JPH08227363A - 分岐命令処理方法 - Google Patents
分岐命令処理方法Info
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- JPH08227363A JPH08227363A JP7032487A JP3248795A JPH08227363A JP H08227363 A JPH08227363 A JP H08227363A JP 7032487 A JP7032487 A JP 7032487A JP 3248795 A JP3248795 A JP 3248795A JP H08227363 A JPH08227363 A JP H08227363A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- branch instruction
- processing
- branch
- processing step
- instruction
- Prior art date
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- Pending
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F8/00—Arrangements for software engineering
- G06F8/40—Transformation of program code
- G06F8/41—Compilation
- G06F8/44—Encoding
- G06F8/447—Target code generation
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
- G06F9/445—Program loading or initiating
- G06F9/44521—Dynamic linking or loading; Link editing at or after load time, e.g. Java class loading
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Devices For Executing Special Programs (AREA)
- Stored Programmes (AREA)
- Executing Machine-Instructions (AREA)
- Debugging And Monitoring (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】リンク処理の性能劣化を抑制するとともに、ユ
ーザのプログラム・デバッグを効率化することのできる
分岐命令処理方法を提供する。 【構成】プログラムの或るモジュールから他のモジュー
ルに分岐する起動行解析処理が行われ、マージ処理およ
びアロケ−ト処理が行われて、分岐命令と分岐先との相
対番地が求められる。次いで分岐命令と分岐先の相対番
地が分岐可能範囲外にある場合に、分岐可能範囲内にロ
ングブランチ命令を生成して分岐処理を実現するため
に、ロングブランチ命令生成用の空き領域が探索され
る。この空き領域が見つからない時にはエラー処理が行
われ、見つかった時には、ロングブランチ命令を生成す
る処理が実行される。ロングブランチ命令の分岐先とな
る元の分岐命令の分岐先が、生成されたロングブランチ
命令のアドレスに変更される。
ーザのプログラム・デバッグを効率化することのできる
分岐命令処理方法を提供する。 【構成】プログラムの或るモジュールから他のモジュー
ルに分岐する起動行解析処理が行われ、マージ処理およ
びアロケ−ト処理が行われて、分岐命令と分岐先との相
対番地が求められる。次いで分岐命令と分岐先の相対番
地が分岐可能範囲外にある場合に、分岐可能範囲内にロ
ングブランチ命令を生成して分岐処理を実現するため
に、ロングブランチ命令生成用の空き領域が探索され
る。この空き領域が見つからない時にはエラー処理が行
われ、見つかった時には、ロングブランチ命令を生成す
る処理が実行される。ロングブランチ命令の分岐先とな
る元の分岐命令の分岐先が、生成されたロングブランチ
命令のアドレスに変更される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は分岐命令処理方法に関
し、特にモジュール間分岐命令の処理方法に関する。
し、特にモジュール間分岐命令の処理方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来の分岐命令処理方法においては、複
数モジュールに分割されているプログラムの場合には、
或るモジュールから他のモジュールに分岐する際に、そ
の分岐命令のコード長が、処理過程におけるアセンブル
時において決定されるために、事前に最悪の場合を考慮
して、前記分岐命令は、コード長の最も長い分岐命令
（以下、ロングブランチ命令と云う）に置換えられるの
が通例である。そして、リンク時において配置アドレス
が決定され、置換えられたロングブランチ命令による分
岐先が、コード長の短かい分岐命令（以下、ショートブ
ランチ命令と云う）により飛べる範囲内にあり、なお且
つショートブランチ命令により分岐可能な場合において
も、ロングブランチ命令をショートブランチ命令に置換
える機能が具備されていないために、結果的に、プログ
ラム全体のコード長が冗長になる可能性が高くなってい
る。
数モジュールに分割されているプログラムの場合には、
或るモジュールから他のモジュールに分岐する際に、そ
の分岐命令のコード長が、処理過程におけるアセンブル
時において決定されるために、事前に最悪の場合を考慮
して、前記分岐命令は、コード長の最も長い分岐命令
（以下、ロングブランチ命令と云う）に置換えられるの
が通例である。そして、リンク時において配置アドレス
が決定され、置換えられたロングブランチ命令による分
岐先が、コード長の短かい分岐命令（以下、ショートブ
ランチ命令と云う）により飛べる範囲内にあり、なお且
つショートブランチ命令により分岐可能な場合において
も、ロングブランチ命令をショートブランチ命令に置換
える機能が具備されていないために、結果的に、プログ
ラム全体のコード長が冗長になる可能性が高くなってい
る。
【０００３】また、特開昭６２−２０５４３１号公報に
おいては、上記のコード長が冗長になるという欠点を解
決する手段として、分岐命令処理方式が提案されてい
る。当該提案による従来例においては、アセンブル時に
おいて、モジュール間分岐命令は仮の分岐命令（以下、
仮分岐命令と云う）に置換えられる。この仮分岐命令お
よび分岐先に対して、モジュール内の、その記述位置を
示す情報として、モジュールの先頭からの相対番地なら
びにモジュールの終りからの相対番地が格納されている
テーブルが、オブジェクトファイルに出力される。そし
て、更に、モジュール全体のコードサイズも前記テーブ
ルに格納される。なお、前記相対番地およびモジュール
全体のコードサイズは、仮分岐命令がロングブランチ命
令と同じコード長として計算されている。
おいては、上記のコード長が冗長になるという欠点を解
決する手段として、分岐命令処理方式が提案されてい
る。当該提案による従来例においては、アセンブル時に
おいて、モジュール間分岐命令は仮の分岐命令（以下、
仮分岐命令と云う）に置換えられる。この仮分岐命令お
よび分岐先に対して、モジュール内の、その記述位置を
示す情報として、モジュールの先頭からの相対番地なら
びにモジュールの終りからの相対番地が格納されている
テーブルが、オブジェクトファイルに出力される。そし
て、更に、モジュール全体のコードサイズも前記テーブ
ルに格納される。なお、前記相対番地およびモジュール
全体のコードサイズは、仮分岐命令がロングブランチ命
令と同じコード長として計算されている。
【０００４】リンク時においては、入力モジュールが連
結され、全ての仮分岐命令に関してオブジェクトファイ
ル中のテーブルの情報を参照しながら、仮分岐命令と分
岐先の相対番地が計算されて、当該分岐先がショートブ
ランチ命令により飛べる範囲内にあるか否かが判定され
る。この判定結果により、分岐可能範囲内にない場合に
は仮分岐命令はロングブランチ命令に置換えられ、分岐
可能範囲内にある場合にはショートブランチ命令に置換
えられる。ショートブランチ命令に置換えられた場合に
は、アセンブル時におけるコード長とコード長が変わる
ために、ショートブランチ命令以降のアドレスを参照し
ているアドレスと参照先のアドレスがずれるので、再配
置情報の内容の補正が行われる。そして、全ての仮分岐
命令の置換えが終了した後に、前記再配置情報によりア
ドレスを参照している部分に対して、コード長が変わっ
たことによる修正が行われる。以上の処理により、モジ
ュール間分岐命令に対して、コード長が冗長になること
が防止されるものとしている。
結され、全ての仮分岐命令に関してオブジェクトファイ
ル中のテーブルの情報を参照しながら、仮分岐命令と分
岐先の相対番地が計算されて、当該分岐先がショートブ
ランチ命令により飛べる範囲内にあるか否かが判定され
る。この判定結果により、分岐可能範囲内にない場合に
は仮分岐命令はロングブランチ命令に置換えられ、分岐
可能範囲内にある場合にはショートブランチ命令に置換
えられる。ショートブランチ命令に置換えられた場合に
は、アセンブル時におけるコード長とコード長が変わる
ために、ショートブランチ命令以降のアドレスを参照し
ているアドレスと参照先のアドレスがずれるので、再配
置情報の内容の補正が行われる。そして、全ての仮分岐
命令の置換えが終了した後に、前記再配置情報によりア
ドレスを参照している部分に対して、コード長が変わっ
たことによる修正が行われる。以上の処理により、モジ
ュール間分岐命令に対して、コード長が冗長になること
が防止されるものとしている。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】上述した、特開昭６２
−２０５４３１号公報による従来の分岐命令処理方法に
おいては、モジュール間分岐命令のコード長を最適なコ
ード長とすることが可能ではあるが、仮分岐命令を置換
えた後に、再配置情報を参照して、分岐命令のコード長
が変わったことによるアドレス修正を行うことが必要と
なるために、リンク処理における負荷が増大するととも
に、リンカの性能劣化およびユーザのプログラムデバッ
グの非効率化要因になるという欠点がある。
−２０５４３１号公報による従来の分岐命令処理方法に
おいては、モジュール間分岐命令のコード長を最適なコ
ード長とすることが可能ではあるが、仮分岐命令を置換
えた後に、再配置情報を参照して、分岐命令のコード長
が変わったことによるアドレス修正を行うことが必要と
なるために、リンク処理における負荷が増大するととも
に、リンカの性能劣化およびユーザのプログラムデバッ
グの非効率化要因になるという欠点がある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明の分岐命令処理方
法は、分岐命令と、当該分岐命令の分岐先との距離によ
りコード長が異なる分岐命令を有し、プログラム・メモ
リが所定の分割単位において分離されているマイクロプ
ロセッサ用の言語処理システムにおいて、プログラムが
記述されているソース・ファイル内のコード長が短縮さ
れたモジュール間分岐命令を処理の対象として、前記モ
ジュール間分岐命令の、前記ファイル内における先頭か
らの相対番地を求める第１の処理ステップと、前記ソー
ス・ファイル内に格納されている命令を所定区分ごとに
結合して、複数のグループを形成する第２の処理ステッ
プと、前記各グループごとに、前記ソース・ファイル内
の各命令に対する配置アドレスを決定する第３の処理ス
テップと、前記モジュール間分岐命令の分岐先のアドレ
ス値により．コード長の長い分岐命令を生成する第４の
処理ステップと、前記ソース・ファイル内の命令のオブ
ジェクト・コードの修正を行う第５の処理ステップと、
前記ソース・ファイル内の命令を機械語に変換した形式
のファイルとして出力する第６の処理ステップと、を少
なくとも有することを特徴としている。
法は、分岐命令と、当該分岐命令の分岐先との距離によ
りコード長が異なる分岐命令を有し、プログラム・メモ
リが所定の分割単位において分離されているマイクロプ
ロセッサ用の言語処理システムにおいて、プログラムが
記述されているソース・ファイル内のコード長が短縮さ
れたモジュール間分岐命令を処理の対象として、前記モ
ジュール間分岐命令の、前記ファイル内における先頭か
らの相対番地を求める第１の処理ステップと、前記ソー
ス・ファイル内に格納されている命令を所定区分ごとに
結合して、複数のグループを形成する第２の処理ステッ
プと、前記各グループごとに、前記ソース・ファイル内
の各命令に対する配置アドレスを決定する第３の処理ス
テップと、前記モジュール間分岐命令の分岐先のアドレ
ス値により．コード長の長い分岐命令を生成する第４の
処理ステップと、前記ソース・ファイル内の命令のオブ
ジェクト・コードの修正を行う第５の処理ステップと、
前記ソース・ファイル内の命令を機械語に変換した形式
のファイルとして出力する第６の処理ステップと、を少
なくとも有することを特徴としている。
【０００７】なお、前記第４の処理ステップとしては、
前記モジュール間分岐命令の分岐可能範囲内に空き領域
を探索する処理ステップと、前記モジュール間分岐命令
の分岐可能範囲内に空き領域がない場合に、前記分岐可
能範囲外の空き領域に対応するコードの長いモジュール
分岐命令を生成する処理ステップと、前記分岐可能範囲
外の空き領域に対応して、前記モジュール間分岐命令の
分岐先を変更する処理ステップとを有するようにしても
よい。
前記モジュール間分岐命令の分岐可能範囲内に空き領域
を探索する処理ステップと、前記モジュール間分岐命令
の分岐可能範囲内に空き領域がない場合に、前記分岐可
能範囲外の空き領域に対応するコードの長いモジュール
分岐命令を生成する処理ステップと、前記分岐可能範囲
外の空き領域に対応して、前記モジュール間分岐命令の
分岐先を変更する処理ステップとを有するようにしても
よい。
【０００８】
【実施例】次に、本発明について図面を参照して説明す
る。
る。
【０００９】図１は本発明の一実施例による処理手順を
示すフローチャートである。まず、処理ステップ１１に
おいては、複数モジュールに分割されているプログラム
に対応して、或るモジュールから他のモジュールに分岐
する処理を起動するための行解析処理が行われる。次い
で、処理ステップ１２において、リンカにおける配置単
位ごとに、それらを結合するマージ処理が行われて処理
ステップ１３に移行し、処理ステップ１３において、配
置単位ごとに配置アドレスを決定するアロケ−ト処理が
実行される。処理ステップ１４においては、前記分岐処
理を行うための分岐命令と分岐先との相対番地が求めら
れ、処理ステップ１５においては、前記処理ステップ１
４において求められた分岐命令と分岐先との相対番地が
分岐可能範囲外にある場合に、分岐可能範囲内において
ロングブランチ命令を生成して、当該分岐可能範囲内を
経由して分岐処理を実現するために、前記ロングブラン
チ命令を生成することのできる空き領域が、下位アドレ
スから順番に探索される。そして、処理ステップ１５に
おいて前記空き領域が見つからない時には、所定のエラ
ー処理が行われ、また見つかった時には、処理ステップ
１６において、ロングブランチ命令を生成する処理が実
行される。この場合に、処理ステップ１６において生成
されたロングブランチ命令の分岐先は、元の分岐命令の
分岐先となる。そして、処理ステップ１７においては、
前記元の分岐命令の分岐先が、生成されたロングブラン
チ命令のアドレスに変更されるとともに、当該アドレス
の変更に伴ない、元の分岐命令をリロケーションするた
めの情報も修正される。そして、処理ステップ１８にお
いては、元の分岐命令の分岐先を変更したことによる元
の分岐命令のオブジェクト・コードの修正を行うリロケ
ーション処理が行われ、処理ステップ１９においては、
命令をマイクロコンピュータ上において動作可能な機械
語に変換したロード・モジュール・ファイルが出力され
て、分岐処理は終了する。なお、前記処理ステップ１４
において求められた分岐命令と分岐先との相対番地が分
岐可能範囲内にある場合に、処理ステップ１８に進み、
リロケーション処理が行われる。
示すフローチャートである。まず、処理ステップ１１に
おいては、複数モジュールに分割されているプログラム
に対応して、或るモジュールから他のモジュールに分岐
する処理を起動するための行解析処理が行われる。次い
で、処理ステップ１２において、リンカにおける配置単
位ごとに、それらを結合するマージ処理が行われて処理
ステップ１３に移行し、処理ステップ１３において、配
置単位ごとに配置アドレスを決定するアロケ−ト処理が
実行される。処理ステップ１４においては、前記分岐処
理を行うための分岐命令と分岐先との相対番地が求めら
れ、処理ステップ１５においては、前記処理ステップ１
４において求められた分岐命令と分岐先との相対番地が
分岐可能範囲外にある場合に、分岐可能範囲内において
ロングブランチ命令を生成して、当該分岐可能範囲内を
経由して分岐処理を実現するために、前記ロングブラン
チ命令を生成することのできる空き領域が、下位アドレ
スから順番に探索される。そして、処理ステップ１５に
おいて前記空き領域が見つからない時には、所定のエラ
ー処理が行われ、また見つかった時には、処理ステップ
１６において、ロングブランチ命令を生成する処理が実
行される。この場合に、処理ステップ１６において生成
されたロングブランチ命令の分岐先は、元の分岐命令の
分岐先となる。そして、処理ステップ１７においては、
前記元の分岐命令の分岐先が、生成されたロングブラン
チ命令のアドレスに変更されるとともに、当該アドレス
の変更に伴ない、元の分岐命令をリロケーションするた
めの情報も修正される。そして、処理ステップ１８にお
いては、元の分岐命令の分岐先を変更したことによる元
の分岐命令のオブジェクト・コードの修正を行うリロケ
ーション処理が行われ、処理ステップ１９においては、
命令をマイクロコンピュータ上において動作可能な機械
語に変換したロード・モジュール・ファイルが出力され
て、分岐処理は終了する。なお、前記処理ステップ１４
において求められた分岐命令と分岐先との相対番地が分
岐可能範囲内にある場合に、処理ステップ１８に進み、
リロケーション処理が行われる。
【００１０】次に、本発明において、入力ファイルのコ
ードに対する再配置処理が行われた以降において実行さ
れるリンク時の処理手順について、図２のフローチャー
トを参照して説明する。なお、当該リンク処理は、図１
に示されるフローチャートにおいて、処理ステップ１
４、処理ステップ１５、処理ステップ１６および処理ス
テップ１７に関連して実行される処理である。
ードに対する再配置処理が行われた以降において実行さ
れるリンク時の処理手順について、図２のフローチャー
トを参照して説明する。なお、当該リンク処理は、図１
に示されるフローチャートにおいて、処理ステップ１
４、処理ステップ１５、処理ステップ１６および処理ス
テップ１７に関連して実行される処理である。
【００１１】図２において、まず、処理ステップ２１に
おいては、ショートブランチ命令に対する命令置換え処
理を行うか否かの判定が行われて、置換え処理を行うも
のと判定された場合には、処理ステップ２２において、
当該ショートブランチ命令と分岐先との相対番地が求め
られる。次いで、処理ステップ２３において、前記分岐
先が分岐可能範囲内にあるか否かが判定されて、範囲内
にある場合には、前記処理ステップ２１に戻る。また、
前記分岐先が分岐可能範囲外にある場合には、処理ステ
ップ２４に移行して、分岐可能範囲内にロングブランチ
命令を生成することのできる空き領域があるか否かの判
定が行われて、空き領域が存在する場合には、処理ステ
ップ２５において、当該空き領域に前記ショートブラン
チ命令の分岐先に対するロングブランチ命令が生成され
る。処理ステップ３５に続いて、処理ステップ２７にお
いては、前記ショートブランチ命令の分岐先が、生成さ
れたロングブランチ命令のアドレスに変更されて、処理
ステップ２１に戻る。
おいては、ショートブランチ命令に対する命令置換え処
理を行うか否かの判定が行われて、置換え処理を行うも
のと判定された場合には、処理ステップ２２において、
当該ショートブランチ命令と分岐先との相対番地が求め
られる。次いで、処理ステップ２３において、前記分岐
先が分岐可能範囲内にあるか否かが判定されて、範囲内
にある場合には、前記処理ステップ２１に戻る。また、
前記分岐先が分岐可能範囲外にある場合には、処理ステ
ップ２４に移行して、分岐可能範囲内にロングブランチ
命令を生成することのできる空き領域があるか否かの判
定が行われて、空き領域が存在する場合には、処理ステ
ップ２５において、当該空き領域に前記ショートブラン
チ命令の分岐先に対するロングブランチ命令が生成され
る。処理ステップ３５に続いて、処理ステップ２７にお
いては、前記ショートブランチ命令の分岐先が、生成さ
れたロングブランチ命令のアドレスに変更されて、処理
ステップ２１に戻る。
【００１２】上記の処理は、全てのショートブランチ命
令に対して実行され、最終的には、処理ステップ２１ま
たは処理ステップ２４を介して、当該リンク処理は終了
となる。次に、図３に示されるように、２つのモジュー
ル（１）３１とモジュール（２）３２から成るプログラ
ムの１具体例を参照して、本実施例の処理手順について
説明する。図３において、モジュール（１）３１には、
モジュール内分岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ａ）と、モジュ
ール（２）３２の分岐ラベルＢに対するモジュール間分
岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）と、分岐先ラベルＡとが存
在している。また、モジュール（２）３２には、モジュ
ール（１）３１の分岐ラベルＡに対するモジュール間分
岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ａ）と、分岐先ラベルＢとが存
在している。モジュール（１）３１に対するアセンブリ
時においては、前記モジュール内分岐命令（ＢＲＡＮＣ
Ｈ Ａ）には、分岐先ラベルＡとの相対番地が分かって
いるために、アセンブリ時に当該分岐命令（ＢＲＡＮＣ
Ｈ Ａ）のコード長が決定される。また、前記モジュー
ル内分岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）には、分岐先ラベル
Ｂとの相対番地が分からないために、当該分岐命令はシ
ョートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）に置換え
られる。そして、モジュール内記述位置情報として、モ
ジュール（１）３１の先頭から指定される相対番地（ｎ
1 ）がオブジェクト・ファイルに格納され、その分岐先
である分岐先ラベルＢも同様にオブジェクト・ファイル
に格納される。また分岐ラベルＡに対しては、モジュー
ル（１）３１の先頭から指定される相対番地（ｎ2 ）
が、オブジェクト・ファイルに格納される。そして、最
後に、モジュール（１）３１全体のコード・サイズがオ
ブジェクト・ファイルに格納される。モジュール（２）
３２に対しても同様に、モジュール間分岐命令（ＢＲＡ
ＮＣＨ Ａ）が、ショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮ
ＣＨ Ｂ）に置換えられて、モシュール（２）３２の先
頭から指定される相対番地（ｎ3 ）がオブジェクト・フ
ァイルに格納される。分岐ラベルＢに対しては、モジュ
ール（２）３２の先頭から指定される相対番地（ｎ4 ）
がオブジェクト・ファイルに格納される。そして、更に
モジール（２）３２全体のコード・サイズがオブジェク
ト・ファイルに格納される。図４は、結合後におけるモ
ジュール（１）４１およびモジュール（２）４２を示し
ており、上述のように、アセンブリ時に置換えられたシ
ョートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）に対し
て、リンク時に行われる分岐先との相対番地を算出する
様子が示されている。図４において、モジュール（１）
４１のショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）
対する相対番地は（ｋ1 −ｎ1 ）＋ｎ4であり、モジュ
ール（２）４２のショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮ
ＣＨＡ）に対する相対番地は（ｋ1 −ｎ2 ）＋ｎ3 とな
る。ここで、ショートブランチ命令により飛べる範囲の
最大値を（Ｓ−ＢＲ−ＭＡＸ）とする。仮に、（ｋ1 −
ｎ1 ）＋ｎ4 ＞（Ｓ−ＢＲ−ＭＡＸ）、（ｋ1 −ｎ2 ）
＋ｎ3 ＜（Ｓ−ＢＲ−ＭＡＸ）であるものとすると、モ
ジュール（２）４２のショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲ
ＡＮＣＨ Ａ）の分岐先は分岐可能範囲内にあるため、
リンク処理においては、ロングブランチ命令が生成され
ることがない。また、モジュール（１）４１のショート
ブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）の分岐先は分岐
可能範囲外にあるために、図５のロングブランチ命令生
成後のモジュール（１）５１およびモジュール（２）５
３に示されるように、分岐可能範囲内においてロングブ
ランチ命令（Ｌ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）を生成することの
できる空き領域が探索されて、ショートブランチで飛べ
る範囲ｍ1 にある空き領域にロングブランチ命令（Ｌ−
ＢＲＡＮＣＨ分岐先が、生成されたロングブランチ命令
（Ｌ−ＢＲＡＮＣＨＢ）のアドレス（××××）に変更
される（図５参照）。更に、ショートブランチ命令（Ｌ
−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）の分岐先が変更されたことによ
り、以降において実行されるショートブランチ命令（Ｌ
−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）に対するリロケーション処理にお
いて使用される情報の変更も行われる。
令に対して実行され、最終的には、処理ステップ２１ま
たは処理ステップ２４を介して、当該リンク処理は終了
となる。次に、図３に示されるように、２つのモジュー
ル（１）３１とモジュール（２）３２から成るプログラ
ムの１具体例を参照して、本実施例の処理手順について
説明する。図３において、モジュール（１）３１には、
モジュール内分岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ａ）と、モジュ
ール（２）３２の分岐ラベルＢに対するモジュール間分
岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）と、分岐先ラベルＡとが存
在している。また、モジュール（２）３２には、モジュ
ール（１）３１の分岐ラベルＡに対するモジュール間分
岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ａ）と、分岐先ラベルＢとが存
在している。モジュール（１）３１に対するアセンブリ
時においては、前記モジュール内分岐命令（ＢＲＡＮＣ
Ｈ Ａ）には、分岐先ラベルＡとの相対番地が分かって
いるために、アセンブリ時に当該分岐命令（ＢＲＡＮＣ
Ｈ Ａ）のコード長が決定される。また、前記モジュー
ル内分岐命令（ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）には、分岐先ラベル
Ｂとの相対番地が分からないために、当該分岐命令はシ
ョートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）に置換え
られる。そして、モジュール内記述位置情報として、モ
ジュール（１）３１の先頭から指定される相対番地（ｎ
1 ）がオブジェクト・ファイルに格納され、その分岐先
である分岐先ラベルＢも同様にオブジェクト・ファイル
に格納される。また分岐ラベルＡに対しては、モジュー
ル（１）３１の先頭から指定される相対番地（ｎ2 ）
が、オブジェクト・ファイルに格納される。そして、最
後に、モジュール（１）３１全体のコード・サイズがオ
ブジェクト・ファイルに格納される。モジュール（２）
３２に対しても同様に、モジュール間分岐命令（ＢＲＡ
ＮＣＨ Ａ）が、ショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮ
ＣＨ Ｂ）に置換えられて、モシュール（２）３２の先
頭から指定される相対番地（ｎ3 ）がオブジェクト・フ
ァイルに格納される。分岐ラベルＢに対しては、モジュ
ール（２）３２の先頭から指定される相対番地（ｎ4 ）
がオブジェクト・ファイルに格納される。そして、更に
モジール（２）３２全体のコード・サイズがオブジェク
ト・ファイルに格納される。図４は、結合後におけるモ
ジュール（１）４１およびモジュール（２）４２を示し
ており、上述のように、アセンブリ時に置換えられたシ
ョートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）に対し
て、リンク時に行われる分岐先との相対番地を算出する
様子が示されている。図４において、モジュール（１）
４１のショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）
対する相対番地は（ｋ1 −ｎ1 ）＋ｎ4であり、モジュ
ール（２）４２のショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮ
ＣＨＡ）に対する相対番地は（ｋ1 −ｎ2 ）＋ｎ3 とな
る。ここで、ショートブランチ命令により飛べる範囲の
最大値を（Ｓ−ＢＲ−ＭＡＸ）とする。仮に、（ｋ1 −
ｎ1 ）＋ｎ4 ＞（Ｓ−ＢＲ−ＭＡＸ）、（ｋ1 −ｎ2 ）
＋ｎ3 ＜（Ｓ−ＢＲ−ＭＡＸ）であるものとすると、モ
ジュール（２）４２のショートブランチ命令（Ｓ−ＢＲ
ＡＮＣＨ Ａ）の分岐先は分岐可能範囲内にあるため、
リンク処理においては、ロングブランチ命令が生成され
ることがない。また、モジュール（１）４１のショート
ブランチ命令（Ｓ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）の分岐先は分岐
可能範囲外にあるために、図５のロングブランチ命令生
成後のモジュール（１）５１およびモジュール（２）５
３に示されるように、分岐可能範囲内においてロングブ
ランチ命令（Ｌ−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）を生成することの
できる空き領域が探索されて、ショートブランチで飛べ
る範囲ｍ1 にある空き領域にロングブランチ命令（Ｌ−
ＢＲＡＮＣＨ分岐先が、生成されたロングブランチ命令
（Ｌ−ＢＲＡＮＣＨＢ）のアドレス（××××）に変更
される（図５参照）。更に、ショートブランチ命令（Ｌ
−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）の分岐先が変更されたことによ
り、以降において実行されるショートブランチ命令（Ｌ
−ＢＲＡＮＣＨ Ｂ）に対するリロケーション処理にお
いて使用される情報の変更も行われる。
【００１３】
【発明の効果】以上説明したように、本発明は、リンク
処理時において、モジュール間分岐命令に対し分岐可能
範囲外である場合に、ロング・ブランチ命令を空き領域
に生成することにより、プログラムのコード配置処理後
におけるアドレス修正処理を行うことが不要となり、こ
れにより、リンク処理における性能劣化を最小限に抑制
して、モジュール間分岐命令の処理を実行することがで
きるという効果がある。
処理時において、モジュール間分岐命令に対し分岐可能
範囲外である場合に、ロング・ブランチ命令を空き領域
に生成することにより、プログラムのコード配置処理後
におけるアドレス修正処理を行うことが不要となり、こ
れにより、リンク処理における性能劣化を最小限に抑制
して、モジュール間分岐命令の処理を実行することがで
きるという効果がある。
【００１４】また、本発明がプログラム・メモリが不連
続なプロセッサに適用される場合においては、各プログ
ラム・メモリの終り部分に空き領域が生じるために、当
該空き領域を利用してモジュール間分岐命令の処理を行
うことにより、プログラム全体の冗長なコードを殆ど無
視することが可能となり、リンク処理時間が短縮される
ために、プログラムのデバッグに要する時間が削減され
るという効果がある。
続なプロセッサに適用される場合においては、各プログ
ラム・メモリの終り部分に空き領域が生じるために、当
該空き領域を利用してモジュール間分岐命令の処理を行
うことにより、プログラム全体の冗長なコードを殆ど無
視することが可能となり、リンク処理時間が短縮される
ために、プログラムのデバッグに要する時間が削減され
るという効果がある。
【図１】本発明の一実施例による処理手順のフローチャ
ートを示す図である。
ートを示す図である。
【図２】本実施例におけるリンク処理手順のフローチャ
ートを示す図である。
ートを示す図である。
【図３】本実施例が適用される１プログラム例を示す図
である。
である。
【図４】本実施例のリンク処理時における前記１プログ
ラム例を示す図である。
ラム例を示す図である。
【図５】本実施例のリンク処理時における前記１プログ
ラム例を示す図である。
ラム例を示す図である。
１１ 起動行解析処理 １２ マージ処理 １３ アロケート処理 １４ 分岐命令と分岐先との相対番地を求める処理 １５ 分岐命令を生成する空き領域を探す処理 １６ ロングブランチ命令を生成する処理 １７ 分岐先を変更する処理 １８ リロケーション処理 １９ ロードモジュール出力処理 ２１ 置換したショートブランチ命令の判断 ２２ 分岐先との相対番地を求める処理 ２３ 分岐先が分岐範囲内かの判断 ２４ 空き領域があるかの判断 ２５ ロングブランチ命令を生成する処理 ２６ エラー処理 ２７ ショートブランチ命令の分岐先をロングブラン
チ命令のアドレスに変更する処理 ３１、４１、５１ モジュール（１） ３２、４２、５２ モジュール（２）
チ命令のアドレスに変更する処理 ３１、４１、５１ モジュール（１） ３２、４２、５２ モジュール（２）
Claims (2)
- 【請求項１】 分岐命令と、当該分岐命令の分岐先との
距離によりコード長が異なる分岐命令を有し、プログラ
ム・メモリが所定の分割単位において分離されているマ
イクロプロセッサ用の言語処理システムにおいて、プロ
グラムが記述されているソース・ファイル内のコード長
が短縮されたモジュール間分岐命令を処理の対象とし
て、 前記モジュール間分岐命令の、前記ファイル内における
先頭からの相対番地を求める第１の処理ステップと、 前記ソース・ファイル内に格納されている命令を所定区
分ごとに結合して、複数のグループを形成する第２の処
理ステップと、 前記各グループごとに、前記ソース・ファイル内の各命
令に対する配置アドレスを決定する第３の処理ステップ
と、 前記モジュール間分岐命令の分岐先のアドレス値によ
り．コード長の長い分岐命令を生成する第４の処理ステ
ップと、 前記ソース・ファイル内の命令のオブジェクト・コード
の修正を行う第５の処理ステップと、 前記ソース・ファイル内の命令を機械語に変換した形式
のファイルとして出力する第６の処理ステップと、 を少なくとも有することを特徴とする分岐命令処理方
法。 - 【請求項２】 前記第４の処理ステップが、前記モジュ
ール間分岐命令の分岐可能範囲内に空き領域を探索する
処理ステップと、前記モジュール間分岐命令の分岐可能
範囲内に空き領域がない場合に、前記分岐可能範囲外の
空き領域に対応するコードの長いモジュール分岐命令を
生成する処理ステップと、前記分岐可能範囲外の空き領
域に対応して、前記モジュール間分岐命令の分岐先を変
更する処理ステップとを有することを特徴とする請求項
１記載の分岐命令処理方法。
Priority Applications (5)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP7032487A JPH08227363A (ja) | 1995-02-21 | 1995-02-21 | 分岐命令処理方法 |
| US08/599,127 US5784605A (en) | 1995-02-21 | 1996-02-09 | Method for processing branch instructions between computer program modules |
| TW085101776A TW402709B (en) | 1995-02-21 | 1996-02-13 | Method for processing branch instructions between computer program modules |
| EP96102414A EP0729096B1 (en) | 1995-02-21 | 1996-02-17 | Method for processing branch instructions between computer program modules |
| DE69617493T DE69617493T2 (de) | 1995-02-21 | 1996-02-17 | Verfahren zum Verarbeiten von Sprungbefehlen zwischen Rechnerprogrammmodulen |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP7032487A JPH08227363A (ja) | 1995-02-21 | 1995-02-21 | 分岐命令処理方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH08227363A true JPH08227363A (ja) | 1996-09-03 |
Family
ID=12360355
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP7032487A Pending JPH08227363A (ja) | 1995-02-21 | 1995-02-21 | 分岐命令処理方法 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5784605A (ja) |
| EP (1) | EP0729096B1 (ja) |
| JP (1) | JPH08227363A (ja) |
| DE (1) | DE69617493T2 (ja) |
| TW (1) | TW402709B (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2017045134A (ja) * | 2015-08-24 | 2017-03-02 | 富士通株式会社 | 情報処理装置、コンパイル方法及びコンパイラ |
Families Citing this family (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0945795B1 (en) * | 1998-03-27 | 2003-06-18 | Motorola, Inc. | Computer system having a multi-pointer branch instruction and method |
| EP0945793B1 (en) * | 1998-03-27 | 2003-06-04 | Motorola, Inc. | Computer system having a single pointer branch instruction and method |
| US6145125A (en) * | 1998-11-12 | 2000-11-07 | International Business Machines Corporation | Method and storage medium for building very large executable programs |
| US6928641B1 (en) * | 1999-10-08 | 2005-08-09 | Texas Instruments Incorporated | Method and system for far branch and call instructions |
| US20090249048A1 (en) * | 2008-03-28 | 2009-10-01 | Sergio Schuler | Branch target buffer addressing in a data processor |
| US9298436B2 (en) * | 2014-06-25 | 2016-03-29 | International Business Machines Corporation | Conditional branch instruction compaction for regional code size reduction |
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| JPH0322031A (ja) * | 1989-06-19 | 1991-01-30 | Nec Corp | 分岐命令の最適化処理方式 |
| JPH04330526A (ja) * | 1991-01-31 | 1992-11-18 | Nec Ic Microcomput Syst Ltd | リローケタブル・アセンブラ |
| JPH0651933A (ja) * | 1992-07-31 | 1994-02-25 | Fujitsu Ltd | マルチウインドウ制御方法 |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4449185A (en) * | 1981-11-30 | 1984-05-15 | Rca Corporation | Implementation of instruction for a branch which can cross one page boundary |
-
1995
- 1995-02-21 JP JP7032487A patent/JPH08227363A/ja active Pending
-
1996
- 1996-02-09 US US08/599,127 patent/US5784605A/en not_active Expired - Fee Related
- 1996-02-13 TW TW085101776A patent/TW402709B/zh not_active IP Right Cessation
- 1996-02-17 DE DE69617493T patent/DE69617493T2/de not_active Expired - Fee Related
- 1996-02-17 EP EP96102414A patent/EP0729096B1/en not_active Expired - Lifetime
Patent Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| JPH02310627A (ja) * | 1989-05-25 | 1990-12-26 | Nec Corp | 言語処理プログラミングにおけるオブジェクトプログラムのリンク方法 |
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| JP2017045134A (ja) * | 2015-08-24 | 2017-03-02 | 富士通株式会社 | 情報処理装置、コンパイル方法及びコンパイラ |
| US9928045B2 (en) | 2015-08-24 | 2018-03-27 | Fujitsu Limited | Information processing apparatus, compile method and non-transitory recording medium storing compile program |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0729096A2 (en) | 1996-08-28 |
| DE69617493D1 (de) | 2002-01-17 |
| EP0729096B1 (en) | 2001-12-05 |
| DE69617493T2 (de) | 2002-05-16 |
| TW402709B (en) | 2000-08-21 |
| US5784605A (en) | 1998-07-21 |
| EP0729096A3 (en) | 1998-01-28 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 19970909 |