コグノスケ

memsetのベンチマーク（x86_64, Ryzen 7 2700編）

目次: ベンチマーク

（参考）コード一式はGitHubに置きました（GitHubへのリンク）

昨日musl C libraryのmemset関数を調べていたときに「単純な実装と比較して、どれくらい速いんだろうか？」と疑問に思いました。単純な実装とは下記のような実装です。

void *memset_simple(void *dest, int c, size_t n)
{
	unsigned char *s = dest;

	for (; n; n--, s++) *s = c;

	return dest;
}

Cライブラリは世の中にたくさん実装がありますが、glibc-2.28とmusl-1.1.24にご登場願うことにします。各Cライブラリのmemset実装は下記のとおりです。

void *memset_glibc(void *dstpp, int c, size_t len)
{
  long int dstp = (long int) dstpp;

  if (len >= 8)
    {
      size_t xlen;
      op_t cccc;

      cccc = (unsigned char) c;
      cccc |= cccc << 8;
      cccc |= cccc << 16;
      if (OPSIZ > 4)
	/* Do the shift in two steps to avoid warning if long has 32 bits.  */
	cccc |= (cccc << 16) << 16;

      /* There are at least some bytes to set.
	 No need to test for LEN == 0 in this alignment loop.  */
      while (dstp % OPSIZ != 0)
	{
	  ((byte *) dstp)[0] = c;
	  dstp += 1;
	  len -= 1;
	}

      /* Write 8 `op_t' per iteration until less than 8 `op_t' remain.  */
      xlen = len / (OPSIZ * 8);
      while (xlen > 0)
	{
	  ((op_t *) dstp)[0] = cccc;
	  ((op_t *) dstp)[1] = cccc;
	  ((op_t *) dstp)[2] = cccc;
	  ((op_t *) dstp)[3] = cccc;
	  ((op_t *) dstp)[4] = cccc;
	  ((op_t *) dstp)[5] = cccc;
	  ((op_t *) dstp)[6] = cccc;
	  ((op_t *) dstp)[7] = cccc;
	  dstp += 8 * OPSIZ;
	  xlen -= 1;
	}
      len %= OPSIZ * 8;

      /* Write 1 `op_t' per iteration until less than OPSIZ bytes remain.  */
      xlen = len / OPSIZ;
      while (xlen > 0)
	{
	  ((op_t *) dstp)[0] = cccc;
	  dstp += OPSIZ;
	  xlen -= 1;
	}
      len %= OPSIZ;
    }

  /* Write the last few bytes.  */
  while (len > 0)
    {
      ((byte *) dstp)[0] = c;
      dstp += 1;
      len -= 1;
    }

  return dstpp;
}

void *memset_musl(void *dest, int c, size_t n)
{
	unsigned char *s = dest;
	size_t k;

	/* Fill head and tail with minimal branching. Each
	 * conditional ensures that all the subsequently used
	 * offsets are well-defined and in the dest region. */

	if (!n) return dest;
	s[0] = c;
	s[n-1] = c;
	if (n <= 2) return dest;
	s[1] = c;
	s[2] = c;
	s[n-2] = c;
	s[n-3] = c;
	if (n <= 6) return dest;
	s[3] = c;
	s[n-4] = c;
	if (n <= 8) return dest;

	/* Advance pointer to align it at a 4-byte boundary,
	 * and truncate n to a multiple of 4. The previous code
	 * already took care of any head/tail that get cut off
	 * by the alignment. */

	k = -(uintptr_t)s & 3;
	s += k;
	n -= k;
	n &= -4;

#ifdef __GNUC__
	typedef uint32_t __attribute__((__may_alias__)) u32;
	typedef uint64_t __attribute__((__may_alias__)) u64;

	u32 c32 = ((u32)-1)/255 * (unsigned char)c;

	/* In preparation to copy 32 bytes at a time, aligned on
	 * an 8-byte bounary, fill head/tail up to 28 bytes each.
	 * As in the initial byte-based head/tail fill, each
	 * conditional below ensures that the subsequent offsets
	 * are valid (e.g. !(n<=24) implies n>=28). */

	*(u32 *)(s+0) = c32;
	*(u32 *)(s+n-4) = c32;
	if (n <= 8) return dest;
	*(u32 *)(s+4) = c32;
	*(u32 *)(s+8) = c32;
	*(u32 *)(s+n-12) = c32;
	*(u32 *)(s+n-8) = c32;
	if (n <= 24) return dest;
	*(u32 *)(s+12) = c32;
	*(u32 *)(s+16) = c32;
	*(u32 *)(s+20) = c32;
	*(u32 *)(s+24) = c32;
	*(u32 *)(s+n-28) = c32;
	*(u32 *)(s+n-24) = c32;
	*(u32 *)(s+n-20) = c32;
	*(u32 *)(s+n-16) = c32;

	/* Align to a multiple of 8 so we can fill 64 bits at a time,
	 * and avoid writing the same bytes twice as much as is
	 * practical without introducing additional branching. */

	k = 24 + ((uintptr_t)s & 4);
	s += k;
	n -= k;

	/* If this loop is reached, 28 tail bytes have already been
	 * filled, so any remainder when n drops below 32 can be
	 * safely ignored. */

	u64 c64 = c32 | ((u64)c32 << 32);
	for (; n >= 32; n-=32, s+=32) {
		*(u64 *)(s+0) = c64;
		*(u64 *)(s+8) = c64;
		*(u64 *)(s+16) = c64;
		*(u64 *)(s+24) = c64;
	}
#else
	/* Pure C fallback with no aliasing violations. */
	for (; n; n--, s++) *s = c;
#endif

	return dest;
}

単純な実装と比較して、かなり長いですし、分岐を減らす、アラインメントを取る、一度に複数バイト（8, 16バイトなど）コピーするなど、各所に工夫が見られます。

測定条件、測定対象

動作環境は、

• CPU: AMD Ryzen 7 2700
• Mem: DDR4-2400 (Dual Channel), 32GB (8GB x 4)
• OS: Debian GNU/Linux 11 (bullseye)
• gcc: gcc (Debian 9.2.1-21) 9.2.1 20191130
• Linux: 5.2.0-3-amd64 #1 SMP Debian 5.2.17-1 (2019-09-26) x86_64 GNU/Linux

単純なmemsetと、glibcのmemsetと、muslのmemsetの3つとの比較対象として、普通にmemsetを呼んだ場合の速度を用います。実体はglibcのSSE2版memset実装（アセンブラで実装されている）が呼び出されます。この関数を使う理由は下記の通りです。

• 領域のサイズに反比例した、綺麗なカーブを描くので、基準として見やすい
• アセンブラ実装なので、コンパイラの最適化レベルの影響をほとんど受けず、性能が一定

測定方法ですが、1バイトのmemsetを10億回、2バイトのmemsetを5億回、……のように、一度に処理する領域を増やしながら、処理回数を減らします。合計でおよそ1GBの領域をmemsetするようにしています。

コンパイラの最適化と公平な比較

ベンチマークに使う呼び出し側プログラムは下記のように、関数ポインタ経由で呼び出し、コンパイル時に -fno-builtinオプションをつけます。

char tmpbuf[1024 * 1024 * 1024];

struct testcase cases[] = {
	{ "libc",       memset, },
	{ "glibc avx2", __memset_avx2_unaligned, },
	{ "musl asm",   memset_musl_asm, },
	{ "glibc C",    memset_glibc, },
	{ "musl C",     memset_musl, },
	{ "simple",     memset_simple, },
	{ "size",       0, },
	{ "cnt",        0, },
	{ 0, 0, },
};

void test(char *p, size_t size, int cnt)
{
	int pos, i;

	for (pos = 0; cases[pos].func; pos++) {
		gettimeofday(&cases[pos].start.tv, NULL);
		for (i = 0; i < cnt; i++) {
			cases[pos].func(p, i, size);
		}
		gettimeofday(&cases[pos].end.tv, NULL);
	}

	cases[pos].start.n = 0;
	cases[pos].end.n = size;
	pos++;

	cases[pos].start.n = 0;
	cases[pos].end.n = cnt;
	pos++;

	print_timeval(cases);
}

理由は、

関数ポインタ経由

インライン展開を防ぐためです、インライン展開された関数は他の関数に比べてcall, retの負荷が減る分、速く見えてしまいます

-fno-builtin

コンパイラの最適化レベルを上げると、単純なmemset関数の実装をコンパイラが検知してlibcのmemset呼び出しに置き換えてしまうことがあります。同じ関数を比較してもベンチマークの意味がないため、置き換えが発生しないように防いでいます。

測定結果

まずは良く使われる最適化レベルO2で測ってみます。

gcc -O2 -fno-builtinの測定結果

アセンブラで書かれたmemsetと比較すると、glibcやmuslの実装は遅いですが、かなり健闘していますね。一方で、単純なmemset実装はかなり性能が悪いです。

次はO3にしましょう。ほぼ最強の最適化レベルです。

gcc -O3 -fno-builtinの測定結果

なんと単純なmemsetがメチャクチャ速くなり、muslの実装を超えてしまいました。最適化の威力恐るべし。

O2とO3は異なる最適化が働きますが、一番効いている要素はどれでしょう？O2にベクトル最適化オプションだけ追加してみます。

gcc -O2 -ftree-vectorize -fno-builtinの測定結果

O3の性能グラフにかなり近づきました。ベクトル最適化が大きな性能改善要素となるようです。

Cライブラリの本気を見よ

ちなみにglibcやmuslはC言語による実装の他に、各アーキテクチャのためにアセンブラによる専用の実装を持っています。x86_64向けであればglibcもmuslも専用の実装を持っています。

このベンチマークの趣旨からは外れますが、アセンブラの実装も測ってみました。こんな感じです。

アセンブラ実装の測定結果

SSE2の実装（標準のmemsetはSSE2を使う）とAVX2の実装はほとんど速度差がありません。muslの実装はC言語版と比べると速い部分もありますが、glibcのマニアックな実装と比べると今一つですね……。

muslのmemset関数

目次: ベンチマーク

musl C library（サイトへのリンク）のmemset関数の実装はかなり気合が入っており、特に先頭＆終端データの処理が面白いです。

こんなコードです。

if (!n) return dest;
s[0] = c;
s[n-1] = c;
if (n <= 2) return dest;
s[1] = c;
s[2] = c;
s[n-2] = c;
s[n-3] = c;
if (n <= 6) return dest;
s[3] = c;
s[n-4] = c;
if (n <= 8) return dest;

私はぱっと見では何をしてるのかさっぱりわかりませんでした。図を書いてみてやっと意味が分かりました。

処理開始前

領域のサイズnが1〜8の場合、このコードだけで処理が終わります。説明の都合上、ifを区切りとして、3つのかたまり（赤、緑、青）に分けました。n = 1, 2の場合は赤だけ、n = 3, 4, 5, 6の場合は赤＋緑、n = 7, 8の場合は赤＋緑＋青が実行されます。

ゴチャゴチャ説明するより、1ステップずつ、実行した結果を図示した方がわかりやすいかと思います。

s[0] = cまで

s[n - 1] = cまで、 n = 1, 2はmemset完了

s[1] = c, s[2] = cまで

s[n - 2] = c, s[n - 3] = cまで、 n = 3, 4, 5, 6はmemset完了

s[3] = cまで

s[n - 4] = cまで、 n = 7, 8はmemset完了、それ以上のサイズは処理を継続

図を見るとわかるように、同じ領域に2回以上書く場合がありますが、memsetは同じ領域に2度書いても問題ありません（書き込む値は同じなので、何度書いても結果は同じ）。

この「何度書いても良い」性質を利用して、分岐を限界まで減らす戦略のようです。

ストアより分岐を減らす方がメリットがある、とみているわけですね。イマドキのCPUに合った最適化なのでしょうね。

メモ: 技術系の話はFacebookから転記しておくことにした。大幅に追記。