JPH0336632A - コンパイル時における最適化方法 - 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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は最適化コンパイラに関し、さらに詳しくは、大
域的最適化アルゴリズム（ここでは「指定プロシージャ
（ｓｐｅｃｉｆｉｅｄ　ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ）　Ｊと呼
ぶ）を用いるコンパイラで大きなプログラムをコンパイ
ルするときに、メモリ・スペースの不足から最適化プロ
セスが中止されることのないようにし、もって生成され
るコードの質を高める方法に関する。

Ｂ、従来技術 最適化コンパイラは、プログラマにとって、ターゲツト
ＣＰＵの有効性及び効率を高める重要なツールである。

最適化コンパイラの目的は、書かれた通りのプログラム
機能、を正確に複製する、可能な限り最小かつ最速のオ
ブジェクト・コード・セットを生成することにある。高
水準言語で書かれたコンピュータ・プログラムについて
コンパクトかつ効率の良いオブジェクト・コードを生成
するためには１．かかる言語に用いられるコンパイラは
、ラン・タイムやプログラムの必要とするメモリ量を減
らすための様々な指定プロシージャを一般に用いる精巧
な大域的最適化ａ（オプテイマイザ）を活用する必要が
ある。例えば、コンパイラは、部分式削除、コード・モ
ーション（コード移動）、ストレングス・リダクション
（強さの軽減、つまり遅い動作を等価な高速動作で置換
すること〉、ストア・モーション、不要コード・シーク
ェンス除去といったことの何れかを、あるいはすべてを
、実行してもよい。このような最適化に関するいくつか
の記述は、下記の文献に見出される。

Ｊ、Ｔ、Ｓｃｈｗａｒｔｚ、　Ｏｎ　Ｐｒｏｇｒａｍｍ
ｉｎｇ−Ａｎ　ＩｎｔｅｒｉｍＲｅｐｏｒｔ　ｏｎ　ｔ
ｈｅ　５ＥＴＬ　Ｌａｎｇｕａｇｅ、　Ｉｎｓｔａｌｌ
ｍｅｎｔ　ＩＩ：Ｔｈｅ　５ＥＴＬ　Ｌａｎｇｕａｇｅ
　ａｎｄ　Ｅｘａｍｐｌｅｓ　ｏｆ　ｉｔｓ　Ｕｓｅ。

Ｃｏｕｒａｎｔ　Ｉｎ５ｔｉｔｕｔｅ　ｏｆ　Ｍａｔｈ
’　５ｃｉｅｎｃｅｓ＋ＮＹＵ、　１９８３、ｐｐ、２
９３−３１０゜ Ｅ、Ｍｏｒｅｌ　ａｎｄ　Ｃ，Ｒｅｎｖｏｉｓｅ、Ｇｌ
ｏｂａｌＯｐｔｉｍｉｚａｔｉｏｎ　ｂｙ　５ｕｐｐｒ
ｅｓｓｉｏｎ　ｏｆ　ＰａｒｔｉａｌＲｅｄｕｎｄａｎ
ｃｉｅｓ、　ＣＡＣＭ、Ｖｏｌ、２２、Ｎｏ、２、ｐｐ
、９６−１０３、１９７９゜ Ａ、Ａｈｏ　　ａｎｄ　　Ｊ、Ｕｌ１ｍａｎ＋　Ｐｒ１
ｎｃｉｐｌｅｓ　　ｏｆ　　Ｃｏｎ＋ｐｉｌｅｒＤｅｓ
ｉｇｎ、Ａｄｄｉｓｏｎ−Ｗｅｓｌｅｙ、１９７７゜こ
れらの最適化指定プロシージャの各々は、中間言語（Ｉ
Ｌ）プログラムを、意味的には等価だがより効率的なＩ
Ｌプログラムに変換する。中間レベル言語は、その名の
示す通り、複雑性及び洗練度において、高水準ソース・
プログラムとマシン・コードの中間にある。中間レベル
言語は、複数の高水準言語の任意のものを複数のマシン
の任意のものをターゲットとするマシン・コードに変換
することのできるコンパイラを準備するのに特に有用で
ある。それによれば、すべての翻訳を共通の中間レベル
言語を通じて行い得るので、広範囲のマシン・タイプと
プログラミング言語の両方をカバーするために開発され
ねばならないプロダクトの数が著しく減少することにな
る。たいていの最適化が普通に行われるのは、中間言語
レベルにおいてである。

最適化コンパイラにおける最重要の最適化は、局所的つ
まり基本ブロック・レベルではなくて、大域的に、つま
りプログラム・ワイドのレベルで実行される。これらの
最適化の何れを実行するときも、一連のデータ・フロー
方程式を解かなければならない。その際、コンパイラは
、コンパイルされるプログラムの中の式の情報を集める
。そのような情報は、プログラム中の制御フローに依存
する。それ自身のユニークなコード変換のために、どの
最適化も、コンパイル時に所与の任意の式がプログラム
全体を通じて、いつ、どのように利用可能であるかを追
跡する方法を持たなければならない。

この情報は、プログラムの可能な実行パス（Ｐａｔｈ）
を表わす有向グラフであるところの制御フローグラフか
ら導がれる。低次のフローグラフでは、ノードがプログ
ラムの基本ブロックを表現し、かつノードはプログラム
の制御がそれに沿って流れるところのパスを表現する有
向辺によって結ばれている。高次のフローグラフでは、
ノードは基本ブロック又は強連結された領域からなる。

本明細書において、「基本ブロック」とは、オブジェク
ト・コードであれソース・コードであれ、分岐が到達す
るのはその最初の命令においてのみであり、かつ制御が
離れるのはその最後の命令の後においてのみであるよう
な直列型のコード・シークェンスである、コンピュータ
・プログラム中の任意の命令のセットのことを言う。「
強連結（された）領域」とは、プログラム制御によって
、繰り返して、かつ当該領域の外のノードを通過するこ
となしに、フォローされ得るパスが存在する、ノードの
セットを意味する。強連結領域は、コンパイラの設計に
おいては周知の概念である。「唯一の入口を持つ強連結
領域」とは、外から当領域に到達することのできるノー
ドがｔつしかないようなものを言う。以後、「領域」と
は唯一の入口を持つ連連結領域を言う。

「サブグラフ」とは、フローグラフ内のノードの任意の
組合せを言う。すべての強連結領域はサブグラフでもあ
る。しかし、すべてのサブグラフが強連結領域とは限ら
ない、「エンティティ（ｅｎｔｉｔｉｅｓ）　Ｊは、コ
ンパイル中のプログラムを記述するのに用いられる中間
表現のコンポーネントを指す、これには、変数エントリ
、辞書エントリ、結果１式、命令、及びプログラムの基
本ブロックが含まれる。

プログラムが大きな複雑なものになればなるほど、その
フローグラフは巨大でからみ合ったものになり、計算数
は増え、かつデータフロ一方程式を解かなければならな
い式の数も増える。コンパイルに必要なメモリ及び処理
時間は、大域的最適化の対象となるソース・プログラム
・サイズの２次関数として増加する。スペースが制限さ
れることからコンパイラがプログラム全体を最適化でき
ないような状況が生じると、過去においては最適化を中
止せざるを得なかった。そこで、最適化の質を高めるた
めの試みがなされてきた６ＵＳＰ４５０６３２５は、情
報理論の符号化技術をプログラムのセグメントに適用し
てオペレータとオペランドを符号化することにより、コ
ンパイラの必要とする記憶量を減少させる方法を開示す
る。しかしながら、プログラムをどのように分けるかに
ついては触れられていない。

ＵＳ　Ｐ４５７１６７８は、レジスタ割振り技術を改良
することによって、ターゲット・コンピュータの限られ
た数のレジスタを活用する方法を開示する。しかしなが
ら、ターゲット・コンピュータの一般的なメモリ利用可
能性を上回る巨大プログラムの処理については全く触れ
られていない。

Ｃ０発明が解決しようとする課題 ハードウェア又はプログラムがコンパイルされるコンピ
ュータの制約の中で最適化が実行不可能であっても、簡
単にあきらめることのないようなプログラム・コンパイ
ル技術が必要とされている。

Ｄ６問題点を解決するための手段 最適化が適用されるスコープは制限可能であること、及
びそれでも最適化の利点の多くが実現され得ることが発
見された。プログラム・ユニットは、その制御フロー構
造に基づいて、コンパイラによる処理が可能なほどに十
分小さなセクションに区分される。

したがって１本発明は、生成されるコードの品質を向上
させる方法を識別するために指定プロシージャを用いる
最適化コンパイラにおいて、実際に最適化を行うのに先
立って、コンパイルされるプログラムを最適化する方法
であって、（１）指定プロシージャに関し、上記プログ
ラムについてのすべての可能な実行バスを表現する制御
フローグラフを展開（ｄｅｖｅｌｏρ）し、（２）上記
プログラム中のサブグラフを識別し、（３）以下のサブ
・ステップからなるステップを実行することを特徴とす
る方法である。

（ａ）最適化のための検査を行うサブグラフを選択する
。ただし、１番最初の繰り返しで選択されるサブグラフ
はプログラム全体である。

（ｂ）上記サブグラフ中のコード・シークェンスを検査
することによって、上記指定プロシージャにおいてデー
タ・フロー方程式を表現するのに用いられるアレイの各
ディメンションに関連する上記サブグラフ中のエンティ
ティの数を決定する。

（Ｃ）上記アレイを収容するのに必要なメモリの量を決
定する。

（ｄ）上記メモリ量が上記コンパイルについての所定の
メモリ使用限度を越えしたがって上記サブグラフのノー
ド中のコードの最適化が不成功に終ることを示す場合に
は下記（ｅ）のサブ・ステップを上記サブグラフに適用
し、そうでない場合は上記指定プロシージャを上記サブ
グラフに適用する。

（ｅ）サブ・ステップ（ｄ）で、発見された記憶領域が
不十分であった上記サブグラフに含まれるすべてのサブ
グラフについて、サブ・ステップ（ｂ）〜（ｄ）を適用
する。

Ｅ、実施例 Ｅｌ、概要 本発明法を実施する最初のステップは、最適化されるプ
ログラムのフローグラフを作成することである。フロー
グラフの作成は周知の技術であり、本発明の目的のため
には標準的な技術をもってすることができる０次にフロ
ーグラフの中の適当なすべてのサブグラフが識別される
。サブグラフの選択は、実行される最適化プロシージャ
に依存する０強連結領域は有用であることが多い、しか
し、インターバル、ハンモック、及びツリーも使用可能
である。そして、極端な場合、サブグラフが単独のノー
ドから成り立っていることもある。本実施例では、サブ
グラフは強連結領域のコレクションであるとする。特定
の最適化のために指定プロシージャを書くためには、最
適化の際に形成されるアレイの数とディメンションが知
られていなければならない。それらのディメンションは
１例えば命令、結果、式、辞書エントリ、コード・シー
クェンス中の基本ブロックといったエンティティの量に
依拠する０作成される特定のエンティティは、引′き受
は中の指定プロシージャに依存する。

これらの量はプログラムのサブグラフごとに一定である
ので、最適化の実行前に必要なメモリ量を簡単に計算す
ることができる。コンパイラに課されるメモリの限度は
、コンパイラのライターによって１以上のレベルで予め
定めることも可能だし、あるいはコンパイラがシステム
・リソースの使用を評価して動的に決定することもでき
る。選択（された）プロシージャにとって利用可能なメ
モリ量を制約する理由の１つは、選択プロシージャの実
行時間を制約することにもある。指定プロシージャのプ
ログラム全体への適用につき必要メモリ量が決定された
後、その量は利用可能メモリ量と比較され、利用可能メ
モリ量が十分であるならば、最適化が実行される。メモ
リが不十分ならば、スペースが不十分であったサブグラ
フ内の、最大級の個別サブグラフの各々に対して該指定
プロシージャを適用することが試みられる。利用可能な
メモリが依然不十分である被包含サブグラフの各々につ
いて、その被包含サブグラフが最適化される。もしこれ
らの被包含サブグラフが最適化不可能であるならば、被
包含サブグラフの各々がさらなる被包含サブグラフに分
解される。この反復は、最適化に必要なメモリ量が十分
小さいので割当メモリの範囲内で最適化の実行が可能で
あるサブグラフが検査されそして最適化が実行されるま
で継続する。本発明法は１以上の最適化とともに用いる
ことができる。複数の最適化を実行するとき。

その順序はどのようであってもよい。

特定的な最適化の例は、共通部分式除去及びコード・モ
ーションとして知られる最適化技法である。この最適化
に関し、フローグラフを分解して得るサブグラフは強連
結領域である。計算されるデータ・セットの１つは、最
適化中の最外側の領域内の各基本ブロック及び領域の出
口で利用可能な式のセット（″ａｖａｉ１″セット）で
ある。この場合＋　　”ａｖａｉｌ”セットのサイズを
決定するためには、２つのタイプのエンティティをカウ
ントしなければならない。異なる式の数と、共通化（ｃ
ｏａｕｗｏｎｅｄ　）中の領域を含む基本ブロック及び
領域の数である。

利用可能性の情報は、最適化中の最外側領域（つまり、
低次の制御フローグラフ）の基本ブロック中のコードを
通過し、どの式が計算されその後の引数の再定義によっ
て殺されないかをマークすることによって、収集される
。これらのデータは外側レベル領域を通じて外方向に伝
播し、すべての領域の出口で利用可能な式がどれかが確
定される。このステップの後、最外側領域の入口で利用
可能なものは何もないという仮定がなされ、この新しい
情報は逆に内側領域へと伝播される。フローグラフの領
域の内外の間でのデータ・フロー情報を処理する必要性
は、領域を含むループの性質によって決まる。明らかに
、共通部分式削除は、巨大で複雑なプログラムについて
の細分化から恩恵を受ける。全体プログラムの基本ブロ
ック・領域の内外の間で情報を伝播させるための処理時
間は莫大なものになり得る。さらに、アレイの要するス
ペースも巨大になり得る。本発明法に従ってプログラム
を区分することにより、＃　ａｖａｊ、　ｌ　ＩＩ上セ
ツト第２デイメンシヨンのみならず第１のディメンショ
ンも影響を受ける。たいていの場合、内側領域に現れる
式のセットをｐわすユニバースは、外側領域で見つかる
式のセットについてのユニバースのサブセットである。

したがって、高次フローグラフ中の次レベルの領域に関
し最適化を行うことによって、アレイのサイズを著しく
減少させることができる。なぜなら、複数のディメンシ
ョンが影響される蓋然性が高いからである。

Ｅ２．具体例 第１図を参照して１本発明の詳細な説明する。

第１図には、典型的な被コンパイル・プログラムの一部
分が示されている。この例では、用いられるサブグラフ
のタイプは強連結領域（ＳＣＲ）である、ノード１〜１
５は、１つの入口とｌっの出口ポイントを持つ、１ライ
ン以上のコードからなる基本ブロックである。第１図に
示されるフローグラフ全体は、強連結領域２０である。

フローグラフの内側からノード１へ至るリターン・パス
が存在しないので古典的な定義には適合しないけれども
、これは真であると定義（ｄｅｆｉｎｅ）される。

次に内側のＳＣＲのサーチは公知の方法で行うことがで
き１本発明法にとってクリティカルなものではない。こ
の例では、ノード２はノード１２から戻るパスを持つけ
れども、その後のノードから戻るパスはない。フローグ
ラフにおいて次に内側のＳＣＲは、ノード２〜１２を含
む領域工９ということになる。次に５ＣＲ１９の内側に
含まれるＳＣＲも同様に解析される。したがって、ノー
ド３〜１１を含むパスを反復的にトレースすることがで
き、領域１８が定義される。同様に、第１図のフローグ
ラフ中の他の２つのＳＣＲのうち、１つはノード８．９
．１０から成る領域１７であり、もう１つはノード７か
ら成る領域１６である。

ノード７は、それ自身の内的なリターン・パスを具備し
ている。ノード１３〜１５はＳＣＲを構成しない、なぜ
なら、当該ノード・グループの中に。

グループ外のノードを通ることなしに制御が繰り返し流
れることを可能にするリターン・パスがないからである
。

本発明法のプログラムに関しての実行は、まず第１図に
示すようなフローグラフを作成することから始まる０次
に、プログラム全体が最適化プロシージャのためにテス
トされる。コンパイラがプログラム全体を通じて作動す
る間、データ・フロー方程式を表現するアレイのサイズ
を決定するエンティティの数を含めて、最適化プロシー
ジャによって使用されるエンティティのカウントが維持
される。カウントがインクリメントされるとき、各７レ
イの各ディメンションのユニット・サイズがノートされ
、アレイ中のエレメントの総数が計算される。これは割
当（られた）メモリと比較される。必要なメモリが割当
メモリを上回ったならば、上述のようにして次に小さな
ＳＣＲを発見し、同様の調査を行う、最適化を成功させ
ることの可能な十分水さな領域が見つかったなら、最適
化はその領域について行われる。他の指定プロシージャ
に関して最適化を行う前に、制御フローグラフを作り直
しても差し支えない。

最適化できるサブグラフが処理された後で、より大きな
サブグラフの最適化を試みることが望ましいこともある
１選択（された）プロシージャの適用によってサブグラ
フ中のコードのサイズは減少しているので、含む側の（
ｃｏｎ’ｔａｉｎｉｎｇ）サブグラフをユニットとして
扱うことが可能になっている。しかしながら、そのよう
な再検査はコンパイル時間を増大させる。しかるに１本
発明の趣意は最適化の際のコンパイル時間とスペースを
制限することにある。かかるステップを実行する場合、
順次高レベルの領域が検査される点を除いて、先のコー
ド・シークェンス検査と同じやり方で実行される。

本発明を実施する最良の態様のもう一つの例が、添付の
表の擬似コード・フラグメントによって示される。コー
ドは実際のプログラムから翻案されたものであり、以下
のように動作する。最適化器は、入力として、最適化を
制約するメモリの制限を受は取る。最適化器は、最適化
指定プロシージャ（ここでは、共通化（ｃｏｍｍｏｎｉ
ｎｇ）とコード・モーションである）についてデータフ
ロ一方程式を解くために使われることになる。エンティ
ティ・セットのユニバースを記述するべく生成されるマ
ツプをリセットする。最適化器は、所与の領域に含まれ
る基本ブロック、辞書エントリの数、及び所与の領域の
中で発見される異なるシンボリック・レジスタの使用数
を、マツプしかつカウントする。

また、指定プロシージャによって使用されるアレイのサ
イズも計算する。最適化器は、この合計を割当メモリと
比較し、必要なメモリが割当を越える場合は、そのノー
ドが最も新しくマツプされた領域に対応する数を返す、
そうでない場合は１次の内側に含まれるレベル（ｔｈｅ
　ｎｅｘｔ　ｃｏｎｔａｉｎｅｄｌｅｖｅ１）の領域を
発見する。そのような領域が見つかった場合には、先に
実行されたステップをその含まれる（ｃｏｎｔａｉｎｅ
ｄ）領域について繰り返す。

領域に含まれる領域がない場合には、同一レベルにある
次の領域をサーチする。同一レベルに領域がない場合は
、次に高いレベルの領域を捜す。領域が見つかるまで、
さもなければ上昇すべきレベルがなくなるまで、フロー
グラフ・レベルを通じて上昇が繰り返される。レベルが
残っていない場合、指定プロシージャに対して、プログ
ラム内に最適化すべき領域の見つからないことが報告さ
れる。コード内のコメントも、本発明の理解に役立つ。

本発明は、ＲＩＳＣを含む、コンパイル・プロセスに中
間レベル言語を用いるどのマシンも使用することができ
る０本発明はまた。最適化器によって活用されるメモリ
の制限を調整することによって、様々なコンピュータ・
システムと一緒に用いられるコンパイラとともに使用す
ることが可能である。同じ手段によって、ユーザは同一
ソース・プログラムの様々なレベルでの最適化を達成す
ることができる。最適化が中間言語レベルで行われるの
で、本発明は、　ＦＯＲＴＲＡＮ、　ＰＬ／Ｉ、Ｃｏｂ
ｏｌ、　Ｃ。

Ｓ丁ＥＬ、Ｐａ５ｃａｌを含む高級言語の何れをも処理
する最適化コンパイラとともに使用することが可能であ
る。本発明を使用すれば、最適化プロセスの実行に用い
るコンピュータのメモリの制約ゆえに最適化が不可能と
なってしまうであろう巨人プログラムについて、少なく
とも部分的な最適化を実行することが可能になる。本発
明のさらなる利点は、大きなプログラムの最適化時に生
じるレジスタ・プレッシャが軽減されることである。例
えば、多くの式がループの外へ移動されるとき、それら
を収めることのできるレジスタの数を越えることがある
。そのとき、レジスタ割振を行うコードは、これらのレ
ジスタ要求に応えようとして、多くの処理時間とメモリ
・スペースを必要とし、その結果、レジスタ値を後でそ
の値が用いられるときに検索できるように一時記憶装置
に退避させなければならなくなる。大きなプログラムで
の細分化された（ｐａｒｔｉｔｉｏｎｅｄ　）最適化に
よれば、上記のようなタイプのコード移動（ｍｏｖｅｍ
ｅｎｔ　）は内側のサブ領域に限定され、したがってレ
ジスタ割当はその使用により近いものになる。これは、
内側ループの始まりに移される式が外側領域中の定数（
ｃｏｎｓｔａｎｔ　）でもある場合には、理論的には最
善の選択ではないかもしれないとはいえ、先の最適化の
効果をひっくり返さなければならず、その結果コードの
質を低下させるという無駄な処理をしばしば回避する。

ｃｏｍｍｏｎｉｎＬｍａｐ：　ｐｒｏｃ（ｓｃｒ＃）　
ｒｅｔｕｒｎｓ（ｉｎｔｅｇｅｒ）：／＊＊６＋＋１＊
＊＊＊＊＊Ｉ°＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊
＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊　＊ｌｌ＊＊＊　ｏｓ
　＊＊４＋＊＊＊＊＊／ ｌ◆　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　０
１／”　Ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ　Ｎａｍｅ：　ｃｏｍｍｏ
ｎｉｎｇ−ｍａｐ　　　　　　　　　　”／／”　ｒ’
ｕｎｃｔｉｏｎ：　Ｂｕｉｌｄ　ｍａｐｓ　ｏｒ　ｔｈ
ｅ　ｂａｓｉｃ　ｂｌｏｃｋｓ　ａｎｄ　ｔｈｅ　ｕｓ
ｅｄ　ｉｔｅｍｓ”／ ｌ・　　　　ｉｔｅｍｓ　ｍ　ｔｈｅ　ｄｉｃｔｉｏｎ
ａｒｙ　ａｎｄ　ｔｂｅ　ｒｅｇ　１ａｂｌｅ　ｆｏｒ
　ａ　　”／／”　　　　５ｐｅｃｉｌ’ｉｃ　ｒｅｇ
ｉｏｎ、　　　　　　　　　　　”／／”　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　”／／”　Ｉｎｐ
ｕｔｓ：　ｓｃｒ＃−１ｎｄｉｃａｔｅｓ　ｔｈｅ　ｎ
ｏｄｅ　ｉｎ　ｔｈｅ　ｎｏＷｇｒａｐｈ　ｗｈｅｒｅ
　”／／”　　　　　　　ｗｅ　５ｔａｒｔ　ｌｏｏｋ
ｉｎｇ　ｆｏｒ　ａ　ｒｅｇｉｏｎ　ｆｏｒ　ｗｈｉｃ
ｈ　ｔｏ　”／ｌ◆　　　　　ｂｕｉｌｄ　ｔｈｅ　ｒ
ｅｇ−ｍａｐ　ａｎｄ　ｄｉｅ−ｍａｐ、　Ｉｆ　５ｔ
ａｒＬ　ｍ　　◆Ｉ／”　　　　　　ｎｏｄｅ　ｃｏｕ
ｎｔ　ｔｈｅｎ　ｗｅ’旧ｒｙ　ｂｕｉｌｄｊｎｇ　Ｌ
ｈｅ　ｍａｐｓ◆ｌ／”　　　　　　　ｆｏｒ　ｔｈｅ
　ｗｈｏｌｅ　ｐｒｏｇｒａｍ、　０１ｈｅｎｖｉｓｅ
、　ｉＬ　ｍｅａｎｓ　”／／”　　　　　　ｗｅ’ｖ
ｅ　ａｌｒｅａｄｙ　ｐｍｃｅｓｓｅｄ　１ｈｉｓ　ｒ
ｅｇｉｏｎ　ａｎｄ　ｗＣ”／／”　　　　　　ｗａｎ
ｌ　ｔｏ　ｆｉｎｄ　ａｌｌ＞ｅｒｓ　ｉｎ　Ｉｈｅ　
ｐｒｏ炉ｕｎ　ｓｈｕｔｉｎｇ　”／／”　　　　　　
ｆｒｏｍ　ｗｈｅｒｅ　ｗｅ　１ｅｆｔ　ｏｌＴ、　　
　　　　。ｌ／”　０ｕｔｐｕｔｓ：　ｄｉｃ−ｍａｐ
、　ｒｅｇ−ｍ：Ｉｐ、　ｍａｐ−ｉｎｆｏ、　ｎｏｄ
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；（ＩＣＩ　ｐａｒｔｃｏｍ　　　ｂｉｔ；ｄｅｌ　（
ｉ、ｊ、ｋ）　　ｉｎｔｅｇｅｒ；ｄｃｌ　ｎｏｄｅ　
　　ｉｎｔｅｇｅｒ；ｄｅｌ　１１ｍ１ｔ　　　ｉｎｔ
ｅｇｅｒ；　！　１１ｍ１ｔ　ｒａｒ　ｖｅｃｔｏｒ　
５ｉｚｅｓ　ｆｏｒ　ｐａｒｌｉｔｉｏｎｃｄ　ｃ盾高
高盾獅奄獅■ ｄｃｌｓｍａｌＪ−１ｉｍｉｔ　１ｉｔｅｒａｌｌｙ（
２０４＆）；　　！２ｋｄｃｌ　ｍｅｄｉｕｍ−１ｉｍ
ｉｔ　１ｉｔｅｒａｌｌｙ（＋０２４０００）；　！　
１　ｍｅｇｄｃｌ　ｌａｒｇｅ−ｌｉｍｉｔ　１ｉｔｅ
ｒａｌｌｙ（２０４８０００）；　！　２　ｍｅｇＭ　
ｉｎｄｅｂｕｇ（’ｒ’ｃ−ＯＦＦ’）　＝　＝　Ｏｔ
ｈｅｎ　！　ｉｒ　ｐａｒｔｉｔｉｏｎｉｎｇ　ｉｓ　
ｔｕｒｎｅｄ　ｏｆｆｐｗｔｃｏｍ　ｘ　ｆａｌｓｅ；
　　　　　！　ｔｈｅｎ　ｓｅｔ　ｔｈｅ　ｆｌａｇ　
ｔｏ　ｆａｌｓｅ１ｓｅ ｄｏ；　　　　　　　　　！　０１ｈｅｎｖｉｓｅ、　
ｓｅｔ　ｔｈｅ　ｎａｇ　ｔｏ　ｔｒｕｅ　ａｎｄｐｘ
ｃｏｍ　ｍ　ｔｒｕｅ；　　　　　！　ｃｈｏｏｓｅ　
ｔｈｅ　ｃｏｒｒｅｃｔ　ｄａｔａ　５ｐａｃｃ　１１
ｍ１ｔ。

：ｒ　ｉｎｄｅｂｕｇ（’ｒ’ｃ−Ｓ’）　＝　＝　Ｏ
ｔｈｅｎ　！　Ｎ０ＴＥ：　ｔｈｅ　ｄｅｆａｕ旧ｓ　
ｔｈｅ　ｍｅｄｉｕｍ　１１高ｔ。

１１ｍ１ｔ　ｗ　ｓｍａｌｌ　１１ｍ１ｔ；１ｓｅ ｉｆ　ｉｎｄｃｂｕｇ（′ｒ’ｃ−Ｌ′）　”　ｗ　Ｏ
ｔｈｅｎｌｉｍｉｔ　ｚ　ｌａｒｇｅ−ｌｉｍｉｔ；Ｃ
１ぺＣ ０而ｔ　ｗ　ｍｅｄｉｕｍ−１ｉｍｉｔ；ｅｎｄ；　！
ｅｌ箕 ！　Ａｕｏｃａｔｅ　ｔｈｅ　ａｒｒａｙｓ　ｕｓｅｄ
　ｔｏ　ｍａｐ　ｔｈｅ　ｅｎｔｉｔｉｅｓ　ｗｈｉｃ
ｈ　ｗｉｕ　ｂｅ　ｃｏｌｌモモ狽モ■ ！　ｂｙ　ｃｏｍｍｏｎｉｎｇ。

ｆｆａｌｌｏｃａ（ｉｏｎ（ｄｉｃ−ｍａｐ）　＝　Ｏ
ｔｈｃｎｄｏ；　　！　Ｍ　ｄｉｃ−ｍａｐ　ｉｓｎ’
ｔ　ａｌｌｏｃａｔｅｄ　山ｃｎ　ｎｏｎｅ　ｏｒ　ｔ
ｈｅ　ｍａｐｓ　ａｒｃ　ａｌｌｏｃ奄撃モモ戟 ！　Ｆｉｎｄ　ａ　ｒｅｇｉｏｎ　ｓｍａｌｌ　ｅｎｏ
ｕｇｌｔ　ｔｏ　ｗｏｒｋ　Ｗｉｔｈ、、。

ｄｏ　ｗｈｉｌｅ　（ｓｃｒ＃　−ｗ　Ｏ）；！　Ｒｅ
５ｅｔ　ｔｈｅ　ｍａｐｓ　ｒｏｔ　ｔｈｅ　ｒｅｇｉ
ｏｎｎｅｘｔ−ｒｃｇ、　ｎｅｘｔ−ｄｉｃ　ｍ　Ｏ；
＄ｚｅｒｏ（ｄｉｃ−ｍａｐ）；　＄ｙ、ｃｒｏ（ｒｅ
ｇ−ｍａｐ）；　Ｓｙ、ｅｒｏ（ｕｎｍａｐ−ｒａｇ）
；＄ｙ、ｃｒｏ（ｎｏｄｅ−ｍａｐ）；　＄ｙ、ｅｒｏ
（ｕｎｍａｐ−ｎｏｄｅ）；！　］１ｈｃ　１ｏｏｐ　
ｐｒｅ−ｈｃａｄｃｒ　ｎｏｔｌｅ　ｍａｐｓ　１ｎｔ
ｏ　ｐｏｓｉｔｉｏｎ　ｌ　ｏｒ　ｕｎｍａｐ−ｂｂ　
ａ獅■ ！　ｔｌｔｃ　ｐｏｓｌ−ｅｘｉｔ　ｎｏｄｅ　ｗｈｉ
ｃｈ　ｉｓ　ａｌｗａｙｓ　ｂａｓｉｃ　ｂｌｏｃｋ　
ｌ　ｌ　ｒｎａｐｓ　ｉｎｔ ！　ｐｏｓｉｔｉｏｎ　Ｏｗｈｉｃｈ　ｉｓ　ｎｏｔ　
ｅｘｐｌｉｃｉｔｌｙ　ｄｏｎｅ　ｈｅｒｅ　５ｉｎｃ
ｅ　ｎｏｄｅ−ｍａｐ　ｉｓ！　ｚｃｒｏｅｄ　ａｂｏ
ｖｅ。

ｕｎｍａｐ−ｎｏｃｌｃ（０）　Ｗ　ｐｏｓｌ−ｃｘｉ
ｌ；ｎｏｄｅ−ｍａｐ（ｐｒｅ−ｂｃａｄｃｒ）　Ｗ　
ｌ；ｕｎｍａｐ−ｎｏｄｃ（１）　　−ｐｒｅ−ｈｃａ
ｄｃｒ；ｎｏｄｅ−ｍａｐ（ｐｏｓｔ−ｃｘｉｔ）　ｘ
　Ｏ；ｃｕｒｒ−ｎｏｄｅ　ｍ　ｌ； ｍａｐ−ｎｏｄｅ（ｓｃｒ／／）； ！　Ｌｏｏｐ　ｔｈｒｕ　ｔｈｅ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉ
ｏｎｓ　ｉｎ　ｔｈｅ　ｎｏｃｌｃｓ　ｔｈａｔ　ｈａ
ｖｅ　ｂｃｃｎ　ｍａｐｐｅп ｄｏ　ｋ　ｗ　　ｌ　ｌｏ　ｃｕｒｒ−ｎｏｄｅ；　　
！　ｄｏｎｌｎｅｅｄ　ｔｏ　璽ｏｏｋ　ａｔ　ｌｈｅ
　ｐｏｓｔ−ｃｘｉｔ　ｎｏр■ ！　５ｉｎｃｅ　ｉｌ　ｉｓ　ａ　”ｌ’１ｃｔｉｏｎ
ａｌ”　ｎｏｄｅ　ｗｌｓｉｃｂ　ｃｏｎｌａｉｎｓ！
　ｎｏ　ｃｏｄｅ　ａｎｄ　ｉｓ　ｕｓｅｄ　１０　ｓ
ｉｍｐｌｉｆｙ　ｏｐｌｉｍｉｙ、ａｔｉｏｎ！　ａ１
ｇｏｒｉｌｈｍｓ＋ ｎｏｄｅ　ｍ　ｕｎｍａｐ−ｎｏｄｃ（ｋ）；Ｖ　５ｃ
ｒ（ｎｏｄｃ）　ｔｈｅｎ　１ｌｃｒａｔｅ；１ｓｅ ｄｏ　ｉ　ｗ　ｅ＋ｓｃｈ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　
ｉｎ　ｔｈｅ　ｂａｓｉｃ　ｂｌｏｃｋ　−ｎｏｄｃ”
。

ｄｏ　ｉ−ｅａｃｈ　ｏｐｅｒａｎｄ　ｉｎ　ｔｈｅ　
ｃｕｍ：ｎｔ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　１−「ｊ　ｉ
ｓ　ａ　ｒｃｇｉｓｔｅｒ　ａｎｄ　ｈａｓｎ’ｔ　ｂ
ｅｅｎ　ｍａＰｐｅｄ　ｙｅｔ　ｔｈｅｎ、、。

ｎｅｘｔ−ｒｅｇ　ｍ　ｎｅｘｔ−ｒｅｇ　＋　１　；
ｅｎｄ；　！　ｉｆ　ｊ　ｉｓ　ａ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ
１ｓｅ ｉｆ　ｊ　ｉｓ　ａ　ｄｉｃｔｉｏｎａｒｙ　ｅｎｔｒ
ｙ　ａｎｄ　ｈａｓｎ’ｔ　ｂｅｅｎ　ｍａｐｐｅｄ　
ｙｅｔ　ｔｈｅｎ、、。

ｎｅｘｔ−ｄｉｃｘ　ｎｅｘｌ−ｄｉｃ＋　ｌ；ｄｉｃ
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ｆ　ｉ　ｉｓ　ａ　ｄｉｃｔｉｏｎａｒｙ　ｅｎｔｒｙ
ｅｎｄ　ｄｏ　ｉ； ｅｎｄ　ｄｏ轟： ｅｎｄ　ｄｏ　ｋ： ！　Ｉｔ　ｐａｒｔｉｌｉｏｎｅｄ　ｃｏｍｍｏｎｉｎ
ｇ　ｉｓ　ｔｕｒｎｅｄ　ｏｆｆ　０１１　ＥＬ’ｓＥ
　ｐ、ｔｒｌｉｌｉｏｎｅｄｃｏｍｍｏｎｉｎｇ 口Ｓ　ｂｅｉｎｇ　ｐｅｒｆｏｒｍｅｄ　ａｎｄ　ｔｈ
ｉｓ　ｒｅｇｉｏｎ　ｌ５ＮＴｔｏｏ　ｂｉｇ、　ｔｈ
ｅｎ　ｐｃｒｆｏｒｍ！　ｃｏｍｍｏｎｉｎｇ　ｏｎ　
ｔｈｉｓ　ｒｅｇｉｏｎ。

ｉｆ（＝ｐａｒｉｃｏｍ）ｌ◆（＝ｔｏｏ−ｂｉｇ）ｔ
ｈｅｎｒｃｔｕｍ　（ｓｃｒ＃）； ！　Ｏ１ｌ＋ｅｎｖｉｓｃ、　１ｏｏｋ　ｆｏｒ　ａｎ
ｏｌｌｔｅｒ　ｒｅｇｉｏｎ　ｌｏ　ｍａｐ　ｘｖｉｔ
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ｅｇｉｏｎｓ　ｉｎ　５ｃｒｌ、　ｒｍｄ　ｔｈｅ　ｎ
ｅｘｔ　ｏｎｅ！　ａｔ　ｔｈｅ　ｓａｍｅ　ｏｒ　ｈ
ｉＩｔｈｅｒ　１ｃｖｅｌ。

「ｉ　＞　ｎｕｍｂｅｒ　ｏｆ　ｎｏｄｅｓ　ｉｎ　ｔ
ｈｅ　ｒｅｇｉｏｎ　−５ｃｒｆｆｓｃｒｆｌ　ｍ　ｆ
ｉｎｄ−ｎｅｘｔ−ｒｅｇｉｏｎ（ｓｃｒｔＩ）；ｅｌ
ｓｅ　！　ｅ−ｎｅ　ｔｈｅ　ｆｉｒｓｔ　１ｎｎｅｒ
　ｒｅｇｉｏｎ　ｏｆ　’ｓｃｄ／Ｆｓｃｒ＃雪ｉ； ｅｎｄ；　！　ｄｏ　Ｗｈｉｌｅ　（ｓｃｒ＃　＝　−
０）！　Ｉｒ　Ｗｅ　ｒｅａｃｈｅｄ　ｈｅｒｅ、　ｔ
ｈｅｎ　ｔｂｅｒｅ　ａｒｅ　ｎｏ　ｍｏｒｅ　ｒｅｇ
ｉｏｎｓ　ｗｈｉｃｈ　ｃａｎ　ｂ■ ！　ｏｐｔｉｍｉｚｅｄ。

ｒｅｔｕｍ（０）； ｍａｐ−ｎｏｄｅｓ：　ｐｒｏｃ（ｓｃｒ＃）；！　Ｒ
ｅｃｕｒｓｉｖｅ　ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ　ｔｏ　ｍａｐ
　ａｕ　ｔｈｅ　ｂａｓｉｃ　ｂｌｏｃｋ　ａｎｄ　ｓ
ｃｒ　ｎｏｄｅｓ　ｃ盾獅拍■獅モ■ ！　ｉｎ　ｔｈｅ　ｒｅｇｉｏｎ　’５ｃｒｉ’。

ｄｃｌ　ｓｃｒ＃ｉｎｔｅｇｅｒ　ｖａｌｕｅ；ｄｃｌ
　ｉ　　　ｉｎｔｅｇｅｒ； ！　Ｍａｐ　ｅ３ｃｈ　ｎｏｄｅ　ｉｎ　ｌｈｅ　ｒｅ
ｇｉｏｎ　’ｓｃｒ＃”。

ｄｏ　ｉ　ｔ＝　ｅ＋Ｉｃｈ　ｎｏｄｅ　１ｎｔｈｅ　
ｒｅｇｉｏｎ！　Ｉｆ　ｔｈｉｓ　ｎｏｄｅ　ｉｓ　１
ｔｓｃｆｆ　ａ　ｓｔｒｏｎｇｌｙ　ｃｏｎｎｅｃｔｅ
ｄ　ｒｅｇｉｏｎ、　ｔｈａｎ　ｍａｐ　奄狽■ ！　ｎｏｄｅｓ　ｆｉｒｓｔ。

ｉｆ　５ｃｒ（ｉ）　ｔｈｅｎ ｍａｐ−ｎｏｄｅｓ（ｉ）； １ｓｅ ｄｏ；　！　ＮｏＬ　：ｒ　ｓｔｒｏｎｇｌｙ　ｃｏｎ
ｎｃｃｔｃｄ　ｒｅｇｉｏｎ　（ｌｈｃｒｃｒｏｒｅ、
　ｉｖｓ　ａ　ｂｕｉｃ　ｂ撃盾モ求 ！　ｓｏ　ｇｏ　３ｈｔ＋Ｌｄ　：Ｌｎ　ｍａｐ　ｉｔ
。

ｃｕｒｒ　ｎｏｄｅ　ｘ　ｃｕｒｒ　ｎｏｄｅ　＋　Ｉ
；ｅｎｄ；　！ｅｌｓｅ ｅｎｄ　ｄｏ　ｉ； ！　ＡＦｌｅｒ　ｍａｐｐｉｎｇ　ａｌｌ　ｏｒ　ｉｔ
ｓ　ｎｏｄｅｓ、　ａｄｄ　ｔｈｅ　’５ｃｒｌｌ″ｎ
ｏｄｅ　ｔｏ　ｔｈｅ！　ｎｏｄｅ−ｍａｐ、　ｔｏｏ
。

ｃｕｒｒ　ｎｏｄｅ　＝　ｃｕｒｒ　ｎｏｄｅ　＋　Ｉ
；ｕｎｍａｐ−ｎｏｄｅ（ｃｕｒｒ−ｎｏｄｅ）　＝　
ｓｃｒ＃；ｅｎｄ；　！　ｍａｐ−ｎｏｄｅｓ ｔｏｏ−ｂｉｇ：　ｐｒｏｃ　ｒｅｔｕｒｎｓ　（ｂｉ
ｔ）；！■■ゴ０Ｒ ＶＥＣＴＯＲＤＩＭＥＮＳＩＯＮＳ ＳＩＺＦ、　ＯＦ　へ５ＩＮＧＬＩＥ　ＶｎＣｒＯＲＥ
ｌ、ＥＭ［ＥＮ’ｒ！　ａｖａｉｌ−ｒｅｇｓ ！　ｄｃｙｄ−ｒｃｇｓ ！　ａｖａｉｌ　ｄｉｅｓ ！　ｒｃｇ−ｋｉｌｌｓ ｎｅｘｔ−ｒｃｇ　ｘ　ｎｏｄｅ−ｃｎｕｎｔ　　２　
ｂｙｔｅｓ　（ｈａｌｒ　ａ　ｗｏｒｄ）ｎｅｘｔ−ｒ
ａｇ　ｘ　ｎｏｃｌｅ−ｃｏｕｎｔ　　　　２　ｂｙｔ
ｅａｎｃｘ（ｄｉｅ　ｘ　ｎｏｃｌｃ　ｃｏｕｎｔ　　
２　ｂｙｌｅｓｎｃｘｔ−ｒｃｇ　ｘ　ｎｅｘｔ−ｒＣ
ｇ　　Ｉ　ｂｙｔｅ　（ｏｎｅ　ｑｕａｎｅｒ　ｏｒ　
ａ　ｗｏｒｄ）ｉ「　（２°（ｎｅｘｔ−ｒｅｇ　”　
ｎｏｄｅ−ｃｏｕｎｌ　”　、５）＋　　！　ｓｊｙ、
ｃｓ　ｒａｔ　ａｖａｉｌ−ｒＣｇｓ　ａｎпｄｃＸｌ
ｄ−ｒａｇｓ ｌ　”　（ｎｅｘｔ−ｄｉｃ　”　ｎｏｄｅ−ｃｏｕｎ
ｔ　”　、５）　＋　！　５ｉｚｅ　ｆｏｒ　ａｖａｉ
ｌ−ｄｉｅｓｌ　”　（ｎｅｘｔ−ｒｅｇ　”　ｎｅｘ
ｔ−ｒｅｇ　”　、２５）　　！　５ｉｚｅ　ｆｏｒ　
ｒｅｇ−ｋｉｌｌｓ）　＞　１１ｍ１Ｌ　ｔｈｅｎ　！
　ｌｒ　１ｏｌａｌ　ａｍｏｕｎｔ　ｏｒ　ｍｅｍｏｒ
ｙ　ｎｅｅｄｅｄ　ｂｙ　ｔｈｅｓｅｒｅｔｕｍ（Ｉｒ
ｕｅ）；　　！　ｖｃｃｌｏｒｓ　ｉｓ　ｇｒｅａｔｅ
ｒ　ｔｈａｎ　ｌｈｅ　１１ｍ１ｔ　ｔｈｅｎ　ｒｃｔ
ｕｍｅｌｓｅ　　　　　　！　ｔｒｕｅ　ｂｃｃａｕｓ
ｅ　ｔｈｅ　ｒｅｇｉｏｎ　ｉｓ　ｔｏｏ　ｂｉｔ　ｔ
ｏ　ｂｅ　ｃｏｍｍｏｎｅｄ。

ｅｎｄ；　！ｒｏｏ−ｂｉｇ ！　１’ｌ＋ｉｓ　ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ　ｔａｋｅ　ａ
　ｒｅｇｉｏｎ　ｎｕｍｂｅｒ　ａｎｄ　Ｉ’１ｎｄｓ
　ｔｈｅ　ｎｅｘｔ　ｒｅｇ奄盾氏ｉｎ　ｔｈｅ ！　＋１（１％Ｖ　ｇｒａｐｂ　ｗｈｉｃｈ　ｉｓ　ａ
ｔ　ｔｈｅ　ｓａｍｅ　ｏｒ　ｈｉｇｈｅｒ　１ｅｖｅ
ｌ　ａｓ　ｒｅｇｎ−、Ｔｈ■ｎｏｄｅ ！　ｎｕｍｂｅｒｏｒ　ｔｈａｔ　ｎｅｘｔ　ｒｅｇｉ
ｏｎ　ｗｉｕ　ｂｅ　ｒｅｔｕｒｎｅｄ、　　１１ｔｈ
ｅｒｅ　ｉｓ　ｎｏ　５ｕｃ■ ！　ｒｃｇｉｏｎ、　ｌｈｅ　ｖａｌｕｅ　Ｏｉｓ　ｒ
ｅｔｕｍｅｄ　Ｌｏ　１ｎｄｉｃａｔｅ　ｔｈｉｓ。

ｄｃｌ　ｒｅｇｎ　　ｉｎｔｅｇｅｒ　ｖａｌｕｅ；ｄ
ｃｌ　ｃｒ　　ｉｎｔｅｇｅｒ、　　　！　ｃｏｎｔａ
ｉｎｉｎｇ　ｒｅｇｉｏｎｄｃｌ　ｉ　　１ｎｔｃ杯！
　１ｏｏｐ　ｃｏｕｎｔｅｒｊ　Ｗｃ　ｑｕｉｔ　ｉｒ
　ｗｅ　ａｒｃ　ａｌｒｅａｄｙ　ａｔ　ｔｈｃ　ｏｕ
ｔｅｒｍｏｓｔ　ｒｅｇｉｏｎ　１ｅｖｅｌ。

ｄｏ　ｗｈｉｌｅ（ｒｅｇｎ′＝　ｎｏｄｅ−ｃｎｕｎ
ｔ）；！　’ｃｒ−ｉｓ　ｔｈｅ　ｒｅｇｉｏｎ　ｗｈ
ｉｃｈ　ｃｏｎｔａｉｎｓ　−ｒｃｇｐ−ｃｒ　　＝　
　ｃｏｎｔａｉｎｉｎｇ−ｒｒｇｉｏｎ（ｒｃｇｎ）；
！　Ｌｏｏｐ　ｔｈｒｏｕｇｈ　ｔｈｅ　ｒｅｍａｉｎ
ｉｎｇ　ｓｉｂｌｉｎｇｓ　ｉｎ　ｔｈｅ　ｃｏｎｔａ
ｉｎｉｎｇ　ｒｅｇｉｏｎ。

ｄｏ　ｉ　＝　ｒｅｇｎ　＋　Ｉ　ｔｏ　１ａｓｔ　ｎ
ｏｄｅ　ｉｎ″ｃｒ−！　Ｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ｉｓ　ａ
ｎｏｔｈｅｒ　ｒｅｇｉｏｎ、　ｒｅｔｕｍ　ｉｔｓ　
ｎｕｍｂｅｒ。

！　Ａｔ　（ｈｉｓ　ｐｏｉｎｔ、　ｗｅ　ｈａｖｅ　
ｌｏ　ａｓｃｅｎｄ　ａ　１ｅｖｅｌ　ａｎｄ　５ｅａ
ｒｃｈ　ｔｈｅ　ｓｉｂｌｉ獅■■ ！　ｏｒ　ｒｅｇｎ’ｓ　ｃｏｎｔａｉｎｉｎｇ　ｒｅ
ｇｉｏｎ。

ｒｅｇｎ　ｓ＋＋　ｃｒ； ｅｎｄ；　！　ｄｏ　ｗｈｉｌｅ　（ｒｅｇｎ　＝　＝
　ｎｏｄｅ　ｃｏｕｎｔ）；！　Ｎｏ　ｍｏｒｅ　ｒｅ
ｇｉｏｎｓ　Ｉｏ　ｅＬＩＬｒｒｌｉｒＩｅ、、。

ｒｅＬｕｍ（０）； ｅｎｄ；　！　ｆｕｌｄ−ｎｅｘｔ−ｒｅｇｊ、ｏｎｅ
ｎｄ　ｃｏｍｍｏｎｉｎｇ−ｍａｐ；Ｆ、効果 本発明によれば、巨大なプログラムについても最適化を
行うことが可能になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、各最適化ステップに先立ってコンパイルによ
って作成されるプログラムの一部分のフローグラフの典
型例の説明図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名）

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. （１）生成されるコードの品質を向上させる方法を識別
   するために指定プロシージャを用いる最適化コンパイラ
   によるプログラムのコンパイルに際して、最適化を実行
   するために、 （ａ）指定プロシージャを実行する前に、上記プログラ
   ムについてのすべての可能な実行パスを表現する制御フ
   ローグラフを展開し、 （ｂ）上記プログラムに含まれるサブグラフを識別し、 （ｂ）以下のサブ・ステップからなるステップを実行す
   ることを特徴とする方法。 （ｃ１）最適化のための検査を行うサブグラフを定義す
   る。ただし、１番最初に定義されるサブグラフはプログ
   ラム全体である。 （ｃ２）上記サブグラフ中のコード・シークェンスを検
   査することによって、上記指定プロシージャにおいてデ
   ータ・フロー方程式を表現するのに用いられるアレイの
   各ディメンシヨンに関連する上記サブグラフ中のエンテ
   ィティの数を決定する。 （ｃ３）上記アレイを収容するのに必要なメモリの量を
   決定する。 （ｃ４）上記メモリ量が上記コンパイルについての所定
   のメモリ使用限度を越えしたがって上記指定プロシージ
   ャの適用が不成功に終ることを示す場合には下記（ｃ５
   ）のサブ・ステップを上記サブグラフに適用し、そうで
   ない場合は上記指定プロシージャを上記サブグラフに適
   用する。 （ｃ５）サブ・ステップ（ｃ４）で利用可能なメモリが
   不十分であると判断された上記サブグラフに含まれるす
   べてのサブグラフについて、サブ・ステップ（ｃ２）〜
   （ｃ４）を適用する。
2. （２）複数の指定プロシージャが実行される請求項１記
   載の方法。
3. （３）上記サブグラフは上記プログラム内の強く連結さ
   れた領域である請求項１記載の方法。
4. （４）上記指定プロシージャは、コード・モーション、
   ストア・モーション、冗長コード・シークェンス除去、
   不要コード・シークェンス除去、及び式簡略化からなる
   グループから選択される請求項１記載の方法。
5. （５）上記エンティティは、命令、結果、式、辞書エン
   トリ、ソース・コード・プログラム中の領域、ソース・
   コード・プログラム中の基本ブロック、及びそれらの組
   合せからなるグループから選択される請求項１記載の方
   法。
6. （６）アレイごとに、各ディメンションのユニット・サ
   イズを掛け合わせて該アレイ中のエレメントの総数を求
   め、 １アレイ・エレメントのサイズとアレイ・エレメントの
   数を掛け合わせて、該アレイの占めるメモリ・ユニット
   の数を求め、 アレイの必要とするメモリ量を加算して特定の最適化が
   必要とするメモリの総量を求める ことにより、上記コンパイラによって生成されるすべて
   のエンティティを収容するのに必要なメモリ量を計算す
   る 請求項１記載の方法。
7. （７）最適化の定義と実行に成功した後、当該最適化の
   実行されたサブグラフを含むサブグラフについて、上記
   指定プロシージャによる最適化が可能か否かを検査する
   請求項１記載の方法。
8. （８）最適化の定義と実行に成功した後、含む側の強連
   結領域について、上記指定プロシージャによる最適化が
   可能か否かを検査する請求項１記載の方法。
9. （９）（ａ）少なくとも１つの内側サブグラフについて
   最適化の定義と実行に成功した後、含む側のサブグラフ
   について上記指定プロシージャによる最適化が可能か否
   かを検査し、 （ｂ）上記含む側のサブグラフが最適化可能ならば、含
   む側の強連結領域について同様に検査を行い、最適化可
   能ならば上記最適化を実行する請求項１記載の方法。