JP2749039B2 - オブジェクト生成方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明はソースプログラムを解析してオブジエクトプ
ログラムを生成するコンパイラに係り、特に手続き呼び
出しを含むプログラム部分の最適化に好適なオブジエク
ト生成方法に関する。 〔従来の技術〕 コンパイラにおいて、生成するオブジエクトプログラ
ムを高速化するための機能を最適化と呼ぶ。従来、最適
化の適用範囲は、サブループチン・関数などの１つの手
続き内に限られていたが、近年、プロシーデイングズ
オブ ザ シグプラン 1986 シンポジウム オン コ
ンパイラ コンストラクシヨン，シグプラン ノーテイ
シズ，第21巻 第７号,1986年 ７月刊、第176頁から第
185頁において論じられているように、手続き間にまた
がつた最適化が行なわれるようになつてきた。その論文
においては、手続き呼び出しを含んだループの並列実行
性可否を判定するために必要な、手続き間にまたがつた
配列で参照解析の方法が述べられている。この方法で
は、手続き呼び出しの効果を該手続き呼び出しで値が変
更される可能性のある配列部分領域（Region）と、呼び
出し手続きの実行中に値が使用される可能性のある配列
部分領域の情報に要約し、手続き呼び出しを含むループ
の並列化に際しては、ループくり返しの別々の回りのそ
れぞれで参照される可能性のある配列部分領域どうしの
間に重なりが無ければ該ループは並列実行可能と判定さ
れる。より正確に言うと、ループくり返しのある回で値
を変更される可能性のある配列部分領域と、他の回で値
を変更又は使用される可能性のある配列部分領域の間に
重なりがないことを解析することにより、該ループはル
ープくり返しの各回の処理を並列に同時に実行できると
判定する。 〔発明が解決すようとする問題点〕 上記従来技術は、同一の配列部分領域が複数回参照さ
れる場合に最適化機能が低下するという問題があつた。
例えば、第20図の左側のプログラムにおいては、Ｖがサ
ブルーチンSUB1のISNが４の行と７の行で参照されてい
る。さて、ISNが４の行のサブルーチンSUB2の呼び出し
では配列Ｖの全要素が必ず再定義されることから、Ｖは
DO10の制御変数Ｊの各値ごとに独立に使われていること
が分る。そこで第20図右側のようにＶの次元を拡張する
ことにより、DO10はＪの各値ごとに並列に実行できる。
この並列化により、プログラムの実行速度は最大100倍
になる。しかしながら、従来技術では、DO10のループく
り返しにおいて配列Ｖの値がSUB2で毎回変更・使用され
る可能性があることを解析するのみだつたので、使用の
前に定義が必ず起ることは分らなかつた。そのため、上
記のような最適化はできなかつた。 本発明の目的は、手続き呼び出しを含むプログラムの
解析機能を拡張し、同一配列部分領域の参照が複数回起
る場合にも十分な最適化を可能とすることである。 〔問題点を解決するための手段〕 上記目的は、手続き呼び出し効果の要約情報におい
て、変数・配列部分領域の参照の可能性と必然性を区別
して扱かうことにより達成される。 参照には定義（値の変更）と使用の２種類あり、その
うち、使用の必然性はデータフローに影響しない。よつ
て、次のようにすれば良い。 手続き間データフロー解析を行なう際、各手続き呼び
出しにより値が変更（定義）される可能性のある変数・
配列部分領域と、呼び出し時の値が使用される可能性の
ある変数・配列部分領域と、値が必ず定義される変数・
配列部分領域とを手続き呼び出し効果を要約情報として
用い、手続き呼び出しを含む部分のデータフロー解析に
おいては該要約情報で該手続き呼び出しのデータ参照を
代表させ、参照の可能性と必然性を区別したデータフロ
ー解析を行なう。 〔作用〕 手続き呼び出しにより値が変更される可能性のある変
数・配列部分領域と、呼び出し時の値が使用される可能
性のある変数・配列部分領域を求めることにより、手続
き呼び出しを含めた文と文の間で、配列部分領域を含め
たデータの値がどこで設定され、どこで使用されるかが
分る。しかも、使用については呼び出し時の値の使用に
ついての情報なので、手続き内で一度再定義された値の
使用は除外することができる。よつて、複数回の手続き
呼び出しで同じ配列部分領域が参照されていても、該参
照が手続きの呼び出し時の値を使用せず該配列部分領域
を独立して使つていることが分るので、各呼び出しごと
に該配列部分領域を別の配列に変えることにより、該複
数の手続き呼び出しを並列に実行するなどの最適化を行
なえる。 また、手続き呼び出しにより値が必ず定義される変数
・配列部分領域を求めることにより、該手続きの前で設
定されていた値が該手続き呼び出しの後まで届くかを判
定できるので、手続き呼び出しの前後の文の並列性を従
来より詳しく求めることができ、最適化の範囲を拡大す
る。第21図を用いてこの作用を説明する。１は従来の技
術の解析による依存グラフであり、２は本発明の技術に
よる依存グラフである。 S1〜S3は文であり、それらを結ぶ矢印は文と文の間の
データ依存を表わす。２では、S2で必ず定義される変数
・配列部分領域の解析により、S1からS3へのフロー依存
が無いことが分つているとする。配列名のネームなどの
処理によりこれらよりS1からS2への逆依存を削除する
と、１は３のように、２は４のようになる。３では、S1
とS2が並列に実行できることが分るのみであるが、４で
はS1とS3も並列に実行できることが分る。よつて例え
ば、S2の実行時間がS1,S3に比べて小さい場合は、３に
比べて４の実行時間は約半分となり、実行時間が大巾に
減少する。 〔実施例〕 以下、本発明の一実施例を図面を用いて説明する。本
実施例では、手続き間データフロー解析結果を用いる最
適化の例として、新たな最適化であるCALL回数削減処理
を選んだ。しかし、本発明の実施効果は該最適化に限定
されるものではなく、既存のほとんどの最適化に対して
その適用範囲拡大に有効である。 CALL回数削減処理は、プログラムの実行における手続
き呼び出しの実行回数（CALL回数）を削減する最適化で
ある。例えば、第２図のFORTRANプログラムでは、手続
きWWQにおいて、手続きOPRODの呼び出しがDO10のループ
で100回×２ケ所＝合計200回実行されることが分るが、
CALL回数削減処理により、第２図のプログラムを、第２
図と同じ処理を行ない手続き呼び出しが２回に削減され
た第３図のプログラムに変換することができる。 CALL回数削減処理は、第２図のプログラムから第３図
のプログラムへの変換例で示されるように、ループ内に
ある手続き呼び出しに着目し、該ループのくり返しを呼
び出し先手続きに移動することにより手続き呼び出しの
実行回数（CALL回数）を削減する。実際には、呼び出し
先手続きが他の手続きからも呼ばれていることを考慮し
て、呼び出し先手続きのコピーにループくり返しを移動
し、呼び出し先手続き自身は残しておく。また、呼び出
し先手続きのコピーの数を削減するために、ループくり
返しが同一の場合は、該コピーを共用する処理、ループ
くり返しの移動に際してループを分割する処理も行なつ
ている。 ループくり返しの前に行なわれるループ分割では、手
続き呼び出しを含むループを該手続き呼び出しの前後で
分割しているが、このループ分割によつて手続き呼び出
しを含まないループが生じ、新たにベクトル化，並列化
の対象とすることができる。 第１図は、本発明を実施したコンパイラを機能ブロツ
クで示すものである。40はコンパイラを示している。コ
ンパイラ40はソースプログラム10を入力して、最後にオ
ブジエクトプログラム30を出力する。本実施例では、更
に最適なCALL削減点を決定するために、各手続きからど
の手続きが何回呼ばれたかを示す情報であるCALL回数情
報15も入力している。CALL回数情報15はプログラムの動
的特性を解析する公知のコーテイリテイプログラムの出
力として得ることが出来る。 手続き名情報700,CALL点情報500,参照領域情報600はC
ALL回数削減のために用いる内部データであり、CALL回
数削減後ソースプログラム20は、ソースプログラム10に
対してCALL回数削減を行なつた後のソースプログラムで
ある。 コンパイラ40はCALL点解析部100,手続き間データフロ
ー解析部200,CALL回数削減部300,オブジエクトプログラ
ム生成部400、とから構成される。 CALL点解析部100は、ソースプログラム10を入力し、
ソースプログラム10中に含まれる全手続き名の一覧表で
ある手続き名情報700、および、各手続きの最内側ルー
プ内の手続き呼び出し点CALL点での実引数情報であるCA
LL点情報500を出力する部分である。 CALL点情報500の収集対象を最内側ループに限定して
いるのは、本発明の実施によつて増加するメモリ量を小
さくするためであり、この制限は取り除いても良い。 手続き間データフロー解析部200は、ソースプログラ
ム100を入力し、ソースプログラム100に含まれる全手続
きについて、該手続きの呼び出しにより値が変更される
可能性のある変数・配列部分領域（変更領域）と、呼び
出し時の値が使用される可能性のある変数・配列部分領
域（使用領域）と、値が必ず定義される変数・配列部分
領域（定義領域）とを解析し、結果として参照領域情報
600を出力する部分である。 CALL回数削減部300は、ソースプログラム10,手続き名
情報700,CALL点情報500,参照領域情報600,CALL回数情報
15とを入力し、ソースプログラム10に対してCALL点削減
を行なつた後のソースプログラムであるCALL回数削減後
ソースプログラム20を生成出力する部分である。 オブジエクトプログラム生成部400は、CALL回数削減
後ソースプログラム20を入力し、該入力からオブジエク
トプログラム30を生成・出力する部分である。 オブジエクト生成部400は公知なので詳細は省く。オ
ブジエクト生成部400では、CALL回数削減後ソースプロ
グラム200に対して既存の最適化も行なう。既存の最適
化でも参照領域情報600を利用することにより最適範囲
を拡大することができるが、詳細は述べない。 以下、コンパイラ40の各部分100〜400の動作を詳細に
説明する。 まず、第４図を用いて、CALL点解析部100の動作を説
明する。 105では、読み込むべきプログラム単位が残つている
かを判定し、これが真のときは110へ制御を移し、偽の
ときは処理を終了する。110では、プログラム単位を１
つ読み込んで115に制御を移す。115では、読み込んだプ
ログラム単位の手続き名を名表700に登録し、120に制御
を移す。第13図に手続き名表の構造を示す。710はプロ
グラム単位の手続き名を保持するフイールド、720は該
プログラム単位を呼び出しているCALL点情報500へのポ
インタを保持するフイールド、730は該プログラムの削
減属性（後述）を保持するフイールドであり、730のフ
イールドはCALL点解析部100では値を設定しない。120で
は、読み込んだプログラム単位の先頭の文をＳに設定
し、125に制御を移す。125では、ＳがDO文かを判定し、
これが真のときは130に制御を移し、偽のときは165に制
御を移す。130では文Ｓで始まるDOループが最内側かを
判定し、これが真のときは135に制御を移し、偽のとき
は165に制御を移す。135では、該DOループの先頭の文を
Ｔに設定して、140に制御を移す。140では、ＴがCALL文
かを判定し、これが真のときには145に制御を移し、偽
のときは155に制御を移す。145では該CALL文が該DOルー
プの中で必ず実行される文であるかを判定し、これが真
のときは150へ制御を移し、偽のときは155へ制御を移
す。以上により、各クログラム単位の最内側DOループ中
の必らず実行されるCALL文のときのみ150に到達する。1
50では、CALL先の手続きのCALL点情報500に該CALL文の
実引数情報を追加する。第５図にCALL点情報の構造を示
す。510は各手続き情報ごとに作られ、該手続きの各呼
び出し元のCALL文（CALL点）についての情報を保持す
る。512は呼び出し元手続き名を保持するフイールド、5
14は該CALL点のISNを保持するフイールド、516は該CALL
点のグループ番号（後述）を保持するフイールド、517
は該CALL点を囲む最内側ループのループ長を保持するフ
イールド、518は該CALL点での実引数情報（520,530）へ
のポインタを保持するフイールドである。ISNとは各手
続きの何行目の文かを示す番号である。520を用いて実
引数情報の構造を説明する。522は仮数リスト中での実
引数の位置、即ち、何番目の実引数であるかを示すフイ
ールド、524は実引数となる変数・配列の名前を保持す
るフイールド、526は実引数の型を保持するフイール
ド、528は実引数の寸法宣言を保持するフイールド、529
は最内側ループの実行に従がつた実引数の添字値の変化
を示すものである。実引数が変数の場合には、長さ１の
配列とみなす。実引数が変数・配列以外のときは、名前
のない変数とみなす。528,529における（r₁,r₂,…,r_n）
という表現で、各r_i（１＜ｉ＜ｎ）はｉ次元めの添字情
報を示す。また、a:bという表現は、添字の値の下限が
ａ、上限がｂであることを示し、a:b:cという表現は、
添字の値の初期値がａ、終値がｂで、ｃが増分であるこ
とを示す。 第４図にもどつて、CALL点解析部100の動作の説明を
つづける。150の処理を終えた後、155に制御を移す。15
5ではＴが該DOループの最後の文かを判定し、これが真
のときは165に制御を移し、偽のときは160に制御を移
す。160では、Ｔの次の文をＴに設定し直し、140に制御
を移して該DOループ内の文についての処理をつづける。
165では、Ｓが該プログラム単位の最後の文かを判定
し、これが真のときには170に制御を移して、次のプロ
グラム単位の処理に移り、偽のときには125に制御を移
して、該プログラム単位内の文についての処理をつづけ
る。以上で、CALL点解析部100の動作を説明した。 例えば、ソースプログラム10として第２図に示される
FORTRANが与えられたとき、CALL点解析部100は、第５図
で示されるCALL点情報500（ただし、手続きOPRODのCALL
点情報のみ示した）と第13図で示される手続き名情報70
0（ただし、削減属性は未設定とする）を出力する。 次に、手続き間デーフフロー解析部200について説明
する。手続き間データフロー解析部200は、ソースプロ
グラム100に含まれる全手続きに対して参照領域情報400
を生成する部分である。まず、参照領域情報400の構造
を第６図を用いて説明する。第６図で、401は第２図で
示されるFORTRANプログラムの手続きOPRODについての参
照領域情報である。参照領域情報400は、各手続き内で
参照される仮引数および大域変数について作られ、各変
数および配列ごとに、仮引数位置又は大域変数アドレス
410,名前420,型430,寸法宣言440,変更領域450,使用領域
460,定義領域470の情報を保持する。410は大域変数アド
レスの場合（b,d）の形式であり、ｂはコモンブロツク
名、ｄはコモンブロツク内アドレスを示す。変更領域45
0,使用領域460,定義領域470はそれぞれ、変数・配列の
うち手続き呼び出しにより値が変更される可能性のある
領域、呼び出し時の値が使われる可能性のある領域、必
ず定義される領域を、第５図の529のフイールドと同じ
形式で表現したものである。450,470でφは該当する領
域が無いことを示す。 さて、第22図を用いて手続き間データフロー解析部の
動作を説明しよう。210では手続き名表を逆実行順にソ
ートする。逆実行順とは、手続き呼び出しにおける呼び
出し元手続きが呼び出し先手続きよりも必ず後にくるよ
うな順序である。このようにソートすることにより、以
下の処理において呼び出し先手続は既に処理済であるこ
とを保持する。例えば、第２図のプログラムでの逆実行
順はOPROD,WWQの順である。本実施例では、プログラム
に再帰呼び出しが含まれることがないFORTRAN言語を対
象とするので、必ず逆実行順が存在する。次に220で
は、手続き名表の先頭にある手続きを読み込む。230で
は、参照領域情報を用いて、手続き呼び出しも含めて、
手続き内での最適化を行なう。該手続き内最適化230
は、手続き呼び出しの扱い方以外は公知である。しか
し、手続き呼び出しについては参照領域情報を用いるこ
とができるので、最適化の適用範囲は従来より広い。手
続き呼び出しは第23図のように処理する。まず、221で
は、該手続き呼び出し点での実引数と呼び出し先手続き
の参照領域情報から、該呼び出し点で参照される領域を
呼び出し元手続き内の変数を使つて表現する。（210に
おけるソート処理により、呼び出し先手続きは既に230
〜270の処理がされているので、参照領域情報400が既に
作られている）第24図の2000は、そのように求めた呼び
出し元での参照領域情報であり、第２図のプログラムの
手続きWWQのISN6の文の手続き呼び出しで参照される領
域を表現している。呼び出し先手続きでの参照領域情報
400との違いは、2000の情報は呼び出し元手続き（WWQ）
内の変数を使つて表現されている点である。2020〜2070
の各フイールドは、420〜470のフイールドに対応してい
る。手続き呼び出しがループ内に含まれるため複数回実
行される場合は、ループの何回めかによって該手続き呼
び出しで参照される領域が変化するので、各参照領域を
表わすフイールドのうち2050,2060,2070はループ制御変
数などの変数を含む表現とする。 さて、第23図の説明にもどつて、次に、222では、221
で作られた呼び出し点での参照領域情報2000を公知の手
続き内データフロー解析で利用する。このとき、手続き
内データフロー解析では、各手続き呼び出しが第25図の
2220の制御構造を持つた文の列と同等であるとみなして
手続き呼び出し点での参照領域情報2000を利用する。22
21は使用領域の全てが使用される文であり、2222は定義
領域の全てに対して代入が起る文であり、2223は変更領
域の全てに対して代入が起る文である。2223は2222より
の分岐下にあり、必ず実行されるとは限らず、変数・配
列の値が変更領域上で必ず書き換えられるとは限らない
ことを示している。また、2221は分岐下にないので、使
用領域の使用が必ず起ることを示しているが、使用につ
いては必然性と可能性の区別は不要なのでこれでよい。
以上で第25図および第23図の説明を終える。 さて、第22図にもどつて手続き間データフロー解析部
の動作の説明をつづける。 240では、変更領域の解析を行なう。この解析法は公
知例で述べた文献に示されているので、詳細は略す。 250では、定義領域の解析を行なう。本解析では、与
えれた手続き内の全ての文を含むループ回数１の仮想的
なループLPを考える。そして、第26図の2500に示され
る、引数として与えられるループＬに対して該ループで
必ず定義される変数・配列部分領域（DEF（Ｌ）と名づ
ける）を求める処理を、LPを引数として呼び出すことに
よりDEF（LP）を求める。このDEP（LP）が与えられた手
続きの定義領域となる。 処理2500の対象は、特にことわりない限り、大域変数
及び仮引数である。 2510では、Ｌに直接含まれる全てのループｌに対し
て、2500の処理を再帰的に呼び出すことによりDEF
（ｌ）を求める。Ｌに直接含まれるループとは、Ｌに含
まれるループのうち最外側のものである。以下では、ル
ープＬに直接含まれるループは、ループＬ内の１つの文
とみなして処理する。2520では、ループＬ内の文に付加
されたDFN番号を示す変数ｎに１を設定する。DFN番号と
は、深さ優先番号付け（Depth First Numbering）アル
ゴリズムによつて各文に付加された番号であり、ループ
入口からの制御の流れにおいて先に実行される文は、そ
の文よりも後に実行される文よりもDFN番号が小さいと
いう性質がある。DFN番号が１の文は、ループ入口の文
である。 次に2530および2540ではDEF_IN（ｎ）とDEF_OUT
（ｎ）を計算する。DEF_IN（ｎ）はループ入口からDFN
番号がｎの文（以下、S_nで示すことにする）の直前ま
で、DEF_OUT（ｎ）はS_nの直後までの間で必ず定義され
る変数・配列部分領域の集合であり、配列部分領域の場
合は該ループの制御変数および該ループ内で変化する変
数を含んだままで表現される。例えば第28図のフローグ
ラフで表わされるプログラムでは、 DEF_OUT（５）＝｛Ａ（I,J）,A（I,J＋１）｝ DEF_IN（６）＝｛Ａ（I,J）｝ DEF_OUT（６）＝｛Ａ（I,J）,B（I,J）｝ となる。 DEF_IN（ｎ）および、DEF_OUT（ｎ）は、次のように
計算する。 ただし、 は、制御の流れにおいて、S_nの直前にある全ての文のDF
N番号ｐについてのｘ（ｐ）の積集合を表現する。 DEF_OUT（ｎ）＝ DEF_IN（ｎ）∪DEF0（ｎ） ただし、DEF0（ｎ）は、文S_nでの定義領域の集合であ
り、S_nが代入文，入力文などの場合は、S_nで代入先又は
入力先となる変数・配列部分領域であり、S_nが手続き呼
び出しの場合は、該呼び出し点での定義領域の集合であ
り、S_nがループＬに直接含まれるループ（ｌとする）の
場合は、DEF（ｌ）である。また、ａ∪ｂは、集合ａと
ｂとの和であり、集合a,bの要素のうち配列部分領域に
ついては、同じ配列どうしの部分領域を加えたものを表
現する。 次に2550では、ｎを１増し、2560ではｎがループＬ内
の最大DFN番号（DFNmaxと名づける）以下なら2530に制
御を移し、そうでないなら2570に制御を移す。 上記において、DEF_OUT（ｐ）の値は2540の処理がDFN
番号の昇順に行なわれることと先に述べたDFN番号の性
質により、DEF_OUT（ｎ）の値を求める際に既に計算済
であることが保証される。 2570では、ループＬの入口から最後までの間で必ず定
義される変数・配列部分領域の集合DEF_OUT（DFNmax）
を用いて、ループＬの定義領域DEF（Ｌ）を次のように
計算する。 DEF（Ｌ）＝extend（DEF_OUT（DFNmax）,L） ただし、extend（r,l）は、ｒの要素のうち配列部分
領域については、添字に現われる変数がループＬの実行
に伴なつて変化する文を組み込んだ表現に変換したもの
である。 例えば、第28図のフローグラフで表わされるプログラ
ムでは、 DEF_OUT（DFNmax）＝DEF_OUT（８） ＝｛Ａ（I,J）,B（I,J）｝ であり、ループＬではＩが１から100まで１きざみで増
えるので、 DEF（Ｌ）＝｛Ａ（1:100:1,J）,B（1:100:1,J）｝ となる。 以上で、定義領域の解析250をするための第26図の250
0の処理の説明を終える。先に述べたように、この2500
の処理を手続き全体を含む仮想ループLPを引数として呼
び出すことにより、該手続きの定義領域（DEF（LP）に
等しい）が求められる。 さて、第22図の説明にもどつて、260では、使用領域
の解析を行なう。本解析では、前記仮想ループLPを引数
として、与えられたループＬに対して該ループの使用領
域（USE（Ｌ）と呼ぶことにする）を求める第27図の260
0の処理を呼び出すことによりUSE（LP）を求める。この
USE（LP）を与えられた手続きの使用領域とする。第27
図の処理は特にことわりのない限り大域変数および仮引
数のみを対象として行なう。以下、第27図の2600の処理
の説明をする。 2610では、ループＬに直接含まれる全てのループｌに
対して、2600の処理を再帰的に呼び出すことによりUSE
（ｌ）を求める。2620では、ｉに１を設定する。ｉは、
ループ内の変数・配列部分領域の使用がループ回数を単
位として何回前までライブかを表わす変数である。本実
施例では、ｉの値が１の場合と２の場合しか解析せず、
２回前までライブな使用は、何回前まででもライブな可
能性があるとして扱かつている。 実用上は、本実施例のようにライブな使用を分類すれ
ば十分であるが、必要ならば、１回め,2回め，…,m回と
ｍ＋１回め以上という分け方にしてもよい。 2630では、DFN番号を保持する変数ｎにＬ内の最大DFN
番号を設定している。2635と2640では、USE_OUTⁱ（ｎ）
とUSE_INⁱ（ｎ）を計算する。USE_OUTⁱ（ｎ）は、DFN番
号ｎの文（S_n）の直後からｉ−１回のＬのループくり返
しを終てＬのループ出口までの間に使われる可能性のあ
る変数・配列部分領域の集合。USE_INⁱ（ｎ）は、S_nの
直前からｉ−１回のループくり返しを経てＬのループ出
口までの間に使われる可能性のある変数・配列部分領域
の集合である。例えば、第29図のフローグラフに表わさ
れるプログラムでは、 USE_IN¹（５）＝｛Ａ（Ｉ−1,J）｝ USE_IN¹（１）＝｛Ａ（Ｉ−1,J）,A（I,J−１）｝ USE_OUT²（１）＝｛Ａ（I,J−１）｝ となる。 USE_OUT²（１）にＡ（Ｉ−1,J）が含まれないのは、
Ａ（Ｉ−1,J）の値はループ１回前の、S₅とS₃における
Ａ（I,J）への代入により必ず再定義されるため、ルー
プ１回前のS₁の直後ではライブでなくなるためである。
USE_OUTⁱ（ｎ）およびUSE_INⁱ（ｎ）は次のように計算
する。 ただし、 は、制御の流れにおいて、S_nの直後にある文のDFN番号
ｓについてのｘ（ｓ）の和を表現する。 ただし、USE0（ｎ）は、文S_nでの使用領域の集合であ
り、S_nが代入文，出力文などの場合は、S_nで使用，出力
される変数・配列部分領域であり、S_nが手続き呼び出し
の場合は、該呼び出し点での使用領域の集合であり、S_n
がループＬに直接含まれるループ（ｌとする）の場合
は、USE（ｌ）である。 また、 は、集合ａから集合ｂを引いたものであり、集合a,bの
要素のうち配列部分領域については、ａに含まれる配列
部分領域（r_aと名づける）から、ｂに含まれる同じ配列
の部分領域（r_bと名づける）を引いたものである。ただ
し、r_aからr_bに引く場合、r_bはr_aよりもループＬの実行
がｉ−１回前であるとして引く。例えば、第29図のフロ
ーグラフでは、USE_IN²（５）を計算するに際して、を計算するが、この値は次のようになる。 なぜならば、Ａ（Ｉ−1,J）はループＬの１回前の実
行におけるＡ（I,J）と一致するからである。 上記において、USE_IN（ｓ）は2640の処理がDFN番号
の逆順に行なわれることとDFN番号について先に述べた
性質により既に計算済であることが保証される。 次に、2645ではｎを１減らし、2650ではｎが１以上な
ら2620に制御を移し、そうでないなら2660に制御を移
す。2660では、ｉを１増し、2670ではｉが２以下なら26
20に制御を移し、そうでないなら2680に制御を移す。26
80では、USE（Ｌ）を次のように計算する。 extend（USE_IN²（１）,L） ただし、const（r,l,c）は、ｒ要素の配列部分領域の
添字のうち、ループｌの実行につれて値が変る変数を、
ループｌのｃ回めのときの該変数の値で置きかえたもの
を表現する。 例えば、第29図のフローグラフで表わされるプログラ
ム中のループ（Ｌと名づける）に対して、USE（Ｌ）は
次のように計算される。 extend（｛Ａ（I,J−１）｝,L｝ ＝const（｛Ａ（Ｉ−1,J）,L,1）｝∪ ｛Ａ（I:100:1,J−１）｝ ＝｛Ａ（O,J）｝∪｛Ａ（I:100:1,J−１）｝ ＝｛Ａ（O,J）,A（I:100:1,J−１）｝ 以上で、使用領域の解析260をするための第26図の260
0の処理の説明を終える。先に述べたように、この2600
の処理を手続き全体を含む仮想ループLPに対して処理す
ることにより、該手続きの使用領域（＝USE（LP））が
求められる。 さて、第22図にもどつて、手続き間データフロー解析
部200の動作の説明をつづける。 270では、240〜260で求めた、変更領域情報，定義領
域情報，使用領域情報を参照領域情報400に設定する。
先に述べたように、例えば第２図のプログラムの手続き
OPRODの参照領域情報400は、第６図の401のようにな
る。 次に、280では、手続き名表700に次の手続きがあるか
を判定し、これが真なら290に制御を移して手続き名表
の次の手続きを読み込んで230に制御を移して次の手続
きの解析を始め、これが偽なら処理を終える。 以上により、各手続きを１度ずつ、逆実行順に処理し
て、各手続きの参照領域情報400を求めることによつ
て、手続き間データフロー解析部200の処理が行なわれ
る。 以上で、手続き間データフロー解析部200の動作の説
明を終える。 次に、第１図の300のCALL回数削減部の動作を第７図
を用いて説明する。 3100では、手続き呼び出し点（CALL点）の前後でルー
プ分割が出来ないためにCALL回数の削減が出来ないCALL
点を以下の処理から除外すため、該CALL点のCALL点情報
を削除する。3200では、ループ移動先となる呼び出し先
手続きのコピーを共通して使えるCALL点を１つのグルー
プにまとめる。3300では、CALL回数情報をもとに、CALL
回数削減を行なうCALL点を決定する。3400では、実際に
ソースプログラム10を書き換えてCALL回数の削減を行な
い、CALL回数削減後ソースプログラム15へ出力する。 以下、3100〜3400のそれぞれの動作について、別の図
を用いて説明する。 まず第８図を用いて、CALL回数削減不能なCALL点のCA
LL点情報を削除する部分3100の動作を説明する。 3105〜3130及び3165〜3170は、第４図の105〜130及び
165〜170からプログラム単位の名前を手続き名表に登録
する部分115を除いたものと同じである。即ち、以上に
より、各プログラム単位の最内側ループのときのみ3140
〜3160が実行される。3140では、参照領域情報400を用
いて該ループ内の文について依存グラフを作成する。31
50では、該依存グラフより強連結成分を抽出する。依存
グラフとは、データの参照についての依存関係から、文
と文の間での実行順序関係を求めた有向グラフであり、
連結成分とは該有向グラフ中でサイクルを構成するサブ
グラフ部分である。 依存グラフの作成3140で手続き間データフロー解析20
0の出力結果である参照領域情報400を使う。依存グラフ
の作成3140の方法は、参照領域情報400の扱い方以外は
公知であり、参照領域情報400の扱い方は、第22図の手
続き内データフロー解析230で述べたのと同じである。 また、強連結成分の抽出法も公知であるので詳細は略
す。 例として、第２図のFORTRANソースプログラム500の手
続きWWQのISN5〜９についての依存グラフと強連結成分
を第９図で説明する。 910は、ソースプログラム内の各データ参照点間の依
存関係を示し、ISNが６の文で手続きOPRODの呼び出しに
より値の設定された配列TMPの各要素がISNが７の文で使
用されているというフロー依存関係、ISNが７の文で値
が設定された変数SQが該文の中で使用されているという
フロー依存関係、ISNが８の文で手続きOPRODの呼び出し
により値の設定された配列TMPの各要素がISNが９の文で
使用されているというフロー依存関係、ISNが９の文で
値が設定された変数SAが該文の中で使用されているとい
うフロー依存関係とを示す。 920は、910をともに作られた文と文との間で依存グラ
フおよび強連結成分を示す。 手続き呼び出しで参照されるデータの要約情報として
本発明では可能性と必然性を区別した参照領域情報を用
いているので、手続きOPRODでは第３番めの引数であるT
MPの全要素が必ず定義され、定義の前に該配列の要素は
使用されることが無いことが分り、ISNが６の文とINSが
８の文の間にはフロー依存が生じないことが分る。しか
し、従来は、ISNが６の文からISNが８の文へのフロー依
存と、ISNが８の文からISNが６の文へのフロー依存があ
ると解析されていた。そのため、ISNが６の文と８の文
も強連結成分を構成するように解析され、強連結成分中
に２つの手続き呼び出しを含むので各手続き呼び出しで
のループ分割ができず、CALL回数削減ができないと判定
されていた。 さて、第８図にもどつて、次に3160では、１つ以上の
文を含む強連結成分に含まれるCALL文のCALL点情報を削
除する。これを行なうのは、強連結成分はループ分割に
よつて２つに分けることが出来ないため、該強連結成分
に含まれる手続き呼び出しの前後ではループ分割が行な
えず、CALL回数を削減ができないためである。 次に、第10図を用いて、CALL点のグループ化を行なう
部分3200の動作を説明する。 3205では、手続き名情報700の先頭に登録された手続
きをＰとし、ＰのCALL点情報をＣとする。3210では、Ｃ
の全ての行のCALL点グループ番号516を０に設定し、CAL
L点グループ番号がまだ決つてないことを示す。3215で
は、CALL点グループの数を示す変数Ｇを０に設定し、Ｃ
中の何行めかを示す変数ｌを１に設定する。3220では、
ｌが「Ｃの全行数」より小さいかを判定し、これが真な
ら3225へ制御を移し、偽なら3275に制御を移す。3275で
は、Ｐが手続き名表700に登録された最後の手続きが判
定し、これが真ならば処理を終え、偽ならば、3280で、
手続き名表でＰの次に登録されている手続きをＰとし、
そのCALL点情報をＣとして3210に制御を移して、次の手
続きについての処理に移る。3225では、Ｃのｌ行めのCA
LL点グループ番号が０かを判定し、これが真なら2320に
制御を移し、偽ならば、3270に制御を移して、ｌの値を
１増して3220に制御を移して、Ｃの次の行についての処
理に移る。3230では、Ｇの値を１増して、Ｃのｌ行めの
CALL点グループ番号にＧの値を設定する。3235〜3260で
は、Ｃのｌ行めと同じCALL点グループにできるCALL点の
CALL点グループ番号にＧの値を設定する。3235では、Ｃ
のｌ行めより後の行を指す変数ｍにｌ＋１を設定する。
3240では、ｍが「Ｃの全行数」以下かを判定し、これが
真なら3240に制御を移し、偽なら3265に制御を移す。32
65では、CALL回数情報15を用いて、CALL点グループ番号
がＧであるCALL点のCALL回数の総和を求め、選択表1200
に設定する。第12図は選択表1200の構造を示し、1210は
呼び出し先手続き名を、1220はCALL点グループ番号を、
12230は該CALL点グループ内のCALL点のCALL回数総和を
それぞれ示すフイールドである。さて、第10図の説明に
戻つて、3245では、Ｃのｍ行めのCALL点グループ番号が
０か（即ち、CALL点グループ番号が未定か）を判定し、
これが真なら3250に制御を移し、偽なら3260に制御を移
して、3260でｍの値を１増して3240に制御を移してｍに
ついての次の行の処理に移る。3250では、Ｃのｌ行めと
ｍ行めの実引数情報（520,530）が名前のフイールドを
除いて全て一致するかを判定し、これが真のときは、Ｃ
のｌ行めとｍ行めが同じCALL点グループに属すると判断
し、3255においてＣのｍ行めのCALL点グループ番号にＧ
の値を設定する。この実施例では3250で示される判断基
準でCALL点グループを決めたが、この判定基準を変える
ことにより、CALL点グループの大きさを大きく、数を少
なくすることもできる。そうすることにより、ループを
移動する先の手続きのコピーを減し、メモリをより減少
できる。 第２図のFORTRANプログラムでは、第５図に示される
ように、手続きWWQのISN6とISN8のCALL点が、CALL点グ
ループ番号が１のグループとなり、選択表は第12図のよ
うになる。 次に、第14図を用いて、CALL削減点の決定を行なう部
分3300の動作を説明する。 3305では、選択表1200を、グループ内CALL回数総和12
30の大きい順にソートする。3310では、手続き名表700
の全ての行を削減属性フイールド730にNULLを設定す
る。削減属性フイールド730の値は、NULL,CALLER,CALEE
のどれかであり、各手続きごとにどれか１つの値をと
る。NULLは、削減属性730がまだ決つてない、又は、対
応する手続きがCALL回数削減に関与しないことを示し、
CALLERは対応する手続きが手続き呼び出し元として該手
続き内のCALL点がCALL回数削減対象となることを示し、
CALLEEは対応する手続きが手続き呼び出し先としてCALL
回数削減の際のループ移動先となることを示す。１つの
手続きの削減属性730の値は、同時にCALLERとCALLEEに
はならないので、ループの移動先となる手続きおよびそ
のコピーからループを更に移動することはない。よつ
て、該コピーよりの呼び出し先のコピーを更に作ること
はない。これにより、本発明の実施によつて手続きのコ
ピーの数およびメモリ量が指数関数的に増加するのを防
いでいる。 次のステツプである3315では、選択表中の何行めかを
示す変数ｌを１に設定する。3320では、ｌの値が「選択
表の行数」以下かを判定し、これが真ならば3325に制御
を移し、偽ならば処理を終える。3325では、選択表1200
のｌ行めで表わされるCALL点グループの呼び出し先手続
き名1210で示される手続きをＰと呼ぶことにし、CALL点
グループ番号1230をＧに設定する。3330では、手続き名
情報700を参照してＰの削減属性730がCALLEE又はNULLか
を判定し、これが真のときは3335に制御を移し、偽のと
きには3355に制御を移す。 3335では、ＰのCALL点情報500を参照して、CALL点グ
ループ番号516がＧの値に一致する全CALL点の呼び出し
た手続きの削減属性730がCALLER又はNULLになつている
かを手続き名情報700を用いて判定し、これが真ならば3
340に制御を移し、該CALL点グループが選択された場合
の処理をする。 偽ならば3355に制御を移し、該CALL点グループが選択
されなかつた場合の処理をする。3340では、手続き名情
報700における手続きＰの削減属性をCALLEEにする。 3345では、ＰのCALL点情報500を参照して、CALL点グ
ループ番号516がＧの値に一致する全CALL点の呼び出し
元手続きの削減属性730をCALLERにする。 3350ではｌの値を１増して、次の手続きの処理に移
る。3355では、選択表のｌ行目及びグループを削除した
後、ＰのCALL点情報500のうちCALL点グループ番号がＧ
の値と一致する行を全て削除して、次の手続きの処理に
移る。 以上により、例えばソースプログラム10として第２図
のFORTRANプログラムが与えられた場合、手続き名情報7
00中の削減属性730は第13図のように設定される。 次に、第15図を用いて、ソース変換部3400の動作を説
明する。 3405では、読み込むべきプログラム単位が残つている
かを判定し、これが真なら3410に制御を移し、偽ならば
処理を終える。3410ではプログラム単位を１つ読み込
む。3415では、読み込まれた手続きの削減属性730がNUL
Lかを判定し、これが真ならば、3420に制御を移して、
読み込まれたプログラム単位をそのままCALL回数削減後
ソースプログラム20へ出力する。3425では、読み込まれ
た手続きの削減属性730がCALLERかを判定し、これが真
なら3430に制御を移し、偽なら3445に制御を移す。3430
〜3440は、手続き呼び出し元の側に対する処理であり、
3445〜3460は、手続き呼び出し先の側に対する処理であ
る。 3430では、CALL点情報500が残つていることによりCAL
L回数削減対象が示されている各CALL文の前と後で、該C
ALL点を囲む最内側ループを分割する。この方法は公知
であるので詳細は述べない。第２図のFORTRANプログラ
ムの手続きWWQのISN6とISN8がCALL回数削減対象のCALL
点として選択されたことによりループ分割された後のソ
ースプログラムを第16図に示す。この例のように、ルー
プ分割に伴なつて、新しい配列（TMP＃１）の導入1610
〜1619、新しく導入された該配列（TMP＃１）から既存
の配列・変数（TMP）への値の複写1620などが行なわれ
る。 3435では、ループ分割によつて出来たループのうち、
ループ分割を引き起したCALLのみを含むループを、該CA
LL文の呼び出し先手続きのコピーを呼び出す１つのCALL
文で置き換える。これに際して、該コピーの手続き名
は、該コピーの複写元の手続き名とCALL点グループ番号
516より生成する。生成された名前は、既存の手続きの
名前と異なるものでなければならず、又、該コピーの他
の呼び出し点でも同じ名前を用いるようにしなければな
らない。このような名前の生成法は公知であるので詳細
は述べない。 また、実引数は、その添字式に表われる最内側ループ
の制御変数を該制御変数の初期値で置きかえる。 3440では、3430〜3435で書き換えられたプログラム単
位をCALL点削減後ソースプログラムへ出力する。 3445では、読み込んだプログラム単位をそのままCALL
回数削減後ソースプログラム20に出力する。3450では、
読み込んだ手続きのCALL点グループのうち未処理のもの
があるかを判定し、これが真のときは3455に制御を移
し、偽のときは3405に制御を移して次のプログラム単位
の処理に移る。3455では、該CALL点グループに対する呼
び出し先側手続きを作成する。3460では、3450〜3455で
作られた呼び出し先側手続きをCALL点削減後ソースプロ
グラム20に出力する。 3455の動作については、第17図を用いて、より詳しく
説明する。34522では、読み込んだときのままのプログ
ラム単位を複写して、以下での変換の対象とする。3455
4では、呼び出し元の実引数の寸法宣言に合わせて、仮
引数の寸法宣言を変更して次元を拡張する。 34556では、該コピーの実行文全体をDOループでかこ
む。該ループの制御変数は、初期値1,増分１で終値は、
該CALL点グループ内のCALL点と囲む最内側ループのルー
プ長517とする。これに際して、プログラム中のRETURN
文は、新しく追加した該DOループの末端となるCONTINUE
文へのCOTO文で置き換える。 34558では、34554で次元拡張された仮引数の添字を書
き換える。この書き換えでは、まず、次元拡張されて新
しく追加された次元の添字を０とおいた後、各次元の添
字に次の値を加える。 ｉ＊ｎ ただし、ｉは、新しく追加されたDOループの制御変
数。ｎは、該CALL点グループ内のCALL点の処理対象の該
仮引数に対応した実引数の、最内側ループによる添字変
化529の、対応する次元の添字の増分である。 34559では、該コピーの手続き名を変更する。新しい
手続き名は、3435で説明したのと同じ方法で生成する。 以上で、第17図の説明を終り、第15図のソース変換部
3400の動作の説明を終える。 第２図のFORTRANプログラムに対してソース変換3400
を終えた後の、CALL回数削減後ソースプログラム20を第
３図に示す。 第２図の手続きWWQのISN5〜ISN10のループ内にあるCA
LL文（ISN6とISN7の文）は、第３図ではループくり返し
の外にあるCALL文（ISN5とISN8の文）で置き換えられて
おり、CALL回数が200回から２回に減少している。 次に、第18図〜第19図を用いて、オブジエクトプログ
ラム生成部400で行なわれるベクトル化・並列化がどの
ように促進されるかを説明する。 第18図は、CALL回数削減後ソースプログラム20の手続
きWWQとOPROD＃１をベクトル化したものを、ソースプロ
グラムの形式で表わしたものである。 手続きWWQのISN6と８の文と手続きOPROD＃１のISN4〜
ISN7の文がベクトル化された処理を表わしている。添字
に＊が使われている配列は、該添字の値が該次元の寸法
の下限から上限までの全ての値をとつたときの、該配列
の部分配列を表わしており、代入および演算は部分配列
の各要素ごとに行なわれる。またVSUMは、部分配列の全
要素の和を計算するベクトル演算である。 これに対して、元のソースプログラム10である第２図
では、ベクトル化の対象となる得るのは手続きWWQのISN
5〜ISN10のDOループのみであり、該DOループは手続き呼
び出しを含むためベクトル化されない。 第18図の手続きWWQのISN6と８の文と手続きOPROD＃１
のISN4〜ISN7の文は、第２図の手続きWWQのISN7と９の
文と手続きOPRODのISN4〜ISN7の文に対応しており、第
２図の該対応する部分はそれぞれ100回および200回実行
されるので、ベクトル化による高速化の効果は大きい。 このようにして、CALL回数削減部300の動作により、
ベクトル化が促進され、スーパーコンピユータの適用に
よるプログラムの高速化が図れる。 第19図は、CALL回数削減後ソースプログラム20の手続
きCPROD＃１をマルチプロセツサ向けに並列化したもの
をソースプログラムの形式で表わしたものである。 ISN6〜ISN13の文が並列化された処理を表わしてお
り、これらの文の中でISN7〜ISN12の部分がNP個のプロ
セツサで並列に実行されることを表わしている。ISN2
は、NPとして８を選んだことを示し、ISN5はＩが各プロ
セツサに局所的な変数であることを示している。 ISN6〜ISN13の文は、第２図の手続きOPRODのISN4〜IS
N7の文に対応しており、第２図の該対応する部分は200
回実行される。これに対して、第19図のISN6〜ISN12の
部分は、ISN7〜ISN12の部分がNP個のプロセツサで200/N
P回実行される。このとき、総実行回数は200/NP＊NP＝N
P回で、元のソースプログラムと同じだが、それぞれの
プロセツサの処理は1/NP倍となり、各プロセツサは並列
に実行されるので、経過時間は1/NPで済む。 このように、CALL回数削減部300の動作により、並列
化が促進され、マルチプロセツサの適用によるプログラ
ムの高速化が図れる。 本実施例によれば、特に次の効果がある。 （１）手続き間データフロー解析において、各手続きの
処理が１回で済むので、解析負荷を減すことができる。 （２）CALL回数削限対象を最内側ループ内に限定してい
るので、呼び出し先手続きのコピーの生成によるメモリ
量の増加を抑止しながら、CALL回数を大巾に減すことが
できる。 （３）呼び出し先手続きのコピーの共用化を図つている
ので、メモリ量の増加を抑止することができる。 （４）呼び出し先手続きのコピー内のCALL回数削除のた
めに、更に該コピーよりの呼び出し手続きのコピーが作
られることがないので、手続きのコピーの数が指数関数
的に増えるのを防止する。 （５）CALL回数削減点の決定でCALL回数情報を用いてい
るので、CALL回数削減効果の高いCALL点から優先的にCA
LL回数削減が行なわれる。 〔発明の効果〕 本発明によれば、手続き呼び出しを含むプログラムに
おいて、手続き呼び出しで使われる配列が他の手続き呼
び出し又は文で使われている場合に、正確なデータ依存
関係が解析できるので、該手続き呼び出し部分の最適化
を促進することができる。例えば、問題点の項で述べた
ように、第20図のプログラムでは、並列化が新たに可能
になることにより、実行速度が最大100倍になる。ま
た、作用の項で述べたように、第21図の依存グラフで示
されるプログラムでは、並列化の範囲が広がることによ
り、実行速度が最大２倍になる。また、実施例の項で述
べたように、第２図のプログラムでは、CALL回数削減が
可能になり、手続き呼び出しの回数が1/100になる。 CALL回数削減自体は、ループ内に手続き呼び出しがあ
る場合、該手続き呼び出しの実行回数が「1/ループのく
り返し回数」になるので、手続き呼び出しを含むプログ
ラムの実行時間を大巾に短縮する。また、本来DOループ
を含まない手続きにDOループが追加されるので、ベクト
ル化・並列化の対象が増加し、スーパーコンピユータ・
マルチプロセツサの適用によるプログラムの高速化を図
れる。

【図面の簡単な説明】 第１図は本発明の一実施例の構成図、第２図は入力例の
FORTRANソースプログラム、第３図は第２図のプログラ
ムのCALL回数削減後ソースプログラム、第４図はCALL点
解析部のフローチヤート、第５図はCALL点情報の構造
図、第６図は参照領域情報の構造図、第７図はCALL回数
削減部の概略フロー図、第８図はCALL回数削減不能なCA
LL点情報削除のフローチヤート、第９図は依存グラフお
よび強連結成分の説明図、第10図はCALL点のグループ化
のフローチヤート、第11図はCALL回数情報の構造図、第
12図は選択表の構造図、第13図は手続き名情報の構造
図、第14図はCALL回数削減の決定のフローチヤート、第
15図はソース変換のフローチヤート、第16図はループ分
割後のソースプログラム、第17図はCALEE手続き作成の
フローチヤート、第18図はベクトル化促進後のソースプ
ログラム、第19図は並列化促進後のソースプログラム、
第20図は従来技術の問題点を説明するための例題プログ
ラム、第21図は従来技術の問題点を説明するための依存
グラフ、第22図は手続き間データフロー解析部のフロー
チヤート、第23図は手続き内最適化のフローチヤート、
第24図は手続き呼び出し点での参照領域情報の例、第25
図は手続き内最適化における参照領域情報の扱い方を説
明するための図、第26図は定義領域解析のフローチヤー
ト、第27図は使用領域解析のフローチヤート、第28図は
定義領域解析の動作を説明するための例題プログラムで
あり、フローグラフで表現してある、第29図は使用領域
解析の動作を説明するための例題プログラムであり、フ
ローグラフで表現してある。 10……ソースプログラム、15……CALL回数情報、20……
CALL回数削減後ソースプログラム、30……オブジエクト
プログラム、40……コンパイラ、100……CALL点解析
部、200……手続き間データフロー解析部、300……CALL
回数削減部、400……オブジエクトプログラム生成部、5
00……CALL点情報、600……参照領域情報、700……手続
き名表、3100……CALL回数削減不能なCALL点のCALL点情
報削除部、3200……CALL点のグルー化部、3300……CALL
回数削減点の決定部、3400……ソース変換部、1200……
選択表、3455……CALEE手続き作成ステツプ、230……手
続き内最適化、240……変更領域解析、250……定義領域
解析、260……使用領域解析、2000……手続き呼び出し
点での参照領域情報、2500……定義領域解析のための処
理手続き、2600……使用領域解析のための処理手続き。

フロントページの続き (56)参考文献 「ＡＣＭ ＳＩＧＰＬＡＮ Ｎｏｔｉ ｃｅ」ｖｏｌ．20，Ｎｏ．７（1985) ｐ．107−116 「ＡＣＭ ＳＩＧＰＬＡＮ Ｎｏｔｉ ｃｅ」ｖｏｌ．21，Ｎｏ．７（1986) ｐ．162−175 Ａｈｏ，Ｕｌｌｍａｎ，Ｓｅｔｈｉ 「Ｃｏｍｐｉｌｅｒｓ Ｐｒｉｎｃｉｐ ｌｅｓ，Ｔｅｃｈｐｉｑｕｅｓ ａｎｄ Ｔｏｏｌｓ」Ａｄｄｉｓｏｎ−Ｗｅｓ ｌｅｙ（1986）Ｐ．648−660

Claims (1)

1. (57)【特許請求の範囲】 １．ソースプログラムを入力してオブジェクトプログラ
   ムを生成するコンパイラのオブジェクト生成方法におい
   て、 手続き呼び出しを含む繰り返しループ毎に、サブルーチ
   ン、関数、初期値設定副プログラムなどの手続き間にま
   たがって変数及び配列のデータフロー解析を行い、 各ループ毎に、前記ループに含まれる最後の文から先頭
   の文に向かって順次それぞれの文について、当該文及び
   それ以降の文の実行によって値が変更される可能性のあ
   る変数及び配列部分領域の第１の集合と、当該文及びそ
   れ以降の文によって値が必ず変更される変数及び配列部
   分領域の第２の集合と、当該文及びそれ以降の文によっ
   て値が変更されるよりも前に呼び出し時の値が使用され
   る可能性のある変数及び配列部分領域の第３の集合と
   を、既に求まった当該文以降の文に対する前記第１、第
   ２、及び第３の集合を用いてを求め、 前記第１の集合に属するが前記第３の集合に属さない変
   数又は配列部分領域を、各ループ毎にそれぞれ別のメモ
   リ領域に割り当てるための情報を生成し、 前記情報に基づいて、前記ループを並列に実行するコー
   ドを含むオブジェクトを生成することを特徴とするオブ
   ジェクト生成方法。