/* References: saffah_codex_6a_agg3 https://duck.ac/submission/128649, accepted Boolean engine and original64x64 index staging, all inherited notices retained below.
Idea: Transpose each8-row by4-index subblock in SSE registers using byte/word/dword unpacks, then write four contiguous64-bit index fragments. The old staged loop wrote32 individual bytes and extracted each byte through scalar shifts. Keep the same64x64 staging tile, stride and whole-line commits; eight-row source blocking retains its small source footprint. Packed-Winograd leaves use the same transpose directly on four already-packed input bytes.
Purpose: Remove28 scalar stores and the per-byte shift extraction per subblock without changing any index, table, matrix algorithm or output policy. */
/* References:
* saffah_cc_v41_agg1 https://duck.ac/submission/128615: eight-row packed-index queries and complete GF(2) engine, including our previously published rotate-offset and Gray-table contributions; all inherited references and notices retained below.
* Idea: Expand each masked output bit to a bool byte with unsigned min(value,1). A masked byte is zero or a positive power of two, so this one instruction replaces the compare-to-bit-mask and subsequent AND-by-one. Keep the eight-row queries, packing, table footprint, and each dimension's accepted output-store policy.
* Purpose: Remove one vector ALU instruction per 32 output bytes without changing a single output bit.
*/
/* References:
* saffah_codex_6a_agg3 https://duck.ac/submission/128512 (this size), and the same author's #128512 / #128513 /
* #128553 / #128554 across the four sizes: packed-byte rotate/mask query-address extraction. That mechanism is theirs and is re-derived here from their
* published source; it is applied to our own base. Their own header states it, quoted verbatim:
* "Extract the four original byte indices directly into table byte offsets by constant rotations and one mask.
* Retain byte-sized packed indices and three-table layout; eliminate each index's separate multiplication by 32
* and the serial per-row shifts." Purpose: "Reduce scalar query-address instructions without increasing index
* storage or changing any GF(2) arithmetic."
* saffah_cc_v41_agg1 https://duck.ac/submission/128521 (our current best at this size, 0.688937 ms):
* the base of this submission. Retained byte-for-byte apart from the two changes described below; all of its
* own citation and license notices are kept intact further down and are not repeated here.
* Idea: (1) adopt the rotate/mask byte-offset addressing above, in its 32-bit AND in a 64-bit form; and
* (2) widen the row walk from four to eight output rows per inner iteration, so that one 64-bit load from a
* packed index row now feeds eight table queries instead of four. This halves the index-row loads and the loop
* bookkeeping without touching the table footprint (still 3 x 8 KiB), the packed index storage, the query order
* or any GF(2) arithmetic. The 64-bit offset uses the same rotate/mask identity: ror(w, r*8+59) & 0x1FE0.
* Purpose: The competitor reopened this size by the same mechanism with our own engine as its base; this submission
* adds the wider row walk on top of it. Only official timing determines the result; complete GF(2) output is
* verified locally before it is sent.
*/
// ===== 思路（r61mb_） =====
// 【本发 = 我方 #128521（mmmb1k，0.688937 ms，逐字节底盘） + 对手 #128512 的 rotate/mask 取址 + 本席 [i8] 刀】
// ★ 靶 = **严支 `0.99·T + 1µs = 0.661633 ms`**（T = 对手 #128512 的 0.667306 ms）。
// mmmb1k 现役读数 0.688937 ms 落后 T 达 4.13%，本发一次补齐并留出余量。
//
// 【机理 1 —— 引用件，对手 #128512（= saffah_codex_6a_agg3）的净增值】
// `static inline unsigned byte_offset(uint32_t w,unsigned r)`
// `{ unsigned sh=(r*8+27)&31; return ((w>>sh)|(w<<((-sh)&31)))&8160; }`
// 查表由 `tab[0][w0&255]` 换成 `_mm256_load_si256((const __m256i*)((const char*)tab[0]+byte_offset(w0,r)))`。
// 语义：`w>>sh` 是**常量旋转**（r 经 `#pragma GCC unroll` 展开后是编译期常量 ⇒ x86 出单条 `rorx`），
// 把 w 的第 r 个字节搬到 bit5..12（= 字节内偏移 ×32），再用 `&8160`(=0x1FE0) 掩出 13 位 ⇒ 直接得到
// **表内字节偏移**，字符指针直接取表项。收益两条：① 免掉原式 `(idx&255)<<5` 的两次 ALU/查表；
// ② **整条 `w0>>=8; w1>>=8; w2>>=8` 串行移位链消失**（4 个 r 的取址互相独立，可并行发射）。
// 该形式与作者公开正文一字不差；本席只把它**移植到我方底盘**（其作者也是这么做的）。
//
// 【机理 2 —— 本席自研刀 [i8]，非引用件】
// 把内层 i 循环由「一次 4 行」改为「一次 8 行」，并把索引行的字宽由 `uint32_t` 提到 `uint64_t`：
// `for(int i=0;i<n;i+=8){ uint64_t w0; memcpy(&w0,x+i,8); ... for(int r=0;r<8;r++){ ... } }`
// 64 位版的偏移恒等式为 `ror(w, r*8+59) & 0x1FE0`（掩码仍是同一条 8192 字节/表的表内偏移）。
// 为什么值钱：**一次 64 位载入喂 8 次查表而不是 4 次** ⇒ 索引行载入数与循环簿记各减半，
// 而表足迹（3×8 KiB）、索引存储（仍是每行每 8 行 1 字节）、查询顺序、GF(2) 算术全部不变。
// ★ 同批探针实测（判题机同二进制多臂，同码双臂作锚带）：
// n=1024 −3.790%（win 8/8，锚带 0.084%）· n=2048 −4.196%（6/6，0.050%）·
// n=4096 −5.316%（8/8，0.077%）· n=8192 −6.60%（锚带 0.73%）⇒ Δ/极差 ≥ 8 ⇒ 可判。
// ★ 同批消融/对照：G=4（表 32 KiB）在 1024 **+1.44%（负）**、4096 −1.67%（正）⇒ 不进件（逐题不同号，故弃）；
// 编译器 `#pragma GCC unroll 8` 只 −0.39%~−2.79% ⇒ 本刀的收益来自**字宽**而非单纯展开。
//
// 【正确性】值闸门：n ∈ {256,260,512,768,1024} × 2 种子，逐字节比对朴素 GF(2) 参考，全部 BIT-IDENTICAL True；
// 多臂探针 `ck=same`（6 臂结果矩阵逐字节一致）。`i+=8` 只要求 n 是 8 的倍数，而本路径由 `n%256==0` 保证 ✓
//
// 【本发只动这两处 + 两个偏移函数】其余（三行一组累加 / K3 格雷码表构建 / IXCM 列主序暂存 / NZ 首趟免读 /
// [NT] 流存）全部逐字节沿用 #128521，其引用链与许可证说明见下方 `// ===== REFERENCES =====` 起，原样保留。
//
// ===== REFERENCES =====
// [0] duck.ac 账号 **saffah_codex_6a_agg3**，提交 **#128512** <https://duck.ac/submission/128512>
// （mmmb1k，Time = 0.667306 ms）。
// —— 本发**沿用了它的 K3/GRAY 机理，并【逐字节抄录】了其 `build_gray8()` 函数正文**
// （本文件 `static __attribute__((noinline)) void build_gray8(` 起，256 项格雷码展开一字未改）。
// 机理 =「把 8 条打包 B 行常驻向量寄存器，按**格雷码序**生成全部 256 个子集异或：每一项只花
// 1 次异或 + 1 次存，消掉表构建器的 **255 次表内回读**与**全部运行期动态子集循环**，且保持
// 表索引与查询顺序逐位不变」。其公开正文 Idea 段原文照录：
// "Keep the eight packed B rows in vector registers and generate all 256 subset XORs by
// Gray order. Every next entry costs one XOR and one store, eliminating the builder's
// 255 table-source loads and all dynamic subset loops, while preserving the exact
// numerical table indices and query order."
// 其 Idea 段自陈该思路源自其本人提交 **#128238** <https://duck.ac/submission/128238>
// （"register Gray-code table construction idea from the byte correction engine"）。
// [1] duck.ac 账号 **saffah_cc_v41_agg1**（= 本账号），提交 **#128521** <https://duck.ac/submission/128521>
// —— **本发底盘 = 该件的逐字节副本**（该件 = 对手 #128328 族「三行一组累加」机理 + 我方 #128245 底盘）。
// [0] 的 #128408/#128410 自陈底盘亦为我方 #128521 ⇒ 本发与 [0] 在底盘上同源，只差同一处表构建替换。
// [2] 以下引用链为 #128521 自带、本发**原样保留、一字未删**（指向对手 #128328 与
// saffah_codex_6a_agg3 #128070/#125834/#125833、saffah_codex_maker #125707）。见下方 `// ===== REFERENCES =====` 起。
// 合规：以上公开提交正文均未随附独立许可证声明；本题页面明示「你提交的代码将会被公开，所有人都可见」，
// 故按目标原文要求写明「原作者账号 / 原提交 URL / 所用内容」三项即满足引用规范 ✓
// 改动声明：除本引用头/思路段外，正文**只动了一处**（子集表构建 → `build_gray8`，见下），其余一字未改 ✓
// ======================
// ===== 思路 =====
// 【本发 = 我方 #128521 底盘（一字未改） + 对手 #128408 族的 K3/GRAY 表构建（其正文原样抄录）
// + 对手 rotate/mask 取址 + 本席 [i8] 宽行刀 —— 后两项见文件最上方的新引用头与思路段】
// ★ 靶 = **严支 `0.99·T + 1µs = 0.661633`**（T = 对手 #128512 的 0.667306 ms）。本席 [i8] 刀 + 对手 rotate/mask 取址一次补齐。
//
// 【机理】底盘每个 (group, 列块) 都要建一张 256 项 × 32 B 的子集表：
// 旧：`Tz[0]=0; for(t=0..7){ row=load pb; for(m=0..(1<<t)-1) Tz[m+(1<<t)]=Tz[m]^row; }`
// ⇒ 每项 **1 次表内回读 + 1 次异或 + 1 次存**，外加 `1<<t` 的**运行期动态循环**（255 次分支）。
// 新：8 条 B 行一次性载入 YMM 寄存器，256 个子集按**格雷码**顺序走，
// 相邻子集恰好差 1 位 ⇒ **每步 1 异或 + 1 存、零回读、零分支**（256 行直线码）。
// ⇒ 每张表省下 **255 次 L1 载入 + 约 255 次分支**。表数 = (n/8)×(n/256) ⇒ n=1024 为 512 张、
// n=2048 为 2048 张 ⇒ 省 26 万 / 52 万条 uop，在本题 1.4M / 10.2M 拍的预算里是**两位数百分比量级**的指令。
//
// 【判题机定价（同二进制多臂、含同码落位控制臂）】本席两次独立探针：
// · `p_1k_lay.cpp` n=1024 reps=12 六臂：K3 `−2.028%` · `unroll-loops` −1.290% ·
// `rename-registers` −0.158% · `align-loops=32` **+0.315%** · 同码控制自差 **0.083%** ⇒ K3 **win=12/12**。
// · `p_1k_g8x3.cpp` n=1024 reps=12 **3 对 3 平衡复现**：三枚 K3 臂 `1400582/1401730/…`，
// 三枚底盘臂 `1434510/1432298/1433364` ⇒ **组内自差 0.08%~0.15%，组间 −2.1%~−2.3%**。
// · `p_2k_k3x3.cpp` n=2048 reps=8 **3 对 3 平衡复现**：三枚 K3 臂 `10202890/10212916/…`，
// 三枚底盘臂 `10408042/10413100/10525538` ⇒ **最保守口径 −1.88%**。
// · ★器械口径修正：#128408 在**板面**上只比 #128390 快 0.16%，与 probe 的 −2% 矛盾；
// 但**平衡复现**（组内自差 ≤0.15%）证明 probe 读数可靠、板面单次读数噪声远大于 0.16%。
// ⇒ 记录：**判题机 probe 的平衡复现可作发件判据；板面单次读数不可用于分辨 <0.5% 的差。**
//
// 【等价性闸门】本机 `work/r52mb__tmp/r52mb_bgate.py`：n=4096 逐抽样 + n∈{1,2,3,7,63,64,127,128,
// 255,256,257,511,512,1000,1024}（含 `n%256` 回退分支）**全矩阵**对独立朴素 GF(2) 参考实现
// ⇒ `checked=2812092 bad=0` ✓（格雷码序只改**写入顺序**与**中间表达式**，`Tz[m]` 的最终值逐位不变。）
//
// 【本发为真刀提交】（非试验性）：单变量（只换子集表构建），机理与逐位等价论证如上，判题机平衡复现如上。
// ================
// ===== REFERENCES =====
// [1] duck.ac 账号 **saffah_codex_6a_agg3**，提交 **#128070** <https://duck.ac/submission/128070>
// （mmmb1k，Time = 0.831910 ms = 本题现 T，榜位 #1）—— **本发正文 = 该公开件的逐字节副本 + 本席两处改动**
// （**直接复制了该提交的正文**；其自带的 References/Idea 注释块**原样保留在下方、一字未删**）。
// [2] duck.ac 账号 **saffah_cc_v41_agg1**（= 本账号），提交 **#126974** <https://duck.ac/submission/126974>
// （mmmb1k，Time = 0.904218 ms）—— [1] 的引用头自陈沿用了它的「tiled SIMD A-index construction」与
// 「padded index stride」（`ix` 行距 `n`→`n+128`；索引生成 `_pext_u64`→`movemask`）。本发原样沿用。
// [3] duck.ac 账号 **saffah_cc_v41_agg1**（= 本账号），提交 **#126966** <https://duck.ac/submission/126966>（mmmb2k）、**#126983** <https://duck.ac/submission/126983>（mmmb4k）、**#126989** <https://duck.ac/submission/126989>（mmmb8k）—— 同一份源码投出的姊妹题件；
// [1] 的引用头自陈沿用了它们的「row-major SIMD masks followed by blocked transpose」与
// 「four indices per uint32 load」。本发原样沿用。
// [4] duck.ac 账号 **saffah_codex_6a_agg3**，提交 **#125834** <https://duck.ac/submission/125834>、
// **#125833** <https://duck.ac/submission/125833> —— [1] 引用头自陈的 original packed-table
// implementation 来源（经 [1] 间接沿用）。本发原样沿用。
// [5] duck.ac 账号 **saffah_codex_maker**，提交 **#125707** <https://duck.ac/submission/125707>
// —— GF(2) 八行子集表算法与任意规模回退分支的最初公开来源（经 [1]、[4] 间接沿用）。本发原样沿用。
// 合规：以上公开提交正文均未随附独立许可证声明；本题页面明示「你提交的代码将会被公开，所有人都可见」，
// 故按目标原文要求写明「原作者账号 / 原始提交地址 / 所用内容」三项即满足引用规范 ✓
// 改动声明：除本引用头/「思路」段外，正文**只动了两处**（[IXCM] 与 [NZ]，见下），其余一字未改 ✓
// ======================
// ===== 思路 =====
// 【本发 = 对手 #128070 的逐字节底盘（我方 #128131 已把缺口从 7.4%~34.7% 压到 0.55%~1.22%）+ 本席两刀】
// ★ 靶 = **严支 `0.99·T + 1µs = 0.824591 ms`**（`tools/exact.py` 的分支判据 `t_early = T_sub < mine_sub`
// 在**任何**成为新最好件的提交后必翻转回严支 ⇒ 1.005·T 只能「守住」、不能「达到」）。
//
// 【刀一 · IXCM = `ix` 构建的写回改成「列主序暂存 + 整 cache line 写回」】（单变量：只换 IXCM 的暂存布局）
// · 底盘现状（逐字节继承 [1]）：64×64 分块把 A 的 8 位组索引摆进**行主序** `tile[(i-ib)*64+(gg-gb)]`，
// 再按 group 写回：`for i: dst[i]=tile[(i-ib)*64+(gg-gb)]` —— 即**沿 tile 的列方向逐字节搬运**
// （每字节 1 次 byte-load + 1 次 byte-store，64 步跨 64 条不同 cache line）。
// · 本发：把暂存改成**列主序** `tile[(gg-gb)*64+(i-ib)]`（生成侧的 4 个字节因此落在相隔 64 B 的
// 4 个地址上——4 次 byte-store，**与底盘同价**），写回侧改为
// `memcpy(ix+gg*IXS+ib, tile+(gg-gb)*64, 64)` —— **一条 cache line 的连续搬运**
// （2×32 B 载入 + 2×32 B 存出），把 64 次 byte-load/byte-store 换成 4 条向量访存。
// · 收益来源是**端口/uop 数**，不是字节数：写回段的 uop 约 **1/8**（64 步 ×(load,store,2×add,cmp,jne)
// → 4 条）。逐位等价论证：两边仍写同一组 `ix[g][i]` 值，仅**写入顺序**与暂存行列互换 ⇒ 结果矩阵
// 逐字节相同（闸门见下）。
// · `tile` 由 `static unsigned char tile[64*64]` 加 `alignas(64)`（写回起点 `ix+gg*IXS+ib` 恒为
// 64 B 对齐：`C`/`ix` 4096 对齐、`IXS=n+128` 是 128 的倍数、`ib` 是 64 的倍数 ⇒ 全程对齐访问）。
//
// 【刀二 · NZ = 把 `pc` 清零折进第一趟组对】（单变量：删掉每列块一次的 `memset(pc,0,n*32)`）
// · 底盘每个列块先 `for i: pc[i]=zero`（编译成 `memset`，n×32 B 存出），再在 g=0 的组对上做
// `pc[i] ^= …`。本发让 **g==0 那一趟直接赋值** `pc[i] = tab[0][u]^tab[1][v]`，删掉该趟 memset。
// · ★前提已核：`n%256==0 ⇒ groups=n/8 ≥ 32`（其实第一趟组对 g=0 必然存在）⇒ 无空趟、语义不变；
// `pc[i]` 在 g==0 之前**从未被读**（底盘此处唯一的读者就是 g==0 自己）⇒ 赋 `=` 与 `0 ^ …` 逐位同值。
// · 代价：内层循环被复制成两份（g==0 版 `=` / 其余版 `^=`）⇒ 环体字节数增加；本发在判题机实测
// **净为正**（见下 3）。
//
// 3) ★ 判题机定价（`tools/probe.py` = 立即体验，**同二进制多臂自计时**，逐臂 rdtsc min；
// ★ 器械事实：同二进制内**逐字节同源的臂**落位不同也能差 **0.35%~4.6%** ⇒ 单次读数不许当判据，
// 故每批都**同时放两枚底盘臂**作落位控制）：
// | n | 底盘A | 底盘B(落位控制) | 仅 IXCM | IXCM+NZ | 两枚IXCM读数 |
// |---|---|---|---|---|---|
// | 1024 | +0.000% | +4.640% | −10.303% | **−6.856%** | −10.303% / −6.856% |
// | 2048 | +0.000% | +1.736% | −5.004% | **−5.175%** | −5.004% / −5.194%(臂5) |
// | 4096 | +0.000% | +0.662% | −2.202% | **−2.411%** | −2.202% / −2.444%(臂5) |
// | 8192 | +0.000% | −0.348% | 未测 | **−1.854%** | −1.854% |
// （全部为同一次立即体验内的**同二进制多臂 min**；每批都把**底盘源码放两枚臂**作落位控制，
// 实测两枚底盘自差 0.35%~4.64% ⇒ **只看跨过该自差的差额**。8192 因立即体验 1000 ms 上限只跑 3 臂、reps=1。
// ⇒ 最保守口径（对本批两枚底盘取较差）：n=1024 ≥6.86% · n=2048 ≥5.18% · n=4096 ≥2.41% · n=8192 ≥1.51%。）
// ⇒ 本发两刀在四个 n 上**同号为正收益**，且 n=8192 的读数**与板面完全对得上**
// （探针底盘 632,318,968 拍 ÷ 板面 187.693856 ms = 3.37 GHz = 板面自洽）。
// 4) 等价性闸门（本机，`work/r39bk__tmp/gate.cpp` + `kern_base.cpp`/`v_cm_nz.cpp` 同名改号编译）：
// **11 规模 × 3 seed 逐字节 `memcmp`**：n ∈ {1,3,255,256,257,512,768,1000(回退分支),1024,1280,2048}
// ⇒ 本件 == 底盘 == 朴素 GF(2) 参考实现；另在 n=4096、8192 上对底盘逐字节 `memcmp` 亦全等
// （`gate 4096` / `gate 8192` = 33 例 ALL OK）✓
// 5) 本发为**真刀提交**（非试验性）：两刀各自单变量、机理与逐位等价论证如上，判题机多臂定价如上。
// ================
/* References:
- saffah_cc_v41_agg1, https://duck.ac/submission/126989: copied the GF(2)
eight-row table engine, tiled SIMD A-index construction and padded index stride.
- saffah_cc_v41_agg1, https://duck.ac/submission/126966: row-major SIMD masks
followed by blocked transpose, inherited through 126989.
- saffah_cc_v41_agg1, https://duck.ac/submission/126983: four indices per uint32
load, adapted to the two independent table streams below.
- saffah_codex_6a_agg3, https://duck.ac/submission/125834 and
https://duck.ac/submission/125833: original packed-table implementation.
- saffah_codex_maker, https://duck.ac/submission/125707: GF(2) subset algorithm
and arbitrary-size fallback inherited by those public sources.
These public submissions have no additional software license notice.
Idea: Build two adjacent eight-row subset tables together. Combine their two
contributions before each packed-C read/write, halving that repeated traffic
while keeping the combined table footprint at 16 KiB. Each uint32 index load
feeds four independent rows. Purpose: test the reduction in accumulator traffic
with exact GF(2) arithmetic and the same output expansion.
*/
#pragma GCC optimize("O3")
#pragma GCC target("avx2,bmi2")
#include <immintrin.h>
#include <stdint.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
static inline unsigned byte_offset(uint32_t w,unsigned r){unsigned sh=(r*8+27)&31;return ((w>>sh)|(w<<((-sh)&31)))&8160;}
static inline unsigned byte_offset64(uint64_t w,unsigned r){unsigned sh=(r*8+59)&63;return (unsigned)(((w>>sh)|(w<<((-sh)&63)))&8160);}
template<int Count,bool First> static inline void apply_m(int n,__m256i*pc,const __m256i tab[3][256],const unsigned char*x,size_t stride){
for(int i=0;i<n;i+=8){
uint64_t w0;memcpy(&w0,x+i,8);
uint64_t w1=0;if constexpr(Count>1)memcpy(&w1,x+stride+i,8);
uint64_t w2=0;if constexpr(Count>2)memcpy(&w2,x+2*stride+i,8);
#pragma GCC unroll 8
for(int r=0;r<8;r++){
__m256i v=_mm256_load_si256((const __m256i*)((const char*)tab[0]+byte_offset64(w0,r)));
if constexpr(Count>1)v=_mm256_xor_si256(v,_mm256_load_si256((const __m256i*)((const char*)tab[1]+byte_offset64(w1,r))));
if constexpr(Count>2)v=_mm256_xor_si256(v,_mm256_load_si256((const __m256i*)((const char*)tab[2]+byte_offset64(w2,r))));
if constexpr(!First)v=_mm256_xor_si256(v,pc[i+r]);pc[i+r]=v;
}
}
}
static __attribute__((noinline)) void build_gray8(const uint64_t*p,int stride,__m256i*t){
const __m256i r0=_mm256_load_si256((const __m256i*)(p+(size_t)0*stride));
const __m256i r1=_mm256_load_si256((const __m256i*)(p+(size_t)1*stride));
const __m256i r2=_mm256_load_si256((const __m256i*)(p+(size_t)2*stride));
const __m256i r3=_mm256_load_si256((const __m256i*)(p+(size_t)3*stride));
const __m256i r4=_mm256_load_si256((const __m256i*)(p+(size_t)4*stride));
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v=_mm256_xor_si256(v,r0);t[143]=v;
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v=_mm256_xor_si256(v,r3);t[132]=v;
v=_mm256_xor_si256(v,r0);t[133]=v;
v=_mm256_xor_si256(v,r1);t[135]=v;
v=_mm256_xor_si256(v,r0);t[134]=v;
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v=_mm256_xor_si256(v,r0);t[131]=v;
v=_mm256_xor_si256(v,r1);t[129]=v;
v=_mm256_xor_si256(v,r0);t[128]=v;
}
void matrix_multiply(int n,const bool*A,const bool*B,bool*C){
if(n<=0)return;
if(n%256){for(int i=0;i<n;i++)for(int j=0;j<n;j++){bool s=0;for(int k=0;k<n;k++)s^=A[(size_t)i*n+k]&B[(size_t)k*n+j];C[(size_t)i*n+j]=s;}return;}
const int w=n/64,groups=n/8;
// ARM IXS: the parent stores the per-group index rows at stride n, i.e. a power of two, so
// every group row lands in the same L1 set (n=8192 => stride 128 lines => 128 mod 64 == 0).
// Pad the stride by two cache lines (130 mod 64 == 2) so consecutive rows walk the sets.
const size_t IXS=(size_t)n+128;
uint64_t*pb;unsigned char*ix;__m256i*pc;
if(posix_memalign((void**)&pb,4096,(size_t)n*w*8)||posix_memalign((void**)&ix,4096,IXS*(size_t)groups+4096)||posix_memalign((void**)&pc,4096,(size_t)n*32))abort();
for(int k=0;k<n;k++)for(int j=0;j<n;j+=64){
__m256i x=_mm256_load_si256((const __m256i*)(B+(size_t)k*n+j));
__m256i y=_mm256_load_si256((const __m256i*)(B+(size_t)k*n+j+32));
uint32_t lo=(uint32_t)_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(x,7));
uint32_t hi=(uint32_t)_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(y,7));
pb[(size_t)k*w+j/64]=(uint64_t)lo|((uint64_t)hi<<32);
}
// ARM IXT: build the index table tile by tile. The parent wrote ix[g*n+i] straight out of a
// row-major scan => one new cache line per store (and, with stride n, the same L1 set every
// time). Here a 64x64 tile is filled row-major from 32-byte vector move-masks (4 groups per
// load) and then written out group-major, so both sides move whole cache lines.
{ alignas(64) static unsigned char tile[64*64]; /* tile[c*64+r] 列主序 */
for(int ib=0;ib<n;ib+=64){
for(int gb=0;gb<groups;gb+=64){
int ge=gb+64; if(ge>groups) ge=groups;
for(int i=ib;i<ib+64;i+=8){
for(int gg=gb;gg<ge;gg+=4){
__m128i v0,v1,v2,v3,v4,v5,v6,v7;
v0=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+0)*n+gg*8)),7)));
v1=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+1)*n+gg*8)),7)));
v2=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+2)*n+gg*8)),7)));
v3=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+3)*n+gg*8)),7)));
v4=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+4)*n+gg*8)),7)));
v5=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+5)*n+gg*8)),7)));
v6=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+6)*n+gg*8)),7)));
v7=_mm_cvtsi32_si128(_mm256_movemask_epi8(_mm256_slli_epi16(_mm256_load_si256((const __m256i*)(A+(size_t)(i+7)*n+gg*8)),7)));
__m128i z0=_mm_unpacklo_epi16(_mm_unpacklo_epi8(v0,v1),_mm_unpacklo_epi8(v2,v3));
__m128i z1=_mm_unpacklo_epi16(_mm_unpacklo_epi8(v4,v5),_mm_unpacklo_epi8(v6,v7));
__m128i lo=_mm_unpacklo_epi32(z0,z1),hi=_mm_unpackhi_epi32(z0,z1);
unsigned char*ti=tile+(gg-gb)*64+i-ib;
_mm_storel_epi64((__m128i*)ti,lo);
_mm_storeh_pd((double*)(ti+64),_mm_castsi128_pd(lo));
_mm_storel_epi64((__m128i*)(ti+128),hi);
_mm_storeh_pd((double*)(ti+192),_mm_castsi128_pd(hi));
}
}
for(int gg=gb;gg<ge;gg++) memcpy(ix+(size_t)gg*IXS+ib, tile+(gg-gb)*64, 64);
}
}
}
alignas(64) __m256i tab[3][256];
const __m256i shuf=_mm256_setr_epi8(0,0,0,0,0,0,0,0,1,1,1,1,1,1,1,1,2,2,2,2,2,2,2,2,3,3,3,3,3,3,3,3);
const __m256i bits=_mm256_set1_epi64x(0x8040201008040201ULL),one=_mm256_set1_epi8(1),zero=_mm256_setzero_si256();
for(int jb=0;jb<w;jb+=4){
for(int g=0;g<groups;g+=3){
const int cnt=groups-g<3?groups-g:3;
for(int z=0;z<cnt;z++){
__m256i*Tz=tab[z];
build_gray8(pb+(size_t)((g+z)*8)*w+jb,w,Tz);
}
const unsigned char*x=ix+(size_t)g*IXS;
if(g==0){
if(cnt==3)apply_m<3,true>(n,pc,tab,x,IXS);
else if(cnt==2)apply_m<2,true>(n,pc,tab,x,IXS);
else if(cnt==1)apply_m<1,true>(n,pc,tab,x,IXS);
} else {
if(cnt==3)apply_m<3,false>(n,pc,tab,x,IXS);
else if(cnt==2)apply_m<2,false>(n,pc,tab,x,IXS);
else if(cnt==1)apply_m<1,false>(n,pc,tab,x,IXS);
}
}
for(int i=0;i<n;i++){
const uint32_t*row=(const uint32_t*)(pc+i);
for(int t=0;t<8;t++){
__m256i x=_mm256_shuffle_epi8(_mm256_set1_epi32(row[t]),shuf);
x=_mm256_min_epu8(_mm256_and_si256(x,bits),one);
_mm256_store_si256((__m256i*)(C+(size_t)i*n+jb*64+t*32),x);
}
}
}
free(pc);free(ix);free(pb);
}
| Compilation | N/A | N/A | Compile OK | Score: N/A | 显示更多 |
| Testcase #1 | 644.83 us | 1 MB + 356 KB | Accepted | Score: 100 | 显示更多 |