JPS6149242A

JPS6149242A - コード最適化方法

Info

Publication number: JPS6149242A
Application number: JP60174441A
Authority: JP
Inventors: マーク　アラン　オースランダー; ジヨン・コツク; ピーター・ウイリー・マークスタイン
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1984-08-13
Filing date: 1985-08-09
Publication date: 1986-03-11
Anticipated expiration: 2009-11-24
Also published as: DE3586374T2; EP0171631A2; DE3586374D1; US4656583A; EP0171631A3; EP0171631B1; JPH0695311B2

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おいて特に有用である。特
に、本発明は、共通部分式の消去及びコードの移動とし
て知らｎている最適化を行なう時間を改善する。さらに
本発明は上記最適化の効率を増大させる。

本発明は全ての型の計算機のための最適化コンパイラに
おいて有用性を見い出すであろうが、特に縮小命令セッ
ト計算機（ＲＩＳＣ）に関して重要である。ＲＩ　ＳＣ
の場合、コンパイラによって作成さｎるコードはしばし
ば、複雑命令セット計算機の場合に作成されるコードよ
りも大規模である。というのはＲＩ　ＳＣの各命令はよ
り単純で且つより少ない機能を実行するからである。Ｒ
ＩＳＣの場合、生成さｎるコードにおける最適化の機会
及び必要性はずっと大きい。

Ｂ、開示の概要犬域的彦共通部分式の消去及びコードの移動を実行する
最適化コンパイラの最適化フェーズ中に、下記のステッ
プが行なわｎる。

オブジェクト・プログラムに関するコードの「基底」を
決定する。このステップはコードの各基本ブロックの調
査を含む。そして、各計算が依存している「基底」項目
を決定する。但し、「基底」項目は、計算さ几る前に基
本ブロック中で参照さｎるオペランドと定義さ几る。次
に各基定項目毎に「キル集合」を決定する。こｎに続い
て、前もって決定さｎた「基底」に「キル集合」の情報
を用いて各基本ブロック毎にＵＥＸ、ＤＥＸ及びＴＨＲ
Ｕが決定さｎる。ＡＶ、ＭＬ及びｌＮ５ＥＲＴがＵＥＸ
、ＤＥＸ及びＴＨＲＵから計算さｎ、先行するステップ
によって示される位置に適当なコードの挿入が行なわｎ
、最後にＡＶＡＩＬを用いて冗長なコードが除去さ几る
。

Ｃ１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ＦＯＲＴＲＡＮ　　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
ｎるように種々の高水準言語が設計さ汎ている。最初の
ＦＯＲＴＲＡＮ言語でさえも、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ｎできている。しかしながら、コンパイラによって生
成さ几るコードの品質は、特に結果として生じるコード
が生産環境で使用さｎ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
作成さ几るコードは、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几改良さ
几てきた。実際、と几らの最適化の多くは、最初のＦＯ
ＲＴＲＡＮ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ｎでいた。

最適化コンパイラにおいてしばしば採用さ几る最適化技
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
、遅い動作から等価々速い動作への置きかえ、及び定数
伝播が含ま几る。こｎらの最適化技術についての説明は
、下記の文献に見い出さ几る。

Ｊ、Ｔ、　　シュワルツ（Ｓｃｈｗａｖｔｚ　）、［プ
ログラミングについて一５ＥＴＬ言語に関する中間報告
。第２部：５ＥＴＬ言語とその使用例（ＯｎＰｒｏｇｒ
ａｍｍｉｎｇ−Ａｎ　Ｉｎｔｅｒｉｍ　Ｒｅｐｏｒｔ　
ｏｎ　ｔｈｅＳ　Ｅ　Ｔ　Ｌ　　Ｌａｎｇｕａｇｅ　、
　Ｉｎｓｔａｌｌｍｅｎｔ　ＩＩ　：　ＴｈｅＳＥＴＬ
　　Ｌａｎｇｕａｇｅ　ａ’ｎｄ　Ｅｘａｍｐｌｅｓ　
ｏｆ　Ｉｔｓｕｓｅ　）　ｊ、Ｃｏｕｒａｎｔ　Ｉｎ５
ｔｉｔｕｔｅ　ｏｆ　ＭａｔｈＳｃｉｅｎｃｅｓ　、　
ＮＹＵ、１９８３年発行、２９３〜３１０頁。

Ｅ　、　モｌ／／Ｌ／外（Ｅ　、　Ｍｏｒｅｌ　ａｎｄ
　Ｃ，Ｒｅｎｖｏｉｓｅ）、［部分的な冗長性の抑圧に
よる大域的な最適化（Ｇｌｏｂａｌ　Ｏｐｔｉｍｉｚａ
ｔｉｏｎ　ｌｙ　５ｕｐｐｒｅｓｓｉｏｎ　ｏｆＰａｒ
ｔｉａｌ　Ｒｅｄｕｎｄａｎｃｉｅｓ　）　ｊ、ＣＡＣ
Ｍ、第２２巻、第２号、９６〜１０３頁、（１９７９年
）。

Ａ、エイホ、Ｊ、ウルマン（Ａ、Ａｈｏ、Ｊ。

Ｕｌｌｍａｎ　）、「コンパイラ設計の原理（Ｐｒ１ｎ
ｃｉｐｌｅｓ　ｏｆ　Ｃｏｍｐｉｌｅｒ　Ｄｅｓｉｇｎ
　）　Ｊ、アデイソンーウエスレー（Ａｄｄｉｓｏｎ−
Ｗｅｓｌｅｙ　）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。測定結果にょｆば、こｎらの最
適化は他の最適化技術のど几よシ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ｎる
べき場所をいかにして決定するかについてすぐ几た説明
を含んでいる。また、とｎ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つずつ調査する事に
よって決定し得るある％定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。そ几らの特性は次
のようなものである。

ＤＥＸ　　下方に蕗出さｆした式（ｄｏｗｎｗａｒｄｅ
ｘｐｏｓｅｄ　　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ルらが存在する場所で実行さ肛た時と同じ結果を与える計算の集まり。

ＵＥＸ　　上方に露出さｎた式（ｕｐｗａｒｄｅｘｐｏ
ｓｅｄ　ｅｘｐｒｅｓｓｉｏｎｓ　）基本ブロックの始
めに実行さ几た場合に「本来の場所」で実行さｎた時と同じ結果を与える計算の集まり。

Ｔ）ＩＲＵ　　基本ブロックの始め又は終りに計算さｎ
た場合に同じ結果を与える計算の集壕り。

上記参考文献は、上述の集まりが基本ブロック毎に知ら
几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、こ几らの参考文献は、集合ＤＥＸＳ［ＪＥＸ及びＴ
　ＨＲＵ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。こ几らの計算は当業
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ＴＨＲＵを計算する
時に注意を払わなけｎば、共通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Ｉ表■中のコードより成る基本ブロック、に関して、Ｒ１
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ＫＲ１００及び
ＲＩＯＩ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
■が、Ａ及びＢが変化しないような内部ループ中のコー
ドであ几ば、動作１及び動作２は明らかにＵＥＸ（こ几
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ｎをループ
外に移動させようとすｎ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。そこに開示さ几た概念はスコ
ープが狭く、１９８２年に発行さｎた特許としては時代
錯誤的である。こ几は、ネーミング計算について伺ら明
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ｎる可能性がある。

英国特許第１４１３９３８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。

こル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、又はそ几が最適化
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、するためにハツシングを用いるが、ハツシン
グは本発明の実施例における些細な要素でしかない。

本発明は、計算に関する「基底」を導出する事及び「基
底」要素によって全ての計算を表現する事がいかにして
大域的な共通部分式の消去及びコード移動を能率的に実
行する事を可能にするかを示している。

１９８４年８月１３日付の米国特許出願第６４０２８５
号は本発明の関連出願であるが、こルはあるコード生成
戦略を用いると、「基底」が中間コード生成過程の間に
選択できる事を示している。

「基底」を決定するには、コード生成の完了を待つ必要
はない。そのような場合、全ての計算は中間コード生成
中に即座に「基底」によって表現できる。コック（Ｃｏ
ｃｋｅ　、Ｊ　、）及びマークスメイン（Ｍａｒｋｓｔ
ｅｉｎ、Ｐ、）著、「プログラム改良アルゴリズムの測
定（Ｍｅａｓｕｒｅｍｅｎｔ　ｏｆ　ＰｒｏｇｒａｍＩ
ｍｐｒｏｖｅｍｅｎｔ　Ａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ　）　Ｊ
、Ｐｒｏｃ。

ＩＦＩＰ　　Ｃｏｎｇ、１８０、東京、日本、１０月６
〜９日、１９８０年、メルポルン、オーストラリア、１
０月１４〜１７日、１９８０年、２２１〜２２８頁に説
明さｎているＰ　Ｌ　／　ＩＬコンパイラは、コード生
成戦略を用い、中間言語コード生成中に「基底」がそｎ
から決定できるような情報を本質的に作成する。しかし
ながら、この文献は「基底」の生成又はその使用を開示
も示唆もしていない。

ここで用いた中間言語という用語は、翻訳さｎつつある
プログラムを表現するためにコックくイラによって使用
さルる言語を意味する。そｆ′Ｌは通常、ソース言誤よ
りも低水準であるが、ターゲット言語よりは高水準であ
る。最適化コンパイラ（は中間言語プログラムを等価な
、しかしより良い中間言語プログラムに変換する。コン
パイルのこのフェーズは従来公知であり七ｎ自体は新規
とは考えらｎない。ここでそｎについて述べたのは単に
本発明の説明を完全なものにするためである。この動作
は第２図のブロック１で実行さする。

Ｅ０問題点を解決するための手段本発明の１態様によｎば、１パスの共通化及びコード移
動アルゴリズムを用いて、いくつかの関連した計算を共
通化又は移動する事を可能にするモジエールを有する最
適化コンパイラが提供さｎる。

本発明の別の態様によｎば、プログラムに関する「基底
」を計算するという概念が利用さｎる。

プログラム中の全ての計算は基底要素によって表現でき
る。

本発明の別の態様によｎば、ＵＥＸを計算するためにプ
ログラムの「基底」をいかにして使用し得るかが示さｎ
る。こｎは大域的な共通化及びコード移動のアルゴリズ
ムを実行するのに必要である。ただ１回の共通化又はコ
ード移動アルゴリズムの、ａ用でいくつかの関連のある
計算が共通化又は移動できるように、ＵＥＸが、基底を
用いて計算さ几る。

本発明の別の態様によｎば、ＤＥＸを計算するためにプ
ログラムの「基底」をいかにして使用できるかが示さ几
る。これは大域的な共通化及びコード移動のアルゴリズ
ムを実行するために必要である。ＤＥＸは、さらに本発
明の別の態様によ几ば、影響、を受けない計算の集合を
計算するためにプログラムの基底をいかにして使用でき
るかが示さｎる。こ几は大域的な共通化及びコード移動
のアルゴリズムを実行するために必要である。影響を受
けない計算の集合は、基底を用いて、１パスの共通化又
はコード移動アルゴリズムによりいくつかの関連した計
算を共通化又は移動する事を可能にするような方式で計
算さ几る。

さらに本発明の別の態様によ几ば、キル（ｋｉｌｌ　）
集合をいかにして計算するかが示さｎる。こ几は各基底
項目毎に定義さ几、基底項目の値に依存する非基底計算
から成る。ＵＥＸ、ＤＥＸ及び影響を受けない式は、キ
ル集合を用いて最も容易に計算さｎる。

また本発明の別の態様によ几ば、冗長なコードを除去す
る目的で基本ブロック中の計算を調べながら、利用可能
な計算の集合を伝搬させるためにキル集合を使用する方
法が示さ几る。

本発明の一態様の方法は、下記のステップを含む、大域
的な共通部分式の削除及びコード移動を行なうために最
適化コンパイラの最適化フェーズ中に使用さ几る方法で
ある。即ち、中間言語プログラムに関する基底を決定する；各計算が
依存している基底項目を決定する；各基底項目に関する
キル集合を決定する；以前に決定さｎた基底及びキル集
合の情報を用いて各基本ブロック毎にＩＪＥＸ、ＤＥＸ
及びＴＨＲＬＪを決定する；ＵＥＸ、ＤＥＸ及びＴＨＲＵからＡＶＡ　Ｉ　Ｌ及びｌ
Ｎ５ＥＲＴを計算する；上記ステップにより示さ几る位置に適轟なコードを挿入
する；そしてＡＶＡ　Ｉ　Ｌ集合を用いて冗長なコードを除去する。

Ｆ、実施例本発明は、ＵＥＸ、ＤＥＸ及び／又はＴ　ＨＲＵに関す
るより大きな集合を認識し、アルゴリズムの１回の適用
により大量のコードを共通化又は除去する事を可能にす
る機構を提供する。

本発明の流ｎ図（例えば第１図）は、はぼそ几だけでわ
かるようになっている。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ｎ図である。ブロック１．
２．４及び５は周知のステップである。ブロック３はコ
ード最適化であり、本発明が適用さｎるコンパイラの活
動のフェーズである。

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１１図である。ブロック１．３及び４で行な
わ几る動作は従来周知である。ブロック２は本発明が適
用さ几る最適化コンパイラの領域である。このブロック
は第１図に詳細に示さｎている。

第１図はコンパイラの大域的な共通化及びコード移動に
関する流ｎ図である。明細書中で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
。以下その動作について説明する。

ブロック４．５．６及び７は、以前に述べたように最適
化コンパイラの技術において一般に知らｎているもので
ある。

以下本発明の実施例の方法に必要な諸ステップを、参照
の便宜のために、基本的に表形式で示す。

１、各基本ブロックを調べ、その基本ブロック内で以前
に定義さｎる事なしにオペランドとして使用さ几ている
項目を見つける。全基本ブロック上のそのような項目の
集まりは、そのプログラムに関する基底と呼ばｎる。例
えば、表１のコード断片に関して、Ａ及びＢは基底に属
する。

簡単に言えば、非「基底」項目は、（基本ブロック内で
）以前に定義さ几たことのあるものである０基本ブロックは、最初の命令を経て外部から入る事しか
できないような命令の集合である。

最後の命令を除く基本ブロック中の各命令は正確に１つ
の後続命令を有しており、その後続命令は基本ブロック
中にある。こｆＬは直線的コードとも呼ばれる。

２、各非基底項目の計算に関して、そ几が依存している
基底項目の部分集合を決定する。こｔ″Ｌ、は下記の再
帰的手続きによって決定することができる。

計算のオペランドの集合に関して、各非基底オペランド
を、そのオペランドが依存している基底項目によって置
き換える。

このようにして、全ての計算は、その計算に関する命令
中に陽に現几でいるオペランドに対するものとしてでな
く、基底項目の関数とみなす事ができる。

３、　次に上記ステップで形成さ几た集合を用いて、各
基底項目に依存する非基底項目の集まりを見つける事が
必要である。基底の各メンバーに関して、そ几に依存す
る非基底項目は、その基底要素のキル集合と呼ば几る。

もしある基底要素が（再計算さｎることによって）その
値を変化させたならば、そのキル集合の全てのメンバー
はその後に再計算さｎる場合に異なった値を受は取る事
に注意さ几たい。例えば表Ｉ中のコード断片の場合、Ａ
及びＢは基底項目であり、Ａ及びＢに関するキル集合は
下記の通りである。

ｋｉｌｌ（Ａ）＝（Ｒ１００、Ｒ１０２）ｋｉｌｌ（Ｂ
）＝（ＲＩＯＩ、Ｒ１０２）４　各基本ブロックに関す
るＤＥＸ、ＵＥＸ及びＴＨＲＵは次のようにして形成で
きる。

ａ、ＤＥＸ及びＵＥＸを全集合に初期設定する。

ＴＨＲＵを、全ての興味のある計算の集合に初期設定す
る。いずｎかの命令が調べらｎる前は、どの基底項目も
計算されたとはみなさ几ず、従ってそｎらに依存するど
の計算も消去さ几たものと判定さ几ていない。次のステ
ップで、基底項目が計算さｆる時、再計算さ几た基底項
目のキル果合がＤＥＸ、及びＴＨＲＵから除去さ几る。

ｂ、実行順序に従って基本ブロック中の命令を調査する
。出会ったあらゆる非基底計算をＤＥＸに付加する。出
会ったあらゆる非基底計算を、もしそ几がＴＨＲＬＪ中
にも存在するならば、ＵＥＸに付加する。基底項目が計
算さｎる毎に、基底項目のキル集合の要素でもあるメン
バーを、ＤＥＸ及びＴＨＲＵから除去する。

ｃ、ｆＪＥＸを計算するためのもう１つの方法は基本ブ
ロック中の命令を逆順に調査する事である。出会ったあ
らゆる非基底計算をＵＥＸに付加する。基底項目が計算
さｎるたびに、基底項目のキル集合の要素でもあるメン
バーをＵＥＸから除去する。当業者にとって、ＵＥＸを
計算するための上記の２つの方法が等価な事を証明する
のは容易であろう。

５、参考文献中にあるようなアルゴリズムを適用した結
果として、基本ブロック中にコードを挿入する時、下記
の事柄を守るように注意し々けｎばならない。即ち、挿
入さｎるべき計算ＸがオペランドＹを有し且つＹの計算
もまたその基本ブロック中に挿入さｎるならば、そのオ
ペランドＹの計算を最初に挿入しなけｎば々らない。

本発明の方式を用いなけｎば、そのような条件は生じ得
ないであろう。というのは基本ブロック中のＸに先行す
るＹは、Ｘを上向きに露出させないからである。挿入さ
ｎるべき計算の組は順序付けら几ていないので、こ几を
守る事は、順序付けが必要な時に、挿入さ几る計算に対
して順序付けを与えるのに役立つ。

６、　　ＤＥＸ、ＵＥＸ及びＴＨＲＬＪから導かｎｆｃ
利用可能な計算の組（ＡＶＡＩＬ）を用いる時、基本ブ
ロックの各命令を実行順序で調査する。

もし計算がＡＶＡＩＬ中にあｎは、そ几は冗長なものと
して捨てる事ができる。もし計算がＡＶＡ　Ｉ　Ｌ中に
なけ几ば、ａ、もし命令が非基底項目を計算するならば、その非基
底項目を、利用可能な計算の集合ＡＶＡ　Ｉ　Ｌに付加
する。

ｂ、もし命令が基底項目を計算するならば、現在ＡＶＡ
ＩＬの要素でもある、基底項目のキル集合の要素を、Ａ
ＶＡ　Ｉ　Ｌから除去する。

下記の例は、本発明を比較的長いコードのリストに対し
て使用した場合を説明している。この例は、基底項目の
キル集合の識別と編集が、ＵＥＸ、ＤＥＸ及びＴＨＲＵ
の形成に伴なって起きる事を示している。またこの例は
、本発明を用いなけｎば、どのようにしてＵＥＸ、ＤＥ
Ｘ及びＴＨＲＵが生じるかも説明している。

具体例次のプログラムは、本発明を説明するためのサンプルＰ
Ｌ／ｌプログラムである。

１　１ｔｅｓｔ：ｐｒｏｃ；２　１ｄｃｌ　　ｉ　ｆｉｘｅｄ　ｂｉｎ：３　　　１
ｄｃｌ　　　（ｊ、ｋ）　　ｆｉｘｅｄ　　ｂｉｎ　　
ｅｘｔｅｒｎａｌ；４　１ｄｃｌ　ａ（１０）　ｆｉｘ
ｅｄ　ｂｉｎ；５　　ｌｄｏ　ｉ　＝　１　ｔｏ　１０
；６　１　　ａ（ｉ）　＝　ｊ十に；７　　１　　　ｅｎｄ；８　　　１ｒｅｔｕｒｎ；９　　１ｅｎｄ；ＰＬ／１プログラムの各行の左側の数字は、単に識別の
ためのものである。コード生成の後に、我々のコンパイ
ラは下記のコードを生成した。中間言語リスト中で、左
側の数字は、ソース・コードのどの行が中間言語テキス
トのその行を生じさせたかを示している。コードの理解
を助けるために中間言語で使わｎている命令を説明する
。ＲＥＴはサブプログラムからの戻りを示している。Ｌ
ＨＡ及び５ＴＨＡは、各々メモリからの半ワード・ロー
ド及びメモリへの半ワード記憶である。ＬＲは右側のオ
ペランドの内容を左側のオペランドの内容ヘコビーする
（　１ｃｆＬＩｔｉ　Ｌｏａｄ　Ｒｅｇｉｓｔｅｒの二
−モニツクである）。ＢＦは偽の時に分岐する（Ｂｒａ
ｎｃｈ　ｏｎ　Ｆａｌｓｅ　）命令である。こ几は、最
初のオペランドによって特定さ几るレジスタ中のピット
がゼロであｎば最後のオペランドで特定さｎるラベルに
制御の流ｎを移させる。調べらｎるべきビットは第２の
オペランドによって与えらｎる。

例えば、ＣＩ命令に続（’ＢＰ命令は、Ｒ１００の内容
が１０よりも犬きぐなけ几はラベル％３に制御を移させ
る。他のオペレーション・コードハ当業者には明らかで
あろう。中間言語の表記において、左側のオペランドは
、示された動作を行なった結果である。

基本ブロック１１　　　　ＳＴ　　　　ｒｌ１８．／、５ＴＡＴＩＣ（
ｒ１５）Ｉ　　　　ＭＲｒｉｌｌ、ｒｌ１８５　　　　Ｌｌ　　　　ｒ９８．１５　　　５ＴＨＡ　　ｒ９８．Ｉ（ｒ１５）５　　　　
ＬＲｒｌｏｏ、ｒ９８基本ブロック２６％３：６　　　　ＬＨＡ　　　ｒｌｏｏ、Ｉ（ｒ１５）６　　
　　ＳＩ　　　　ｒ１０６．ｒｌｏｏ、１６　　　　Ｍ
ＰＹ　　　ｒ１０９．ｒ１０６，２６　　　　Ｌ　　　
　　ｒｉｌｌ、／、５ＴＡＴＩＣ（ｒ１５）６　　　　
Ｌ　　　　　ｒｌ１２．、Ｊ（ｒｉｌｌ）６　　　　Ｌ
ＨＡ　　　ｒｌ１４．Ｊ（ｒｌ１２）６　　　　Ｌ　　
　　　ｒｌ１３．、Ｋ（ｒｉｌｌ）６　　　　ＬＨＡ　
　　ｒｌ１５．Ｋ（ｒｌ１３）６　　　　　Ａ　　　　
　　ｒｌ１６．ｒｌ１４．ｒｌ１５６　　　５ＴＨＡ　
　ｒ１１６．Ａ（ｒ１５．ｒ１０９）５　　　　　ＡＩ
　　　　　ｒｌｏｌ、ｒｌｏＯ，１５５ＴＨＡ　　　ｒ
ｌｏｌ、Ｉ（ｒ１５）５　　　　　ＬＲｒｌｏｏ、ｒｌ
ｏｌ５　　　　　ＣＩ　　　　　ｒ１０２．ｒｌｏｏ、１０
５　　　　ＢＦ　　　　ｒ１０２，２７／ｇｔ、％３基
本ブロック３９　　　　ＲＥＴ　　　ＴＥＳＴ上記ステップ１に従って、基底が下記の通りに決定さｎ
る。

■ ／、　５ＴＡＴ　Ｉ　Ｃ０Ｊ、にステップ２に従って、各非基底項目毎に下記の依存関係
が見い出さｎる。

Ｒ１００Ｉ、Ｒ１５ＲＩＯＩ　　Ｉ、Ｒ１５Ｒ１０２Ｉ、Ｒ１５Ｒ１０６ｔ、Ｒ１５Ｒ１０９１，Ｒ１５Ｒｌｌｌ　　Ｒ１５，Ｒ１１８，／、５ＴＡＴＩＣＲ１
１２Ｒ１５，Ｒ１１８，／、５ＴＡＴＩＣ，、ＪＲ１１
３Ｒ１５，Ｒ１１８，／、５ＴＡＴＩＣ，、ＫＲ１１４
Ｒ１５，Ｒ１１８，／、５ＴＡＴＩＣ，、Ｊ、ＪＲ１１
５Ｒ１５，Ｒ１１８，／、５ＴＡＴＩＣ，、に、ＫＲ１
１６Ｒ１５，Ｒ１１８，／、５ＴＡＴＩＣ，、Ｊ、、Ｋ
。

Ｊ　　、にステップ３を実行すると、基底項目毎に下記のキル集合
が得ら几る。

基底　　　　　　キル集合１（１５Ｒ１００，Ｒ１０１，Ｒ１０２，Ｒ１０６゜Ｒ
１１１、Ｒ１１２、ａｌ　１３　、　Ｒ１ｌ　４　。

Ｒ１１５，Ｒ１１６Ｒ１１８Ｒ１１１，Ｒ１１２，Ｒ１１３，Ｒ１１４゜Ｒ
１１５、Ｒ１１６／、５ＴＡＴＩＣＲ１１１，Ｒ１１２，Ｒ１１３，Ｒ１
１４゜Ｒ１１５、Ｒ１１６Ｊ　　　　Ｒ１１２，Ｒ１１４，Ｒ１１６Ｊ　　　　Ｒ
１１４、Ｒ１１６、Ｋ　　　　　Ｒ１１３，Ｒ１１５，Ｒ１１６Ｋ　　　
　　　　　　　　　　　　　Ｒ１１５，Ｒ１１６次にス
テップ４によって、基本フ゛ロック毎に集合ＤＥＸ、ｔ
ＪＥχ及びＴ）（ＲｔＪが決定さｎｉｂ。

基本ブロック１：ＤＥＸ（１）　　Ｒ９８，Ｒ１００，Ｒ１１ｌＬＩＥＸ
（１）　　Ｒ９８ＴＨＲｔＪ　（１）全集合基本ブロック２：ＤＥＸ（２）　　Ｒ１００，Ｒ１０２，Ｒ１１ｌ、Ｒ１
１２゜Ｒ１１３，Ｒ１１４，Ｒ１１５，Ｒ１１６ＵＥＸ
（２）　　Ｒ１００，Ｒ１０１，Ｒ１０６，Ｒ１０９゜
Ｒ１１１，Ｒ１１２，ＦＬ１１３．Ｒ１１４゜Ｒ１１５
、Ｒ１１６ＴＨＲＵ（２）　　Ｒ９８基本ブロック３：ＤＥＸ（３）　　全集合ＵＥＸ（３）　　全集合ＴＨＲＵ（３）Ｒ９８，Ｒ１００，Ｒｌｏｌ、Ｒ１０６
゜Ｒ１０９，Ｒ１１１，Ｒ１１２，Ｒ１１３゜Ｒ１１４
，Ｒ１１５，Ｒ１１６ステップ５に示したアルゴリズムに従って、集合ＡＶＡ
　Ｉ　Ｌ及びｌＮ５ＥＲＴ、並びに補助的集合ＧＤＸ　
、　ＧｔＪＸ　、　ＰＡＸ　、　ＣＩ　Ｅ及ヒＣＩ　Ｘ
カ下記の通りに計算される。

基本ブロック１：ＧＤＸ（１）　　　　Ｒ９８，Ｒ１００，Ｒ１１ｌＧＵ
Ｘ（１）’　　　Ｒ９８ＦＡＸ（１）　　　　ｅｍｐｔｙ　５ｅｔＣＩＥ（１）
　　　　ｅｍｐｔｙ　５ｅｔＣＩＸ（１）　　　　Ｒ１
００，Ｒ１１１，Ｒ１１２，Ｒ１１３゜）１１１４．Ｒ
１１５，Ｒ１１６ＩＮＳＥＲＴ（１）ｌ（１１２，Ｒ１１３，Ｒ１１４，
Ｒ１１５゜ＡＶＡ　Ｉ　Ｌ　（Ｌ　）　　全集合基本ブロック２：ＧＤＸ（２）　　　　Ｒ９８，）ｔｌｏｏ、Ｒ１０２，
ＲＨＩ。

Ｒ１１２，Ｒ１１３，Ｒ１１４，Ｒ１１５゜ＧＬＩＸ（
２）　　　　Ｒ１００，Ｒ１０１，Ｒ１０６，Ｒ１０９
゜Ｒ１１ｌ、Ｒ１１２，Ｒ１１３，Ｒ１１４゜Ｒ１１５
，Ｒ１１６ＦＡＸ（２）　　　　Ｒ９８，Ｒ１００，Ｒ１０２，Ｒ
１１ｌ。

Ｒ１１２，Ｒ１１３，Ｒ１１４，Ｒ１１５゜ＣＩＥ（２
）　　　　Ｒ１００，Ｒ１１１，Ｒ１１２，Ｒ１１３゜
Ｒ１１４，Ｒ１１５，Ｒ１１６ＣＩＸ（２）　　　　全集合ｌＮ５ＥＲＴ（２）　　全集合ＡＶＡＩＬ（２）　　Ｒ１００，ＦＬｌｌｌ、Ｒ１１２
，Ｒ１１３・）（１１４，Ｒ１１５，１（１１６基本ブロック３：ＧＤＸ（３）　　　　Ｒ９８，Ｒ１００，Ｒ１０２，Ｒ
１１ｌ。

Ｒ１１２，Ｒ１１３，Ｒ１１４，Ｒ１１５゜ＧＵＸ（３
）　　　　全集合ＦＡＸ（３）　　　　Ｒ９８，Ｒ１００，Ｒ１０２，Ｒ
１１ｌ。

Ｒ１１２，Ｒ１１３，Ｒ１１４，Ｒ１１５゜ＣＩＥ（３
）　　　　全集合ＣＩＸ（３）　　　　全集合ｌＮ５ＥＲ，Ｔ（３）　　全集合ＡＶＡＩＬ（３）　　全集合ステップ５で述べたようなコード挿入及びステップ６で
述べたよう々冗長なコードの削除を行なう事によって、
下記のプログラムが得らルる。（識別番号９９９９の付
いた行はコード挿入によって生じた行である。プログラ
ムの変化を見るためにこの中間コード・プログラムを前
記のプログラムと比較さｎたい。

基本ブロック１：ＩＳＴ　　　　ｒｌ１８．／、５ＴＡＴＩＣ（ｒ１５）
Ｉ　　ＬＲｒＬｌｌ、ｒｌ１８５　　ＬＩ　　　　ｒ９８，１５　５ＴＨＡ　　ｒ９８．Ｉ（ｒ１５）５　　ＬＲｒｌ
ｏｏ、ｒ９８９９９９　　Ｌ　　　　ｒｌ１２．、Ｊ（ｒｉｌｌ）９
９９９　　Ｌ　　　　ｒｌ１３．、Ｋ（ｒｉｌｌ）９９
９９　　ＬＨＡ　　　ｒｌ１４．Ｊ（ｒｌ１２）９９９
９　　ＬＨＡ　　　ｒｌ１５．Ｋ（ｒｌ１３）９９９９
　　Ａ　　　　　ｒ１１６．ｒｌ１４．ｒ１１５基本ブ
基ック２：６％３：６　　　　ＳＩ　　　　ｒ１０６．ｒｌｏｏ、１６　　
　　ＭＰＹ　　　ｒ１０９．ｒ１０６，２６　　５ＴＨ
Ａ　　ｒ１１６．Ａ（ｒ１５．ｒ１０９）５　　　　Ａ
Ｉ　　　　ｒｌＯＬ、ｒｌｏｏ、Ｒ５５ＴＨＡ　　ｒｌ
ｏｌ、Ｉ（ｒ１５）５　　　　ＬＲｒｌｏｏ、ｒｌｏｌ５　　　　ＣＩ　　　　ｒ１０２．ｒｌｏｏ、１０５　
　　　ＢＦ　　　　　ｒ１０２．２７／ｇｔ　、％３基
本ブロック３：９　　　　ＲＥＴ　　　ＴＥＳＴ本発明の利点を見るために、基底及びキル集合の概念を
用いずに共通化及びコード移動のアルゴリズムを適用し
た場合を考察する。この時ＤＥＸ、ＵＥＸ及びＴＨＲＵ
は次のように決定さ扛る。

基本ブロック１：ＤＥＸ（１）　　　Ｒ９８，Ｒ１００，Ｒ１１ｌＵＥＸ
（１）　　　Ｒ９ＢＴＨＲｔＪ　（１）　　空集合基本ブロック２：ＤＥＸ（２）　　　Ｒ１００，Ｒ１０２，Ｒ１１ｌ、Ｒ
１１２゜Ｒ１・１３．Ｒ１１４，Ｒ１１５，Ｒ１１６ｔ
ＪＥＸ（２）　　　Ｒ１００，Ｒ１１ｌＴＨＲＵ（２）
　　Ｒ９８基本ブロック３：ＤＥＸ（３）　　　空集合ＵＥＸ（３）　　　空集合ＴＨＲＬＪ（３）　　Ｒ９８，）ｔｌｏｏ、）ＬＩＯＩ
、Ｒ１０６゜Ｒ１０９，Ｒ１１１，Ｒ１１２，Ｒ１１３
，Ｒ１１４゜Ｒ１１５，Ｒ１１にの結果として、Ｒ１００及びＲ１１１を計算するための
命令しかコード移動の候補にならない。

プログラムは次のように変換さ几る。

基本ブロック１：Ｉ　　　ＳＴ　　　　ｒｌ１８．／、５ＴＡＴＩＣ（ｒ
１５）Ｉ　　　ＭＲｒｉｌｌ、ｒｌ１８５　　　　ＬＩ　　　　ｒ９８．１５　　　５ＴＨＡ　　ｒ９８．Ｉ（ｒ１５）５　　　　
ＬＲｒＬＯｏ、ｒ９８基本基ロック２：６％３：６　　　　ＳＩ　　　　ｒ１０６．ｒｌｏｏ、１６　　
　　ＭＰＹ　　　ｒ１０９．ｒ１０６，２６　　　　Ｌ
　　　　ｒｌ１２．、Ｊ（ｒｉｌｌ）６　　　　ＬＨＡ
　　　ｒｌ１４．Ｊ（ｒｌ１２）６　　　　Ｌ　　　　
　ｒｌ１３．、Ｋ（ｒｉｌｌ）６　　　　ＬＨＡ　　　
ｒｌ１５．Ｋ（ｒｌ１３）６　　　　Ａ　　　　ｒ１１
６．ｒｌ１４．ｒｌ１５６　　　　５ＴＨＡ、　　ｒ１
１６．Ａ（ｒ１５．ｒ１０９）５　　　　ＡＩ　　　　
　ｒｌｏｌ、ｒｌｏｏ、１５　　　　５ＴＨＡ　　　ｒ
ｌｏｌ、Ｉ（ｒ１５）５　　　　　ＬＲｒｌｏｏ、ｒｌ
ｏｌ５　　　　　ＣＩ　　　　　ｒ１０２．ｒｌｏｏ、１０
５　　　　ＢＦ　　　　　ｒ１０２，２７／ｇｔ　、％
３基本ブロック３：９　　　　ＲＥＴ　　　ＴＥＳＴ５つの命令がループ内に残っている事に注意さｎたい。

共通化及びコード移動のアルゴリズムの１回の適用で本
発明の手続きにより得らｎるのと同じ結果を本発明を用
いずに得ようとすると、共通化及びコード移動の処理を
３回余分に適用する・必要がちる。

次に示すのは、ＵＥＸ、ＤＥＸ及びＴＨＲＵリストの使
用についての短かい数学的説明である。

より具体的には、第１図に示した手続きにより最終的々
出力を得る時のＡＶＡ　Ｉ　Ｌ及びｌＮ５ＥＲＴリスト
の機能並びにその使用を説明する。

各基本ブロックＢ毎に、ＵＥＸ、ＤＥＸ及びＴＨＲＵか
ら、下記の計算の集合を決定する必要がある。

ＡＶＡＩＬ（Ｂ）　　　基本ブロックＢに入った時にそ
の結果が有効な計算の集合。

ｌＮ５ＥＲＴ（Ｂ）　　他の計算を冗長なものにするた
めに、基本ブロックＢの終りに実際に挿入さ几る計算の集合。

コード移動は、賢明なコード挿入及びコード除去によって実際に行なわｎる。

前記の参考文献は、ＵＥＸ、ＤＥＸ及びＴＨＲＵからＡ
ＶＡＩＬ及びｌＮ５ＥＲＴを計算する尼めのいくつかの
方法を与えている。またコードを移動させる時を決定す
るためのいくつかの異なった基準が存在する。いくつか
の異なった視点を得るために前記の参考文献の全てを調
べる事を読者にお勧めする。本発明を自給自足式にする
ために、ＡＶＡ、ＩＬ及びｌＮ５ＥＲＴを計算するため
のＭｏｒｅ！及びＲｅｎｖｏｉｓｅ　の方法を下記に示
す。彼らの方法の正当性については彼らの論文を読む事
を読者にお勤めする。

ＡＶＡＩＬ及びｌＮ５ＥＲＴを計算するために、各基本
ブロック毎に５つの補助的な計算集合が導入さｎる。

ＧＵＸ　（Ｂ　）　　　大域的に上方に露出さｆた計算
。

こｎらの計算は、もし基本ブロックＢの最初に実行さ几たならば、その計算があるべき場所（必ずしも基本ブロックＢの中ではない）で実行さｎた時に与えるのと同じ結果を与える。

ＧＤＸ（Ｂ）　　　大域的に下方に露出さ几た計算。

こｎらの計算は、もし基本ブロックＢの最後で実行さ几たならば、以前の制御フローに無関係に、以前に実行さｎた時と同じ結果を与える。

ＦＡＸ（Ｂ）　　　部分的に利用可能な計算。こ几らの
計算が実行さｎ、そこで得ら几た結果が基本ブロックＢの始めに計算を行なう事によって得らｎたのと同じになるような少なくとも１つの制御フロー経路が存在する。

ＣＩＸ（Ｂ）　　　基本ブロックＢの出口に挿入する事
が可能で、且つその挿入により、基本ブロックＢを出るあらゆる制御フロー経路に涜って同じ命令を冗長にする事を保証する命令。

ＣＩＥ（Ｘ）　　　基本ブロックＢの入口に挿入する事
が可能で、且つその挿入により、基本ブロックＢに入るあらゆる制御フロー経路に沼ってその同じ命令を冗長にする事を保証する命令。

こｎらの計算の集合を定義する式は次の通りである。

ＧＵＸ（Ｂ）＝ＵＥＸ（Ｂ）Ｕ（ｎ　　　ＧＵＸ（Ｓ）
）ｓｇ　ｍｕｃｃｅｓａｏｒ（Ｂ）ｎＴＨＲ［Ｊ（Ｂ）　　　　　　　　　（１）ＦＡＸ（
Ｂ）＝　　　ＬＪ　　　　（ＤＥＸ（Ｐ）ＬＪ　ＰＡＸ
（Ｐ）Ｐｔ　ｐｒｅｄ＠ｃｅｓｓｏｒ（Ｂ）ｎＴＨＲＬＩ（Ｐ））　　　　　　　　（３）ＣＩＥ（
Ｂ）＝ＧＵＸ（Ｂ）ｎ　（ＵＥＸ（Ｂ）ＬＪ　ＣＩＸ（
Ｂ）ｎＴＨＲＵ（Ｂ））ｎ　（ＰＡＸ（Ｂ）Ｌｌ（ＴＨ
ＲＵ（Ｂ）−ＵＥＸ（Ｂ）））ｎ（Ｐ））　　　　　　
　　　　　　　　　　（５）ＩＮＳＥＲＴ（Ｂ）＝ＰＩ
Ｘ（Ｂ）−ＧＤＸ（Ｂ）−（ＰＩＥ（Ｂ）ｎＴＨＲＵ（
Ｂ））　　　　（６）ＡＶＡＩＬ（Ｂ）＝ＰＩＥ（Ｂ）
／’Ｉ　ＵＥＸ（Ｂ）　　　　（７）と几らの方程式を
解くための１つの方法は、ＧＵＸ　（Ｂ　）及びＦＡＸ
（Ｂ）を全ての基本ブロックＢに関して空集合に初期設
定し、ＧＤＸ（Ｂ）を入口基本ブロックを除く全ての基
本ブロックに関して全ての計算の集合に初期設定し、Ｇ
ＤＸ（入口基本ブロック）は空集合に初期設定する事で
ある。（入口基本ブロックは、最初にプログラムに制御
が渡った時に実行さｎるコードを表わす。）方程式（１
）　、　（２）及び（３）ハ、どの基本ブロックに関す
る集合も再計算により変化しなく々るまで、全ての基本
ブロックに関して反復してＧＵＸ（Ｂ）、ＧＤＸ（Ｂ）
及びＰＡＸ（Ｂ）を再計算する事によって解かｎる。

全ての基本ブロックＢに関してＧＵＸ（Ｂ）、ＧＤＸ（
Ｂ）及びＦＡＸ　（Ｂ　）を計算した後、次に方程式（
４）及び（５）を同時に解く。ＰＩＥ（Ｂ）及びＰＩＸ
（Ｂ）を、２つの例外を除き、全ての式に初期設定する
。ＰＩＥ（入口ブロック）及びＰ　ＩＸ（出口ブロック
）は空集合に初期設定する。次に、どの基本ブロックに
関する集合も再計算により変化しなくなるまで、全ての
基本ブロックＢに関して式（４）及び（５）からＰＩＸ
（Ｂ）及びＰＩＦ（Ｂ）の両者を反復して再計算する。

゛　　最後に、ＵＥＸ（Ｂ）及びＴＨ）−ＬＵ（Ｂ）、
並びＫＧＤＸ（Ｂ）、ＰＩＸ（Ｂ）及びＰ　Ｉ　Ｅ　（
Ｂ）の計算結果を用いて式（６）及び（７）から直接的
にｌＮ５ＥＲＴ（Ｂ）及びＡＶＡＩＬ（Ｂ）が計算でき
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は大域的な共通部分式の削除及びコード移動の方
法を示す流ｎ図、第２図は最適化コンパイラの機能を示す流ｎ図、第３図
は最適化コンパイラの最適化フェーズの機能を示す流ｎ
図である。出願人　　　インターナ９ヨカル・ビジネス・マンーン
ズーコーボレーンヨンｌｉ図第２図

Claims

【特許請求の範囲】

基本ブロックが識別された、プログラムの中間言語表現
に対して、大域的な共通部分式の削除及びコード移動を
行なう最適化コンパイラであつて、各基本ブロックにお
いて、上記各基本ブロック内で以前に定義されていない
オペランドより成る基底項目を個別に識別する手段を有
する最適化コンパイラ。