毕昇编译器优化：Lazy Code Motion

本文分享自华为云社区《编译器优化那些事儿（3）：Lazy Code Motion》，作者：毕昇小助手。

导语

本文中，我们将介绍通过代码移动（插入）的方式消除冗余计算的一个典型方法。

下图给出的简要程序流图中， ①是我们想要优化的代码，②和③是优化后的代码，让我们先思考下面几个问题：

• ②和③哪个优化效果更好一点？

③ 更好一点，相比 ② 寄存器生存周期更短

• （3）这种情况，在 p 点直接插入 t=b+c 会带来安全或性能问题吗？会改变程序的行为吗?

这里不会引入冗余的计算，也没有改变程序行为。但如果 p 是下文介绍的 非预期的 点，我们就需要使用在 临界边上增加合成块的方式避免这个问题了。

• 能否由编译器来完成一个算法，找到一个通用的、寻找到合适的插入点的方法以消除冗余计算？

这是本文要介绍的内容，我们会在下面算法章节引入四个定义，为程序在各个点上打上标签，通过这些点的集合之间的运算，得到插入点的集合。

0.1 开始之前

介绍算法之前，我们来看三个在写应用层代码时可能会遇到的问题。

（1）我们可以把计算移动到不会重复计算的路径吗？

答案已在图中给出：

• 左边例子是可以的。这也是下文算法要找的情景。当然实际应用程序中会更复杂，以致我们不能明显看出或不经意间引入冗余的计算，比如 《Lazy code motion》1 里给出的例子。

  中间不可以，因为 b 被重新定义了，所以 a = b + c 不是冗余计算了。

  右边不可以，因为 a = b + c 可能一次也没执行，移动到循环前可能会改变程序的行为。

（2）左图到右图的变化有优化效果吗

有的，这也是下面算法中要寻找的情景，左边的路径消除了一次冗余计算，右边为了保持程序正确性插入了一个计算，但并没有引入冗余的计算，所以总体是有优化的.

（3）下图中，能否在 block d 的父项 p 上插入表达式 t=b+c：

不能，因为插入不能改变程序的行为: 这里 t=b+c 可能难以看出问题，但如果表达式换成 b/c (c==0) 或 b^c 就能明显的看到造成了运行问题或性能问题。

解决方法：可在 临界边(Critical Edge)上增加 合成块(Synthetic Block)。

0.2 临界边(Critical Edge)的定义

定义：源基本块有多个后继，目标基本块有多个前驱，连接它们的边就叫临界边(Critical Edge)。

临界边如上图红色部分所示。

打破临界边(Critical Edge)的办法： 增加合成块(Synthetic Block)

步骤：

1. 为每个指向拥有多个前置的基本块添加一个基本块(不仅仅是在 临界边 上)。

2. 为了保持算法简单，将每个语句视为其自己的基本块，并将指令的放置限制在基本块的开头。

上图中我们插入了两个合成块，其中一个是多余的，但不用担心，我们可以在最后消除它。

1、算法

上文中，我们介绍了一个可以放心插入表达式而不会引入安全问题的方法，下面我们将正式介绍导语中提到的算法。

部分冗余消除算法要尽可能延迟计算， 这也是标题中 lazy 的含义。

程序流程图如下：

算法步骤：

1. 首先计算预期表达式（Anticipated）集合

2. 计算将可用的表达式（Will-be-Available）集合

3. 从 AVAIL 和 ANT ，我们为每个表达式计算出最早的插入位置（Earliest）集合，这最大限度地消除了冗余，但可能会增大寄存器生存期

4. 再计算延迟表达式（Postponable）集合

5. 经过上面的计算，引入最新 的定义，计算最晚插入的点的集合，实现与最早 相同数量的冗余消除，但缩短了保存表达式值的寄存器的生存期

6. 计算使用表达式（Used）

7. 计算最后的插入位置的集合，替换冗余表达式

我们会以下图为例，说明整个计算过程。根据以往的经验，下面给出的几个公式，必须结合图例去理解，文字无法阐述清楚准确定义。

1.1 预期表达式（预期）

预期：如果最终从 开始的所有路径都计算（从 处可用的 操作数值），则称表达式在程序点是预期的。

预期表达式（Anticipated）的分析方向为后向（backword）。

图示说明：

1 表示该点是可预期的（Anticipated），0 表示不是。该算法的方向是 后向（backword）的，对应到图中，我们要从 p1 开始判断：对于表达式 b+c 而言，p1 是非预期的，因为到该点为止，没有 b+c 的计算，继续往上，看到了 b+c 的计算，所以 p2 点是可预期的（Anticipated），这情况一直持续到 p3，到 p4，由于该点看到了 b=1，b 被重新定义了，就是公式里被 Kill 的表达式，所以 p4 点不是可预期的（Anticipated）点。

1.2 将可用的表达式

Will-be-available：如果表达式是预期的，并且随后没有沿着到达的所有路径被杀死，则称该表达式在程序点可用。

​

将可用的表达式（Will-be-Available）的分析方向为前向（forward）。

图中绿色的 1 表示表达式 b+c 该点是将可用的（Will-be-Available），0 表示不是。该算法方向是前向的，就是分析时，我们从 p4 开始看，根据公式的定义，该点不是可预期的（Anticipated），也没有表达式计算 b+c，所以该点不是将可用的（Will-be-Available），p3 虽然是可预期的（预期），但因为 b=1 ，所以 p3 点对表达式 b+c 来说是 Ekillp ，所以该点仍不是将可用的，p5 点是可预期的（Anticipated），且该点没有 kill 的操作，该点是将可用的（Will-be-Available），后续的点类似。

接下来可以通过以下公式进行最早插入点的计算：

根据公式，最早可插入的点的集合是 可预期点的（Anticipated）集合（图中红色 1 部分） 减去 将可用点的（Will-be-Available）集合，得到图中标记的点。

目前为止我们已经找了一种通用的消除重复计算的方法，就是在上图中标注 最早的点插入表达式 t=b+c， 然后在后面所有用到 b+c 的地方替换成 t，但这样做会带来一个问题，就是寄存器的生存期会很长。通过下一小节引入的定义，我们可以解决这个寄存器生存期的问题。

1.3 延缓表达式（延期）

如果所有导致最早放置但不是后续使用的路径，则称表达式在程序点可推迟。

​

延缓表达式（Postponable）的分析方向为前向（forward）。

延迟创建冗余计算表达式可以减少寄存器压力：从公式看，Postponable 点一定是在最早点的后面的，更接近表达式要被替换的地方，就是说，从表达式第一次被计算的点（结果在寄存器）到该结果被复用的点距离更近。

对于该图的讲解，可以参考 YouTube2 中的讲解。

接下来可以通过以下公式进行最晚插入点（Latest）的计算：

1. 先在 最早与 postpobable 集合的并集位置放置表达式 e 。

2. 对上一步的点进行筛选，需要满足：表达式 e 在 b 点（随后的基本块）被 Use 或 它不是上一步点的后继。

这里插入的点(图中黄色方块)是增加的合成块，是出于安全性的考虑。

1.4 已用表达式

如果在重新评估操作数之前存在使用表达式的路径，则称在程序点使用表达式。

已用表达式（Used Expressions）的分析方向为后向（backword）。

如图所示，从下往上看，未使用的点标记为 0，直到使用的地方被标记为 1。

引入这个定义主要是为了消除当前块之外未使用的临时变量赋值，计算方式： Used.out： sets of used （live）

2、最终的解决方案

对所有的基本块/表达式 b，如果表达式属于最晚插入点的集合与已用点位置的交集，

则在基本块 b 的开头，先创建 t = a + b，然后把所有的 x+y 替换为 t。

目前为止算法的介绍部分就已经全部讲完了，但是有些定义还是比较模糊，需要结合代码才能讲清楚， 大家可以翻看 LLVM 源码3中关于该代码的具体实现： MachineCSE 类与 NaryReassociatePass 等类的实现。

参考

1. https://dl.acm.org/doi/abs/10.1145/143095.143136

2. https://www.youtube.com/watch?v=3s4oST3oZzQ&t=20s

3. https://github.com/llvm/llvm-project

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