程式分析與優化 - 7 靜態單賦值(SSA)

語言: CN / TW / HK

本章是系列文章的第七章,終於來到了鼎鼎大名的SSA,SSA是編譯器領域最偉大的發明之一,也是影響最廣的發明。

本文中的所有內容來自學習DCC888的學習筆記或者自己理解的整理,如需轉載請註明出處。周榮華@燧原科技

7.1 控制流圖回顧

對下面的c程式碼儲存成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,最終svg的結果如下:

如果經過一輪opt的優化“opt -mem2reg 7.1.ll -o 7.1.1.bc”之後的結果,就變成了這樣(注意,需要刪除ll裡面的optnone屬性,否則opt不會生效):

除了我們本來準備跑的mem2reg的pass外,優化前後最後一個BB裡是不是還多了一個phi函式?

7.1.1 靜態單賦值正規化(SSA Form)

靜態單賦值,字面意思是對靜態的變數只有一次賦值點。這是現在所有編譯器都廣泛使用的屬性,也是編譯器歷史上最具有突破性意義的屬性,簡化了各種分析和優化的過程。

1991年SSA的奠基論文被引用打到2800+次,這還是截止2019年的資料,這個引用次數每年還在增加。

幾乎每本講編譯器的書都會說到SSA。google學術上用SSA能搜到5000+個結果。

每年來自全世界的編譯器專家,都會在SSA研討會上慶祝一次SSA的誕生。

和靜態單賦值對應的是動態單賦值,也就是程式執行過程中,每個變數只能賦值一次。和動態單賦值不同,靜態單賦值,只要求每個變數的賦值程式點只能有一個,這個程式點可以出現在迴圈內部(這意味著動態執行過程中這個程式點會多次執行)。

7.2 從SSA來到SSA去

7.2.1 將線性程式碼轉換成SSA Form

如果一個程式沒有任何分叉,則稱這個程式是線性程式碼。

例如下面的程式碼:

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 }

其實它本身就是符合SSA定義的(每個變數只定義一次),但一般經過opt轉換之後的程式碼是這樣:

 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 }

線性程式碼轉換成SSA正規化的的演算法比較直接:

 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程式碼:

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

經過SSA轉換之後會變成這樣:

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

7.2.2 Phi函式

前面說了線性程式碼的SSA轉換過程,那非線性程式碼應該怎麼處理呢?

例如下面的控制流圖,SSA轉換之後L5處使用的b是哪一個b?:

答案是要看情況,如果控制流圖上從L4執行到L5,則L5處的b應該是b1;如果是從L2執行到L5,則L5處的b應該是b0。

為了處理這種情況,需要引入phi函式(φ),φ函式會根據路徑做選擇,根據進入φ函式的路徑選擇不同的定義。

插入φ函式之後的SSA轉換結果如下:

φ函式會插入到每個基本塊的最開始地方,對N個變數生成N個φ函式,φ函式的引數個數取決於執行到該基本塊的直接前驅有幾個。

7.2.3 臨界邊

如果一條邊的起始點BB有多個直接後繼BB,終止點的BB有多個前驅BB,則稱為該邊為臨界邊。

7.2.4 臨界邊分裂

在臨界邊上插入一個空的BB(這個BB只有一個簡單的goto語句),來解決臨界邊的上的φ函式自動注入問題。

7.2.5 φ函式的插入策略

  • 存在一個基本塊x包含b的定義
  • 存在一個非x的基本塊y包含b的定義
  • 存在至少一條路徑Pxz從x到z
  • 存在至少一條路徑Pyz從y到z
  • Pyz和Pxz除了z節點外,沒有其他公共節點
  • z不會同時出現在Pxz和Pyz路徑中間,但可以出現在其中一條路徑的中間

7.2.6 SSA正規化的支配屬性

在一個有根的有向圖中,d支配n的意思是所有從根節點到n的路徑都通過d。

在嚴格SSA正規化(嚴格的意思是所有變數都是在使用前初始化)程式中,每個變數的定義都支配它的使用:

在基本塊n中,如果x是φ函式的第i個引數,則x的定義支配n的第3個前驅。

在一個使用x的不存在φ函式的基本塊n中,x的定義支配基本塊n。

7.2.7 支配前沿(The Dominance Frontier)

一個節點x 嚴格支配 節點w,當且僅當x支配w,並且x≠w。

節點x的 支配前沿 是所有具有下面屬性的節點w的集合:x支配w的前驅,但不嚴格支配w。

支配前沿策略:如果節點x函式變數a的定義,那麼x的支配前沿中的任意節點z都需要一個a的φ函式。

支配前沿迭代:因為φ函式本身會產生一個定義,所以需要迴圈執行支配前沿策略,直到沒有節點需要額外增加φ函式。

定理:迭代支配前沿策略和迭代路徑覆蓋策略生成同樣的φ函式集合。

7.2.8 支配前沿的計算

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

Where:

DF local [n]: 不被n嚴格支配( SSA的1989年版本 要求的是嚴格支配,但 1991年版本優化成直接支配 ,前一篇在ACM會議上,後一篇在ACM期刊上,Cytron果然是混職級的高手

)的n的後繼節點

DF up [c]: c的支配前沿集合中 被n嚴格支配的節點

children[n]: 支配樹中n的子結點集合

轉換成演算法之後的虛擬碼如下:

 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函式

插入的演算法描述如下:

 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 變數重新命名

 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的定義參照之前的,這裡只是增加了一些場景。

7.3 跑一下整個流程

7.3.1 虛擬碼

 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 生成控制流圖

7.3.3 根據控制流圖生成支配樹

7.3.4 計算支配前沿

一般從支配樹的葉子節點開始計算,第一輪計算所有葉子節點:

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

第二輪去掉支配樹的所有葉子節點,計算第二輪葉子節點的支配前沿:

DF(4) = {3}

第三輪刪掉葉子節點,並計算當前葉子節點的支配前沿:

DF(3) = {3}

第四輪刪掉葉子節點,並計算當前葉子節點的支配前沿:

DF(0) = {}

7.3.5 插入φ函式

上一節求出來的DF集合其實只有2個元素,所以只需要在L3和L9的基本塊開始處插入φ函式,存在多種定義的變數只有j和k,所以下面在L3和L9插入j和k的φ函式:

7.3.6 φ函式的引數個數

是否存在只有一個前驅的φ函式?如果只有一個前驅,那說明變數只有一個定義,自然就不需要φ函式。

是否存在引數多餘2個的φ函式?如果前驅個數大於2,自然就會出現引數多餘2的φ函式。

7.3.7 變數重新命名

7.3.8 優化SSA正規化

上面生成的SSA正規化,從SSA的定義上看雖然已經是最簡的了,但可能存在一些用不上的變數定義,砍掉這些冗餘的定義是生命週期檢查的工作,經過生命週期檢查,僅在變數i還處在生命週期範圍內的程式點才需要插入i的φ函式。

下面L1處的i的定義後面沒機會使用了,所以L1處的φ函式插入是不必要的:

7.4 使用SSA簡化分析

SSA正規化可以用來簡化各種基於資料流的分析。SSA正規化之前,資料流分析的某個變數的定義是一個集合,SSA正規化轉換之後這些變數都變成了唯一定義;而且由於每個變數只有一次定義,相當於說每個變數都可以轉換成常量(迴圈內定義的變數除外,每次迴圈迭代,變數都會被重新定義)。

7.4.1 簡化冗餘程式碼刪除

如果一個變數定義了,沒有使用,並且該定義的語句也沒有其他副作用,可以將該變數定義的語句刪除。(SSA之前變數是否被使用的含義就要複雜多了,因為會有多個版本的變數定義)

給每個SSA轉換之後的每個變數儲存一個計數器,初始化為0。遍歷一遍程式碼,每次使用就將計數器加一,遍歷完如果某個變數的使用計數器為0,則可以刪除變數的定義語句。

7.4.2 簡化常量傳播

因為每個變數的定義都只有一個定義,所以在變數定義時就能判斷變數是常量,還是真的變數。如果變數的定義依賴某個外部輸入,則它不是常量。如果變數的定義依賴的是一個常量,或者依賴的變數是一個常量,則常量可以一直傳播下去,所有類似的變數都能轉換成常量。直到明確所有變數都是依賴某個外部輸入。

如果碰到φ函式怎麼辦?因為φ函式會給變數的賦值增加多種可能性,所以變數的定義變成了一個集合,只有當集合中所有定義都是常量的情況下,才能將該變數轉換成常量。

下面是llvm的常量傳播的實現:

7.4.3 SSA正規化轉換之後的生命週期分析

新的生命週期分析演算法如下:

 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簡史

  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