JPH11238012A - メモリアクセス一括化方法および記憶媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 メモリ空間上で連続的に配置された複数のデ
ータに対するアクセスの一括化を、異なる基本ブロック
に属するデータに対しても可能とする。 【解決手段】 メモリ空間上で連続的に配置されたデー
タの組を見つけ、それらデータのロード／ストアの種別
およびそれらが属する基本ブロックの関係に応じて、一
括ロード命令または一括ストア命令を生成すべき位置を
決定する。そして、決定した位置とデータの位置との間
の処理によってデータの内容が変更される可能性がある
か否かの依存性を判定し、“依存なし”のときのみ、上
記決定した位置に一括ロード命令または一括ストア命令
を生成する。 【効果】 異なる基本ブロックに属する複数のメモリア
クセスでも一括化可能となる。ｉｆ文を含むループにル
ープ展開を適用した場合には、ループ展開によって現れ
る配列の隣接要素参照の組は異なる基本ブロックに属す
ることになるので、本発明により一括化可能となる効果
が特に大きい。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、メモリアクセス一
括化方法および記録媒体に関し、さらに詳しくは、異な
る基本ブロックに属するデータを一括してアクセス可能
とするメモリアクセス一括化方法およびそのメモリアク
セス一括化方法をコンピュータに実現させるプログラム
を記録した記録媒体に関する。

【０００２】

【従来の技術】プログラムの実行コードの中で、ロード
命令・ストア命令の占める割合は高い。このため、複数
のデータを一度にロードする一括ロード命令・一括スト
ア命令を生成することによって、ロード命令・ストア命
令を削減する最適化が行われている。このような最適化
を、メモリアクセス一括化と呼ぶ。

【０００３】メモリアクセス一括化の方法については、
論文“ダヴィドソンとジンターカー：「メモリ・アクセ
ス・コアレッシング：ア・テクニック・フォー・エリミ
ネイティング・リダンダント・メモリ・アクセシズ」、
プロシーディングス・オブ・ザ・エイ・シー・エム・コ
ンファレンス・オン・プログラミング・ランゲージ・デ
ザイン・アンド・インプリメンテーション、1994年、第
186頁から第194頁（J.W.Davidson and S.Jinturkar: Me
mory Access Coalescing: A Technique for Eliminatin
g Redundant Memory Accesses. Proceedings of the AC
M Conference on Programming Language Design and Im
plementation, 1994, pp.186-194）”に記載されてい
る。この論文では、同一の基本ブロックに属する複数の
メモリアクセスを一括化している。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】同一の基本ブロックに
属する複数のメモリアクセスは全てのメモリアクセスが
必ず実行されるが、異なる基本ブロックに属する複数の
メモリアクセスは全てのメモリアクセスが必ず実行され
るとは限らない。しかし、従来のメモリアクセス一括化
方法では、全てのメモリアクセスが必ず実行されること
を前提としていたため、異なる基本ブロックに属するメ
モリアクセスには適用できない問題点があった。そこ
で、本発明の第１の目的は、異なる基本ブロックに属す
るメモリアクセスを一括化可能とするメモリアクセス一
括化方法を提供することにある。また、本発明の第２の
目的は、異なる基本ブロックに属するメモリアクセスを
一括化可能とするメモリアクセス一括化方法をコンピュ
ータに実現させるプログラムを記録した記録媒体を提供
することにある。

【０００５】

【課題を解決するための手段】第１の観点では、本発明
は、メモリ空間上に連続的に配置された２個以上のデー
タを一度にロードする命令（一括ロード命令と呼ぶ）ま
たは一度にストアする命令（一括ストア命令と呼ぶ）を
生成することによってメモリアクセスを一括化するメモ
リアクセス一括化方法であって、処理対象プログラム中
の異なる基本ブロック（文の列であって、その文の列の
先頭から実行が始まり、途中へ飛び込んだり途中から飛
び出すことのないもの）に属するデータを一括化対象デ
ータとして取り出す一括化対象データ取出ステップと、
各一括化対象データが属する各基本ブロックの関係が
“支配（プログラムの入口から基本ブロックＢへ至る全
てのパス上に基本ブロックＡがあるとき、基本ブロック
Ａは基本ブロックＢを支配するという）”または“後支
配（基本ブロックＢからプログラムの出口に至る全ての
パス上に基本ブロックＡがあるとき、基本ブロックＡは
基本ブロックＢを後支配するという）”または“等価
（基本ブロックＡが基本ブロックＢを支配し、かつ基本
ブロックＢが基本ブロックＡを後支配するとき、基本ブ
ロックＡと基本ブロックＢは等価であるという）”であ
るかどうかを解析する関係解析ステップと、各一括化対
象データのロード／ストアの種別および基本ブロック間
の関係に応じて一括ロード命令または一括ストア命令を
生成すべき位置を決定する生成位置決定ステップと、一
括化対象データがロードするデータであるときは、上記
生成位置決定ステップで決定された位置と当該一括化対
象データの位置との間に当該一括化対象データをストア
する文がないこと、および、一括化対象データがストア
するデータであるときは、当該一括化対象データの位置
と上記生成位置決定ステップで決定された位置との間に
当該一括化対象データをロードする文およびストアする
文がないこと、という“依存なし”条件を判定する依存
性判定ステップと、上記依存性判定ステップで“依存な
し”条件が満たされたときのみ、上記生成位置決定ステ
ップで決定された位置に、前記各一括化対象データに対
する一括ロード命令または一括ストア命令を生成する命
令生成ステップとを含むことを特徴とするメモリアクセ
ス一括化方法を提供する。上記第１の観点のメモリアク
セス一括化方法では、異なる基本ブロックの関係を考慮
して、一括ロード命令または一括ストア命令を生成すべ
き位置を決定する。また、“依存なし”条件を満足する
ときのみ、一括ロード命令または一括ストア命令を生成
する。このことにより、全てのメモリアクセスが必ず実
行されるとは限らない、異なる基本ブロックに属する複
数のメモリアクセスでも一括化可能となる。特に、ｉｆ
文を含むループにループ展開を適用した場合には、ルー
プ展開によって現れる配列の隣接要素参照の組は異なる
基本ブロックに属することになるので、本発明により一
括化可能となる効果が大きい。

【０００６】第２の観点では、本発明は、上記構成のメ
モリアクセス一括化方法において、前記生成位置決定ス
テップは、前記各一括化対象データがロードするデータ
であり且つ各基本ブロックの関係が“支配”である場合
には、支配する基本ブロックに属する一括化対象データ
の文の直前に、一括ロード命令を生成すべき位置を決定
することを特徴とするメモリアクセス一括化方法を提供
する。異なる基本ブロックの関係が“支配”であると
き、後にある基本ブロックが実行される場合は、前にあ
る基本ブロックも必ず実行されている。そこで、上記第
２の観点のメモリアクセス一括化方法では、支配する基
本ブロックに属する一括化対象データの文の直前に一括
ロード命令を置く。これが最も効率的となる（それより
前に置いてもよいが、レジスタを占有する無駄な時間が
長くなる）。

【０００７】第３の観点では、本発明は、上記構成のメ
モリアクセス一括化方法において、前記生成位置決定ス
テップは、前記各一括化対象データがロードするデータ
であり且つ各基本ブロックの関係が“後支配”である場
合には、各基本ブロックを共通して支配する基本ブロッ
クの末尾に、一括ロード命令を生成すべき位置を決定す
ることを特徴とするメモリアクセス一括化方法を提供す
る。異なる基本ブロックの関係が“後支配”であると
き、前にある基本ブロックが必ず実行されるとは限らな
い。そこで、上記第３の観点のメモリアクセス一括化方
法では、各基本ブロックを共通に支配する基本ブロック
を探す。この共通に支配する基本ブロックは、各基本ブ
ロックのいずれかが実行される場合は、必ず実行されて
いる。そこで、その共通に支配する基本ブロックの末尾
に一括ロード命令を置く。これが最も効率的となる（そ
れより前に置いてもよいが、レジスタを占有する無駄な
時間が長くなる）。

【０００８】第４の観点では、本発明は、上記第３の観
点のメモリアクセス一括化方法において、前記生成位置
決定ステップは、前記各基本ブロックを共通して支配す
る基本ブロックの最後がｉｆ文であるときは、そのｉｆ
文の直前に、一括ロード命令を生成すべき位置を決定す
ることを特徴とするメモリアクセス一括化方法を提供す
る。各基本ブロックを共通に支配する基本ブロックの最
後がｉｆ文であると、その次の文は実行されない場合が
ある。そこで、上記第４の観点のメモリアクセス一括化
方法では、ｉｆ文の直前に一括ロード命令を置く。これ
が最も効率的となる（それより前に置いてもよいが、レ
ジスタを占有する無駄時間が長くなる）。

【０００９】第５の観点では、本発明は、上記構成のメ
モリアクセス一括化方法において、前記生成位置決定ス
テップは、前記各一括化対象データがストアするデータ
であり且つ各基本ブロックの関係が“等価”である場合
には、後支配する基本ブロックに属する一括化対象デー
タの文の直後に、一括ストア命令を生成すべき位置を決
定することを特徴とするメモリアクセス一括化方法を提
供する。ストアの場合はメモリの内容を変更してしまう
ため、各基本ブロックが両方とも実行される場合だけ一
括化すべきである。各基本ブロックの関係が“等価”の
場合は、後の基本ブロックが実行されるときは、前の基
本ブロックも必ず実行されている。そこで、上記第５の
観点のメモリアクセス一括化方法では、各基本ブロック
の関係が“等価”の場合のみ一括化を行う。また、後支
配する基本ブロックに属する一括化対象データの文の直
後に一括ストア命令を置く。これが最も効率的となる
（それより後に置いてもよいが、レジスタを占有する無
駄な時間が長くなる）。

【００１０】第６の観点では、本発明は、処理対象プロ
グラム中の異なる基本ブロック（文の列であって、その
文の列の先頭から実行が始まり、途中へ飛び込んだり途
中から飛び出すことのないもの）に属し且つメモリ空間
上に連続的に配置された２個以上のデータを一括化対象
データとして取り出す一括化対象データ取出ステップ
と、各一括化対象データが属する各基本ブロックの関係
が“支配（入口から基本ブロックＢへ至る全てのパス上
に基本ブロックＡがあるとき、基本ブロックＡは基本ブ
ロックＢを支配するという）”または“後支配（基本ブ
ロックＢから出口に至る全てのパス上に基本ブロックＡ
があるとき、基本ブロックＡは基本ブロックＢを後支配
するという）”または“等価（基本ブロックＡが基本ブ
ロックＢを支配し、かつ基本ブロックＢが基本ブロック
Ａを後支配するとき、基本ブロックＡと基本ブロックＢ
は等価であるという）”であるかどうかを解析する関係
解析ステップと、各一括化対象データのロード／ストア
の種別および基本ブロック間の関係に応じて、各一括化
対象データを一度にロードする命令（一括ロード命令と
呼ぶ）または一度にストアする命令（一括ストア命令と
呼ぶ）を生成すべき位置を決定する生成位置決定ステッ
プと、一括化対象データがロードするデータであるとき
は、上記生成位置決定ステップで決定された位置と当該
一括化対象データの位置との間に当該一括化対象データ
をストアする文がないこと、および、一括化対象データ
がストアするデータであるときは、当該一括化対象デー
タの位置と上記生成位置決定ステップで決定された位置
との間に当該一括化対象データをロードする文およびス
トアする文がないこと、という“依存なし”条件を判定
する依存性判定ステップと、上記依存性判定ステップで
“依存なし”条件が満たされたときのみ、上記生成位置
決定ステップで決定された位置に、前記各一括化対象デ
ータに対する一括ロード命令または一括ストア命令を生
成する命令生成ステップとをコンピュータに実現させる
プログラムを記録した、コンピュータ読み取り可能な記
録媒体を提供する。上記記録媒体をコンピュータに読み
取らせれば、上記メモリアクセス一括化方法を実施でき
る。

【００１１】

【発明の実施の形態】以下、図面を用いて本発明の実施
の形態について説明する。なお、これにより本発明が限
定されるものではない。

【００１２】図１は、本発明のメモリアクセス一括化方
法を実施する計算機システムの構成図である。この計算
機システムは、ＣＰＵ１０１、ディスプレイ装置１０
２、キーボード１０３、主記憶装置１０４および外部記
憶装置１０５を具備している。また、図示していない
が、可搬記録媒体（ＣＤ−ＲＯＭ，ＦＤ，ＭＯなど）を
読み取るドライブ装置を具備している。前記主記憶装置
１０４には、コンパイラ（プログラム変換手段）１０
８、中間コード１０９、配列表１１０および基本ブロッ
ク表１１１が格納される。前記コンパイラ１０８は、前
記可搬記録媒体に記録されたものを前記ドライブ装置で
読み取って前記主記憶装置１０４に格納したものであ
る。また、前記外部記憶装置１０５には、ソースプログ
ラム１０６およびオブジェクトプログラム１０７が格納
される。前記キーボード１０３からコンパイラ起動コマ
ンドをユーザが入力すると、前記ＣＰＵ１０１が前記コ
ンパイラ１０８を実行して、前記ソースプログラム１０
６から前記オブジェクトプログラム１０７を作成する。
そのコンパイル過程において、前記中間コード１０９、
前記配列表１１０および前記基本ブロック表１１１が作
成される。また、前記ディスプレイ装置１０２に、コン
パイラ終了メッセージやエラーメッセージが表示され
る。本発明のメモリアクセス一括化方法は、前記コンパ
イラ１０８の実行により実施される。

【００１３】図２に、前記コンパイラ１０８の処理手順
を示す。構文解析２０１では、前記ソースプログラム１
０６の構文解析を行い、前記中間コード１０９および前
記配列表１１０を出力する。これら中間コード１０９お
よび配列表１１０については、後で図４，図５を参照し
て説明する。メモリアクセス一括化２０２では、前記中
間コード１０９に対して、隣接する配列要素のメモリア
クセスを一括化する最適化を行う。これが本発明のメモ
リアクセス一括化方法の特徴部分であり、後で図６を参
照して詳細に説明する。レジスタ割り付け２０３では、
前記中間コード１０９に対して、レジスタ割り付けを行
う。コード生成２０５では、前記中間コード１０９を前
記オブジェクトプログラム１０７に変換し、出力する。

【００１４】図３は、前記ソースプログラム１０６の具
体例である。図４は、図３のソースプログラム１０６に
対応した中間コード１０９の例である。中間コード１０
９は、基本ブロックＢＢ０〜ＢＢ７をエッジで結んだグ
ラフで表現されている。基本ブロックは、連続した文の
列で、その文の列の先頭から実行が始まり、途中へ飛び
込んだり途中から飛び出すことのないものである。エッ
ジは、基本ブロック間の遷移を表している。このような
グラフは、制御フローグラフと呼ばれる。Ｓ０からＳ８
は、文ラベルである。

【００１５】図５は、図３に示すソースプログラム１０
６に対応した配列表１１０の例である。この配列表１１
０は、配列名５０１、型５０２および要素参照５０３の
３つのフィールドから構成されている。前記配列名５０
１には、前記中間コード１０９に現れる各配列の名称を
登録する。前記型５０２には、前記中間コード１０９に
現れる各配列のデータ型を登録する。データ型には、例
えば“single”“double”“integer”などがある。前
記要素参照５０３には、前記中間コード１０９に現れる
各配列の要素参照が登録される。各要素参照は、文ラベ
ル（Ｓ１〜Ｓ６）により中間コード１０９との対応がと
れる形で登録される。

【００１６】図６に、前記メモリアクセス一括化２０２
の処理手順を示す。ステップ６０１では、基本ブロック
（ＢＢ０〜ＢＢ７）の解析を行い、前記基本ブロック表
１１１に結果を登録する。図７に、図４の中間コード１
０９の基本ブロックを解析して得られた基本ブロック表
１１１を示す。この基本ブロック表１１１は、基本ブロ
ック７０１、支配ブロック７０２および後支配ブロック
７０３の３つのフィールドから構成されている。前記基
本ブロック７０１には、各基本ブロックの名称“ＢＢ
０”〜“ＢＢ７”を登録する。前記支配ブロック７０２
には、基本ブロック７０１に対する支配ブロックの名称
を登録する。前記後支配ブロック７０３には、基本ブロ
ック７０１に対する後支配ブロックを登録する。なお、
支配ブロックおよび後支配ブロックの解析方法は、例え
ば“M.Wolfe,High Performance Compilers for Paralle
l Computing, Addison-Wesley Publishing Company, In
c., 1996, pp.64-71”に記載されている。

【００１７】図６に戻り、ステップ６０２およびステッ
プ６０３では、未処理の配列を１つずつ取り出して処理
対象としてステップ６０４へ進み、未処理の配列がなけ
れば処理を終了する。ステップ６０４では、処理対象の
配列について配列表１１０の型５０２を参照して一括ロ
ード命令または一括ストア命令の適用対象の型かどうか
を判定し、適用対象の型であればステップ６０５へ進
み、適用対象の型でなければ前記ステップ６０２へ戻
る。この適用対象の型は、ターゲットマシンの命令に依
存する。例えばターゲットマシンに８バイトの浮動小数
点データを複数個まとめてロードできる一括ロード命令
がある場合には、“double”型は適用対象の型になる。
ステップ６０５では、処理対象の配列に対してメモリア
クセス一括化を適用する。次に、図８を参照して、この
メモリアクセス一括化の処理を説明する。

【００１８】図８は、前記メモリアクセス一括化の処理
を示すフロー図である。なお、このフロー図では処理対
象の配列の２個の要素のロード／ストアを一括化する場
合を想定して説明するが、３個以上の要素のロード／ス
トアを一括化する場合も同様に実施できる（例えば、３
個の要素があるとき、まず２個の要素のロード／ストア
を一括化し、その一括化アクセス命令と残りの１個の要
素のロード／ストアを一括化すればよい）。ステップ８
０１およびステップ８０２では、処理対象の配列の要素
の中でステップ８０７，８０８の処理が行われていない
要素の組であってステップ８０３の処理が行われていな
い組を１組ずつ取り出して処理対象要素（ref1，ref2）
としてステップ８０３へ進み、そういう組がなければ処
理を終了する。ステップ８０３では、一括化可能な第１
条件（処理対象要素ref1，ref2が隣接要素であり且つ両
方の要素参照の種別が同じである）が満たされるかどう
かを調べ、満たされるならステップ８０４へ進み、満た
されないなら前記ステップ８０１に戻る。なお、この第
１条件は、一括ロード命令または一括ストア命令を使う
ためには“処理対象要素ref1，ref2が隣接要素である
（要素ref1のアドレスとサイズの和が要素ref2のアドレ
スに等しい）”こと及び“要素参照の種別が同じである
（両方がロードであるか又は両方がストアである）”こ
とが必要であることを意味している。

【００１９】ステップ８０４では、一括化可能な第２条
件（処理対象要素ref1，ref2が属している基本ブロック
の関係が“等価（“基本ブロックＡ，Ｂが等価であると
は、ＡがＢを支配しかつＢがＡを後支配する、または、
ＢがＡを支配しかつＡがＢを後支配すること）”である
か、要素参照の種別がロードであり且つ基本ブロックの
関係が“支配”または“後支配”である）が満たされる
かどうかを調べ、満たされるならステップ８０５へ進
み、満たされないなら前記ステップ８０１に戻る。な
お、この第２条件は、ストアの場合は必ず両方の参照が
実行される“等価”の関係が必要であり（そうでない
と、本来は実行されないストアが実行されてしまう場合
が生じ、変えてはいけないメモリの内容が変わってしま
う危険がある）、ロードの場合は必ず一方の参照が実行
される“支配”または“後支配”の関係が必要である
（本来は実行されないロードが実行されても他へ影響を
与えないから、他方の参照が実施されなくても支障を生
じない。但し、両方の参照が実施されないとロードが全
くの無駄になるから、少なくとも一方のロードは必ず実
行されるべきである）”ことを意味している。

【００２０】図９は、前記ステップ８０４の処理手順の
詳細を示すフロー図である。ステップ９０１では、処理
対象要素ref1，ref2が属している基本ブロックを求め、
それらをＢ１，Ｂ２とする。ステップ９０２では、基本
ブロックＢ１，Ｂ２の関係が“等価”であるかを調べ
る。すなわち、基本ブロックＢ１，Ｂ２について図７の
基本ブロック表１１１の支配ブロック７０２および後支
配ブロック７０３のフィールドを参照し、基本ブロック
Ｂ１の支配ブロック７０２に基本ブロックＢ２が登録さ
れており且つ基本ブロックＢ２の後支配ブロック７０３
に基本ブロックＢ１が登録されているか、又は、基本ブ
ロックＢ１の後支配ブロック７０３に基本ブロックＢ２
が登録されており且つ基本ブロックＢ２の支配ブロック
７０２に基本ブロックＢ１が登録されているか、を調べ
る。そして、“等価”であればステップ９０８へ進み、
“等価”でなければステップ９０３へ進む。ステップ９
０３では、処理対象要素ref1，ref2の参照がロードであ
るかどうかを調べ、ロードならばステップ９０４へ進
み、ロードでない（ストアである）ならばステップ９０
９へ進む。

【００２１】ステップ９０４，９０５では、基本ブロッ
クＢ１，Ｂ２の一方が他方の“支配”ブロックであるか
どうかを調べて、そうならステップ９０８へ進み、そう
でないならステップ９０６へ進む。

【００２２】ステップ９０６，９０７では、基本ブロッ
クＢ１，Ｂ２の一方が他方の“後支配”ブロックである
かどうかを調べて、そうならステップ９０８へ進み、そ
うでないならステップ９０９へ進む。

【００２３】ステップ９０８では、“条件を満たす”を
返り値として図８のステップ８０４に戻る。これは次の
場合である。 (1) “等価”の場合。ロードでもストアでもよい。 (2) ロードであり且つ“支配”又は“後支配”の一方ま
たは両方の場合。

【００２４】ステップ９０９では、“条件を満たさな
い”を返り値として図８のステップ８０４に戻る。これ
は次の場合である。 (1) ストアであり且つ“等価”でない場合。 (2) ロードであり且つ“支配”でも“後支配”でもない
場合。

【００２５】図８に戻り、ステップ８０５では、一括ロ
ード命令または一括ストア命令のコードを生成する位置
を決定し、ステップ８０６へ進む。一括ロード命令を生
成する位置は、処理対象要素ref1，ref2を参照する各文
の両方よりも前であり、換言すれば、支配する基本ブロ
ックに属する処理対象要素を参照する文より前、また
は、両基本ブロックＢ１，Ｂ２の共通の支配ブロック中
である。一括ストア命令を生成する位置は、処理対象要
素ref1，ref2を参照する各文の両方よりも後であり、換
言すれば、後支配する基本ブロックに属する処理対象要
素を参照する文より後である。図１０は、前記ステップ
８０５の処理手順の詳細を示すフロー図である。ステッ
プ１００１では、処理対象要素ref1，ref2が属している
基本ブロックを求め、それらをＢ１，Ｂ２とする。ステ
ップ１００２では、処理対象要素ref1，ref2の参照がロ
ードであるかどうかを調べ、ロードならばステップ１０
０６へ進み、ロードでない（ストアである）ならばステ
ップ１００３へ進む。

【００２６】ステップ１００３では、基本ブロックＢ１
が後支配ブロックであるかどうかを調べ、そうであれば
ステップ１００４へ進み、そうでなければステップ１０
０５へ進む。ステップ１００４では、基本ブロックＢ１
に属する処理対象要素ref1を参照する文の直後を、一括
ストア命令を生成する位置positionとする。ステップ１
００５では、基本ブロックＢ２が後支配ブロックである
から、基本ブロックＢ２に属する処理対象要素ref2を参
照する文の直後を、一括ストア命令を生成する位置posi
tionとする。そして、図８のステップ８０５に戻る。

【００２７】ステップ１００６では、基本ブロックＢ１
が支配ブロックであるかどうかを調べ、そうであればス
テップ１００７へ進み、そうでなければステップ１００
８へ進む。ステップ１００７では、基本ブロックＢ１に
属する処理対象要素ref1を参照する文の直前を、一括ロ
ード命令を生成する位置positionとする。そして、図８
のステップ８０５に戻る。

【００２８】ステップ１００８では、基本ブロックＢ２
が支配ブロックであるかどうかを調べ、そうであればス
テップ１００９へ進み、そうでなければステップ１０１
０へ進む。ステップ１００９では、基本ブロックＢ２に
属する処理対象要素ref2を参照する文の直前を、一括ロ
ード命令を生成する位置positionとする。そして、図８
のステップ８０５に戻る。

【００２９】ステップ１０１０では、基本ブロックＢ
１，Ｂ２が後支配の関係にあるから、基本ブロックＢ
１，Ｂ２の共通の支配ブロックＢ３を求め、その共通支
配ブロックＢ３の末尾を、一括ロード命令を生成する位
置positionとする。但し、共通支配ブロックＢ３の最後
の文がｉｆ文などの場合にはその直後に文を挿入するこ
とができないので、その最後の文の直前とする。そし
て、図８のステップ８０５に戻る。共通支配ブロックＢ
３の調べ方は、基本ブロックＢ１，Ｂ２について図７の
基本ブロック表１１１の支配ブロック７０２のフィール
ドを参照し、両方に登録されている基本ブロックを探せ
ばよい。なお、両方に登録されている基本ブロックが複
数あるときは、基本ブロックＢ１，Ｂ２になるべく近い
ものを選ぶ。

【００３０】図８に戻り、ステップ８０６では、一括化
可能な第３条件（処理対象要素をストアすべき文と一括
ストア命令の位置positionの間に当該処理対象要素をロ
ードまたはストアする文がないこと、および、一括ロー
ド命令の位置positionと処理対象要素をロードすべき文
の間に当該処理対象要素をストアする文がないこと）が
満たされるかどうかを調べ、満たされるならステップ８
０７へ進み、満たされないなら前記ステップ８０１に戻
る。なお、この第３条件は、処理対象要素をストアする
元々の文が実行されるべき時から一括化ストアが実際に
行われるまでの間に、当該処理対象要素の内容がロード
文により変更されてしまう場合およびストア文によりス
トアの順番が変わってしまう場合、および、一括化ロー
ドした後、その処理対象要素をロードする元々の文が実
行される時までの間に、当該処理対象要素の内容がスト
ア文により変更されてしまう場合には、内容の不整合を
生じるため一括化できない、ことを意味している。上記
第３条件を満たすことを“依存なし”と表現し、上記第
３条件を満たさないことを“依存あり”と表現する。

【００３１】図１１は、上記ステップ８０６の処理手順
の詳細を示すフロー図である。ステップ１１０１では、
処理対象要素ref1を着目要素ｒｅｆとする。ステップ１
１０２では、着目要素ｒｅｆの参照がロードかどうか調
べる。ロードでない（ストアである）ならばステップ１
１０３へ進み、ロードであるならばステップ１１０４へ
進む。ステップ１１０３では、着目要素ｒｅｆをストア
する元の文と一括ストア命令の位置positionの間に、着
目要素ｒｅｆをロードする文があるかどうかを調べる。
あればステップ１１０７へ進み、なければステップ１１
０４へ進む。

【００３２】ステップ１１０４では、 着目要素ｒｅｆ
をストアする元の文と一括ストア命令の位置positionの
間に、着目要素ｒｅｆをストアする文があるかどうかを
調べる。あればステップ１１０７へ進み、なければステ
ップ１１０５へ進む。また、一括ロード命令の位置posi
tionと着目要素ｒｅｆをロードする元の文の間に、着目
要素ｒｅｆをストアする文があるかどうかを調べる。あ
ればステップ１１０７へ進み、なければステップ１１０
５へ進む。

【００３３】ステップ１１０５，１１０６では、処理対
象要素ref2を着目要素ｒｅｆとして、前記ステップ１１
０２へ戻る。そして、処理対象要素ref2についての処理
が終れば、ステップ１１０８へ進む。

【００３４】ステップ１１０７では、“依存あり”を返
り値として図８のステップ８０６に戻る。これは次の場
合である。 (1) 処理対象要素ref1をストアする元の文または処理対
象要素ref2をストアする元の文と一括ストア命令の位置
positionの間に、着目要素ｒｅｆをロードまたはストア
する文がある。 (2) 一括ロード命令の位置positionと処理対象要素ref1
をロードする元の文または処理対象要素ref2をロードす
る元の文の間に、着目要素ｒｅｆをストアする文があ
る。

【００３５】ステップ１１０８では、“依存なし”を返
り値として図８のステップ８０６に戻る。これは次の場
合である。 (1) 処理対象要素ref1をストアする元の文と一括ストア
命令の位置positionの間および処理対象要素ref2をスト
アする元の文と一括ストア命令の位置positionの間に、
着目要素ｒｅｆをロードまたはストアする文がない。 (2) 一括ロード命令の位置positionと処理対象要素ref1
をロードする元の文の間および一括ロード命令の位置po
sitionと処理対象要素ref2をロードする元の文の間に、
着目要素ｒｅｆをストアする文がない。

【００３６】図８に戻り、ステップ８０７では、一括ロ
ード命令を生成する位置positionに処理対象要素ref1，
ref2をそれらに対応する２つの変数として一括ロードす
る一括ロード命令のコードを挿入する。また、一括スト
ア命令を生成する位置positionに処理対象要素ref1，re
f2に対応する２つの変数を一括ストアする一括ストア命
令のコードを挿入する。ステップ８０８では、処理対象
要素ref1，ref2をそれぞれ参照する元の文の処理対象要
素ref1，ref2をそれらに対応する変数にそれぞれ置換す
る。

【００３７】次に、図４の中間コード１０９を例にとっ
て本発明のメモリアクセス一括化方法を具体的に説明す
る。なお、本例では、８バイトの連続する２参照を一括
化の対象とする。図６のステップ６０１では、基本ブロ
ックＢＢ０〜ＢＢ７を解析し、図７の基本ブロック表１
１１を得る。ステップ６０２，６０３では、まず配列ａ
を取り出す。ステップ６０４では、配列ａの型が“doub
le”であるので、ステップ６０５へ進む。ステップ６０
５では、図８へ進む。

【００３８】図８のステップ８０１，８０２では、図５
の配列表１１０から要素S1:ａ[i]とS2:ａ[i+1]を取り出
し、処理対象要素ref1，ref2とする。ステップ８０３で
は、要素S1:ａ[i]とS2:ａ[i+1]の参照の種別がロードで
同じであるので、ステップ８０４へ進む。ステップ８０
４では、図９へ進む。

【００３９】図９のステップ９０１では、要素S1:ａ[i]
とS2:ａ[i+1]の基本ブロックＢＢ２，ＢＢ３を基本ブロ
ックＢ１，Ｂ２とする。ステップ９０４では、図７の配
列表１１１から基本ブロックＢＢ２が基本ブロックＢＢ
３の支配ブロックであることが判り、ステップ９０８へ
進む。ステップ９０８では、“条件を満たす”を返り値
として図８のステップ８０４に戻る。

【００４０】図８のステップ８０４では、返り値が“条
件を満たす”であるからステップ８０５へ進む。ステッ
プ８０５では、図１０へ進む。

【００４１】図１０では、ステップ１００１，１００
２，１００６からステップ１００７へ進む。ステップ１
００７では、要素S1:ａ[i]を参照する文Ｓ１の直前を位
置positionとする。そして、図８のステップ８０５に戻
る。

【００４２】図８のステップ８０５では、ステップ８０
６へ進む。ステップ８０６では、図１１へ進む。

【００４３】図１１のステップ１１０１では、要素S1:
ａ[i]を着目要素ｒｅｆとする。ステップ１１０２で
は、要素S1:ａ[i]の参照がロードであるからステップ１
１０４へ進む。ステップ１１０４では、要素S1:ａ[i]を
参照する文Ｓ１と位置positionの間には要素ａ[ｉ]のス
トア文がないからステップ１１０５へ進む。ステップ１
１０５，１１０６では、要素S2:ａ[i+1]を着目要素ｒｅ
ｆとし、ステップ１１０２へ戻る。ステップ１１０２で
は、要素S2:ａ[i+1]の参照がロードであるからステップ
１１０４へ進む。ステップ１１０４では、要素S2:ａ[i+
1]を参照する文Ｓ２と位置positionの間には要素ａ[ｉ
＋１]のストア文がないからステップ１１０５へ進む。
ステップ１１０５では、ステップ１１０８へ進む。ステ
ップ１１０８では、“依存なし”を返り値として図８の
ステップ８０６に戻る。

【００４４】図８のステップ８０６では、返り値が“依
存なし”なので、ステップ８０７へ進む。ステップ８０
７では、要素S1:ａ[i]および要素S2:ａ[i+1]を変数t1，
t2として一括ロードする一括ロード命令のコードを位置
position（文Ｓ１の直前）に挿入する。ステップ８０８
では、文Ｓ１中の要素ａ[ｉ]を変数ｔ１に置換し、文Ｓ
２中の要素ａ[ｉ＋１]を変数ｔ２に置換する。そして、
ステップ８０１に戻る。

【００４５】ステップ８０１，８０２では、図５の配列
表１１０から要素S4:ａ[i+1]およびS5:ａ[i+2]を取り出
し、処理対象要素ref1，ref2とする。以下、上記と同様
に処理されて、要素S4:ａ[i+1]および要素S5:ａ[i+2]を
変数t3，t4として一括ロードする一括ロード命令のコー
ドを位置position（文Ｓ４の直前）に挿入し、文Ｓ４中
の要素ａ[ｉ＋１]を変数ｔ３に置換し、文Ｓ５中の要素
ａ[ｉ＋２]を変数ｔ４に置換する。そして、ステップ８
０１に戻る。ステップ８０１では、図６のステップ６０
２に戻る。

【００４６】図６のステップ６０２，６０３では、配列
ｂを取り出す。ステップ６０４では、配列ａの型が“do
uble”であるので、ステップ６０５へ進む。ステップ６
０５では、図８へ進む。

【００４７】図８のステップ８０１，８０２では、図５
の配列表１１０から要素S1:ｂ[i]とS2:ｂ[i+1]を取り出
し、処理対象要素ref1，ref2とする。ステップ８０３で
は、要素S1:ｂ[i]とS2:ｂ[i+1]の参照の種別がロードと
ストアで異なるので、ステップ８０１に戻る。ステップ
８０１，８０２では、図５の配列表１１０から要素S1:
ｂ[i]とS4:ｂ[i+1]を取り出し、処理対象要素ref1，ref
2とする。ステップ８０３では、要素S1:ｂ[i]とS4:ｂ[i
+1]の参照の種別がロードで同じであるので、ステップ
８０４へ進む。ステップ８０４では、図９へ進む。

【００４８】図９のステップ９０１では、要素S1:ｂ[i]
とS4:ｂ[i+1]の基本ブロックＢＢ２，ＢＢ４を基本ブロ
ックＢ１，Ｂ２とする。ステップ９０２では、図７の配
列表１１１から基本ブロックＢＢ２と基本ブロックＢＢ
４が“等価”であることが判り、ステップ９０８へ進
む。ステップ９０８では、“条件を満たす”を返り値と
して図８のステップ８０４に戻る。

【００４９】図８のステップ８０４では、返り値が“条
件を満たす”であるからステップ８０５へ進む。ステッ
プ８０５では、図１０へ進む。

【００５０】図１０では、ステップ１００１，１００
２，１００６からステップ１００７へ進む。ステップ１
００７では、要素S1:ｂ[i]を参照する文Ｓ１の直前を位
置positionとする。そして、図８のステップ８０５に戻
る。

【００５１】図８のステップ８０５では、ステップ８０
６へ進む。ステップ８０６では、図１１へ進む。

【００５２】図１１のステップ１１０１では、要素S1:
ｂ[i]を着目要素ｒｅｆとする。ステップ１１０２で
は、要素S1:ｂ[i]の参照がロードであるからステップ１
１０４へ進む。ステップ１１０４では、要素S1:ｂ[i]を
参照する文Ｓ１と位置positionの間には要素ｂ[ｉ]のス
トア文がないからステップ１１０５へ進む。ステップ１
１０５，１１０６では、要素S4:ｂ[i+1]を着目要素ｒｅ
ｆとし、ステップ１１０２へ戻る。ステップ１１０２で
は、要素S4:ｂ[i+1]の参照がロードであるからステップ
１１０４へ進む。ステップ１１０４では、要素S4:ｂ[i+
1]を参照する文Ｓ４と位置positionの間には要素ｂ[ｉ
＋１]のストア文Ｓ２があるからステップ１１０７へ進
む。ステップ１１０７では、“依存あり”を返り値とし
て図８のステップ８０６に戻る。図８のステップ８０６
では、返り値が“依存あり”なので、一括ロード命令を
挿入せずに、ステップ８０１に戻る。

【００５３】次に、ステップ８０１，８０２で要素S2:
ｂ[i+1]と要素S5:ｂ[i+2]を取り出し、ステップ８０３
で参照の種別がストアで同じためステップ８０４へ進
み、ステップ８０４で要素S2:ｂ[i+1]の基本ブロックＢ
Ｂ３と要素S5:ｂ[i+2]の基本ブロックＢＢ５が“等価”
であるためステップ８０５へ進み、ステップ８０５で一
括ストア命令を生成する位置positionとして要素S5:ｂ
[i+2]を参照する文Ｓ５の直後を求める。しかし、ステ
ップ８０６では、要素S2:ｂ[i+1]を参照する文Ｓ２と位
置positionの間に要素S2:ｂ[i+1]をロードする文Ｓ４が
あるので返り値が“依存あり”となり、一括ロード命令
を挿入せずに、ステップ８０１に戻る。そして、ステッ
プ８０１から図６のステップ６０５に戻り、さらにステ
ップ６０２に戻る。

【００５４】次に、ステップ６０２，６０３では、配列
ｃを取り出す。ステップ６０４では、配列ｃの型が“do
uble”であるので、ステップ６０５へ進む。ステップ６
０５では、図８へ進む。

【００５５】図８のステップ８０１，８０２では、図５
の配列表１１０から要素S2:ｃ[i]とS3:ｃ[i+1]を取り出
し、処理対象要素ref1，ref2とする。ステップ８０３で
は、要素S2:ｃ[i]とS3:ｃ[i+1]の参照の種別がロードで
同じであるので、ステップ８０４へ進む。ステップ８０
４では、図９へ進む。

【００５６】図９のステップ９０１では、要素S2:ｃ[i]
と要素S3:ｃ[i+1]の基本ブロックＢＢ３，ＢＢ４を基本
ブロックＢ１，Ｂ２とする。図７の配列表１１１から基
本ブロックＢ１（ＢＢ３）に対して基本ブロックＢ２
（ＢＢ４）が“後支配”であることが判り、ステップ９
０２，９０３，９０４，９０５，９０６と進み、ステッ
プ９０７からステップ９０８へ進む。ステップ９０８で
は、“条件を満たす”を返り値として図８のステップ８
０４に戻る。

【００５７】図８のステップ８０４では、返り値が“条
件を満たす”であるからステップ８０５へ進む。ステッ
プ８０５では、図１０へ進む。

【００５８】図１０では、ステップ１００１，１００
２，１００６，１００８からステップ１０１０へ進む。
ステップ１０１０では、基本ブロックＢ１（ＢＢ３）と
基本ブロックＢ２（ＢＢ４）の共通支配ブロックである
基本ブロックＢ３（ＢＢ２）の末尾を一括ロード命令の
位置positionとする。ところが、基本ブロックＢ３（Ｂ
Ｂ２）の末尾の文Ｓ１はｉｆ文であるので、文Ｓ１の直
前を位置positionとする。そして、図８のステップ８０
５に戻り、ステップ８０６へ進む。図６のステップ８０
６では、図１１へ進む。

【００５９】図１１のステップ１１０１では、要素S2:
ｃ[i]を着目要素ｒｅｆとする。ステップ１１０２で
は、要素S2:ｃ[i]の参照がロードであるからステップ１
１０４へ進む。ステップ１１０４では、要素S2:ｃ[i]を
参照する文Ｓ２と位置positionの間には要素ｃ[ｉ]のス
トア文がないからステップ１１０５へ進む。ステップ１
１０５，１１０６では、要素S3:ｃ[i+1]を着目要素ｒｅ
ｆとし、ステップ１１０２へ戻る。ステップ１１０２で
は、要素S3:ｃ[i+1]の参照がロードであるからステップ
１１０４へ進む。ステップ１１０４では、要素S3:ｃ[i+
1]を参照する文Ｓ３と位置positionの間には要素ｃ[ｉ
＋１]のストア文がないからステップ１１０５へ進み、
さらにステップ１１０８へ進む。ステップ１１０８で
は、“依存なし”を返り値として図８のステップ８０６
に戻る。

【００６０】図８のステップ８０６では、返り値が“依
存なし”なので、ステップ８０７へ進む。ステップ８０
７では、要素S2:ｃ[i]および要素S3:ｃ[i+1]を変数t5，
t6として一括ロードする一括ロード命令のコードを位置
position（文Ｓ１の直前）に挿入する。ステップ８０８
では、文Ｓ２中の要素ｃ[ｉ]を変数ｔ５に置換し、文Ｓ
３中の要素ｃ[ｉ＋１]を変数ｔ６に置換する。そして、
ステップ８０１に戻る。

【００６１】次に、ステップ８０１，８０２で要素S5:
ｃ[i+1]と要素S6:ｃ[i+2]を取り出し、ステップ８０３
で参照の種別がロードで同じためステップ８０４へ進
み、ステップ８０４で要素S5:ｃ[i+1]の基本ブロックＢ
Ｂ５に対して要素S6:ｃ[i+2]の基本ブロックＢＢ６が
“後支配”であるためステップ８０５へ進み、ステップ
８０５で基本ブロックＢＢ５と基本ブロックＢＢ６の共
通支配ブロックである基本ブロックＢＢ４の末尾を一括
ロード命令の位置positionとする。ところが、基本ブロ
ックＢＢ４の末尾の文Ｓ４はｉｆ文であるので、文Ｓ４
の直前を位置positionとする。ステップ８０６では図１
１からの返り値が“依存なし”となるためステップ８０
７へ進み、ステップ８０７で文Ｓ４の直前に要素S5:ｃ
[i+1]および要素S6:ｃ[i+2]を変数t7，t8として一括ロ
ードする一括ロード命令のコードを挿入し、ステップ８
０８で文Ｓ５中の要素ｃ[ｉ＋１]を変数ｔ７に置換し、
文Ｓ６中の要素ｃ[ｉ＋２]を変数ｔ８に置換する。そし
て、ステップ８０１に戻り、さらに図６のステップ６０
５に戻り、ステップ６０２へと進む。

【００６２】次に、ステップ６０２，６０３では、配列
ｄを取り出す。ステップ６０４では、配列ｄの型が“do
uble”であるので、ステップ６０５へ進む。ステップ６
０５では、図８へ進む。

【００６３】図８のステップ８０１，８０２では、図５
の配列表１１０から要素S3:ｄ[i]とS6:ｄ[i+1]を取り出
し、処理対象要素ref1，ref2とする。ステップ８０３で
は、要素S3:ｄ[i]とS6:ｄ[i+1]の参照の種別がストアで
同じであるので、ステップ８０４へ進む。ステップ８０
４では、図９へ進む。

【００６４】図９のステップ９０１では、要素S3:ｄ[i]
とS6:ｄ[i+1]の基本ブロックＢＢ４，ＢＢ６を基本ブロ
ックＢ１，Ｂ２とする。図７の配列表１１１から基本ブ
ロックＢ１（ＢＢ４）と基本ブロックＢ２（ＢＢ６）が
“等価”であることが判り、ステップ９０２からステッ
プ９０８へ進む。ステップ９０８では、“条件を満た
す”を返り値として図８のステップ８０４に戻る。

【００６５】図８のステップ８０４では、返り値が“条
件を満たす”であるからステップ８０５へ進む。ステッ
プ８０５では、図１０へ進む。

【００６６】図１０では、ステップ１００１，１００
２，１００３からステップ１００５へ進む。ステップ１
００５では、要素S6:ｄ[i+1]を参照する文Ｓ６の直後を
一括ストア命令の位置positionとする。そして、図８の
ステップ８０５に戻り、ステップ８０６へ進む。図６の
ステップ８０６では、図１１へ進む。

【００６７】図１１のステップ１１０１では、要素S3:
ｄ[i]を着目要素ｒｅｆとする。ステップ１１０２で
は、要素S3:ｄ[i]の参照がストアであるからステップ１
１０３へ進む。ステップ１１０３では、要素S3:ｄ[i]を
参照する文Ｓ３と位置positionの間には要素ｄ[ｉ]のロ
ード文がないからステップ１１０４へ進む。ステップ１
１０４では、要素S3:ｄ[i]を参照する文Ｓ３と位置posi
tionの間には要素ｄ[ｉ]のストア文がないからステップ
１１０５へ進む。ステップ１１０５，１１０６では、要
素S6:ｄ[i+1]を着目要素ｒｅｆとし、ステップ１１０２
へ戻る。ステップ１１０２では、要素S6:ｄ[i+1]の参照
がストアであるからステップ１１０３へ進む。ステップ
１１０３では、要素S6:ｄ[i+1]を参照する文Ｓ６と位置
positionの間には要素ｄ[ｉ＋１]のロード文がないから
ステップ１１０４へ進む。ステップ１１０４では、要素
S6:ｄ[i+1]を参照する文Ｓ６と位置positionの間には要
素ｄ[ｉ＋１]のストア文がないからステップ１１０５へ
進み、さらにステップ１１０８へ進む。ステップ１１０
８では、“依存なし”を返り値として図８のステップ８
０６に戻る。

【００６８】図８のステップ８０６では、返り値が“依
存なし”なので、ステップ８０７へ進む。ステップ８０
７では、要素S3:ｄ[i]および要素S6:ｄ[i+1]を変数t9，
ｔ10として一括ストアする一括ストア命令のコードを位
置position（文Ｓ６の直後）に挿入する。ステップ８０
８では、文Ｓ３中の要素ｄ[ｉ]を変数ｔ９に置換し、文
Ｓ６中の要素ｄ[ｉ＋１]を変数ｔ１０に置換する。そし
て、ステップ８０１に戻り、さらに図６のステップ６０
５に戻り、ステップ６０２へと進む。ステップ６０２で
は、未処理の配列がないため、処理を終了する。

【００６９】以上のようにして、図４の中間コード１０
９に対して本発明のメモリアクセス一括化方法を適用す
ることにより、図１２の中間コード１０９が得られる。

【００７０】

【発明の効果】本発明のメモリアクセス一括化方法によ
れば、異なる基本ブロックに属するメモリアクセスを一
括化することが出来るので、ロード命令・ストア命令数
を削減でき、オブジェクトの実行性能を向上できる。例
えば、ある配列の要素参照の全てに対して２要素の一括
化を適用した場合、その配列に関するロード・ストア数
をほぼ半分に削減できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係るメモリアクセス一括化方法を実施
するコンパイラが稼動する計算機システムの構成図であ
る。

【図２】本発明に係るメモリアクセス一括化方法を実施
するコンパイラの処理手順を示すフロー図である。

【図３】ソースプログラムの例示図である。

【図４】図３のソースプログラムに対する中間コードの
模式図である。

【図５】図３のソースプログラムに対する配列表の模式
図である。

【図６】本発明に係るメモリアクセス一括化方法におけ
るメモリアクセス一括化の処理手順を示すフロー図であ
る。

【図７】図３のソースプログラムに対する基本ブロック
表の模式図である。

【図８】本発明に係るメモリアクセス一括化における１
つの配列に対する処理手順を示すフロー図である。

【図９】本発明に係るメモリアクセス一括化における基
本ブロック間の関係を判定する処理手順を示すフロー図
である。

【図１０】本発明に係るメモリアクセス一括化における
一括ロード命令または一括ストア命令のコードの生成位
置を求める処理手順を示すフロー図である。

【図１１】本発明に係るメモリアクセス一括化における
依存性判定の処理手順を示すフロー図である。

【図１２】図４の中間コードに対してメモリアクセス一
括化を適用した後の中間コードを示す例示図である。

【符号の説明】

１０８・・・コンパイラ、１０９・・・中間コード、１
１０・・・配列表、１１１・・・基本ブロック表、２０
２・・・メモリアクセス一括化の処理。

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 メモリ空間上に連続的に配置された２個
   以上のデータを一度にロードする命令（一括ロード命令
   と呼ぶ）または一度にストアする命令（一括ストア命令
   と呼ぶ）を生成することによってメモリアクセスを一括
   化するメモリアクセス一括化方法であって、 処理対象プログラム中の異なる基本ブロック（文の列で
   あって、その文の列の先頭から実行が始まり、途中へ飛
   び込んだり途中から飛び出すことのないもの）に属する
   データを一括化対象データとして取り出す一括化対象デ
   ータ取出ステップと、 各一括化対象データが属する各基本ブロックの関係が
   “支配（入口から基本ブロックＢへ至る全てのパス上に
   基本ブロックＡがあるとき、基本ブロックＡは基本ブロ
   ックＢを支配するという）”または“後支配（基本ブロ
   ックＢから出口に至る全てのパス上に基本ブロックＡが
   あるとき、基本ブロックＡは基本ブロックＢを後支配す
   るという）”または“等価（基本ブロックＡが基本ブロ
   ックＢを支配し、かつ基本ブロックＢが基本ブロックＡ
   を後支配するとき、基本ブロックＡと基本ブロックＢは
   等価であるという）”であるかどうかを解析する関係解
   析ステップと、 各一括化対象データのロード／ストアの種別および基本
   ブロック間の関係に応じて一括ロード命令または一括ス
   トア命令を生成すべき位置を決定する生成位置決定ステ
   ップと、 一括化対象データがロードするデータであるときは、上
   記生成位置決定ステップで決定された位置と当該一括化
   対象データの位置との間に当該一括化対象データをスト
   アする文がないこと、および、一括化対象データがスト
   アするデータであるときは、当該一括化対象データの位
   置と上記生成位置決定ステップで決定された位置との間
   に当該一括化対象データをロードする文およびストアす
   る文がないこと、という“依存なし”条件を判定する依
   存性判定ステップと、 上記依存性判定ステップで“依存なし”条件が満たされ
   たときのみ、上記生成位置決定ステップで決定された位
   置に、前記各一括化対象データに対する一括ロード命令
   または一括ストア命令を生成する命令生成ステップとを
   含むことを特徴とするメモリアクセス一括化方法。
2. 【請求項２】 請求項１に記載のメモリアクセス一括化
   方法において、前記生成位置決定ステップは、前記各一
   括化対象データがロードするデータであり且つ各基本ブ
   ロックの関係が“支配”である場合には、支配する基本
   ブロックに属する一括化対象データの文の直前に、一括
   ロード命令を生成すべき位置を決定することを特徴とす
   るメモリアクセス一括化方法。
3. 【請求項３】 請求項１または請求項２に記載のメモリ
   アクセス一括化方法において、前記生成位置決定ステッ
   プは、前記各一括化対象データがロードするデータであ
   り且つ各基本ブロックの関係が“後支配”である場合に
   は、各基本ブロックを共通して支配する基本ブロックの
   末尾に、一括ロード命令を生成すべき位置を決定するこ
   とを特徴とするメモリアクセス一括化方法。
4. 【請求項４】 請求項３に記載のメモリアクセス一括化
   方法において、前記生成位置決定ステップは、前記各基
   本ブロックを共通して支配する基本ブロックの最後がｉ
   ｆ文であるときは、そのｉｆ文の直前に、一括ロード命
   令を生成すべき位置を決定することを特徴とするメモリ
   アクセス一括化方法。
5. 【請求項５】 請求項１から請求項４のいずれかに記載
   のメモリアクセス一括化方法において、前記生成位置決
   定ステップは、前記各一括化対象データがストアするデ
   ータであり且つ各基本ブロックの関係が“等価”である
   場合には、後支配する基本ブロックに属する一括化対象
   データの文の直後に、一括ストア命令を生成すべき位置
   を決定することを特徴とするメモリアクセス一括化方
   法。
6. 【請求項６】 処理対象プログラム中の異なる基本ブロ
   ック（文の列であって、その文の列の先頭から実行が始
   まり、途中へ飛び込んだり途中から飛び出すことのない
   もの）に属し且つメモリ空間上に連続的に配置された２
   個以上のデータを一括化対象データとして取り出す一括
   化対象データ取出ステップと、 各一括化対象データが属する各基本ブロックの関係が
   “支配（入口から基本ブロックＢへ至る全てのパス上に
   基本ブロックＡがあるとき、基本ブロックＡは基本ブロ
   ックＢを支配するという）”または“後支配（基本ブロ
   ックＢから出口に至る全てのパス上に基本ブロックＡが
   あるとき、基本ブロックＡは基本ブロックＢを後支配す
   るという）”または“等価（基本ブロックＡが基本ブロ
   ックＢを支配し、かつ基本ブロックＢが基本ブロックＡ
   を後支配するとき、基本ブロックＡと基本ブロックＢは
   等価であるという）”であるかどうかを解析する関係解
   析ステップと、 各一括化対象データのロード／ストアの種別および基本
   ブロック間の関係に応じて、各一括化対象データを一度
   にロードする命令（一括ロード命令と呼ぶ）または一度
   にストアする命令（一括ストア命令と呼ぶ）を生成すべ
   き位置を決定する生成位置決定ステップと、 一括化対象データがロードするデータであるときは、上
   記生成位置決定ステップで決定された位置と当該一括化
   対象データの位置との間に当該一括化対象データをスト
   アする文がないこと、および、一括化対象データがスト
   アするデータであるときは、当該一括化対象データの位
   置と上記生成位置決定ステップで決定された位置との間
   に当該一括化対象データをロードする文およびストアす
   る文がないこと、という“依存なし”条件を判定する依
   存性判定ステップと、 上記依存性判定ステップで“依存なし”条件が満たされ
   たときのみ、上記生成位置決定ステップで決定された位
   置に、前記各一括化対象データに対する一括ロード命令
   または一括ストア命令を生成する命令生成ステップとを
   コンピュータに実現させるプログラムを記録した、コン
   ピュータ読み取り可能な記録媒体。