JPH07234790A - プログラム変換処理装置およびプログラム変換処理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】コンパイル処理の所要メモリ容量を削減し高速
な処理速度で、命令長が短かく実行速度が早い出力オブ
ジェクトを生成する。 【構成】変換処理部１０が中間コードの中から選択条件
に適合し最適化の候補中間コードを選択する候補中間コ
ード選択部１１と、上記候補中間コードを起点として探
索し最適化最適化パターンを抽出する最適化パターン抽
出部１２と、上記最適化パターンに対応する最適中間コ
ードを出力する最適中間コード出力部１３とを備える。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はプログラム変換処理装置
およびプログラム変換処理方法に関し、特にコンパイラ
などの言語処理プログラムの最適化処理用のプログラム
変換処理装置およびプログラム変換処理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンパイラは手書の原始（ソース）プロ
グラムをコンピュータが実行できる機械語プログラムす
なわちオブジェクトモジュール（以下オブジェクト）に
翻訳する言語処理プログラムである。一般に、この種の
言語処理プログラムにより処理されるソフトウェアは、
その実行性能として高速性が要求される。この高速性を
実現するためには、言語処理結果である上記オブジェク
トのサイズが小さいことと上記オブジェクトの実行速度
が速いこととが必要条件である。これらの要求に対応す
るため言語処理プログラムでは、上記オブジェクト上で
冗長な演算を削除するよう修正することや、実行時間が
比較的長い種類の演算をより短かい実行時間で済む他の
種類のプログラムに変更することなどの種々の最適化方
法が採用されている。

【０００３】特に、最適化対象範囲に関しては、プログ
ラムのどの部分あるいはどの範囲で行うかにより、局所
（ローカル）最適化および広域（グローバル）最適化に
分かれる。局所最適化は式や代入文あるいはそれらの並
びのように、途中から外部への分岐や外部から途中への
分岐が起らず上記代入文などが連続的に実行されるプロ
グラム範囲、すなわち基本ブロックの範囲を対象とする
ものであり、これに対して、広域最適化は何箇所かで分
岐を生じる構文要素、例えば複合文、繰返し文、手続き
や関数など上記基本ブロックの範囲を越える範囲を対象
とするものである。広域最適化はプログラムを広い範囲
について解析し、変換しなければならないから、その分
だけコンパイル時間は長くなるけれども、より緻密な最
適化が可能でありしたがってその効果が大きい。

【０００４】広域的な最適化を行う従来のプログラム変
換処理装置をブロックで示す図９を参照すると、この従
来のプログラム変換処理装置は、ソースプログラムを格
納するソースファイル１と、上記ソースプログラムの供
給を受け最適化処理を実行しオブジェクトコードを供給
する言語処理部２と、上記オブジェクトコードの供給を
受け格納するオブジェクトファイル９とを備える。

【０００５】言語処理部２は、上記ソースプログラムの
供給を受け構文解析を行い上記ソースプログラム対応の
中間コードを出力する構文解析部３と、上記中間コード
を格納する中間ファイル４と、上記中間コードの供給を
受けデータフロー解析を行なうデータフロー解析部５
と、上記データフロー解析結果を基に最適化処理を実行
する最適化処理部６と、上記最適化処理結果の中間デー
タを格納する中間ファイル７と、上記中間データの供給
を受けオブジェクトコードを生成するコード生成部８と
を備える。

【０００６】次に、図９を参照して、従来のプログラム
変換処理方法について説明すると、まず、構文解析部３
はソースファイル１からソースプログラムの供給を受
け、その内容を解析して上記ソースプログラムを言語処
理しやすい形式に変換した中間コードを出力して中間フ
ァイル４に格納する。次に、データフロー解析部５は中
間ファイル４から上記中間コードの供給を受け後述する
データフロー解析を行う。次に、上記データフロー解析
の結果を基に最適化処理部６が共通式の削除やレジスタ
の割付けなどの各種の最適化処理を行う。これらの最適
化処理の結果の中間データは中間ファイル７に格納され
る。コード生成部８は上記中間データの供給を受けオブ
ジェクトコードを生成してオブジェクトファイル９に格
納する。

【０００７】次に、広域的なデータフロー解析および最
適化の方法について、Ａ．Ｖ．エイホ他共著原田賢一訳
「コンパイラ原理・技法・ツール」サイエンス社（１９
９０年）第７６５〜７６９，７７３頁（文献１）所載
の、共通式の削除を行う一般的な従来の第１のプログラ
ム変換処理方法について説明する。

【０００８】２つの式、一般には部分式が等価な値を持
つときは、評価を１回で済ますことができる。ある部分
式を最初に評価したら、結果を一時変数に格納し、その
あとの共通な各部分式をその変数に置換する。これを共
通式の削除という。

【０００９】まず、広域的なデータフロー解析では、供
給を受けた中間ファイルから中間コードを読出し、文が
連続的に実行される単位である基本ブロックに分割す
る。次上記基本ブロックの集まりに処理実行の制御の流
れに関する情報を付加してフローグラフを生成する。フ
ローグラフは、逐次的に実行される文あるいは中間語の
列を一つの節点とし、それらの間の制御の流れを辺とし
た有向グラフで処理の流れを表現したものである。

【００１０】最適化処理対象のソースプログラムの一例
を示す図２を参照すると、この図に示すソースプログラ
ムは条件に従って二者択一を行うｉｆ文を含む。図２の
ソースプログラムに対応するフローグラフを示す図１０
（Ａ）を参照すると、このソースプログラムは４つの基
本ブロック（以下ブロック）Ｂ１〜Ｂ４に分割される。
最初のブロックＢ１を開始節と呼ぶ。図１０（Ａ）に示
すように、ｉｆ文を含むブロックＢ１，Ｂ３は２つに分
割される。

【００１１】次に、共通式削除を行うための所要情報で
ある利用可能な部分式（以下利用可能式）の情報を求め
る。上記利用可能式を説明するためのフローグラフであ
る図１０（Ｂ）を参照すると、開始節ブロックＢ１Ｂか
ら任意位置の点ｐ（ここではブロックＢ５Ｂに設定）へ
の全ての経路上で、式ｘ＋ｙを評価し、その式の最後の
評価から点ｐに至るまでに値ｘ，ｙのいずれに対しても
代入がない場合、この式ｘ＋ｙは点ｐで利用可能である
という。また、式ｘ＋ｙがあるブロックＢｉで値ｘ，ｙ
のいずれかに対し代入を行い、その後、この式ｘ＋ｙを
再計算しなければ、ブロックＢｉは式ｘ＋ｙを消滅させ
るという。図１０（Ｂ）のブロックＢ５Ｂがこのブロッ
クＢｉに該当する。逆に、あるブロックＢｊが式ｘ＋ｙ
を評価し、その後値ｘ，ｙのいずれも再定義されること
がなければ、式ｘ＋ｙはこのブロックＢｊで生成される
という。図１０（Ｂ）のブロックＢ２Ｂ，Ｂ３Ｂがこの
ブロックＢｊに該当する。

【００１２】利用可能式の情報を求める最初の処理は、
先に作成したフローグラフを読込み、各基本ブロックに
対して生成される部分式（以下生成式）および消滅され
る部分式（以下消滅式）のそれぞれの集合を求める。こ
の生成式および消滅式の集合を求めるアルゴリズムをフ
ローチャートで示す図１１を参照すると、まず、生成式
および消滅式のそれぞれの集合を空集合に初期化する
（ステップＰ１）。次に、着目対象の部分式がブロック
の最後か否かを調べ（ステップＰ２）、最後ならば処理
を終了する。最後でなければ上記着目部分式を読込み
（ステップＰ３）、この部分式○○＝△△ｏｐ□□に対
し、この△△ｏｐ□□を生成式の集合に加える（ステッ
プＰ４）。また、生成式の集合中に○○を使用した式が
あるか否かを調べ（ステップＰ５）、存在すればその式
を消滅式集合に加え、生成式集合から削除する（ステッ
プＰ６）。そして次の式に着目して（ステップＰ７）、
再度ステップＰ２に戻り、着目対象の部分式がブロック
の最後か否かを調べる。以上のステップＰ２〜Ｐ７の処
理を反復して、生成式および消滅式のそれぞれの集合を
求める。

【００１３】次に、利用可能式を求める。プログラム中
の文の右辺に表れる式の全体集合をＵ、各ブロックＢｉ
について、ブロックＢｉの開始点における利用可能式の
集合をｉｎ［Ｂｉ］、ブロックＢｉの終了点における利
用可能式の集合をｏｕｔ［Ｂｉ］とし、ブロックＢｉの
生成式および消滅式の集合をそれぞれｅ＿ｇｅｎ［Ｂ
ｉ］，ｅ＿ｋｉｌｌ［Ｂｉ］と定義すると、下記の方程
式が成立する。 ｏｕｔ［Ｂｉ］＝ｅ＿ｇｅｎ［Ｂｉ］∪（ｉｎ［Ｂｉ］
−ｅ＿ｋｉｌｌ［Ｂｉ］） ｉｎ［Ｂｉ］＝∩ｏｕｔ［ｐ］ ただし、開始節Ｂ
１を除く ｉｎ［Ｂ１］＝φ． ここで、ＰはＢｉの先行ブロックである。

【００１４】当業者には周知のように、この方程式を解
くアルゴリズムも確立されており、このアルゴリズムを
解くことにより、各々のブロックＢｉに対する利用可能
式の集合ｉｎ［Ｂｉ］を求めることができる。

【００１５】処理目的である広域的の共通式の削除は、
上述のように求めた利用可能式の情報を使用して最適化
処理部６で次のように行われる。

【００１６】あるブロックの先頭で式ｙ＋ｚが利用可能
式であり、そのブロックの中にｘ＝ｙ＋ｚという内容の
文ｓがあれば以下のステップＫ１〜Ｋ４の処理を行う。
ただし、上記ブロックの先頭から文ｓの直前までには、
ｙ，ｚのいずれの定義もないものとする。

【００１７】まず、ステップＫ１では、文ｓのブロック
に到達する式ｙ＋ｚの評価部分を探索するため、文ｓを
含むブロックからフローグラフの辺を逆向きに走査す
る。ただし、式ｙ＋ｚを評価するブロックが検出される
と、それから先のブロックは走査しない。このようにし
て検出した各々のブロックでの文ｗ＝ｙ＋ｚの最後の評
価が文ｓに到達する式ｙ＋ｚの評価部分である。

【００１８】次に、ステップＫ２で新しい変数ｕを生成
する。

【００１９】次に、ステップＫ３で、ステップ１で検出
した文ｗ＝ｙ＋ｚを次の文で置換する。

【００２０】ｕ＝ｙ＋ｚ ｗ＝ｕ 次に、ステップＫ４で、文ｓを文ｘ＝ｕで置換する。

【００２１】以上の方法により、広域的なデータフロー
解析を用いた共通式の削除が可能である。図１０（Ｃ）
は図１０（Ａ）のフローグラフに対して広域的な共通式
の削除を実施した結果を示す。

【００２２】この従来の第１のプログラム変換処理装置
およびプログラム変換処理方法の、データフロー解析の
処理ステップ数について考察すると、まず、中間ファイ
ル４の全体の読直し回数が、ブロックに分割するための
１回と、データフロー解析後の最適化の実行のための１
回との最低限２回必要である。また、ブロックの流れを
探索してフローグラフを作成したり、利用可能式を求め
るために、全ブロックに対する生成式と消滅式のそれぞ
れの集合を求め、その後上記利用可能式を求め、これを
基に共通式の削除を行うという非常に多くの処理ステッ
プを要する。

【００２３】さらに、これらの処理を行うとき、中間コ
ード以外に、上記生成式集合や消滅式集合対応の一般的
にはビットベクトル形式のデータを一時格納するメモリ
領域を要する。このビットベクトル形式のデータは、フ
ローグラフ中の解析対象式に番号ｉを付与し、その番号
ｉが求める集合に属していればビットベクトルの位置ｉ
を’１’として表す。すると１つのブロックの例えば生
成式集合に対するビットベクトルのデータ長は、最低限
上記ブロック中の生成式の個数と同数のビット長とな
る。消滅式集合やブロック入口および出口でのそれぞれ
の利用可能式の集合に対しても同様のビットベクトル形
式のデータが形成される。

【００２４】また、最適化可能な部分が結果的にソース
プログラムのごく一部である場合も、最適化処理部６で
は予測不可能であるため、常に全部のブロックに対して
処理を実行する必要があるので、全ての処理対象データ
をメモリ領域上に持つことになる。その結果、上記メモ
リ領域はこれらデータの格納に対し十分余裕を取るよう
準備する必要がある。

【００２５】この種の共通式の削除を効率的に実行する
ための、特開昭６４−３７３７号公報（文献２）記載の
従来の第２のプログラムの変換方法は、Ｃ言語のコンパ
イラを対象としており、解析木を利用して、アドレス計
算もしくは添字式を探索し、等しい演算結果をもたらす
共通な２式がある場合にその片方の式を削除するという
処理方法が記載されている。しかし、この方法の対象は
基本ブロック内のアドレス計算や添字式に限定されてお
り、上記基本ブロックを越える広域的な場合や、その他
の一般的な部分式については考慮されていない。

【００２６】

【発明が解決しようとする課題】上述した従来のプログ
ラム変換処理装置およびプログラム変換処理方法は、第
１の装置・方法ではデータフロー解析に非常に多くの処
理ステップ数を必要とするため処理時間が長くなるとい
う欠点があった。

【００２７】また、中間コード以外に全ての基本ブロッ
ク対応の生成式や消滅式および利用可能式のそれぞれの
集合などの処理途中のデータを一時格納するための大容
量のメモリ領域を必要とするという欠点があった。

【００２８】さらに、上記メモリ領域の余裕が少ない場
合には、最適化が不可能となる場合が生じ、その場合に
は生成するオブジェクトのサイズの増大や実行速度の低
下の要因を発生する可能性があるという欠点があった。

【００２９】従来の第２の装置・方法は、処理対象が基
本ブロック内のアドレス計算や添字式に限定されてお
り、上記基本ブロックを越える広域的な場合や、その他
の一般的な部分式については考慮されていないという欠
点があった。

【００３０】

【課題を解決するための手段】本発明のプログラム変換
処理装置およびプログラム変換処理方法は、供給を受け
たソースプログラムの構文解析を行ない予め定めた様式
の中間コードを生成する構文解析手段と、前記中間コー
ドの供給を受けプログラムサイズができるだけ小さくか
つ実行時間が短かいオブジェクトコードを生成するよう
所定の最適化処理を行う最適化処理手段とを備えるプロ
グラム変換処理装置において、前記最適化処理手段が前
記中間コードの中から予め定めた選択条件に適合し前記
最適化処理の対象の可能性を有する最適化の候補中間コ
ードを選択する候補中間コード選択手段と、前記候補中
間コードを起点として探索し最適化対象の前記中間コー
ドのパターンである最適化パターンを抽出する最適化パ
ターン抽出手段と、前記最適化パターンに対応する最適
中間コードを出力する最適中間コード出力手段とを備え
て構成されている。

【００３１】本発明のプログラム変換処理方法は、供給
を受けたソースプログラムの構文解析を行ない予め定め
た様式のノードから成る構文木構造の中間コードを生成
し、前記中間コードの供給を受けプログラムサイズがで
きるだけ小さくかつ実行時間が短かいオブジェクトコー
ドを生成するよう所定の最適化処理を行うプログラム変
換処理方法において、前記中間コードの供給を受け前記
構文木のノードを予め定めた評価順序にしたがって読出
すことにより探索し読出しノードを出力する第１のステ
ップと、前記読出しノードの中から予め定めた選択条件
に適合し前記最適化処理の対象の可能性を有する最適化
の候補ノードを選択する第２のステップと、前記候補ノ
ードの予め定めた構成語に直接接続したノードである直
接ネスト関係ノードを探索・検出する第３のステップ
と、前記直接ネスト関係ノードを検出した場合には最上
位の直接ネスト関係ノードの予め定めた第１の条件文対
応の第１の条件ノードと等しい第２の条件ノードが下位
の第２の条件文での存否を判定し存在すればこれら第
１，第２の条件ノードを共通式として検出する第４のス
テップと、前記共通式の検出に応答して前記構文木を前
記最適化処理対応の最適化な形に変形する第５のステッ
プとを含むことを特徴とするものである。

【００３２】

【実施例】次に、本発明の第１の実施例を図９と共通の
構成要素を共通の参照文字／参照数字を付して同様にブ
ロックで示す図１を参照すると、この図に示す本実施例
のプログラム変換処理装置は、従来の言語処理部２の代
りに、データフロー解析部５と最適化処理部６とに代る
変換処理部１０を備える言語処理部２Ａを備える。

【００３３】変換処理部１０は、最適化の可能性を有す
るすなわち最適化候補の中間コードを選択する候補中間
コード選択部１１と、選択した候補中間コードを親ノー
ドとする構文木から最適化可能なパターンを抽出する最
適化パターン抽出部１２と、抽出した最適化パターンに
対応の最適な中間コードを出力する最適中間コード出力
部１３とを含む。

【００３４】次に、図１、図２、図２に示すソースプロ
グラムの一部を変換した構文木を示す図３および変換処
理部１０の上記構文木の最適化処理をフローチャートで
示す図４を参照して本実施例のプログラム変換処理方法
について説明すると、まず、構文解析部３はソースファ
イル１からソースプログラムの供給を受け、その内容を
解析して中間コードである構文木を生成して中間ファイ
ル４に格納する。次に、候補中間コード選択部１１は、
中間ファイル４から構文木を読出しながら、上記構文木
を通常の評価順路にしがって探索し（ステップＳ２）、
最適化の可能性のあるノードすなわち最適化候補ノード
を選択すると（ステップＳ３）、最適化パターン抽出部
１２に制御を移す。本実施例では、上記最適化候補ノー
ドとしてｉｆノードに着目する。最適化パターン抽出部
１２は選択したｉｆノードが直接ネスト（入れ子）して
いるか否かを調べる（ステップＳ４）。

【００３５】直接ネストしているとは上記構文木におい
て、ソースプログラムのｉｆ文対応のノードのｉｆ−ｔ
ｈｅｎ−ｅｌｓｅを構成するｔｈｅｎあるいはｅｌｓｅ
に直接ｉｆ−ｔｈｅｎ−ｅｌｓｅノードが直結している
場合を意味する。したがって、ｔｈｅｎあるいはｅｌｓ
ｅに何等かの文を介してｉｆ−ｔｈｅｎ−ｅｌｓｅノー
ドが接続している場合は直接ネストしている（以下直接
ネスト）とは呼ばない。

【００３６】直接ネストが検出されたならば、ｉｆの条
件式（図３の条件式１０１）、ｔｈｅｎの直下の条件
式、あるいはｅｌｓｅの直下のｉｆの条件式（図３の条
件式１０２）、以下直接ネストしている最も深いｉｆ文
の条件式まで探索する。これらの条件式は、条件が真に
なるまで順次評価されるだけであるので、これら条件式
を構成する変数等の被演算子は基本的には値が変更され
ることがない。そこで、これらの条件式の中で共通な式
すなわち共通式を抽出する。本実施例では、最上位の条
件式中のノードと等しいノードが下位の条件式中に存在
すれば（ステップＳ５）、上記共通式が検出されたとす
る。共通式を検出したときは、最適中間コード出力部１
３において構文木を最適な形に変形する。すなわち、検
出した共通式ノードをテンポラリ変数に置換するととも
に、その共通式ノードを「テンポラリ変数＝共通式ノー
ド」という文として最上位のｉｆ文の前に前置挿入する
（ステップＳ６）。上記変形が終了したならば、最適化
パターン抽出部１２に戻り、上記共通式の抽出を続行
し、最上位のｉｆ文の条件式全てのノードの探索を完了
する（ステップＳ７）により、このｉｆ文に対する最適
化パターンの抽出を終了する。次に、再度、候補中間コ
ード選択部１１に戻り、ｉｆノード抽出対象の全ての構
文木の探索が完了する（ステップＳ１）まで反復実行す
る。

【００３７】次に、図３を参照して直接ネストしたｉｆ
文対応のノードから共通式を抽出する過程と、構文木を
変形する過程とを説明する。図３（Ａ）を参照すると、
この図に示す変換前の構文木はソースプログラムの２行
目のｉｆ文対応の第１のｉｆ−ｔｈｅｎ−ｅｌｓｅノー
ド（以下ｉｆノード）に直接ネストした第２のｉｆノー
ドを含み、第１，第２の各々のｉｆノードの［ｉｆ］に
それぞれ接続した条件式１０１，１０２と、条件式１０
１，１０２の各々の式ノード１０３，１０４とを含む。

【００３８】まず、条件式１０１の評価の実行順序にし
たがい探索対象の着目ノードを決定する。ここで、１番
目の着目ノードとしてノード［ａ＋ｂ］なる式ノード１
０３を取上げ、条件式１０２中に同一の式ノードが存在
するか否かを探索する。この条件式１０２も評価の実行
順序にしたがい探索し、まず、［＜］の左側のノードを
検索するが、これは演算ノードではないので次に進む。
［＜］の右側のノード［ａ＋ｂ］なる式モード１０４
は、比較結果式ノード１０３と同一ノードであるのでパ
ターンマッチしたことになる。条件式１０２には他にノ
ード［ａ＋ｂ］が存在しないので構文木の変換に移行す
る。もし、図３（Ａ）の例よりも深くｉｆ文がネストし
ており他の条件式がある場合には、上記移行はこの他の
条件式におけるノード［ａ＋ｂ］に対するパターンマッ
チノードの有無の探索後となる。

【００３９】変換後の構文木を示す図３（Ｂ）を参照す
ると、構文木の変換は、まず、抽出したノード［ａ＋
ｂ］をテンポラリ変数ｔ＝（ａ＋ｂ）に置換する。図２
（Ａ）の条件式１０１，１０２は図３（Ｂ）においてそ
れぞれ対応する上記置換後の条件式１０１Ａ，１０２Ａ
として示される。次に、ノード［ａ＋ｂ］を「テンポラ
リ変数ｔ＝（ａ＋ｂ）」の式ノード１０５にして最上位
のｉｆ文の前に移動する。以上の処理により構文木の変
形は終了したので、共通式の抽出に戻る。２番目の着目
ノードは先程置換した部分を含むノード［ｔ＋ｃ］なる
条件式１０１Ａである。条件式１０２Ａはノード［ｄ＋
ｔ］のみしか残っておらず着目ノードとは異なるので変
換対象とはならない。以上で条件式１０１を全て探索完
了したので、このｉｆ−ｔｈｅｎ−ｅｌｓｅノードでの
共通式の抽出と、構文木の変形は終了したことになる。

【００４０】なお、条件式の中で変数値の変更作用を有
する演算子、例えば代入演算子や被演算子を１増加させ
る単項演算子などがある場合には、着目したｉｆノード
以降の文に対しては最適化が実施できないので、候補中
間コード選択部１１に制御を戻す。上記演算子の有無は
共通式の抽出時における式ノードの探索により検出でき
る。

【００４１】一例として、「ＮＥＣ１６／８ビット・シ
ングルチップ・マイクロコンピュータμＰＤ７８３２８
ユーザズ・マニュアルＩＥＵ−６９３Ｅ（１９９３
年）」第２０５〜２２４頁（文献３）記載のＮＥＣの７
８Ｋシリーズ・シングルチップ・マイクロコンピュータ
μＰＤ７８３２８用の命令セットに適用して求めた、上
述の最適化処理による図２のソースプログラム対応のコ
ード出力結果のオブジェクトを示す図５（Ａ）を参照す
ると、［ａ＋ｂ］を前に移動したことにより、この［ａ
＋ｂ］の計算は命令文５１で１回のみ行われる。一方、
この最適化処理を実施しない場合の上記ソースプログラ
ム対応のコード出力結果を示す図５（Ｂ）を参照する
と、構文木通り［ａ＋ｂ］の計算は命令文６１，６２の
２回行われる。図５（Ａ），（Ｂ）を比較すると、本実
施例の方がオブジェクトサイズは本実施例の方が１０バ
イト短かい。

【００４２】次に、本発明の第２の実施例をフローチャ
ートで示す図６を参照して説明すると、本実施例の前述
の第１の実施例に対する相違点は、ステップＳ４〜Ｓ６
の代りに、ステップＳ１４〜Ｓ１６を含む。

【００４３】前述の第１の実施例では最適化候補ノード
としてｉｆノードに着目し、条件式から共通式を抽出し
てｉｆ文の前に移動することにより中間コードの最適化
を実施する代りに、本実施例では最適化候補ノードは同
様にｉｆノードとし、異なる最適化パターンを抽出し対
応する最適な中間コードーを生成する。

【００４４】本実施例のプログラム変換処理装置は第１
の実施例と共通の図１に示すものである。

【００４５】図１および図６を参照して本実施例のプロ
グラム変換処理方法について説明すると、まず、構文解
析部３が構文木を作成し、候補中間コード選択部１１が
上記構文木を探索して最適化候補ノードであるｉｆノー
ドを選択する（ステップＳ１〜Ｓ３）までは、第１の実
施例と同様である。次に最適化パターン抽出部１２は、
抽出したｉｆノード以下の文が設定構造例えば下記のＣ
言語のソースプログラム対応の図７（Ａ）に示す構文木
構造であるか否かをチエックする（ステップＳ１４）。 次に、上記構造を持つｉｆノードならば、条件式１，２
について次の２つの条件を満たすか否かをチエックする
（ステップＳ１５）。まず、条件式１，２の各々のノー
ドのトップが不等号（＞），（＜），等号（＝＝）のう
ちのそれぞれ相互に異なるいずれかで１つである。そし
て、条件式１，２の各々の右辺式および左辺式が相互に
同一である。これらの条件を満たすｉｆ文は、図７
（Ａ）に示す構文木および対応のＣ言語ソースプログラ
ムで表すと、以下のようになる。 このｉｆ文は、ａとｂの値の大小について調べ、その結
果に対応する３つの処理に分岐するが、このままの中間
コードでコード生成を実行すると、この生成結果の変換
前オブジェクトではａとｂの値の比較処理が２回行われ
るという不都合が生ずる。しかしながら、ａとｂの値の
大小あるいは等しいかのチエックは、１回の比較で可能
であるので、最適中間コード出力部１３は図７（Ａ）の
構文木をコード生成部で変換し図７（Ｂ）に示す比較命
令を１回だけ出力する新たな構文木を生成する（ステッ
プＳ１６）。［ｉｆ−ｇｔ−ｌｔ−ｅｑ］が新たなノー
ド名であり、そのｉｆの下に２式を比較する条件式ノー
ド、ｇｔの下に比較結果左辺が大きい（ＧｒｅａＴ）場
合対応の処理Ａノード、ｌｔの下に左辺が小さい（Ｌｉ
Ｔｌｅ）場合対応の処理Ｂノード、およびｅｑの下に左
辺／右辺が等しい（ＥＱｕａｌ）場合対応の処理Ｃノー
ドをそれぞれ接続する。

【００４６】この変換が終了したならば、最適化パター
ン抽出部１２に戻り、第１の実施例と同様のステップＳ
７〜Ｓ８，Ｓ１の処理を行いｉｆノード抽出対象の全て
の構文木の探索が完了するまで反復実行する。

【００４７】上記変換後の構文木に対して、第１の実施
例と同様の文献３のシングルチップマイクロコンピュー
タの命令コードを生成した結果の変換後オブジェクトを
示す図８を参照すると、ａとｂの値の比較処理が３行目
の命令文７１で１回行われるだけであり、上記変換前オ
ブジェクトのコードサイズより１２バイト短縮される。

【００４８】最適化処理時間について考察すると、ま
ず、中間コード読出処理時間について、第１，第２のい
ずれの（以下これら）実施例でも中間コードの読出し量
は最初に構文木を生成した後に最適化候補ノードの抽出
のための１回と、ｉｆ文の最適化可能性の点検のための
条件式部分に対する所要回数の読出量との和になる。し
かし、上記条件式部分に対する所要回数は、最上位のノ
ード数に等しく、一般には複雑な式が書かれないことを
考慮するとさほど多くはない。また、上記条件式は構文
木全体から見るとごく一部である。一方、従来の技術の
データフロー解析では、中間コード全体を最低２回、共
通式の検索のため上記共通式が検出されるまで逆方向に
中間コードを読出す必要があり、この中間コード読出処
理時間の比較では圧倒的に本実施例の方が少ない。次
に、アルゴリズムについて比較すると、これら実施例で
は従来の技術で用いたデータフロー方程式を解くための
複雑なアルゴリズムの演算処理を必要としない。したが
って、本実施例の最適化処理時間は、主として検索時間
に依存し、この検索対象のスペースは最適化候補の条件
式のみに限定されているので、上記検索時間もさほど多
くはない。以上を総合すると、これら実施例により、最
適化処理時間を大幅に削減できるといえる。

【００４９】次に、所要メモリ領域の容量について考察
すると、第１および第２のいずれの実施例も、上述した
ように、中間コード自身を検索する処理方法であるの
で、従来のデータフロー解析方法で必要とした最適化の
ための情報を保持する別のメモリ領域を必要としない。
したがって、従来の技術の方法にと比較すると、大幅な
メモリ容量を節減することができ、メモリ容量に制約が
あるマシンの場合でも、ソースプログラムの大きさとは
無関係に常に最適化を実施することが可能である。した
がって、小容量のメモリ領域にて高速な処理時間で実行
時間の速いオブジェクトを生成できる。

【００５０】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のプログラ
ム変換処理方法は、ｉｆ文のように基本ブロックが分割
されるソースプログラムに対しても、構文解析時に中間
コードを変形する最適化を行うことにより、複雑なアル
ゴリズムの広域的データフロー解析を用いることなく生
成対象のオブジェクトを最適化することが可能であるの
で、処理ステップ数が削減でき、したがって処理時間を
短縮できるととともに実行時間が速いオブジェクトを生
成できるいう効果がある。

【００５１】また、コンパイル処理処理時に使用するメ
モリ領域の容量を大幅に削減できるという効果がある。

【００５２】さらに、上記メモリ領域に制約があるマシ
ンの場合でも、ソースプログラムの大きさとは無関係に
常に最適化を実施することが可能であるという効果があ
る。

【００５３】

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のプログラム変換処理方法の実施例を示
すブロック図である。

【図２】ソースプログラムの一例を示す図である。

【図３】図２のソースプログラムの変換前および変換後
の構文木の例を示す図である。

【図４】本発明の第１の実施例のプログラム変換処理方
法における動作の一例を示すフローチャートである。

【図５】本実施例による最適化処理後および処理しない
場合のオブジェクトコードの一例を示す図である。

【図６】本発明の第２の実施例のプログラム変換処理方
法における動作の一例を示すフローチャートである。

【図７】本実施例における図２のソースプログラムの変
換前および変換後の構文木の例を示す図である。

【図８】本実施例の最適化しない場合および最適化後の
オブジェクトコードの一例を示す図である。

【図９】従来のプログラム変換処理装置の一例を示すブ
ロック図である。

【図１０】図２のソースプログラム対応のフローグラフ
の例を示す図である。

【図１１】従来のプログラム変換処理方法における動作
の一例を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１ ソースファイル ２，２Ａ 言語処理部 ３ 構文解析部 ４，７ 中間ファイル ５ データフロー解析部 ６ 最適化処理部 ８ コード生成部 ９ オブジェクトファイル １１ 候補中間コード選択部 １２ 最適化パターン抽出部 １３ 最適中間コード出力部 １０１，１０２，１０５，１０１Ａ，１０２Ａ 条件
式 １０３，１０４ ノード ５１，６１，６２，７１ 命令文

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 供給を受けたソースプログラムの構文解
   析を行ない予め定めた様式の中間コードを生成する構文
   解析手段と、前記中間コードの供給を受けプログラムサ
   イズができるだけ小さくかつ実行時間が短かいオブジェ
   クトコードを生成するよう所定の最適化処理を行う最適
   化処理手段とを備えるプログラム変換処理装置におい
   て、 前記最適化処理手段が前記中間コードの中から予め定め
   た選択条件に適合し前記最適化処理の対象の可能性を有
   する最適化の候補中間コードを選択する候補中間コード
   選択手段と、 前記候補中間コードを起点として探索し最適化対象の前
   記中間コードのパターンである最適化パターンを抽出す
   る最適化パターン抽出手段と、 前記最適化パターンに対応する最適中間コードを出力す
   る最適中間コード出力手段とを備えることを特徴とする
   プログラム変換処理装置。
2. 【請求項２】 供給を受けたソースプログラムの構文解
   析を行ない予め定めた様式のノードから成る構文木構造
   の中間コードを生成し、前記中間コードの供給を受けプ
   ログラムサイズができるだけ小さくかつ実行時間が短か
   いオブジェクトコードを生成するよう所定の最適化処理
   を行うプログラム変換処理方法において、 前記中間コードの供給を受け前記構文木のノードを予め
   定めた評価順序にしたがって読出すことにより探索し読
   出しノードを出力する第１のステップと、 前記読出しノードの中から予め定めた選択条件に適合し
   前記最適化処理の対象の可能性を有する最適化の候補ノ
   ードを選択する第２のステップと、 前記候補ノードの予め定めた構成語に直接接続したノー
   ドである直接ネスト関係ノードを探索・検出する第３の
   ステップと、 前記直接ネスト関係ノードを検出した場合には最上位の
   直接ネスト関係ノードの予め定めた第１の条件文対応の
   第１の条件ノードと等しい第２の条件ノードが下位の第
   ２の条件文での存否を判定し存在すればこれら第１，第
   ２の条件ノードを共通式として検出する第４のステップ
   と、 前記共通式の検出に応答して前記構文木を前記最適化処
   理対応の最適化な形に変形する第５のステップとを含む
   ことを特徴とするプログラム変換処理方法。
3. 【請求項３】 前記候補ノードが仮定を示す「ｉｆ」か
   ら始まる「ｉｆ」文対応の「ｉｆ」ノードであり、 前記第１および第２の条件ノードが第１および下位の第
   ２の「ｉｆ」ノードの各々に対応の第１および第２の条
   件式にそれぞれ含まれる第１および第２の式ノードであ
   り、 前記第５のステップが前記共通式を予め定めたテンポラ
   リ変数に置換し前記最上位の「ｉｆ」文に前記テンポラ
   リ変数が前記共通式ノードと等しいことを指示する文を
   前置する処理を含むことを特徴とする請求項２記載のプ
   ログラム変換処理方法。
4. 【請求項４】 供給を受けたソースプログラムの構文解
   析を行ない予め定めた様式のノードから成る構文木構造
   の中間コードを生成し、前記中間コードの供給を受けプ
   ログラムサイズができるだけ小さくかつ実行時間が短か
   いオブジェクトコードを生成するよう所定の最適化処理
   を行うプログラム変換処理方法において、 前記中間コードの供給を受け前記構文木のノードを予め
   定めた評価順序にしたがって読出すことにより探索し読
   出しノードを出力する第１のステップと、 前記読出しノードの中から予め定めた選択条件に適合し
   前記最適化処理の対象の可能性を有する最適化の候補ノ
   ードを選択する第２のステップと、 前記候補ノードが予め定めた第１および第２の条件式を
   含む第１の構文木構造であることを判定する第６のステ
   ップと、 前記候補ノードが前記第１の構文木構造である場合に前
   記第１および第２の条件式の各々の最初の第１および第
   ２のノードが右辺値が左辺値より大きいことを示す第１
   の不等号と右辺値が左辺値より小さいことを示す第２の
   不等号と右辺値と左辺値とが等しいことを示す等号との
   うちのそれぞれ相互に異なるいずれか１つであること
   と、前記第１および第２の条件式の各々の右辺値同志お
   よび左辺値同志が相互に同一であることとを判定する第
   ７のステップと、 前記右辺値と左辺値の比較処理を行う比較命令を１回だ
   け出力する第２の構文木構造を生成する第８のステップ
   とを含むことを特徴とするプログラム変換処理方法。