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2022q1 Homework2 (quiz2)

contributed by < tseng0201 >

作業要求

作業進度

  • 測驗1
  • 測驗2
  • 測驗3
  • 測驗4
  • 測驗5
  • 測驗6
  • 測驗7

測驗一

  • 解釋下方程式碼運作的原理
  • 比較下方實作在編譯器最佳化開啟的狀況，對應的組合語言輸出，並嘗試解讀 (可研讀 CS:APP 第 3 章)
  • 研讀 Linux 核心原始程式碼 include/linux/average.h，探討其 Exponentially weighted moving average (EWMA) 實作，以及在 Linux 核心的應用

移動平均（Moving average)，又稱滾動平均值、滑動平均，在統計學中是種藉由建立整個資料集合中不同子集的一系列平均數，來分析資料點的計算方法。
移動平均通常與時間序列資料一起使用，以消除短期波動，突出長期趨勢或周期。短期和長期之間的閾值取決於應用，移動平均的參數將相應地設置。例如，它通常用於對財務數據進行技術分析，如股票價格、收益率或交易量。它也用於經濟學中研究國內生產總值、就業或其他宏觀經濟時間序列。

考慮以下對二個無號整數取平均值的程式碼:

  • 版本一
#include <stdint.h>
uint32_t average(uint32_t a, uint32_t b)
{
    return (a + b) / 2;
}

這個直覺的解法會有 overflow 的問題，若我們已知 a, b 數值的大小，可用下方程式避免 overflow:

  • 版本二
#include <stdint.h>
uint32_t average(uint32_t low, uint32_t high)
{
    return low + (high - low) / 2;
}

或是說我們可以看成 \(a/2+b/2\), 但是由於 int 會進行無條件捨去所以我們還要額外處理最後一位的部份, 由真值表可以看出當只有 a 和 b 2進位表示時最後一位都為1時才會發生數值正確的情形在程式中以 a & b & 1 進行處理

a b a + b 溢位
0 0 0
0 1 0
1 0 0
1 1 1 
​​​​版本三
​​​​#include <stdint.h>
​​​​uint32_t average(uint32_t a, uint32_t b)
​​​​{
​​​​    return a>>2 + b>>2 + (a & b & 1)
​​​​}

接者可以再把加法可以看成 不進位的加法加上其進位
不進位的加法部分為 a ^ b
進位部分為 a & b << 1
再將兩者除以2改成以下等價的實作

​​​​版本四
​​​​uint32_t average(uint32_t a, uint32_t b)
​​​​{
​​​​    return (a & b) + ((a ^ b) >> 1);
​​​​}

組合語言
設定：
GCC: (Ubuntu 9.3.0-17ubuntu1~20.04) 9.3.0"
參數: gcc -Og -s

常使用到的暫存器 ：
%rdi : 除存第一個傳入參數
%rsi : 除存第二個傳入參數
%eax : 除存回傳值

版本一
解釋
透過 leal 指令直接將 rdi 與 rsi 相加後存入 eax 等於進行 a + b 後 直接存入esi
對 eax 進行 右移1
回傳

.LFB0:
	.cfi_startproc
	endbr64
	leal	(%rdi,%rsi), %eax
	shrl	%eax
	ret
	.cfi_endproc
.LFE0:

版本二
解釋
1.將a移入%eax
2.計算 a-b 並存入%eax
3.計算(a-b)>>1
4.計算 a + (a-b)>>1

.LFB1:
	.cfi_startproc
	endbr64
	movl	%edi, %eax
	subl	%esi, %eax
	shrl	%eax
	addl	%edi, %eax
	ret
	.cfi_endproc
.LFE1:

版本三
解釋:
將 a 移入 %eax
右移 %eax 計算 a>>1
將 b 移入 %edx
右移 %edx 計算 b>>1
計算 a>>1 + b>>1 存在 ％eax
將 b 移入 %edi
計算 a & b 存在%edi
計算 edi & 1 存在%edi
將 %eax(a>>1 + b>>1) 與 %edi(a & b & 1) 相加後存入 %eax
回傳

.LFB2:
	.cfi_startproc
	endbr64
	movl	%edi, %eax
	shrl	%eax
	movl	%esi, %edx
	shrl	%edx
	addl	%edx, %eax
	andl	%esi, %edi
	andl	$1, %edi
	addl	%edi, %eax
	ret
	.cfi_endproc
.LFE2:

版本四
解釋:
將 a 移入 %eax
計算 a + b 並存在 %eax
計算 a ^ b 存在 edi
右移 %edi 得 (a ^ b) >> 1
將 %edi 與 %eax 相加 存入 %eax
回傳

.LFB3:
	.cfi_startproc
	endbr64
	movl	%edi, %eax
	andl	%esi, %eax
	xorl	%esi, %edi
	shrl	%edi
	addl	%edi, %eax
	ret
	.cfi_endproc
.LFE3:

研讀linux average_
常見函式
參考 ：
https://gcc.gnu.org/onlinedocs/gcc/Other-Builtins.html
linux/build_bug.h
__builtin_constant_p（）
功能 ：檢查是否為常數 (constant at compile time), 當該值為常數回傳1,如果不是回傳0

BUILD_BUG_ON()
功能：當條件為真時打斷 complier 並顯示錯誤的條件式

#define BUILD_BUG_ON_MSG(cond, msg) compiletime_assert(!(cond), msg)

#define BUILD_BUG_ON(condition) \
	BUILD_BUG_ON_MSG(condition, "BUILD_BUG_ON failed: " #condition)

BUILD_BUG_ON_NOT_POWER_OF_2()
功能：檢查該值是否為 2, 的 n 次方 (e.g.，1、2、4…)

#define BUILD_BUG_ON_NOT_POWER_OF_2(n)			\
	BUILD_BUG_ON((n) == 0 || (((n) & ((n) - 1)) != 0))

WRITE_ONCE
確定寫入時不會被編譯器優化
待完成 ：發生場景

#define WRITE_ONCE(var, val) \

(*((volatile typeof(val) *)(&(var))) = (val))

探討 linux average.h 其實作
首先查閱 Wikipedia 理解什麼是 Exponentially weighted moving average
可以想成每次都將之前的值以一定比例衰退, 再加上現在的值
其公式為
\[ S_t = \begin{cases} Y_0, & \text{$t$ = 0} \\ \alpha Y_t+(1-\alpha)S_{t-1}, & \text{$t$ > 0} \end{cases} \]

再來觀察 linux/average.h, 依其註解所述該 marco 會建立一個初始的結構與若干個輔助函式 (helper functions), 其參數為 : 名稱、精準度(小數部分的位元長度)及 \(\alpha\) 的倒數, 由於其參數是固定的, 在調用 Macro 時便會固定其值, 所以會看到許多 BUILD_BUG_ON() 用於檢查其參數使否為常數
更新函式為同上述為\(\alpha Y_t+(1-\alpha)S_{t-1}\), 其中\(\alpha = 1 / \text{_weight_rcp}\)
同時為了速度的要求 _weight_rcp 只能為 2 的次方(能夠直接位移)

#define DECLARE_EWMA(name, _precision, _weight_rcp)			\
	struct ewma_##name {						\
		unsigned long internal;					\
	};								\
	static inline void ewma_##name##_init(struct ewma_##name *e)	\
	{								\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_precision));	\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_weight_rcp));	\
		/*							\
		 * Even if you want to feed it just 0/1 you should have	\
		 * some bits for the non-fractional part...		\
		 */							\
		BUILD_BUG_ON((_precision) > 30);			\
		BUILD_BUG_ON_NOT_POWER_OF_2(_weight_rcp);		\
		e->internal = 0;					\
	}								\
	static inline unsigned long					\
	ewma_##name##_read(struct ewma_##name *e)			\
	{								\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_precision));	\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_weight_rcp));	\
		BUILD_BUG_ON((_precision) > 30);			\
		BUILD_BUG_ON_NOT_POWER_OF_2(_weight_rcp);		\
		return e->internal >> (_precision);			\
	}								\
	static inline void ewma_##name##_add(struct ewma_##name *e,	\
					     unsigned long val)		\
	{								\
		unsigned long internal = READ_ONCE(e->internal);	\
		unsigned long weight_rcp = ilog2(_weight_rcp);		\
		unsigned long precision = _precision;			\
									\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_precision));	\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_weight_rcp));	\
		BUILD_BUG_ON((_precision) > 30);			\
		BUILD_BUG_ON_NOT_POWER_OF_2(_weight_rcp);		\
									\
		WRITE_ONCE(e->internal, internal ?			\
			(((internal << weight_rcp) - internal) +	\
				(val << precision)) >> weight_rcp :	\
			(val << precision));				\
	}

首先先看看其結構
僅僅只有一個值用於紀錄 EWMA

struct ewma_##name {					
		unsigned long internal;			
	};

接下來是初始化的部分,利用 BUILD_BUG_ON 檢查參數是否正確並要求 _precision 必須保留整數的部分, 最後將 EWMA 初始值設為 0

	static inline void ewma_##name##_init(struct ewma_##name *e)	\
	{								\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_precision));	\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_weight_rcp));	\
		/*							\
		 * Even if you want to feed it just 0/1 you should have	\
		 * some bits for the non-fractional part...		\
		 */							\
		BUILD_BUG_ON((_precision) > 30);			\
		BUILD_BUG_ON_NOT_POWER_OF_2(_weight_rcp);		\
		e->internal = 0;					\
	}

最後是 add 用於計算下一輪的 EWMA 需要傳入 val作為新的值, 使用函式 iloc() 計算 weight_rcp 等同於多少次 向右位移, 並將最終結果寫入 e->internal
READ_ONCE 和 WRITE_ONCE 巨集, 用於避免編譯器優化時忽略或調換指令的順序
註 : 其實現\((1-\alpha)\)方法為 \((s_{t-1}* rcp - s_{t-1}) / rcp\) 避免分數計算及可使用位移與減法實現

	static inline void ewma_##name##_add(struct ewma_##name *e,	\
					     unsigned long val)		\
	{								\
		unsigned long internal = READ_ONCE(e->internal);	\
		unsigned long weight_rcp = ilog2(_weight_rcp);		\
		unsigned long precision = _precision;			\
									\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_precision));	\
		BUILD_BUG_ON(!__builtin_constant_p(_weight_rcp));	\
		BUILD_BUG_ON((_precision) > 30);			\
		BUILD_BUG_ON_NOT_POWER_OF_2(_weight_rcp);		\
									\
		WRITE_ONCE(e->internal, internal ?			\
			(((internal << weight_rcp) - internal) +	\
				(val << precision)) >> weight_rcp :	\
			(val << precision));				\
	}

應用

測驗二

延伸問題:

  • 解釋下方碼運作的原理
  • 針對 32 位元無號/有號整數，撰寫同樣 branchless 的實作
  • Linux 核心也有若干 branchless / branch-free 的實作，例如 lib/sort.c:
 * Logically, we're doing "if (i & lsbit) i -= size;", but since the
 * branch is unpredictable, it's done with a bit of clever branch-free
 * code instead.
 */
__attribute_const__ __always_inline
static size_t parent(size_t i, unsigned int lsbit, size_t size)
{
    i -= size;
    i -= size & -(i & lsbit);
    return i / 2;
}

請在 Linux 核心原始程式碼中，找出更多類似的實作手法。請善用 git log 檢索。

改寫〈解讀計算機編碼〉一文的「不需要分支的設計」一節提供的程式碼 min，我們得到以下實作 (max):

​​​​#include <stdint.h>
​​​​uint32_t max(uint32_t a, uint32_t b)
​​​​{
​​​​    return a ^ ((EXP4) & -(EXP5));
​​​​}

我們從 a ^ ((EXP4) & -(EXP5)) 開始分析,有兩種情型:
第一種情型
a 是比較大的,我們會希望回傳 a ,此時 ((EXP4) & -(EXP5)) = 0
第二種情型
a 是比較大的,我們會希望回傳 b ,此時我們需要將 a 消去並且產生 b 此時可藉由 a ^ a 會抵消的概念推得((EXP4) & -(EXP5)) = a ^ b, 此時可以推出 EXP4 或 EXP5 其中一個會是 a ^ b
接下來再考慮 & 任何數與0xffffffff做&可以保留原本的數值，反之與0做&只能得到0,故需要一個判斷式決定結果應該是保留 a ^ b 或是得到0, 得 EXP4 或 EXP5 其中一項為 a > b 或是 a < b，再觀察 > 只會產生0或1，0是我們想要的但1不是我們想要的是0xfffffff也就是-1，此時觀察 EXP5 有個負號正是我們所需要的，最後可得下列答案

#include <stdint.h>
uint32_t max(uint32_t a, uint32_t b)
{
    return a ^ ((a ^ b) & -(a < b));
}

針對有號整數進行相同 branchless 的實作

int32_t max(int32_t a, int32_t b)
{
  return a - ((a-b) & (a-b)>>31);
}

在查詢資料的過程中發現有人提到寫成以下方法 並使用gcc -O2 優化時, 會使用 cmovge 指令, 經查詢其為條件移動指令, 不會因為分支預測失敗而不執行, 他是透過 EFLAG 或 RFLAG 的值決定是否進行 move 但是延遲較高, 不一定會比使用分支預測的程式好。

int32_t max(int32_t a, int32_t b)
{
    return (a > b) ? a : b;
}

gcc 4.7.3 -O2 -m32
max(int, int):
        mov     eax, DWORD PTR [esp+4]
        mov     edx, DWORD PTR [esp+8]
        cmp     edx, eax
        cmovge  eax, edx
        ret

預計實驗 比較上述 branchless 程式與使用 cmove 指令何者較快

測驗三

延伸問題:

  • 解釋下方程式運作原理;
  • 在 x86_64 上透過 __builtin_ctz 改寫 GCD，分析對效能的提升;
  • Linux 核心中也內建 GCD (而且還不只一種實作)，例如 lib/math/gcd.c，請解釋其實作手法和探討在核心內的應用場景。

考慮以下 64 位元 GCD (greatest common divisor, 最大公因數) 求值函式:

​​​​#include <stdint.h>
​​​​uint64_t gcd64(uint64_t u, uint64_t v)
​​​​{
​​​​    if (!u || !v) return u | v;
​​​​    while (v) {                         
​​​​        uint64_t t = v;
​​​​        v = u % v;
​​​​        u = t;
​​​​    }
​​​​    return u;
​​​​}

註: GCD 演算法

  1. If both x and y are 0, gcd is zero \(gcd(0,0)=0\).
  2. \(gcd(x,0)=x\) and \(gcd(0,y)=y\) because everything divides 0.
  3. If x and y are both even, \(gcd(x,y)=2∗gcd(x2,y2)\) because 2 is a common divisor. Multiplication with 2 can be done with bitwise shift operator.
  4. If x is even and y is odd, \(gcd(x,y)=gcd(\dfrac{x}{2},y)\).
  5. On similar lines, if x is odd and y is even, then \(gcd(x,y)=gcd(x,\dfrac{y}{2})\).It is because 2 is not a common divisor.

改寫為以下等價實作:

​​​​#include <stdint.h>
​​​​uint64_t gcd64(uint64_t u, uint64_t v)
​​​​{
​​​​    if (!u || !v) return u | v;
​​​​    int shift;
​​​​    for (shift = 0; !((u | v) & 1); shift++) {
​​​​        u /= 2, v /= 2;
​​​​    }
​​​​    while (!(u & 1))
​​​​        u /= 2;
​​​​    do {
​​​​        while (!(v & 1))
​​​​            v /= 2;
​​​​        if (u < v) {
​​​​            v -= u;
​​​​        } else {
​​​​            uint64_t t = u - v;
​​​​            u = v;
​​​​            v = t;
​​​​        }
​​​​    } while (COND);
​​​​    return RET;
​​​​}

我們可以從GCD演算法第3點 \(gcd(x,y)=2∗gcd(\dfrac{x}{2},\dfrac{y}{2})\) 以及下列式子得出 shift 作用為記錄執行第3點幾次最後回傳時到時候要乘回去 (RET << shift)

    for (shift = 0; !((u | v) & 1); shift++) {
        u /= 2, v /= 2;
    }

接下來可以觀察到下列式子當 u < v 時，將 v 不斷減去 u 就像是再進行 v % u 而另一部分就像是在做swap

        if (u < v) {
            v -= u;
        } else {
            uint64_t t = u - v;
            u = v;
            v = t;
        }

swap後 u = v, v = u - v 我們知道當其中一方為0後 gcd 便可以算完 當 u = v 時才會發生相減為0，而 u - v 由 v 儲存， 至此便可推出 COND 為 v 而 RET 便是 U << shift

在 x86_64 上透過 __builtin_ctz 改寫 GCD，分析對效能的提升(使用linux time 指令測量)

參考來源 : https://gcc.gnu.org/onlinedocs/gcc/Other-Builtins.html
__builtin_ctz(): 算出從右邊數來的第一個1前有幾個0,當輸入為0為 undefined
由於函式輸入是uint64_t 故使用__builtin_ctzll

    #include <stdint.h>
    uint64_t gcd64(uint64_t u, uint64_t v)
    {
        if (!u || !v) return u | v;
        int shift = __builtin_ctzll(u | v);
        u = u >> __builtin_ctzll(u);
        while (!(u & 1))
            u /= 2;
        do {
            v = v >> __builtin_ctzll(v);
            if (u < v) {
                v -= u;
            } else {
                uint64_t t = u - v;
                u = v;
                v = t;
            }
        } while (v);
        return u << shift;
    }

效能比較:
使用迴圈進行 gcd64 10000次進行比較
使用 -Og 優化
使用time 進行執行時間測量

原始版

改良版

測驗四

  • 解釋下方程式運作原理，並舉出這樣的程式碼用在哪些真實案例中;
  • 設計實驗，檢驗 ctz/clz 改寫的程式碼相較原本的實作有多少改進？應考慮到不同的 bitmap density;
  • 思考進一步的改進空間;
  • 閱讀 Data Structures in the Linux Kernel 並舉出 Linux 核心使用 bitmap 的案例;

下方程式碼的目地為找出在 bitset 中每個1所在的位置並紀錄在out 並回傳總共有幾個1

​​​​#include <stddef.h>
​​​​size_t improved(uint64_t *bitmap, size_t bitmapsize, uint32_t *out)
​​​​{
​​​​    size_t pos = 0;
​​​​    uint64_t bitset;
​​​​    for (size_t k = 0; k < bitmapsize; ++k) {
​​​​        bitset = bitmap[k];
​​​​        while (bitset != 0) {
​​​​            uint64_t t = bitset & -bitset;
​​​​            int r = __builtin_ctzll(bitset);
​​​​            out[pos++] = k * 64 + r;
​​​​            bitset ^= t;                           
​​​​        }
​​​​    }
​​​​    return pos;
​​​​}

首先看向第一個迴圈,便是把 bitset 每次取 64bit 進行處理

​​​​    for (size_t k = 0; k < bitmapsize; ++k) {
​​​​    bitset = bitmap[k];
​​​​    
​​​​    }

再看向第二個迴圈 當 bitset 不為0時繼續尋找該 bitset 中的 1, 首先 t 紀錄目前 bitset 中最右邊的1位置, 透過 bitset & -bitset 取得
原理是負值為相反再加1, bitset相反時0都變成1,所以原本從右邊開始連續的0都會變成連續的1, 再+1後會不斷進位至 bitset 最右邊1的位置此時做＆就能剛好保留原本 bitset 中最右邊的1
接下來透過__builtin_ctzll(bitset) 取得最右邊的1是第幾位
透過 out[pos++] = k * 64 + r 紀錄1的位置
最後 再透過 xor 0是保留,1是相反的特性消除最右邊的1,不斷循環直到該 bitset 值為0就取下一組 bitset

​​​​while (bitset != 0) {
​​​​    uint64_t t = bitset & -bitset;
​​​​    int r = __builtin_ctzll(bitset);
​​​​    out[pos++] = k * 64 + r;
​​​​    bitset ^= t;  
​​​​}

應用查詢中

測驗五

測驗六

  • 解釋下方程式運作原理
  • 在 Linux 核心原始程式碼中找出 alignof 的使用案例 2 則，並針對其場景進行解說
  • 在 Linux 核心源使程式碼找出 ALIGN, ALIGN_DOWN, ALIGN_UP 等巨集，探討其實作機制和用途，並舉例探討 (可和上述第二點的案例重複)。思索能否對 Linux 核心提交貢獻，儘量共用相同的巨集

__ alignof __ 是 GNU extension，以下是其可能的實作方式:
再記憶體中 char c 與 struct _h 可能會以下圖方法排列 (參考 KHLee529 )

digraph{
    node[shape = plaintext];
    struct[label = "{<f0> char c} | padding | {<f1> t _h}"; shape = record];
    aa[label="addr + alignment"];
    al[label="alignment"];
    addr->struct:f0:nw;
    aa->struct:f1:nw;
    struct:f1:sw->0[style="invis"];
    0->struct:f0:sw;
    struct:f3:sw->al[style="invis"];
    al->struct:f1:sw;
}

透過取得 _h 減去 0 的距離,便可取得 alignment 的大小

/*
 * ALIGNOF - get the alignment of a type
 * @t: the type to test
 *
 * This returns a safe alignment for the given type.
 */
#define ALIGNOF(t) \
    ((char *)(&((struct { char c; t _h; } *)0)->_h) - (char *)0)

測驗七

  • 解釋下方程式運作原理並評估 naive.c 和 bitwise.c 效能落差
    避免 stream I/O 帶來的影響，可將 printf 更換為 sprintf
  • 分析 Faster remainders when the divisor is a constant: beating compilers and libdivide 一文的想法 (可參照同一篇網誌下方的評論)，並設計另一種 bitmask，如「可被 3 整除則末位設為 1」「可被 5 整除則倒數第二位設定為 1」，然後再改寫 bitwise.c 程式碼，試圖運用更少的指令來實作出 branchless;
  • 參照 fastmod: A header file for fast 32-bit division remainders on 64-bit hardware
    研讀 The Fastest FizzBuzz Implementation 及其 Hacker News 討論，提出 throughput (吞吐量) 更高的 Fizzbuzz 實作
  • 解析 Linux 核心原始程式碼 kernel/time/timekeeping.c 裡頭涉及到除法運算的機制，探討其快速除法的實作 (注意: 你可能要對照研讀 kernel/time/ 目錄的標頭檔和程式碼)
    過程中，你可能會發現可貢獻到 Linux 核心的空間，請充分討論

考慮貌似簡單卻蘊含實作深度的 FizzBuzz 題目:

從 1 數到 n，如果是 3的倍數，印出 “Fizz”
如果是 5 的倍數，印出 “Buzz”
如果是 15 的倍數，印出 “FizzBuzz”
如果都不是，就印出數字本身

直覺的實作程式碼如下: (naive.c)

#include <stdio.h>
int main() {
    for (unsigned int i = 1; i < 100; i++) {
        if (i % 3 == 0) printf("Fizz");
        if (i % 5 == 0) printf("Buzz");
        if (i % 15 == 0) printf("FizzBuzz");
        if ((i % 3) && (i % 5)) printf("%u", i);
        printf("\n");
    }
    return 0;
}

以下是利用 bitwise 和上述技巧實作的 FizzBuzz 程式碼: (bitwise.c)
1.透過Faster remainders when the divisor is a constant: beating compilers and libdivide快速計算是否可被 3、5 整除
2.透過計算是否可 整除3 整除5 決定 取得字串 "FizzBuzz%u"的那些部分

static inline bool is_divisible(uint32_t n, uint64_t M)
{
    return n * M <= M - 1;
}

static uint64_t M3 = UINT64_C(0xFFFFFFFFFFFFFFFF) / 3 + 1;
static uint64_t M5 = UINT64_C(0xFFFFFFFFFFFFFFFF) / 5 + 1;

int main(int argc, char **argv)
{
    for (size_t i = 1; i <= 100; i++) {
        uint8_t div3 = is_divisible(i, M3);
        uint8_t div5 = is_divisible(i, M5);
        unsigned int length = (2 << div5) << div3;

        char fmt[9];
        strncpy(fmt, &"FizzBuzz%u"[(8 >> div5) >> (div3 << 2)], length);
        fmt[length] = '\0';

        printf(fmt, i);
        printf("\n");
    }
    return 0;
}

我認為兩者比較大的要能落差

  1. 在 naive.c 中會不斷重複計算 e.g. 可以被15整除 及等於可以被 3 跟 5 整除而 bitwise.c 只計算是否可以被 3 跟 5 整除並記錄其結果
  2. bitwise.c並沒有使用 == 進行比較而是使用 bitwise 操作減少分支
  3. 根據文章 Faster remainders when the divisor is a constant: beating compilers and libdivide 所述 is_divisible 的計算速度較快原因是其除法只用了一次(初始化 M3、M5)之後都是用乘法計算是否可被整除而一般的 % 操作每次都是除法, 而除法比乘法需要耗更多時間
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