编译原理lxy第11章
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编译原理 课件第十一章
11.2 局部优化：基本块内的优化 局部优化：
基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列， 基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个 入口语句和一个出口语句。 入口语句和一个出口语句。 入口语句： 入口语句： 1． 程序的第一个语句；或者， ． 程序的第一个语句；或者， 2． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句；或者 ． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句； 3． 紧跟在条件转移语句后面的语句。 ． 紧跟在条件转移语句后面的语句。
main() { int x, y, z; x = (1+20)*（ -x）; （ ） y = x*x+(x/y); y = z = (x/y)/(x*x); }
tmp1 = 1 + 20 ; tmp2 = -x ; x = tmp1 * tmp2 ; tmp3 = x * x ; tmp4 = x / y ; y = tmp3 + tmp4 ; tmp5 = x / y ; tmp6 = x * x ; z = tmp5 / tmp6 ; y = z ;
11．1 11．2 11．3 11．4
什么是代码优化 局部优化 控制流程分析和循环 数据流分析举例
11.1 优化技术简介
何谓代码优化： 宗旨： 获得较好性能的代码 宗旨： 等价 意图，结果， 意图，结果，权衡 目标代码优化 阶段： source front I.R code target code generator code 用户 中间代码优化
第十一章 代码优化
为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 应对中间代码进行优化 注意：优化≠ 注意：优化≠最佳化 要求：相对合理性。 要求：相对合理性。应考虑空间和时间上的 取舍，及二者的平衡。 取舍，及二者的平衡。 本章将介绍基于结构信息的优化 基于结构信息的优化。 本章将介绍基于结构信息的优化。 假定 优化对象是四元式序列的中间代码
编译原理课后答案-第二版
第三章1、L(G[S])={ abc }2、L(G[N])={ n位整数或空字符串| n>0 }3、G[E]：E—>E+D | E-D | DD—>0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 94、L(G[Z])={ a n b n | n>0 }5、(1) 考虑不包括“0”的情况G[S]：S—>0S | ABC | 2 | 4| 6 | 8A—>1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9B—>AB | 0B | εC—>0 | 2 | 4 | 6 | 8考虑包括“0”的情况：G[S]：S—>AB | CB—>AB | CA—>0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9C—>0 | 2 | 4 | 6 | 8(2)方法1：G[S]：S—> ABC | 2 | 4 | 6 | 8A—>1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9B—>AB | 0B | εC—>0 | 2 | 4 | 6 | 8方法2：G[S]：S—>AB | CB—> AB | 0B | C | 0A—> 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9C—>2 | 4 | 6 | 86、设<表达式>为E，<项>为T，<因子>为F，注：推导过程不能省略，以下均为最左推导(1) E => T => F => i(4) E => E+T => T+T => T*F+T => F*F+T => i*F+T => i*i+T => i*i+F => i*i+i(6) E => E+T => T+T => F+T => i+T => i+T*F => i+F*F => i+i*F => i+i*I7、<表达式><表达式>*<表达式><表达式>+<表达式>i i i<表达式><表达式>+<表达式>i <表达式>*<表达式>i i8、是有二义性的，因为句子abc 有两棵语法树（或称有两个最左推导或有两个最右推导）最左推导1：S => Ac => abc 最左推导2：S => aB => abc 9、(1)(2) 该文法描述了变量a 和运算符+、*组成的逆波兰表达式10、(1) 该文法描述了各种成对圆括号的语法结构(2) 是有二义性的，因为该文法的句子()()存在两种不同的最左推导： 最左推导1：S => S(S)S => (S)S => ()S => ()S(S)S => ()(S)S => ()()S => ()()最左推导2：S => S(S)S => S(S)S(S)S => (S)S(S)S=> ()S(S)S => ()(S)S => ()()S => ()()11、(1) 因为从文法的开始符E 出发可推导出E+T*F ，推导过程如下：E => E+T =>E+T*F ，所以E+T*F 是句型。
编译原理 11章
11.2 优化举例
6:循环中不变式的外提 • Tl=2*j外提 • 由于这里的循环中不 变式的外提是在非线 性块上的优化，所以 是全局优化。 • 经这两步优化后，便 得到图11.4中所示的 中间程序。
① i:=1; ② T1:=2*j; ③ T2:=T1;
④ T2:=100+T2; ⑤ R1:=B[T2]; ⑥ A[T5]:=R1+15.708; ⑦ i:=i+1; ⑧ if i≤100 then goto ② ≤
11.2 优化举例
3:常量合并
① i:=1;
② T1:=2*j; ③ T2:=100i+T1; ④ T3:=5*3.1416; ⑤ R1:=B[T2]; ⑥ T4:=2*j; ⑦ T5:=100*i+T4; ⑧ A[T5]:=R1+T3; ⑨ i:=i+1; ⑩ if i≤100 then goto ② ≤
n4 n3
图11.6 环路图
11.5 借助 借助DAG进行优化 进行优化
2: 无环有向图描述四元式
• 可用无环有向图来描述四元式。 例如，与四元式(op B C A)对应的DAG如图11.7所示。 利用DAG来进行优化的主要思想是： 将一基本块中的每一个四元式依次表示成对应的一个DAG， 该基本块就对应一较大的DAG(即其中各个四元式的DAG的合成)。 再按原来构造DAG结点的顺序重写四元式序列，便可得到“合并 了已知量”、“删除了无用赋值”、“删除了多余运算”的等价 的基本块——优化了的基本块。
11.1 基本块及其求法
• 1：基本块 基本块： 一个入口（第一语句） 一个出口（最后一语句） 入口语句集： 程序的第一个语句号； goto语句的下一条语句号； goto语句转到的语句号。 基本块划分： 入口语句集排序后每一入口语句到下一入口语句号 的前一语句。 最后一基本块为最后入口语句号到最后语句。
编译原理第11章
W:= V + U
ADD R0 , R1
R0含有W
W在R0中
§11.3一个简单的代码生成器
§11.4寄存器分配
一、问题引入：如何有效的利用寄存器； 1、基本块内： ①运算对象的值在寄存器中,则把该寄存器作为操作数地址； ②尽可能把各变量的现行值保存在寄存器中； ③基本块中不再引用的变量所占用的寄存器及早释放； 2、循环内： 按执行代价把寄存器固定分配给几个变量单独使用； 二、指令的执行代价 1、定义：指令的执行代价=指令访问内存单元的次数+1 2、例：op Ri,Ri执行代价为1； op Ri,M执行代价为2； op Ri,*Ri执行代价为2； op Ri,*M执行代价为3 3、应用：对循环中每个变量计算把某寄存器分配给它时执行代 价能节省多少，以决定寄存器的固定分配方案；
三、寄存器描述和地址描述 1、寄存器描述数组RValue：记录寄存器使用情况(空闲或已分配) 2、变量地址描述数组AValue：记录各变量现行值的存放位置(在 寄存器或内存单元)； 四、基本块内代码生成算法 对块内每个中间代码 i: A:= B op C，依次执行：
调用GetReg(i:A:=B op C)得一寄存器R,用以存放A现行值; 利用AValue[B]和AValue[C]确定B和C现行值的存放位置B 和C 若B ≠R 则生成目标代码:LD R,B 和op R,C 若B =R 则生成op R,C 若B 或C 为R 则删除AValue[B]或AValue[C]中的R 令AValue[A]={R},RValue[R]={A} 若B或C的现行值在块内不再被引用且也不是块出口后的活跃变量 (由中间代码i的附加信息可知)且现行值在某寄存器Rk中 则删除RValue[Rk]中的B或C及AValue[B]或AValue[C]中的Rk
编译原理课后第十一章答案
对假设（2） B:=3 D:=A+C E:=A*C F:=D+E K:=B*5 L:=K+F
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《编译原理》课后习题答案第十一章
第7题 分别对图 11.25 和 11.26 的流图： (1) 求出流图中各结点 n 的必经结点集 D(n)。 (2) 求出流图中的回边。 (3) 求出流图中的循环。
(1) (2) (3) (4) (5) (6) (7) (8) (9) (10) (11) (12) (13)
i:=m-1 j:=n t1:=4*n v:=a[t1] i:=i+1 t2:=4*i t3:=a[t2] if t3< v goto (5) j:=j-1 t5:=4*j t5:=a[t4] if t5> v goto (9) if i >=编译原理》课后习题答案第十一章
第 5 题： 如下程序流图(图 11.24)中，B3 中的 i∶=2 是循环不变量，可以将其提到前置结点吗? 你还能举出一些例子说明循环不变量外移的条件吗?
图 11.24 答案： 不能。因为 B3 不是循环出口 B4 的必经结点。 循环不变量外移的条件外有： （a）(I)s 所在的结点是 L 的所有出口结点的必经结点 (II)A 在 L 中其他地方未再定值 (III)L 中所有 A 的引用点只有 s 中 A 的定值才能到达 （b）A 在离开 L 之后不再是活跃的，并且条件(a)的(II)和(III)成立。所谓 A 在离开 L 后不再是活跃的是指，A 在 L 的任何出口结点的后继结点的入口处不是活跃的（从此点后 不被引用） （3）按步骤（1）所找出的不变运算的顺序，依次把符合（2）的条件(a)或(b)的 不变运算 s 外提到 L 的前置结点中。如果 s 的运算对象（B 或 C）是在 L 中定值的，则只有 当这些定值四元式都已外提到前置结点中时，才可把 s 也外提到前置结点。
编译原理第十一章
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这种DAG可用来描述计算过程，又称为描 述计算过程的DAG 一个基本块，可用一个DAG来表示。下图 列出各种四元式及相对应的DAG的结点形 式。图中ni为结点编号，结点下面的符号 （运算符、标识符或常数）是各结点的标 记，各结点右边的标识符是结点的附加标 识符。
28
（0）A：=B （：=，B，-，A）
原来：G (1) T0∶=3.14 (2) T1∶=2 * T0 (3) T2∶=R + r (4) A∶=T1 * T2 (5) B∶=A (6) T3∶=2 * T0 (7) T4∶=R + r (8) T5∶=T3 * T4 (9) T6∶=R - r (10) B∶=T5 * T6
1． G中的代码（2）和（6）的已知量都已合并。 2． G中（5）的无用赋值已被删除。 3． G中（3）和（7）的公共子表达式R+r只被计算一次，删除了多余运算。 35 所以G′是G的优化结果。
32
例 试构造以下基本块G的DAG。 (1) T0∶=3.14 (2) T1∶=2 * T0 (3) T2∶=R + r (4) A∶=T1 * T2 (5) B∶=A (6) T3∶=2 * T0 (7) T4∶=R + r (8) T5∶=T3 * T4 (9) T6∶=R - r (10) B∶=T5 * T6
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再进行复写传播和删除无用赋值等变换后得到： t3 := a * 1 t4 := t3 * 2 t5 := b + t4 c := t5 * t5 接着使用代数变换后有： t3 := a t4 := t3 * 2 t5 := b + t4 c := t5 * t5
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使用复写传播和删除无用赋值变换后又有： t4 := a * 2 t5 := b + t4 c := t5 * t5 再使用代数变换： t4 := a + a t5 := b + t4 c := t5 * t5
这种DAG可用来描述计算过程，又称为描 述计算过程的DAG 一个基本块，可用一个DAG来表示。下图 列出各种四元式及相对应的DAG的结点形 式。图中ni为结点编号，结点下面的符号 （运算符、标识符或常数）是各结点的标 记，各结点右边的标识符是结点的附加标 识符。
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（0）A：=B （：=，B，-，A）
原来：G (1) T0∶=3.14 (2) T1∶=2 * T0 (3) T2∶=R + r (4) A∶=T1 * T2 (5) B∶=A (6) T3∶=2 * T0 (7) T4∶=R + r (8) T5∶=T3 * T4 (9) T6∶=R - r (10) B∶=T5 * T6
1． G中的代码（2）和（6）的已知量都已合并。 2． G中（5）的无用赋值已被删除。 3． G中（3）和（7）的公共子表达式R+r只被计算一次，删除了多余运算。 35 所以G′是G的优化结果。
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例 试构造以下基本块G的DAG。 (1) T0∶=3.14 (2) T1∶=2 * T0 (3) T2∶=R + r (4) A∶=T1 * T2 (5) B∶=A (6) T3∶=2 * T0 (7) T4∶=R + r (8) T5∶=T3 * T4 (9) T6∶=R - r (10) B∶=T5 * T6
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再进行复写传播和删除无用赋值等变换后得到： t3 := a * 1 t4 := t3 * 2 t5 := b + t4 c := t5 * t5 接着使用代数变换后有： t3 := a t4 := t3 * 2 t5 := b + t4 c := t5 * t5
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使用复写传播和删除无用赋值变换后又有： t4 := a * 2 t5 := b + t4 c := t5 * t5 再使用代数变换： t4 := a + a t5 := b + t4 c := t5 * t5
编译原理lxy第1章
本章内容简介
· · · · · 程序的翻译 编译程序的工作过程 编译程序的结构 编译程序的组织方式 编译程序的构造
1.1 程序的翻译
1.1.1 程序设计语言 · · ·
问题: 问题: 计算机只能识别二进制数0 计算机只能识别二进制数0、1表示的指令和数构成的本计算机系统的 机器语言。如何让计算机执行高级语言程序呢？ 机器语言。如何让计算机执行高级语言程序呢？
编译原理
计算机科学系
学习中应注意的问题
‧一定要预习 一定要预习 ‧上课专心致志 上课专心致志 ‧重视习题 重视习题 ‧确立好学习的角度 确立好学习的角度 ‧重视实践 重视实践
急功近利是学习的一大敌人！ 急功近利是学习的一大敌人！
与课程有关的问题
时间安排： ‧ 时间安排： 讲课：48学时 讲课：48学时 实验： 实验：8学时
‧作业：每章所讲内容布置1-2道习题 作业：每章所讲内容布置1 ‧成绩 ：以考试为主，参考平时成绩(作业、实践等) 以考试为主，参考平时成绩(作业、实践等)
与课程有关的问题
‧本课程的性质、目的和任务 ： 本课程的性质、 本课程是计算机类专业的专业课， 本课程是计算机类专业的专业课，目的是使学生了解并掌握编译程序 的基本理论和方法，具有分析和实现编译程序的初步能力。 的基本理论和方法，具有分析和实现编译程序的初步能力。
中间语言程序（中间代码） 中间语言程序（中间代码）
• 中间语言程序是介于源程序和目标程序之间的一 中间语言程序是介于源程序和目标程序之间的一 种中间形式的程序， 种中间形式的程序，编译程序首先将源程序转换 成中间代码，再将中间代码转换成目标程序， 成中间代码，再将中间代码转换成目标程序，中 间代码的表示形式取决于编译程序下一步将如何 使用和加工它。 使用和加工它。 • 一般来说，对于多趟扫描的编译程序，越到后面 一般来说，对于多趟扫描的编译程序， 的阶段所产生的中间代码形式上越接近于目标程 序。
编译原理lxy第11章
第2页
编译原理 11.1
代码生成器的输入
基本问题
目标程序
指令选择寄存器分配
计算顺序选择
第3页
编译原理 11.2 目标机器模型
假设目标计算机有下列指令形式
第4页
编译原理 指令的意义： 指令的意义：
第5页
编译原理 11.3 一个简单的代码生成器
将每条中间代码变换成目标代码，并在一个基本块范围内考虑充分利用寄存器问题。 将每条中间代码变换成目标代码， 并在一个基本块范围内考虑充分利用寄存器问题。 A:=(B+C)*D+E 例： 高级语言 中间代码 T1:=B+C T2:=T1*D A:=T2+E （1） LD ） R,B (2) ADD R,C (3) ST R,T1 (4) LD R,T1 (5) MUL R,D (6) ST R,T2 (7) LD R,T2 (8) ＡＤＤ Ｒ，Ｅ Ｒ，Ａ （９）ＳＴ 优化： （1） 优化： ） (2) (３) ３ （ ４) （５） LD ADD MUL ＡＤＤ ＳＴ R,B R,C R,D Ｒ，Ｅ Ｒ，Ａ
代码生成算法 假设中间代码形为： 假设中间代码形为： Ａ：＝Ｂ ｏｐ Ｃ 基本块代码生成算法：对每个中间代码依次执行： 基本块代码生成算法：对每个中间代码依次执行： ３１５页 （见Ｐ３１５页）
第11页
编译原理 目标代码： 目标代码：
对例11.1假设只有 和R1是可用寄存器，用上算法生成的目标代码和相 假设只有R0和 是可用寄存器 是可用寄存器， 对例 假设只有 应的RVALUE和AVALUE如下表： 如下表： 应的 和 如下表
第7页
编译原理
考察基本块： 考察基本块： Ｔ：＝Ａ－Ｂ Ｕ：＝Ａ－Ｃ Ｖ：＝Ｔ＋Ｕ Ｗ：＝Ｖ＋Ｕ Ｗ是基本块出口的活跃变量，则有下表
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代码生成算法 假设中间代码形为： 假设中间代码形为： Ａ：＝Ｂ ｏｐ Ｃ 基本块代码生成算法：对每个中间代码依次执行： 基本块代码生成算法：对每个中间代码依次执行： ３１５页 （见Ｐ３１５页）
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编译原理 目标代码： 目标代码：
对例11.1假设只有 和R1是可用寄存器，用上算法生成的目标代码和相 假设只有R0和 是可用寄存器 是可用寄存器， 对例 假设只有 应的RVALUE和AVALUE如下表： 如下表： 应的 和 如下表
目标指令
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编译原理
待用信息 计算变量待用信息算法 １、开始，将基本块中各变量的符号表登记项中的待用信息栏填为“非待 用”，并根据该变量在基本块出口之后是否活跃填写活跃信息栏。 ２、从基本块出口到基本块入口由后往前依次处理各中间代码，对每一中间 代码 ｉ：Ａ：＝Ｂ ｏｐ Ｃ 依次执行： ａ）将符号表中变量Ａ的待用信息和活跃信息附加到中间代码ｉ上； ｂ）将符号表中变量Ａ的待用信息和活跃信息分别置为“非待用”和 “非活跃”； ｃ）将符号表中变量Ｂ和Ｃ的待用信息和活跃信息附加到中间代码ｉ上； ｄ）将符号表中变量Ｂ和Ｃ的待用信息均置为ｉ，活跃信息均置为“活 跃”。 注意：次序不可颠倒。 如果中间代码形式为 Ａ：＝ ｏｐ Ｂ 或 Ａ：＝ Ｂ 除 不涉及Ｃ外步骤完全相同。
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编译原理 11.1
代码生成器的输入
基本问题
目标程序
指令选择.2 目标机器模型
假设目标计算机有下列指令形式
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编译原理 指令的意义： 指令的意义：
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编译原理 11.3 一个简单的代码生成器
将每条中间代码变换成目标代码，并在一个基本块范围内考虑充分利用寄存器问题。 将每条中间代码变换成目标代码， 并在一个基本块范围内考虑充分利用寄存器问题。 A:=(B+C)*D+E 例： 高级语言 中间代码 T1:=B+C T2:=T1*D A:=T2+E （1） LD ） R,B (2) ADD R,C (3) ST R,T1 (4) LD R,T1 (5) MUL R,D (6) ST R,T2 (7) LD R,T2 (8) ＡＤＤ Ｒ，Ｅ Ｒ，Ａ （９）ＳＴ 优化： （1） 优化： ） (2) (３) ３ （ ４) （５） LD ADD MUL ＡＤＤ ＳＴ R,B R,C R,D Ｒ，Ｅ Ｒ，Ａ
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编译原理 各中间代码对应的目标代码
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编译原理 11.4 寄存器分配
如何更有效的分配寄存器。 如何更有效的分配寄存器。
指令执行代价： 指令执行代价：
每条指令的执行代价＝每条指令访问主存单元次数＋１ 每条指令的执行代价＝每条指令访问主存单元次数＋
对下循环程序段设R0、R1、R2江固定分给某三个变量使用，下面确定这 江固定分给某三个变量使用， 对下循环程序段设 、 、 江固定分给某三个变量使用 三个变量并生成该循环的目标代码。 三个变量并生成该循环的目标代码。
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编译原理
考察基本块： 考察基本块： Ｔ：＝Ａ－Ｂ Ｕ：＝Ａ－Ｃ Ｖ：＝Ｔ＋Ｕ Ｗ：＝Ｖ＋Ｕ Ｗ是基本块出口的活跃变量，则有下表
设
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编译原理 符号表中的待用及活跃信息
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编译原理
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编译原理
寄存器描述和地址描述 寄存器描述数组ＲＶＡＬＵＥ动态记录个寄存器信息。 ＲＶＡＬＵＥ动态记录个寄存器信息 寄存器描述数组ＲＶＡＬＵＥ动态记录个寄存器信息。 变量地址描述数组ＡＶＡＬＵＥ ＡＶＡＬＵＥ动态记录各变量现行值的 变量地址描述数组ＡＶＡＬＵＥ动态记录各变量现行值的 存放位置。 存放位置。
编译原理
第十一章
目标代码生成
编译原理 目标代码的形式
机器语言代码 所有地址已定位，可立即执行 所有地址已定位， 待装配的机器语言模块 汇编语言代码
代码生成考虑（执行速度）： 代码生成考虑（执行速度）： 如何使生成的代码较短 如何利用计算机的寄存器， 如何利用计算机的寄存器，减少目标代码中访问存储单元的 次数
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编译原理
第20页
第14页
编译原理
第15页
编译原理
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编译原理 11.5 DAG的目标代码 的目标代码
为生成更有效的目标代码，对基本块中间代码序列，应按怎样的次序生成 为生成更有效的目标代码，对基本块中间代码序列， 器目标代码 例： 基本块中间代码序列为Ｇ： 基本块中间代码序列为Ｇ： Ｔ１：＝ Ａ＋Ｂ Ｔ２：＝ Ｃ＋Ｄ Ｅ－Ｔ２ Ｔ３：＝ Ｅ－Ｔ２ －Ｔ３ Ｔ４：＝ Ｔ１－Ｔ３
其ＤＡＧ图如下： ＤＡＧ图如下 图如下：
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编译原理
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编译原理
用ＤＡＧ把其改写为Ｇ‘： ＤＡＧ把其改写为 把其改写为Ｇ Ｔ２：＝ Ｔ３：＝ Ｔ１：＝ Ｔ４：＝
Ｃ＋Ｄ Ｅ－Ｔ２ Ｅ－Ｔ２ Ａ＋Ｂ －Ｔ３ Ｔ１－Ｔ３
设Ｒ０和Ｒ１是两个可使用的寄存器，Ｔ４是基本块出口之后的活跃变量， 是两个可使用的寄存器，Ｔ４是基本块出口之后的活跃变量， ，Ｔ 则生成的目标代码如下： 则生成的目标代码如下：