JP2629474B2

JP2629474B2 - 並列パイプライン命令処理装置の命令実行処理方式

Info

Publication number: JP2629474B2
Application number: JP6820391A
Authority: JP
Inventors: 功子石川; 由美子牛丸
Original assignee: NEC Corp
Current assignee: NEC Corp
Priority date: 1990-04-06
Filing date: 1991-04-01
Publication date: 1997-07-09
Anticipated expiration: 2012-07-09
Also published as: JPH04215130A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は情報処理装置に関し、特
に複数命令を並列して実行する並列命令処理装置の分岐
命令実行時の命令実行選択処理方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、計算機システムの高性能化を図る
方法として、命令パイプライン処理およびＶＬＩＷ（Ｖ
ｅｒｙＬｏｎｇＩｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎＷｏｒ
ｄ）型並列命令処理の二つの処理方式を組み合わせた並
列パイプライン命令処理方式がある。この処理方式を説
明するために、命令パイプライン処理と、ＶＬＩＷ型並
列命令処理について説明する。

【０００３】命令パイプライン処理とは、命令の実行を
複数のステージに分割し、各々のステージを担当する個
別のハードウェア・ユニットを設け、命令実行の各ステ
ージがオーバーラップして実行される処理である。各ス
テージの実行時間が同一で、それがマシンサイクルに等
しい場合、１マシン・サイクル毎に演算結果を得ること
ができる。従って、命令パイプライン処理においては、
命令やデータが定常的に供給され、各ステージで遊び時
間が生じないような場合に最大性能が発揮される。

【０００４】この命令パイプライン処理を乱す要因の一
つとして、条件分岐命令の実行がある。条件分岐命令の
分岐条件が成立するか否かはパイプラインの後の方にな
らないとわからない。もし、分岐条件が成立した場合に
は、すでに命令パイプラインに取込まれている命令を無
効果し、分岐先命令の取り込みからやり直さなければな
らない。このように、分岐条件が成立し、分岐が実行さ
れた場合には命令パイプライン処理に遅延が生じ（分岐
遅延）、全体の処理性能が低下してしまう。

【０００５】一方、ＶＬＩＷ型並列命令処理とは、複数
の命令フィールドからなる比較的長い命令（以下命令ブ
ロックという）をひとつの命令として処理するもので、
各々の命令フィールドが多数の演算器，レジスタ，相互
結合網，メモリなどを独立に制御できる処理である。こ
のＶＬＩＷ型命令処理方式では、コンパイル時にソース
・プログラムから並列演算可能なものを抽出して、ひと
つの命令ブロックに合成するため、並列演算器の数に近
い命令並列度が得られる場合に高速処理が達成できる。
しかし、命令並列度が低い場合には、命令フィールドに
空きが生じ、処理性能は低下する。

【０００６】以上に説明したＶＬＩＷ型並列命令処理
と、命令パイプライン処理の両方を組み合わせた命令処
理方式が並列パイプライン命令処理方式である。

【０００７】この並列パイプライン命令処理方式では、
命令フォーマットの中に分岐命令専用のフィールドを設
け、分岐命令処理ユニットを他の命令処理ユニットから
分離することにより、分岐系命令の処理を高速化してい
る。そして、分岐命令と他の命令とを並列処理するわけ
である。

【０００８】従来までに演算系命令とロード・ストア命
令の並列処理が実現されていたことから、実際には、・演算系命令の処理ユニット・ロード・ストア命令の処理ユニット・分岐系命令の処理ユニットの３つのユニットを並列処理することが可能な処理方式
となっている。

【０００９】分岐命令処理専用ユニットを追加すること
により、条件分岐命令が高速に実行され、条件分岐が発
生した場合にも分岐による遅延は発生せず、命令パイプ
ライン処理の流れを乱すことはない。また、独立した命
令処理ユニットを並列に制御するために、命令フォーマ
ットとしては、各命令ユニットを制御する複数の命令フ
ィールドからなるＶＬＩＷ型命令が採用されている。

【００１０】さて、この並列パイプライン命令処理方式
を持つ並列命令処理装置の性能は、ひとつの命令ブロッ
クの中にどれだけ多くの命令機能を埋め込めるかによっ
て左右される。プログラムの最適化手法には、局所的最
適化と広域的最適化の二つの方法があるが、いま、基本
的演算操作の系列で、その出口を除いて分岐操作がな
く、かつその入り口を除いて外から分岐されることのな
い系列（以下基本ブロックという）に注目すると、局所
的最適化はその各基本ブロック内でデータの依存関係を
調べ、並列実行可能な基本演算操作を検出して、ＶＬＩ
Ｗ型命令として合成する最適化であり、広域的最適化は
基本ブロック間で基本的演算操作の移動を伴った最適化
である。しかし、並列パイプライン命令処理方式の並列
命令処理装置では、条件分岐命令が非常に多く、基本ブ
ロック長が短いためにこれらの最適化により大きな効果
が得られない。

【００１１】従来、この並列パイプライン命令処理方式
を持つ並列命令処理装置では、条件分岐に非常に偏りの
ある場合（化学技術計算等の応用）に特に有効なトレー
ス・スケジューリング法と呼ばれる最適化方式が用いら
れている。

【００１２】図２１および図２２はトレース・スケジュ
ーリング法の概要を示す模式図である。

【００１３】図２１（ａ）〜（ｄ）の四角で囲った部分
が基本ブロックであり、この中に基本演算命令が並んで
いる。図２１（ａ）はあるプログラムのフロー構造を示
しており、この場合の最適化手順は次に示すようにな
る。

【００１４】ステップ１：図２１（ａ）のフローグラフ
をサンプル・プログラムの実行などのデータにより解析
し、高い確率で実行されるパス（以後トレースという）
を見つける。ここでは、図２１（ｂ）の斜線部で示すパ
スをトレースとする。

【００１５】ステップ２：ステップ１で見つけたトレー
ス内でのデータ依存関係に注目して、並列実行可能な演
算操作を検出して、逐次ＶＬＩＷ型命令として合成して
トレース内最適化を行う（図２１（ｃ））。この過程で
トレース内に存在する基本演算命令操作を移動する。

【００１６】ステップ３：トレース内での基本演算命令
の移動に伴って、図２１（ｄ）に示すようにトレース外
のコードの修正を行う。図中、Ｒで示したブロックは合
流点で付加されたブロック、Ｓで示したブロックは分岐
点で付加されたブロックである。

【００１７】ステップ４：ステップ３で修正したトレー
ス外のコードに対して、上記のステップを繰り返す。

【００１８】ここでステップ３のトレース外のコード修
正について説明する。

【００１９】図２２（ａ）は合流点の処理を示す。ステ
ップ２のトレース上のコード移動により、ｍ₁₁，ｍ₁₂，
ｍ₁₃，ｍ₃₁，ｍ₃₂，ｍ₃₃，ｍ₃₄（図２２（ａ）のｘ₁）
がｍ₁₁，ｍ₁₂，ｍ₃₂，ｍ₃₃，ｍ₁₃，ｍ₃₁，ｍ₃₄（図２２
（ａ）のｘ₂）となったとする。この時、新合流点ｍ ₃₁
は下流に「旧合流点の上流にあるトレース上の演算操
作」がない点に定め、この図では系列Ａは新合流点ｍ₃₁
で合流する。しかし、旧合流点ｍ ₃₁の下流にあった処理
ｍ₃₂，ｍ₃₃が新合流点の上流に移動しているので、この
ままでは系列Ａからのパスで処理ｍ₃₂，ｍ₃₃が実行され
ないことになる。そこで、系列Ａに処理ｍ₃₂，ｍ₃₃（ｘ
₃）を追加している。

【００２０】一方、分岐点では図２２（ｂ）のような処
理になる。ステップ２のトレース上のコード移動によ
り、ｍ₁₁，ｍ₁₂，ｍ₁₃，ｍ₁₄，ｍ₂₁，ｍ₂₂，ｍ₂₃（図２
２（ｂ）ｘ₄）がｍ₁₁，ｍ₁₃，ｍ₁₄，ｍ₁₂，ｍ₂₁，
ｍ₂₂，ｍ₂₃（図２２（ｂ）ｘ₅）になったとする。新分
岐点ｍ₁₄と変わらないが、この分岐点ｍ ₁₄の上流にあっ
た処理ｍ₁₂が新分岐点ｍ ₁₄の下流に移動しているので、
このままでは系列Ｂのパスでｍ₁₂が実行されないことに
なる。そこで、系列Ｂに処理ｍ₁₂（ｘ₆）を付加してい
る。

【００２１】

【発明が解決しようとする課題】上述した並列パイプラ
イン処理方式においては、条件分岐命令を含む命令ブロ
ックの分岐命令以外の命令は、分岐条件が成立しても成
立しなくても実行される。そのため条件分岐命令を含む
命令ブロックの分岐命令以外の命令としては、分岐条件
の成立・不成立に関わらず実行可能な命令を抽出して埋
め込む必要がある。

【００２２】例えば、命令パイプライン方式の命令処理
装置を４つ並列に並べ、４つのフィールドを持つＶＬＩ
Ｗ型の命令を実行する並列パイプライン命令処理装置を
考えてみる。この並列パイプラインのステージの１つは
分岐命令だけを実行する分岐命令専用ステージとなって
おり、条件分岐による遅延の生じない並列パイプライン
命令処理装置である。

【００２３】この場合、条件分岐命令を含む命令ブロッ
クの条件分岐命令以外の命令フィールドは３つあり、そ
の３つのフィールドには、分岐条件の成立の如何に関わ
らず実行可能な命令を埋め込む必要がある。しかし、実
行可能な命令が埋め込めなかった場合には、最高３つの
空きフィールドができてしまう。

【００２４】並列でない命令パイプラインにおける遅延
分岐機構において、分岐命令直後の命令スロットに有効
な１命令を埋め込むことですら、現在の最新コンパイラ
技術を用いた場合でも、約８０〜９０パーセントの率と
なっている。このことを考えると、並列パイプライン処
理装置における条件分岐命令を含む命令ブロックの３つ
の命令フィールドに実行可能な命令を埋め込んで活用す
る命令スケジューリングはきわめて難しく、ほとんどの
部分にＮＯＰ命令を埋め込まなければならなくなる。

【００２５】従って、分岐による遅延の生じない並列パ
イプライン命令処理装置においても、条件分岐命令を含
む命令ブロックに空き命令フィールドが増え、条件分岐
命令を含む命令ブロックの実行時にその処理性能が著し
く低下するという問題点がある。

【００２６】また、上述のようにトレース・スケジュー
リング法は、長いトレース上の基本的演算操作を対象と
して最適化がなされる。従って、効果は大きいが、その
反面ブロックの複写が頻繁に発生するため生成されるプ
ログラムのコードサイズが非常に大きくなってしまうと
いう欠点がある。また、合成されるＶＬＩＷ命令の条件
分岐命令を含む命令ブロックのその他複数の命令フィー
ルドは、分岐条件の成立の如何に関わらずに実行可能な
命令を埋め込まなければならない。

【００２７】しかし、並列でない命令パイプラインにお
ける遅延分岐機構において、分岐命令直後の命令スロッ
トに有効な１命令を埋め込むことでさえ、現在の最新コ
ンパイラ技術では約８０％〜９０％の率である。従っ
て、この分岐命令以外の複数のフィールドに命令を埋め
込んで活用するような命令スケジューリングは非常に難
しく、ほとんどのフィールドのＮＯＰ命令を埋め込むこ
とになり、条件分岐命令を含む命令ブロックに空き命令
フィールドが増え、条件分岐命令を含む命令ブロックの
実行時にその処理性能が著しく低下するという問題点が
発生する。

【００２８】本発明の目的は、条件分岐命令を含む命令
ブロックの条件分岐以外の命令に、分岐条件の成立・不
成立に応じて命令実行を選択することが可能な命令実行
選択機能を設けることにより、条件分岐命令を含む命令
ブロックにおける命令フィールドの空きフィールド増加
を防ぎ、処理性能を向上させた並列パイプライン命令処
理装置の命令処理方式を提供することにある。

【００２９】本発明の他の目的は、実行選択処理を用い
た有効なコードを生成できるため、ループの実行処理時
間が短縮され、処理性能を向上させた並列パイプライン
命令処理装置の命令処理方式を提供することにある。

【００３０】

【課題を解決するための手段】本発明の構成は、複数の
命令実行ユニットを備えて複数命令を並列して実行する
ことにより、分岐遅延を生じないようにした並列パイプ
ライン命令処理装置の命令実行処理方式において、この
命令処理装置の処理単位となる命令で並列実行される複
数の命令フィールドで構成される一つの命令ブロックの
分岐命令フィールドに条件分岐命令がある場合、その命
令ブロックの条件分岐命令以外の各命令について、条件
分岐時に命令を実行するか否かを選択する命令実行選択
手段を設けることにより、前記条件分岐命令を含む命令
ブロックの空き命令フィールドを少くしたことを特徴と
する。

【００３１】本発明において、複数の基本ブロックの連
結により構成されるループの有無を検出するループ検出
手段と、前記ループの先頭に位置する基本ブロックであ
るヘッダ・ブロックを構成する命令の中で、そのループ
の終端に位置する基本ブロックであるテイラ・ブロック
の空き命令フィールドに移動することのできる命令を検
出する命令検出手段と、前記ヘッタ・ブロックを構成す
る１個以上の命令ブロックに相当する命令を前記テイラ
・ブロックに移動可能な場合に移動する移動手段と、こ
の移動した命令を複写して新たな命令ブロックを生成す
る命令生成手段と、この命令生成手段により新たに生成
された命令ブロック群からなる基本ブロックを前記ルー
プの前記ヘッダ・ブロックの直前に挿入してプログラム
フローを再構築する再構築手段とを備え、前記ループ内
の命令ブロック総数を少なくしてコード最適化を行なう
ようにすることができる。

【００３２】

【実施例】図１は本発明の一実施例の並列パイプライン
命令処理装置の命令ブロックが実行される場合のブロッ
ク図である。

【００３３】命令列フェッチ手段２は、アドレス・バス
３２で指定される命令ブロックを、命令ブロック・メモ
リ１から命令ブロック・バス３１を介してフェッチす
る。図２に示した命令（１），命令（２），命令
（３）、および分岐命令の各命令は、命令バス３３〜３
６を介して、それぞれ命令実行ユニット３〜５、および
分岐命令実行ユニット６に転送される。各命令実行ユニ
ット３〜５は、転送された各命令をデコードし、各命令
で使用するオペランドを各々レジスタ・リード・バス３
７〜４０を介してデータ・レジスタ７からフェッチす
る。そして、各命令をそれぞれ実行し、その命令実行結
果をレジスタ・ライト・バス４９〜５２を介してそれぞ
れデータ・レジスタ７に書き戻す。

【００３４】一方、分岐命令実行ユニット６は、転送さ
れた分岐命令をデコードし、分岐先アドレスの生成を実
行する。それと同時に、内部に保持している命令ブロッ
ク・アドレスをインクリメントし、次アドレスを生成す
る。そして、レジスタ・リード・バス４０を介して与え
られたオペランドを参照して分岐条件の成立／不成立を
判定し、分岐が発生する場合には分岐先アドレスを、分
岐が発生しない場合には次アドレスをアドレス・バス３
２に出力する。

【００３５】また、分岐命令が同時に次アドレスをレジ
スタへ格納する動作を伴うもの、すなわちブランチ・ア
ンド・リンク命令の場合には、分岐先アドレスがアドレ
ス・バス３２に出力されるとともに、次アドレスがレジ
スタ・ライト・バス５２を介してデータ・レジスタ７に
書き戻される。この並列パイプライン命令処理装置の第
４の命令実行ユニットは分岐命令専用であり、条件分岐
による遅延を生ずることなく次アドレス、または分岐先
アドレスをアドレス・バスに出力することが可能であ
る。

【００３６】さて、以上説明した分岐遅延の生じない並
列パイプライン命令処理装置における条件分岐命令と実
行選択機能付き命令を含むプログラム・シーケンスの流
れについて説明する。

【００３７】この並列パイプライン命令処理装置におけ
る命令は、図２に示すように、４つの命令からなる命令
ブロックである。各命令ブロックに埋め込まれる４つの
命令フィールドを、ＭＳＢ側からフィールド１，フィー
ルド２，フィールド３，フィールド４とよび、フィール
ド４が分岐命令フィールドとなる。

【００３８】この場合のプログラム・シーケンスは、図
３に示すように、命令ブロック１には分岐命令がなく、
命令フィールド４にはＮＯＰ命令が埋め込まれている。
従って、この命令ブロック１はそのまま実行される。命
令ブロック２には、命令フィールド４に条件分岐命令が
埋め込まれている。このとき分岐条件が成立すれば、プ
ログラムのシーケンスは命令ブロックＡに移る。分岐条
件が成立しなければ、シーケンスはそのまま次の命令ブ
ロック３に移る。従って、命令４〜６は通常であれば分
岐命令成立時にも、分岐命令不成立時にも実行される。

【００３９】いま、図３の命令ブロック２が、図４に示
すような、命令ブロックであったとする。この図４の命
令ブロックでは、命令フィールド１，３に論理シフト命
令（ｌｓｌ…ＬｏｇｉｃａｌＳｉｆｔＬｅｆｔ）、
命令フィールド２に加算命令、命令フィールド４には条
件分岐命令（レジスタ“ｒ２３”の値が“０”の場合に
分岐条件成立）が埋め込まれている。

【００４０】ここで、命令フィールド２の加算命令の先
頭には、“＋”記号が付加されている。図５はこの加算
命令のオブジェクト・フォーマットの模式的配置図であ
る。このオブジェクト・コードは３２ビット長で、オペ
コード，ソース・レジスタ１，ソース・レジスタ２，デ
スティネーション・レジスタの各フィールドにオブジェ
クト・コードが埋め込まれている。図５の０，１ビット
目は、命令実行選択フィールドであり、その命令ブロッ
クの条件分岐命令の条件の状態により、命令を実行する
か否かを選択するためのフィールドである。

【００４１】図４の命令ブロックの場合、命令フィール
ド４に条件分岐命令があり、分岐条件が成立した場合に
のみ命令フィールド２の命令を実行したい。このため、
フィールド２の命令の先頭に“＋”記号が付加されてい
る。この時、オブジェクト・コードの命令実行選択フィ
ールドにはコード“０１”が埋められる。これにより、
この命令ブロック実行時に分岐条件が成立すれば命令フ
ィールド２の命令は実行され、条件が成立しなかった場
合にはこの命令は実行されない。

【００４２】逆に、分岐条件が成立しなかった場合にの
みその命令を実行したいときには、その命令の先頭に
“−”記号を付加する。このときオブジェクト・コード
の命令実行選択フィールドには、コード“１０”が埋め
られる。また、分岐条件の成立，不成立に関わらず実行
してよい命令の場合には、そのまま命令を記述する。こ
のときオブジェクト・コードの命令実行選択フィールド
には、コード“００”が埋め込まれる。

【００４３】次に、図４に示す命令ブロックが実行され
る手順を説明する。

【００４４】命令ブロック・フェッチ手段２は、アドレ
ス・バス３２で指定される命令ブロックを命令ブロック
・メモリ１から命令ブロック・バス３１を介してフェッ
チする。そして、図４の各フィールドの命令（命令４，
命令５，命令６，分岐命令）を命令バス３３〜３６を介
して、オペランド・フェッチ手段１４〜１７に転送して
出力する。このとき、図４の命令フィールド２について
は、命令実行選択フィールドが“＋”であるため、実行
先端プラス信号５３が命令実行手段２０に出力される。
その他の命令フィールドについては、実行選択フィール
ドに“００”コードが埋まっているため、実行選択信号
が出力されない。

【００４５】次にオペランド・フェッチ手段１４〜１７
は、転送された命令をデコードして必要なオペランドを
データ・レジスタ７からレジスタ・リード・バス３７〜
４０を介してフェッチする。以上の動作については４つ
の命令実行ユニット３〜５について同じである。

【００４６】分岐命令実行ユニット６のアドレス生成手
段１８は、内部に保持している命令ブロック・アドレス
をインクリメントし、次アドレスを生成する。これと同
時に、命令バス３６を介して与えられた分岐命令をデコ
ードし、分岐先アドレスの生成を実行する。そしてソー
ス・オペランド・バス４１を介して与えられたオペラン
ドを参照して分岐条件の成立／不成立を判定し、分岐が
発生する場合には分岐先アドレスを、分岐が発生しない
場合には次アドレスをアドレス・バス３２に出力する。

【００４７】もし、分岐条件が成立し分岐が発生する場
合には、分岐条件成立信号５４の“１”が命令実行手段
１９〜２１に出力され、分岐が発生しない場合には、分
岐条件成立信号５４の“０”が出力される。そして、分
岐命令が、次のアドレスの退避を必要とするブランチ・
アンド・リンク命令だった場合には、分岐先アドレスが
アドレス・バス３２に出力され、分岐条件成立信号
“１”が出力されるとともに、次アドレスがデスティネ
ーション・オペランド・バス４５を介してオペランド・
ライト手段２２に出力される。オペランド・ライト手段
２２は、次アドレスをオペランドとしてレジスタ・ライ
ト・バス５２を介してデータ・レジスタ１３に書き込
む。

【００４８】また命令実行手段１９，２１は、ソース・
オペランド・バス４２，４４を介して転送されたオペラ
ンドを用いて命令を実行し、その結果をデスティネーシ
ョン・レジスタ・バス４６，４８を介してオペランド・
ライト手段２３，２５に転送する。オペランド・ライト
手段２３，２５は各結果オペランドを各命令が指定する
レジスタにレジスタ・ライト・バス４９，５１を介して
それぞれ書き込む。

【００４９】一方、命令実行手段２０は、実行選択プラ
ス信号５３がアクティブになっている。このとき分岐条
件成立信号５４がともにアクティブになっていれば、命
令実行手段２０はソース・オペランド・バス４３を介し
て転送されたオペランドを用いて命令を実行し、その結
果をデスティネーション・レジスタ・バス４７を介して
オペランド・ライト手段２４に転送し、オペランド・ラ
イト手段２４はその結果オペランドを命令が指定するレ
ジスタにレジスタ・ライト・バス５０を介してデータ・
レジスタ７に書き込む。

【００５０】しかし、分岐条件成立信号５４がインアク
ティブであれば、実行選択プラス信号５３がアクティブ
なので、この命令の実行は行われず、従って、この場合
には命令実行手段２０およびオペランド・ライト手段２
４はともに何もしない。

【００５１】以上の実施例では、命令実行選択フィール
ドが“＋”の場合について説明したが、命令実行選択フ
ィールドが“−”の場合には、同様に命令ブロック・フ
ェッチ手段から実行選択マイナス信号が該当する命令実
行手段に出力される。このとき、分岐条件成立信号がア
クティブになっていれば、命令実行は行われず、分岐条
件成立信号がインアクティブな場合に命令が実行される
ことになる。これは、表１，表２に要約される。

【００５２】表１の命令実行選択フィールドと実行選択
信号５３の関係を示す表においては、命令実行選択フィ
ールドが“＋”の時は分岐条件が成立した場合に限りそ
の命令を実行し、“−”の時は分岐条件が不成立の場合
に限り命令を実行する。命令実行選択フィールドが何も
指定されていない場合は、分岐条件の成立の如何に関わ
らず命令を実行する。

【００５３】

【００５４】表２はその実行選択信号と分岐条件成立信
号の値と命令実行手段による結果の出力の関係を示す表
であり、命令実行手段の結果が出力されないということ
は命令が実行されたいことと同等である。

【００５５】

【００５６】以上説明したように、この方式は、条件分
岐命令を含む命令ブロックのその他複数の命令フィール
ドの各命令に、分岐条件の成立・不成立に応じて命令実
行を選択することが可能な命令実行選択機能を備えてい
るので、条件分岐命令を含む命令ブロックに、分岐条件
が成立あるいは不成立の場合にだけ実行する命令を埋め
込むことが可能になり、空きフィールドの増加を防ぐこ
とが出来る。

【００５７】このＶＬＩＷ型並列命令処理方式におい
て、一つの命令ブロックに、なるべく多くの命令を埋め
込むように命令を並列化していく命令並列化方式とし
て、トップ・アライン、ミドル・アライン命令並列化方
式がある。

【００５８】トップ・アライン命令並列化方式は、実行
サイクルの早い命令ブロックから順番に、命令を埋め込
んでいく。つまり、最初はサイクル０の命令ブロックに
なるべく多くの命令を埋め込み、サイクル０の命令ブロ
ックにそれ以上命令が埋められなくなったら、次にサイ
クル１の命令ブロックを対象として命令を埋め込む。サ
イクル１の命令ブロックがそれ以上埋められなくなった
ら、次にサイクル２の命令ブロック、…というようにな
る。

【００５９】さて、サイクルｎの命令ブロックに命令を
埋めて行くに当たり、そのサイクルの命令ブロックに埋
め込むことができる命令を、データ・レディ状態の命令
という。

【００６０】ここのデータ・レディ状態の命令とは、そ
の命令で参照するオペランド・データをそれ以前に直接
評価している命令があれば、その命令が現サイクルより
も前のサイクルの命令ブロックにすでに配置されている
ことをいう。つまり、扱うオペランド・データがそれ以
前のサイクルで評価済みで、正しい値が設定されている
とき、はじめてその命令はオペランド・データを参照可
能な状態になり、データ・レディ状態といえる。

【００６１】このように、ある命令を実行するに当た
り、その命令が扱うオペランドとデータの依存関係があ
る他の命令で、その命令よりも前のサイクルで実行され
なければならないような命令を、その命令の前者とよ
び、その命令よりも後または同じサイクルで実行されな
ければならない命令をその命令の後者と呼ぶ。従って、
データ・レディ状態の命令とは、その命令のすべての前
者が配置済みであるような命令をいう。

【００６２】トップ・アライン方式ではデータ・レディ
状態の命令の中から、なるべくその命令ブロックに多く
の命令が埋め込めるように命令を選んで命令ブロックを
構成していく。もし、現サイクルの命令ブロックに配置
可能なデータ・レディ状態の命令が数多く存在する場
合、トップ・アライン方式は、データ・レディ状態の命
令の中から、最も命令の高さの高いものから順に配置し
てゆく。

【００６３】この命令の高さとは、基本ブロック内で、
その命令の後者、そのまた後者というように命令をたど
っていき、後者を持たない命令にたどりつくまでの道の
りの最も長い（最もサイクルの長い）パスのサイクル数
のことである。

【００６４】このようなトップ・アライン方式では、基
本ブロックの入口に近い命令ブロックで、比較的命令フ
ィールドの命令充填率がよく、基本ブロックの出口に近
くなるに従って充填率は悪くなる。

【００６５】次にミドル・アライン命令並列化方式につ
いて説明する。

【００６６】ミドル・アライン命令並列化方式では、ま
ず、基本ブロック内のすべての命令の高さの中から、基
本ブロックの中で最も高い命令の高さを２で割った値を
もとめ、それを基本の高さとする。

【００６７】ここで基本の高さをもつ命令を最初に配置
するブロックを命令ブロック０とし、命令ブロック０よ
り前に実行される命令ブロックをマイナス・ブロック、
命令ブロック０よりも後に実行される命令ブロックをプ
ラス・ブロックとよぶ。このとき、命令を埋めていく対
象となる命令ブロックは、図６に示すように最初に命令
ブロック０、次にマイナス・ブロックの命令ブロック
１、次にプラス・ブロックの命令ブロック２、次にマイ
ナス・ブロックの命令ブロック３…というような順にな
る。

【００６８】このミドル・アライン方式では、最初にサ
イクル０の命令ブロックに基本の高さの命令を配置し、
ここで配置された命令をもとにして、以降、なるべくサ
イクル０の命令ブロックに近い命令ブロックになるべく
多くの命令を埋め込むようにする。配置対象とする命令
ブロックは前述のようにマイナス・ブロック、プラス・
ブロック交互になる。

【００６９】基本的には、マイナス・ブロックの命令ブ
ロックには、そのサイクルより後で実行されるブロック
に配置済みの命令の前者で、命令の高さがすでに配置済
みの命令より１大きい命令を配置することができる。も
し、配置対象としているマイナス・ブロックに配置可能
な命令が数多く存在する場合には、それらの命令の中か
ら最も命令の深さの深いものから順に配置していく。

【００７０】ここでいう命令の深さとは、基本ブロック
内で、その命令の前者、そのまた前者というように命令
をたどっていき、最後に前者のない命令にたどりつくま
での道のりの最も長い（最もサイクルの長い）パスのサ
イクル数のことである。

【００７１】同様にプラス・ブロックの命令ブロックに
は、そのサイクルより前で実行されるブロックに配置済
みの命令の後者で、その命令の深さが、すでに配置済み
の命令より１大きい命令を配置することができる。も
し、配置対象となる命令が数多く存在する場合には、そ
れらの命令の中から最も高さの高さ命令から配置してい
く。

【００７２】図７（ａ），（ｂ）に命令実行選択機能を
利用して行われるループ最適化の例を示す。まず図７
（ａ）のようなプログラム・フローの基本ブロックを考
える。基本ブロック１の最初の命令ブロックには命令フ
ィールド（１），（２）にだけ有効な命令が埋め込まれ
ている。そして、基本ブロック２の最終命令ブロックに
は分岐フィールド（３）にだけ、条件分岐命令が埋め込
まれていたとする。基本ブロック２の最終命令ブロック
の分岐条件が成立すると、プログラム・フローは、基本
ブロック１に戻るようなループになっている。

【００７３】このとき命令実行選択機能を利用して命令
を図７（ｂ）のように移動することができる。つまり、
基本ブロック１の先頭命令ブロックに埋め込まれている
命令（１），（２）を、基本ブロック２の最終ブロック
の空き命令フィールドに“＋”付きで移動し、基本ブロ
ック１の最初の命令ブロックを削除する。それと同時
に、基本ブロック０を新たに作り、基本ブロック１の直
前に挿入する。以上の命令の操作により、基本ブロック
１の命令ブロック数が減り、結果的にプログラムの意味
を変えることなくループにかかるクロック数を減少する
ことができる。このような命令実行選択機能を利用した
最適化を行うには、基本ブロックの先頭ブロックと最終
ブロックにはなるべく３つの空きフィールドがあること
が望ましい。

【００７４】この場合、もし基本ブロック１の先頭命令
ブロックに埋め込まれている命令数が基本ブロック２の
最終命令ブロックの空き命令フィールド数より多かった
場合には、基本ブロック１の先頭命令ブロックのすべて
の命令を基本ブロック２に移動することができないの
で、基本ブロック１の命令ブロック数を減らすことがで
きず、最適化ができなくなる。従って、この命令実行選
択機能を利用しての最適化を効果的に行うには、トップ
・アライン方式より、ミドル・アライン方式で並列化さ
れることが望ましい。

【００７５】ここで並列化の対象となる基本ブロックの
最終命令が分岐系命令でない場合について考えてみる。
このとき、その基本ブロックの最終命令ブロックに他の
基本ブロックから命令が“＋”“−”付きで移動してく
ることはなく、最終命令ブロックに空き命令フィールド
が多い必要はない。逆にその基本ブロックの先頭命令ブ
ロックに配置された命令は、その基本ブロックの前に実
行される基本ブロックに“＋”“−”付きで移動する可
能性がある。従って、その基本ブロックの最終命令が分
岐系命令でない場合には、基本ブロックの先頭ブロック
において、空き命令フィールドが多くなるように並列化
してある方が、命令実行選択機能を用いての最適化が行
われやすくなる。

【００７６】この従来のミドル・アライン並列化方式で
は、基本ブロック内の命令数や、各命令のデータの依存
関係に応じて、先頭ブロックよりも最終ブロックにおけ
る空き命令フィールドの方が多い場合が生じる。もし、
ある基本ブロックが分岐系命令を含まない基本ブロック
で、命令数が７、各命令間にデータの依存関係がまった
くなかった場合を考えてみる。このときベース・ブロッ
ク、マイナス・ブロック、プラス・ブロックの順で命令
を配置した場合には、表３（ａ）のように最終命令ブロ
ックで命令の空きフィールドが増え、ベース・ブロッ
ク、プラス・ブロック、マイナス・ブロックの順で命令
を配置した場合には、図表３（ｂ）に示すように先頭命
令ブロックで空き命令フィールドが多くなる。

【００７７】

【００７８】このようにミドル・アライン方式では、基
本ブロック内の命令数や、各命令間のデータの依存関係
に応じて、たとえ、基本ブロックに分岐命令が含まれて
いないことがわかっていても、先頭命令ブロックでの空
き命令フィールドを多くするように配置することは困難
である。

【００７９】つまり、従来のミドル・アライン命令並列
化方式においても、分岐系命令を含まない基本ブロック
を並列化する場合には、命令実行選択機能を用いての最
適化が場合によっては効果的に行われないことがある。

【００８０】図８は本発明の第２の実施例を説明するフ
ローチャートである。本実施例は、命令パイプライン方
式の命令処理装置を４つ並列に並べ、すべての命令を１
クロックで実行可能なＶＬＩＷ型並列パイプライン処理
装置の場合であり、命令パイプラインのステージの１つ
は分岐命令だけを実行する分岐命令専用ステージとなっ
ており、条件分岐による遅延が生じず、結果としてすべ
ての命令を１クロックで実行可能になっているものとす
る。

【００８１】図８のステップＳ１において、並列化の対
象となる基本ブロックの最終命令が分岐系命令であるか
否かを調べる。ここで最終命令が分岐系命令であれば、
このブロックに対しては、ステップＳ２でミドル・アラ
イン方式により並列化を行う。もしも、最終命令が分岐
系命令でなければ、このブロックに対して、ステップＳ
３でボトム・アライン方式により並列化を行う。

【００８２】図９，１０は図８のミドル・アライン並列
化方式およびボトム・アライン並列化方式についてフロ
ー・チャートを示す。

【００８３】まず、図９のフロー・チャートに従ってミ
ドル・アライン方式について簡単に説明する。ここで表
４にある基本ブロックに対応する命令文の列を、表４の
各命令の高さと深さを表５に、各命令の前者，後者に当
たる命令とその２命令のデータ依存関係を表６に示す。

【００８４】

【００８５】

【００８６】

【００８７】ここでは、データ依存関係の種類として、
次の３種類を考慮する。

【００８８】１．ＷＲ（Ｗｒｉｔｅ−Ｒｅａｄ）辺で結ばれる命令前者の命令で書き込んだデータを、後者の命令で参照し
ている。

【００８９】２．ＲＷ（Ｒｅａｄ−Ｗｒｉｔｅ）辺で結ばれる命令前者の命令で参照しているデータに、後者の命令で書き
込んでいる。

【００９０】３．ＷＷ（Ｗｒｉｔｅ−Ｗｒｉｔｅ）辺で結ばれる命令前者の命令で書き込んだデータに、後者の命令でも書き
込んでいる。

【００９１】ＷＲ辺やＷＷ辺で結ばれる命令の場合、後
者の命令は必ず前者の命令の次のクロック以降で実行さ
れなければならない。しかし、ＲＷ辺で結ばれる命令の
場合、後者の命令は前者の命令と同一クロックか、また
はそれ以降で実行されれば良いことになる。

【００９２】図９のステップＳ１１で、その基本ブロッ
ク内のすべての命令の高さの中から、基本となる高さを
求める。これは、その基本ブロックの中で最も高い命令
の高さを２で割った値（小数点切り上げ）とする。表４
の基本ブロックの場合、基本の高さは３になる（表５参
照）。

【００９３】なお、これ以降、基本の高さを持つ命令を
最初に配置するブロックをベース・ブロックとし、ベー
ス・ブロックより前に実行される命令ブロックをマイナ
ス・ブロック、ベース・ブロックよりも後に実行される
ブロックをプラス・ブロックとよぶ。このとき、命令を
埋めていく対象となる命令ブロックは、図６に示すよう
に最初にベース・ブロックの命令ブロック０、次にマイ
ナス・ブロックの命令ブロック１、次にプラス・ブロッ
クの命令ブロック２、次にマイナス・ブロックの命令ブ
ロック３…というような順であるとする。

【００９４】次にステップＳ１２において、表４の基本
ブロックの最後の命令は分岐命令であるので、分岐命令
の命令文９を退避しておく。分岐命令は必ずその基本ブ
ロックの最後の命令ブロックで実行されなければならな
いので、退避することにより、以降の配置ロジックの対
象からはずしておくのである。

【００９５】そして、ステップＳ１３で、ベース・ブロ
ックのブロック０に命令を配置していく。ステップＳ１
３でベース・ブロックに配置可能な命令は、次の３条件
に当てはまる命令である。

【００９６】（１）基本の高さを持つ命令（２）すでに配置済みの命令とＲＷ辺で結ばれる命令
で、他の配置済みの命令とは依存関係のない命令（３）基本の高さ以下の高さを持ち、かつ、すべての祖
先がまだ未配置である命令この命令を配置するに当って
は、（１）に該当するすべての命令を配置し、なおかつ
空き命令フィールドがある時に（２）に該当するすべて
の命令を配置、さらに空き命令フィールドがある時に
（３）に該当する命令を配置していく。また、（１）
（２）（３）各々の条件に当てはまる命令が複数存在す
る場合には、命令深さの深いものから先に配置してい
く。

【００９７】表５の基本ブロックでは、まず、（１）の
条件に当てはまる基本の高さを持つ命令文（５），
（６）をその命令の深さの順に（６），（５）の順でベ
ース・ブロックに配置する。さらに（２）の条件に当て
はまる命令（２）を配置する。ここで、分岐系命令以外
の命令を配置する空き命令フィールドはなくなるので、
ブロック０への配置を終了する。このときの命令ブロッ
クの配置状態は表７（ａ）のようになる。さらに、ステ
ップＳ１４でまだ未配置の命令が残っているので、ステ
ップＳ１５に進む。

【００９８】

【００９９】このステップＳ１５のマイナス・ブロック
に配置可能な命令は、未配置な命令で、かつ、次の４条
件にあてはまる命令である。

【０１００】（１）基本の高さを持つ命令（２）次ブロック以降に実行される命令ブロックに配置
された命令の前者で、高さが（後者の命令の高さ＋１）
である命令（３）現ブロックに配置済みの命令とＲＷ辺で結ばれる
前者の命令で、かつ、そのブロックの他の命令の前者で
ない命令（４）基本の高さ以下の高さを持ち、かつ、すべての祖
先がまだ未配置である命令命令を配置するに当たって
は、（１）に該当するすべての命令を配置し、なおかつ
空き命令フィールドがある時に（２）に該当するすべて
の命令を配置、さらに空き命令フィールドがある時に
（３）に該当する命令を配置、さらに空き命令フィール
ドがある時に（４）に該当する命令を配置していく。ま
た、各々の条件に当てはめる命令が複数存在する場合に
は、命令の深さの深いものから先に配置していく。

【０１０１】表４の基本ブロックでは、まず、（１）の
条件に当てはまる未配置の命令はなく、（２）の条件に
当てはまる命令（１），（４）を、命令の深さの深い順
（４），（１）で命令ブロック１に配置する。命令ブロ
ック１には、まだ空き命令フィールドはあるが、（３）
（４）の条件にあてはまる命令がないので命令ブロック
１への命令配置を終了する。このときの命令ブロックの
配置状態は表７（ｂ）のようになる。さらにステップＳ
１６で、まだ未配置の命令が残っているので次にステッ
プ７に進む。ステップＳ１７のプラス・ブロックに配置
可能な命令は、未配置な命令で、かつ、次の４条件にあ
てはまる命令である。

【０１０２】（１）基本の高さを持つ命令（２）前ブロック以前に実行される命令ブロックに配置
された命令の後者で、深さが（前者の命令の深さ＋１）である命令（３）現ブロックに配置済みの命令とＲＷ辺で結ばれる
後者の命令で、かつ、そのブロックの他の命令の後者でない命令（４）基本の高さ以下の高さを持ち、かつ、すべての祖
先が配置済みである命令命令を配置するに当たっては、
（１）に該当するすべての命令を配置し、なおかつ空き
命令フィールドがある時に（２）に該当するすべての命
令を配置、さらに空き命令フィールドがある時に（３）
に該当する命令を配置、更に空き命令フィールドがある
時に（４）に該当する命令を配置していく。また、各々
の条件に当てはまる命令が複数存在する場合には、
（２）（３）（４）については命令の高さの高いものか
ら、（１）については命令の深さの深いものから先に配
置していく。

【０１０３】表４の基本ブロックでは、（１）の条件に
当てはまる未配置の命令はなく、（２）の条件に当ては
まる命令（７），（８）を命令ブロック２に配置する。
命令ブロック２には、まだ空き命令フィールドはある
が、（３）（４）の条件にあてはまる命令がないので命
令ブロック２への命令配置を終了する。このときの命令
ブロックの配置状態は表７（ｃ）のようになる。さらに
ステップＳ１８で、まだ未配置の命令が残っているので
次にステップＳ１５に進む。

【０１０４】ステップＳ１５で、表４の基本ブロックで
未配置の命令（３）（２）の条件に当はまるため命令ブ
ロック３に配置される。この時点で命令ブロックの配置
状態は表７（ｄ）のようになる。そして、ステップＳ１
６で未配置の命令はないのでステップＳ１９に進む。

【０１０５】ステップＳ１９では、退避されていた命令
（９）を適切な場所へ配置する。退避されていた命令が
その時点での最終ブロックに配置されている命令の後者
でない場合には、その命令をその時点での最終ブロック
の分岐命令フィールドに配置する。しかし、最終ブロッ
クに配置されている命令の後者である場合には、新しい
命令ブロックを最終ブロックとして追加して、その命令
ブロックの分岐命令フィールドに分岐命令を配置する。

【０１０６】表４の基本ブロックの場合、命令（９）は
この時点での最終ブロックに配置されている命令の後者
にあたるので、新しい命令ブロックを追加して、その分
岐命令フィールドに命令（９）を配置する。この時点で
並列化処理は終了し、配置された命令ブロックは表７
（ｅ）のようになる。

【０１０７】次に、図１０のフロー・チャートに従っ
て、ボトム・アライン並列化方式について説明する。ボ
トム・アライン並列化方式を説明するに当たり、表８
に、ある基本ブロックに対応す命令文の列を、表８の各
命令の高さと深さを表９に、また、各命令の前者，後者
に当たる命令その２命令のデータ依存関係を表１０に示
す。

【０１０８】

【０１０９】

【０１１０】

【０１１１】なお、ボトム・アライン並列化方式では、
実行サイクルの遅い命令ブロックから順番に命令を埋め
込んでいく。つまり、最終サイクルの命令ブロックを命
令ブロック０とし、命令ブロック０になるべく多くの命
令を配置し、それ以上命令が埋められなくなったら、次
にその一つ前のサイクルの命令ブロック１を対象として
命令を配置する。命令ブロック１にそれ以上命令が配置
できなくなったら、次に、さらにその一つ前のサイクル
の命令ブロック、…というようにである。

【０１１２】まず、図１０のステップＳ２１では、まず
後者のない命令を、命令の深さの深い順に命令ブロック
０に配置していく。表８の場合には命令（３）（４）
（６）（７）が後者のない命令である（表１０）。この
中から、命令の深さの深いものから順に命令ブロック０
に配置していく。命令の深さは表９に示すように
（３），（４）は深さ１で同じだが、（６）は２、
（７）は３である。したがって、命令ブロック０に命令
（７）（６）（１）を配置した段階で命令の空きフィー
ルドがなくなる。そこで、ステップＳ２２からステップ
Ｓ２５へ進む。この時点では、まだ未配置の命令がある
ので、ステップＳ２６で、現対象ブロック，命令ブロッ
ク０への命令配置を終了し、次の命令ブロック１に配置
対象をかえて、ステップ１に進む。このとき命令ブロッ
クの配置状態は表１１（ａ）のようになる。

【０１１３】

【０１１４】ステップＳ２１で、この時点で後者のな
い、または、後者が配置済みの命令は命令（２）〜
（５）である。これらの命令を、命令の深さの順に配置
すると命令（５）（２）（３）が命令ブロック１に配置
される。この時点で空き命令フィールドがなくなるの
で、ステップＳ２２からステップＳ２５へ進み、命令
（４）が未配置なのでステップＳ２６へ進み、命令ブロ
ック１への命令配置を終了し、次の命令ブロック２に配
置対象をかえる。このとき命令ブロックの配置状態は表
１１（ｂ）のようになる。

【０１１５】さらにステップＳ２１で、後者がすべて配
置済みの命令（４）を命令ブロック２に配置する。ステ
ップＳ２１で、まだ空き命令フィールドはあるが、ステ
ップ２３で未配置の命令が残っていないので、この時点
ですべての命令の配置を終了する。最終的に命令の配置
状況は、表１１（ｃ）のようになる。なお、表８の基本
ブロックの命令をミドル・アライン命令並列化方式で並
列化すると、表１２のようになる。ボトム・アライン命
令並列化方式に比べ、基本ブロックの先頭命令ブロック
で、空き命令フィールドが少ないことが明かである。

【０１１６】

【０１１７】この並列命令実行選択処理方式を有するパ
イプライン命令処理装置は、並列パイプライン命令処理
装置のコード生成時の問題を解決するための方式である
が、このコード生成方式では並列命令実行選択処理方式
を有効に利用する最適化コードを生成することができな
い。このようなパイプライン命令処理装置に有効なコー
ドを最適化するには、プログラムの実行時間の大部分が
費やされるループに対して有効なコードを生成する必要
がある。

【０１１８】図１１，図１２は本発明の第３の実施例の
コード最適化方式およびそのループ最適化部を説明する
フローチャートであり、図１３，図１４は並列命令実行
選択処理方式のあるパイプライン命令処理装置における
最適化する前および最適化後のプログラム・シーケンス
図である。本実施例も図１の並列命令実行選択処理方式
をもつパイプライン命令処理装置を用いるとする。な
お、ここではプログラムは現在の最適化コンパイラ技術
で得られる局所的最適化および大域的最適化はすでに施
されていると仮定しているので、図１３のプログラムは
ループ内不変コードのループ外移動や誘導変数（ループ
の繰り返しによって一定値ずつ変化する変数）に最適化
した最適化後のプログラム・シーケンスを示している。

【０１１９】図１１において、ステップ１０１で「基本
ブロックの分割」を行う。この「基本ブロック」とは、
先頭の命令から最後の命令まで一つずつ順番に実行され
る一連の基本的演算操作である。分岐命令が分岐フィー
ルドに存在すると基本ブロックが切れるため、途中に分
岐命令はなく、「基本ブロックの入口」は基本ブロック
の先頭命令ブロック、「基本ブロックの出口」は基本ブ
ロックの最後の命令ブロックとなる。なお、説明の簡略
化のため、プログラムの各命令は、できる限り基本ブロ
ックの入口と出口の命令ブロックの空きフィールドを増
大するように配置されていると仮定する。

【０１２０】次のステップ１０２は、「フロー解析」で
あり、ラベルの定義／参照関係を解析し、基本ブロック
間の流れを求める。この制御の流れは、「前者」と「後
者」で示され、制御の流れが基本ブロックＡから基本ブ
ロックＢに移るとき（これを「基本ブロックＡ→基本ブ
ロックＢ」と記述する）、基本ブロックＡは基本ブロッ
クＢの前者であり、基本ブロックＢは基本ブロックＡの
後者である。

【０１２１】次のステップ１０３で、「深さ優先順序の
計算」を行う。この「深さ優先順序」とは、プログラム
の最初の基本ブロックからはじめて、できる限り速く最
初の基本ブロックから離れるように（深さ優先）、基本
ブロックを訪れるようにプログラムを探索した結果で、
プログラムの全基本ブロックの並びである。

【０１２２】次のステップ１０４で、「支配者の検出」
を行う。この「支配者」とは、各基本ブロックに対して
自分が実行される前に必ず実行される基本ブロックであ
る。

【０１２３】次のステップ１０５で、「自然なループの
構成」を行う。この「自然なループ」とは、逆向きの辺
“Ａ→Ｂ”（基本ブロックＢが基本ブロックＡを支配し
ている辺“Ａ→Ｂ”）において、Ｂを通らずにＡに到達
可能な基本ブロックにＡとＢを加えた基本ブロックの並
びである。基本ブロックＢをこの自然なループのヘッダ
・ブロック、基本ブロックＡをテイラ・ブロックと呼
ぶ。

【０１２４】次のステップ１０６で、「生きている変数
の解析」を行う。レジスタａとプログラム中のある点ｐ
に対して、点ｐでのレジスタａの値が点を始点とするあ
る経路内で使用できるかということを解析し、使用でき
れば「生きている」といい、使用できなければ点ｐでレ
ジスタａは「死んでいる」という。生きている変数の解
析の目的は、各基本ブロックの出口において生きている
変数の集合を求めることである。

【０１２５】さらにステップ１０７で、「ループ最適
化」を行う。ここではステップ１０５で構成した各自然
なループに対してコード最適化を施し、並列命令実行選
択処理方式を持つパイプライン命令処理装置に有効なコ
ードを生成する。ループの長さ（ループを構成する命令
ブロックの数）を短くし、ループを実行するのに必要な
時間を短くする。

【０１２６】図１２のステップ１０７のループ最適化部
において、ステップ１１１〜１１３は、「ループ最適化
が可能かどうかの前判定」を行う。

【０１２７】まず、ステップ１１１では、テイラ・ブロ
ックの出口の空フィールド数ｙを求める。

【０１２８】次のステップ１１２では、ステップ１１１
で求めたｙの値により、最適化が可能かどうか判定し、
空きフィールド数ｙ＝０の場合は最適化できないので終
了する。

【０１２９】次のステップ１１３では、ヘッダ・ブロッ
クの入口の命令ブロックおよびテイラ・ブロックの出口
の命令ブロックのレジスタの定義／参照のデータによ
り、最適化が可能かどうかを判定する。ヘッダ・ブロッ
クの入口の命令ブロックでの定義または参照されている
レジスタがテイラ・ブロックの出口の命令ブロックで定
義されている場合（定義／参照の依存関係がある場合）
は最適化ができないので終了する。

【０１３０】ステップ１１４〜１１９は、実際の最適化
処理を示す。

【０１３１】まずステップ１１４では、ヘッダ・ブロッ
クの入口の命令ブロックの命令数ｘを求め、次のステッ
プ１１５では、ヘッダ・ブロックの入口の命令ブロック
の命令［命令数ｘ］の内、テイラ・ブロックに実行選択
処理を用いずに移動可能な命令［命令数ｚ］および移動
可能な空き命令フィールドｍを求める。定義するレジス
タがヘッダ・ブロックの出口の生きている変数に含まれ
ていない命令が移動可能な命令である。また、移動可能
な命令の定義するレジスタが参照されている命令ブロッ
クおよびその命令ブロック以降、かつ参照するレジスタ
が参照されている命令ブロック以降の命令ブロックの空
き命令フィールドが移動可能な空き命令フィールドであ
る。

【０１３２】次のステップ１１６では、ｘ（ステップ１
１４）とｙ（ステップ１１１）、ｚ（ステップ１１５）
の値により、最適化が可能かどうか判定し、（ｘ−ｚ）
＞ｙの場合は最適化できないので終了する。

【０１３３】次のステップ１１７〜１１９は、コードの
移動／複写およびループの再構成を示す。まず、ステッ
プ１１７でｚ（ステップ１１５）にカウントとしたヘッ
ダ・ブロックの入口の命令ブロックの命令をテイラ・ブ
ロックの空きフィールドｍに移動する。また、ｚに挙げ
られなかったヘッダ・ブロックの入口の命令ブロックの
命令は、テイラ・ブロックの出口の空きフィールドに実
行選択処理［＋］付で移動する。

【０１３４】次に、ステップ１１８で新しい基本ブロッ
クを生成し、ステップ１１７で移動したヘッダ・ブロッ
クの入口の命令ブロックの命令を複写する。

【０１３５】最後に、ステップ１１９で、ループの再構
成を行なう。具体的には、ヘッダ・ブロックの先頭の命
令ブロックをヘッダ・ブロックから削除する。これによ
り、ループの長さ（ループを構成する命令ブロックの
数）が１命令ブロック短くなる。また、次に挙げるよう
なフロー情報や分岐先の変更等を行なう。

【０１３６】ａ）ヘッダブロックの前者をテイラ・ブロ
ックとステップ１１８で生成した新しい基本ブロックＦ
とする。

【０１３７】ｂ）テイラ・ブロック以外にヘッダ・ブロ
ックを後者とする基本ブロックの後者を、ヘッダ・ブロ
ックからステップ１１８の新しい基本ブロックＦに変更
できる。

【０１３８】ｃ）ｂ）で後者を変更した基本ブロックの
分岐先がヘッダ・ブロックであった場合には、分岐先を
ステップ１１８の新しい基本ブロックに変更する。

【０１３９】ｄ）ステップ１１８の新しい基本ブロック
の前者を、ｂ）で後者を変更した全ての基本ブロックに
する。

【０１４０】ｅ）ステップ１１８の新しい基本ブロック
の後者をヘッダ・ブロックにする。

【０１４１】図１３に示すプログラム・シーケンスに対
して最適化を行うと、図１４のプログラム・シーケンス
が得られる。逆向きの辺“Ｅ→Ｂ”をもつ自然なループ
が最適化が可能であるとすると、命令５〜命令７からな
るヘッダ・ブロックＢの入口の命令ブロックの命令につ
いて、ステップ１１７でまず命令数ｚにカウントされた
命令６をテイラ・ブロックＥ内に移動し、残りの命令
（命令５と命令７）をテイラ・ブロックＥの出口の命令
ブロックに実行選択処理［＋］付で移動する。次にステ
ップ１１８で命令５〜命令７からなる命令ブロックひと
つをもつ基本ブロックＦを生成する。

【０１４２】最後にステップ１１９でループの再構成を
行い、ヘッダブロックＢの先頭の命令ブロック（命令
５，命令６，命令７，ＮＯＰ）をヘッダ・ブロックから
削除して図１４に示すフローに変更される。

【０１４３】この場合、ヘッダ・ブロックＢの先頭の命
令ブロック（命令５〜ＮＯＰ）がループから削除され一
命令ブロック分短くなるので、基本ブロックＢ〜Ｆのル
ープにおける繰返し命令処理時間が短縮されることにな
る。

【０１４４】図１５および図１６は本発明の第４の実施
例のフローチャートである。第３の実施例は「自然なル
ープ」の場合を示したが、本実施例は分岐しない場合を
示している。また図１７〜図２０は並列命令実行選択処
理方式を持つパイプライン命令処理装置のプログラム・
シーケンスに対する本実施例のコード最適化の例であ
る。図１７〜図２０の各ケースにおいて、（ａ）は本実
施例の最適化をおこなう前のプログラム・シーケンス、
（ｂ）は最適化後のプログラム・シーケンスである。な
お、ここでは（ａ）のプログラムは、現在の最適化コン
パイラ技術で提供されている局所的最適化および大域最
適化はすでに施されていると仮定する。

【０１４５】図１５において、第３の実施例と相違する
個所は、ステップ１０６がなく、ステップ１０２ａ，１
０７ａが変更された点にある。

【０１４６】ステップ１０２ａは、「フロー解析」であ
り、ラベルの定義／参照関係を解析し、基本ブロック間
の制御の流れを求める。制御の流れは、「前者」と「後
者」、および「辺の種類（分岐成立辺，分岐不成立辺ま
たは関数呼び出し辺）」で示す。前者から後者への制御
が移行するような辺は分岐成立辺、前者の分岐フィール
ドに関数呼び出し命令があり関数からの帰還後に後者の
制御が移行するような辺は関数呼び出し辺、それ以外の
辺が分岐不成立辺である。ステップ１０２ａにより、基
本ブロック間のすべての制御の流れが辺の種類によって
分類される。

【０１４７】ステップ１０７ａは、「コード最適化」で
ある。ステップ１０２ａのフロー解析の結果から、分岐
不成立辺を取り出し、各分岐不成立辺に対してコード最
適化を施し、分岐が成立しないフローの実行時間を短く
する。図１６にステップ１０７ａのコード最適化の詳細
フローを示す。最適化をおこなう分岐不成立分を辺‘Ａ
→Ｂ’（Ａ：前者ブロック・Ｂ：後者ブロック）とす
る。

【０１４８】ステップ１１０〜ステップ１１３は、「最
適化が可能かどうかの前判定」である。ステップ１１０
では、分岐不成立辺の後者である基本ブロックＢの命令
ブロック数および基本ブロックＢの分岐フィールドの情
報から、最適化が可能かどうか判定する。次の条件（図
１６では条件αと記述する）が満たされる場合は最適化
ができない。

【０１４９】条件１）［基本ブロックＢ＝１命令ブロック］２）［基本ブロックＢの分岐フィールドに分岐命令があ
る］ステップ１１１では、分岐不成立辺の前者である基本ブ
ロックＡの出口の空きフィールド数ｙを求める。ステッ
プ１１２では、ステップ１１１で求めたｙの値により、
最適化が可能かどうか判定する。［空きフィールド数ｙ
＝０］の場合は最適化できないので終了する。

【０１５０】次のステップ１１３では、基本ブロックＢ
の入口の命令ブロックおよび基本ブロックＡの出口の命
令ブロックのレジスタの定義／参照のデータにより、最
適化が可能かどうか判定する。基本ブロックＢの入口の
命令ブロックでの定義または参照されているレジスタが
基本ブロックＡの出口の命令ブロックで定義されている
場合（定義／参照の依存関係がある場合）は最適化がで
きないので終了となる。

【０１５１】ステップ１１４〜ステップ１１９ａは、実
際の最適化処理である。まず、ステップ１１４では、基
本ブロックＢの入口の命令ブロックの命令数ｘを求め
る。

【０１５２】ステップ１１５では、基本ブロックＢの入
口の命令ブロックの命令［命令数ｘ］の内、基本ブロッ
クＡに実行選択処理［−］を用いずに移動可能な命令
［命令数ｚ］および移動可能な空きフィールドｍを求め
る。基本ブロックＢの入口の命令ブロックの命令の内、
その定義するレジスタが後者ブロックＢの出口の生きて
いる変数に含まれていない命令が移動可能である。ま
た、移動可能な命令の定義するレジスタが基本ブロック
Ａ中で参照されている命令ブロックおよびその命令ブロ
ック以降、かつ参照するレジスタが定義されている命令
ブロック以降の命令ブロックの空きフィールドが移動可
能な空きフィールドである。

【０１５３】ステップ１１６では、ｘ（ステップ１１
４）とｙ（ステップ１１１）、ｚ（ステップ１１５）の
値により、最適化が可能かどうか判定する。［（ｘ−
ｚ）＞ｙ］の場合は最適化できず終了となる。

【０１５４】ステップ１１７ａは、コードの移動／複写
およびプログラム・フローの変更である。まず、ステッ
プ１１７ａでｚ（ステップ１１５）にカウントとして基
本ブロックＢの入口の命令ブロックの命令を基本ブロッ
クＡ（前者ブロック）に移動する。移動する場所は空き
フィールドｍである。ｚに挙げられなかった後者ブロッ
クＢの入口の命令ブロックの命令は、前者ブロックＡの
出口の空きフィールドに実行選択処理［−］付で移動す
る（ステップ１１７ａ）。もし基本ブロックＡを前者と
する分岐成立辺が存在しない場合は、基本ブロックＢの
入口の命令ブロックの命令はすべて実行選択処理を用い
ずに移動できる。

【０１５５】次に、１１８ａで基本ブロックＢを後者と
する分岐成立辺が存在する場合には、新しい基本ブロッ
クＣを生成し、ステップ１１７ａで移動した基本ブロッ
クＢの入口の命令ブロックの命令を複写する（ステップ
１１８ａ）。

【０１５６】最後にプログラム・フローを変更する（ス
テップ１１９ａ）。具体的には、分岐不成立辺の後者で
ある基本ブロックＢの先頭の命令ブロックを基本ブロッ
クＢから削除し、フロー情報や分岐先の変更等をおこな
う（図１７〜図２０）。これにより、分岐が成立しない
フローにおいて、実行時間が１命令ブロック分短くな
る。

【０１５７】ここで、図１７〜図２０によりフロー情報
や分岐先の変更について説明する。図中の各ケースにお
いて、（ａ）は本実施例の最適化を行なう前のプログラ
ム・シーケンス、（ｂ）は最適化後のプログラム・シー
ケンスを示し、図中では説明の簡略化のため以下の略記
を用いる。

【０１５８】図１７は（分岐成立辺ＸからＢが存在しない）かつ（最
適化前：Ｂ＝１命令ブロック）の場合のプログラム・シ
ーケンス図である。

【０１５９】ａ）基本ブロックＡの後者に、基本ブロッ
クＢの後者である基本ブロックＤを追加する。

【０１６０】ｂ）基本ブロックＡの後者から基本ブロッ
クＢを取り除く。

【０１６１】ｃ）基本ブロックＤの［前者：基本ブロッ
クＢ］を基本ブロックＡに置き換える。

【０１６２】図１８は、（分岐成立辺ＸからＢが存在し
ない）かつ（最適化前：Ｂ≠１命令ブロック）の場合の
プログラム・シーケンス図であり、この場合は、特に何
もしない。

【０１６３】図１９は、（分岐成立辺からＢが存在す
る）かつ（最適化前：Ｂ＝１命令ブロック）の場合の図
である。

【０１６４】ａ）基本ブロックＢを後者とする基本ブロ
ックＡ以外の基本ブロックＸ（Ｘ₁、…Ｘ_n）の［後
者：基本ブロックＢ］を基本ブロックＣに置き換える。

【０１６５】ｂ）基本ブロックＸの［分岐先：基本ブロ
ックＢ］を基本ブロックＣに変更する。

【０１６６】ｃ）基本ブロックＡの後者を“基本ブロッ
クＢの後者ブロックＤ・基本ブロックＡの分岐先ブロッ
ク”にする。

【０１６７】ｄ）基本ブロックＣの前者を基本ブロック
Ｘとする。

【０１６８】ｅ）基本ブロックＣの後者を基本ブロック
Ｄとする。

【０１６９】ｆ）基本ブロックＣの分岐フィールドに基
本ブロックＤへの無条件分岐命令を埋め込む。

【０１７０】ｇ）基本ブロックＤの前者のうち、基本ブ
ロックＢ以外の基本ブロックをＹ（Ｙ₁，…Ｙ_n）とす
る。基本ブロックＤの前者を“基本ブロックＹ・基本ブ
ロックＡ・基本ブロックＣ”とする。

【０１７１】図２０は、（分岐成立辺からＢが存在す
る）かつ（最適化前：Ｂ≠１命令ブロック）の場合のプ
ログラム・シーケンス図である。

【０１７２】ａ）基本ブロックＢを後者とする基本ブロ
ックＡ以外の基本ブロックＸ（Ｘ₁、…Ｘ_n）の［後
者：基本ブロックＢ］を基本ブロックＣに置き換える。

【０１７３】ｂ）基本ブロックＸの［分岐先：基本ブロ
ックＢ］を基本ブロックＣに変更する。

【０１７４】ｃ）基本ブロックＡの前者を“基本ブロッ
クＡ．基本ブロックＣ”にする。

【０１７５】ｄ）基本ブロックＣの前者を基本ブロック
Ｘとする。

【０１７６】ｅ）基本ブロックＣの後者を基本ブロック
Ｂとする。

【０１７７】ｆ）基本ブロックＣの分岐フィールドに基
本ブロックＢへの無条件分岐命令を埋め込む。

【０１７８】

【発明の効果】以上説明したように本発明は、分岐遅延
の生じない並列パイプライン処理方式において、条件分
岐命令を含む命令ブロックの分岐命令以外の命令につい
て、分岐条件の成立／不成立により、実行するかしない
かを選択できるため、分岐命令ブロックの空きフィール
ド増加を抑え、並列パイプライン命令処理装置の処理性
能が向上するという効果がある。また、プログラムの実
行時間の大部分が費やされるループに対して、実行選択
処理を用いた有効なコードを生成できるため、ループの
プログラム実行時間が短縮され、パイプライン命令処理
装置の処理能力を向上することができるという効果があ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例を説明するシステムのブロッ
ク図。

【図２】図１のシステムに用いられる命令ブロックの配
置図。

【図３】図１のシステムに用いられるプログラム・シー
ケンスの配置図。

【図４】図３の命令ブロック２の具体例の命令ブロック
の配置図。

【図５】図３の加算命令のオブジェクト・フォーマット
の模式的配置図。

【図６】一般のミドル・アライン命令並列化方式におけ
る命令ブロックの配置図。

【図７】命令実行選択機能を利用したループ最適化を説
明するブロック配置図。

【図８】本発明の第２の実施例を説明するフローチャー
ト。

【図９】図８のミドル・アライン並列化方式を説明する
フローチャート。

【図１０】図８のボトム・アライン並列化方式を説明す
るフローチャート。

【図１１】本発明の第３の実施例を説明するフローチャ
ート。

【図１２】図１１のループ最適化部を説明するフローチ
ャート。

【図１３】図１２の最適化前のプログラム・シーケンス
図。

【図１４】図１２の最適化後のプログラム・シーケンス
図。

【図１５】本発明の第４の実施例を説明するフローチャ
ート。

【図１６】図１５のコード最適化部を説明するフローチ
ャート。

【図１７】図１６のプログラムフローを変更した第１の
場合の最適化前後のプログラム・シーケンス図。

【図１８】図１６のプログラムフローを変更した第２の
場合の最適化前後のプログラムシーケンス図。

【図１９】図１６のプログラムフローを変更した第３の
場合の最適化前後のプログラム・シーケンス図。

【図２０】図１６のプログラムフローを変更した第４の
場合の最適化前後のプログラムシーケンス図。

【図２１】トレース・スケジューリング法の概要を説明
する模式図。

【図２２】トレース・スケジューリング法の合流および
分岐の処理方法を説明する模式図。

【符号の説明】

１命令ブロック・メモリ２命令ブロック・フェッチ手段３〜５命令実行ユニット６分岐命令実行ユニット７データ・レジスタ１４〜１７オペランド・フェッチ手段１８アドレス生成手段１９〜２１命令実行手段２２〜２５オペランド・ライト手段３１命令ブロック・バス３２アドレス・バス３７〜４０レジスタ・リード・バス４１〜４４ソース・オペランド・バス４５〜４８デスティネーション・オペランド・バス４９〜５２レジスタ・ライト・バス５３実行選択プラス信号５４分岐条件成立信号１０１〜１０７，１１１〜１１９、Ｓ１〜Ｓ３，Ｓ１１
〜Ｓ１９，Ｓ２１〜Ｓ２６処理ステップ

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の命令実行ユニットを備えて複数命
令を並列して実行することにより、分岐遅延を生じない
ようにした並列パイプライン命令処理装置の命令実行処
理方式において、この命令処理装置の処理単位となる命
令で並列実行される複数の命令フィールドで構成される
一つの命令ブロックの分岐命令フィールドに条件分岐命
令がある場合、その命令ブロックの条件分岐命令以外の
各命令について、条件分岐時に命令を実行するか否かを
選択する命令実行選択手段を設けることにより、前記条
件分岐命令を含む命令ブロックの空き命令フィールドを
少くしたことを特徴とする並列パイプライン命令処理装
置の命令実行処理方式。
【請求項２】プログラムの制御フローおよびプログラ
ムのデータ・フローを解析する第１，第２の解析手段
と、前記第１の解析手段で検出した、入口と出口以外で
は停止したり分岐したりしない連続した命令文のかたま
りである基本ブロックを対象として前記第２の解析手段
で得られるデータ・フロー情報をもとにプログラム内の
命令を並列化する第１の並列化手段とを有し、この第１
の並列化手段により、前記基本ブロック内の命令を基本
ブロックの中央付近のサイクルで命令充填率がよく、基
本ブロックの入口や出口の付近では空き命令フィールド
が多くなるように配置する請求項１記載の並列パイプラ
イン命令処理装置の命令実行処理方式。
【請求項３】基本ブロックの最終命令が分岐系命令で
あるか否かを調べる分岐点検手段と、第１，第２の解析
手段の情報に基づき前記基本ブロック内の命令を基本ブ
ロックの出口付近で命令充填率が良くなるように並列化
する第２の並列化手段とを備え、前記分岐点検手段によ
り得られた情報に基づき、その基本ブロックの最終命令
が分岐系命令でなければ、前記第２の並列化手段により
命令を並列化し、その基本ブロックの最終命令が分岐系
命令であれば、第１の並列化手段により命令を並列化す
る請求項２記載の並列パイプライン命令処理装置の命令
実行処理方式。
【請求項４】複数の基本ブロックの連結により構成さ
れるループの有無を検出するループ検出手段と、前記ル
ープの先頭に位置する基本ブロックであるヘッダ・ブロ
ックを構成する命令の中で、そのループの終端に位置す
る基本ブロックであるテイラ・ブロックの空き命令フィ
ールドに移動することのできる命令を検出する命令検出
手段と、前記ヘッダ・ブロックを構成する１個以上の命
令ブロックに相当する命令を前記テイラ・ブロックに移
動可能な場合に移動する移動手段と、この移動した命令
を複写して新たな命令ブロックを生成する命令生成手段
と、この命令生成手段により新たに生成された命令ブロ
ック群からなる基本ブロックを前記ループの前記ヘッダ
・ブロックの直前に挿入してプログラムフローを再構築
する再構築手段とを備え、前記ループ内の命令ブロック
総数を少なくしてコード最適化を行なう請求項１記載の
並列パイプライン命令処理装置の命令実行処理方式。
【請求項５】分岐不成立により論理的に連続する基本
ブロックに対して、後続する基本ブロックを構成する命
令の中で、先行する基本ブロックの空き命令フィールド
に移動することのできる命令を検出する命令検出手段
と、後続する基本ブロックを構成する１個以上の命令ブ
ロックに相当する命令を先行する基本ブロックに移動可
能な場合に移動する移動手段と、この移動した命令を複
写して新たな命令フロックを生成してプログラムフロー
全体を再構築する再構築手段とを備える請求項１記載の
並列パイプライン命令処理装置の命令実行処理方式。