关于编程语言内存对齐的疑问

你下面这个结构有问题，要对齐的话是在 a 和 b 之间补 6 个字节，这样 b 在 8 个字节的整数位上。而补进去的 padding cpu 根本就不用，为什么会读三次？
补齐之后要读 b 只需要读一次，而你上面这个结构要读 b 的话，x86 架构会读两次再拼起来。而很多架构是没有这个功能的，直接 panic

因为你在两个不同场景下进行比较。一个数据量多一个数据量少。 要排布优化你自己不能调下顺序么···

你要不多搜搜资料

另外具体到第二个例子, int16 和 int16 会被放在一起的

@LaTero 我说的读三次是读完整个结构体的次数。至于拼接，难道是现在大部分 Cpu 都没有这些指令？如果是这样就可以说得过去了。

@Jooooooooo 我知道为了节省内存空间要放在一起，但是不放到一起会导致内存多用的原因是需要内存对齐，我只是对为什么需要对齐有疑问

首先误解了对齐的操作对象了，操作对象是结构体里面的字段，而不是整个结构体

比如 struct s { a int16 b int64 c int16 } ，如果是 2+8+2 的方式，操作 b 字段需要两个内存操作
因为 b 分在两个 8 字节内存块中了
而对齐之后的 8+8+8 只需要一个内存操作就能操作任意一个字段

> 那么如果不对齐会怎么样？
不会怎么样，无论数据是否对齐在 x86-64 硬件都能正确工作

x86 架构对于对齐的内存，写入读取都是原子的（但自增运算需要用专门的指令，另说）
其他一些架构甚至不支持非对齐内存的原子操作。
你搜一下 unaligned access 就可以搜到很多内容了。

“不管对不对齐 CPU 总是要取两次的”
不对齐的情况下可能需要三倍的开销，除非编译器优化。
访问 a 需要一次，访问 b 可能需要两倍的时间

"如果不对齐的话，那么只需要 2+8+2=12 个字节空间，CPU 只需要取两次"
同上。如果不对齐的话，结果是取 2 ，然后 6+2 ，再 2 。

struct 内部重排以减少不必要的 padding ，这是性能优化的基础技巧之一。
一般我们会把 64 位变量放前面，然后 32 位，然后 16 位。因为 64 位对齐一定同时也是 32 位和 16 位对齐，反之未必。

编译器不会对 struct 内的顺序进行重排，因为有些操作可能会默认各个变量之间的顺序。

@charslee013 “首先误解了对齐的操作对象了，操作对象是结构体里面的字段，而不是整个结构体”
这一点上并没有错，struct 里的字段要对齐，整个 struct 的大小也需要对齐。因为创建 array 的时候，如果 struct 大小没有补足的话，那第二个元素就对不齐了。
你可以吧这个 struct 实际编译一下，看看 sizeof 是不是补足到 pack size 了。

想了下题主的问题应该是：
为什么和内存没对齐相比，cpu 处理对齐的速度要快一点？没对齐的会多出哪些操作？

因为这个和 cpu 总线、寄存器、内存结构有关，唔···这就是长篇了，现在不敢保证我细节都能说对。
因为总线、寄存器本身有个大小，假如寄存器 B 64 位，总线 64 位，那数据就是 64 位批量取的，cpu 就是这么个寻址方式（关于为什么这样寻址，就要写很长了）， 空间没对齐，cpu 确实需要额外拼接，这个耗时间。

想象一下地砖的格子，CPU 一次性是取“一个格子”的数据，如果你的数据正好跨了两格，cpu 自然是需要操作多次，并且把数据拼接起来。

Linux Kernel 里的文章：
https://github.com/torvalds/linux/blob/master/Documentation/core-api/unaligned-memory-access.rst

但实际来说，最新的一些 x86 处理器实际是支持未对齐内存访问的，而且也可以认为没有性能下降。
旧一些的 x86 处理器也支持，但是会有性能下降。当然指令还是那个指令。
其他的要看具体 arch 支持程度了，不支持的话甚至会出现 misaligned access 异常。

第一，进行内存对齐的一般是编程语言的*实现*，不是编程语言

然后，就 x86 来说，一般编程语言的实现取 a ，b ，c 的方法是 mov ax, [s]; mov rbx, [a+8]; mov cx, [a+16]，按照你那种紧凑的布局无非就是变成了 mov ax, [s]; mov rbx, [a+2]; mov cx, [a+10]，都是三次
也就是说一般根本不会先整个 word size 读过来再拼接，拼来拼去的做法在 SIMD 里倒是比较常见

就算按照楼主的说法，不对齐，先取，再拼，省了一个 load ，多了几个位运算，不一定划算
楼主可能认为 load 很 costly ，其实大多数 load 都还好，只有 cache miss 的 load 才 costly

现代 x86 实现里面，非对齐的访问一般是不会有性能损失的，但是仅限于在一个 cache line 里面，如果跨了 cache line 就相当于 CPU 要帮你自动做两次+拼接，要是跨了页就更好玩了。对于在 L1D$里的数据，在对齐的情况下，每次 load 的延迟和占用的资源基本都是确定且最小的，而如果出现了跨 cacheline 或跨页，就会出现有些 load 和对齐的没区别，有些 load 则非常慢的情况，平均下来是降低了性能的
这个在 GPR 操作上影响还算小的，如果涉及到 SIMD ，连续 load 一串数据，对于 XMM load ，四分之一会出现跨 cache line ，对于 YMM 是二分之一，对于 ZMM 是百分百 ...

有没有需要紧凑布局的情况呢？当然也有，就是真的需要“节省内存空间”的时候，比如大量并行+数据量大的情况下如果你的算法不能优化到 cache 里面，DRAM 喂不饱 CPU 很正常，这时需要尽量利用内存带宽，而 ALU 运算就基本无所谓了，不仅 padding 可以不用，bitfield 也可以用上

上面是 load ，不知道楼主打算怎么做 store 。现代 CPU 中单独的 store 指令比 load 更 cheap ，因为只需要往 store buffer 里面压一压，不会造成新的依赖。
按照拼的思路，你得做两次 load+两次 store ，本来一个 store 解决的事情，至于么 ...
直接存的话有和 load 一样的问题

另外根据 https://travisdowns.github.io/blog/2019/06/11/speed-limits.html#load-split-cache-lines ，在 Zen 系列上不仅跨 64 byte 边界的访问会影响性能，跨 32 byte 也有可能

@des #11 你好，请教一下为何 CPU 取数据是一个个格子读的？也就是为什么读内存数据只能从对齐的地址开始？谢谢。

@hotyogurt 这和 CPU 的设计有关系，主要可以得到一些好处，可以自己看
https://stackoverflow.com/questions/3025125/cpu-and-data-alignment

话说可以参考下这个视频： https://www.bilibili.com/video/BV1hv411x7we

@secondwtq 你好，请教下，出现跨 cache line 或 page ，非对齐的 load 的开销具体在哪？

你对实现机制理解严重不足。
对齐的直接对象是处理器访存指令中的地址操作数。访存要对齐，根本原因不对齐的地址需要额外的计算而不划算。假定对齐的地址可以直接当做低几位是 0 。
对 CISC 处理器，硬件可能加更多电路以确保地址的每一位都有效（有时还得检查是否对齐引发异常），而假定对齐的地址访问直接就把低几位忽略了。
RISC 设计甚至就基本把不对齐访问给省了，ISA 层面上不支持不对齐访问，真不对齐可能就直接异常（并行的，原则上正常路径不耗时间）。如果你要强行非对齐访存，那么就得用粒度更小、延迟可能更大的特设访存指令，或者访存完再截取一段数据这种软件方式模拟，这些都是开销更大的，差一个数量级都正常。
这个意义下，同样一次逻辑意义上的访存，两者的开销本来就不保证一样大（就算同时支持对齐和不对齐访存，非对齐的访问可能更耗指令周期；虽然也设计有一样的，但一般至少不能反过来指望不对齐更快）。

@root111 总体原因是局域性。
即便只是核内的第一级缓存，cache 和执行访存的实现电路（比如 LSU ）不是一个部件，要操作 cache 物理上必须发信号等待同步，确保满足 cache coherency 以保证之后 cache 的状态可预测。只要不是允许禁用缓存这个开销就无法避免，但后面几级缓存不确定性就大了，比如都 hit 就很快，反之要跟后一级缓存直至主存同步，相比就慢得多。
现在的级联 cache 设计的关联策略可以保证前级 cache 如果只操作同一个 cache line ，后级 cache 也可以在同一个 cache line （如果只是 load 都 hit 就可以不管后级 cache ），反过来难以保证。所以一旦跨 cache line ，脸不好就引发刷后级 cache 直至刷到 uncore 里的 LLC 甚至主存的最慢的路径，差距很大。另外，如果占用多个 cache line ，意味着其它数据能占用的 cache 就少了（也更容易刷出去），会全局地阻碍 cache 的加速作用。
跨 page 涉及到的东西就更多。page 是主存提供主要空间的地址空间里的结构，现代机器基本都是 MMU 实现的，里面有一些专用寄存器帮助实现 page table 、TLB 之类一大坨数据结构，具体补课体系结构和操作系统。跨 page 的访问基本上是得拆到两个 page 的，以反应不同 page 允许具有的不同状态。同一个 page 内硬件可能按历史访存请求以减少访问这些数据结构的开销，但跨 page 这些就大半失效了。
当然不管是不是跨都可能有物理内存没加载就绪的情况 page fault 了。基本如果要能用也是得操作系统一大坨软件代码分配空间，不能用也是不常见的慢速中断路径，要快就见鬼了。这里跨 page 可能一次性开销×2 。

补：关于填 padding 还有避免 cache line 上 false sharing 的问题，某种意义上也是对齐问题但跟一般访存对齐不同，不过这个就更依赖实现细节，真要优化可能得分析具体的一致性协议。
cf. zhuanlan.zhihu.com/p/374586744

简单来说，因为访存地址是”对齐”的（ CPU 访存时会以 offset 的形式给出地址，并不是 Byte 的形式），一次访存能整读整个 offset 行， 这样一次读一个 offset 的做法可以节省 CPU 访存地址总线，当然要以非对齐的形式读也是可以实现的，可以通过增加 CPU 的地址总线实现， 不过过多的引脚会增加 CPU 的复杂度。

对齐还和 cache line 有关系呢，多查资料学习。
c struct 不会自动对齐，可以自己写几个测试程序跑跑对比下