下のようにできないのか疑問に思うかもしれない。
foo: jmp bar@PLTここでは、symbol@PLTというアセンブリの記法で、アセンブラーに特別な再配置を指定している。これはリンカーがcall命令における相対アドレスを"procedure linkage table"(PLT) thunkしたコードを生成する。このthunkはshared libraryの固定された場所に配置され（つまり、ライブラリがどのアドレスにロードされようと、呼び出し側から固定された相対アドレスとなる）、関数の実際のアドレスをロードしてジャンプする処理をする。 %
これが、問題の発端だ。
実際の関数barにジャンプするために、PLT thunkはグローバルデータにアクセスする必要がある。つまり、ジャンプ先に使う"global offset table"(GOT)へのポインターにアクセスする必要がある。PLT thunkコードは、以下のようなものだ。
bar@PLT: jmp *bar@GOT(%ebx) push $0 jmp <PLT slot -1>ふたつ目と3つめの命令はlazy binding(後述)に関係するもので、ひとつ目がここで問題にするところだ。32-bit x86は現在の命令ポインターからの相対的なメモリーのロード/ストアをする方法が提供されていないため、SysV ABIがその方法を提供している。コードがPICとしてPLT thunkを呼び出すとき、GOTへのポインターを%ebxに隠し引数として渡さなければならない。
さて、なぜそれが4つ前のコードになってしまうのか。
ABI上、呼びだされた側で破壊していい(call-clobbered)レジスターは%eax, %ecx, %edxだけなのだ。隠しGOT引数用のレジスターである%ebxは呼びだされた側で破壊できない(call-saved)。つまり、fooが%ebxを改変した場合、保存してリストアさせる責任を負う。そのため、極めて悲惨な非効率的状況に陥る。
- fooは%ebxをbar@PLTへの引数としてロードしなければならない
- fooは呼び出し元に戻る前に、%ebxがcall-savedなレジスターのため、%ebxをスタックに保存して復帰させなければならない。
- barの呼び出しは末尾呼び出しにならない。なぜならば、fooはbarから戻った後に処理を行わなければならないから。%ebxをリストアさせなければならない
そのため、例2のようなそびえ立つものとなる。
一体どうやったらこの問題を解決できるのか。
まず挙げられる解決法は、隠し引数を渡すレジスターを変えることだ。しかし、これはコンパイラーとリンカーのABI規約を変えずに行えないので、選択肢からは外れる。
bar@PLTへの隠し引数の要件を無くすというのはどうだろうか。これも、ABI変更を伴うが、非互換ではない。とはいえ、現実的ではない。PLT thunkがレジスターを破壊せずにGOTアドレスをロードするのは簡単ではなく、破壊してもいいたった3つのレジスターは、すべてデフォルトではないがサポートしなければならない"regparam"呼び出し規約のために使われている。%ebxを使うという選択は意図的なものだ。引数私に使われている可能性のあるレジスターを壊すのを避けるためだ。
では、どんな手が残されているのか。
PLT thunkをなくしてしまうというのはどうだろうか。例4のようなコードを生成することを目指すのではなく、以下のようなコードを目指すのはどうか。
foo: call __x86.get_pc_thunk.cx jmp *bar@GOT+_GLOBAL_OFFSET_TABLE_(%ecx) __x86.get_pc_thunk.cx: movl (%esp), %ecx retこれはfooの肥大化のかなりを削れるし、PLT thunkのための追加のキャッシュラインの必要な命令もひとつ減らせる。なかなかよさそうだ。
なんで最初からこうなっていなかったのか。
残念ながら、こうなっていなかったのには理由がある。その理由はよろしくない。
PLTが存在するそもそもの理由は、メインプログラムが固定アドレスにロードされて（PIE以前の時代を考えてみよ）、position-independent codeを使わずにshared libraryの関数を呼び出すためのものだ。メインプログラムのPLTは、%ebxに隠しGOT引数を必要としない種類のものだ。なぜならば、固定アドレスであるため、自分のGOTには絶対アドレスを使えるのだ。ただし、メインプログラムはPLTを必要とする。なぜならば、レガシー(非PIC)なオブジェクトファイル、呼び出す関数が実行時に任意の場所にロードできることを知らないコードに対応するためのものだ。（そのようなオブジェクトファイルから、PLT thunkを生成して適切に結びつけられた、ダイナミックリンクされたプログラムを生成するのは、リンカーの仕事だ）
position-independent codeはPLTを必要としない。例6で例示したように、GOT自信から目的のアドレスをロードして、間接的なcall/jumpを行える。position-independentna tなshared libraryコードにおけるPLTの利用は、PLTの別の利点を活用するためのものだ。すなわちlazy bindingだ。
lazy bindingの基本
lazy bindingが使われるとき、ダイナミックリンカーは呼び出される側のシンボル名の検索をロード時まで遅延させる。名前検索は関数が最初に呼ばれる時まで遅延される。理論上、これは実行時のオーバーヘッドとして、やや複雑な機構と最初に関数を呼び出した時の遅延を犠牲に、起動時間を節約するものである。
少なくとも、数十年前にこの機構が設計された時の理屈はそうであった。
現在、lazy bindingはセキュリティの足かせとなっているし、パフォーマンス乗の利点というのも疑わしくなっている。最大の問題は、lazy bindingが機能するためには、GOTは実行時に書き込み可能でなければならないということだ。これは任意のコードの実行への攻撃ベクターとなってしまっている。近代的な強固なシステムはrelroを使う。これはGOTの一部ないしは全部を、ロード後にリードオンリーにする。しかし、lazy bindingするPLTのGOTスロットは、この防衛から外さねばならない。relroリンク機能の恩恵を受けるには、lazy bindingは無効にしなければならない。それには以下のようなリンクオプションを使う。
-Wl,-z,relro -Wl,-z,nowつまり、lazy bindingというのは、deprecated扱いされていると考えて差し支えない。
そういうわけで、musl libcはlazy bindingをそういう理由と他の理由で、サポートしていない。
lazy bindingとPLT
例5のPLT thunkの2行目と3行目を見よ。どのように動作しているかというと、bar@GOT(%ebx)は当初（lazy binding前）2行目へのポインターがダイナミックリンカーにより設定されている。2行目で定数0がpushされているのは、PLT/GOTスロット番号だ。jumpする先のコードはthunkで、スタックに引数としてpushされたスロット番号を使い、lazy bindingを解決するためのコードを呼び出す。
例6で、同じことを実現するのは簡単ではない。同等のことをしようとすれば、呼び出し側を遅くさせ、呼び出すたびにコード重複が必要だ。
つまり、効率的なx86 PIC関数呼び出しができないのは、大昔の間違った機能をサポートするためなのだ。
幸い、修正可能だ。
もし、lazy bindingを諦めることができればの話だ。
Alexander MonakovはGCCの簡単なパッチを用意した。これはPLT経由のPIC呼び出しを無効にするものだ。ひょっとしたら上流に取り入れられるかもしれない。
diff --git a/gcc/config/i386/i386.c b/gcc/config/i386/i386.c index 3263656..cd5f246 100644 --- a/gcc/config/i386/i386.c +++ b/gcc/config/i386/i386.c @@ -5451,7 +5451,8 @@ ix86_function_ok_for_sibcall (tree decl, tree exp) if (!TARGET_MACHO && !TARGET_64BIT && flag_pic - && (!decl || !targetm.binds_local_p (decl))) + && flag_plt + && (decl && !targetm.binds_local_p (decl))) return false; /* If we need to align the outgoing stack, then sibcalling would @@ -25577,15 +25578,23 @@ ix86_expand_call (rtx retval, rtx fnaddr, rtx callarg1, /* Static functions and indirect calls don't need the pic register. */ if (flag_pic && (!TARGET_64BIT + || !flag_plt || (ix86_cmodel == CM_LARGE_PIC && DEFAULT_ABI != MS_ABI)) && GET_CODE (XEXP (fnaddr, 0)) == SYMBOL_REF && ! SYMBOL_REF_LOCAL_P (XEXP (fnaddr, 0))) { - use_reg (&use, gen_rtx_REG (Pmode, REAL_PIC_OFFSET_TABLE_REGNUM)); - if (ix86_use_pseudo_pic_reg ()) - emit_move_insn (gen_rtx_REG (Pmode, REAL_PIC_OFFSET_TABLE_REGNUM), - pic_offset_table_rtx); + if (flag_plt) + { + use_reg (&use, gen_rtx_REG (Pmode, REAL_PIC_OFFSET_TABLE_REGNUM)); + if (ix86_use_pseudo_pic_reg ()) + emit_move_insn (gen_rtx_REG (Pmode, + REAL_PIC_OFFSET_TABLE_REGNUM), + pic_offset_table_rtx); + } + else + fnaddr = gen_rtx_MEM (QImode, + legitimize_pic_address (XEXP (fnaddr, 0), 0)); } } diff --git a/gcc/config/i386/i386.opt b/gcc/config/i386/i386.opt index 301430c..aacc668 100644 --- a/gcc/config/i386/i386.opt +++ b/gcc/config/i386/i386.opt @@ -572,6 +572,10 @@ mprefer-avx128 Target Report Mask(PREFER_AVX128) SAVE Use 128-bit AVX instructions instead of 256-bit AVX instructions in the auto-vectorizer. +mplt +Target Report Var(flag_plt) Init(0) +Use PLT for PIC calls (-mno-plt: load the address from GOT at call site) + ;; ISA support m32筆者は手元のGCC 4.7.3ツリーに似たような変更を加えて試してみたところ、以下のような出力を得られた。
foo: call __x86.get_pc_thunk.cx addl $_GLOBAL_OFFSET_TABLE_, %ecx movl bar@GOT(%ecx), %eax jmp *%eax __x86.get_pc_thunk.cx: movl (%esp), %ecx ret理想的な関数からはまだ遠いが、今の出力よりははるかにマシだ。
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この記事はドワンゴ勤務中に書かれた。C++標準化委員会の文書集が公開されたが、これもすてがたかったのだ。
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1 comment:
昔は書くことで最適化していましたよね。
方向性を書いて割り切りを書いて処理を書くと。
しかし、やっぱ処理が発生するということはそれなりの副作用を覚悟しないといけないという事なので、現代には合わないのではないかと思います。
自分の最適化信条の一つが、書かないことデス。
書かない以上処理は発生しませんし、副作用も少ないです。でもなくはないです。
まぁ、そういうわけで、ここまでコンピューティングリソースが増えたわけですから、多少目をつむって物事をシリアライズできた方が効率はいいんじゃないかと思います。
ヘタに予防線でIFを張るよりはいいと思いますよ。
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