Allocazione dei registri

Allocazione dei registri

Gruppo Bixio, Mosto e Rizzo

Bixio, Mosto e Rizzo

Contenuti del seminario

• Approcci software:– Allocazione locale dei registri– Allocazione globale dei registri

• Algoritmo di Chow• Algoritmo di Chaitin

– Grafi con intervalli ciclici

• Un approccio hardware:– l’allocazione dei registri nell’IA-64


• L’insieme dei registri della macchina si suddivide in due gruppi:– registri dedicati (es.: per la cima

della pila delle aree dati delle procedure)

– registri generali (equivalenti per certe operazioni, per altre specificati dalle istruzioni, come per la divisione)


• Consideriamo qui il problema di assegnare i registri generali alle variabili di programma

• Il problema e` quello di minimizzare il traffico tra memoria centrale e i registri (soprattutto per le macchine RISC)


• Due sono le situazioni tipo:– Allocazione locale (quando il valore

nel registro e` “morto” dopo la fine del blocco di istruzioni)

– Allocazione globale (quando il valore nel registro e` “vivo” dopo la fine del blocco di istruzioni)

• Diversi sono i parametri presi in considerazione per la scelta degli algoritmi

Allocazione locale dei registri

• L’algoritmo classico di Horowitz et al [1966] riduce il problema a quello della ricerca di un cammino ottimo in un grafo orientato aciclico pesato.

• Il grafo rappresenta le interdipendenze tra le variabili del blocco basico, mentre i pesi sono la sono le somme dei costi delle operazioni di load e store [Versione del 1989 di Wei-Chung, Fisher e Goodman]


• In entrata dell’allocatore gli operandi sono collocati in pseudoregistri del tipo X={r1,r2,….rm}, in generale in numero maggiore dei registri fisici.

• Ogni pseudoregistro ha a disposizione una cella di memoria (riserva) nella quale si salva il suo valore.

• Uno pseudoregistro e` alloggiato nel momento in cui il suo valore si trova nel registro fisico.


• Per descrivere lo stato degli N registri, si introduce la configurazione, un vettore di N componenti:

Q=<q1,q2,…,qN> dove qj e` una coppia

(pseudoregistro, stato)qj X {sporco,pulito}


r1 Qi-1

(r1 e` colpito)

r1 Qi-1

(r1 e` mancato)

i legge r1 non occorre caricare r1

risulta Qi= Qi-1

scegli un elemento r2 Qi-1

da sloggiare per caricare r1;

se (r2 , sporco) Qi-1

memorizza r2 nella sua riserva;

carica r1 dalla riserva in r2;

calcola Qi inserendo (r1, pulito) e togliendo r2 Qi-1

i scrive in r1 non occorre caricare r1

risulta (r1, sporco) Qi

non occorre caricare r1

risulta Qi = Qi-1


•Indichiamo con Plettura(i,x) (rispettivamente Pscrittura (i,x)) la distanza tra l’istruzione i e la prossima istruzione che legge (risp. che scrive) lo pseudoregistro x, convenendo che essa sia infinita se non vi sono altre lettura (scritture) di x.

•Chiaramente uno pseudoregistro x alloggiato in Qi-1 e` morto se

(Plettura(i-1,x)=) [Pscrittura(i-1,x)< Plettura(i-1,x)]

cioe` il prossimo accesso o non esiste, o e` in scrittura.


• Definiamo poi il Costo(Qi-1, Qi ) del cambiamento di configurazione da Qi-1 a Qi , consistente nella modifica del contenuto del registro rj .

• Il costo indica il numero di istruzioni di store o load necessarie per la modifica. Questa definizione e’ ragionevole per le macchine RISC, mentre per altri tipo di macchine i costi sarebbero da rivedere.

• Il costo storico o cumulativo della configurazione Qi e` la sommatoria dei costi di tutte le modifiche precedenti.

Grafo delle configurazioni

Criterio detto “il piu` remoto” o di Belady

• Questo criterio consiste nello sloggiare dalla configurazione Qi lo (uno) pseudoregistro y che abbia la lettura piu` lontana nel futuro (o che al limite sia morto):

y cioe` e` tale che x Qi : Plettura (i,y) Plettura (i,x)

• Lo sloggiamento dell’elemento che ha l’uso futuro piu` lontano puo` ridurre i mancati (in lettura) e quindi il numero delle load.

Altri criteri di scelta proposti

• Conviene sempre eliminare un elemento di morti, rispetto all’elemento di un altro insieme, poiche` il costo della modifica e` nullo, essendo inutile la memorizzazione

• Dovendo scegliere tra un elemento sporco x e uno pulito y, supponendo sia

Plettura(i,x)<Plettura(i,y),conviene eliminare y.

• Dovendo scegliere tra due elementi sporchi, uno x sporco_morto e l’altro y o sporco_morto o sporco_vivo, supponendo che sia

Plettura(i,x)<Plettura(i,y)conviene sempre eliminare y.

Alcune definizioni

• C= max {Plettura(i,x),x Qi x e` pulito}

xc sia un elemento per cui Plettura(i,xc)=C

• D= max {Plettura(i,x),x Qi x e` sporco}

• C= max {Plettura(i,x),x Qi x e` sporchi_morti}xd sia un elemento per cui Plettura (i,xd)=C

• D= max {Plettura(i,x),x Qi x e` sporchi_vivi}

REGOLE per la costruzione della prossima configurazione

Qi+1 data Qi •R1 se x morti (se ne sceglie uno arbitrario se vi sono piu` x), costruisci la configurazione Qi ottenuta sostituendo a x lo pseudoregistro yi+1 usato dalla istruzione (i+1)-esima. La regola esprime il criterio (i)•R2 se C>D, costruisci la configurazione Qi+1 i ncui xc e` sostituito da yi+1 . La regola esprime il criterio (ii) oppure quello di Belady•R3 se C>D, si esprime il criterio (iii) oppure quello di Belady

Algoritmo per costruzione del grafo delle configurazioni

Sia nodij l’insieme dei nodi per l’istruzione i-esima, e P un generico nodo

i:=1; crea nodi1 da Q0;while j<ndo i:=i+1

P nodij-1do if colpito then P:=P; inserisce P in nodij; padre(P):=P endif

if mancato in lettura then crea i nodi derivati da P con R1,R2 e R3 endifend do

end do

Allocazione globale dei registri

• In questo caso prendiamo in considerazione l’operazione di allocazione dei registri per un intero programma o per una procedura al termine della quale i registri risultano essere vivi

Alcune definizioni [1]

• il grafo orientato delle interferenze ha come nodi i punti del programma che assegnano un valore agli pseudo-registri e elementi, ed ha un lato tra x e y se esiste un punto p del programma dove x e y sono entrambi vivi. I due elementi non possono quindi stare nello stesso registro, poiche` nel punto p interferiscono.

• dato un grafo non orientato, una coloratura del grafo e` l'assegnazione di un colore ad ogni nodo, in modo tale che due nodi adiacenti o vicini, cioe` collegati da un arco, non abbiano mai lo stesso colore. Una c-coloratura usa c colori distinti.

Alcune definizioni [2]

• il numero cromatico di un grafo e` il minimo numero c per cui esiste una c-coloratura.

• un nodo avente n vicini si dice che ha grado n; per la sua coloratura e dei vicini sono necessari n+1 colori. Per noi ogni colore e` un registro della macchina, e si tratta di trovare una coloratura del grafo delle interferenze del programma, con c N, il numero di registri a disposizione.

Grafo di interferenze e sua coloratura

Fase 1 del metodo di Chaitin (1982) [1]

Sia N il numero dei registri (colori) disponibili:1. Si costruisce il grafo delle interferenze, collegando con un lato due nodi (pseudoregistri) che siano vivi nello stesso punto: ossia uno di essi e` vivo nel punto in cui l’altro e` definito (scritto)2. Si applica un’ottimizzazioneper eliminare le copiature inutili. In tale modo si possono assegnare piu` elementi non interferenti allo stesso registro, eliminando le istruzioni di copiatura tra di essi3. Si ricercano nel grafo G i nodi (immediatamente colorabili) aventi un grado <N, e si eliminano con tutti i lati uscenti da essi, memorizzando l’ordine dell’eliminazione, ottenendo un nuovo grafo G’.

4. if il grafo G’ e` vuoto then termina con successoelse if il grafo si e` ridotto, cioe` G’ e` incluso in G

then G:=G’; ritorna al passo 3else termina con l’indicazione che

l’algoritmo e` bloccatoendif

endif5. Nell’ordine inverso dell’eliminazione, si riprendono i nodi, assegnando i registri ai nodi via via che sono ripresi

Fase 1 del metodo di Chaitin (1982) [2]

ALGORITMO di completamento del metodo

di Chaitin [1]Dato il grado di interferenza corrente, prodotto dalla fase 1:1. Si individua, con il criterio illustrato successivamente, un elemento da sacrificare, cioe` da tenere in memoria invece che in un registro2. Si calcola il nuovo grafo delle interferenze, modificando quello corrente3. Si riapplica l’algoritmo precedente al grafo corrente ottenuto4. if algoritmo precedente termina bloccato then ritorna al passo 1 (di questo algoritmo) endif

• Per individuare al passo 1 l’elemento x piu` conveniente da sacrificare, conviene tenere in conto due aspetti:

• Il vantaggio v(x), che risulta dalla spillatura per la coloratura del grafo, e` pari al grado del nodo x nel grafo corrente; infatti si risparmiano tanti colori quanti sono i vicini del nodo.

• Il costo c(x) per l’aggiunta del codice, e` l’aumento del tempo di calcolo se x e` sacrificato, approssimativamente uguale alla somma del numero dei punti in cui l’elemento e` definito o usato.

ALGORITMO di completamento del metodo

di Chaitin [2]

Il metodo di Chow: definizioni [1]

• Un intervallo vivo v e` costituito dalla coppia v=(x,β) dove x e` la definizione di un elemento, e β={B1,B2,…} e` l’insieme dei blocchi basici nei quali x e` vivo; ogni blocco Bi e` a sua volta una sequenza di istruzioni. Il grafo di Chow G={V,E} ha dunque i nodi c={v1,…}, mentre i lati sono:

E={(v1,v2)|v1=(x1, β1) v2=(x2, β2) β2 }

• Ad ogni intervallo (x, β) basta un solo colore (registro fisico), con l’intesa che in esso x permanga durante l’intero blocco basico β.

• Dato N, il numero dei registri disponibili, un nodo (cioe` un intervallo vivo) e` detto colorabile se esso ha meno di N vicini, altrimenti esso e` detto non colorabile. I nodi del primo insieme possono essere subito colorati, mentre gli altri saranno sdoppiati in due nodi, in modo da facilitarne la coloratura.

Il metodo di Chow: definizioni [2]

Grafo degli intervalli vivi

Algoritmo di Chow [1]

• Dato il grafo di Chow G=(V,e); siano Ncol i nodi non colorabili e Col quelli colorabili.

While Ncol do cNcol doif #vicini_colorati(c) N --numero dei vicini colorati di c in G;then sdoppia c=(x,β) in due nodi c e n, tra di loro spartendo (vedi dopo) i blocchi basici c, ossia ponendo:c:=(x,β); n:=(x,β), con β= β β

if #vicini(c) < N then Col:= Col {n}else Ncol:= Ncol {n}endifend do uCol doif #vicini (u) > N

then Col:= Col - {u}else NCol:= Ncol {u}endif

end do

ALGORITMO DI CHOWN [2]

c:=primo (Ncol) Ncol:= Ncol – {c}Colora c se possibile, altrimenti si

generera` poi il codice di spillatura per c;end do

uCol do

colora uend do

ALGORITMO DI CHOWN [3]

Algoritmo di sdoppiamento degli intervalli vivi colorabili

•Per il nodo v=(x, β) da sdoppiare spartisci I blocchi β=(B1,B2…) tra il nuovo nodo creato n ed il vecchio v. La cardinalita` di β e` indicata da #blocchi(v)

lista:=<B1> while (lista and #vicini_colorati(n)< N and #blocchi(v) >1) do

blocco:=testa(lista)if blocco v. βthen sposta blocco da v a nif blocco ha un successorethen inserisce in testa a lista il blocco successore di bloccoelse inserisci in coda a lista i due blocchi successori di bloccoendifendif

end do

Considerazioni• Se l’algoritmo non riesce a ridurre il numero di vicini

colorati del nodo v, esso non viene colorato, ma viene tolto dal grafo, generando il codice di spillatura.

• Sono due le situazioni in cui si deve spillare:(i) Un intervallo n=(x,{B1,B2,…}) e` il risultato di uno sdoppiamento: si inserisce l’istruzione “load r,x” in ogni punto del programma da cui si entra in Bi prima di esservi definita. Si inserisce l’istruzione “store r,x” all’uscita di ogni blocco Bi dove x sia viva.(ii) Un intervallo n=(x,{B1,B2,…}) non puo` essere colorato perche` ha troppi vicini, ne` puo` essere ulteriormente sdoppiato.

Grafi degli intervalli Ciclici

Grafi degli intervalli ciclici

• L’approccio relativo a questo tipo di grafo e` stato progettato per disegnare strutture che facilitassero la scelta degli intervalli da colorare con lo stesso colore, e di quelli da spillare.

• Nella figura successiva, vediamo un esempio di rappresentazione tramite grafi di intervalli ciclici

Colorare grafi degli intervalli ciclici

Sono 2 i problemi principali:Trovare la colorazione minima di un grafo degli intervalli ciclici: dare un insieme di intervalli rappresentati come un grafo degli intervalli ciclici G, trovare il minimo assegnamento di un registro (colore) per l’intervallo in G, in modo tale da intervalli “accavallati” siano assegnati in differenti registri.Trovare una k-colorazione di un grafo con intervallo ciclico con il minimo costo di spillatura: dare un insieme di intervalli vivi rappresentati attraverso un grafo degli intervalli ciclici G e un insieme di k registri, trovare un assegnamento dei k registri per gli intervalli in G. Introdurre il codice di spillatura quando necessario, e tenere il costo di spillatura al minimo.

Definizioni [1]

1. L’ampiezza di un grafo degli intervalli ciclici G al tempo t, indicata come width(G,t), e` il numero di intervalli che coprono t.2. La massima ampiezza di un grafo degli intervalli ciclici G, indicata come Wmax(G), e` il massimo tra le width(G,t) per tutto t coperto tramite alcuni intervalli di G. La minima ampiezza si indica con Wmin(G) ed indica esattamente il contrario.

3. Preso G grafo di intervalli che non contiene intervalli ciclici, la colorazioni ottimale di G avviene con Wmax(G) colori.

4. Se G contiene intervalli ciclici, allora la colorazione ottimale di G avviene con Wmax (G) K Wmin

(G)

Definizioni [2]

Colorazione minima di un grafo: the fat cover

algoritm • La chiave per questo algoritmo

consiste nell’osservazione che i fat spots del grafo degli intervalli sono le locazioni piu` importanti, e che possiamo iterativamente ridurre la massima ampiezza della porzione non colorata del grafo trovando un insieme non sovrapposto di intervalli che copre tutto il fat spots e colorando tutto questo intervallo con lo stesso colore.

Esempio [1]

Esempio [2]

Esempio [3]

Trovare una k-colorazione di un grafo

degli intervali ciclici• Si usa un nuovo approccio per

l’allocazione dei registri ponendo dei vincoli: solo k registri sono disponibili e il numero minimo di registri richiesti da colorare sono k' con k'>k

• 3 concetti base:– separazione della fase di spillatura da

quello di colorazione– scelta dell’intervallo da spillare– register floats

Intervalli camaleonti, register float e register spills

• Da uno studio attento della struttura di un grafo degli intervalli ciclici, si puo` vedere che esiste un grosso vincoli che rendono un grafo non colorabile in k registri. Se un grafo G ha un tempo ti, dove ci sono piu` di k intervalli che coprono ti, allora e` impossibile allocare un colore differente da quelli ce ci sono gia` nell’intervallo relativo a ti.

Esempio

Ridurre l’ampiezza di un grafo degli intervalli ciclici

• Il fatto di cercare di ridurre l’ampiezza di un grafo comporta l’introduzione di registri per la spillatura. Comunque vogliamo un approccio che porti a minimizzare il numero di questi registri.

• Esiste un algoritmo, chiamato algoritmo sweep and split, che si basa sulla rappresentazione dei grafi degli intervalli ciclici. Come il fat cover algorithm, lo sweep and split trae vantaggio dalle informazioni disponibili nella rappresentazione degli intervalli.

Esempio [1] con k=3

Esempio [2]

Esempio [3]

Esempio [4]

Esempio [5]

Un approccio hardware: L’IA-64

• L’insieme delle istruzioni dell’Itanium sono progettate per permettere al compilatore di comunicare informazioni al processore per gestire risorse caratteristiche. Sebbene alcune risorse possono essere staticamente schedulate, l’architettura dell’Itanium non richiede che il codice sia scritto per una specifica implementazione di una micro-architettura per essere funzionale.

Registri dell’IA-64

• 128 registri generali a 64 bit usati per contenere interi e computazioni per dati multimediali.

• 128 registri floating point a 82 bit che sono usati per computazioni con floating point. Alcuni sono solo read only, e leggono solo +0.0 e +1.0.

• I restanti registri sono utilizzati principalmente per la predizione (in sistemi pipeline come questo)

Registri dell’IA-64

• Il problema grosso che si pone questo nuovo tipo di processore consiste nella gestione del numero cosi` elevato di registri. Piu` che altro, consiste in una gestione intelligente di questi registri, in modo da non avere conflitti o rallentamenti.

• Convenzioni riguardanti le chiamate di procedure richiedono che il chiamante e il chiamato salvino i registri che possono essere sovrascritti durante l’esecuzione delle procedure. Per effettuare queste operazioni e` dedicato un sottoinsieme dei registri dell’Itanium, chiamati register stack.

Register Stack

• Il register stack e` implementato per la ridenominazione dei registri al fine di evitare il side-effect derivante dalle chiamate di procedure e ritorno dalle procedure. L’implementazione di questo meccanismo di ridenominazione non e` pero` visibile ai programmi applicativi.

• Una parte di questi registri comprende quelli chiamata statici o globali (da r0 a r31), che non fanno parte dello stack register, mentre gli stacked register sono numerati sopra r32 fino ad un massimo di r127.

Register Stack Engine (RSE)

• L’RSE muove il contenuto dei registri fisici tra il file dei registri generale e la memoria senza l’intervento esplicito di un programma.

• I frame del register stack sono mappati dentro un insieme di registri fisici che operano come un buffer circolare contenente i frame creati piu` recentemente. L’RSE toglie e mette in questi registri fisici a/da un backing store in memoria.

Register Stack Engine (RSE)

FINE

Allocazione dei registri

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