JPH0291766A - 制御依存解析方式 - 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】 ［発明の目的］ （産業上の利用分野） 本発明はデータのベクトル化を行なうコンパイル処理機
能を有するデータ処理システムの制御依存解析方式に関
する。

（従来の技術） 近年、科学技術の進歩に伴ない大規模な数値計算を高速
に行なう必要性が高まり、この大規模な数値計算を効果
的に行なうために、いわゆるスーパーコンピュータが開
発され酋及してきている。

このスーパーコンピュータの多くはベクトル演算を基本
とすることにより、その高い性能を達成するベクトル計
算機であって、このベクトル計算機は、ベクトル演算機
能を持つベクトルプロセッサによって数値計算等のデー
タ処理が行なわれる。

またこのベクトル演算機能には、Ｆ　ｏｒｔｒａｎ等の
言語で書かれたソースプログラムを自動的にベクトル演
算に変換する自動ベクトル化コンパイラが必須のものと
なっている。

また多くのスーパーコンピュータはマスクベクトルやリ
ストベクトルを用いて、各種条件に依存して実行される
文を処理している。換言すると自動ベクトル化コンパイ
ラは各文がどの条件に依存して実行されるかを示す関係
、すなわち制御関係を解析すると、この制御依存関係を
反映したマスクベクトルやリスクベクトルの生成と、そ
れらを利用した条件付きベクトル演算を生成するように
している。

従って、制御依存解析が正確に行なわれないと冗長なコ
ードが生成され、オブジェクトプログラムの実行効率は
大幅に低下する。

そのため、自動ベクトル化コンパイラにおいては、条件
分岐を含む各種のプログラムの正確な制御依存関係を解
析する処理方式が重要となる。

従来、制御依存解析として行なわれていたのは、Ｉ　Ｆ
　−ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎと呼ばれる方式である。ＩＦ
−ｃｏｎｖｅｒｓ　ｉｏｎの方式では、条件分岐のとこ
ろを条件変数と呼ばれる変数に条件の結果を代入する式
に書き換え、条件分岐のかかる各文を条件変数を用いた
ＩＦ分に置き換えて解析するようにしている。

例えば、 ｄｏ　　１００ｉ−１，ｒｌ Ｈ＜ａ　　（ｉ　　）　　、　　（Ｉｔ、１０．０）　
０Ｏｔ０　８０ａ　　（ｉ　　）　　−ａ　　（ｉ　　
）　　＋１０．Ｏｉｆ　（ｂ　　（ｉ　　）　、　　Ｑ
Ｃ，１０，０）　ｇｏｔｏ　６０ｂ　　（ｉ　　）　　
−ｂ　　（ｉ　　）　　＋１０．０６０　　ａ　　（ｉ
　　）＝ａ　　（ｉ　　）＋ｂ　　（ｉ　　）８０　　
ｂ　　（ｉ　　）　　−ａ　　（ｉ　　）　　−５，０
１ｏｏ　　ｃｏｎｔｉｎｕｅ で表わされるプログラムは、 ｄｏ　１００　ｉ−１，ｎ ｂＮ　−ａ　　（ｉ　）　、　Ｑｔ、１０．０ｂｒ２−
ｂ　　（ｉ　）　、　（Ｉｔ、　１０．Ｏｆ（、ｂｒｌ
） ａ　　（ｉ　）　−ａ　　（ｉ　＞＋１０．０ｉｆ（１
ｂｒ１．　ａｎｄ　、　ｂｒ２）ｂ　　（ｉ　）　−ｂ
　　（ｉ　）＋１０．０ｉｆ（ｂｒｌ　、　ｏｒ、　　
（−、ｂｒｌ　、　ａｎｄ　、　、ｂｒ２　）　）ａ　
　（ｉ　）＝ａ　　（ｉ　）＋ｂ　　（ｉ　）ｉｆ（ｂ
ｒｌ、　ｏｒ、　　（−、ｂｒｌ、　ａｎｄ　、　ｂｒ
２）　。

ｏｒ、　　（−、ｂｒｌ　、ａｎｄ　、　−１ｂｒ２　
）　）ｂ　　（ｉ　　）　　−ａ　　（ｉ　　）　　−
５，０１ｏｏ　　　　Ｃｏｎｔｉｎｕｅ で示されるプログラムに書き換えられる。

この後、各文にかかる条件が複雑であるので、条件式の
簡単化が行われ、その結果に基づき、条件付きベクトル
コードの生成が行われる。尚、ＩＦ　−ｃｏｎｖｅｒｓ
ｉｏｎにツイテハ、Ｊ、Ｒ，Ａ１１ｅｎらによる”　Ｃ
ｏｎｖｅｒｓｉｏｎ　　ｏｆ　　Ｃｏｎｔｒｏｌ　　Ｄ
　ｃｐｅｎｄｅｎｃｅ　　ｔｏ　　Ｄ　ａｔａ　　Ｄ　
ｅｐｅｎｄｅｎｃｅ″と題する論文に詳しい。

（発明が解決しようとする課題） しかしながら、従来性なわれていた［１”−Ｃ０ｎｖｅ
ｒｓｉｏｎによる手法においては、次に示すような課題
が残されていた。

（＋）　　Ｉ　Ｆ　−ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎで導入した
条件変数は論理式により表現されている。そのため、二
方向分岐の条件分岐はそのままの形で条件変数の表現に
置き換えることができるが、Ｆ　ｏｒｔｒａｎの算術Ｉ
Ｆ文や計尊型ＧＯＴＯ文のように多方向に分岐する条件
分岐は、二方向単位の条件分岐に分解しなくてはならな
い。したがって、多方向に分岐する条件分岐が存在する
と、複数の条件分岐に分けて処理する分、制御依存解析
に時間がかかり、さらには、冗長なコードを生成する危
険性も生じる。

（２）　　各文にかかる条件変数の論理式を簡単化しな
ければならない。このとき、簡単化の処理を行なわない
ときには、冗長な条件を何回も調べるような非常に効率
の悪いコードが生成される虞れがある。しかし、論理式
の簡単化はいわゆるＮＰ完全問題といえるものであるた
め、この簡単化の処理はコンパイル時間を増加させ、さ
らには、処理時間の制約から、十分な簡単化が行えない
場合さえある。

本発明は、上記事情に鑑みてなされたもので、その目的
としては、入力するソースプログラムに多方向の条件分
岐が存在するような場合であっても、高速かつ正確に制
御依存の解析を行ない、さらに最適な条件付きベクトル
コードの生成を可能とする制御依存解析方式を提供する
ことにある。

［発明の構成コ 〈課題を解決するための手段） 上記目的を達成するため、本発明はプログラム内の条件
によって設定される制御の分岐および合流を境目とする
基本ブロックに、当該プログラムを分割する基本ブロッ
ク生成手段と、この基本ブロック生成手段によって生成
される基本ブロック毎に、前記条件による分岐に係る制
御依存情報を生成する制御依存情報生成手段と、この制
御依存情報生成手段によって生成される制御依存情報に
従って、前記基本ブロック毎にベクトルコードを生成す
るベクトルコード生成手段と有して構成した。

（作用） 上記構成を備えた制御依存解析方式においては、まず入
力するプログラムを基本ブロック生成手段が当該プログ
ラム内の条件に従って設定される分岐および合流を境目
とする基本ブロックに分割する。このとき制御依存情報
生成手段によって逐次的にかつ効率的に制御依存関係が
解析され前記プログラムの条件による分岐に係る制御依
存情報が生成されるので、ベクトルコード生成手段は、
この制御依存情報に従って条件分岐を含むプログラムの
°ベクトル化を効率良く行なうことができる。

（実施例） 以下、図面を用いて本発明の一実施例を詳細に説明する
。

第１図は本発明に係る一制御依存解析方式の構成を示す
図である。以下、各構成要素毎に説明する。

基本ブロック生成部１はベクトル化の対象となるＤｏル
ープＡを、ＩＦ文等の条件分岐や文番号のついた文で分
割して、制御の分岐のない基本ブロックを生成する。

基本ブロック情報記憶部３は、基本ブロック生成部１で
生成される基本ブロックとプログラム中の各文の対応関
係を記憶する。

ｉｌｌ依存情報記憶部５は、基本ブロック生成部１で生
成された基本ブロックの個数の行とループの中に含まれ
る条件分岐の個数の列をもつ、例えば第３図に示される
表の形式でＩＩＪ　ｌ依存情報を記憶する。この第３図
に示される表を行単位で見ると各基本ブロックの制御依
存情報のリストになっている。すなわちこの表の各欄は
３ビツトからなり、プログラム中の３方向分岐まで対応
できるようになっている。この３ビツトの中の各ビット
は対応する条件分岐の何番目の分岐のｌ１ｔｌｌｌの下
にあるかを示す。ｍｓｂ側が一番目の分岐に対応し、Ｉ
ｓｂ側が三番目の分岐に対応する。

例えば、第４図を参照するにビットの値が１のとぎ当該
分岐の制御の下にあり、０であれば当該分岐の制御下に
ないのであるから、１０．０１の条件１の制御下にあり
、１００，０１０．００１は条件２０制御下にあること
が示される。また、例えば、ＯＯＯはどの分岐の制御の
下にもないことを示す。

制御依存情報生成部５は各基本ブロックに対して、制御
依存情報を生成し、制御依存情報記憶部７に前記表形式
で登録する。すなわち、制御依存情報生成部５は、まず
この表のすべての欄をＯＯＯの値に初期化しておく。次
に、先頭の基本ブロックに着目し、もしその末尾が条件
分岐であったならば、そこから分岐する基本ブロックに
対して、先頭の基本ブロックの末尾の条件分岐の何番目
の分岐の制御の下にあるかを表に登録する。

例えば、先頭の基本ブロックＢ１の末尾の条件分岐Ｃ１
の一番目の分岐の制御の基本ブロックＢ２が、また二番
目の分岐の制御の下に基本ブロックＢ３があるとすると
、この段階で基本ブロックＢ２と基本ブロックＢ３の制
御依存情報のリストは、 Ｃ１Ｃ２Ｃ３・・・ Ｂ２　　１００　　０００　　０００　　・・・Ｂ３　
　０１０　　０００　　０００　　・・・となる。また
、基本ブロックＢ１の末尾が条件分岐ではないときには
処理を行なわない。このようにして、順次基本ブロック
Ｂ１の後に続く基本ブロックについて同様に処理を繰り
返していく。

なお、制御依存情報のリストを登録するときには、条件
分岐の合流の様子を把持するために、すでに登録されて
いる古いリストとのＯＲをとっていく。例えば、上記の
例で、基本ブロックＢ２の末尾の条件分岐Ｃ２の一番目
の分岐の制御の下に基本ブロックＢ３があるとき、その
ことを表現する Ｃｉ　　　Ｃ２Ｃ３・・・ Ｂ３　　０００　　１００　　０００　　・・・という
リストと、すでに登録されている古いリストとのＯＲを
とった。

ＣＩ　　Ｃ２Ｃ３・・・ ８３　　０１０　１００　０００　　・・・が基本ブロ
ックＢ３の制御依存情報の新しいリストとなる。この新
しいリストは、基本ブロックＢ３で条件分岐Ｃ１の二番
目の分岐と条件分岐Ｃ２の一番目の分岐が合流している
ことを表現している。また、ＯＲをとったときに、二方
向分岐の条件分岐に対して１１０１三方向分岐の条件分
岐に対して１１１となる欄があった場合、その欄の値を
０００に戻し、その欄に対応する条件のある基本ブロッ
クの条件分岐リストとＯＲをする。それぞれの条件分岐
の所属する基本ブロックは基本プロツク情報記憶部２を
用いて調べる。例えば、上記の例で、Ｃ２の三方向の条
件分岐で、基本ブロックＢ３のリストのＣ２の欄が１１
１になったとすると、リストのＣ２の欄を０００に戻し
たＣＩ　　Ｃ２Ｃ３・・・ ８３　０１０　０００　０００　　・・・と０２のある
基本ブロックＢ２のリストとのＯＲをとった ＣＩ　　　Ｃ２Ｃ３・・・ Ｂ３　　１１０　　０００　　０００　　・・・が基本
ブロックＢ３の新しい制御依存情報のリストとなる。

この操作は、着目している基本ブロックですべての分岐
が合流する条件分岐があれば、その条件分岐がある基本
ブロックへかかる制御依存がそのまま着目している基本
ブロックにかかることを反映させるためものである。そ
して、この操作により、冗長なｌ１ｌａ依存情報は削除
される。

ベクトルコード生成部９は、制御依存情報生成部５がす
べての基本ブロックについて処理を終えたあと、基本ブ
ロック情報記憶部３と制御依存情報記憶部７の内容にし
たがって、条件付きベクトルコードを生成する。この実
施例では、リストベクトルを利用した”条件付きベクト
ルコードを生成する。また、この実施例のコンパイラの
対象となるマシンではリストベクトルの分類の機能があ
り、その機能は次のように表現される。

１１Ｖ　１＋−ａ　　（１：ｎ　）、　ｌｅｔ、　　０
．０−（１）ｎｖ　２←ｂ（ｎｖ　１　）、　ｉｔ、　
　０．０−＜２）（１）　　式はベクトルａの連続する
ｎ個の要素に関する条件から、その条件を満たす添字の
集合をリストベクトルΩｖ１として定義している。（２
）式は、（１）式で生成したリストベクトルＱｖ１がさ
しているベクトルｂの要素に関する条件から、その条件
を満たす添字の集合をリストベクトル１ｌＶ２として定
義している。

ベクトルコード生成部９は、プログラム中の各文を先頭
から一つずつ処理していく。すなわち、最初に着目して
いる文の所属する基本ブロックを基本ブロック情報記憶
部３の内容から調べ、次に制御依存情報記憶部７を用い
てその基本ブロックの制御依存情報のリストを参照する
。そして、そのリスト中で１であるところの分岐に対応
するリストベクトルを用いて条件付きベクトルコードを
生成する。着目している文が代入文であれば、通常のベ
クトル演算のコードが生成され、また、１１文等の条件
分岐の文であれば、リストベクトル定義用コードが生成
される。

このとき、多方向分岐の場合は、二分岐の条件分岐のネ
ストに展開してからリストベクトル定義用コードを生成
する。

第２図はベクトル化対象のループのソースプログラムの
例である。枠で囲まれた文の集合が基本ブロック生成部
で分割される基本ブロックを構成する。第２図に示され
るプログラムでは８１−８６の６個の基本ブロックとＣ
ｌ−０２の２個の条件分岐がある。特に、Ｃ２は算術Ｉ
Ｆ文で三方向に分岐している。

第３図はベクトル対象のループのソースプログラムに対
して、１１１ｍ依存情報生成部５が生成し、制御依存情
報記憶部７が記憶する、各基本プロッりの表形式の一制
御依存情報である。

この中で、基本ブロックＢ６は、条件分岐Ｃ２のすべて
の分岐が合流し、ｉ、ｌ］　ｍ依存情報の０２の欄が１
１１になる。そこで、Ｃ２の欄を０００にもどした ＣＩ　　　Ｃ２ Ｂ６　　０００　　０００ というリストと、Ｃ２のある基本ブロックＢ２のリスト １　　Ｃ２ Ｂ２　　０１０　０００ のＯＲをとった ｌ　　Ｃ２ が最終的なり６のｔｉｌｌｔＨＩ依存情報のリストにな
る。

第３図の内容にしたがってベクトルコード生成部におい
て条件付きベクトルコード ｊＶ　１４−Ｃ（１：ｎ　）　、　Ｉｉｔ　、０，０Ｉ
ｌｖ　２←ａ　　（ｆｌｙ　１）、　９ｔ　　、０．０
ｊｖ　３←ａ　　（ｊｖ　２）、　ｅｏ　　、　　０．
０１ｉＶ　　４←ａ　　（ＱＶ　　３）、　　Ｑｔ　　
、　　０．Ｏａ　　ＨＶ　　２）　−ａ　　（ＱＶ　　
２）Ｘ　　２．Ｏａ　　（ｎＶ　３）　−（ａ（ＤＶ　
３）　＋１０．０）　Ｘ　　２．Ｏａ　　（１４）　＝
−ａ　　（ｊｖ　４）ｘ　　２，０但し、Ωｖ１〜１ｖ
４：リストベクトルを生成する。

算術ＩＦ文のところは １ｔ（ａ　　（＋　）、　Ｑｔ、　０．０）　ｔｈｅｎ
ｇＯｔＯ１０ ８ｉＳｅ　　ｉｔ　　（ａ　　（ｉ　）、　ｅｑ、ｏ、
ｏ）　ｔｈｅｎｇｏｔｏ　　２０ １ｓｅ ＱＯｔＯ３０ に展開してコードを生成している。

本実施例にれよれば、制御依存解析を行なう際に多方向
分岐の条件を変形することなく扱うので、余計な条件の
ネストや基本ブロックを生成しないで済み、また制御依
存情報を求める際にも簡単なビット単位の演算だけで行
なっているので、容易かつ効率良く制御依存関係の解析
を行なうことができる。

また、Ｉ　Ｆ　−ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎによる方式と異
なり、本実施例では逐次的な処理で冗長なｔｉｌｌ′Ｉ
Ａ依存関係を効率良く削除するため、制御依存関係の解
析の後に論理式の簡単化のための処理が不要となり、条
件分岐が多重にネストするようなプログラムであっても
高速に制御依存関係を解析することができる。さらに条
件付きベクトルコードの生成においても同様に複雑な処
理を必要としていない。

尚、本実施例では、リストベクトルにより条件付きベク
トルコードを生成するようにしたが、これに限定される
ことなく、マスクベクトルを利用した場合も同様に処理
を行ない得ることはいうまでもない。

［発明の効果］ 以上説明したように、本発明によればＦ　ｏｒｔｒａｎ
の算術ＩＦ文や割当て型ＧＯＴＯ文のように、多方向の
分岐が行われる文に対しても、制御依存を行う段階でそ
れを二分岐の条件分岐に分解していない。そのため、条
件分岐のネストを増やすこと無く制御依存の解析を行え
るので、多方向分岐の多い７０グラムに対しても効率よ
くコンパイルすることができる。

また、Ｉ　Ｆ−Ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎと異なり、制御依
存関係の解析の後で論理式の簡単化の処理が不要である
。そのような簡単化を行わなくても、解析の過程で、最
適な条件付きベクトルコードを生成するために必要な十
分な情報が得られる。そのため、条件分岐が多重にネス
トしたプログラムに対しても、効率よく制御依存関係の
解析が行え、さらにこれらの効果を非常に簡単な処理に
より実現することができる等の効果を奏する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の構成を示すブロック図、第
２図は算術ＩＦ文を含んだプログラムの例、第３図は第
２図に示したプログラムの制御依存情報のリスト、第４
図は１ｌｊｔｌＯ依存情報の生成を説明するための図で
ある。 １・・・基本ブロック生成部 ３・・・基本ブロック情報記憶部 ５・・・ｌ１ｌＩＩｌ依存情報生成部 ７・・・制御依存情報記憶部 ９・・・ベクトルコード生成部 Ａ・・・ベクトル化対象Ｄｏループ Ｂ・・・条件付きベクトルコード

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 　プログラム内の条件によって設定される制御の分岐お
   よび合流を境目とする基本ブロックに当該プログラムを
   分割する基本ブロック生成手段と、この基本ブロック生
   成手段によって生成される基本ブロック毎に、分岐の性
   状を変更することなく前記条件による分岐に係る制御依
   存情報を生成する制御依存情報生成手段と、 この制御依存情報生成手段によつて生成される制御依存
   情報に従って、前記基本ブロック毎にベクトルコードを
   生成するベクトルコード生成手段と を有して、入力されるプログラムをベクトル化する際に
   制御依存関係を解析することを特徴とする制御依存解析
   方式。