JPH03265936A - コンパイル処理方式 - 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） この発明は主記憶域管理にセグメント方式をとり、デー
タ参照に於けるベースレジスタの数とオフセットとして
取り得る値に制限のあるコンピュータシステムに用いら
れるコンパイル処理方式（従来の技術） 従来、コンパイラがデータを参照する手続き部コードを
生成するとき、第４図に示すように、連続した領域に割
り当てられるデータ１．２毎に、その先頭アドレスを指
し示すポインタ３．４を生成する（このポインタは、リ
ンクプログラムにより値が設定される）。そして、デー
タの参照は、ポインタ値からのオフセットと、ポインタ
値をロードしたベースレジスタ５により行なう。ところ
で、オフセットとして取り得る値には制限（オフセット
の上限値）があるので、データ領域のサイズがオフセッ
トの上限値を上回る場合、データ領域をオフセットの上
限値で複数のブロックに分割し、それぞれのブロックの
先頭へのポインタ６゜７を生成する。そして、個々のブ
ロック内に定義されたデータの参照は、そのブロックへ
のポインタ値からのオフセットと、そのブロックへのポ
インタ値をロードしたベースレジスタ８により行なう。

この際、ベースレジスタには数に限りがあるので、参照
データが定義されたブロックのポインタが、レジスタに
ロードされていないことがある。

この場合、そのブロックのポインタを、ベースレジスタ
にロードしなくてはならない。セグメント方式をとるシ
ステムでは、一般的に手続き部とデータ部は異なるセグ
メントに割り当てられ、また異なるセグメントのポイン
タのロードはオーバヘッドが大きいので、従来の方式で
は、参照回数の多いブロックのポインタが何度もレジス
タにロードされる可能性があり、ポインタのレジスタロ
ードが占めるオーバヘッドが無視できなくなるという問
題があった。

（発明が解決しようとする課題） 上記したように従来では、主記憶域管理にセグメント方
式をとり、データ参照に於けるベースレジスタの数とオ
フセットとして取り得る値に制限のあるコンピュータシ
ステムに於いて、参照回数の多いブロックのポインタが
屡ベースレジスタにロードされる可能性があり、このた
めポインタのレジスタロードに占めるオーバヘッドが無
視できなくなるという問題があった。

本発明は上記実情に鑑みなされたもので、ブロックのポ
インタをベースレジスタにロードする回数を減らし、シ
ステムオーバヘッドを最小限に抑えるために、データの
ブロック分割を最適化できるコンパイル処理方式を提供
することを目的とする。

［発明の構成コ （課題を解決するための手段及び作用）本発明は、デー
タ定義情報を抽出する手段と、一つのベースレジスタで
参照するデータ領域が一定の拡張領域の範囲内で可変定
義できる手段を有して、参照されるデータが可能な限り
多く含まれるようにブロック分割する手段と、ブロック
単位のデータ参照回数を記憶する手段と、分割されたブ
ロックとベースレジスタを効率よく対応付ける手段を設
けてなる構成として、ブロックへのポインタをベースレ
ジスタにロードする回数を減じ、システムオーバヘッド
の減少を実現する。

上記したように本発明に於いては、データ領域の先頭か
らオフセットの上限値で単純にブロック分割するのでは
なく、参照の多いデータを可能な限り一つのブロックと
して分割する構成としたので、ブロック内のデータを参
照するためのポインタのロード回数が減り、それに伴う
システムオーバヘッドも減少する。

（実施例） 以下図面を参照して本発明の一実施例を説明する。

第１図は本発明の一実施例を示すブロック図である。

第１図に於いて、１１はデータ定義情報抽出部であり、
データを定義する領域の属性（コモンデータ、ローカル
データ等）、データ領域の先頭からのオフセット等の情
報を抽出し、データ定義情報テーブルを作成する。１２
はデータ参照情報抽出部であり、データの参照がある毎
に、データ定義情報テーブルから、データの属性と、デ
ータ領域の先頭からのオフセットを取り出す。１３はブ
ロックテーブル作成部であり、データ参照情報抽出部１
２で取り出した情報をもとに、ブロック分割を最適に行
なうために必要な情報を記憶するブロックテーブルを作
成する。１４はベースレジスタ割当て部であり、ブロッ
クテーブル作成部１３で作成したブロックテーブルをも
とに、ブロックとベースレジスタの最適な対応付けを行
なう。

第２図は本発明の一実施例に於けるデータ領域のブロッ
ク分割処理手順を示すフローチャートである。第２図に
於いて、ＳＬはブロックテーブルを検索するステップで
あり、参照されたデータを包含できるブロックが存在す
るか否かを判定する。

Ｓ２はブロックテーブルを作成するステップであり、参
照されたデータを包含できるブロックが存在しない場合
、新たにブロックを定義し、そのブロックテーブルを作
成する。Ｓ８はブロック範囲を変更するステップであり
、参照されたデータが、あるブロックのブロック範囲を
可能な範囲で拡張することによりブロックに包含される
ならば、そのブロックの範囲を変更する。Ｓ４はブロッ
ク参照回数を更新するステップであり、参照されたデー
タを包含するブロックテーブルのブロック参照回数を更
新（＋１）する。Ｓ５はブロックとベースレジスタを対
応付けするステップであり、ブロックの参照回数と、使
用可能なベースレジスタの数により、適切な対応付けを
行なう。

第３図は、本発明の実施例に於けるブロックテーブルを
示す図である。第３図に於いて、ａはブロックテーブル
ポインタであり、ブロックテーブルが複数ある場合、次
のブロックテーブルをポインタする。ｂはブロック基準
値であり、データ領域に於ける、そのブロックの開始ア
ドレスを記憶する。Ｃはブロックサイズであり、管理し
ているブロックのその時点でのブロックサイズを記憶す
る。ｄはデータ領域属性であり、ブロックが対象とする
データ領域の属性（コモンデータ、ローカルデータ等）
を記憶する。ｅはブロック参照回数であり、ブロックが
包含するデータの参照回数を記憶する。ｈはブロック領
域であり、一つのブロックが包含している領域全体であ
る。ｇ及びｉはブロック拡張可能領域であり、（オフセ
ットの上限値−ブロックサイズ）により求まる値の範囲
内の領域である。ｆは他のブロックで包含される領域で
あり、異なるブロックテーブルで管理される。

ｊは未だブロックによって管理されていない領域である
。ｋ及び１はブロック最大値であり、ｋはブロック基準
値から下位アドレス方向に拡張した場合のブロック最大
値、ｌはブロック基準値から上位アドレス方向に拡張し
た場合のプロ・ツク最大値である。

ここで上記第１図乃至第３図を参照して本発明の一実施
例に於ける動作を説明する。

コンパイラ１０は、データを定義する度毎に、その定義
情報をデータ定義情報テーブル１５に記憶する。データ
が参照されたとき、データ定義情報テーブル１５からデ
ータ情報（属性、オフセット）を取り出した後、ブロッ
クテーブル１Ｂ（第３図参照）を検索し、参照されたデ
ータを包含できるブロックが存在するか否かを判定する
（第２図ステップＳ２）。この際、ブロックテーブル１
６のプロ・ツク基準値（第３固持号ｂ）は、データ領域
をブロック分割したときの最下位アドレスを示し、ブロ
ック中の参照データの中で最下位アドレスを持つ領域に
設定する。ブロックの最上位アドレスはブロック中の参
照データの中で、最上位アドレスを持つデータアドレス
に設定し、［ブロック最上位アドレス−ブロック最下位
アドレスコで計算された値が、ブロックサイズ（第３固
持号Ｃ）となる。

［ブロック最大値−ブロックサイズコで計算された値が
、ブロック拡張可能サイズであり、そのサイズ分だけブ
ロックを、下位アドレス方向（第３固持号ｇ）、又は上
位アドレス方向（第３固持号ｉ）に拡張可能であり、そ
の領域をブロック拡張可能領域と呼ぶことにする。尚、
ブロック最大値とは、ベースレジスタを利用したデータ
参照に於いて、オフセットとして取り得る値の上限値で
あり、固有値である。又、参照されたデータを包含でき
るブロックとは、データ領域の属性が一致し、データの
アドレスがブロック領域（第３回行号ｈ）、又はブロッ
ク拡張可能領域（第３固持号ｇ。

ｉ）に含まれるブロックである。データを包含できるブ
ロックが存在した場合、ブロック範囲の変更処理（第２
図ステップＳ３）を行なう。データのアドレスがブロッ
ク領域内に含まれるとき、ブロック範囲の変更（即ち、
ブロック基準値、ブロックサイズの変更）はない。デー
タのアドレスがブロック領域の下位にあるブロック拡張
可能領域（第３固持号ｇ）内に含まれる場合、ブロック
の基準値はそのデータアドレスとし、ブロックサイズは
［旧ブロックサイズ＋（旧ブロック基準値−新ブロック
基準値）コとする。

データのアドレスが、ブロック領域の上位にあるブロッ
ク拡張可能領域（第３固持号ｉ）内に含まれる場合、ブ
ロック基準値に変更はなく、ブロックサイズは［データ
アドレス−ブロック基準値］とする。

参照されたデータを包含できるブロックがない場合（第
３固持号ｊ）、ブロックテーブルを新たに作成する（第
２図ステップＳ２）。即ち、ブロック基準値は、そのデ
ータのアドレスとし、ブロツクサイズは０とする（即ち
、ブロック最大値サイズ分だけ、ブロック基準値から下
位アドレス方向、又は上位アドレス方向に、ブロック拡
張可能領域が定義される）。

データを包含するブロックを作成した後、そのブロック
の参照回数を１増やす（第３回持号ｅ。

第２図ステップＳ４）。

以上の処理を、未処理のデータ参照が存在する間、繰り
返すことにより、すべてのデータは、どこかのブロック
に属し、ブロック参照回数により、′そのブロックの参
照頻度を知ることができる。

ブロック参照回数により、ブロックとベースレジスタの
対応付けを行なう（第２図ステップＳ５）。使用可能ベ
ースレジスタが一つの場合、すべてブロックと対応付け
る。即ち、異なるブロックのデータが参照される毎に、
ブロックのポインタをベースレジスタにロードする。使
用可能ベースレジスタが二つ以上の場合、［使用可能ベ
ースレジスター１コの数だけ、参照回数の多いブロック
から順に、ブロックとベースレジスタを固定的に対応付
け、それらのブロックへのポインタは、−度だけベース
レジスタにロードする。固定的に対応付けられたブロッ
ク以外のデータが参照される場合、残る一つのベースレ
ジスタにそのブロックのポインタがロードされていない
ならば、ポインタをロードする。

上記したように本発明の実施例によれば、参照の多いデ
ータを可能な限り一つのブロックとして分割するので、
ブロック内のデータを参照するためのポインタのロード
回数が減り、それに伴うシステムオーバヘッドも減少す
る。

［発明の効果］ 以上詳記したように本発明によれば、データ定義情報を
抽出する手段と、参照されるデータが可能な限り多く含
まれるようにブロック分割する手段と、ブロック単位の
データ参照回数を記憶する手段と、分割されたブロック
とベースレジスタを効率よく対応付ける手段を設けてな
る構成としたことにより、ブロックへのポインタをベー
スレジスタにロードする回数を減じて、システムオーバ
ヘッドを減少できる。

【図面の簡単な説明】

′Ｉｓ１図は本発明の一実施例を示すブロック図、第２
図は上記実施例に於けるデータ領域のブロック分割処理
手順を示すフローチャート、第３図は上記実施例に於け
るブロックテーブルの構成を示す図、第４図はコンパイ
ラの処理を説明するための図である。 ｌＯ・・・コンパイラ、１１・・・データ定義情報抽出
部、１２・・・データ参照情報抽出部、１３・・・ブロ
ックテーブル作成部、１４・・・ベースレジスタ割当て
部、１５・・・データ定義テーブル、１Ｂ・・・ブロッ
クテーブル。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 主記憶域管理にセグメント方式をとり、ベースレジスタ
   の数とオフセットとして取り得る値に制限のあるコンピ
   ュータシステムに於いて、一つのベースレジスタで参照
   するデータ領域が所定拡張領域の範囲内で可変定義でき
   る手段を有して上記データ領域を参照データが可能な限
   り多く含まれるように決定する手段と、ベースレジスタ
   の数によってデータ領域とベースレジスタを対応付ける
   手段とを具備してなることを特徴とするコンパイル処理
   方式。