言語処理系入門10

言語処理系入門
第 10 回：コンパイラ III ：コード生成，実
行時ライブラリ， GC
2010 年 1 月 8 日（金）
服部　健太

コンパイラのバックエンド
ソース
プログラム字句・構文解析型検査 CPS 変換
Cps.convTyping.checkparse
クロージャ変換コード生成
目的
コード
実行時
ライブラリ
中間言語
抽象構文木
GC など実行時に必要な処理
実行時にロード・リンクされる
C 言語で実装されることが多い
C 言語，アセンブリコード，
VM の中間言語（バイトコード） etc 今日のトピックス
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クロージャ変換した後
 K ::= def x1 = E1 and … and xn = En
 | let x1 = E1 and … and xn = En in K
 | let rec x1 = E1 and … and xn = En in K
 | if V then K1 else K2
 | case V of l1 -> K1 | … | ln -> Kn
 | V (V1, … ,Vn)
 E ::= V
 |{V1;…; Vn }
 | code f (x1,…,xn) = K in E
 | V#l | V1#l <- V2
 | op(V1, … ,Vn)
 V ::= c | x∈Var
 l ∈ Nat
大域変数の定義
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コード生成の前処理
 let rec の除去
 let 式とフィールド更新の組み合わせに変換する
[[let rec x = { …, li = x,… } in E]] ⇒
let x = { …, li = null,… }
in let _ = x#i<-x in E
 レコード生成，フィールド参照・更新をプリミティブ演算に変
換
[[{V1,…, Vn}]] 　⇒
let r = record(n) in
let _ = setfld(r,1,V1) and … _ = setfld(r,n,Vn)
in r
 code のリフトアップ
 式の中に散らばった code 定義を抜き出して集める
 残りの式は，最初に実行される code の本体となる
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末尾呼び出しの処理
 CPS では，関数呼び出しはすべて末尾呼び出し
 これをそのまま C 言語の関数呼び出しに変換すると，
いずれスタックオーバーフローとなりうまくいかない
 解決方法
 ラベルと goto 文を使う
 switch 文を使う
 ディスパッチャから関数を呼び出す（ Trampoline ス
タイル）
code f(x) =
…
g(x’)
code g(y) =
…
h(y’)
code h(z) =
…
j(z’)
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Trampoline Style
 ディスパッチャの構造
void dispatch(func_t f) {
while ((f = f()) != NULL);
}
 f は関数ポインタ
 f を呼び出すと次に実行すべき関数のポインタを
返す
void *some_func(void) {
…
return next_func;
}
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コード生成（１）
 変換関数
 [[ ・ ]] は変換元の式 Kclosure と環境 ρ を受け取り， C 言語の
コードを出力する
 環境 ρ は，変数からその変数に割り当てられたインデック
スを返す関数
 変数，定数
 [[x]]ρ⇒
locals[ρ(x)] x DOM(ρ)∈
x otherwise
 [[n]]ρ⇒ CONST_INT(n) n∈Integer
 [[b]]ρ⇒ CONST_BOOL(b) b∈{true,false}
 プリミティブ演算子適用
 [[op(V1,…, Vn)]]ρ ⇒ op([[V1]]ρ,…,[[Vn]]ρ)
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コード生成（２）
 def 式
 大域変数としてそのまま使用する
[[def x1 = E1 and … xn = En]]ρ ⇒
x1 = [[E1]]ρ;
…
xn = [[En]]ρ;
 let 式
 局所変数の空いてる場所に代入していく
[[let x1 = E1 and … xn = En in K]]ρ ⇒
locals[l1] = [[E1]]ρ;
…
locals[ln] = [[En]]ρ;
[[K]]ρ{x1→l1,x2→l2,…,xn→ln}
where li = ρ.size + i - 1 for each 1≦i≦n
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コード生成（３）
 if 式
[[if V then K1 else K2]]ρ ⇒
if ([[V]]ρ == CONST_TRUE)
{ [[K1]]ρ } else { [[K2]]ρ }
 case 式
[[case V of l1 -> K1 | … | ln -> Kn]]ρ ⇒
switch (GET_LABEL([[V]]ρ)) {
case l1: { [[K1]]ρ }
…
case ln: { [[Kn]]ρ }
}
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コード生成（４）
 関数定義
[[code f (x1,…,xn) = K]]φ ⇒
　 void* f(void) {
locals[0] = args[0]; …
locals[n-1] = args[n-1];
　 [[K]]{x1→0,…,xn→n-1}
}
 関数呼び出し
[[V(V1,…,Vn)]]ρ ⇒
args[0] = [[V1]]ρ; …
args[n-1] = [[Vn]]ρ;
return [[V]]ρ;
関数に与える引数を args にセット
受け取った引数を locals にセット
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生成コードの例
#include <tfunlc.h>
obj_t __g_fact__;
static void *__t16__(void);
static obj_t args[] __attribute__((unused));
static obj_t locals[] __attribute__((unused));
static obj_t *globals[] __attribute__((unused));
static void *__t16__(void) {
locals[0] = args[0];
locals[3] = OP_GETFLD(locals[0],CONST_LBL(1));
locals[4] = OP_EQ(locals[2],CONST_INT(0));
locals[5] = OP_RECORD(CONST_LBL(2));
OP_SETFLD(locals[5],CONST_LBL(0),__t23__);
OP_SETFLD(locals[5],CONST_LBL(1),locals[1]);
if (locals[4] == CONST_TRUE) {
args[0] = locals[5];
args[1] = CONST_INT(1);
return locals[6];
} else {
locals[6] = OP_SUB(locals[2],CONST_INT(1));
return locals[8];
}
return (void*)HALT;
}
return locals[3];
}
locals[4] = OP_MUL(locals[2],locals[1]);
return locals[5];
}
static void *__def_0__(void) {
__g_fact__ = locals[0];
return (void*)HALT;
}
int main() {
globals[0] = &__g_fact__;
gc_init(globals, 1, locals, 9);
exn_init();
if (tfl_run(__def_0__) < 0) return -1;
return 0;
}
static obj_t args[3];
static obj_t locals[9];
static obj_t *globals[1];
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実行時ライブラリ
 以下のように，実行時に必要な定義をあらかじめ C
言語でライブラリとして実装しておく
 strcat, print_int, など一部のプリミティブ演算子の実装
 デフォルトの例外ハンドラ定義
 ディスパッチャ定義
 GC
 etc…
 生成したコードと実行時ライブラリをリンクするこ
とで実行ファイルが出来上がる．
 サンプルプログラムでは， rtlib/ の下に実行時ライ
ブラリのソースがある
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ゴミ集め（ Garbage Collection ）
 使われないオブジェクトを回収する
 「使われない」の定義
 ルート集合から到達できないオブジェクト
 ルート集合＝｛レジスタ，大域変数，スタック上の局所変数， etc ｝
 代表的な手法
 参照カウント
 各オブジェクトが被参照数を表すカウンタを保持
 被参照数が 0 になったら解放される
 マーク＆スイープ
 ゴミ集め時にルート集合からオブジェクトを辿って，印をつけておく
 ヒープ領域をスキャンし，印のついていないオブジェクトを回収する
 コピー GC
 ヒープを 2 つの領域に分割し，片方だけ使う．
 一方の領域が満杯になったら，ルート集合からオブジェクトを辿りなが
ら，もう片方の領域にコピーしていく．
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オブジェクト（ポインタ）の識別
方法
 GC で回収されるもの
 文字列バッファ，レコード
 GC で回収されないもの
 （ヒープに割り付けられないもの）
 整数値，真偽値， Unit
 文字列定数
 ポインタと非ポインタをどうやって識別するか？
 Exact 方式
 下位 1 ビット分をタグとして使用する
 Conservative GC
 それっぽいものはすべてポインタとみなす
ヒープ領域x: 123
truey:
z:
“hello”
w:
5 true
レジスタ等
25 “b”
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データ表現
 基本型
 Unit,Bool,Int,etc.
 下位 1 ビット分をタグとして使用
 レコード型
 複数のデータを含むオブジェクト
 ヒープに確保される
 バッファ型
 可変文字列に使用
 ヒープに確保される
int
sz
sz “hello,worldn”
bool
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Cheney’s Algorithm
 エレガントなコピー GC のアルゴリズム
 余分な記憶領域が不要
 free と scan の 2 つのポインタだけで OK
 処理の概要
 オブジェクトを移動先の空き領域 (free ポインタの指す先 )
にコピーし， free ポインタを先に進める
 コピー先のオブジェクトの中をスキャンし，ポインタが含
まていたら，その先のオブジェクトをチェックし， scan
ポインタを進める
 もし，まだ移動してなかったら，そのオブジェクトを移動し
，新しいポインタをセット
 すでに移動済みなら，移動先のポインタをセット
 scan ポインタが free ポインタに追いついたら終了
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Cheney’s Algorithm の動作
A
B C
D E F G
Fromspace
Tospace
free
scan
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A’A
B C
D E F G
Fromspace
Tospace
free
scan
A’
移動先のアド
レスを入れて
おく
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A’
B’ C’
A
B C
D E F G
Fromspace
Tospace
free
scan
A’
B’ C’
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A’
B’
D’ E’
C’
F’ G’
A
B C
D E F G
Fromspace
Tospace
free
scan
A’
B’ C’ D’ E’ F’
G’
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A’
B’
D’ E’
C’
F’ G’
A
B C
D E F G
Fromspace
Tospace
free
scan
A’
B’ C’ D’ E’ F’
G’
2010/1/8 22言語処理系入門 10

Cheney’s Algorithm の実装（１）
flip() =
to_space, from_space = from_space, to_space;
heap_top = to_space + space_size;
scan = free = to_space;
foreach (r in route_set)
r = copy(r);
while (scan < free) {
sz = size(scan);
for (p = scan + 1; p < scan + sz; p++)
*p = copy(*p);
scan += sz;
}
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Cheney’s Algorithm の実装（２）
copy(p) =
if (is_noptr(p)) return p;
if (is_forwarded(p))
return forward_address(p);
else
addr = free;
sz = size(p);
memcpy(heap_free,p,sizeof(obj_t)*sz);
free += sz;
forward_address(p) = addr;
return addr;
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本講座で触れられなかった話題
 モジュールシステムと分割コンパイル
 トップレベルの（大域）環境を分割して扱えるように
する
 パターンマッチコンパイル
 複雑なパターンマッチ式を，単純な case 式の組み合
わせに変換する
 エスケープ解析
 変数の指し示すオブジェクトがその変数の静的スコー
プを抜けて，生存しうるかどうかを解析する
 型付き中間言語
 中間言語にも型情報を持たせることで，生成コードを
最適化しやすくなる
 その他たくさん．．．
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演習課題
 今週のサンプルプログラムを動かしてみよ
 簡単なプログラムをコンパイルし，生成され
たコードを確かめよ
 以下のようなプリミティブ演算子を追加せよ
 read_line
 int_to_str, str_to_int, etc.
 文字列が適切な形式でなかったら例外を投げる
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