JPH0152779B2 - - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 (A) 発明の技術分野 本発明は逐次命令処理方式、特に複数のパイプ
ライン演算部を備えたベクトル処理プロセツサに
対して、与えられたソースプログラムから目的プ
ログラムを生成して供給するコンパイラにおい
て、逐次処理が必須であり先行処理を行うと処理
論理が崩れてしまうようなプログラム処理に対し
て用いられるポスト命令、ウエイト命令を最適に
挿入して行う逐次命令処理方式に関する。

(B) 技術の背景と問題点 例えば、第１図ａに示す如く、ベクトルＡに属
するエレメントａ１，ａ２，……と、ベクトルＢ
に属するエレメントｂ１，ｂ２，……との各エレ
メント相互を加算して、エレメントｃ１，ｃ２，
……をもつベクトルＣを生成するような、ベクト
ル命令を実行するベクトル処理プロセツサが開発
されてきている。第１図(a)図示の場合、第ｉ番目
のエレメント相互の加算を行うか否かをマスク．
エレメントｍ１，ｍ２，……にて指示するように
されており、第１図ｂに一般化して示す如き処理
が行われる。

上記の如き処理を行うベクトル処理プロセツサ
を有するデータ処理システムは、一実施例として
第２図図示の如きシステム構成をもつている。図
中の符号１は主記憶装置、２はメモリ制御装置、
３はベクトル処理プロセツサ、４はチヤネル・プ
ロセツサ、５は大記憶装置、６はスカラ処理回路
部、７はベクトル処理回路部、８−０，８−１，
……は夫々浮動小数点データ・レジスタ、９−
０，９−１，……は夫々複数個のデータ（エレメ
ント・データ）を格納し得るベクトル・レジス
タ、１０−０，１０−１，……は夫々複数個のマ
スク・データ（マスク・エレメント・データ）を
格納し得るマスク・レジスタ、１１はベクトル長
レジスタであつて各ベクトル・レジスタに格納さ
れるエレメントの個数情報がセツトされるもの、
１２−０，１２−１，……は夫々メモリ・アクセ
スパイプライン、１３は加減算処理パイプライ
ン、１４は乗算処理パイプライン、１４′は除算
処理パイプライン、１５はポスト・ウエイト処理
部、１６はマスク処理パイプラインを表してい
る。

上記の如きベクトル処理プロセツサが処理を実
行するに当たつて、当該プロセツサが実行するに
適した形に、与えられたソース・プログラムをコ
ンパイルし、目的プログラムを生成することが行
われる。

当該コンパイルを行うコンパイラの構成は、第
３図を参照して後述されるが、当該コンパイラの
最終段階における目的プログラム出力部におい
て、個々の命令について前の命令との依存関係の
有無を調べ、依存関係にない命令の実行をパイプ
ライン演算部の空き期間に割り付けて、ベクトル
処理プロセツサが実際に処理を実行しても、プロ
グラム作成者の意図する命令実行順序の逐次処理
が保障されねばならない。

即ち、複数のパイプライン演算部を備え、先行
する命令の処理が終了するのを待たずに次の命令
の処理を順次該演算部に投入し、実質的に複数命
令の並列処理を行うことで処理速度を向上するこ
とがベクトル処理プロセツサで行われている。こ
の場合、プログラム作成者がその作成した各命令
は１つの命令が終了してから次の命令の処理を開
始することを大前堤としてプログラムを組んでい
るにも拘わらず、プログラマの意図に反して実際
には前の命令が終了する前に次の命令が実行され
ることになり、不都合が生じてしまう。

例えば、Ａ＋Ｂの結果をＣとし、該Ｃをさらに
例えばＤに加算し、その結果をＡとすることを考
える。Ｃ＝Ａ×Ｂ、Ａ＝Ｄ＋Ｃの２命令が必要で
あり、この時Ｃ＝Ａ×Ｂが終了してからＤ＋Ｃが
実行される分には何の問題も無い。しかし、ベク
トル処理プロセツサでは上記２命令が並列処理さ
れ、Ａ×Ｂの結果がＣへ格納されるより前にＤ＋
Ｃが開始されてしまうと、Ｃについては更新され
ていない古い値を用いて加算を行なつてしまい、
正しい演算結果を得ることはできない。

この様に、データに依存関係が有る場合には前
の命令の終了を待たずに命令処理を開始してしま
うと、誤りを正じてしまうのでパイプライン処理
はできないが、依存関係が無い場合には該誤り生
じず、パイプライン処理を行うことができる。

従つて、上記問題点を解決するためには、ポス
ト命令／ウエイト命令を採用することがなされて
いる。（特願昭54−170802号参照）これら命令の
制御方式は、ウエイト命令が現れた時、そのウエ
イト命令の以前で一番近くに在るポスト命令以前
の命令が全て終了するまで、該ウエイト命令以降
の命令処理を保留するものである。

つまり、上記の例では、Ｃ＝Ａ×Ｂという命令
の後にポスト命令を挿入し、Ａ＝Ｄ＋Ｃという命
令の前にウエイト命令を挿入すれば、速度や効率
を考えなければ原理的には良いことになる。

しかし、単に上記の例の如くデータ依存関係だ
けに着目してポスト／ウエイト命令を逐次命令群
の中に挿入すると、処理は正確になるも、非常に
冗長となり、記憶容量を極端に多く必要とするの
みならず、実際の目的とする処理には直接関係の
ないポスト／ウエイト命令のフエツチに時間を費
してしまい、実行時間が長くなつてしまうという
欠点を有してしまう。

(C) 発明の目的と構成 本発明の目的は、逐次命令群を複数のパイプラ
イン演算部を用いて処理する場合の逐次処理の保
障を、ポスト／ウエイト命令の最少限の挿入で済
むようにし、ベクトル処理プロセツサに効率良い
処理を行わせることである。

この目的は、逐次命令群に対し少なくともウエ
イト命令とポスト命令であつて、該ウエイト命令
が検出されたら、該検出時点以前に存在するポス
ト命令までの逐次命令がすべて上記パイプライン
演算部にて終了するまでウエイト命令以降の命令
処理を保留する機構を備えるとともに、逐次命令
群を順次実行した場合途中からの処理分岐による
飛び出しがなく、且つ分岐命令が有るとすれば最
後に集まつて存在するように区切りブロツク化
し、データ依存関係に基き、最適になるよう上記
ポスト命令とウエイト命令とを該ブロツク内の所
定命令間に挿入し、更にブロツク間において不用
のポスト命令またはウエイト命令を削除する如く
して該逐次命令群が処理されることによつて達成
される。次に図面を用いて更に詳細に本発明を説
明する。

(D) 発明の実施例 第３図は、本発明に用いるコンパイラの一実施
例構成、第４図はソース・プログラムを中間コー
ドに移してゆく態様を示す図、第５図はソース・
プログラムをベクトル化してゆく態様を示す図、
第６図と第７図は命令の逐次処理を保障するため
にポスト命令とウエイト命令を単に挿入したこと
による無駄を説明し、本発明の基本的考え方を説
明するための図、第８図乃至第１５図は、本発明
の一実施例である。

第３図において、１７は大記憶装置に格納され
ているソース・プログラム、１８はコンパイラ、
１９はコンパイルされて大記憶装置上に格納され
る目的プログラム、２０はソース解釈部、２１は
記憶域割付部、２２はベクトル化部、２３は中間
コード最適化部、２４はレジスタ使用決定部、２
５は逐次処理保障部、２６は目的プログラム出力
部を夫々示している。

コンパイラ１８は大記憶装置からソース・プロ
グラム１７を取り込んで、所望の目的プログラム
１９を生成する。この時、図示の各部は次のよう
な処理を行う。即ち、ソース解釈部２０は、ソー
ス・プログラム１７を大記憶装置から取込み、文
解釈を行つて中間コード（テキスト）に展開す
る。例えば、ソース・プログラム１７が第４図ま
たは第５図の各佐側の如き場合、図示右側の如く
中間コードに展開する。記憶域割付部２１は、プ
ログラム内に出現する各種データに対応して記憶
域内番地を割り当てる。ベクトル化処理部２２
は、プログラム中のループ構造を検出し、並列処
理可能部分を認識し、中間コード変換を行う。中
間コード最適化部２３は、中間コードのレベル
で、第２図図示の如きベクトル処理プロセツサを
有効に利用するための最適化を施す。レジスタ使
用決定部２４は、中間コードに現れたデータに対
して、ベクトル処理プロセツサ上の資源（レジス
タまたは記憶域）を割り当てる。逐次処理保障部
２５は、該段階で定められている逐次処理が複数
のパイプライン演算部で処理されても、その逐次
性がプログラム作成者の意図したものを損なわな
い様にポスト命令／ウエイト命令を挿入しる処理
をする。そして、目的プログラム出力部２５は機
械語命令群を大記憶装置へ出力し且つ命令語レベ
ルでの最適化を行う。

ベクトル処理プロセツサを稼働させるためのコ
ンパイラ１８は、第３図図示の如き構成をしてお
り、ソース・プログラムから目的プログラムを生
成してゆく。

この様な場合で今仮に中間コード最適化部２３
の処理結果で一連の逐次命令群が与られ、その逐
次命令群を中に分岐命令を含まず、分岐命令は一
番最後にかたまつて存在するように区切りブロツ
ク化の処理をし、第６図図示の如きブロツク２７
を得たとする。（尚、図では理解を容易にするた
めに命令の表現は中間コード命令表現を避け、一
般的命令表現としている。） ブロツク２７には実際には多くの命令が存在し
ているが、例として〜の命令を参照してい
る。ではＢとＣとを参照し、それらの積を配列
Ａ(1)と定義し（Ａ(1)に格納）、では配列Ａ(1)を
参照してＺと定義し、では配列Ａ(1)を参照して
Ｙと定義し、そしてではＹを参照しその二乗積
と、Ｚを参照しその値とを加算して配列Ａ(2)と定
義することを示している。

においては配列Ａ(1)を参照しており、Ｚを定
義するためにはの命令処理が終了していること
が必要である。この時とには「データ依存関
係がある」ことになる。この逐次性を複数パイプ
ライン演算部を有するベクトル処理プロセツサで
保障するためには、の命令の後にポスト命令
（POST）、の命令の前にウエイト命令
（WAIT）を挿入すればよい。同様に、の命令
との命令の間にもデータ依存関係がある故に、
の命令の前にウエイト命令、の命令の後にポ
スト命令を挿入することが必要である。ただし、
の命令の後には、既にポスト命令が挿入されて
いるが故に重複して挿入する必要は無い。さらに
同様に、の命令はとの両命令にデータ依存
関係があり、従つての命令の後にポスト命令、
の命令の後にポスト命令、およびの命令の前
にウエイト命令が挿入される。

即ち、Ｐ２乃至Ｐ４、Ｗ２乃至Ｗ４の命令挿入
が行われれたブロツク２７でも、データ依存間係
の無い命令については、ベクトル処理プロセツサ
では並列処理されるので、処理速度は向上し、か
つブロツク２７の命令逐次性は保障されることと
なる。

しかし、ブロツク２７には一番最後に分岐命令
（逐次性を乱す命令）がかたまつて存在し、逆に
言えば、それ以外には逐次はくずれていない。つ
まり、ウエイト命令Ｗ３はの命令が終了してい
ることを保障させるために挿入されているが、
の命令の後方に位置するウエイト命令Ｗ３が実行
されるということは、実はウエイト命令Ｗ２によ
りの命令が終了したことを条件に実行される
の命令実行より後にの命令が実行されるという
ことであり、当然の命令は終了している。即ち
ウエイト命令Ｗ３は実際には必要ない。同様に、
ポスト命令Ｐ３はの命令がの命令が開始され
る時点で終了していることのために挿入されてい
るが、ポスト命令Ｐ４が挿入されているため、
の命令が終了するまではどつちみちの命令を実
行することはできない。ポスト命令Ｐ４の条件が
満足されたということは、逐次処理すべく並べら
れたの命令までのすべての命令が終了したこと
とを意味し、当然の命令も終了していることに
なる。即ち、ポスト命令Ｐ３も実際には必要な
い。つまり、ポスト命令Ｐ３とウエイト命令Ｗ３
は冗長な命令挿入であるということになる。実際
に意味の無い命令であつても、電算機では命令の
読出し、実行というサイクルは逃れ得ず、それだ
け処理時間も冗長となる。勿論、処理命令のステ
ツプ数増加による記憶領域の無駄使いということ
にもなる。本発明では、該冗長をなくし、ブロツ
ク内においても最少の命令挿入で逐次処理を保障
させるようにしている。

第７ａ図と第７ｂ図はブロツク間で見た場合に
冗長な命令挿入を説明する図である。図において
２８〜３０と３２はポスト命令を最後に挿入され
ているブロツク、３１と３３〜３５は初めにウエ
イト命令を挿入されているブロツクである。まず
第７ａ図では、ブロツク２８の次にブロツク２９
またはブロツク３０が実行され、その次にブロツ
ク３１が実行されることを示している。このと
き、ブロツク３１の初めにウエイト命令があり、
ブロツク２９／３０のいずれに引き継いで実行さ
れようとも、該両ブロツクにはポスト命令があ
り、そのブロツクが終了してからでないとブロツ
ク３１は実行されない。該ブロツク２９／３０が
終了するということは、ブロツク２８は当然終了
していることを意味し、ブロツク２８のポスト命
令は冗長であることになる。

同様に、ブロツク３５の初めにウエイト命令が
あり、これはブロツク３２のポスト命令が条件と
なつている。つまり、ブロツク３２のポスト命令
迄の命令がすべて終了して初めてブロツク３５の
ウエイト命令処理が可能となることを意味してい
るが、ブロツク３３／３４にもウエイト命令があ
り、いずれのブロツクが実行されてもブロツク３
２のポスト命令が条件となつており、３２／３３
のいずれブロツクにせよ実行され、ブロツク３５
に実行が移つてきたことは、ブロツク３２のポス
ト命令の条件が成立したことを意未している。つ
まり、ブロツク３５のウエイト命令も冗長である
ことになる。

本願発明は、このような冗長な命令挿入を行わ
ないようにして逐次命令処理を行わせたものであ
る。

第８図に示す通り、本願発明では、まず逐次命
令のブロツク化を行い、該ブロツク内についてポ
スト命令、ウエイト命令の最適挿入を行い、次
に、ブロツク間のポスト命令、ウエイト命令の最
適挿入を行うものである。中間コード最適化部２
３を経ると、ブロツク化とデータ依存関係は既に
処理され、テーブルで保持されている。（詳細説
明は省く）第１０図に示される如く、一つのブロ
ツクについて以下の如き処理がなされる。

(1) 第１１図の通り、命令ごとに順序番号を付け
る。

(2) データ依存関係テーブルを参照することによ
り、各命令毎にその依存する他の命令を順序番
号で認識する。今ｉ番目の命令をTi、ｊ番目
の命令をTjと定義し、命令Tiと命令Tjとがデ
ータ依存関係にあるとし、在るブロツクと、命
令Tiと命令Tjとの間のデータ依存関係は、４
つのタイプに分類される。

第１のタイプが命例Tiと命令Tjとの両命令
が同一ブロツクにあるもの。Dij（１≦ｉ≦ｎ、
１≦ｊ≦ｎ、但しｎは該ブロツクにおける命令
に付した順序番号の最大値）で表現するものと
する。第２のタイプが、命令Tiは先行するブ
ロツク内にあり、当該ブロツクには命令Tjが
存在するもの。Dij（１≦ｊ≦ｎ、ｉ＝−∞）で
表現するものとする。

第３のタイプが、命令Tiは当該ブロツクに
存在するが、命令Tjは後続ブロツク内にある
もの。Dij（１≦ｉ≦ｎ、ｊ＝∞）で表現するも
のとする。

第４のタイプが、１つのブロツクには命令
Tiも命令Tjも属していないもの。

(3) １〜３のタイプにつき各Dijつきその命令Ti
と命令Tjとの距離（ｊ−ｉ）を求める。

(4) 該距離の順にDijを昇順にソートする。

(5) 無効になつているDijはスキツプし、一番距
離の短いDijから順に以下の処理を施す。

(5‐1) Dijを取り出し、逐次化すべきものか否
かをチエツクし、逐次かすべきものである時
は、命令Tiの後にポスト命令、命令Tjの前
にウエイト命令を挿入する。尚、命令Tiま
たは命令Tjがブロツク外（ｉ＝−∞、また
はｊ＝∞）であれば、ポスト命令／ウエイト
命令は挿入しない。

(5‐2) 全Dijをチエツクし、ポスト命令とウエ
イト命令の両方を含む該包含するDijをすべ
て無効化する。

(5‐3) 全Dijにつき上記（５−１）の処理を終
了するまで次に距離の短いDijにつき（５−
１）へもどる。

(6) 残るDijにつき交差関係にあるものをチエツ
クする。これはｉとｊの値を比較すれば容易に
得られる。第１６図に示す如く、この段階で
は、データ依存関係にありその依存する命令の
いち関係が互いに交差していると、その命令ま
たは前にはポスト命令が挿入されている。第１
６図において、Ti１〜Ti３とTj１〜Tj３とは
夫々データ依存関係にある命令であり、ポスト
命令Ｐ５〜Ｐ７、ウエイト命令Ｗ５〜Ｗ７が挿
入されている。第１６図から明らかな如く、命
令Tjiを実行するにはその該命令Tjiに最も近い
ポスト命令であるポスト命令Ｐ７までのすべて
の命令が終了していなければならず、つまり、
ポスト命令Ｐ５／Ｐ６は不用である。同様に命
令Tj１が実行されていれば、ポスト命令Ｐ７
までの命令はすべて終了しており、命令Tj２
と命令Tj３の実行のためにはウエイト命令Ｗ
６／Ｗ７は不用である。

この交差関係にあるデータ依存関係の処理を
終るとつぎにブロツク間の最適化処理に入る。

(7) 各ブロツクにつき以下の(a)乃至(e)の５タイプ
に分類する。

(a) ブロツクに含まれるポスト命令／ウエイト
命令で先頭のものがウエイト命令で最後のも
のがウエイト命令であるブロツク。（Busy
on entry） (b) ブロツクに含まれるポスト命令／ウエイト
命令で最後のものがポスト命令で先頭のもの
がポスト命令であるブロツク。（Busy on
exit） (c) ブロツクに含まれるポスト命令／ウエイト
命令で先頭のものがウエイト命令で最後のも
のがポスト命令であるブロツク。（Busy on
entry＆exit） (d) ブロツクにポスト命令／ウエイト命令が含
まれない。（Empty） (e) ブロツクにポスト命令／ウエイト命令が含
まれ、先頭のものがポスト命令、最後のもの
がウエイト命令であるブロツク。（Not busy
on entry＆exit） (8) 第１２図に示す如く、(a)に属するブロツクを
１つ取り出し、取り出せたら（Busy on entry
のブロツクが残つていたら）そのブロツクの前
のブロツクであるIP（Immediate
Predecessor）に対して処理を行なう。第１３
図に示される通り、IPが上記(d)のタイプであ
れば、該IPが(a)に属するものにタイプを変更
し、(a)に属するブロツクとする。

もし該IPが(b)に属するブロツクであれば、
該IPの中にあるポスト命令がウエイト命令と
対応したことを該ポスト命令に関してマークす
る。

もし該IPがそれ以外であれば、第１２図に
示す様に次の(a)に属するブロツクを取出してく
る。

(a)に属する全ブロツクにつき上記処理が終了
すると、全ブロツクにつき該ブロツクのタイプ
に関与したポスト／ウエイト命令を対象として
上記マークの無いポスト命令を削除する。

(9) 次に第１４図に示す如く、(b)に属するブロツ
クを１つ取り出し、取り出せたら（Busy on
exitのブロツクが残つていたら）そのブロツク
の後のブロツクであるIS（Immedite
Successor）に対して処理を行なう。第１５図
に示される通り、ISが上記(d)のタイプであれ
ば、該ISが(b)に属するものにタイプを変更し、
(b)に属するブロツクとする。

もし該ISが(a)に属するブロツクであれば、該
ISの中にあるウエイト命令がポスト命令と対応
したことを該ウエイト命令に関してマークす
る。

もし該ISがそれ以外であれば、第１５図に示
す様に次の(b)に属するブロツクを取出してく
る。

(b)に属する全ブロツクにつき上記処理が終了
すると、全ブロツクにつき該ブロツクのタイプ
に関与したポスト／ウエイト命令を対象として
上記マークの無いウエイト命令を削除する。

上記ブロツク間の処理については、例えば第７
図ａでは以下の通りとなる。

ブロツク３１は(a)のタイプで、Busy on entry
のブロツクである。したがつて、IPがチエツク
され、ブロツク２９とブロツク３０にあるポスト
命令についてはマークが付される。しかし、ブロ
ツク２８のポスト命令については、マークされ
ず、したがつて、上記(8)の処理の段階でブロツク
２８のポスト命令は削除される。

同様に、第７図ｂでも、上記(9)処理により、ブ
ロツク３５のウエイト命令は削除される。よつ
て、本発明によれば、冗長なポスト命令／ウエイ
ト命令は削除され、結果として最適なポスト命
令／ウエイト命令の挿入が行われたことになる。

(E) 発明の効果 以上述べた如く、本発明によれば、複数の並列
処理演算部を用いたデータ処理装置において、デ
ータ処理の逐次性を保障し、且つ該演算部を効率
良く制御することが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図はベクトル命令に対応した処理を概念的
に説明する説明図、第２図は本発明に言うベクト
ル処理プロセツサを有する処理システムの一実施
例、第３図は本発明に用いるコンパイラの一実施
例構成、第４図はソース・プログラムを中間コー
ドに移してゆく態様を説明する説明図、第５図は
ソース・プログラムをベクトル化してゆく態様を
説明する説明図、第６図と第７図は本発明の実施
例を説明するための図、第８図乃至第１５図は本
発明の実施例、第１６図はデータの依存関係間の
交差関係を説明するための図である。 図において、１は主記憶装置、２はメモリ制御
装置、３はベクトル処理プロセツサ、４はチヤネ
ル・プロセツサ、５は大記憶装置、９はベクト
ル・レジスタ、１０はマスク・レジスタ、１１乃
至１４と１６は夫々パイプライン演算部、１５は
ポスト命令／ウエイト命令処理部、１７はソー
ス・プログラム、１８はコンパイラ、１９は目的
プログラム、２７乃至３５はブロツク、Ｐ２乃至
Ｐ７はポスト命令、Ｗ２乃至Ｗ７はウエイト命令
を表している。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ 複数のパイプライン演算部を備え、逐次命令
   群を処理する処理装置に対して、ソースプログラ
   ムから目的プログラムを作成するコンパイラにお
   いて、逐次命令群に対し少なくともウエイト命令
   とポスト命令であつて、該ウエイト命令が検出さ
   れたら、該検出時点以前に存在するポスト命令ま
   での逐次命令がすべて上記パイプライン演算部に
   て終了するまでウエイト命令以降の命令処理を保
   留する機構を備えるとともに、逐次命令群を順次
   実行した場合途中からの処理分岐による飛び出し
   がなく、且つ分岐命令が有るとすれば最後に集ま
   つて存在するように区切りブロツク化し、データ
   依存関係に基き、最適になるよう上記ポスト命令
   とウエイト命令とを該ブロツク内の所定命令間に
   挿入し、更にブロツク間において不要のポスト命
   令またはウエイト命令を削除する如くして該逐次
   命令群が処理されることを特徴とする逐次命令処
   理方式。