C语言结构体打包的意义
计算机课程指引人们避开微观的优化而去寻找更优的算法。 硬件价格的下降也使挤压内存占用变得没
有必要。
但该技术仍在重要的情况下有用武之地，而且只要内存有限制，就会有用。 这篇文章的目的是使Ｃ程
序员重新发现该技术，使他们能专注于更重要的事情。
1. 对齐的要求
首先要理解的是，在现代处理器上，Ｃ编译器在内存里存放基本数据类型时是受限的：以最快存取速度
为目标。
在X86或ARM上，基本数据类型并不是存放在任意内存地址上的。 每种类型除了char都有对齐要求
(alignment requirement); char类型可以开始于任何地址，但２字节的short类型必须存放在偶数地址
上，４字节的整型或浮点型必须放在能被４整除的位置上，而８字节的long或double型必须放在能被８
整除的地址上。有符号或无符号没有差别。
用术语来讲就是，基本Ｃ类型在X86和ARM上都是自对齐的（self-aligned）。指针，不管是32位（４字
节）还是64位（８字节）也是自对齐的。
自对齐能存取得更快是因为它能用一条指令来存取该类型数据。 另一方面，如果没有对齐限制，代码
可能会在跨机器字边界存取的时候使用两条以上的指令。 字符是特殊情况: 不管它在们在机器字的哪
个位置，存取代价都是一样的。所以它们没有对齐要求。
在现代处理器上，是因为在有些更老的处理器上，强迫你的Ｃ代码违反对齐限制（比如，把一个奇数地
址转换为int指针并试图使用它）不仅会让你的代码变慢，还会造成非法指令异常。 比如在Sun SPARC
芯片上就是这样。 事实上，只要有足够的决心和正确的硬件标志(e18)，你也可以在X86上触发该异常
。
自对齐还不是唯一的规则。 历史上，有些处理器（特别是那些没有barrel shifters的）有更严格的规
则。如果你在做嵌入式系统，你可能撞到这些暗礁。要有心理准备。
有时你可以让编译器不遵守处理器的正常对齐规则，一般是使用pragma，比如 #pragma pack。 请不
要随意使用，因为它会生成开销更大、更慢的代码。 通过使用我介绍的技术，你可以节省同样、甚至
更多的内存。
使用#pragma pack的唯一合理理由是，你需要Ｃ数据分布完全匹配某些硬件或协议，比如一个经过内存
映射的物理端口，则不违反对齐规则就无法做下去。 如果你处在那种情况，而不理解本文的内容，你
会遇到大麻烦。
2. 填充（padding）
现在我们来看一个简单的例子，变量在内存中的分布。
char *p;
char c;
int x;
如果你不知道数据对齐，你可能会假定这三个变量在内存里占用连续的字节。 即，在32位机器上4字节
的指针后面会紧跟1字节的char，而它后面会紧跟4字节的int。在64位机器上，唯一的差别是指针是８字
节的。
而实际情况是这样的（在x86或ARM或任何自对齐的机器上）：p 存储在４字节或８字节对齐的位置上（由机
器的字长决定）。 这是指针对齐－可能的最严格的情况。
c的存储紧跟着p。但x的４字节对齐要求造成一个缺口，就好像有第四个变量插入其中：
char *p; /* 4 or 8 bytes */
char c; /* 1 byte */
char pad[3]; /* 3 bytes */
int x; /* 4 bytes */
pad[3] 数组表示有３个字节浪费了。 老式的说法是“slop（溢出）”。
比较如果x 是２字节的short会怎样：
char *p;
char c;
short x;
在这种情况下，实际的内存分布是这样的：
char *p; /* 4 or 8 bytes */
char c; /* 1 byte */
char pad[1]; /* 1 byte */
short x; /* 2 bytes */
另一方面，如果是在64位机上，x 是一个long:
char *p;
char c;
long x;
我们会得到：
char *p; /* 8 bytes */
char c; /* 1 byte
char pad[7]; /* 7 bytes */
long x; /* 8 bytes */
如果你是仔细看到这儿的，你可能会想如果更短类型的变量放在前面会怎样：
char c;
char *p;
int x;
如果实际的内存分布写成这样：
char c;
char pad1[M];
char *p;
char pad2[N];
int x;
M 和N 应该是多少？
首先，N 是０。x 的地址紧接着p，保证了x 是指针对齐的，而指针对齐肯定比整型对齐更严。
c极有可能被映射到机器字的第一个字节上。 因此M是能让p满足指针对齐的数目－在32位机上是３，在
64位上是７。
中间情况也是可能的。 因为char有可能被安排在一个机器字中的任意位置，Ｍ有可能是０到７（在32
位机上是０到３）。
如果你想让这些变量占用较少的空间，你可以交换x和c的位置：
char *p; /* 8 bytes */
long x; /* 8 bytes */
char c; /* 1 byte
通常对于数量较少的Ｃ程序中的标量来说，通过调整声明顺序获得的区区几个字节可能没什么大不了。
这种技术如果应用到非标量变量－特别是结构，会变得更加有趣。
在我们继续之前，先说一下标量数组。 在一个自对齐类型的平台上，char/short/int/long/pointer
数组内部没有填充；每个成员都跟在前一个成员后面，自动对齐了。
在下一节我们将看到，在结构体数据里，以上规律并不一定正确。
3. 结构体的对齐和填充
总的来说，结构体实例会和它的最宽成员一样对齐。 编译器这样做因为这是保证所有成员自对齐以获
得快速存取的最容易方法。
而且，在Ｃ中，结构的地址等于它的第一个成员的地址－没有前导填充。 注意：在Ｃ++中，形似结构
的类可能会破坏这个规则！（跟基类和虚函数如何实现有关，也因编译器而异。）
（当你对此有疑惑时，你可以使用ANSI C 提供的offset()宏来得到结构成员的偏移。）
考虑这个结构：
struct foo1 {
char *p;
char c;
long x;
};
假定是在一台64位机上，那么任何struct foo1的实例都是８字节对齐的。内存分布应是这样的：
struct foo1 {
char *p; /* 8 bytes */
char c; /* 1 byte
char pad[7]; /* 7 bytes */
long x; /* 8 bytes */
};
就好像这些变量是单独声明的。 但如果我们把c放到第一位，就不是这样了：
struct foo2 {
char c; /* 1 byte */
char pad[7]; /* 7 bytes */
char *p; /* 8 bytes */
long x; /* 8 bytes */
};
如果单独声明，c可以在任意字节边界上，而pad的尺寸也会不同。 但因为struct foo2有最宽成员的指
针对齐，以上情况不可能了。 现在c必须处在指针对齐的位置上，后面跟着锁定的７字节的填充。
现在我们讨论一下结构的拖尾填充(trailing padding)。 为了解释，我需要引入一个我称为跨步地址
（stride address）的基本概念。它是跟在结构体后面跟该结构体有相同对齐的数据的第一个地址。拖
尾填充的总规则是： 结构体的拖尾填充一直延伸到它的跨步地址。 这条规则决定了sizeof()的返回
值。
考虑在64位x86或ARM机器上的这个例子：
struct foo3 {
char *p; /* 8 bytes */
char c; /* 1 byte */
};
struct foo3 singleton;
struct foo3 quad[4];
你可能会以为sizeof(struct foo3)会返回９，其实是16。 跨步地址即quad[0].p的地址，这样，在
quad数组里，每个成员都有７字节的拖尾填充，因为下一个结构体的第一个成员需要在８字节边界上对
齐。内存分布就好像这个结构是这样声明的：
struct foo3 {
char *p; /* 8 bytes */
char c; /* 1 byte */
char pad[7];
};
作为对比，考虑这个例子：
struct foo4 {
short s; /* 2 bytes */
char c; /* 1 byte */
};
因为s只需要２字节对齐，跨步地址仅是c后面的一个字节，struct foo4只有一字节的拖尾填充。 就像
这样：
struct foo4 {
short s; /* 2 bytes */
char c; /* 1 byte */
char pad[1];
};
而sizeof(struct foo4) 返回４。
现在让我们考虑位域(bitfields)。 它们使得你能声明比字节宽度更小的成员，低至１位，比如：
struct foo5 {
short s;
char c;
int flip:1;
int nybble:4;
int septet:7;
};
关于位域需要了解的是，它们是由字或字节层面的掩码和移位指令来实现的。 从编译器的角度来看，
struct foo5里的位域就像２字节，16位的字符数组，只用到了12位。 为了使结构体的长度是它的最宽
成员长度（即sizeof(short)）的整数倍，还有一个字节的填充：
struct foo5 {
short s; /* 2 bytes */
char c; /* 1 byte */
int flip:1; /* total 1 bit */
int nybble:4; /* total 5 bits */
int septet:7; /* total 12 bits */
int pad1:4; /* total 16 bits = 2 bytes */
char pad2; /* 1 byte */
};
这是最后一个重要细节：如果你的结构体中含有结构体，里面的结构体也要和最长的标量有相同的对齐
。假如你定义了这个：
struct foo6 {
char c;
struct foo5 {
char *p;
short x;
} inner;
};
};
char *p 成员不但使外层结构体也使内层结构体处在指针对齐的位置上。在64位机上实际的内存分布像
这样：
struct foo6 {
char c; /* 1 byte*/
char pad1[7]; /* 7 bytes */
struct foo6_inner {
char *p; /* 8 bytes */
short x; /* 2 bytes */
char pad2[6]; /* 6 bytes */
} inner;
};
该结构提示我们能从重排结构成员中节省多少空间。24字节中，有13个是填充！超过50%的空间浪费了！
4. 结构成员重排
理解了编译器在结构体中间和尾部插入填充的原因和方式后，我们要检查一下如何挤压这些溢出(slop)
。这就是结构体压缩技术。
首先我们注意到溢出只发生在两个地方。一个是较大的数据类型（从而需要更严格的对齐）跟在较小
的数据后面。 另一个是结构体自然结束的位置到跨步地址之间需要填充，以使下一个相同结构能正确
地对齐。
最简单的消除溢出的方式是按对齐值的递减来排序成员。 即让指针对齐的成员排在最前面，因为在64
位机上它们是8字节；然后是4字节的int；然后是2字节的short，然后是字符。
因此，以简单的链表结构为例：
struct foo7 {
char c;
struct foo7 *p;
short x;
};
把隐含的溢出写明：
struct foo7 {
char c; /* 1 byte */
char pad1[7]; /* 7 bytes */
struct foo7 *p; /* 8 bytes */
short x; /* 2 bytes */
char pad2[6]; /* 6 bytes */
};
一共是24字节。 如果按长度排序，是：
struct foo8 {
struct foo8 *p;
short x;
char c;
};
考虑到自对齐，我们发现没有一个数据域需要填充。因为有较严对齐要求的成员的跨步地址对不太严对
齐要求的数据来说，总是合法的对齐地址。重打包过的结构体只需要拖尾填充：
struct foo8 {
struct foo8 *p; /* 8 bytes */
short x; /* 2 bytes */
char c; /* 1 byte */
char pad[5]; /* 5 bytes */
};
注意重排并不能保证节省空间。 把它应用到先前的例子， struct foo6，我们得到:
struct foo9 {
struct foo9_inner {
char *p; /* 8 bytes */
int x; /* 4 bytes */
} inner;
char c; /* 1 byte*/
};
把填充写明：
struct foo9 {
struct foo9_inner {
char *p; /* 8 bytes */
int x; /* 4 bytes */
char pad[4]; /* 4 bytes */
} inner;
char c; /* 1 byte*/
char pad[7]; /* 7 bytes */
};
还是24字节，因为c不能放进内层结构的拖尾填充。 为了节省这些空间你要重新设计数据结构。
5. 怪异数据类型
如果符号调试器能显示枚举类型的名称而不原始的数字，使用枚举来代替#define是个好办法。然而，虽
然枚举必须与某种整型兼容，Ｃ标准却没有指定到底是何种整型。
请当心重打包结构体的时候，枚举型变量通常是int，这跟编译器相关；但它们也可能是short，long，
甚至默认是char。你的编译器可能会有progma或命令行选项指定枚举的尺寸。
long double 是个类似的故障点。 有些C平台以80位实现它，有些是128位，而一些80位平台把它填充
到96或128位。
在以上两种情况下最好用sizeof()来检查存储的尺寸。
6. 可读性和cache局部性
按成员尺寸重排是最简单的消除溢出的方式，但不一定是正确的方式。 还有两个问题：可读性和cache
局部性。
程序不仅与计算机交流，还与人类交流。 特别当交流的观众是将来的你的时候，代码可读性更重要的
。
一个笨拙的、机械的重排可能影响可读性。有可能的话，最好这样重排成员：使得语义相关的数据放在
一起，形成连贯的组。 最理想的是，结构体的设计要与程序的设计相互沟通。
当你的程序频繁地存取某个结构或它的一部分，如果存取总是能放进一条cache 行,对提高性能是很有帮
助的。cache 行是这样的内存块，当处理器要去取该内存块内的任何单个地址时，会把整个内存块都取
出来。 在64位x86上，一条cache 行是64字节，开始于自对齐的地址。在其它平台上通常是32字节。
你为保持可读性而做的事－把相关的和同时要存取的数据放在相邻的位置－也会提高cache行局部性。
它们都是聪明地重排、把数据的存取模式放在心上的原因。
如果你的代码从多个线程上同时存取一个结构体，会有第三个问题：cache line bouncing。 为了减少
昂贵的总线通信，你应该这样安排数据，使得在一个更紧的循环里，从一条cache line 里读数据，而往
另一条写数据。
是的，这种做法与前面说的把相关的数据放入与cache line长度相同的块矛盾。多线程是困难的。
Cache line bouncing 和其它多线程优化问题是很高级的话题，值得单独为它们写个指导。 这里我能
做的只是让你了解有这些问题存在。
7. 其它打包技术
在为你的结构瘦身的时候，重排序与其它技术结合在一起工作得最好。如果你在结构里有几个布尔标志
，可以考虑把它们压缩成1位的位域，然后把它们打包放在本来可能成为slop(溢出)的地方。
你可能会有一点儿存取时间的损失－但如果它把工作空间压缩得足够小，那点损失可以从避免cache
miss 来补偿。
总的原则是，选择能把数据类型缩短的方法。以cvs-fast-export为例，我使用的一个压缩方法是：利
用RCS和CVS在1982年前还不存在这个事实，我弃用了64位的Unix time_t（在1970年开始的时候是零），
而用了一个32位的、从1982-01-01T00:00:00开始的偏移量；这样日期会覆盖到2118年。（注意，如果你
使用这样的技巧，要用边界条件检查以防讨厌的bug!)
每样缩短法不仅减小了结构的可见尺寸，还可以消除溢出或创造额外的机会来进行重新排序。 这种效
果的良性互动是不难被触发的。
最冒险的打包方法是使用union。如果你知道结构体中的某些域永远不会跟另一些域一起使用，考虑用
union使它们共享存储空间。不过请特别小心，要用回归测试验证你的做法。因为如果你的分析有一丁
点儿错误，就会有从程序崩溃到（更糟的）微妙的数据损坏。