erlang虚拟机代码运行原理

首页 > 代码库 > erlang虚拟机代码运行原理

erlang虚拟机代码运行原理

2024-10-02 22:28:02 215人阅读

erlang是开源的，非常多人都研究过源码。可是。从erlang代码到c代码。这是个不小的跨度。并且代码也比較复杂。

所以这里，我利用一些时间，整理下erlang代码的运行过程。从erlang代码编译过程，到代码运行过程做解说。然后重点讲下虚拟机运行代码的原理。将本篇文章。献给全部喜欢erlang的人。

erlang代码编译过程

erlang对开发人员是友好的。从erlang程序文件编译成能被erlang虚拟机识别的beam文件，在这个编译过程还对开发人员暴露中间代码。借助这个中间代码，我们就能够逐步探究erlang代码的运行过程。

这是erlnag的编译过程，当然，最開始和大多数编译器一样，首先会将程序文件转换成语法树，但这个转换对我们来说阅读的意义不大，所以归结于以上3个过程。

1. erlang核心代码

确切的叫法是Core Erlang，使用了相似Haskell 的语法，每一个变量都用“Let” 声明。在erlang shell通过下面方式能够获取模块的Core Erlang代码。将会生成test.core文件

c(test, to_core).

实际上core文件能够直接编译成beam文件。例如以下：

c(test, from_core).

2. erlang汇编码

这个是erlang代码编译成beam前的汇编代码，尽管在erlang打包成beam。以及载入到VM时会进一步优化。但汇编码实际上能够看成erlang代码到c代码的纽带。但理解汇编码而不是非常easy，这里要知道erlang VM的设计基于寄存器。当中有两类重要的寄存器，传递參数的x寄存器。和在函数内用作本地变量的y寄存器。在erlang shell通过下面方式能够获取模块的汇编代码，将会生成test.S文件

c(test, to_asm). 或是 c(test, ‘S‘).

当然，S文件也支持编译成beam文件，例如以下：

c(test, from_asm).

3. erlang BEAM

beam文件是不可阅读的，仅仅是给VM识别，内容包括了代码。原子，导入导出函数，属性，编译信息等数据块。

4. erlang运行时代码

运行时代码是指模块载入到VM后的代码，erlang对开发人员暴露了底层的接口。

当模块载入后，在erlang shell下通过下面方式能够获取模块的运行时代码。就会生成test.dis文件

erts_debug:df(test).

这里。细心的同学会发现，通过对照erlang汇编码和运行时代码，发现指令代码是不全然相同的。一方面。erlang会对指令进一步做优化。另外。erlang使用了两种指令集，有限指令集和扩展指令集，在beam文件使用了有限指令集。然后在载入到VM时展开为扩展指令集。

有论文说是为了降低Beam的大小，这点我没有做过实质性的探究，我仅仅是认为有限指令集比較短，更easy阅读被人理解。关于有限指令集和扩展指令集的区别。我在文章最后的拓展阅读做了讨论。

erlang代码从编译到运行过程

前面介绍了erlang代码编译的过程。如今再来说明erlang代码从编译到运行的完整过程。

文章erlang版本号以R16B02作说明。

这里。erlang代码先被编译成beam。然后载入到VM中，最后再被模拟器所识别和调用。

当中。beam文件的载入过程会将beam的字节码形式的数据转成Threaded code和数据。前面也提到，beam文件的字节码数据包括有代码块，这里是将指令展开，转成Threaded code（线索化代码），每条指令包括了opcode（操作码）和operands（操作数），另外还对operands做修正。比方调用外部函数。这里会找到这个外部函数的导出地址，这样每次代码运行的时候就不用再去函数表查找到这个函数，就能够直接运行代码。

Beam的载入逻辑是在 beam_load.c 完毕的，指令集的转换在beam_opcodes.c做了映射，而beam_opcodes.c文件是在编译Erlang源码过程有Perl脚本beam_makeops依据ops.tab生成的。全部有限指令集能够在genop.tab找到。

File	Path
beam_makeops	erts/emulator/utils/
ops.tab	erts/emulator/beam/
beam_opcodes.c	erts/emulator/<machine>/opt/smp/
beam_load.c	erts/emulator/beam/
genop.tab	lib/compiler/src/

erlang 虚拟机运行代码的原理

这里先简单说明下erlang虚拟机、进程、堆栈。寄存器，然后側重从指令调度。代码线索化说明虚拟机代码运行原理。

erlang虚拟机概述

通常我们说的eralng虚拟机。是指BEAM虚拟机模拟器和erlang运行时系统（ERTS）。

ERTS是erlang VM最底层的应用，负责和操作系统交互，管理I/O，实现erlang进程和BIF函数。BEAM模拟器是运行Erlang程序经编译后产出的字节码的地方。

erlang虚拟机最早的版本号是Joe Armstrong编写的，基于栈，叫JAM(Joe‘s Abstract Machine)，非常相似WAM（Warren‘s Abstract Machine）。

后来改成基于寄存器的虚拟机，也就是如今的BEAM（Bogdan‘s Abstract Machine），运行效率有了较大幅度提升。这在Joe的erlang VM演变论文有说到。

基于栈和基于寄存器的虚拟机有什么区别？

基于栈（stack-based）的虚拟机的指令长度是固定的。运行多个操作数计算时。会先将操作数做压入栈。由运算指令取出并计算。

而基于寄存器（register-based）的指令长度不是固定的，能够在指令中带多个操作数。这样，基于寄存器能够降低指令数量，降低入栈出栈操作，从而降低了指令派发的次数和内存訪问的次数，相比开销少了非常多。

可是，假设利用寄存器做数据交换，就要常常保存和恢复寄存器的结果。这就导致基于寄存器的虚拟机在实现上要比基于栈的复杂，代码编译也要复杂得多

erlang进程

erlang进程是在代码运行过程中动态创建和销毁。每一个进程都有自己私有的栈和堆。erlang进程是erlang虚拟机进行资源分配和调度的基本单位。erlang代码的运行要通过erlang进程来实现。

1> spawn(fun() -> m:loop() end).

<0.34.0>

也许有人会问，启动erlang节点时没有使用不论什么进程。这是为什么？实际上。启动erlang节点的代码是运行在shell进程。相同受到erlang虚拟机调度。我们看到的是由shell进程运行后返回的结果。

为了实现多进程并发。erlang虚拟机实现了进程挂起和调度机制。进程运行代码时会消耗调度次数（Reductions），当调度次数为0时就会挂起这个进程，然后从调度队列中取出第一个进程运行。

假设进程在等待新消息时也会被挂起，直到这个进程接收到新消息后。就又一次加到调度队列。

进程的栈和堆

erlang进程在运行代码的过程中。栈主要用来存放调用帧的本地变量和返回地址。堆则是用来存放运行过程创建的数据。在实现上，栈和堆是在同一个内存区域的。例如以下图：

堆栈的内存空间是先申请一块较大的内存后一点一点使用。不够再又一次申请一大块。这样避免频繁申请释放内存造成开销。以上，在已分配好的内存区域内，堆从最低的地址向上增长，而栈从最高的地址向下增长。中间堆顶和栈顶的空白区域。表示了进程堆栈还未使用到的空间，使用内存时就向里收缩，不够时就运行gc。这样，内存溢出检查就仅仅要比較栈顶和堆顶就好。
堆用于存储复杂的数据结构，如元组。列表或大整数。

栈被用来存储简单的数据，还有指向堆中复杂数据的数据指针。

栈有指针指向堆，但不会有指针从堆到栈。

寄存器

前面也提到。对于基于栈的虚拟机。操作数在使用前都会被压到栈，计算时取出。也就是先将本地变量的值压入栈。然后在计算时从栈取出赋值给本地变量。所以，这里有非常大开销在本地变量和栈之间的交换上（出入栈）。

为此，基于寄存器的虚拟机使用暂时变量来保存这个本地变量，这个暂时变量也就是寄存器。并且，这个寄存器变量通常都被优化成CPU的寄存器变量，这样，虚拟机訪问寄存器变量甚至都不用訪问内存。极大的提高了系统的运行速度。

    /*
     * X register zero; also called r(0)
     */
    register Eterm x0 REG_x0 = NIL;

register修饰符的作用是暗示编译器。某个变量将被频繁使用，尽可能将其保存在CPU的寄存器中，以加快其存储速度。随着编译程序设计技术的进步，在决定那些变量应该被存到寄存器中时。如今的编译器能比程序猿做出更好的决定，往往会忽略register修饰符。

可是就erlang虚拟机对寄存器变量的使用程度，应该是能够利用到CPU寄存器的优点。

erlang有哪些寄存器？

參数寄存器（R0-R1024） R0是最快的。是独立的寄存器变量，其它以reg[N]訪问。R0还用来保存函数返回值

指令寄存器（IP）引用当前正在运行的指令，能够通过I[N]取到上下文指令。

返回地址寄存器（CP。原意Continuation Pointer）记录当前函数调用的返回地址，在运行完当前函数后返回上一个函数中断处运行后面的代码。

栈寄存器（EP）指向栈的栈顶。以E[N]数组形式訪问栈帧数据

堆寄存器（heap top）指向堆的堆顶，以HTOP[N]数组形式訪问堆数据

暂时寄存器（tmp_arg1和tmp_arg2）用于指令实现须要暂时变量的场合（尽可能重用暂时变量，同一时候利用CPU寄存器优化）

浮点寄存器（FR0-FR15）

其它寄存器：

‘Live‘ 表示当前须要的寄存器数量，非常多指令取这个值来推断是否要运行GC申请新的空间

‘FCALLS‘ 表示当前进程剩余的调度次数（Reductions）

若不考虑多调度器，寄存器是全部进程共享的。当虚拟机调度运行某个进程的时候，寄存器就归这个进程使用。

当进程被调出的时候，寄存器就给其它进程使用。（进程切换保存进程上下文时。仅仅须要保存指令寄存器IP和当前函数信息。效率非常高）

指令调度

erlang指令调度实现是一个巨大的switch结构。每一个case语句都相应一个指令操作码（opcode）。这样就能够实现指令的分发和运行。可是。switch调度方式实现简单。但效率比較低下。所以。erlang虚拟机使用了goto语法，避免过多的使用switch造成性能损耗。同一时候，erlang还使用跳转表，在一些高级编译器下（如GCC）。利用label-goto语法。效率比較高（针对跳转表的概念。我之前也有文章说明。见这里）。正由于这点，虚拟机调度时解释指令的代价不容忽视，基于寄存器的虚拟机指令少，就要比基于栈高效。

while(1){
 opcode = *vPC++;
 switch(opcode){
   case i_call_fun:
          ..
       break;
   case call_bif_e:
          ..
       break;
 //and many more..
 }
};

字节码在虚拟机中运行。运行过程相似CPU运行指令过程，分为取指，解码。运行3个过程。通常情况下，每一个操作码相应一段处理函数，然后通过一个无限循环加一个switch的方式进行分派。

erlang进程创建时必须指定运行函数，进程创建后就会运行这个函数。从这个函数開始一直到结束，进程都会被erlang虚拟机调度。

start()->
   spawn(fun() -> fun1(1) end).  %% 创建进程。运行 fun1/1

fun1(A) ->
   A1 = A + 1,
   B = trunc(A1),  %% 运行 trunc/1
   {ok, A1+B}.

以上。进程在运行函数（ trunc/1）调用前。会将当前的本地变量和返回地址指针CP写入栈。然后，在运行完这个函数（trunc/1）后再从栈取出CP指令和本地变量，依据CP指针返回调用处，继续运行后面的代码。

这样，每次函数运行结束时，erlang从栈顶检查并取得CP指针（假设函数内过于简单，没有其它函数调用，就直接读取 (Process* c_p)->cp），然后将CP指针的值赋给指令寄存器IP，同一时候删除CP栈帧（依据须要还要回收Live借用的栈空间），继续调度运行。

备注：这里讲到的栈帧删除操作，如CP指针。本地变量数据。删除时仅仅要将栈顶指针向高位移动N个位置，没有GC操作，代价极小。另外，这里也显露出一个问题，假设非尾递归函数调用。erlang须要重复将本地变量和CP指针入栈。easy触发GC和内存复制，引发内存抖动。

另外，在寄存器方面，函数调用时，erlang虚拟机会将传參写到參数寄存器x(N)，然后更新返回地址寄存器CP。在函数调用返回时，会将返回值写到x(0)寄存器。

Threaded Code（线索化代码）

前面提到switch指令派发方式，每次处理完一条指令后，都要回到循环的開始，处理下一条指令。可是，每次switch操作，都可能是一次线性搜索（现代编译器能对switch语句进行优化。以消除这样的线性搜索开销，但也是仅仅限于特定条件。如case的数量和值的跨度范围等）。

假设是少量的switch case，全然能够接受，可是对于虚拟机来说。有着成百上千的switch case，并且运行频繁非常高，运行一条指令就须要一次线性搜索。确定比較耗性能。假设能直接跳转到运行代码位置，就能够省去线性搜索的过程了。于是在字节码的分派方式上，做了新的改进。这项技术叫作 Context Threading（上下文线索化技术。Thread眼下都没有合适的中文翻译。我这里意译为线索化。表示当中的线索关系）。

这里取了Context Threading论文的样例，说明上下文线索化技术（Context Threading）

1.首先，代码会被编译成字节码

2.假设是switch派发指令，效率低下

3.假设是线索化代码（Threaded Code），就直接跳转（goto），无需多次switch

4.从字节码到终于运行代码的过程。

左边是编译生成的字节码，中间就是字节码载入后生成的线索化代码，右边是相应的虚拟机实现代码。虚拟机运行时，vpc指向了iload_1指令，在运行iload_1指令操作后依据goto *vpc++ 跳转到下一条指令地址。继续运行，如此重复。这个过程就好像穿针引线。每运行完一条指令，就直接跳转到下一条指令的地址。而不再是Switch Loop那样，每运行一条指令都要做一次switch。（这里，vPC是指虚拟PC指令。在erlang中是IP指针）

拓展阅读

BIF（内建函数）

BIF是erlang的内建函数，由C代码实现，用以实如今erlang层面实现效率不高或无法实现的功能。大多数BIF函数属于erlang模块，也有其它模块的BIF函数。ets或lists，os等

1> erlang:now().

{1433,217791,771000}

2> lists:member(1,[1,2,3]).

true

这里重点解释下。BIF代码怎样被运行的。

erlang源码编译时生成bif函数表信息。见 erts\emulator\<machine>\erl_bif_table.c

Export* bif_export[BIF_SIZE];
BifEntry bif_table[] = {
    {am_erlang, am_abs, 1, abs_1, abs_1},
    {am_erlang, am_adler32, 1, adler32_1, wrap_adler32_1},
    {am_erlang, am_adler32, 2, adler32_2, wrap_adler32_2},
    {am_erlang, am_adler32_combine, 3, adler32_combine_3, wrap_adler32_combine_3},
    {am_erlang, am_apply, 3, apply_3, wrap_apply_3},
    {am_erlang, am_atom_to_list, 1, atom_to_list_1, wrap_atom_to_list_1},

typedef struct bif_entry {
    Eterm module;
    Eterm name;
    int arity;
    BifFunction f;  // bif函数
    BifFunction traced;  // 函数调用跟踪函数
} BifEntry;

erlang BEAM模拟器启动时会初始化bif函数表，

init_emulator:
{
     
     em_call_error_handler = OpCode(call_error_handler);
     em_apply_bif = OpCode(apply_bif);

     beam_apply[0] = (BeamInstr) OpCode(i_apply);
     beam_apply[1] = (BeamInstr) OpCode(normal_exit);
     beam_exit[0] = (BeamInstr) OpCode(error_action_code);
     beam_continue_exit[0] = (BeamInstr) OpCode(continue_exit);
     beam_return_to_trace[0] = (BeamInstr) OpCode(i_return_to_trace);
     beam_return_trace[0] = (BeamInstr) OpCode(return_trace);
     beam_exception_trace[0] = (BeamInstr) OpCode(return_trace); /* UGLY */
     beam_return_time_trace[0] = (BeamInstr) OpCode(i_return_time_trace);

     /*
      * Enter all BIFs into the export table.
      */
     for (i = 0; i < BIF_SIZE; i++) {
         ep = erts_export_put(bif_table[i].module, //模块名
         bif_table[i].name,
         bif_table[i].arity);
         bif_export[i] = ep;
         ep->code[3] = (BeamInstr) OpCode(apply_bif);
         ep->code[4] = (BeamInstr) bif_table[i].f;  // BIF函数
         /* XXX: set func info for bifs */
         ep->fake_op_func_info_for_hipe[0] = (BeamInstr) BeamOp(op_i_func_info_IaaI);
     }

下面写个简单的样例说明。

bif函数编译后，opcode都是 call_bif_e，操作数是函数导出表地址，下面分析下这个opcode的实现：

/*
 * 下面截取 bif 处理过程
 */
OpCase(call_bif_e):
    {
 Eterm (*bf)(Process*, Eterm*, BeamInstr*) = GET_BIF_ADDRESS(Arg(0)); // 依据參数获取bif实际运行函数
 Eterm result;
 BeamInstr *next;
 PRE_BIF_SWAPOUT(c_p);
 c_p->fcalls = FCALLS - 1;
 if (FCALLS <= 0) {
    save_calls(c_p, (Export *) Arg(0));
 }
 PreFetch(1, next);
 ASSERT(!ERTS_PROC_IS_EXITING(c_p));
 reg[0] = r(0);
 result = (*bf)(c_p, reg, I); // 运行bif函数
 ASSERT(!ERTS_PROC_IS_EXITING(c_p) || is_non_value(result));
 ERTS_VERIFY_UNUSED_TEMP_ALLOC(c_p);
 ERTS_HOLE_CHECK(c_p);
 ERTS_SMP_REQ_PROC_MAIN_LOCK(c_p);
 PROCESS_MAIN_CHK_LOCKS(c_p);
 if (c_p->mbuf || MSO(c_p).overhead >= BIN_VHEAP_SZ(c_p)) {
     Uint arity = ((Export *)Arg(0))->code[2];
     result = erts_gc_after_bif_call(c_p, result, reg, arity);
     E = c_p->stop;
 }
 HTOP = HEAP_TOP(c_p);
 FCALLS = c_p->fcalls;
 if (is_value(result)) {
     r(0) = result;
     CHECK_TERM(r(0));
     NextPF(1, next);
 } else if (c_p->freason == TRAP) { 
     SET_CP(c_p, I+2);
     SET_I(c_p->i);
     SWAPIN;
     r(0) = reg[0];
     Dispatch();
}

上面涉及到一个宏，就是取得bif函数地址。

#define GET_BIF_ADDRESS(p) ((BifFunction) (((Export *) p)->code[4]))

依据前面提到的。((Export *) p)->code[4] 就是 bif_table表的中BIF函数的地址。

扩展指令集

BEAM文件使用的是有限指令集（limited instruction set），这些指令集会在beam文件被载入时，展开为扩展指令集（extended instruction set）。

get_list -> get_list_rrx

get_list ->get_list_rry

call_bif -> call_bif_e

扩展指令集和有限指令集的区别是，扩展指令集还描写叙述了操作数类型。

Type	Description
t	An arbitrary term, e.g. {ok,[]}
I	An integer literal, e.g. 137
x	A register, e.g. R1
y	A stack slot
c	An immediate term, i.e. atom/small int/nil
a	An atom, e.g. ‘ok‘
f	A code label
s	Either a literal, a register or a stack slot
d	Either a register or a stack slot
r	A register R0
P	A unsigned integer literal
j	An optional code label
e	A reference to an export table entry
l	A floating-point register

以 call_bif_e 为例， e表示了操作数为函数导出表地址。所以 call_bif_e 能够这样取到bif代码地址

((Export *) Arg(0))->code[4]

文献资料：

[1] The Erlang BEAM Virtual Machine Specification Bogumil Hausman

[2] Virtual Machine Showdown: Stack Versus Registers Yunhe Shi, David Gregg, Andrew Beatty

[3] Context Threading: A flexible and efficient dispatch technique for virtual machine interpreters

[4] A Peek Inside the Erlang Compiler James Hague

參考：

http://blog.csdn.net/mycwq/article/details/45653897

erlang虚拟机代码运行原理

声明：以上内容来自用户投稿及互联网公开渠道收集整理发布，本网站不拥有所有权，未作人工编辑处理，也不承担相关法律责任，若内容有误或涉及侵权可进行投诉：投诉/举报工作人员会在5个工作日内联系你，一经查实，本站将立刻删除涉嫌侵权内容。

联系
我们

首页 > 代码库 > erlang虚拟机代码运行原理