JPS6149241A - コード最適化方法 - 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、コードの品質を改善するために最適化アルゴ
リズムを用いたコンパイラに特に有用である。よシ具木
的には、大域的な共通部分式の削除及びコード移動のた
めに「基底」項目の概念を用いる時、本発明は、中間コ
ード生成の工程中に「基底」を求めるための最適な方法
を提供するっＢ、開示の概要 大域的な共通部分式の削除及びコード移動の手続λ中に
使用される基底項目及びキル集合を生成するために最適
化コンパイラ内で動作可能な方法が開示される。より具
体的には、この方法は、計算されるべき各非基底要素に
下記のように記号レジスタを割り当てるステップを含む
。即ち、コンパイラによって機械命令に変換すべき各計
算毎に徂（ｖ）Ｑ形成し、コノパイルされるプログラム
中の全ての組に関する記入項目を有する表（ハノノユ表
が最適）を形成する。表の中に入れられる組の中のあら
ゆる基底要素毎に、その組に一意的に割り当てられた記
号レジスタがその基底要素に関するキル集合に付加され
る。表の中に入れられるｇ目の中の非基底要素「ｎＪ毎
に、その組に関して一意的に割り当てられた記号レジス
タが、上記非基底要素「ｎ」がそのキル集合中に現れる
全ての基底要素に関するキル集合に付加されるう表の中
の組に対ｉ−て割り当てられた記号レジスタは、非基底
要素の計算の結果を保持するために選ばれる。そして、
最後に、記号レジスタが与えられると、それが表わして
いる計算が検索できるように、第２の表が構成されるっ Ｃ４従来技術 ］ンパイラによって生成されるコードの品質は、最初の
コンパイラが作成されて以来、議論の対象であった。Ｉ
ＢＭのＦＯＲ，ＴＲ，ＡＮ　　Ｉコンパイラ（最初の商
業的に利用可能なコンパイラ）の主要な目的の１つは、
アセンブリ言語のプログラマが手でコーディングする事
によって直接的に作成されたコードに対してコード品質
において匹敵するオブジェクト・コードを、科学技術計
算の分野において、生成する事であった。

今日、計算機が利用可能なあらゆる分野において使用さ
れるように種々の高水準言語が設計されているう最初の
ＦＯＲ，ＴＲＡＮ言語でさ對、も、広範囲のプログラミ
ング・タスクに適用できるようにするために機能強化が
行なわれてきている。しかしながら、コンパイラによっ
て生成されるコードの品質は、特に結果として生じるコ
ードが生産環境で使用される場合には、高い事が依然と
して重要である。有能なアセンブリ言語プログラマによ
って作成されるコードは、依然として、コンパイラの生
成したコードの比較基準である。

１９５０年代以来、コンパイラの生成するコードの品質
を改善するために、多数の最適化技術が開発され改良さ
れてきた。実際、これらの最適化の多くは、最初のＦＯ
Ｒ，ＴＲＡＮコンパイラを作成したチームによって原理
的には知られ且つある方式で用いられていた。

最適化コンパイラにおいてしばしば採用される最適化技
術には、共通部分式の消去、高い実行頻度の場所から低
い実行頻度の場所へのコードの移動、無用コードの消去
、遅い動作から等価な速い動作への置きかえ、及び定数
伝播が含まれる。これらの＠適化技術についての説明は
、下記の文献に見い出される。

、Ｊ、Ｔ、ンユ！７　／ｌ／　ッ（Ｓｃｈｗａｒｔｚ　
）　、　　「プログラミングについて一８ＥＴＬ言語に
関する中間報告。

第２部：５ＥＴＬ言語とその使用例（Ｏｎｐｒｏｇｒａ
ｍｍｉｎｇ−Ａｎ　Ｉｎｔｅｒｉｍ　Ｒｅｐｏｒｔ　ｏ
ｎ　ｔｈｅＳＢＴＬ　　Ｌａｎｇｕａｇｅ、　Ｉｎ５ｔ
ａ！１ｒｎｅｎｔ　ｆｌ　：　ＴｈｅＳＥＴＬ　　Ｌａ
ｎｇｕａｇｅ　ａｎｄ　Ｅｘａｍｐｌｅｓ　ｏｆ　Ｉｔ
ｓＵｓｅ　）　Ｊ、Ｃｏｕｒａｎｔ　Ｉｎ５ｔｉｔｕｔ
ｅ　ｏｆ　ＭａｔｈＳｃｉｅｎｃｅｓ、　ＮＹＵ、　１
９８３年発行、２９３〜３１Ｏ頁。

Ｅ、モレル外（ｇ、Ｍｏｒｅｌ　　ａｎｄ　Ｃ，Ｒｅｎ
ｖｏｉｓｅ　）、［部分的な冗長性の抑圧による大域的
な最適化（Ｇｌｏｂａｌ　Ｏｐｔｉｍｉｚａｔｉｏｎ　
ｂｙ　８ｕｐｐｒｅｓｓｉ、ｏｎｏｆ　Ｐａｒｔｉａｌ
　Ｒｅｄｕｎｄａｎｃｉｅｓ　）　Ｊ　、　ＣＡＣＭ、
第２２巻、第２号、９６〜１０３頁、（１９７９年）。

Ａ、エイホ、Ｊ、ウルマン（Ａ、Ａｈｏ、Ｊ　、Ｕｌ　
１ｍａｎ）、「コンパイラ設計の原理（Ｐｒ１ｎｃｉｐ
ｌｅｓ　ｏｆＣｏｍｐｉｌｅｒ　Ｄｅｓｉｇｎ　）　Ｊ
、アデインンーウエスレ−（Ａｄｄｉｓｏｎ−Ｗｅｓｌ
ｅｙ　）社、１９７７年発行。

大域的な共通部分式の消去及びコードの移動は最も重要
な最適化技術に属する。測定結果によれば、これらの最
適化は他の最適化技術のどれよりも大きな影響をコード
の改善に対して有する。多くの文献がこの最適化をいか
にして行なうかを説明している。上記引用文献の最初の
２つは、元のコードを冗長なものにし消去できるように
するためにプログラム中にコードのコピーが挿入される
べき場所をいかにして決定するかについてすぐれた説明
を含んでいる。また、これらの文献は冗長なコードの存
在する場所を判定する方法についても説明している。そ
の方法は、基本ブロックを１度に１つづつ調査する事に
よって決定し得るある特注についての知識及びプログラ
ムのフロー・グラフに依存している。それらの特性は次
のようなものである。

ＤＥＸ　下方に露出された式（ｄｏｗｎｗａｒｄｅｘｐ
ｏｓｅｄ　ｅｘｐｒｅｓｓｉｏｎｓ　）基本ブロックの
終りに実行された場合に、「本来の場所」即ち基本ブロ
ック中にそれらが存在する場所で実行された時と同じ結
果を与える計算の集まり。

ＵＥＸ　　上方に露出された式（ｕｐｗａｒｄ　ｅｘｐ
ｏｓｅｄｅｘｐｒｅｓｓｉｏｎｓ　） 基本ブロックの始めに実行された場合に「本来の場所」
で実行された時と同じ結果を与える計算の集まり。

ＴＨＩ（、Ｕ　　基本ブロックの始め又は終シに計算き
れた場合に同じ結果を与える計算の集まり。

上記参考文献は、上述の集まりが基本ブロック毎に知ら
れているという前提に基いて、いかに大域的な共通部分
式の消去やコードの移動を行なうかを説明している。特
に、これらの参考文献は、集合ＤＥＸ、ＵＥＸ及びＴ　
ＨＲ，Ｕに基いて、コード移動の効果を達成するために
、ある基本ブロックの終りに挿入すべき計算の集合及び
基本ブロックへの入口において既に利用可能な計算の集
合を計算する方法を説明している。これらの計算は当業
者に周知のものである。

Ｄ、従来技術の問題点 しかしながら、ＵＥＸ、ＤＥＸ及びＴ　Ｈｒｌ、　Ｕを
計算する時に注意を払わなければ、共涌化及びコード移
動のアルゴリズムは、関係した計算のシーケンスの最初
の部分しか共通化及び／又は移動しない可能性がある。

例えば表■のコード断片を考察する。

表■ 表Ｉ中のコードより成る基本ブロックに関して、Ｒ，１
０２の計算（動作３）をＵＥＸに含めない事は容易であ
る。というのは基本ブロックに入った時にＲ・１００及
びＲ・１０１は、ＡＤＤ命令に出合った時と同じ値を持
っていない可能性があるからである。しかし例えば、も
し表Ｉが、Ａ及びＢが変化しないような内部ループ中の
コードであれば、動作１及び動作２は明らかにＵＥＸ　
（これはコード移動を決定する時の道具になる集合であ
る）に属する。この時、コード移動及び共通化を適用し
た後、動作３は依然としてループ中にとどまり、それを
ループ外に移動させようとすれば他のアルゴリズムの適
用が必要であろう。

次にいくつかの従来技術を概観する。

米国特許第４３０９７５６号は、ある論理的計算を評価
する方法を開示しているうそこに開示された概念はスコ
ープが狭く、１９８２年に発行された特許としては時代
錯誤的である。これは、イ・−ミ／グ計算について何ら
明らかにする事はなく従って同じ名前に冗長な計算が行
なわれる可能性がある。

英国特許第１４１３’９３８号は、コンパイラの出力の
正しさをテストする技術に関係している。

これは最適化コンパイラによって生成されたコードの正
しさをテストするために使う事もできる。

しかしこの特許は、最適化コンパイラが一般にどのよう
にしてコードを生成するかという事、又はそれが最適化
をいかにして達成するかについては何の関連もない。

米国特許第４２７７８２６号は仮想アドレス変換機構を
維持するためにハツシングを用いている。

本発明は、コンパイルの過程で以前に出会った計算を迅
速に参照するためにノ・ツシングを用いるが、・・ツ７
ングは本発明の実施例における些細な要素でしかない。

１９８４年８月１３日付の米国特許出願第６４０２８３
号は、計算に関する基底を判定するという概念を導入す
る事によって、表■のコードを最適化する上での困難を
避ける方法を示している。

共通化及びコード移動に必要なデータの別の集まりが、
基底から導き出される。その方法によれば、標準的な大
域的な共通化及びコード移動の際に、１回だけの適用で
コードの改善のための全ての機会を利用する事が可能に
なる。

本発明は、構文解析及び中間言語コードの生成中に計算
の基底を容易に求める方法を開示する。

また、潜在的に冗長な計算が同じ記号レジスタに割り当
てられるような方式で、記号レジスタを非基底項目に割
り当てる方法も示す。

Ｃｏｃｋｅ、　Ｊ、及びＭａｒｋｓｔｅｉｎ、　Ｐ、、
　”　Ｍｅａｓｕｒｅｍｅｎｔ　ｏｆＰｒｏｇｒａｍ　
Ｉｍｐｒｏｖｅｍｅｎｔ　Ａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ”、　
Ｐｒｏｃ、　ＩＦＩＰＣｏｎｇ−８０、Ｔｏｋｙｏ、Ｊ
ａｐａｎ　Ｏｃｔ、　６−９．１９８０．Ｈｅ１ｆｏｕ
ｒｎｅａｕｓｔｒａｌｉａ　Ｏｃｔ、　１４−１７．１
９８０．ｐｐ、　２２１−２２８に説明されているＰＬ
／ＬＬコンパイラは中間言語コード生成の時に同時に基
底要素を判定するという概念を開示していない。

Ｅ０問題点を解決するための手段 本発明は、構文解析及び中間言語コード生成の工程中に
、計算に関する基底が決定されるような　　゛最適化コ
ンパイラを提供する。

また本発明によれば、非基底計算に関する形式的同一性
の概念が導入される。

さらに、基底要素上で行なわれる同じ計算に常に同じ名
前が与えられるように、非基底計算（即ち非基底計算を
表わす形式的同一性）に名前が割り当てられる。この方
法においては、共通部分式削除の候補である計算に同じ
名前が与えられる。

非基底計算の名前は本明細書中では記号レジスタと呼ば
れる。

演算子とオペランドの列とから成る組に関する記号レジ
スタ又は形式的同一性が導き出される。

また、各々の基底要素毎に１基底要素の値に依存する非
基底計算（又は記号レジスタ）であるキル集合が計算さ
れる。

大域的な共通部分式の削除及びコード移動の手続き中に
２用きれる基底項目及びキル集合を生成するために最適
化コンパイラ内で動作可能な方法が開示されるうより具
体的には、この方法は、計算をれるべき各非基底要素に
下記のように記号レジスタを割り当てるステップを含む
。即ち、コンパイラによって機械命令に変換すべき各計
算毎に組（Ｖ）を形成し、コンパイルされるプログラム
中の全ての組に関する記入項目を有する表（ハツシュ表
が最適）を形成する。表の中に入れられる組の中のあら
ゆる基底要素毎に、その組に一意的に割り当てられた記
号レジスタがその基底要素に関するキル集合に付加され
るっ表の中に入れられる組の中の非基底要素１’−ｎＪ
毎に、その組に関して一意的に割り当てられた記号レジ
スタが、上記非基底要素ｒｎＪがそのキル集合中に現れ
る全ての基底要素に関するキル集合に付加される。表の
中の組に対して割り当てられた記号レジスタは、非基底
要素の計算の結果を保持するために選ばれる。そして、
最後に、記号レジスタが４斤−られると１それが表わし
ている計算が検索できるように、第２の表で構成される
っ Ｆ、実施例 本発明は、コンパイルされるプログラム中の計算に関す
る基底及び基底に関するキル集合を構文解析及びコード
生成時に判定できるような方法を提供する。本発明を用
いれば、コンパイラの初期のフェーズによって形成され
たプログラムを後で解析する事によって基底及びキル集
合を判定する事が不必要になる。

次に、本発明についての説明中で使われる多くの用語の
定義を与える。

基本ブロック　−外部から骨切の命令を経て入る事しか
できない命令の集合。基本ブロック中の各命令は最後の
ものを除いて、基本ブロック中に正確に１つの先行命令
及び後続命令を有している。

これはまた直線的コードとも呼ばれる。

中間言語−翻訳されるプログラムを表現するためにコン
パイラによって使用される言語。これは通常、ソース言
語よシも低レベルであシ、そしてターゲット言語よりも
高レベルである。最適化コンパイラは、中間言語プログ
ラムを等価ではあるがより良い中間言語プログラムに変
換する。

基底−各基本ブロックに関する基底は、その基本ブロッ
ク内で以前に定義される事なしにオペランドとして使わ
れる項目から成る。全ての基本ブロックにわたるそのよ
うな項目の集まシは、そのプログラムに関する基底と呼
ばれる。

非基底−逆に、非基底項目とは、使用される以前にその
基本ブロック内であらかじめ定義されていたオペランド
である。

キル集合−基底の各メンバー毎に、それに依存する非基
底項目の集合が、その基底要素のキル集合と呼ばれる。

基底要素が（再計算される事によって）その値を変化さ
せたならば、キル集合の全てのメンバーは、その後再計
算される場合に異なった値を受は取る。

説明を続けるために、次の項目を計算の基底と考える。

ｌ　全てのユーザー変数及び全てのユーザー変数の記述
子。

２、データ・オブジェクトが割９尚てられる実行時スタ
ッフ及びヒープへのポインタ。

３、　オブジェクト・コードへのポインタ。

４　式が計算される時に式の値を保持する、コンパイラ
によって生成された区別された一時的変数。（そのよう
な一時的変数は、その一時的変数を計算するために使わ
れたオペランドがその値を後に変化させたとしても、値
が変化しない。）例えば、次の命令を翻訳するために、 ｄｏ　　ｉ＝ａ　　ｔｏ　　ｂ　　ｂｙ　　ｃ　：多く
言語では、ループに入った時点で、変数増分Ｃが固定さ
れる。例えＣがループ内で変化したとしても、そのよう
な言語の意味論は、ループに入った時点でＣが持ってい
た値が増分である事を要求する。従ってＣのその初期値
は、区別された一時的変数内に保持される。

従って、ユーザー変数が使用されるか、又はユーザー変
数の宣言陀出会うか、又はユーザー変数が実行時に記述
子を要求するか、又は実行時環境に属するヒープ又はス
タックに対する参照が行なわれるか、又はコンパイラが
区別された一時的変数を生成しなければならないか、又
はコンパイラがオブジェクト・コードの参照（即ち分岐
命令）を行なわなければならないかのいずれかの原因に
より、基底要素は、出会った時に判定する事ができる。

非基底要素が計算される時は常に、下記のように記号レ
ジスタに割り当てられるっ １　非基底要素を計算するために使われるオペレーショ
ン・コードとオペランドとの組（ｔｕｐｌｅ）が構成さ
れる。

２、　この組が存在するかどうがが表（通常はハツシュ
表として最も良く実現きれる）により検索される。

ａ、もしも組が見つからなければ、それは表の中に入れ
られ、割り当てられていない記号レジスタがその表記大
項目に割り当てられるっ従ってこの時、その絹は表の中
に見い出す事ができる。

５１表の中に入れられた組の中のあらゆる基底要素毎に
、その割り当てられた記号レジスタを、基底要素毎のキ
ル集合に加算する。

Ｃ１表の中に入れられた組の中のあらゆる非基底要素ｎ
毎Ｋ、その割り当てられた記号レジスタを、その非基底
要素ｎが現れるキル集合に対応する全ての基底要素に関
するキル集合に加算する。

３、　表中の組に割υ当てられた記号レジスタが、非基
底要素の計算の結果を保持するために運ばれる。

４　記号レジスタが与えられた時にそれが表現している
計算が検索できるように、第２の表が構成できる。

このようにして、２つの便利な表又はマツプが用意され
る。（・・ソシュ表として最も良く実現される）１つの
表は、動作を記述した組から記号レジスタへの対応を与
え、第２の表は記号レジスタからｇＪ作を定義する組へ
の対応を与えている。

記号レジスタは、基底要素に対する計算に関する「形式
的同一性」とみなす事ができる。記号レジスタの上記構
成によって、各記号レジスタは、オペランドとして基底
要素を使用した特有の計算を表わしている。各記号レジ
スタは、それが表わしている計算中の基底要素毎のキル
集合のメンバーになる。

記号レジスタが基底から構成される方式のため、記号レ
ジスタがプログラム中で計算される場所に無関係に、そ
れらは常に同じ計算を表わす。従って、それらは、大域
的な共通部分式削除及びコード移動の自然な対象物であ
る。

第２図は従来周知の、コンパイラに関する非常に高レベ
ルの流れ図である。ブロック１．２．４及び５は周知の
ものであるうブロック３のコード最適化は、本発明が適
用されるコンパイラの動作のフェーズである。

第３図はそのような最適化コンパイラに関する最適化フ
ェーズの流れ図である。ブロック１．３及び４で行なわ
れる動作は周知である。ブロック２は本発明が適用され
る最適化コンパイラの領域である。このブロックは第４
図に詳しく示されている。

第４図はコンパイラの大域的共通化及びコード移動のフ
ェーズに関する流れ図である。以前に述べたように、こ
の全体的な目的はコンパイラ設計において周知である。

この機能が実行される具体的な方式は、前記米国特許出
願第６４０２８３号に一般的に示されている。その特許
出願には１全体的なコンパイル手続き並びに基底及びキ
ル集合の項目を求めるという概念、並びにＵＥＸ、ＤＥ
Ｘ、ＴＨＲＵＩＪストヲ決定するためにそれらの項目を
使用するための手段（本明細書の第４図のブロック２参
照）が詳細に議論され、説明されているう また、第４図のブロック３．４及び５は従来技術に萬し
、参考のために示されている。従って、基底及びキル集
合を決定するブロック１の方法が本発明の対象であり、
第１図に詳細に説明されている。

第１図は第４図のブロック１の詳細な流れ図であり、こ
の工程で、プログラムを構成する各基本ブロックに関す
る基底項目及びキル集合のリストが形成てれる。

この図のブロック１は、各基本ブロック毎に順次にコン
パイラ動作のこのフェーズに供給される組の系列の定義
である。

最初の実際の手続きステップはブロック２にある。ここ
では、／ステムが完全な組（Ｖ）のデータ内容から、あ
る通常の手段によってハツシュ関数を計算する。周知の
ように、このハツシュ関数はある種の表又はメモリへの
アドレスとして使用され、その特定のアドレスにおける
データの存在がブロック３でテストされる。もしも表の
中のアドレスが組■を含んでいれば、それはこの組が以
前に処理された事を意味し、システムはブロック４に進
む。このブロックは組Ｖと記号レジスタｒを関連付けさ
せる。従って、ブロック４の出力は記号レジスタのリス
トであり、その各々は組が異なれば本質的に異なってい
る。明らかに、もし組が同一であれば、同じ記号レジス
タの指示が与えられる。

ブロック３からの出力が「ノー」で、！ｂしｔ、−１’
、　システムはブロック５に進む。ここでは、ハッ′／
ユ表の適当なアドレスに特定の組が記憶され、新しい記
号レジスタｒがその組に割り当てられ、その組から導出
されたハツシュ・アドレスにおいてハツシュ表に記憶さ
れる。次にシステムはブロック６に進み、ここでその組
に関するパラメータｋが１にセットされる。次にシステ
ムはブロック７に進み、゛そこではレジスタにの現在の
値が組Ｖのオペランドの数と比較される。これに関連し
て御庄意願いたい事は、特定の組の中のオペランドの数
は事前に処理され組と一緒にハツシュ表の中に記憶され
ているか、又は当業者に明らかなようにブロック７にお
いてその場で計算し得る事である。

いずれにせよ、（直ｋが糸且の中のオペランドの数より
も大きい事が判明すれば、システムは組を評価し終えた
事を知り、ブロック４へ分岐する。一方もし値１（が組
の中のオペランドの数よりも小さいか又は等しければ、
フローはブロック８に続く。

ブロック８において、ｋ番目のオペランドが基底項目の
リスト中にあるかがテストされる。この基底項目のリス
トは第４図のブロック１で計算されている。基底リスト
は前に述べたように中間言語リストから容易に導き出す
事ができるうもしに番目のオペランドが基底の中にある
事が判明すると、システムはブロック９に分岐する。そ
こでは特定の記号レジスタｒが１（番目のオペランドの
キル集合に付加される。一方、もしオペランドが基底中
に見つからなければ、システムはブロック１０に進み、
そこでキル集合のリストが調べられ、ｋ番目のオペラン
ドを含んでいるもの毎に現在の組と関連付けられた記号
レジスタｒが付加される。

ブロック９及び１０は共にブロック１１に進む。

ブロック１１は、全てのオペランドが評価された時にブ
ロック４への出口を与えるため又は次のオペランドを評
価するために／ステムをインデックスするために１（の
値を増加させる。

第１図についての上記の説明は、本発明の動作を機能的
に説明してお９、記号レジスタが種々の組に割り当てら
れる方法及び特定のプログラム・シーケンスが評価され
る時に徐々にキル集合が形成されてゆく方法を示してい
るう 第１図に関するサブプログラムてついての下記の説明は
本発明の動作のより詳細な説明である。

下記のＰＬ／１サブプログラムは、非基底項目を計算す
るための命令の記述を受は取り、結果を保持する記号レ
ジスタを返すコードを示している。

また、このプログラムは各基底項目毎にキル集合を構成
し、そして記号レジスタによって表現された命令が検索
できるようなマツプを構成する。

ある配列のサイズが決定される方法、配列が割り当てら
れる方法、及び配列のサイズが小さすぎるときにコンパ
イラが回復を行なう方法についての詳細はこの例示すブ
プログラムの中では扱われていない。これは、それらの
問題が本発明とは独立なものだからであろうコンパイラ
の全体的な記憶管理方式に適合した標準的なスペース割
り尚でアルゴリズムも、必要に応じて用いることができ
るう Ｒ，ｅｓｕｌｔ　：ｐｒｏｃ（ｖ）　　ｒｅｔｕｒｎｓ
（ｆｉｘｅｄ　ｂｉｎ）　；／＊入カニパラメータＶ：
非基底要素の計算にって記述したベクトル。■（１）は
オペレーション・コードであり、ベクトルＶの他の全て
の要素はオペランド、即ち記号レジスタ又は基底要素の
いずれかである。＊／ ｅｌ Ｖ（＊）　　ｆｉｘｅｄ　ｂｉｎ。

／＊計算を記述したベクトル＊／ １　ｈａｓｈ　ｔａｂｌｅ（０，＋ｓ）　　ｃｏｎｔｒ
ｏｌｌｅｄ　５ｔａｔｉｃｅｘｔｅｒｎａｌ。

／＊非基底項目の計算の速い索引のための表＊／ ２　ｓｙｍｂｏｌｉｃ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ　ｆｉｘｅｄ
　ｂｉｎ。

／＊計算に対して与えられる記号レジスタ名＊／ ２５ｔａｒｔ　１ｎｄｅｘ　ｆｉｘｅｄ　ｂｉｎ。

７本計算の記述を見つける場所＊／ ２１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　５ｉｚｅ　ｆｉｘｅｄ　ｂ
ｉｎ。

／＊計算を記述するベクトルの長さ＊／ｋｉｌ！（＊、
　＊）　　ｂｉｔ　ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ　ｅｘｔｅｒ
ｎａｌ。

／＊ｉ番目の行は１番目の基底要素に対応し、ｊ番目の
列はｊ番目の非基底要素に対応する。

ｋｉｌｌ（ｉ、ｊ＞　　は、記号レジスタｊを計算する
ために、（直接又は間接に）基底項目が使われているか
否かを示す。

ｏｐｅｒａｎｄｓ（＊）　　ｆｉｘｅｄ　ｂｉｎ　ｃｏ
ｎｔｒｏｌｌｅｄｅｘｔｅｒｎａｌ。

／＊全ての形式的同一性をその中に保つ大きなベクトル
。ハツシュ表は各々の同一性がどこで始まるか及びその
長ざを示す。本／ｆｏｒｍａｌ　　１ｄｅｎｔｉｔｙ（
本）　　ｆｉｘｅｄ　　ｂｉｎｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ　
ｅｘｔｅｒｎａｌ。

／＊記号レジスタからハツシュ表へのマツプ。

これから形式的同一性を見つけることができる。＊／ ｌｏｐ　ｏｆ　１ｉｓｔ　ｆｉｘｅｄ　ｂｉｎ　ｅｘｔ
ｅｒｎａｌ。

／＊割り当てるべきオペランド中の次のスロッ　ト　＊
／ ｎｅｗ　ｓｙｍｂｏｌｉｃ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ　ｆｉｘ
ｅｄ　ｂｉｎｅｘｔｅｒｎａｌ。

／＊割り当てるべき次の記号レジスタ＊／ｈａｓｈ＝Ｑ
； ｄｏ　ｉ＝１　ｔｏ　ｈｂｏｕｎｄ（ｖ、　ｌ）　；／
＊サーチされる計算の・・ツシュ関数を計算する。率／ ｈａｓｈ＝ｈａｓｈ＋ｖ（ｉ）　： ｅｎｄ　； ｓｔａｒｔ＝ｍｏｄ（ｈａｓｈ、　ｔａｂｌｅ　５ｉｚ
ｅ）　；／＊ハツンユ表中の計算に関するサーチを始め
る場所＊／ ｄｏ　１＝ｓｔａｒｔ　ｒｅｐｅａｔ　ｍｏｄ（ｉ＋１
．　ｔａｂｌｅｓｉｚｅ）　ｕｎｔｉｌ　　（ｍｏｄ（
ｉ＋１．　ｔａｂｌｅ−ｓｉｚｅ）＝ｓｔａｒｔ　）　
； ／＊ｉ番目の形式的同一性がベクトル中に記述された命
令と一致するかどうかを検査するっ最初に、１番目のス
ロットが空であれば、１番目のスロットにはまだ何もハ
ツシュされていす、従っでＶは新しい計算を記述してい
る。＊／−：（ｓｙｍｂｏｌｉｃ　　ｒｅｇｉｓｔｅｒ
（ｉ）　＝Ｏｔｈｅｎｇｏ　　ｔｏ　ｎｅｗ　ｃｏｍｐ
ｕｔａｔｉｏｎ／＊次に、もし一致すれば、１番目の同
一性ばＶによって記述された命令と同じ長さを有してい
なければならない。＊／ ｉｆ　、１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　５ｉｚｅ　　＝ｈｂ
ｏｕｎｄ（ｖ、　Ｉ）ｔｈｅｎ　ｇｏ　ｔｏ　ｎｅｘｔ
　ｉ　；／＊最後に、■の各成分は、１番目の形式的同
一性の各成分と一致しなければならない。＊／ ｄｏ　ｋ＝１　　ｔｏ　　ｈｂｏｕｎｄ（ｖ、Ｉ）；ｊ
＝ｓｔａｒｔ　　１ｎｄｅｘ（ｉ）　；ｉｆ　　ｏｐｅ
ｒａｎｄｓ（ｋ−１−ｊ）　　＝ｖ（ｊ）ｔｈｅｎ　　
ｇ。

ｔｏ　　ｎｅｘｔ　　ｉ　　； ｅｎｄ　　； ｒｅｔｕｒｎ（ｉ）； ｎｅｘｔｉ： ｅｎｄ　　； ／＊もし■に関するｄＯループが終端すれば、それはハ
ツシュ表が一杯である事を意味する。

この時は、放棄するか又はハツシュ表拡張手続を適用す
る。このコードは本発明とは独立なので、ここには示さ
ないウ　＊／ ｎｅｗ　ｃｏｍｐｕｔａｔｉｏｎ　： ／＊サーチされる計算がそれまでに見つからなければ、
制御はこの点に到達する。計算は最初、ハツシュ表に入
シ、記号レジスタを割り当てられる。変数ｎｅｗ　ｓｙ
ｍｂｏｌｉｃ−ｒｅｇｉｓｔｅｒは割り当てることので
きる次の記号レジスタの番号を含んでいる。マツプｆｏ
ｒｍａｌ　　１ｄｅｎｔｉｔｙは記号レジスタを定義す
るハツシュ表記入項目に記号レジスタを対応づける。ハ
ツシュ表から、記号レジスタが形式的に表現している実
際の計算を見つけることができる。＊／ ｓｙｍｂｏｌ　ｉｃ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ（ｉ）　＝ｎｅ
ｗ　ｓｙｍｂｏｌ　ｉｃ−ｒｅｇｉｓｔｅｒ　； ｆｏｒｍａｌ　ｉｄｅｎｔｉｔｙ（ｓｙｍｂｏｌｉｃ　
ｒｅｇｉｓｔｅｒ（ｉ））＝Ｉ　； ｎｅｗ　ｓｙｍｂｏｌｉｃ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ＝ｎｅｗ
　ｓｙｍｂｏｌｉｃ−ｒｅｇｉｓｔｅｒ＋１　： ｊ、　５ｔａｒｔ　　１ｎｄｅｘ（ｉ）　＝ｔｏｐ　６
ｆ　１ｉｓｔ　；１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　５ｉｚｅ（
ｉ）　＝ｈｂｏｕｎｄ（ｖ、　Ｉ）　；ｔｏｐ　ｏｆ　
１ｉｓｔ＝ｔｏｐ　ｏｆ　ｌ１ｓｔ＋ｈｂｏｕｎｄ（ｖ
、　ｌ）　；／＊ハツシュ表中のこの記入項目に関して
、計算記憶ヒープ中のどこに、この計算のコピーが記憶
きれているかを示す。＊／ ｄｏ　ｋ＝１　ｔｏ　ｈｂｏｕｎｄ（ｖ、　ｌ）　；ｏ
ｐｅｒａｎｄｓ（ｋ＋ｊ）＝Ｖ（ｋ）　：／＊オペラン
ド例関する要素をコピーする。

＊／ ｉｆ　　ｋ　　＞　　１　　ｔｈｅｎ ／＊オペランドに関する要素をコピーする。

＊／ ｉｆ　ｉｎ　ｂａｓｉｓ（ｖ（ｋ））　　ｔｈｅｎ／＊
基底に関するテスト＊／ ｋｉ　Ｉ　ｌ　（ｖ（ｋ）、　ｓｙｍｂｏｌ　ｉｃ　ｒ
ｅｇｉｓｔｅｒ　（ｉ））　＝／、／　Ｂ； ／＊基底オペランドであれば、その基底項目に関するキ
ル集合中に記号レジスタを入れる。＊／ ｅｌｓｅ ／＊基底項目でなければ、即ちオペランドが記号レジス
タならば、解析されている計算の結果を受は取る記号レ
ジスタが、記号レジスタ・オペランドｖ（Ｊ）を含む全
てのキル集合に入れられる。＊／ ｋｉｌｌ　（＊、　ｓｙｍｂｏｌｉｃ　ｒｅｇｉｓｔｅ
ｒ（ｉ））＝ｋｉ１１（＊、　ｆｏｒｍａｌ　１ｄｅｎ
ｔｉｔｙ（ｉ））ｌｋｉｌｌ　（本、ｖ（ｋ））： ｅｎｄ／車ｄｏ　　　ｋ＝ｌ　　　ｔｏ　　　ｈｂｏｕ
ｎｄ（ｖ、　　Ｉ）＊／；ｒｅｔｕｒｎ（ｓｙｍｂｏｌ
ｉｃ　　ｒｅｇｉｓｔｅｒ（ｉ））　；ｉｎ　ｂａｓｉ
ｓ：ｐｒｏｃ（ｘ）　　ｒｅｔｕｒｎｓ（ｂｉｔ）　；
／＊このルーチンは、オペランドＸが、コンパイルされ
るプログラムの基底中にあれば、真の論理値を返す。こ
れはオペランドがどのように符号化されるかに依存する
。この例は１基底項目が負、非基底項目が正という仮定
Ｏもとに符号化されている。実際の符号化はより複雑で
あろう。　＊／ ｉｆ　ｘ　＜　Ｏｔｈｅｎ　ｒｅｔｕｒｎ（ｔｒｕｅ）
　：ｅｌｓｅ　　ｒｅｔｕｒｎ（ｆａｌｓｅ）；ｅｎｄ
　／＊ｉｎ　ｂａｓｉｓ’／　；ｅｎｄ　；

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の１実施方法を示す流れ図、第２図は最
適化コンパイラの非常に高レベルの機能の流れ図、 第３図は最適化コンパイラの最適化フェーズの流れ図、 第４図は最適化コンパイラの大域的な共通部分式の削除
及びコード移動のアルゴリズムの流れ図である。 出！頂人　　　インターナショナノいビジネス・マシ←
ンズ・コー仕ｂ−ンヨン第２図 第４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 コンパイラによつて機械命令に変換されるべき各計算毎
   に組を形成する手段と、 コンパイルされるプログラム中の全ての組に関する記入
   項目を有する表を形成し、上記形成された組の各々に記
   号レジスタを割り当てる手段と、上記表の中に入れられ
   る組の中の全ての基底項目毎に、上記組に一意的に割り
   当てられた記号レジスタを、上記基底項目に関するキル
   集合に付加する手段と、 上記表の中に入れられる組の中の全ての非基底項目毎に
   、上記組に一意的に割り当てられた記号レジスタを、上
   記非基底項目が現れるキル集合を有する全ての基底項目
   に関するキル集合に付加する手段と、 上記表の中の組に割り当てられた記号レジスタを非基底
   要素の計算の結果に指定し、割り当てられた記号レジス
   タの第２の表を構成する手段とを有する最適化コンパイ
   ラ。