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编译原理Chapter 11

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编译原理第六章到第十一章课后习题答案

编译原理第六章到第十一章课后习题答案

编译原理第六章到第十一章课后习题答案p116/1.已知文法G[S]为：S→a|∧|(T)T→T,S|S(1) 计算FIRSTVT -- LASTVT表(2) 构造算符优先关系表（OPERATER PRIORITY RELATION TABLE），说明是否为算符优先文法。

=: #=#, (=)<: (< FIRSTVT(T) , ,<firstvt(s)<="" ,="" p="">>:LASTVT(S)># , LASTVT(T)>), LASTVT(T)> ,表中无多重人口所以是算符优先（OPG）文法。

（3）计算G[S]的优先函数。

收敛（4）对输入串（a,a）#的算符优先分析过程为Success!3.有文法G（S）：s->Vv->T/ViTT->F/T+FF->)V*|((1)(+(i(的规范推导S=>V=>ViT=>ViF=>Vi(=>Ti(=>T+Fi(=>T+(i(=>F+(i(=>(+(i((2)F+Fi（的短语、句柄、素短语。

短语S: F+Fi（T1:F+F （素短语）T2:F （句柄）F:( （素短语）(3) G(S)是否为OPG？若是，给出（1）中句子的分析过程！S’->#S# S->V V->T/ViT T->F/T+F F->)V*|(算符优先关系表（OPERATER PRIORITY RELATION TABLE）对输入串(+(I(的算符优先分析过程为:p152/2文法：S→L.L|LL→LB|BB→0|1拓广文法为G′，增加产生式S′→SI3若产生式排序为：0 S' →S1 S →L.L2 S →L3 L →LB4 L →B5 B →06 B →1由产生式知：First (S' ) = {0,1}First (S ) = {0,1}First (L ) = {0,1}First (B ) = {0,1}Follow(S' ) = {#}Follow(S ) = {#}Follow(L ) = {.,0,1,#}Follow(B ) = {.,0,1,#}G′的LR(0)项目集族及识别活前缀的DFA如下图所示：I5B →.0和B →.1为移进项目，S →L.为归约项目，存在移进-归约冲突，因此所给文法不是LR(0)文法。

编译原理 课件第十一章

编译原理 课件第十一章

11.2 局部优化：基本块内的优化 局部优化：
基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列， 基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个 入口语句和一个出口语句。 入口语句和一个出口语句。 入口语句： 入口语句： 1． 程序的第一个语句；或者， ． 程序的第一个语句；或者， 2． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句；或者 ． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句； 3． 紧跟在条件转移语句后面的语句。 ． 紧跟在条件转移语句后面的语句。
main() { int x, y, z; x = (1+20)*（ -x）; （ ） y = x*x+(x/y); y = z = (x/y)/(x*x); }
tmp1 = 1 + 20 ; tmp2 = -x ; x = tmp1 * tmp2 ; tmp3 = x * x ; tmp4 = x / y ; y = tmp3 + tmp4 ; tmp5 = x / y ; tmp6 = x * x ; z = tmp5 / tmp6 ; y = z ;
11．1 11．2 11．3 11．4
什么是代码优化 局部优化 控制流程分析和循环 数据流分析举例
11.1 优化技术简介
何谓代码优化： 宗旨： 获得较好性能的代码 宗旨： 等价 意图，结果， 意图，结果，权衡 目标代码优化 阶段： source front I.R code target code generator code 用户 中间代码优化
第十一章 代码优化
为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 应对中间代码进行优化 注意：优化≠ 注意：优化≠最佳化 要求：相对合理性。 要求：相对合理性。应考虑空间和时间上的 取舍，及二者的平衡。 取舍，及二者的平衡。 本章将介绍基于结构信息的优化 基于结构信息的优化。 本章将介绍基于结构信息的优化。 假定 优化对象是四元式序列的中间代码

编译原理 11章

编译原理 11章

11.2 优化举例
6:循环中不变式的外提 • Tl=2*j外提 • 由于这里的循环中不 变式的外提是在非线 性块上的优化，所以 是全局优化。 • 经这两步优化后，便 得到图11.4中所示的 中间程序。
① i:=1; ② T1:=2*j; ③ T2:=T1;
④ T2:=100+T2; ⑤ R1:=B[T2]; ⑥ A[T5]:=R1+15.708; ⑦ i:=i+1; ⑧ if i≤100 then goto ② ≤
11.2 优化举例
3:常量合并
① i:=1;
② T1:=2*j; ③ T2:=100i+T1; ④ T3:=5*3.1416; ⑤ R1:=B[T2]; ⑥ T4:=2*j; ⑦ T5:=100*i+T4; ⑧ A[T5]:=R1+T3; ⑨ i:=i+1; ⑩ if i≤100 then goto ② ≤
n4 n3
图11.6 环路图
11.5 借助 借助DAG进行优化 进行优化
2: 无环有向图描述四元式
• 可用无环有向图来描述四元式。 例如，与四元式(op B C A)对应的DAG如图11.7所示。 利用DAG来进行优化的主要思想是： 将一基本块中的每一个四元式依次表示成对应的一个DAG， 该基本块就对应一较大的DAG(即其中各个四元式的DAG的合成)。 再按原来构造DAG结点的顺序重写四元式序列，便可得到“合并 了已知量”、“删除了无用赋值”、“删除了多余运算”的等价 的基本块——优化了的基本块。
11.1 基本块及其求法
• 1：基本块 基本块： 一个入口（第一语句） 一个出口（最后一语句） 入口语句集： 程序的第一个语句号； goto语句的下一条语句号； goto语句转到的语句号。 基本块划分： 入口语句集排序后每一入口语句到下一入口语句号 的前一语句。 最后一基本块为最后入口语句号到最后语句。

编译原理蒋宗礼课件第11章

编译原理蒋宗礼课件第11章

关键任务
进行类型检查、确定符号引 用的含义，以及生成中间代 码等。
工具
语义分析是编译过程中相当 复杂的一部分，通常需要使 用自定义的算法和工具进行 实现。
中间代码生成
1 什么是中间代码生成？
在编译过程的中间阶段，将源代码转化为计算机独立的中间表示形式。
2 优点
中间代码的生成可以简化编译器的设计和实现，并提供了优化和代码生成的灵活性。
编译原理蒋宗礼课件第11章
在本章中，我们将深入探讨编译原理的各个方面，包括词法分析、语法分析、 语义分析等等。
编译原理概述
什么是编译原理？
编译原理是计算机科学中的重要领域，研究如 何将高级语言编写的程序转化为计算机能够理 解和执行的机器码。
编译原理的应用
编译原理在各个领域都有广泛的应用，包括编 译器设计、程序语言设计以及软件工程等。
通过使用上下文无关文法 （Context-Free Grammar），语法 分析器可以验证源代码是否符合 语言的语法规则。
工具
常用的语法分析工具包括ANTLR、 Bison等，它们能够根据预先定义 好的文法生成语法分析器。
语义分析
什么是语义分析？
语义分析是编译过程中的第 三步，通过对语法树进行遍 历和分析，对源代码进行意 义的理解和检查。
为不同的Token类型，如标识符、关键字、
运算符等。
3
什么是词法分析？
词法分析是编译过程中的第一步，将源 代码转化为单词序列（Token Sequence）。
工具
常用的词法分析工具包括Flex等，它们能 够根据预先定义好的规则生成词法分析 器。
语法分析
什么是语法分析？
关键概念
语法分析是编译过程中的第二步， 将词法分析得到的Token序列转化 为语法树（Parse Tree）。

《编译原理-刘善梅》第11章 代码生成

《编译原理-刘善梅》第11章 代码生成
尽可能留：在生成计算某变量值的目标代码 时，尽可能让该变量保留在寄存器中。
尽可能用：后续的目标代码尽可能引用变量 在寄存器中的值，而不访问内存。
及时腾空：在离开基本块时，把存在寄存器 中的现行的值放到主存中。
ppt课件
15
11.3.1 待用信息
如果在一个基本块内，四元式i对A定值， 四元式j要引用A值，而从i到j之间没有A 的其他定值，那么，我们称j是四元式i的 变量A的待用信息。（即下一个引用点）
编译原理
第十一章 代码生成
ppt课件
1
源程序
词法分析器
符 号
语法分析器
错 误
管
处
理
语义分析器
理
表
器
中间代码生成器
代码优化器
代码生成器
ppt课件
2
第十一章 代码生成
基本问题 目标机器模型 一个简单代码生成器
ppt课件
3
代码生成是把语法分析后或优化后的中间代 码变换成目标代码。
目标代码一般有以下三种形式：
(4) W:=V+U (^,y)
(^,^)
(^,^)
(3) V:=T+U (4,y)
(^,^)
(4,y)
(2) U:=A-C (3,y) (1) T:=A-B (3,y)
(^,^) (2,y)
(^,^) (^,^)
变量名 T A B C U V W
初始状态→信息链(待用/活跃信息栏) (^,^) → (3,y) → (^,^) (^,^) → (2,y) → (1,y) (^,^) → (1,y) (^,^) → (2,y) (^,^) → (4,y) → (3,y) → (^,^) (^,^) → (4,y) → (^,^) (^,y) → (^,^)

编译原理第11章

编译原理第11章

W:= V + U
ADD R0 , R1
R0含有W
W在R0中
§11.3一个简单的代码生成器
§11.4寄存器分配
一、问题引入：如何有效的利用寄存器； 1、基本块内： ①运算对象的值在寄存器中,则把该寄存器作为操作数地址； ②尽可能把各变量的现行值保存在寄存器中； ③基本块中不再引用的变量所占用的寄存器及早释放； 2、循环内： 按执行代价把寄存器固定分配给几个变量单独使用； 二、指令的执行代价 1、定义：指令的执行代价=指令访问内存单元的次数+1 2、例：op Ri,Ri执行代价为1； op Ri,M执行代价为2； op Ri,*Ri执行代价为2； op Ri,*M执行代价为3 3、应用：对循环中每个变量计算把某寄存器分配给它时执行代 价能节省多少，以决定寄存器的固定分配方案；
三、寄存器描述和地址描述 1、寄存器描述数组RValue：记录寄存器使用情况(空闲或已分配) 2、变量地址描述数组AValue：记录各变量现行值的存放位置(在 寄存器或内存单元)； 四、基本块内代码生成算法 对块内每个中间代码 i: A:= B op C，依次执行：
调用GetReg(i:A:=B op C)得一寄存器R,用以存放A现行值; 利用AValue[B]和AValue[C]确定B和C现行值的存放位置B 和C 若B ≠R 则生成目标代码:LD R,B 和op R,C 若B =R 则生成op R,C 若B 或C 为R 则删除AValue[B]或AValue[C]中的R 令AValue[A]={R},RValue[R]={A} 若B或C的现行值在块内不再被引用且也不是块出口后的活跃变量 (由中间代码i的附加信息可知)且现行值在某寄存器Rk中 则删除RValue[Rk]中的B或C及AValue[B]或AValue[C]中的Rk

编译原理课后第十一章答案


对假设（2） B:=3 D:=A+C E:=A*C F:=D+E K:=B*5 L:=K+F
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10
《编译原理》课后习题答案第十一章
第7题 分别对图 11.25 和 11.26 的流图： (1) 求出流图中各结点 n 的必经结点集 D(n)。 (2) 求出流图中的回边。 (3) 求出流图中的循环。
(1) (2) (3) (4) (5) (6) (7) (8) (9) (10) (11) (12) (13)
i:=m-1 j:=n t1:=4*n v:=a[t1] i:=i+1 t2:=4*i t3:=a[t2] if t3< v goto (5) j:=j-1 t5:=4*j t5:=a[t4] if t5> v goto (9) if i >=编译原理》课后习题答案第十一章
第 5 题： 如下程序流图(图 11.24)中，B3 中的 i∶=2 是循环不变量，可以将其提到前置结点吗? 你还能举出一些例子说明循环不变量外移的条件吗?
图 11.24 答案： 不能。因为 B3 不是循环出口 B4 的必经结点。 循环不变量外移的条件外有： （a）(I)s 所在的结点是 L 的所有出口结点的必经结点 (II)A 在 L 中其他地方未再定值 (III)L 中所有 A 的引用点只有 s 中 A 的定值才能到达 （b）A 在离开 L 之后不再是活跃的，并且条件(a)的(II)和(III)成立。所谓 A 在离开 L 后不再是活跃的是指，A 在 L 的任何出口结点的后继结点的入口处不是活跃的（从此点后 不被引用） （3）按步骤（1）所找出的不变运算的顺序，依次把符合（2）的条件(a)或(b)的 不变运算 s 外提到 L 的前置结点中。如果 s 的运算对象（B 或 C）是在 L 中定值的，则只有 当这些定值四元式都已外提到前置结点中时，才可把 s 也外提到前置结点。

编译原理课件chap11

第十一章 目标代码生成
•
窥孔优化 几种窥孔优化的方法都比较好理解，这里不再重述课本 内容。
第十一章 目标代码生成
例题与习题解答
[例11。1]假设只有R0和R1两个寄存器，对赋值语句d
= (a-b) + (a-c) + (a-c)生成目标代码。并写出寄存器描 述数组RVALUE和变量地址描述数组AVALUE. 该赋值语句的三地址序列： t := a-b t1 := a-c t2 := t + t1 d := t1 + t2 将此代码看成一基本块，并设在基本块末尾，变量 d是活跃的。生成目标代码表如图：
（3）汇编语言代码，尚须经过汇编程序汇编，转换成
可执行的机器代码。 代码生成器着重考虑两个问题: 一是如何使生成的 目标代码较短；另一个是如何充分利用计算机的寄存 器，减少目标代码中访问存储单元的次数。这两个问 题直接影响代码的执行速度。
第十一章 目标代码生成
• 基本问题:所有代码生成器都要面对何种中间代码输入,
下面我们学习一个例子，一加深其理解：
[例11。6] 考察下面中间代码序列 G1:
第十一章 目标代码生成
T1 := A+B T2 := A- B F := T1 * T2 T1 := A- B T2 := A – C T3 := B - C T1 := T1 * T2 G := T1 * T3 其对应的DAG如图 * F - n2 * T1
第十一章 目标代码生成
第十二章并行编译基础
并行计算机是近二十几年来发展迅速的一类计 算机。并行编译系统已经成为了现代高性能计算 机系统中一个重要的部分。并行程序设计主要有 两种途径，即使用并行程序设计语言编写并行程 序，或将串行程序并行化。因此，并行编译系统 就是能够处理并程序设计语言，能够实现串行程 序并行化。具有并行优化能力的编译系统。在这 个问题上我们只是要求了解。

编译原理考试习题及答案


( T ② S ① a
T ,
T ④ S ③ a
2019/1/29
CH.5.练习题3(P133.)

3.(1) 计算练习2文法G2的FIRSTVT和LASTVT。 S→a||(T) T→T,S|S

(1) 解: （执行相应的算法可求得） FIRSTVT(S)={ a, ∧, ( } FIRSTVT(T)={ , , a, ∧, ( } LASTVT(S)={ a, ∧, ) } LASTVT(T)={ , , a, ∧, ) }
(1) 正规式 1(0|1)*101
0
0
DFA:
3,2
1 0
3,5,2
1 1 0
x
1
1,3,2
1
0
3,4,2
1
3,Y,4,2 I0 I1 1 3 3 3 5 3
I {X} {1,3,2} {3,2} {3,4,2} {3,5,2} {3,Y,4,2}
I0 {3,2} {3,2} {3,5,2} {3,2} {3,5,2}
2019/1/29 22
CH.5.练习题2(P133.)

2.(2).给出(a,(a,a))“移进-归约”的过程。 (2) 解: (a,(a,a))的“移进-归约”过程: 步骤 符号栈 输入串 动作 9 #(T,( S ,a))# 归约 S → a 10 #(T,(T , a ))# 归约 T → S 11 #(T,(T, a ))# 移进 , 12 #(T,(T, a ))# 移进 a 13 #(T,( T,S ))# 归约 S → a 14 #(T, (T ) )# 归约 T → T,S 15 #(T, (T) )# 移进 ) 16 #( T, S )# 归约 S → (T)

编译原理第11章

1
确定映射方式的两种方法 1．由声明时的语法确定映射方式： a:array[d1] of array[d2]of...array[dn] of integer; 引用方式：a[i1,i2, ...,in]或a[i1][i2]...[in] 2．由编译器确定映射方式： a : array [d1, d2, ..., dn] of integer; 引用方式：a[i1,i2, ...,in] 数组元素引用时地址的确定： 1．根据映射方式求出计算公式； 2．根据计算公式设计语义规则。
B if C then false else true false
15
<3> 短路计算的必要性 对于语句： while ptr<>nil and ptr^.data=x do ... 短路计算可以回避对ptr^.data=x的判断，从而避免程序运行 时错误。 可以用语法规定短路计算。例如， Ada语言中提供两组运算： and 和 and then or 和 or else 短路计算时使用and then和or else，否则使用and和or。 于是上述语句可以改写为： while ptr/=null and then ptr^.data/=x loop ...
8
<3>语义规则（续1） (6) E→E1+E2 { T:=newtemp; emit(T ':=' E1.place '+' E2.place); E.place:=T;} (7) E→(E1){ E.place:=E1.place;} (8) E→V { if V.offset=null; then E.place:=V.place; else T:=newtemp; emit(T ':=' V.place '['V.offset']')； E.place:=T; end if;}
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基本块划分算法
prev
STEP1 求出各个入口语句 STEP2 对每个入口语句，构造其所属的基本块。 即由该入口语句到下一个入口语句（不包含该 语句）， 或到一转移语句（包含该语句）， 或到一停语句（包含该语句） 之间的语句序列组成 STEP3 凡是未被纳入某个基本块中的语句，都 是程序控制流程中无法到达的语句，也是不会 被执行的语句，因此，可以删除掉
B1
B2
prev
12
next 12
合并已知量和复写传播
dir
合并已知量
(3)计算4*I时，I必为1， 故在编译时即可知T1的值 为4
1 2 4 7 3 5 6 8 9 10 3’ 12
P :=0 I :=1 T2:=addr(A)-4 T5:=addr(B)-4 4 T1:=4*I T3:=T2[T1] T4:=T1 T6:=T T5[T4 1] T7:=T3*T6 P :=P+T7 T1:=T1+4 If T1<=80 goto(3)
根据代码优化的阶段
源代码 前端 中间代码 代码生成 目标代码
中间代码优化
prev
目标代码优化
next 3
dir
依据优化所涉及的程序范围
局部优化 指的是在只有一个入口、一个出 口的基本程序块上进行的优化 循环优化 是对循环中的代码进行优化 全局优化 是整个程序范围内进行优化
prev
next 4
P :=0 I :=1 T2:=addr(A)-4 T5:=addr(B)-4 T1:=4 T3:=T2[T1] T4:=T1 T6:=T5[T1] T7:=T3*T6 P :=P+T7 T1:=T1+4 If T1<=80 goto(3)
B1
B2
prev
next 14
11.2 局部优化
dir
局部优化是指基本块内的优化
源程序
dir
优化技术举例 中间代码
1 P :=0 I :=1 T1:=4*I T2:=addr(A)-4 T3:=T2[T1] 2 3 4 5
P:=0
B1
for I:=1 to 20 do
P:=P+A[I]*B[I]； 设数组A[1..20]、B[1..20]， 且元素大小为4个字节 ————————————— 对源程序编译后得到中间代码中 间代码由B1和B2两部分组成B2为 循环部分
prev
next 22
基本块DAG的表示
dir
0型 1型
A:=B A:=op B
2型
A:=B op C
A:=B[C]
说明： • 结点下面的符号表示各 结点的标记 • 结点右侧的标识符是结 点的附加标识符
n3 A op
n1 B n2 C n1 B
n1 A
B
n1 A op
n2 B
n3 A
=[]
n2 C
B1
复写传播
T1的值复写到T4中，(8) 要引用T4的值，而(6)到 (8)之间未改变T4和T1的 值，则(8)改为 T6:=T5[T1]，结果不变
B2
prev
next 13
删除无用赋值
dir
将代码中无用的四元式 删除 I和T4在程序中没有被 引用所以应删除
1 2 4 7 3 5 6 8 9 10 3’ 12
B1
6
7 8 9 10 11 12
B2
prev
next 7
代码外提
dir
目的 在于减少循环 中代码总数 操作
把循环中不变运算， 即其结果独立于循环 执行次数的表达式， 提到循环外（前面）
使之只在循环外计算 一次 将(4)和(7)提到循 环外
prev
1 2 3 4 5 6
P :=0 I :=1 T1:=4*I T2:=addr(A)-4 T3:=T2[T1] T4:=T1
B1
7
8 9 10 11
T5:=addr(B)-4
T6:=T5[T4] T7:=T3*T6 P :=P+T7 I :=I+1
B2
12
If I<=20 goto (3)
next 8
代码外提
dir
目的 在于减少循环 中代码总数 操作
把循环中不变运算， 即其结果独立于循环 执行次数的表达式， 提到循环外（前面）
n8
有向图
next 21
说明：本节的有向图是一种其结点有下述标
dir
记或附加信息DAG
图的叶节点，即无后继的节点。 以一标识符（变量名）或常数作为标记，表示该 节点代表该变量或常数 图的内部节点，即有后继的节点。 以一运算符作为标记，表示该节点代表应用该运 算符对其后继节点所代表的值进行运算的结果 图中各个节点上可能附加一个或多个标识符，表 示这些变量具有该节点所代表的值
A:=B
prev
A:=op B
step2
A:=B op C
step3
A:=B[C]
step1
next
23
dir
if B rop C goto (s)
3型 D[C]:=B goto(s)
n3 (s) rop
n3 (s)
[]=
n1 (S)
n1
B
n2 C
n1
D
n2 C
n3 B goto(s)
if B rop C goto (s)
17
next
基本块划分举例
dir
1 2 3
P :=0 I :=1 T1:=4*I
1 2 3 4
P :=0 I :=1 T1:=4*I T2:=addr(A)-4
B1
4
5 6 7 8 9 10 11
prev
T2:=addr(A)-4
T3:=T2[T1] T4:=4*I T5:=addr(B)-4 T6:=T5[T4] T7:=T3*T6 P :=P+T7 I :=I+1 If I<=20 goto (3)
prev next 20
DAG的概念
dir
如果有向图中任一个通路都不是环路，则称
该有向图为无环路有向图。简称DAG 在DAG中，如果（n1,n2„nk）是其中一条通 路，则称结点n1为nk的祖先，结点nk为n1的后 代
n1 n4
prev
n2 n2 n3
n1
n4
n6
n3 n5
n7 n9 DAG
5
6 7 8 9 10 11
T3:=T2[T1]
T4:=4*I T5:=addr(B)-4 T6:=T5[T4] T7:=T3*T6 P :=P+T7 I :=I+1
B2
12
12
If I<=20 goto (3)
18
next
基本块的变换
dir
变换条件
变换必须是等价的
基本块的变换通常有两类
保结构的变换 删除公共子表达式、删除无用 代码、重新命名临时变量、交换语句次序 代数变换 把基本块计算的表达式集合变换成 代数等价的集合。目的是简化表达式或者用较 快运算代替较慢运算
prev next 19
基本块的DAG表示
dir
相关概念
一个有向图中有n个节点。对于任意一个有
向边 ni→nj，ni为前驱（父节点），nj为后 继（子节点） 对于任意一个有向边序列，n1→n2、n2→n3 „、nk-1→nk ，称为从节点n1到nk的一条通路。 如果n1=nk ，则称该通路为环路
使之只在循环外计算 一次 将(4)和(7)提到循 环外
prev
1 2 4 7 3 5 6 8
P :=0 I :=1 T2:=addr(A)-4 T5:=addr(B)-4 T1:=4*I T3:=T2[T1] T4:=T1 T6:=T5[T4]
B1
B2
9
10 11 12
T7:=T3*T6
P :=P+T7 I :=I+1 If I<=20 goto (3)
prev
D[C]:=B
next 24
基本块DAG的构造算法
dir
说明：该算法只针对0、1、2型四元式

DAG
首先，DGA为空。 然后，对基本块的每个四元式，依次执行 第一步骤 ——构造四元式的叶结点
如果NODE(B)无定义，则构造一标记为B的叶结点并定 义NODE(B)为这个结点 1. 如果当前四元式是0型，则记NODE(B)的值为n，转4 2. 如果当前四元式是1型，则转2(1) 3. 如果当前四元式是2型，则：如果NODE(C)无定义，则 构造一标记为C的叶结点并定义NODE(C)为这个结点； 转2(3)
next 9
强度削弱
dir
强度削弱的思想是把强 度大的运算换算成强度 小的运算
将乘法换算成加法的运算 就是强度削弱
1 2 4 7 3 5 6 8
P :=0 I :=1 T2:=addr(A)-4 T5:=addr(B)-4 T1:=4*I T3:=T2[T1] T4:=T1 T6:=T5[T4]
将乘法换算成加法的运算 就是强度削弱
1 2 4 7 3 5 6 8 9 10 11 3’
P :=0 I :=1 T2:=addr(A)-4 T5:=addr(B)-4 T1:=4*I T3:=T2[T1] T4:=T1 T6:=T5[T4] T7:=T3*T6 P :=P+T7 I :=I+1 T1:=T1+4
North china electric power university
第十一章
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代码优化
11.1
优化技术简介 11.2 局部优化 11.3 控制流分析和循环优化 11.4 数据流的分析和全局优化