程序分析与优化 - 7 静态单赋值(SSA)

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本章是系列文章的第七章,终于来到了鼎鼎大名的SSA,SSA是编译器领域最伟大的发明之一,也是影响最广的发明。

本文中的所有内容来自学习DCC888的学习笔记或者自己理解的整理,如需转载请注明出处。周荣华@燧原科技

7.1 控制流图回顾

对下面的c代码保存成7.1.cc:

1 int max(int a, int b) {
2   int ans = a;
3   if (b > a) {
4     ans = b;
5   }
6   return ans;
7 }

直接用clang生成bc → dot → svg,最终svg的结果如下:

如果经过一轮opt的优化“opt -mem2reg 7.1.ll -o 7.1.1.bc”之后的结果,就变成了这样(注意,需要删除ll里面的optnone属性,否则opt不会生效):

除了我们本来准备跑的mem2reg的pass外,优化前后最后一个BB里是不是还多了一个phi函数?

7.1.1 静态单赋值范式(SSA Form)

静态单赋值,字面意思是对静态的变量只有一次赋值点。这是现在所有编译器都广泛使用的属性,也是编译器历史上最具有突破性意义的属性,简化了各种分析和优化的过程。

1991年SSA的奠基论文被引用打到2800+次,这还是截止2019年的数据,这个引用次数每年还在增加。

几乎每本讲编译器的书都会说到SSA。google学术上用SSA能搜到5000+个结果。

每年来自全世界的编译器专家,都会在SSA研讨会上庆祝一次SSA的诞生。

和静态单赋值对应的是动态单赋值,也就是程序执行过程中,每个变量只能赋值一次。和动态单赋值不同,静态单赋值,只要求每个变量的赋值程序点只能有一个,这个程序点可以出现在循环内部(这意味着动态执行过程中这个程序点会多次执行)。

7.2 从SSA来到SSA去

7.2.1 将线性代码转换成SSA Form

如果一个程序没有任何分叉,则称这个程序是线性代码。

例如下面的代码:

1 double baskhara(double a, double b, double c) {
2   double delta = b * b - 4 * a * c;
3   double sqrDelta = sqrt(delta);
4   double root = (b + sqrDelta) / 2 * a;
5   return root;
6 }

其实它本身就是符合SSA定义的(每个变量只定义一次),但一般经过opt转换之后的代码是这样:

 1 define double @baskhara(double %a, double %b, double %c) {
 2   %1 = fmul double %b, %b
 3   %2 = fmul double 4.000000e+00, %a
 4   %3 = fmul double %2, %c
 5   %4 = fsub double %1, %3
 6   %5 = call double @sqrt(double %4)
 7   %6 = fadd double %b, %5
 8   %7 = fdiv double %6, 2.000000e+00
 9   %8 = fmul double %7, %a
10   ret double %8
11 }

线性代码转换成SSA范式的的算法比较直接:

 1 for each variable a:
 2     Count[a] = 0
 3     Stack[a] = [0]
 4 rename_basic_block(B) =
 5     for each instruction S in block B:
 6         for each use of a variable x in S:
 7             i = top(Stack[x])
 8             replace the use of x with xi
 9         for each variable a that S defines
10             count[a] = Count[a] + 1
11             i = Count[a]
12             push i onto Stack[a]
13             replace definition of a with ai

例如,下面的c代码:

1 a = x + y;
2 b = a - 1;
3 a = y + b;
4 b = 4 * x;
5 a = a + b;

经过SSA转换之后会变成这样:

1 a1 = x0 + y0;
2 b1 = a1 - 1;
3 a2 = y0 + b1;
4 b2 = 4 * x0;
5 a3 = a2 + b2;

7.2.2 Phi函数

前面说了线性代码的SSA转换过程,那非线性代码应该怎么处理呢?

例如下面的控制流图,SSA转换之后L5处使用的b是哪一个b?:

答案是要看情况,如果控制流图上从L4执行到L5,则L5处的b应该是b1;如果是从L2执行到L5,则L5处的b应该是b0。

为了处理这种情况,需要引入phi函数(φ),φ函数会根据路径做选择,根据进入φ函数的路径选择不同的定义。

插入φ函数之后的SSA转换结果如下:

φ函数会插入到每个基本块的最开始地方,对N个变量生成N个φ函数,φ函数的参数个数取决于执行到该基本块的直接前驱有几个。

7.2.3 临界边

如果一条边的起始点BB有多个直接后继BB,终止点的BB有多个前驱BB,则称为该边为临界边。

7.2.4 临界边分裂

在临界边上插入一个空的BB(这个BB只有一个简单的goto语句),来解决临界边的上的φ函数自动注入问题。

7.2.5 φ函数的插入策略

  • 存在一个基本块x包含b的定义
  • 存在一个非x的基本块y包含b的定义
  • 存在至少一条路径Pxz从x到z
  • 存在至少一条路径Pyz从y到z
  • Pyz和Pxz除了z节点外,没有其他公共节点
  • z不会同时出现在Pxz和Pyz路径中间,但可以出现在其中一条路径的中间

7.2.6 SSA范式的支配属性

在一个有根的有向图中,d支配n的意思是所有从根节点到n的路径都通过d。

在严格SSA范式(严格的意思是所有变量都是在使用前初始化)程序中,每个变量的定义都支配它的使用:

在基本块n中,如果x是φ函数的第i个参数,则x的定义支配n的第3个前驱。

在一个使用x的不存在φ函数的基本块n中,x的定义支配基本块n。

7.2.7 支配前沿(The Dominance Frontier)

一个节点x 严格支配 节点w,当且仅当x支配w,并且x≠w。

节点x的 支配前沿 是所有具有下面属性的节点w的集合:x支配w的前驱,但不严格支配w。

支配前沿策略:如果节点x函数变量a的定义,那么x的支配前沿中的任意节点z都需要一个a的φ函数。

支配前沿迭代:因为φ函数本身会产生一个定义,所以需要循环执行支配前沿策略,直到没有节点需要额外增加φ函数。

定理:迭代支配前沿策略和迭代路径覆盖策略生成同样的φ函数集合。

7.2.8 支配前沿的计算

DF[n] = DF local [n] ∪ { DF up [c] | c ∈ children[n] }

Where:

DF local [n]: 不被n严格支配( SSA的1989年版本 要求的是严格支配,但 1991年版本优化成直接支配 ,前一篇在ACM会议上,后一篇在ACM期刊上,Cytron果然是混职级的高手

)的n的后继节点

DF up [c]: c的支配前沿集合中 被n严格支配的节点

children[n]: 支配树中n的子结点集合

转换成算法之后的伪代码如下:

 1 computeDF[n]:
 2 S = {}
 3 for each node y in succ[n]
 4     if idom(y) ≠ n
 5         S = S ∪ {y}
 6 for each child c of n in the dom-tree
 7     computeDF[c]
 8     for each w ∈ DF[c]
 9         if n does not dom w, or n = w
10             S = S ∪ {w}
11 DF[n] = S

7.2.9 插入φ函数

插入的算法描述如下:

 1 place-phi-functions:
 2   for each node n:
 3     for each variable a ∈ Aorig[n]:
 4       defsites[a] = defsites[a] ∪ [n]
 5   for each variable a:
 6     W = defsites[a]
 7     while W ≠ empty list
 8       remove some node n from W
 9       for each y in DF[n]:
10       if a ∉ Aphi[y]
11         insert-phi(y, a)
12         Aphi[y] = Aphi[y] ∪ {a}
13         if a ∉ Aorig[y]
14         W = W ∪ {y}
15  
16 insert-phi(y, a):
17   insert the statement a = ϕ(a, a, …, a)
18   at the top of block y, where the
19   phi-function has as many arguments
20   as y has predecessors
21 Where: 
22 Aorig[n]:  the  set  of  variables  defined  at  node  "n" 
23 Aphi[y]:  the  set  of  variables  that  have  phi-functions  at  node  "y"

7.2.10 变量重命名

 1 rename(n):
 2   rename-basic-block(n)
 3   for each successor Y of n, where n is the j-th predecessor of Y:
 4     for each phi-function f in Y, where the operand of f is ‘a’
 5       i = top(Stack[a])
 6       replace j-th operand with ai
 7   for each child X of n:
 8     rename(X)
 9   for each instruction S ∈ n:
10     for each variable v that S defines:
11       pop Stack[v]
rename-basic-block的定义参照之前的,这里只是增加了一些场景。

7.3 跑一下整个流程

7.3.1 伪代码

 1 i = 1
 2 j = 1
 3 k = 0
 4 while k < 100
 5   if j < 20
 6     j = i
 7     k = k + 1
 8   else
 9     j = k
10     k = k + 2
11 return j

7.3.2 生成控制流图

7.3.3 根据控制流图生成支配树

7.3.4 计算支配前沿

一般从支配树的叶子节点开始计算,第一轮计算所有叶子节点:

DF(7) = {9}, DF(9) = {3}, DF(5) = {9}, DF(10) = {}

第二轮去掉支配树的所有叶子节点,计算第二轮叶子节点的支配前沿:

DF(4) = {3}

第三轮删掉叶子节点,并计算当前叶子节点的支配前沿:

DF(3) = {3}

第四轮删掉叶子节点,并计算当前叶子节点的支配前沿:

DF(0) = {}

7.3.5 插入φ函数

上一节求出来的DF集合其实只有2个元素,所以只需要在L3和L9的基本块开始处插入φ函数,存在多种定义的变量只有j和k,所以下面在L3和L9插入j和k的φ函数:

7.3.6 φ函数的参数个数

是否存在只有一个前驱的φ函数?如果只有一个前驱,那说明变量只有一个定义,自然就不需要φ函数。

是否存在参数多余2个的φ函数?如果前驱个数大于2,自然就会出现参数多余2的φ函数。

7.3.7 变量重命名

7.3.8 优化SSA范式

上面生成的SSA范式,从SSA的定义上看虽然已经是最简的了,但可能存在一些用不上的变量定义,砍掉这些冗余的定义是生命周期检查的工作,经过生命周期检查,仅在变量i还处在生命周期范围内的程序点才需要插入i的φ函数。

下面L1处的i的定义后面没机会使用了,所以L1处的φ函数插入是不必要的:

7.4 使用SSA简化分析

SSA范式可以用来简化各种基于数据流的分析。SSA范式之前,数据流分析的某个变量的定义是一个集合,SSA范式转换之后这些变量都变成了唯一定义;而且由于每个变量只有一次定义,相当于说每个变量都可以转换成常量(循环内定义的变量除外,每次循环迭代,变量都会被重新定义)。

7.4.1 简化冗余代码删除

如果一个变量定义了,没有使用,并且该定义的语句也没有其他副作用,可以将该变量定义的语句删除。(SSA之前变量是否被使用的含义就要复杂多了,因为会有多个版本的变量定义)

给每个SSA转换之后的每个变量保存一个计数器,初始化为0。遍历一遍代码,每次使用就将计数器加一,遍历完如果某个变量的使用计数器为0,则可以删除变量的定义语句。

7.4.2 简化常量传播

因为每个变量的定义都只有一个定义,所以在变量定义时就能判断变量是常量,还是真的变量。如果变量的定义依赖某个外部输入,则它不是常量。如果变量的定义依赖的是一个常量,或者依赖的变量是一个常量,则常量可以一直传播下去,所有类似的变量都能转换成常量。直到明确所有变量都是依赖某个外部输入。

如果碰到φ函数怎么办?因为φ函数会给变量的赋值增加多种可能性,所以变量的定义变成了一个集合,只有当集合中所有定义都是常量的情况下,才能将该变量转换成常量。

下面是llvm的常量传播的实现:

7.4.3 SSA范式转换之后的生命周期分析

新的生命周期分析算法如下:

 1 For each statement S in the program:
 2   IN[S] = OUT[S] = {}
 3 For each variable v in the program:
 4   For each statement S that uses v:
 5     live(S, v)
 6 live(S, v):
 7   IN[S] = IN[S] ∪ {v}
 8   For each P in pred(S):
 9     OUT[P] = OUT[P] ∪ {v}
10     if P does not define v
11       live(P, v)

7.5 SSA简史

  1. “An Efficient Method of Computing Static Single Assignment Form, ” appeared in the conference Record of the 16th ACM Symposium on principles of Programming Languages (Jan. 1989).  https://c9x.me/compile/bib/ssa.pdf  
  2. Efficiently Computing Static Single Assignment Form and the Control Dependence Graph, ACM Transact~ons on Programmmg Languages and Systems, VO1 13, NO 4, October, le91, Pages 451.490.  Efficiently computing static single assignment form and the control dependence graph (utexas.edu)
  3. Lengauer, T. and Tarjan, R. "A Fast Algorithm for Finding Dominators in a Flowgraph", TOPLAS, 1:1 (1979) pp 121-141
  4. Briggs, P. and Cooper, K. and Harvey, J. and Simpson, L. "Practical Improvements to the Construction and Destruction of Static Single Assignment Form", SP&E (28:8), (1998) pp 859-881