JPH01121938A - オブジェクト生成方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

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ェクトプロ
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ェクト
生成方式に関する。

〔従来の技術〕

コンバライラにおいて、生成するオブジェクトプログラ
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　オン　ザ　ジグプラン　１
９８６　シンポジウム　オン　コンパイラコンストラク
ション、ジグプラン　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、手続き間にまたがった最適
化が行なわれるようになってきた。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、手続き間にまたがった配列の参照
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（Ｒｓｇｉｏｎ）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、では、ループくり返しの別々の回のそれぞれ
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。

〔発明が解決しようとする問題点〕

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った。例
えば、第２０図の左側のプログラムにおいては、■がサ
ブルーチンＳＵＢ　１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５
ＵＢ２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ＤＯｌｏ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、Ｄｏｌｏ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、ＤＯｌｏのループくり返
しにおいて配列Ｖの値が５ＵＢ２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ったので、使用の
前に定義が必ず起ることは分らなかった。そのため、上
記のような最適化はできなかった。

本発明の目的は１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、よって
、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、冬毛続き呼び出
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の要約情報として用
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Ｑ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。よって、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
独立して使っ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１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。

８１〜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、Ｓｌから８３へのフ
ロー依存が無いことが分っているとする。配列名のネー
ムなどの処理によりこれらより８１から８２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。

Ｓｌと８２が並列に実行できることが分るのみであるが
、４ではＳｌと８３も並列に実行できることが分る。よ
って例えば、Ｓ２の実行時間がＳＬ。

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１本発明の一実施例を図面を用いて説明する０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０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○ＰＲＯＤの呼
び出しがＤＯＩＯのループで１００回×２ヶ所＝合計２
００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
行なっている。

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って手続き呼び出し
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ック
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
にオブジェクトプログラム３ｏ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、冬毛
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ＣＡＬＬ回数削減のために用いる内部デー
ゾであり、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
なった後のソースプログラムである。

コンパイラ４０はＣＡＬＬ点解析点１００．手続き間デ
ータフロー解析部２００．ＣＡＬＬ回数削減部３００．
オブジェ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ＣＡＬＬ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、本発明の実施によっ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
されめ可能性のある変数・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６
００．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点削減を行なった後のソース
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。

オブジェ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
ジェクトプログラム３０を生成・出力する部分である。

オブジェクト生成部４００は公知なので詳細は省く、オ
ブジェクト生成部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
り適用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っている
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手続き名表７００
に登録し、１２０に制御を移す４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
持するフィールド、７２０は該プログラム単位を呼び出
しているＣＡＬＬ点の情報７００へのポインタを保持す
るフィールド、７３０は該プログラムの削減属性（後述
）を保持するフィールドであり、７３０のフィールドは
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１
３５に制御を移し、偽のときは１６５に制御を移す、１
３５では、該Ｄｏループの先頭の文をＴに設定して、１
４０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１５
５へ制御を移す６以上により、各プ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↓こ到達する。１５０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、５
１０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、５１４は該ＣＡＬＬ点のＩＳＮを保持するフィール
ド、５１６は該ＣＡＬＬ点のグループ番号（後述）を保
持するフィールド、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ィールド、５１８は該Ｃ
ＡＬＬ点での実引数情報（５２０，５３０）へのポイン
タを保持するフィールドである。ＩＳＮとは各手続きの
何行めの文す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ィ
ールド、５２４は実引数となる変数・配列の名前を保持
するフィールド、５２６は実引数の型を保持するフィー
ルド、５２８は実引数の寸法宣言を保持するフィールド
、５２９は最内側ループの実行に従かった実引数の添字
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
（ｒ工、　ｒｚ、・・・、ｒや）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図にもどって、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、１５５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１
００は、第５図で示されるＣＡＬＬ点情報５００（ただ
し、手続き０ＰＲＯＤのＣＡＬＬ点情報のみ示した）と
第１３図で示される手続き多情報７００（ただし、削減
属性は未設定とする）を出力する。

次に、手続き間ブーツフロー解析部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４
００の構造を第６図を用いて説明する。第６図で、４ｏ
１は第２図で示されるＦＯＲＴＲＡＮプログラムの手続
き０ＰＲＯＤ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入
城変数について作られ、各変数および配列ごとに、仮引
数位置又は入城変数アドレス４１０２名前４２０゜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は入城変数アドレス
の場合、（ｂ、ｄ）の形式であり、ｂはコモンブロック
名、ｄはコモンブロック内アドレスを示す、変更領域４
５０．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
ィールドと同じ形式で表現したものである。　４５０゜
４７０で０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１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１例
えば、第２図のプログラムでの逆実行順は０ＰＲＯＤ、
ＷＷＱの順である１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
５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１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０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って表現する。

（２１０におけるソート処理により、呼び出し先手続き
は珊に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ｌ５Ｎ６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、２
０００の情報は呼び出し元手続き（ＷＷＱ）内の変数を
使って表現されている点である。２０２０〜２０７０の
各フィールドは、４２０〜４７０のフィールドに対応し
ている０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
域を表わすフィールドのうち２０５０，２０６０．２０
７０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図の説明にもどって１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、番手続き呼び出し
が第２５図の２２２０の制御構造を持った文の列と同等
であるとみなして手続き呼び出し点での参照領域情報２
０００を利用する。２２２１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０以上
で第２５図および第２３図の説明を終える。

さて、第２２図にもどって手賛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。

２５ｃｉでは、定義領域の解析を行なう０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（
ＬＰ）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ＤＥ
Ｐ（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。

入城変数および仮引数である。

２５１０では、Ｌに直接合まれる全てのループ２に対し
て、２５００の処理を再帰的に呼び出すことによりＤＥ
Ｆ（Ｑ）を求める。Ｌに直接合まれるループとは、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に直接合まれるループは、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　Ｆｉ
ｒｓｔＮｕｍｂｅｒｉｎｇ）アルゴリズムによって各文
に付加された番号であり、ループ入力からの制御の流れ
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。Ｄ
ＦＮ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　　０ＵＴ（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、ＳＩｌで示すことにする）の直前まで、Ｄ
ＥＦ　　０ＵＴ（ｎ）はＳｒｌ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１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　　０ＵＴ（５）＝（Ａ（Ｉ、Ｊ）、Ａ（Ｉ、Ｊ
＋１））ＤＥＦ　　ＩＮ（６）＝（Ａ（Ｉ、Ｊ））ＤＥ
Ｆ−ＯＵＴ（６）＝（Ａ（Ｉ、Ｊ）、　Ｂ（Ｉ、Ｊ））
となる。

ＤＥ　Ｆ　　Ｉ　Ｎ（ｎ）および、ＤＥＦ　　０ＵＴ（
ｎ）は１次のように計算する。

ＤＥ　Ｆ　　Ｉ　Ｎ（ｎ）＝ ただし、ｎｘ（ｐ）は、制御の流れにおいて。

Ｓｎの直前にあ全ての文のＤＦＮ番号ｐについてのｘ（
ｐ）の積集合を表現する。

ＤＥＦ−ＯＵ　Ｔ　（ｎ　）　＝ ＤＥＦ　　　ＩＮ（ｎ）ＵＤＥＦＯ（ｎ）ただし、ＤＥ
ＦＯ（ｎ）は、文ＳＩ、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□で代入先又は入
力光となる変数・配列部分領域であり、Ｓｎ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、ＳｎがループＬに直接合まれるループ（Ｑとする）
の場合は、ＤＥＦ（Ｑ）である、また、ａＵｂは、集合
ａとｂ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（Ｄ　Ｆ　Ｎｍａｘと名づける
）以下なら２５３０に制御を移し、そうでないなら２５
７０に制御を移す。

上記において、ＤＥＦ　　０ＵＴ（Ｐ）（７）値は２５
４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−ＯＵ　Ｔ　（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。

２５７ｏ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−ＯＵ　Ｔ
　（Ｄ　Ｆ　Ｎｍａｘ）を用いて、ループＬ定義領域Ｄ
ＥＦ（Ｌ）を次のように計算する。

ＤＥＦ（Ｌ）＝ｅｘｔｅｎｄ（ＤＥＦ　　ＯＵＴ（ＤＦ
Ｎｍａｘ）、Ｌ）ただし、　ｅｘｔｅｎｄ（ｒ　、　Ｑ
　）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の実行に伴なった変化する分
を組み込れた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、 ＤＥ　Ｆ　　０ＵＴ（Ｄ　ＦＮｍａｘ）＝ＤＥ　Ｆ　　
０ＵＴ（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
２５００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図の説明にもどって、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（Ｕ　Ｓ　Ｅ　（Ｌ）と呼ぶことにする）を求め
る第２７図の２６００の処理を呼び出すことによりＵＳ
Ｅ（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に直接合まれる全てのループΩ
に対して、２６００の処理を再帰的に呼び出すことによ
りＵＳＥ（Ｑ）を求める。２６２０では、ｉに２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６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１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、・・・２
ｍ回とｍ＋１回め以上という分は方にしてもよい。

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　　ＯＵＴ’（ｎ）とＵＳＥＩＮ’（ｎ）を計
算する。ＵＳＥ−ＯＵＴ’（ｎ）は、ＤＦＮ番号ｎの文
（Ｓｆｌ）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　　ＩＮ’（ｎ）は、
Ｓｎ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　　ＩＮ工（５）　＝（Ａ（Ｉ−１，Ｊ））ＵＳ
Ｅ　　ＩＮ”（１）＝（Ａ（Ｉ−１，Ｊ）、Ａ（Ｉ、Ｊ
−１））ＵＳＥ　　ＯＵＴ”（１）＝（Ａ（Ｉ、Ｊ−１
））となる。

ＵＳＥ　　ＯＵＴ”（１）　にＡ（Ｉ−１，Ｊ）が含ま
れないのは、Ａ（Ｉ−ＬＪ）の値はループ１回前の、Ｓ
６とＳ８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８１の直後ではライブで
なくなるためである。ＵＳＥ−ＯＵＴ’（ｎ）およびＵ
ＳＥ　　ＩＮ’（ｎ）は次のように計算する。

ＵＳＥ−ＯＵＴ’（、ｎ）＝ ただし、ｔＪｘ（ｓ）は、制御の流れにおいて。

Ｓｎの直前にある文のＤＦＮ番号Ｓについてのｘ（ｓ）
の和を表現する。

ＵＳＥ　　　ＩＮ’（ｎ）＝ ただし、ＵＳＥＯ（ｎ）は、文ＳＩｌでの使用領域の集
合であり、Ｓｏが代入文、出力文などの場合は、Ｓｎで
使用、出力される変数・配列部分領域であり、Ｓｎ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、ＳｎがループＬに直接合まれるループ（Ｑ、
とする）の場合は、ＵＳＥ（Ｑ）である。

また、ａ−ｂは、集合ａから集合すを引いし 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（ｒａと名づける
）から、ｂに含まれる同じ配列の部分領域（ｒｂと名づ
ける）を引いたものである。ただし、ｒ’ａからｒｂに
引く場合、Ｘ’ｂはｒａ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、ＵＳＦ、−０ＵＴ（
５）−ＤＥＦＯ（５）を計算するが、この値は次のよう
になる。

ＵＳＥ　　０ＵＴ（５）−ＤＥＦＯ（５）＝（Ａ（Ｉ−
１、Ｊ）、Ａ（Ｉ　、Ｊ　−１））−（Ａ（Ｉ　、Ｊ）
）＝＝（Ａ（１，Ｊ−１）） 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ＤＦＮｆ！！ｒ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、２６５ｏではｎが１
以上なら２６２０に制御を移し、そうでないなら２６６
０に制御を移す。２６６ｏでは、ｉを１増し、２６７０
ではｉが２以下なら２６２ｏに制御を移し、そうでない
なら２６８ｏに制御を移す、２６８０では、ＵＳＥ（Ｌ
）を次のように計算する。

ＵＳＥ（Ｌ）＝ ｃｏｎｇｔ（ＵＳＥ　　ＩＮ’（１）−ＵＳＥ　　ＩＮ
”（１）、Ｌ、１）Ｕｅｘｔｅｎｄ（ＵＳＥ　　ＩＮ”
（１）、　Ｌ）ただし、ｃｏｎｓｔ（ｒ、Ｑ、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、ループ乙の０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。

ＵＳＥ（Ｌ）＝ ｃｏｎｓｔ（ＵＳ　Ｅ　　　　Ｉ　Ｎヱ（１）二ＵＳＥ
　　　　ＩＮ”（１）、Ｌ、１）Ｕｅｘｔｅｎｄ（ＵＳ
Ｅ　　ｌＮ２（１）、　Ｌ）＝ｃｏｎｓｔ（（Ａ（Ｉ−
１，Ｊ）、Ａ（Ｉ、Ｊ−１））−（Ａ（１，Ｊ　　１）
）Ｌ、１）Ｕｅｘｔｅｎｄ（（Ａ（Ｉ、Ｊ−１））、Ｌ
）＝ｃｏｎｓｔ（（Ａ（Ｉ−１、Ｊ　）山、１））Ｕ（
Ａ（Ｉ　：　１００　：　１．Ｊ−１））＝（Ａ（０，
Ｊ））ＬＪ（Ａ（Ｉ　：　１００　：　１．Ｊ−１））
＝（Ａ（０，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２
６図の２６００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図にもどって１手続き間データフロー解析
部２００の動作の説明をっづげる。

２７０では、２４０〜２６ｏ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０ＰＲＯＤ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１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を求めることによって
、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１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ＣＡ
ＬＬ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。３３０
０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ＣＡＬ　Ｌ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ＣＡＬＬ点情報削減する部分３１００の動作を説明
する。

３１０５〜３１３０及び３１６５〜３１７ｏは、第４図
の１０５〜１３０及び１６５〜１７０がらプログラム単
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。３１５０で
は。

該依存な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１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
２００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５
００の手続きＷＷＱのｌ５Ｎ５〜９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０ＰＲＯＤの呼
び出しにより値の設定された配列ＴＭＰの各要素がＩＳ
Ｎが７の文で使用されているというフロー依存関係、Ｉ
ＳＮ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０ＰＲＯＤ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の依
存グラフおよび強連結成分を示す。

手続きで参照されるデータの要約情報として本発明での
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１手続き○ＰＲＯＤでは第３番番めの引数であるＴＭ
Ｐ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□−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冬毛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図にもどって、次に３１６０では、２つ以上
の文を含む強連結成分に含まれるＣＡＬＬ文のＣＡＬＬ
点情報を削減する。これを行なうのは、強連結成分はル
ープ分割によって２つに分けることが出来ないため、該
強連結成文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回数の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、手続き角情報７００の先頭に登録された
手続きＰとし、ＰのＣＡＬＬ点情報をＣとする。３２１
ｏでは、Ｃの全ての行のＣＡＩ、Ｌ点グループ番号５１
６を０に設定し、ＣＡＬＬ点グループ番号がまだ決って
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Ｏに設定し、Ｃ中の何行めかを示す変
数０を１に設定する。３２２０では、Ｑ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０行めのＣＡＬＬ点グループ番号がＯかを判定し、
これが真なら３２３０に制御を移し、偽ならば、３２７
０に制御を移して、Ｑ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０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０行めと同じＣＡＬＬ点
グループにできるＣＡＬＬ点のＣＡＬＬ点グル−プ番号
にＧの値を設定する。３２３５では、Ｃの２行めより後
の行を指す変数ｍにＱ＋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３２
４０に＃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、１２３０
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ィールドである。さて、第１０図
の説明に戻って、３２４５では、Ｃのｍ行めのＣＡＬＬ
点グループ番号がＯ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Ｑ行めとｍ行めの実
引数情報（５２０，５３０）が名前のフィールドを除い
て全て一致するかを判定し、これが真のときは、Ｃの８
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ｌ５Ｎ６とｌ５Ｎ８のＣＡ
ＬＬ点が、ＣＡＬＬ点グループ番号が１のグループとな
り１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１２３０の大きい順にソートする。３３１０で
は、手続き名表７００の全ての行の削減属性フィールド
７３０にＮＵＬＬを設定する。削減属性フィールド７３
０の値は、ＮＵＬＬ。

ＣＡＬＬＥＲ，ＣＡ　Ｌ　Ｅ　Ｅのどれかであり、冬毛
続きごとにどれか１つの値をとる。ＮＵＬＬは、削減属
性７３０がまだ決ってない、又は、対応する手続きがＣ
ＡＬＬ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、よって、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
明の実施によっ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。

次のステップである３３１５では、選択表中の何行めか
を示す変数Ｑを１に設定する。３３２０では、ａの値が
ｒ選択表の行数」以下かを判定し、これが真ならば３３
２５に制御を移し、偽ならば処理を終える。３３２５で
は、選択表１２００のＱ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と呼びことにし、ＣＡＬＬ点グループ番号１２３ｏ
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ＮＵＬ
Ｌ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（７）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Ｃ
ＡＬＬＥＲ又はＮＵＬＬになっ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３３４０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
が選択されなかった場合の処理をする。

３３４０では１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Ｃ：ＡＬＬ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　ｔ＆
ＣＡＬＬＥＲにする。

３３５０ではＱ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ａ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７００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ってい
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ＮＵＬＬ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３４
３０に制御を移し、偽なら３４４５に制御を移す、３４
３０〜３４４０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情報５００が残っていることに
よりＣＡＬＬ回数削減対象が示されている各ＣＡＬＬ文
の前と後で、該ＣＡＬＬ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ｌ５Ｎ６
とｌ５Ｎ８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
に伴なって、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、ループ分割によっ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ＣＡＬＴ、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ＣＡ
ＬＬ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Ｃ
ＡＬＬ回数削減後ソースプログラム２０に出力する。３
４５０では、読み込んだ手続きのＣＡ　Ｌ　Ｌ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、凧下での変換の対象とす
る。３４５５４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ｌ、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Ｏとおいた後、各
次元の添字に次の値を加える。

ｉ傘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８第２図のＦＯＲＴＲ
ＡＮ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ｌ５Ｎ５〜ｌ５ＮＩＯのループ
内にあるＣＡＬＬ文（ＩＳＮ６とｌ５Ｎ７の文）は、第
３図ではループくり返しの外にあるＣＡＬＬ文（ＩＳＮ
５とｌ５Ｎ８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、オブジェクトプロ
グラム生成部４００で行なわれるベクトル化・並列化が
とは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０ＰＲＯＤ＃　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ｌ５Ｎ６と８の文と手続き０ＰＲＯＤ＃
１のｌ５Ｎ４〜ｌ５Ｎ７の文がベクトル化された処理を
表わしている。添字に傘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
ったときの、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Ｖ
ＳＵＭ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り得るのは手続＠ＷＷＱの
ｌ５Ｎ５〜ｌ５ＮＩ（１）ＤＯ７Ｌ／−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６ 第１８図の手続きＷＷＱのｌ５Ｎ６と８の文と手続き０
ＰＲＯＤ＃１のｌ５Ｎ４〜ｌ５Ｎ７の文は、第２図の手
続きＷＷＱのＩ　ＳＮ７と９の文と手続き０ＰＲＯＤ＋
７１１ＳＮ４〜ｌ５Ｎ７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
きれるので、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、スーパーコンピュータの適
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０ＰＲＯＤ＃　１　をマルチプロセッサ向けに
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。

ｌ５Ｎ６〜ｌ５Ｎ１３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Ｉ　ＳＮ７〜ｌ５ＮＩ２の部
分がＮＰ個のプロセッサで並列に実行されることを表わ
している。ｌ５Ｎ２は、ＮＰとして８を選んだことを示
し、ｌ５Ｎ５は■が各プロセッサに局所的な変数である
ことを示している。

ｌ５Ｎ６〜Ｉ　ＳＮＩ　３の文は、第２図の手続き０Ｐ
ＲＯＤのｌ５Ｎ４〜Ｉ　ＳＮ７の文に対応しており、第
２図の該対応する部分は２００回実行きれる。これに対
して、第１９図のｌ５Ｎ６〜ｌ５ＮＩ　２の部分は、ｌ
５Ｎ７〜ｌ５ＮＩ２の部分がＮＰ個のプロセッサで２０
０／ＮＰ回実行される。このとき、総実行回数は２００
／ＮＰ　傘ＮＰ＝ＮＰ回で、元のソースプログラムと同
じだが、それぞれのプロセッサの処理は１／ＮＰ倍とな
り、各プロセッ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、マルチプロセッ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、番手続きの
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回数削回数象限対象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に生成によるメ
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っている
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ＣＡＬＬ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Ｄ○
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・並列化の対象が増化し、スーパーコンピ
ュータ・マルチプロセッ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ャート、第５図はＣＡ
ＬＬ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ＣＡＬＬ点情報削除のフローチ
ャート、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ャート
、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１
４図はＣＡＬＬ回数削減の決定のフローチャート、第１
５図はソース変換のフローチャート、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
き作成のフローチャート、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ャート、第２３図は手続き内最適
化のフローチャート、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ャート、第２７図は使用領域解
析のフローチャート、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
表現しである、爾堀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で
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・・・オブジェクトプログラム、４０・・・コンパ
イラ、１００・・・ＣＡＬＬＡＬＬ点情報００・・・手
続き間データフロー解析部、３００・・・ＣＡＬＬ回数
削減部、４００・・・オブジェクトプログラム生成部、
５００・・・Ｃ：ＡＬＬ点情報、６００・・・参照領域
情報、７００・・・手続き名表、３１００・・・ＣＡＬ
Ｌ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・・・ＣＡＬ
ＥＥ手続き作成ステップ、２３０・・・手続き内置適化
、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、２６０ｏ・・・使用領域解析
のＬ　Ｚ　図 １θ　／−スフ’［７７’ンム 不３図 不　４　図 ｔｏｏ　ＣＡＬＬ戸Ｍ校￥Ｆ 篤　６　図 冨　７　図 ３１００〜　フＯ−ナヤート ３４０ρ 不　ｇ　ロ ｖｑ　口 １ｇｌ＋“ぢ硅絆成奎黛わＴ　　　　　暮に強鼾轄今’
ｄ　　ｔｔ　　図 ７（１０冨　１３　　図 第　７４　ｍ 嘉　１５　　図 ３４ρ５〜 ３４！ρ７０−ナ朴斗 ＶＪ／６Ｉ２１ 第　７７　図 ３４鏡　フＤ−チせ−ト 纂　１３　　図 ２ｆ　　　　εＮυ 蔓／’／図 ／４　　　ＥＮＤ ■　２０図 １〜４．イ左１１７パう７ 冨　２３　　図 石２４図 冨　ｚ６　　困 第２８図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ソースプログラムを入力しオブジェクトプログラム
   を生成するコンパイラにおいて、サブルーチン・関数・
   初期設定副プログラム等の手続間にまたがつて変数・配
   列のデータフロー解析を行ない、該手続き間データフロ
   ー解析では各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・配列部分領域と、値が必ず定
   義される変数・配列部分領域とで手続き呼び出しの効果
   を要約するとともに、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
   によるデータ参照を代表させ、データ参照の可能性と必
   然性を区別したデータフロー解析をし、該手続き間デー
   タフロー解析結果に基づいて最適化処理を行なうことを
   特徴とするオブジェクト生成方式。 ２、特許請求の範囲第１項において、手続き呼び出しを
   含むループがそのままでは最適化できない場合、該ルー
   プを該手続き呼び出しの前後でループ分割し、該ループ
   内の文のうち該手続き呼び出しの前の部分と後の部分と
   該手続き自身のそれぞれを含む３つのループを生成し、
   該手続き呼び出しの前と後の部分の最適化を可能とする
   オブジェクト生成方式。 ３、特許請求の範囲第２項において、ループ分割により
   生成されたループのうち、分割を生じせしめた手続き呼
   び出しのみを含むループのループくり返し処理を該手続
   きの写しの内部に移動することを特徴とするオブジェク
   ト生成方式。