7.4 从 C 源码到优化 IR：完整编译实例

7.4 从 C 源码到优化 IR：完整编译实例

本节摘要：本节用一段 12 行的 C 函数，把前七章的概念在命令行里走一遍全程：生成未优化 IR、指认 SSA 与 phi、逐个开关优化 pass 观察各自的贡献、最后对照 O2 全量产出的差异。所有命令与输出片段可直接复现。读完你应当拥有一套"亲手验证"的工作法：本册任何一个断言（外提生效了、强度削减发生了、分支被折叠了），都能用本节的流程自己验一遍。

概念看完清单，现在把机器开起来。准备一段包含"循环 + 不变量 + 常量分支"的代码——三种优化各有一道靶：

int demo(int n) {
    int acc = 0;
    int limit = 64;                 // 常量：常量传播的靶
    for (int i = 0; i < n; i++) {
        int base = limit * 4;       // 不变量：外提与折叠的靶
        acc = acc + base / 2 + i;   // 除 2 是移位的靶（强度削减的近亲）
    }
    return acc;
}
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一、第一步：生成未优化 IR

用前端带 -O0 -emit-llvm 选项生成文本形态 IR（7.2 的形态知识在此上岗）：

$ clang -O0 -S -emit-llvm demo.c -o demo.O0.ll
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O0 的 IR 长得很有特点：所有局部变量都是栈槽（%acc = alloca i32 之类），每条赋值都是 store、每次使用都是 load——前端按"最笨但最忠实"的方式翻译，把构造 SSA 的工作（3.3）整个留给优化管线开头的 mem2reg（7.3 清单里它排第一的原因）。此时 base = limit * 4 在循环体内原封不动，每次都乘一遍。

二、第二步：SSA 化——看 mem2reg 变魔术

单独跑 mem2reg 这一个 pass（优化器允许指定 pass 名单）：

$ opt -passes=mem2reg demo.O0.ll -S -o demo.ssa.ll
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对照输出，两个立竿见影的变化：alloca/store/load 全部消失，变量变成一串 % 名字；循环头出现一对 phi——%i 与 %acc 各一个，参数形态与 7.1 的 @sum 完全同款。这一步验证了本册的核心论断：SSA 不是前端的天赋，是管线的第一道工序；同时直观看到 7.3 说的"O0→O2 最大单项收益来自 SSA 化"——仅此一步，acc 与 i 就从每次访问一趟访存变成了寄存器世界里的值。

三、第三步：逐个 pass 验收各自的贡献

继续单独开 pass，每次只动一个旋钮，对照 IR 找证据：

$ opt -passes="instcombine,licm,indvars" demo.ssa.ll -S -o demo.opt1.ll
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三道靶逐一验尸。常量折叠（instcombine 的一部分）：limit * 4 直接变 256——常量传播证明 limit 恒 64，折叠把乘法吃掉。外提（licm）：剩下的循环体里已经没有 base 的计算——它被搬到了循环入口之前（三道闸全过：无副作用、无别名风险、进圈即执行）。除法变移位（instcombine 的强度类规则）：base / 2 变成 base >> 1，且 base 是编译期已知值时连移位都直接折叠掉。管线里 pass 的"分工协作"清晰可见：instcombine 反复把指令规整，licm 才能认出"这已经是常量了，搬出去"。

四、第四步：O2 全量与逐块对照

一键全量：

$ opt -O2 demo.O0.ll -S -o demo.O2.ll
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典型产出（示意，具体指令因版本而异）：

define i32 @demo(i32 %n) {
entry:
  %cmp = icmp sgt i32 %n, 0
  br i1 %cmp, label %loop, label %exit
loop:
  %i = phi i32 [ 0, %entry ], [ %i.next, %loop ]
  %acc = phi i32 [ 0, %entry ], [ %acc.next, %loop ]
  %acc.next = add i32 %acc, %i          ; 128 = 256>>1，常量直接并入
  %i.next = add i32 %i, 1
  %cond = icmp eq i32 %i.next, %n
  br i1 %cond, label %exit, label %loop
exit:
  %r = phi i32 [ 0, %entry ], [ %acc, %loop ]   ; 出口汇合
  ret i32 %r
}
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逐块对照未优化版：栈槽没了（mem2reg）、循环头的 phi 就位（3.3 的构造）、循环体内一条乘法一条除法都不剩（折叠 + 外提 + 常量并入加法）、比较被规整成等值判断（indvars 改写循环条件与计数方向的常见副作用）。12 行 C 的全部语义，最终浓缩成循环体两条加法一条比较——这就是 7.3 那张收益构成图的实物。

⚠️ 实操注意：不同版本的工具链 pass 名与默认管线会有出入——复现时以你手上的版本为准，对照命令的帮助文档确认 pass 名单；断言"某优化没生效"之前，先确认它确实在你的档位配方里。

五、把这个工作法带走

本节的流程是一个可复用的验证框架：提出断言 → 构造最小代码 → 生成两份 IR → 逐 pass 对照找证据。本册的每个关键断言都能塞进这个框架："支配边界决定 phi 位置"——手算一份与 mem2reg 的输出对答案；"别名不明则外提保守"——把 limit 换成指针读法再跑 licm，看它还敢不敢搬；"内联解锁后续优化"——加一个 static 小函数跑 inline 前后对照。工具就是你的答题卡，比任何"据说"都可靠。

本节要点回顾：

• 工作流五件套：生成 O0 IR → mem2reg → 逐 pass 开关 → O2 全量 → 逐块对照；
• O0 的真相：前端交付的是栈槽版 IR，SSA 化是管线第一道工序；
• 验收手法：每个优化找它的"现场证据"——phi 的出现、指令的消失、代码的搬家；
• pass 协作：instcombine 规整、licm 搬运、常量并入，分工链条肉眼可见；
• 可复现的验证框架：断言 + 最小用例 + 两份 IR 对照，本册一切断言皆可自证。

手动的 pass 逐个开，终究要问一句：全量跑时谁决定顺序？下一节进 pass 管理器——编排这一切的调度中枢。