TCG 中间表示
简介
TCG（Tiny Code Generator，微型代码生成器）最初是 C 编译器的通用后端，经过简化后用于 QEMU。它也源自 Paul Brook 编写的 QOP 代码生成器。
定义
TCG 的 目标 是生成代码所针对的架构，与 QEMU 中表示被模拟架构的“目标”不同。TCG 最初是用于交叉编译的通用 C 后端，因此假定 TCG 目标可能与主机不同，尽管在 QEMU 中从不会出现这种情况。
本文使用 客户机 指被模拟的架构；目标 始终指 TCG 目标，即运行 QEMU 的机器。
具有 未定义行为 的操作可能导致崩溃。
具有 未指定行为 的操作不得崩溃，但结果可能是几种情况之一，因此可视为 未定义结果。
基本块
TCG 基本块 是单入口、多出口区域，对应一组由标签或任意分支指令终止的指令。
TCG 扩展基本块 是单入口、多出口区域，对应一组由标签或无条件分支终止的指令。具体而言，扩展基本块由一系列基本块组成，它们通过零个或多个条件分支指令的不跳转路径相连。
操作
TCG 指令或 操作 作用于 TCG 变量，两者均为强类型。每条指令具有固定数量的输出变量操作数、输入变量操作数和常量操作数。向量指令有一个字段指定向量内元素的大小。值得注意的例外是 call 指令，其输出和输入数量可变。
文本形式通常先列输出操作数，再列输入操作数，最后是常量操作数。指令名包含输出类型，常量以 '$' 为前缀。
add_i32 t0, t1, t2 /* (t0 <- t1 + t2) */
变量
TEMP_FIXEDTCG 有一个 固定全局 变量
cpu_env，在所有翻译块中均存活，保存指向CPUArchState的指针。所有翻译块中，该变量始终保存在主机 CPU 寄存器中。TEMP_GLOBALTCG 全局变量 在所有翻译块中均存活，对应
CPUArchState内的某个内存位置。可以用相对于cpu_env的偏移指定，此时称为 直接全局变量；也可以用相对于直接全局变量的偏移指定，此时称为 间接全局变量。即使间接全局变量，也应引用CPUArchState内的内存。所有 TCG 全局变量均在TCGCPUOps.initialize期间定义，此时尚未生成任何翻译块。TEMP_CONSTTCG 常量 是在整个翻译块中存活、包含常量值的变量。这些变量在翻译期间按需分配，并通过哈希保证每个给定值恰好由一个变量保存。
TEMP_TBTCG 翻译块临时变量 在整个翻译块中存活，但在任意出口失效。这些临时变量在翻译期间显式分配。
TEMP_EBBTCG 扩展基本块临时变量 在整个扩展基本块中存活，但在任意出口失效。这些临时变量在翻译期间显式分配。
类型
TCG_TYPE_I3232 位整数。
TCG_TYPE_I6464 位整数。在 32 位主机上，会拆分为一对
type=TCG_TYPE_I32、base_type=TCG_TYPE_I64的变量。每个变量的temp_subindex表示它在主机字节序表示中的位置。TCG_TYPE_PTRTCG_TYPE_I32或TCG_TYPE_I64的别名，取决于主机指针大小。TCG_TYPE_REGTCG_TYPE_I32或TCG_TYPE_I64的别名，取决于主机整数寄存器大小。根据主机 ABI，它可能大于TCG_TYPE_PTR。TCG_TYPE_I128128 位整数。在所有主机上，都会拆分为若干
type=TCG_TYPE_REG、base_type=TCG_TYPE_I128的变量。每个变量的temp_subindex表示它在主机字节序表示中的位置。TCG_TYPE_V6464 位向量。只有 TCG 目标设置
TCG_TARGET_HAS_v64时，此类型才有效。TCG_TYPE_V128128 位向量。只有 TCG 目标设置
TCG_TARGET_HAS_v128时，此类型才有效。TCG_TYPE_V256256 位向量。只有 TCG 目标设置
TCG_TARGET_HAS_v256时，此类型才有效。
辅助函数
辅助函数在客户机专用的 helper.h 中注册，经处理后生成 tcg_gen_helper_* 函数。通过这些函数，可以调用接受 i32、i64、i128 或指针类型参数的函数。
默认情况下，调用辅助函数之前，会将所有全局变量保存到各自的规范位置。默认允许辅助函数修改 CPU 状态（包括 TCG 全局变量表示的状态）或引发异常。以下函数修饰符可以覆盖这些默认行为：
TCG_CALL_NO_WRITE_GLOBALS辅助函数不修改任何全局变量，但可以读取它们。调用之前仍会保存全局变量到规范位置，不过之后无需重新加载。
TCG_CALL_NO_READ_GLOBALS辅助函数既不直接读取全局变量，也不通过异常读取。调用前无需将它们保存到规范位置。此标志隐含
TCG_CALL_NO_WRITE_GLOBALS。TCG_CALL_NO_SIDE_EFFECTS如果返回值未使用，可以移除辅助函数调用。这意味着它不得修改任何 CPU 状态，也不得引发异常。
代码优化
生成指令时，至少可以依赖以下优化：
单条指令会被简化，例如
and_i32 t0, t0, $0xffffffff
会被删除。
在基本块级别进行活跃性分析，据此删除从已失效变量到其他变量的移动，也会移除计算结果不再使用的指令。后者对 QEMU 条件码优化尤其有用。
在以下示例中：
add_i32 t0, t1, t2 add_i32 t0, t0, $1 mov_i32 t0, $1
只保留最后一条指令。
指令参考
函数调用
call <ret> <params> ptr |
调用函数 'ptr'（指针类型）
<ret> 可选的 32 位或 64 位返回值
<params> 可选的 32 位或 64 位参数
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跳转与标签
set_label $label |
在当前程序位置定义标签 'label'。
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br $label |
跳转到标签。
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brcond t0, t1, cond, label |
当 t0 cond t1 为真时条件跳转。cond 可以是：
TCG_COND_EQTCG_COND_NETCG_COND_LT /* signed */TCG_COND_GE /* signed */TCG_COND_LE /* signed */TCG_COND_GT /* signed */TCG_COND_LTU /* unsigned */TCG_COND_GEU /* unsigned */TCG_COND_LEU /* unsigned */TCG_COND_GTU /* unsigned */TCG_COND_TSTEQ /* t1 & t2 == 0 */TCG_COND_TSTNE /* t1 & t2 != 0 */ |
算术运算
add t0, t1, t2 |
t0 = t1 + t2
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sub t0, t1, t2 |
t0 = t1 - t2
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neg t0, t1 |
t0 = -t1 （二进制补码）
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mul t0, t1, t2 |
t0 = t1 * t2
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divs t0, t1, t2 |
t0 = t1 / t2 （有符号）
除零或溢出时行为未定义。
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divu t0, t1, t2 |
t0 = t1 / t2 （无符号）
除零时行为未定义。
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rems t0, t1, t2 |
t0 = t1 % t2 （有符号）
除零或溢出时行为未定义。
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remu t0, t1, t2 |
t0 = t1 % t2 （无符号）
除零时行为未定义。
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divs2 q, r, nl, nh, d |
q = nh:nl / d （有符号）
r = nh:nl % d
除零，或双字被除数除以单字除数得到的商无法用单字容纳时，行为未定义。代码生成器会将 nl 的简单符号扩展作为 nh 传入，因此唯一可能的溢出应为 INT_MIN / -1。
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divu2 q, r, nl, nh, d |
q = nh:nl / d （无符号）
r = nh:nl % d
除零，或双字被除数除以单字除数得到的商无法用单字容纳时，行为未定义。代码生成器会向 nh 传入 0，构成 nl 的简单零扩展，因此不应发生溢出。
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逻辑运算
and t0, t1, t2 |
t0 = t1 & t2
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or t0, t1, t2 |
t0 = t1 | t2
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xor t0, t1, t2 |
t0 = t1 ^ t2
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not t0, t1 |
t0 = ~t1
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andc t0, t1, t2 |
t0 = t1 & ~t2
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eqv t0, t1, t2 |
t0 = ~(t1 ^ t2)，等价于 t0 = t1 ^ ~t2
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nand t0, t1, t2 |
t0 = ~(t1 & t2)
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nor t0, t1, t2 |
t0 = ~(t1 | t2)
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orc t0, t1, t2 |
t0 = t1 | ~t2
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clz t0, t1, t2 |
t0 = t1 ? clz(t1) : t2
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ctz t0, t1, t2 |
t0 = t1 ? ctz(t1) : t2
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ctpop t0, t1 |
t0 = t1 中置位的位数
名称 ctpop 是 "count population" 的缩写，与
include/qemu/host-utils.h 中使用的函数名一致。 |
移位与循环移位
shl t0, t1, t2 |
t0 = t1 << t2
移位量为负数或超出范围时，行为未指定。
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shr t0, t1, t2 |
t0 = t1 >> t2 （无符号）
移位量为负数或超出范围时，行为未指定。
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sar t0, t1, t2 |
t0 = t1 >> t2 （有符号）
移位量为负数或超出范围时，行为未指定。
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rotl t0, t1, t2 |
向左循环移位 t2 位
移位量为负数或超出范围时，行为未指定。
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rotr t0, t1, t2 |
向右循环移位 t2 位。
移位量为负数或超出范围时，行为未指定。
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其他
mov t0, t1 |
t0 = t1
将 t1 移动到 t0。
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bswap16 t0, t1, flags |
对 32/64 位输入的低 16 位执行字节交换。
如果 flags &
TCG_BSWAP_IZ，则已知 t1 从位 15 向高位进行了零扩展。如果 flags &
TCG_BSWAP_OZ，则 t0 将从位 15 向高位进行零扩展。如果 flags &
TCG_BSWAP_OS，则 t0 将从位 15 向高位进行符号扩展。如果既未设置
TCG_BSWAP_OZ 也未设置 TCG_BSWAP_OS，则 t0 中位 15 以上的位可以包含任意值。 |
bswap32 t0, t1, flags |
32 位字节交换。标志与 bswap16 相同，但从位 31 而非位 15 开始应用。对于 TCG_TYPE_I32，标志应为零。
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bswap64 t0, t1, flags |
64 位字节交换。标志被忽略，但为与其他 bswap 操作码保持一致，仍保留该参数。为兼容未来实现，标志应为零。
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discard_i32/i64 t0 |
表明 t0 的值以后不会使用，可用于强制消除死代码。
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deposit dest, t1, t2, pos, len |
将 t2 作为位域插入 t1，结果放入 dest。
位域由立即数 pos/len 描述：
len - 位域长度
pos - 从最低有效位开始计数的首位位置
例如，"deposit dest, t1, t2, 8, 4" 表示从位 8 开始的 4 位位域。在 TCG_TYPE_I32 上，此操作等价于
dest = (t1 & ~0x0f00) | ((t2 << 8) & 0x0f00)
。
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extract dest, t1, pos, len sextract dest, t1, pos, len |
从 t1 提取位域，结果放入 dest。
与上述 deposit 一样，位域由立即数 pos/len 描述。对于 extract_*，结果向左零扩展；对于 sextract_*，则复制位于 pos + len - 1 的位域符号位向左扩展。
例如，"sextract dest, t1, 8, 4" 表示从位 8 开始的 4 位位域。此操作等价于
dest = (t1 << 20) >> 28
（在 TCG_TYPE_I32 上使用算术右移）。
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extract2 dest, t1, t2, pos |
对于 TCG_TYPE_I{N}，从 t2:t1 的拼接结果中，自 pos 起提取 N 位值。tcg_gen_extract2_{i32,i64} 展开器接受 0 <= pos <= N 的输入。后端代码生成器不会收到这些操作码输入值为 0 或 N 的情况。
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extrl_i64_i32 t0, t1 |
仅适用于 64 位主机，提取输入 t1 的低 32 位，放入 32 位输出 t0。根据主机不同，可能只需简单移动，也可能需要额外规范化。
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extrh_i64_i32 t0, t1 |
仅适用于 64 位主机，提取输入 t1 的高 32 位，放入 32 位输出 t0。根据主机不同，可能只需简单移位，也可能需要额外规范化。
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条件移动
setcond dest, t1, t2, cond |
dest = (t1 cond t2)
如果 (t1 cond t2) 为真，将 dest 设为 1，否则设为 0。
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negsetcond dest, t1, t2, cond |
dest = -(t1 cond t2)
如果 (t1 cond t2) 为真，将 dest 设为 -1，否则设为 0。
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movcond dest, c1, c2, v1, v2, cond |
dest = (c1 cond c2 ? v1 : v2)
如果 (c1 cond c2) 为真，将 dest 设为 v1，否则设为 v2。
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类型转换
ext_i32_i64 t0, t1 |
将 t1 （32 位）转换为 t0 （64 位），并进行符号扩展。
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extu_i32_i64 t0, t1 |
将 t1 （32 位）转换为 t0 （64 位），并进行零扩展。
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trunc_i64_i32 t0, t1 |
将 t1 （64 位）截断为 t0 （32 位）。
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concat_i32_i64 t0, t1, t2 |
构造 t0 （64 位），低半部分取自 t1 （32 位），高半部分取自 t2 （32 位）。
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concat32_i64 t0, t1, t2 |
构造 t0 （64 位），低半部分取自 t1 （64 位），高半部分取自 t2 （64 位）。
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加载与存储
ld_i32/i64 t0, t1, offset ld8s_i32/i64 t0, t1, offset ld8u_i32/i64 t0, t1, offset ld16s_i32/i64 t0, t1, offset ld16u_i32/i64 t0, t1, offset ld32s_i64 t0, t1, offset ld32u_i64 t0, t1, offset |
t0 = read(t1 + offset)
从主机内存加载 8、16、32 或 64 位数据，可带或不带符号扩展。offset 必须是常量。
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st_i32/i64 t0, t1, offset st8_i32/i64 t0, t1, offset st16_i32/i64 t0, t1, offset st32_i64 t0, t1, offset |
write(t0, t1 + offset)
向主机内存写入 8、16、32 或 64 位数据。
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所有这些操作码均假定所指主机内存不对应全局变量，否则行为不可预测。
多字算术支持
addco t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 + t2，并向主机架构提供的进位位输出结果。
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addci t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 + t2 + C，其中 C 为主机架构提供的输入进位位。无需计算输出进位位。
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addcio t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 + t2 + C，其中 C 为主机架构提供的输入进位位，同时计算输出进位位。
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addc1o t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 + t2 + 1，并向主机架构提供的进位位输出结果，类似于输入进位固定为 1 的 addcio。
它供优化过程使用，作为加法链完全折叠前的中间形式。有时无法完全折叠，此操作码会保留到输出阶段。此时，代码生成器先使用
tcg_out_set_carry，再使用 addcio 的输出例程。 |
subbo t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 - t2，并向主机架构提供的借位位输出结果。
根据主机架构不同，进位位可能与借位位相同，也可能不同。因此不得混用 addc* 与 subb* 操作码。
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subbi t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 - t2 - B，其中 B 为主机架构提供的输入借位位。无需计算输出借位位。
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subbio t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 - t2 - B，其中 B 为主机架构提供的输入借位位，同时计算输出借位位。
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subb1o t0, t1, t2 |
计算 t0 = t1 - t2 - 1，并向主机架构提供的借位位输出结果，类似于输入借位固定为 1 的 subbio。
它供优化过程使用，作为减法链完全折叠前的中间形式。有时无法完全折叠，此操作码会保留到输出阶段。此时，代码生成器先使用
tcg_out_set_borrow，再使用 subbio 的输出例程。 |
mulu2 t0_low, t0_high, t1, t2 |
类似 mul，但两个无符号输入 t1 和 t2 产生完整双字乘积 t0，通过两个单字输出返回。
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muls2 t0_low, t0_high, t1, t2 |
类似 mulu2，但两个输入 t1 和 t2 为有符号值。
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mulsh t0, t1, t2 muluh t0, t1, t2 |
分别提供有符号或无符号乘法结果的高半部分。
如果后端未提供 mulu2/muls2，tcg-op 生成器可以发出一对操作码 mul + muluh/mulsh，得到相同结果。
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内存屏障支持
mb <$arg> |
生成目标内存屏障指令，保证对应客户机内存屏障指令所要求的内存顺序。
后端保证的顺序可以比客户机要求更严格，但不能更弱。此操作码接受一个常量参数，用于生成相应屏障指令。后端应仅在必要时发出目标屏障指令，即客户机为 SMP 且启用 MTTCG 时。
客户机翻译器应为所有具有顺序副作用的客户机指令生成此操作码。
内存屏障的更多信息见 QEMU 中的原子操作。
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QEMU 专用操作
exit_tb t0 |
退出当前 TB 并返回值 t0 （字类型）。
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goto_tb index |
如果当前 TB 已链接到索引 index （常量）指定的 TB，则退出当前 TB 并跳转到该 TB，否则执行后续指令。只有索引 0 和 1 有效；每个 TB 中，对每个槽位索引最多发出一次 tcg_gen_goto_tb。
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lookup_and_goto_ptr tb_addr |
查找 TB 地址 tb_addr，有效则跳转过去，否则跳转到 TCG 尾声代码，返回执行循环。
此操作可选。如果 TCG 后端未实现 goto_ptr 操作码，发出此操作等价于发出 exit_tb(0)。
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qemu_ld_i32/i64/i128 t0, t1, flags, memidx qemu_st_i32/i64/i128 t0, t1, flags, memidx |
将客户机地址 t1 处的数据加载到 t0，或将 t0 的数据存储到客户机地址 t1。_i32/_i64/_i128 仅描述输入/输出寄存器 t0 的大小。地址 t1 的大小始终由客户机决定，内存操作宽度由 flags 控制。
在 32 位主机处理 64 位值，或在 64 位主机处理 128 位值时，t0 和 t1 都可能拆分成按小端顺序排列的寄存器对。
memidx 选择要使用的 QEMU TLB 索引，例如用户态或内核态访问。标志为 MemOp 位，选择内存访问的符号性、宽度和字节序。
对于 32 位主机，保证 qemu_ld/st_i64 仅用于 flags 指定的 64 位内存访问。
qemu_ld/st_i128 仅在 64 位主机上受支持。
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主机向量操作
所有向量操作都有 TCGOP_TYPE 和 TCGOP_VECE 两个参数。前者以 TCGType 指定向量长度；后者在适用时指定元素长度，即以 8 位为单位的长度的 log2。
mov_vec v0, v1 ld_vec v0, t1 st_vec v0, t1 |
移动、加载和存储。
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dup_vec v0, r1 |
将 r1 的低 N 位复制为 TYPE/VECE 份，填满 v0。
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dupi_vec v0, c |
同样的操作，但用于常量。
展开器会重复较小的值，使其达到主机寄存器大小。
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add_vec v0, v1, v2 |
对整个向量逐元素执行 v0 = v1 + v2。
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sub_vec v0, v1, v2 |
同样，v0 = v1 - v2。
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mul_vec v0, v1, v2 |
同样，v0 = v1 * v2。
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neg_vec v0, v1 |
同样，v0 = -v1。
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abs_vec v0, v1 |
同样，对整个向量逐元素执行 v0 = v1 < 0 ? -v1 : v1。
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smin_vec v0, v1, v2 umin_vec v0, v1, v2 |
同样，v0 = MIN(v1, v2)，分别用于有符号和无符号元素类型。
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smax_vec v0, v1, v2 umax_vec v0, v1, v2 |
同样，v0 = MAX(v1, v2)，分别用于有符号和无符号元素类型。
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ssadd_vec v0, v1, v2 sssub_vec v0, v1, v2 usadd_vec v0, v1, v2 ussub_vec v0, v1, v2 |
有符号和无符号饱和加法、减法。
如果真实结果超出元素类型的表示范围，就将元素设为该类型的最小值或最大值。
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and_vec v0, v1, v2 nand_vec v0, v1, v2 or_vec v0, v1, v2 nor_vec v0, v1, v2 xor_vec v0, v1, v2 eqv_vec v0, v1, v2 andc_vec v0, v1, v2 orc_vec v0, v1, v2 not_vec v0, v1 |
同样，执行带取反或不带取反的逻辑运算。
注意，未使用 VECE。
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shli_vec v0, v1, i2 shls_vec v0, v1, s2 |
将 v1 的所有元素按标量 i2/s2 移位，即
for (i = 0; i < TYPE/VECE; ++i) {
v0[i] = v1[i] << s2;
}
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shri_vec v0, v1, i2 sari_vec v0, v1, i2 rotli_vec v0, v1, i2 shrs_vec v0, v1, s2 sars_vec v0, v1, s2 rotls_vec v0, v1, s2 |
逻辑右移、算术右移和循环左移同理。
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shlv_vec v0, v1, v2 |
将 v1 的元素按 v2 对应元素指定的量移位，即
for (i = 0; i < TYPE/VECE; ++i) {
v0[i] = v1[i] << v2[i];
}
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shrv_vec v0, v1, v2 sarv_vec v0, v1, v2 rotlv_vec v0, v1, v2 rotrv_vec v0, v1, v2 |
逻辑右移、算术右移和循环移位同理。
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cmp_vec v0, v1, v2, cond |
逐元素比较向量，真则保存 -1，假则保存 0。
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bitsel_vec v0, v1, v2, v3 |
对整个向量按位选择：v0 = (v2 & v1) | (v3 & ~v1)。
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cmpsel_vec v0, c1, c2, v3, v4, cond |
根据比较结果选择元素：
for (i = 0; i < n; ++i) {
v0[i] = (c1[i] cond c2[i]) ? v3[i] : v4[i].
}
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注 1：当已知最后一个操作数为常量时，提供一些便捷形式，例如 add 对应 addi，mov 对应 movi。
注 2：使用 TCG 时，绝不能直接生成操作码，因为其中某些可能并不是可用的“真实”操作码。始终使用 tcg_gen_xxx(args) 函数。
后端
tcg-target.h 包含目标专用定义。tcg-target.c.inc 包含目标专用代码，由 tcg/tcg.c 通过 #include 引入，并非独立的 C 文件。
假设
目标字长（TCG_TARGET_REG_BITS）预期为 64 位，指针大小预期与字长相同。
使用以下操作在 32 位与 64 位寄存器之间传递值：
extrl_i64_i32
extrh_i64_i32
ext_i32_i64
extu_i32_i64
它们保证值在 32 位与 64 位寄存器之间移动时正确截断或扩展。extrl_i64_i32 和 extrh_i64_i32 为可选操作，若满足以下所有条件，就无需实现：
64 位寄存器可以保存 32 位值。
64 位寄存器中的 32 位值无需保持零扩展或符号扩展。
所有 32 位 TCG 操作均忽略 64 位寄存器的高半部分。
此版本不支持浮点运算。代码生成器以前的版本曾完整支持浮点，但目前最好先集中处理整数运算。
约束
每条指令使用类似 GCC 的约束定义。此版本不支持内存约束。与 GCC 一样，在输入操作数中指定别名。
即使未显式指定别名，输入和输出也可能使用同一个寄存器。如果某操作展开成多条目标指令，必须注意避免覆盖输入值。支持通过 & 指定 GCC 风格的“提前覆盖”（early clobber）输出。
目标可以定义专用的寄存器或常量约束。如果某操作采用的常量输入约束不允许所有常量，就必须同时接受寄存器作为后备方案。通用约束 i 接受任意常量。r 没有通用定义，但各后端一致用它表示所有寄存器。如果后端定义了 TCG_REG_ZERO，则通用约束 z 将常量 0 映射到硬件零寄存器。
movi_i32 和 movi_i64 操作必须接受任意常量。
mov_i32 和 mov_i64 操作必须接受相同类型的任意寄存器。
ld/st/sti 指令必须接受有符号 32 位常量偏移。可以预留特定寄存器，在偏移过大时用它计算地址。
ld/st 指令必须接受任意目标寄存器（ld）或源寄存器（st）。
如果无法存储给定常量，sti 指令可以失败。
函数调用假设
参数和返回值仅支持 32 位整数、64 位整数和指针。
栈向下增长。
前 N 个参数通过寄存器传递。
后续参数按字存储到栈上传递。
调用会覆盖某些寄存器。
函数可通过寄存器返回 0 或 1 个值。在 32 位目标上，对于 64 位返回类型，函数必须能通过寄存器返回 2 个值。
获得最佳性能的编码建议
用全局变量表示 QEMU CPU 状态中经常修改的部分，例如整数寄存器和条件码。TCG 就能使用主机寄存器保存它们。
对复杂或很少使用的客户机指令，可以放心使用辅助函数。如果实现一条客户机指令需要大约二十条以上的 TCG 指令，使用 TCG 就很少有性能优势。此经验规则更适合执行复杂逻辑或算术的辅助函数，因为 C 编译器有较大优化空间；对于主要执行加载和存储的指令则不太适用，即使序列较长，内联 TCG 仍可能更快。
如果知道 TCG 无法证明某全局变量在特定程序位置已“失效”，就使用 'discard' 指令。x86 客户机用它改进条件码优化。