docs/CodeGenerator.html

   1 <!DOCTYPE HTML PUBLIC "-//W3C//DTD HTML 4.01//EN"
   2                       "http://www.w3.org/TR/html4/strict.dtd">
   3 <html>
   4 <head>
   5   <meta http-equiv="content-type" content="text/html; charset=utf-8">
   6   <title>The LLVM Target-Independent Code Generator</title>
   7   <link rel="stylesheet" href="llvm.css" type="text/css">
   8
   9   <style type="text/css">
  10     .unknown { background-color: #C0C0C0; text-align: center; }
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  17   </style>
  18
  19 </head>
  20 <body>
  21
  22 <h1>
  23   The LLVM Target-Independent Code Generator
  24 </h1>
  25
  26 <ol>
  27   <li><a href="#introduction">Introduction</a>
  28     <ul>
  29       <li><a href="#required">Required components in the code generator</a></li>
  30       <li><a href="#high-level-design">The high-level design of the code
  31           generator</a></li>
  32       <li><a href="#tablegen">Using TableGen for target description</a></li>
  33     </ul>
  34   </li>
  35   <li><a href="#targetdesc">Target description classes</a>
  36     <ul>
  37       <li><a href="#targetmachine">The <tt>TargetMachine</tt> class</a></li>
  38       <li><a href="#targetdata">The <tt>TargetData</tt> class</a></li>
  39       <li><a href="#targetlowering">The <tt>TargetLowering</tt> class</a></li>
  40       <li><a href="#targetregisterinfo">The <tt>TargetRegisterInfo</tt> class</a></li>
  41       <li><a href="#targetinstrinfo">The <tt>TargetInstrInfo</tt> class</a></li>
  42       <li><a href="#targetframeinfo">The <tt>TargetFrameInfo</tt> class</a></li>
  43       <li><a href="#targetsubtarget">The <tt>TargetSubtarget</tt> class</a></li>
  44       <li><a href="#targetjitinfo">The <tt>TargetJITInfo</tt> class</a></li>
  45     </ul>
  46   </li>
  47   <li><a href="#codegendesc">The "Machine" Code Generator classes</a>
  48     <ul>
  49     <li><a href="#machineinstr">The <tt>MachineInstr</tt> class</a></li>
  50     <li><a href="#machinebasicblock">The <tt>MachineBasicBlock</tt>
  51                                      class</a></li>
  52     <li><a href="#machinefunction">The <tt>MachineFunction</tt> class</a></li>
  53     </ul>
  54   </li>
  55   <li><a href="#mc">The "MC" Layer</a>
  56     <ul>
  57     <li><a href="#mcstreamer">The <tt>MCStreamer</tt> API</a></li>
  58     <li><a href="#mccontext">The <tt>MCContext</tt> class</a>
  59     <li><a href="#mcsymbol">The <tt>MCSymbol</tt> class</a></li>
  60     <li><a href="#mcsection">The <tt>MCSection</tt> class</a></li>
  61     <li><a href="#mcinst">The <tt>MCInst</tt> class</a></li>
  62     </ul>
  63   </li>
  64   <li><a href="#codegenalgs">Target-independent code generation algorithms</a>
  65     <ul>
  66     <li><a href="#instselect">Instruction Selection</a>
  67       <ul>
  68       <li><a href="#selectiondag_intro">Introduction to SelectionDAGs</a></li>
  69       <li><a href="#selectiondag_process">SelectionDAG Code Generation
  70                                           Process</a></li>
  71       <li><a href="#selectiondag_build">Initial SelectionDAG
  72                                         Construction</a></li>
  73       <li><a href="#selectiondag_legalize_types">SelectionDAG LegalizeTypes Phase</a></li>
  74       <li><a href="#selectiondag_legalize">SelectionDAG Legalize Phase</a></li>
  75       <li><a href="#selectiondag_optimize">SelectionDAG Optimization
  76                                            Phase: the DAG Combiner</a></li>
  77       <li><a href="#selectiondag_select">SelectionDAG Select Phase</a></li>
  78       <li><a href="#selectiondag_sched">SelectionDAG Scheduling and Formation
  79                                         Phase</a></li>
  80       <li><a href="#selectiondag_future">Future directions for the
  81                                          SelectionDAG</a></li>
  82       </ul></li>
  83      <li><a href="#liveintervals">Live Intervals</a>
  84        <ul>
  85        <li><a href="#livevariable_analysis">Live Variable Analysis</a></li>
  86        <li><a href="#liveintervals_analysis">Live Intervals Analysis</a></li>
  87        </ul></li>
  88     <li><a href="#regalloc">Register Allocation</a>
  89       <ul>
  90       <li><a href="#regAlloc_represent">How registers are represented in
  91                                         LLVM</a></li>
  92       <li><a href="#regAlloc_howTo">Mapping virtual registers to physical
  93                                     registers</a></li>
  94       <li><a href="#regAlloc_twoAddr">Handling two address instructions</a></li>
  95       <li><a href="#regAlloc_ssaDecon">The SSA deconstruction phase</a></li>
  96       <li><a href="#regAlloc_fold">Instruction folding</a></li>
  97       <li><a href="#regAlloc_builtIn">Built in register allocators</a></li>
  98       </ul></li>
  99     <li><a href="#codeemit">Code Emission</a></li>
 100     </ul>
 101   </li>
 102   <li><a href="#nativeassembler">Implementing a Native Assembler</a></li>
 103
 104   <li><a href="#targetimpls">Target-specific Implementation Notes</a>
 105     <ul>
 106     <li><a href="#targetfeatures">Target Feature Matrix</a></li>
 107     <li><a href="#tailcallopt">Tail call optimization</a></li>
 108     <li><a href="#sibcallopt">Sibling call optimization</a></li>
 109     <li><a href="#x86">The X86 backend</a></li>
 110     <li><a href="#ppc">The PowerPC backend</a>
 111       <ul>
 112       <li><a href="#ppc_abi">LLVM PowerPC ABI</a></li>
 113       <li><a href="#ppc_frame">Frame Layout</a></li>
 114       <li><a href="#ppc_prolog">Prolog/Epilog</a></li>
 115       <li><a href="#ppc_dynamic">Dynamic Allocation</a></li>
 116       </ul></li>
 117     </ul></li>
 118
 119 </ol>
 120
 121 <div class="doc_author">
 122   <p>Written by the LLVM Team.</p>
 123 </div>
 124
 125 <div class="doc_warning">
 126   <p>Warning: This is a work in progress.</p>
 127 </div>
 128
 129 <!-- *********************************************************************** -->
 130 <h2>
 131   <a name="introduction">Introduction</a>
 132 </h2>
 133 <!-- *********************************************************************** -->
 134
 135 <div>
 136
 137 <p>The LLVM target-independent code generator is a framework that provides a
 138    suite of reusable components for translating the LLVM internal representation
 139    to the machine code for a specified target&mdash;either in assembly form
 140    (suitable for a static compiler) or in binary machine code format (usable for
 141    a JIT compiler). The LLVM target-independent code generator consists of six
 142    main components:</p>
 143
 144 <ol>
 145   <li><a href="#targetdesc">Abstract target description</a> interfaces which
 146       capture important properties about various aspects of the machine,
 147       independently of how they will be used.  These interfaces are defined in
 148       <tt>include/llvm/Target/</tt>.</li>
 149
 150   <li>Classes used to represent the <a href="#codegendesc">code being
 151       generated</a> for a target.  These classes are intended to be abstract
 152       enough to represent the machine code for <i>any</i> target machine.  These
 153       classes are defined in <tt>include/llvm/CodeGen/</tt>. At this level,
 154       concepts like "constant pool entries" and "jump tables" are explicitly
 155       exposed.</li>
 156
 157   <li>Classes and algorithms used to represent code as the object file level,
 158       the <a href="#mc">MC Layer</a>.  These classes represent assembly level
 159       constructs like labels, sections, and instructions.  At this level,
 160       concepts like "constant pool entries" and "jump tables" don't exist.</li>
 161
 162   <li><a href="#codegenalgs">Target-independent algorithms</a> used to implement
 163       various phases of native code generation (register allocation, scheduling,
 164       stack frame representation, etc).  This code lives
 165       in <tt>lib/CodeGen/</tt>.</li>
 166
 167   <li><a href="#targetimpls">Implementations of the abstract target description
 168       interfaces</a> for particular targets.  These machine descriptions make
 169       use of the components provided by LLVM, and can optionally provide custom
 170       target-specific passes, to build complete code generators for a specific
 171       target.  Target descriptions live in <tt>lib/Target/</tt>.</li>
 172
 173   <li><a href="#jit">The target-independent JIT components</a>.  The LLVM JIT is
 174       completely target independent (it uses the <tt>TargetJITInfo</tt>
 175       structure to interface for target-specific issues.  The code for the
 176       target-independent JIT lives in <tt>lib/ExecutionEngine/JIT</tt>.</li>
 177 </ol>
 178
 179 <p>Depending on which part of the code generator you are interested in working
 180    on, different pieces of this will be useful to you.  In any case, you should
 181    be familiar with the <a href="#targetdesc">target description</a>
 182    and <a href="#codegendesc">machine code representation</a> classes.  If you
 183    want to add a backend for a new target, you will need
 184    to <a href="#targetimpls">implement the target description</a> classes for
 185    your new target and understand the <a href="LangRef.html">LLVM code
 186    representation</a>.  If you are interested in implementing a
 187    new <a href="#codegenalgs">code generation algorithm</a>, it should only
 188    depend on the target-description and machine code representation classes,
 189    ensuring that it is portable.</p>
 190
 191 <!-- ======================================================================= -->
 192 <h3>
 193  <a name="required">Required components in the code generator</a>
 194 </h3>
 195
 196 <div>
 197
 198 <p>The two pieces of the LLVM code generator are the high-level interface to the
 199    code generator and the set of reusable components that can be used to build
 200    target-specific backends.  The two most important interfaces
 201    (<a href="#targetmachine"><tt>TargetMachine</tt></a>
 202    and <a href="#targetdata"><tt>TargetData</tt></a>) are the only ones that are
 203    required to be defined for a backend to fit into the LLVM system, but the
 204    others must be defined if the reusable code generator components are going to
 205    be used.</p>
 206
 207 <p>This design has two important implications.  The first is that LLVM can
 208    support completely non-traditional code generation targets.  For example, the
 209    C backend does not require register allocation, instruction selection, or any
 210    of the other standard components provided by the system.  As such, it only
 211    implements these two interfaces, and does its own thing.  Another example of
 212    a code generator like this is a (purely hypothetical) backend that converts
 213    LLVM to the GCC RTL form and uses GCC to emit machine code for a target.</p>
 214
 215 <p>This design also implies that it is possible to design and implement
 216    radically different code generators in the LLVM system that do not make use
 217    of any of the built-in components.  Doing so is not recommended at all, but
 218    could be required for radically different targets that do not fit into the
 219    LLVM machine description model: FPGAs for example.</p>
 220
 221 </div>
 222
 223 <!-- ======================================================================= -->
 224 <h3>
 225  <a name="high-level-design">The high-level design of the code generator</a>
 226 </h3>
 227
 228 <div>
 229
 230 <p>The LLVM target-independent code generator is designed to support efficient
 231    and quality code generation for standard register-based microprocessors.
 232    Code generation in this model is divided into the following stages:</p>
 233
 234 <ol>
 235   <li><b><a href="#instselect">Instruction Selection</a></b> &mdash; This phase
 236       determines an efficient way to express the input LLVM code in the target
 237       instruction set.  This stage produces the initial code for the program in
 238       the target instruction set, then makes use of virtual registers in SSA
 239       form and physical registers that represent any required register
 240       assignments due to target constraints or calling conventions.  This step
 241       turns the LLVM code into a DAG of target instructions.</li>
 242
 243   <li><b><a href="#selectiondag_sched">Scheduling and Formation</a></b> &mdash;
 244       This phase takes the DAG of target instructions produced by the
 245       instruction selection phase, determines an ordering of the instructions,
 246       then emits the instructions
 247       as <tt><a href="#machineinstr">MachineInstr</a></tt>s with that ordering.
 248       Note that we describe this in the <a href="#instselect">instruction
 249       selection section</a> because it operates on
 250       a <a href="#selectiondag_intro">SelectionDAG</a>.</li>
 251
 252   <li><b><a href="#ssamco">SSA-based Machine Code Optimizations</a></b> &mdash;
 253       This optional stage consists of a series of machine-code optimizations
 254       that operate on the SSA-form produced by the instruction selector.
 255       Optimizations like modulo-scheduling or peephole optimization work
 256       here.</li>
 257
 258   <li><b><a href="#regalloc">Register Allocation</a></b> &mdash; The target code
 259       is transformed from an infinite virtual register file in SSA form to the
 260       concrete register file used by the target.  This phase introduces spill
 261       code and eliminates all virtual register references from the program.</li>
 262
 263   <li><b><a href="#proepicode">Prolog/Epilog Code Insertion</a></b> &mdash; Once
 264       the machine code has been generated for the function and the amount of
 265       stack space required is known (used for LLVM alloca's and spill slots),
 266       the prolog and epilog code for the function can be inserted and "abstract
 267       stack location references" can be eliminated.  This stage is responsible
 268       for implementing optimizations like frame-pointer elimination and stack
 269       packing.</li>
 270
 271   <li><b><a href="#latemco">Late Machine Code Optimizations</a></b> &mdash;
 272       Optimizations that operate on "final" machine code can go here, such as
 273       spill code scheduling and peephole optimizations.</li>
 274
 275   <li><b><a href="#codeemit">Code Emission</a></b> &mdash; The final stage
 276       actually puts out the code for the current function, either in the target
 277       assembler format or in machine code.</li>
 278 </ol>
 279
 280 <p>The code generator is based on the assumption that the instruction selector
 281    will use an optimal pattern matching selector to create high-quality
 282    sequences of native instructions.  Alternative code generator designs based
 283    on pattern expansion and aggressive iterative peephole optimization are much
 284    slower.  This design permits efficient compilation (important for JIT
 285    environments) and aggressive optimization (used when generating code offline)
 286    by allowing components of varying levels of sophistication to be used for any
 287    step of compilation.</p>
 288
 289 <p>In addition to these stages, target implementations can insert arbitrary
 290    target-specific passes into the flow.  For example, the X86 target uses a
 291    special pass to handle the 80x87 floating point stack architecture.  Other
 292    targets with unusual requirements can be supported with custom passes as
 293    needed.</p>
 294
 295 </div>
 296
 297 <!-- ======================================================================= -->
 298 <h3>
 299  <a name="tablegen">Using TableGen for target description</a>
 300 </h3>
 301
 302 <div>
 303
 304 <p>The target description classes require a detailed description of the target
 305    architecture.  These target descriptions often have a large amount of common
 306    information (e.g., an <tt>add</tt> instruction is almost identical to a
 307    <tt>sub</tt> instruction).  In order to allow the maximum amount of
 308    commonality to be factored out, the LLVM code generator uses
 309    the <a href="TableGenFundamentals.html">TableGen</a> tool to describe big
 310    chunks of the target machine, which allows the use of domain-specific and
 311    target-specific abstractions to reduce the amount of repetition.</p>
 312
 313 <p>As LLVM continues to be developed and refined, we plan to move more and more
 314    of the target description to the <tt>.td</tt> form.  Doing so gives us a
 315    number of advantages.  The most important is that it makes it easier to port
 316    LLVM because it reduces the amount of C++ code that has to be written, and
 317    the surface area of the code generator that needs to be understood before
 318    someone can get something working.  Second, it makes it easier to change
 319    things. In particular, if tables and other things are all emitted
 320    by <tt>tblgen</tt>, we only need a change in one place (<tt>tblgen</tt>) to
 321    update all of the targets to a new interface.</p>
 322
 323 </div>
 324
 325 </div>
 326
 327 <!-- *********************************************************************** -->
 328 <h2>
 329   <a name="targetdesc">Target description classes</a>
 330 </h2>
 331 <!-- *********************************************************************** -->
 332
 333 <div>
 334
 335 <p>The LLVM target description classes (located in the
 336    <tt>include/llvm/Target</tt> directory) provide an abstract description of
 337    the target machine independent of any particular client.  These classes are
 338    designed to capture the <i>abstract</i> properties of the target (such as the
 339    instructions and registers it has), and do not incorporate any particular
 340    pieces of code generation algorithms.</p>
 341
 342 <p>All of the target description classes (except the
 343    <tt><a href="#targetdata">TargetData</a></tt> class) are designed to be
 344    subclassed by the concrete target implementation, and have virtual methods
 345    implemented.  To get to these implementations, the
 346    <tt><a href="#targetmachine">TargetMachine</a></tt> class provides accessors
 347    that should be implemented by the target.</p>
 348
 349 <!-- ======================================================================= -->
 350 <h3>
 351   <a name="targetmachine">The <tt>TargetMachine</tt> class</a>
 352 </h3>
 353
 354 <div>
 355
 356 <p>The <tt>TargetMachine</tt> class provides virtual methods that are used to
 357    access the target-specific implementations of the various target description
 358    classes via the <tt>get*Info</tt> methods (<tt>getInstrInfo</tt>,
 359    <tt>getRegisterInfo</tt>, <tt>getFrameInfo</tt>, etc.).  This class is
 360    designed to be specialized by a concrete target implementation
 361    (e.g., <tt>X86TargetMachine</tt>) which implements the various virtual
 362    methods.  The only required target description class is
 363    the <a href="#targetdata"><tt>TargetData</tt></a> class, but if the code
 364    generator components are to be used, the other interfaces should be
 365    implemented as well.</p>
 366
 367 </div>
 368
 369 <!-- ======================================================================= -->
 370 <h3>
 371   <a name="targetdata">The <tt>TargetData</tt> class</a>
 372 </h3>
 373
 374 <div>
 375
 376 <p>The <tt>TargetData</tt> class is the only required target description class,
 377    and it is the only class that is not extensible (you cannot derived a new
 378    class from it).  <tt>TargetData</tt> specifies information about how the
 379    target lays out memory for structures, the alignment requirements for various
 380    data types, the size of pointers in the target, and whether the target is
 381    little-endian or big-endian.</p>
 382
 383 </div>
 384
 385 <!-- ======================================================================= -->
 386 <h3>
 387   <a name="targetlowering">The <tt>TargetLowering</tt> class</a>
 388 </h3>
 389
 390 <div>
 391
 392 <p>The <tt>TargetLowering</tt> class is used by SelectionDAG based instruction
 393    selectors primarily to describe how LLVM code should be lowered to
 394    SelectionDAG operations.  Among other things, this class indicates:</p>
 395
 396 <ul>
 397   <li>an initial register class to use for various <tt>ValueType</tt>s,</li>
 398
 399   <li>which operations are natively supported by the target machine,</li>
 400
 401   <li>the return type of <tt>setcc</tt> operations,</li>
 402
 403   <li>the type to use for shift amounts, and</li>
 404
 405   <li>various high-level characteristics, like whether it is profitable to turn
 406       division by a constant into a multiplication sequence</li>
 407 </ul>
 408
 409 </div>
 410
 411 <!-- ======================================================================= -->
 412 <h3>
 413   <a name="targetregisterinfo">The <tt>TargetRegisterInfo</tt> class</a>
 414 </h3>
 415
 416 <div>
 417
 418 <p>The <tt>TargetRegisterInfo</tt> class is used to describe the register file
 419    of the target and any interactions between the registers.</p>
 420
 421 <p>Registers in the code generator are represented in the code generator by
 422    unsigned integers.  Physical registers (those that actually exist in the
 423    target description) are unique small numbers, and virtual registers are
 424    generally large.  Note that register #0 is reserved as a flag value.</p>
 425
 426 <p>Each register in the processor description has an associated
 427    <tt>TargetRegisterDesc</tt> entry, which provides a textual name for the
 428    register (used for assembly output and debugging dumps) and a set of aliases
 429    (used to indicate whether one register overlaps with another).</p>
 430
 431 <p>In addition to the per-register description, the <tt>TargetRegisterInfo</tt>
 432    class exposes a set of processor specific register classes (instances of the
 433    <tt>TargetRegisterClass</tt> class).  Each register class contains sets of
 434    registers that have the same properties (for example, they are all 32-bit
 435    integer registers).  Each SSA virtual register created by the instruction
 436    selector has an associated register class.  When the register allocator runs,
 437    it replaces virtual registers with a physical register in the set.</p>
 438
 439 <p>The target-specific implementations of these classes is auto-generated from
 440    a <a href="TableGenFundamentals.html">TableGen</a> description of the
 441    register file.</p>
 442
 443 </div>
 444
 445 <!-- ======================================================================= -->
 446 <h3>
 447   <a name="targetinstrinfo">The <tt>TargetInstrInfo</tt> class</a>
 448 </h3>
 449
 450 <div>
 451
 452 <p>The <tt>TargetInstrInfo</tt> class is used to describe the machine
 453    instructions supported by the target. It is essentially an array of
 454    <tt>TargetInstrDescriptor</tt> objects, each of which describes one
 455    instruction the target supports. Descriptors define things like the mnemonic
 456    for the opcode, the number of operands, the list of implicit register uses
 457    and defs, whether the instruction has certain target-independent properties
 458    (accesses memory, is commutable, etc), and holds any target-specific
 459    flags.</p>
 460
 461 </div>
 462
 463 <!-- ======================================================================= -->
 464 <h3>
 465   <a name="targetframeinfo">The <tt>TargetFrameInfo</tt> class</a>
 466 </h3>
 467
 468 <div>
 469
 470 <p>The <tt>TargetFrameInfo</tt> class is used to provide information about the
 471    stack frame layout of the target. It holds the direction of stack growth, the
 472    known stack alignment on entry to each function, and the offset to the local
 473    area.  The offset to the local area is the offset from the stack pointer on
 474    function entry to the first location where function data (local variables,
 475    spill locations) can be stored.</p>
 476
 477 </div>
 478
 479 <!-- ======================================================================= -->
 480 <h3>
 481   <a name="targetsubtarget">The <tt>TargetSubtarget</tt> class</a>
 482 </h3>
 483
 484 <div>
 485
 486 <p>The <tt>TargetSubtarget</tt> class is used to provide information about the
 487    specific chip set being targeted.  A sub-target informs code generation of
 488    which instructions are supported, instruction latencies and instruction
 489    execution itinerary; i.e., which processing units are used, in what order,
 490    and for how long.</p>
 491
 492 </div>
 493
 494
 495 <!-- ======================================================================= -->
 496 <h3>
 497   <a name="targetjitinfo">The <tt>TargetJITInfo</tt> class</a>
 498 </h3>
 499
 500 <div>
 501
 502 <p>The <tt>TargetJITInfo</tt> class exposes an abstract interface used by the
 503    Just-In-Time code generator to perform target-specific activities, such as
 504    emitting stubs.  If a <tt>TargetMachine</tt> supports JIT code generation, it
 505    should provide one of these objects through the <tt>getJITInfo</tt>
 506    method.</p>
 507
 508 </div>
 509
 510 </div>
 511
 512 <!-- *********************************************************************** -->
 513 <h2>
 514   <a name="codegendesc">Machine code description classes</a>
 515 </h2>
 516 <!-- *********************************************************************** -->
 517
 518 <div>
 519
 520 <p>At the high-level, LLVM code is translated to a machine specific
 521    representation formed out of
 522    <a href="#machinefunction"><tt>MachineFunction</tt></a>,
 523    <a href="#machinebasicblock"><tt>MachineBasicBlock</tt></a>,
 524    and <a href="#machineinstr"><tt>MachineInstr</tt></a> instances (defined
 525    in <tt>include/llvm/CodeGen</tt>).  This representation is completely target
 526    agnostic, representing instructions in their most abstract form: an opcode
 527    and a series of operands.  This representation is designed to support both an
 528    SSA representation for machine code, as well as a register allocated, non-SSA
 529    form.</p>
 530
 531 <!-- ======================================================================= -->
 532 <h3>
 533   <a name="machineinstr">The <tt>MachineInstr</tt> class</a>
 534 </h3>
 535
 536 <div>
 537
 538 <p>Target machine instructions are represented as instances of the
 539    <tt>MachineInstr</tt> class.  This class is an extremely abstract way of
 540    representing machine instructions.  In particular, it only keeps track of an
 541    opcode number and a set of operands.</p>
 542
 543 <p>The opcode number is a simple unsigned integer that only has meaning to a
 544    specific backend.  All of the instructions for a target should be defined in
 545    the <tt>*InstrInfo.td</tt> file for the target. The opcode enum values are
 546    auto-generated from this description.  The <tt>MachineInstr</tt> class does
 547    not have any information about how to interpret the instruction (i.e., what
 548    the semantics of the instruction are); for that you must refer to the
 549    <tt><a href="#targetinstrinfo">TargetInstrInfo</a></tt> class.</p>
 550
 551 <p>The operands of a machine instruction can be of several different types: a
 552    register reference, a constant integer, a basic block reference, etc.  In
 553    addition, a machine operand should be marked as a def or a use of the value
 554    (though only registers are allowed to be defs).</p>
 555
 556 <p>By convention, the LLVM code generator orders instruction operands so that
 557    all register definitions come before the register uses, even on architectures
 558    that are normally printed in other orders.  For example, the SPARC add
 559    instruction: "<tt>add %i1, %i2, %i3</tt>" adds the "%i1", and "%i2" registers
 560    and stores the result into the "%i3" register.  In the LLVM code generator,
 561    the operands should be stored as "<tt>%i3, %i1, %i2</tt>": with the
 562    destination first.</p>
 563
 564 <p>Keeping destination (definition) operands at the beginning of the operand
 565    list has several advantages.  In particular, the debugging printer will print
 566    the instruction like this:</p>
 567
 568 <div class="doc_code">
 569 <pre>
 570 %r3 = add %i1, %i2
 571 </pre>
 572 </div>
 573
 574 <p>Also if the first operand is a def, it is easier to <a href="#buildmi">create
 575    instructions</a> whose only def is the first operand.</p>
 576
 577 <!-- _______________________________________________________________________ -->
 578 <h4>
 579   <a name="buildmi">Using the <tt>MachineInstrBuilder.h</tt> functions</a>
 580 </h4>
 581
 582 <div>
 583
 584 <p>Machine instructions are created by using the <tt>BuildMI</tt> functions,
 585    located in the <tt>include/llvm/CodeGen/MachineInstrBuilder.h</tt> file.  The
 586    <tt>BuildMI</tt> functions make it easy to build arbitrary machine
 587    instructions.  Usage of the <tt>BuildMI</tt> functions look like this:</p>
 588
 589 <div class="doc_code">
 590 <pre>
 591 // Create a 'DestReg = mov 42' (rendered in X86 assembly as 'mov DestReg, 42')
 592 // instruction.  The '1' specifies how many operands will be added.
 593 MachineInstr *MI = BuildMI(X86::MOV32ri, 1, DestReg).addImm(42);
 594
 595 // Create the same instr, but insert it at the end of a basic block.
 596 MachineBasicBlock &amp;MBB = ...
 597 BuildMI(MBB, X86::MOV32ri, 1, DestReg).addImm(42);
 598
 599 // Create the same instr, but insert it before a specified iterator point.
 600 MachineBasicBlock::iterator MBBI = ...
 601 BuildMI(MBB, MBBI, X86::MOV32ri, 1, DestReg).addImm(42);
 602
 603 // Create a 'cmp Reg, 0' instruction, no destination reg.
 604 MI = BuildMI(X86::CMP32ri, 2).addReg(Reg).addImm(0);
 605 // Create an 'sahf' instruction which takes no operands and stores nothing.
 606 MI = BuildMI(X86::SAHF, 0);
 607
 608 // Create a self looping branch instruction.
 609 BuildMI(MBB, X86::JNE, 1).addMBB(&amp;MBB);
 610 </pre>
 611 </div>
 612
 613 <p>The key thing to remember with the <tt>BuildMI</tt> functions is that you
 614    have to specify the number of operands that the machine instruction will
 615    take.  This allows for efficient memory allocation.  You also need to specify
 616    if operands default to be uses of values, not definitions.  If you need to
 617    add a definition operand (other than the optional destination register), you
 618    must explicitly mark it as such:</p>
 619
 620 <div class="doc_code">
 621 <pre>
 622 MI.addReg(Reg, RegState::Define);
 623 </pre>
 624 </div>
 625
 626 </div>
 627
 628 <!-- _______________________________________________________________________ -->
 629 <h4>
 630   <a name="fixedregs">Fixed (preassigned) registers</a>
 631 </h4>
 632
 633 <div>
 634
 635 <p>One important issue that the code generator needs to be aware of is the
 636    presence of fixed registers.  In particular, there are often places in the
 637    instruction stream where the register allocator <em>must</em> arrange for a
 638    particular value to be in a particular register.  This can occur due to
 639    limitations of the instruction set (e.g., the X86 can only do a 32-bit divide
 640    with the <tt>EAX</tt>/<tt>EDX</tt> registers), or external factors like
 641    calling conventions.  In any case, the instruction selector should emit code
 642    that copies a virtual register into or out of a physical register when
 643    needed.</p>
 644
 645 <p>For example, consider this simple LLVM example:</p>
 646
 647 <div class="doc_code">
 648 <pre>
 649 define i32 @test(i32 %X, i32 %Y) {
 650   %Z = udiv i32 %X, %Y
 651   ret i32 %Z
 652 }
 653 </pre>
 654 </div>
 655
 656 <p>The X86 instruction selector produces this machine code for the <tt>div</tt>
 657    and <tt>ret</tt> (use "<tt>llc X.bc -march=x86 -print-machineinstrs</tt>" to
 658    get this):</p>
 659
 660 <div class="doc_code">
 661 <pre>
 662 ;; Start of div
 663 %EAX = mov %reg1024           ;; Copy X (in reg1024) into EAX
 664 %reg1027 = sar %reg1024, 31
 665 %EDX = mov %reg1027           ;; Sign extend X into EDX
 666 idiv %reg1025                 ;; Divide by Y (in reg1025)
 667 %reg1026 = mov %EAX           ;; Read the result (Z) out of EAX
 668
 669 ;; Start of ret
 670 %EAX = mov %reg1026           ;; 32-bit return value goes in EAX
 671 ret
 672 </pre>
 673 </div>
 674
 675 <p>By the end of code generation, the register allocator has coalesced the
 676    registers and deleted the resultant identity moves producing the following
 677    code:</p>
 678
 679 <div class="doc_code">
 680 <pre>
 681 ;; X is in EAX, Y is in ECX
 682 mov %EAX, %EDX
 683 sar %EDX, 31
 684 idiv %ECX
 685 ret
 686 </pre>
 687 </div>
 688
 689 <p>This approach is extremely general (if it can handle the X86 architecture, it
 690    can handle anything!) and allows all of the target specific knowledge about
 691    the instruction stream to be isolated in the instruction selector.  Note that
 692    physical registers should have a short lifetime for good code generation, and
 693    all physical registers are assumed dead on entry to and exit from basic
 694    blocks (before register allocation).  Thus, if you need a value to be live
 695    across basic block boundaries, it <em>must</em> live in a virtual
 696    register.</p>
 697
 698 </div>
 699
 700 <!-- _______________________________________________________________________ -->
 701 <h4>
 702   <a name="ssa">Machine code in SSA form</a>
 703 </h4>
 704
 705 <div>
 706
 707 <p><tt>MachineInstr</tt>'s are initially selected in SSA-form, and are
 708    maintained in SSA-form until register allocation happens.  For the most part,
 709    this is trivially simple since LLVM is already in SSA form; LLVM PHI nodes
 710    become machine code PHI nodes, and virtual registers are only allowed to have
 711    a single definition.</p>
 712
 713 <p>After register allocation, machine code is no longer in SSA-form because
 714    there are no virtual registers left in the code.</p>
 715
 716 </div>
 717
 718 </div>
 719
 720 <!-- ======================================================================= -->
 721 <h3>
 722   <a name="machinebasicblock">The <tt>MachineBasicBlock</tt> class</a>
 723 </h3>
 724
 725 <div>
 726
 727 <p>The <tt>MachineBasicBlock</tt> class contains a list of machine instructions
 728    (<tt><a href="#machineinstr">MachineInstr</a></tt> instances).  It roughly
 729    corresponds to the LLVM code input to the instruction selector, but there can
 730    be a one-to-many mapping (i.e. one LLVM basic block can map to multiple
 731    machine basic blocks). The <tt>MachineBasicBlock</tt> class has a
 732    "<tt>getBasicBlock</tt>" method, which returns the LLVM basic block that it
 733    comes from.</p>
 734
 735 </div>
 736
 737 <!-- ======================================================================= -->
 738 <h3>
 739   <a name="machinefunction">The <tt>MachineFunction</tt> class</a>
 740 </h3>
 741
 742 <div>
 743
 744 <p>The <tt>MachineFunction</tt> class contains a list of machine basic blocks
 745    (<tt><a href="#machinebasicblock">MachineBasicBlock</a></tt> instances).  It
 746    corresponds one-to-one with the LLVM function input to the instruction
 747    selector.  In addition to a list of basic blocks,
 748    the <tt>MachineFunction</tt> contains a a <tt>MachineConstantPool</tt>,
 749    a <tt>MachineFrameInfo</tt>, a <tt>MachineFunctionInfo</tt>, and a
 750    <tt>MachineRegisterInfo</tt>.  See
 751    <tt>include/llvm/CodeGen/MachineFunction.h</tt> for more information.</p>
 752
 753 </div>
 754
 755 </div>
 756
 757 <!-- *********************************************************************** -->
 758 <h2>
 759   <a name="mc">The "MC" Layer</a>
 760 </h2>
 761 <!-- *********************************************************************** -->
 762
 763 <div>
 764
 765 <p>
 766 The MC Layer is used to represent and process code at the raw machine code
 767 level, devoid of "high level" information like "constant pools", "jump tables",
 768 "global variables" or anything like that.  At this level, LLVM handles things
 769 like label names, machine instructions, and sections in the object file.  The
 770 code in this layer is used for a number of important purposes: the tail end of
 771 the code generator uses it to write a .s or .o file, and it is also used by the
 772 llvm-mc tool to implement standalone machine code assemblers and disassemblers.
 773 </p>
 774
 775 <p>
 776 This section describes some of the important classes.  There are also a number
 777 of important subsystems that interact at this layer, they are described later
 778 in this manual.
 779 </p>
 780
 781 <!-- ======================================================================= -->
 782 <h3>
 783   <a name="mcstreamer">The <tt>MCStreamer</tt> API</a>
 784 </h3>
 785
 786 <div>
 787
 788 <p>
 789 MCStreamer is best thought of as an assembler API.  It is an abstract API which
 790 is <em>implemented</em> in different ways (e.g. to output a .s file, output an
 791 ELF .o file, etc) but whose API correspond directly to what you see in a .s
 792 file.  MCStreamer has one method per directive, such as EmitLabel,
 793 EmitSymbolAttribute, SwitchSection, EmitValue (for .byte, .word), etc, which
 794 directly correspond to assembly level directives.  It also has an
 795 EmitInstruction method, which is used to output an MCInst to the streamer.
 796 </p>
 797
 798 <p>
 799 This API is most important for two clients: the llvm-mc stand-alone assembler is
 800 effectively a parser that parses a line, then invokes a method on MCStreamer. In
 801 the code generator, the <a href="#codeemit">Code Emission</a> phase of the code
 802 generator lowers higher level LLVM IR and Machine* constructs down to the MC
 803 layer, emitting directives through MCStreamer.</p>
 804
 805 <p>
 806 On the implementation side of MCStreamer, there are two major implementations:
 807 one for writing out a .s file (MCAsmStreamer), and one for writing out a .o
 808 file (MCObjectStreamer).  MCAsmStreamer is a straight-forward implementation
 809 that prints out a directive for each method (e.g. EmitValue -&gt; .byte), but
 810 MCObjectStreamer implements a full assembler.
 811 </p>
 812
 813 </div>
 814
 815 <!-- ======================================================================= -->
 816 <h3>
 817   <a name="mccontext">The <tt>MCContext</tt> class</a>
 818 </h3>
 819
 820 <div>
 821
 822 <p>
 823 The MCContext class is the owner of a variety of uniqued data structures at the
 824 MC layer, including symbols, sections, etc.  As such, this is the class that you
 825 interact with to create symbols and sections.  This class can not be subclassed.
 826 </p>
 827
 828 </div>
 829
 830 <!-- ======================================================================= -->
 831 <h3>
 832   <a name="mcsymbol">The <tt>MCSymbol</tt> class</a>
 833 </h3>
 834
 835 <div>
 836
 837 <p>
 838 The MCSymbol class represents a symbol (aka label) in the assembly file.  There
 839 are two interesting kinds of symbols: assembler temporary symbols, and normal
 840 symbols.  Assembler temporary symbols are used and processed by the assembler
 841 but are discarded when the object file is produced.  The distinction is usually
 842 represented by adding a prefix to the label, for example "L" labels are
 843 assembler temporary labels in MachO.
 844 </p>
 845
 846 <p>MCSymbols are created by MCContext and uniqued there.  This means that
 847 MCSymbols can be compared for pointer equivalence to find out if they are the
 848 same symbol.  Note that pointer inequality does not guarantee the labels will
 849 end up at different addresses though.  It's perfectly legal to output something
 850 like this to the .s file:<p>
 851
 852 <pre>
 853   foo:
 854   bar:
 855     .byte 4
 856 </pre>
 857
 858 <p>In this case, both the foo and bar symbols will have the same address.</p>
 859
 860 </div>
 861
 862 <!-- ======================================================================= -->
 863 <h3>
 864   <a name="mcsection">The <tt>MCSection</tt> class</a>
 865 </h3>
 866
 867 <div>
 868
 869 <p>
 870 The MCSection class represents an object-file specific section. It is subclassed
 871 by object file specific implementations (e.g. <tt>MCSectionMachO</tt>,
 872 <tt>MCSectionCOFF</tt>, <tt>MCSectionELF</tt>) and these are created and uniqued
 873 by MCContext.  The MCStreamer has a notion of the current section, which can be
 874 changed with the SwitchToSection method (which corresponds to a ".section"
 875 directive in a .s file).
 876 </p>
 877
 878 </div>
 879
 880 <!-- ======================================================================= -->
 881 <h3>
 882   <a name="mcinst">The <tt>MCInst</tt> class</a>
 883 </h3>
 884
 885 <div>
 886
 887 <p>
 888 The MCInst class is a target-independent representation of an instruction.  It
 889 is a simple class (much more so than <a href="#machineinstr">MachineInstr</a>)
 890 that holds a target-specific opcode and a vector of MCOperands.  MCOperand, in
 891 turn, is a simple discriminated union of three cases: 1) a simple immediate,
 892 2) a target register ID, 3) a symbolic expression (e.g. "Lfoo-Lbar+42") as an
 893 MCExpr.
 894 </p>
 895
 896 <p>MCInst is the common currency used to represent machine instructions at the
 897 MC layer.  It is the type used by the instruction encoder, the instruction
 898 printer, and the type generated by the assembly parser and disassembler.
 899 </p>
 900
 901 </div>
 902
 903 </div>
 904
 905 <!-- *********************************************************************** -->
 906 <h2>
 907   <a name="codegenalgs">Target-independent code generation algorithms</a>
 908 </h2>
 909 <!-- *********************************************************************** -->
 910
 911 <div>
 912
 913 <p>This section documents the phases described in the
 914    <a href="#high-level-design">high-level design of the code generator</a>.
 915    It explains how they work and some of the rationale behind their design.</p>
 916
 917 <!-- ======================================================================= -->
 918 <h3>
 919   <a name="instselect">Instruction Selection</a>
 920 </h3>
 921
 922 <div>
 923
 924 <p>Instruction Selection is the process of translating LLVM code presented to
 925    the code generator into target-specific machine instructions.  There are
 926    several well-known ways to do this in the literature.  LLVM uses a
 927    SelectionDAG based instruction selector.</p>
 928
 929 <p>Portions of the DAG instruction selector are generated from the target
 930    description (<tt>*.td</tt>) files.  Our goal is for the entire instruction
 931    selector to be generated from these <tt>.td</tt> files, though currently
 932    there are still things that require custom C++ code.</p>
 933
 934 <!-- _______________________________________________________________________ -->
 935 <h4>
 936   <a name="selectiondag_intro">Introduction to SelectionDAGs</a>
 937 </h4>
 938
 939 <div>
 940
 941 <p>The SelectionDAG provides an abstraction for code representation in a way
 942    that is amenable to instruction selection using automatic techniques
 943    (e.g. dynamic-programming based optimal pattern matching selectors). It is
 944    also well-suited to other phases of code generation; in particular,
 945    instruction scheduling (SelectionDAG's are very close to scheduling DAGs
 946    post-selection).  Additionally, the SelectionDAG provides a host
 947    representation where a large variety of very-low-level (but
 948    target-independent) <a href="#selectiondag_optimize">optimizations</a> may be
 949    performed; ones which require extensive information about the instructions
 950    efficiently supported by the target.</p>
 951
 952 <p>The SelectionDAG is a Directed-Acyclic-Graph whose nodes are instances of the
 953    <tt>SDNode</tt> class.  The primary payload of the <tt>SDNode</tt> is its
 954    operation code (Opcode) that indicates what operation the node performs and
 955    the operands to the operation.  The various operation node types are
 956    described at the top of the <tt>include/llvm/CodeGen/SelectionDAGNodes.h</tt>
 957    file.</p>
 958
 959 <p>Although most operations define a single value, each node in the graph may
 960    define multiple values.  For example, a combined div/rem operation will
 961    define both the dividend and the remainder. Many other situations require
 962    multiple values as well.  Each node also has some number of operands, which
 963    are edges to the node defining the used value.  Because nodes may define
 964    multiple values, edges are represented by instances of the <tt>SDValue</tt>
 965    class, which is a <tt>&lt;SDNode, unsigned&gt;</tt> pair, indicating the node
 966    and result value being used, respectively.  Each value produced by
 967    an <tt>SDNode</tt> has an associated <tt>MVT</tt> (Machine Value Type)
 968    indicating what the type of the value is.</p>
 969
 970 <p>SelectionDAGs contain two different kinds of values: those that represent
 971    data flow and those that represent control flow dependencies.  Data values
 972    are simple edges with an integer or floating point value type.  Control edges
 973    are represented as "chain" edges which are of type <tt>MVT::Other</tt>.
 974    These edges provide an ordering between nodes that have side effects (such as
 975    loads, stores, calls, returns, etc).  All nodes that have side effects should
 976    take a token chain as input and produce a new one as output.  By convention,
 977    token chain inputs are always operand #0, and chain results are always the
 978    last value produced by an operation.</p>
 979
 980 <p>A SelectionDAG has designated "Entry" and "Root" nodes.  The Entry node is
 981    always a marker node with an Opcode of <tt>ISD::EntryToken</tt>.  The Root
 982    node is the final side-effecting node in the token chain. For example, in a
 983    single basic block function it would be the return node.</p>
 984
 985 <p>One important concept for SelectionDAGs is the notion of a "legal" vs.
 986    "illegal" DAG.  A legal DAG for a target is one that only uses supported
 987    operations and supported types.  On a 32-bit PowerPC, for example, a DAG with
 988    a value of type i1, i8, i16, or i64 would be illegal, as would a DAG that
 989    uses a SREM or UREM operation.  The
 990    <a href="#selectinodag_legalize_types">legalize types</a> and
 991    <a href="#selectiondag_legalize">legalize operations</a> phases are
 992    responsible for turning an illegal DAG into a legal DAG.</p>
 993
 994 </div>
 995
 996 <!-- _______________________________________________________________________ -->
 997 <h4>
 998   <a name="selectiondag_process">SelectionDAG Instruction Selection Process</a>
 999 </h4>
1000
1001 <div>
1002
1003 <p>SelectionDAG-based instruction selection consists of the following steps:</p>
1004
1005 <ol>
1006   <li><a href="#selectiondag_build">Build initial DAG</a> &mdash; This stage
1007       performs a simple translation from the input LLVM code to an illegal
1008       SelectionDAG.</li>
1009
1010   <li><a href="#selectiondag_optimize">Optimize SelectionDAG</a> &mdash; This
1011       stage performs simple optimizations on the SelectionDAG to simplify it,
1012       and recognize meta instructions (like rotates
1013       and <tt>div</tt>/<tt>rem</tt> pairs) for targets that support these meta
1014       operations.  This makes the resultant code more efficient and
1015       the <a href="#selectiondag_select">select instructions from DAG</a> phase
1016       (below) simpler.</li>
1017
1018   <li><a href="#selectiondag_legalize_types">Legalize SelectionDAG Types</a>
1019       &mdash; This stage transforms SelectionDAG nodes to eliminate any types
1020       that are unsupported on the target.</li>
1021
1022   <li><a href="#selectiondag_optimize">Optimize SelectionDAG</a> &mdash; The
1023       SelectionDAG optimizer is run to clean up redundancies exposed by type
1024       legalization.</li>
1025
1026   <li><a href="#selectiondag_legalize">Legalize SelectionDAG Ops</a> &mdash;
1027       This stage transforms SelectionDAG nodes to eliminate any operations
1028       that are unsupported on the target.</li>
1029
1030   <li><a href="#selectiondag_optimize">Optimize SelectionDAG</a> &mdash; The
1031       SelectionDAG optimizer is run to eliminate inefficiencies introduced by
1032       operation legalization.</li>
1033
1034   <li><a href="#selectiondag_select">Select instructions from DAG</a> &mdash;
1035       Finally, the target instruction selector matches the DAG operations to
1036       target instructions.  This process translates the target-independent input
1037       DAG into another DAG of target instructions.</li>
1038
1039   <li><a href="#selectiondag_sched">SelectionDAG Scheduling and Formation</a>
1040       &mdash; The last phase assigns a linear order to the instructions in the
1041       target-instruction DAG and emits them into the MachineFunction being
1042       compiled.  This step uses traditional prepass scheduling techniques.</li>
1043 </ol>
1044
1045 <p>After all of these steps are complete, the SelectionDAG is destroyed and the
1046    rest of the code generation passes are run.</p>
1047
1048 <p>One great way to visualize what is going on here is to take advantage of a
1049    few LLC command line options.  The following options pop up a window
1050    displaying the SelectionDAG at specific times (if you only get errors printed
1051    to the console while using this, you probably
1052    <a href="ProgrammersManual.html#ViewGraph">need to configure your system</a>
1053    to add support for it).</p>
1054
1055 <ul>
1056   <li><tt>-view-dag-combine1-dags</tt> displays the DAG after being built,
1057       before the first optimization pass.</li>
1058
1059   <li><tt>-view-legalize-dags</tt> displays the DAG before Legalization.</li>
1060
1061   <li><tt>-view-dag-combine2-dags</tt> displays the DAG before the second
1062       optimization pass.</li>
1063
1064   <li><tt>-view-isel-dags</tt> displays the DAG before the Select phase.</li>
1065
1066   <li><tt>-view-sched-dags</tt> displays the DAG before Scheduling.</li>
1067 </ul>
1068
1069 <p>The <tt>-view-sunit-dags</tt> displays the Scheduler's dependency graph.
1070    This graph is based on the final SelectionDAG, with nodes that must be
1071    scheduled together bundled into a single scheduling-unit node, and with
1072    immediate operands and other nodes that aren't relevant for scheduling
1073    omitted.</p>
1074
1075 </div>
1076
1077 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1078 <h4>
1079   <a name="selectiondag_build">Initial SelectionDAG Construction</a>
1080 </h4>
1081
1082 <div>
1083
1084 <p>The initial SelectionDAG is na&iuml;vely peephole expanded from the LLVM
1085    input by the <tt>SelectionDAGLowering</tt> class in the
1086    <tt>lib/CodeGen/SelectionDAG/SelectionDAGISel.cpp</tt> file.  The intent of
1087    this pass is to expose as much low-level, target-specific details to the
1088    SelectionDAG as possible.  This pass is mostly hard-coded (e.g. an
1089    LLVM <tt>add</tt> turns into an <tt>SDNode add</tt> while a
1090    <tt>getelementptr</tt> is expanded into the obvious arithmetic). This pass
1091    requires target-specific hooks to lower calls, returns, varargs, etc.  For
1092    these features, the <tt><a href="#targetlowering">TargetLowering</a></tt>
1093    interface is used.</p>
1094
1095 </div>
1096
1097 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1098 <h4>
1099   <a name="selectiondag_legalize_types">SelectionDAG LegalizeTypes Phase</a>
1100 </h4>
1101
1102 <div>
1103
1104 <p>The Legalize phase is in charge of converting a DAG to only use the types
1105    that are natively supported by the target.</p>
1106
1107 <p>There are two main ways of converting values of unsupported scalar types to
1108    values of supported types: converting small types to larger types
1109    ("promoting"), and breaking up large integer types into smaller ones
1110    ("expanding").  For example, a target might require that all f32 values are
1111    promoted to f64 and that all i1/i8/i16 values are promoted to i32.  The same
1112    target might require that all i64 values be expanded into pairs of i32
1113    values.  These changes can insert sign and zero extensions as needed to make
1114    sure that the final code has the same behavior as the input.</p>
1115
1116 <p>There are two main ways of converting values of unsupported vector types to
1117    value of supported types: splitting vector types, multiple times if
1118    necessary, until a legal type is found, and extending vector types by adding
1119    elements to the end to round them out to legal types ("widening").  If a
1120    vector gets split all the way down to single-element parts with no supported
1121    vector type being found, the elements are converted to scalars
1122    ("scalarizing").</p>
1123
1124 <p>A target implementation tells the legalizer which types are supported (and
1125    which register class to use for them) by calling the
1126    <tt>addRegisterClass</tt> method in its TargetLowering constructor.</p>
1127
1128 </div>
1129
1130 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1131 <h4>
1132   <a name="selectiondag_legalize">SelectionDAG Legalize Phase</a>
1133 </h4>
1134
1135 <div>
1136
1137 <p>The Legalize phase is in charge of converting a DAG to only use the
1138    operations that are natively supported by the target.</p>
1139
1140 <p>Targets often have weird constraints, such as not supporting every operation
1141    on every supported datatype (e.g. X86 does not support byte conditional moves
1142    and PowerPC does not support sign-extending loads from a 16-bit memory
1143    location).  Legalize takes care of this by open-coding another sequence of
1144    operations to emulate the operation ("expansion"), by promoting one type to a
1145    larger type that supports the operation ("promotion"), or by using a
1146    target-specific hook to implement the legalization ("custom").</p>
1147
1148 <p>A target implementation tells the legalizer which operations are not
1149    supported (and which of the above three actions to take) by calling the
1150    <tt>setOperationAction</tt> method in its <tt>TargetLowering</tt>
1151    constructor.</p>
1152
1153 <p>Prior to the existence of the Legalize passes, we required that every target
1154    <a href="#selectiondag_optimize">selector</a> supported and handled every
1155    operator and type even if they are not natively supported.  The introduction
1156    of the Legalize phases allows all of the canonicalization patterns to be
1157    shared across targets, and makes it very easy to optimize the canonicalized
1158    code because it is still in the form of a DAG.</p>
1159
1160 </div>
1161
1162 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1163 <h4>
1164   <a name="selectiondag_optimize">
1165     SelectionDAG Optimization Phase: the DAG Combiner
1166   </a>
1167 </h4>
1168
1169 <div>
1170
1171 <p>The SelectionDAG optimization phase is run multiple times for code
1172    generation, immediately after the DAG is built and once after each
1173    legalization.  The first run of the pass allows the initial code to be
1174    cleaned up (e.g. performing optimizations that depend on knowing that the
1175    operators have restricted type inputs).  Subsequent runs of the pass clean up
1176    the messy code generated by the Legalize passes, which allows Legalize to be
1177    very simple (it can focus on making code legal instead of focusing on
1178    generating <em>good</em> and legal code).</p>
1179
1180 <p>One important class of optimizations performed is optimizing inserted sign
1181    and zero extension instructions.  We currently use ad-hoc techniques, but
1182    could move to more rigorous techniques in the future.  Here are some good
1183    papers on the subject:</p>
1184
1185 <p>"<a href="http://www.eecs.harvard.edu/~nr/pubs/widen-abstract.html">Widening
1186    integer arithmetic</a>"<br>
1187    Kevin Redwine and Norman Ramsey<br>
1188    International Conference on Compiler Construction (CC) 2004</p>
1189
1190 <p>"<a href="http://portal.acm.org/citation.cfm?doid=512529.512552">Effective
1191    sign extension elimination</a>"<br>
1192    Motohiro Kawahito, Hideaki Komatsu, and Toshio Nakatani<br>
1193    Proceedings of the ACM SIGPLAN 2002 Conference on Programming Language Design
1194    and Implementation.</p>
1195
1196 </div>
1197
1198 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1199 <h4>
1200   <a name="selectiondag_select">SelectionDAG Select Phase</a>
1201 </h4>
1202
1203 <div>
1204
1205 <p>The Select phase is the bulk of the target-specific code for instruction
1206    selection.  This phase takes a legal SelectionDAG as input, pattern matches
1207    the instructions supported by the target to this DAG, and produces a new DAG
1208    of target code.  For example, consider the following LLVM fragment:</p>
1209
1210 <div class="doc_code">
1211 <pre>
1212 %t1 = fadd float %W, %X
1213 %t2 = fmul float %t1, %Y
1214 %t3 = fadd float %t2, %Z
1215 </pre>
1216 </div>
1217
1218 <p>This LLVM code corresponds to a SelectionDAG that looks basically like
1219    this:</p>
1220
1221 <div class="doc_code">
1222 <pre>
1223 (fadd:f32 (fmul:f32 (fadd:f32 W, X), Y), Z)
1224 </pre>
1225 </div>
1226
1227 <p>If a target supports floating point multiply-and-add (FMA) operations, one of
1228    the adds can be merged with the multiply.  On the PowerPC, for example, the
1229    output of the instruction selector might look like this DAG:</p>
1230
1231 <div class="doc_code">
1232 <pre>
1233 (FMADDS (FADDS W, X), Y, Z)
1234 </pre>
1235 </div>
1236
1237 <p>The <tt>FMADDS</tt> instruction is a ternary instruction that multiplies its
1238 first two operands and adds the third (as single-precision floating-point
1239 numbers).  The <tt>FADDS</tt> instruction is a simple binary single-precision
1240 add instruction.  To perform this pattern match, the PowerPC backend includes
1241 the following instruction definitions:</p>
1242
1243 <div class="doc_code">
1244 <pre>
1245 def FMADDS : AForm_1&lt;59, 29,
1246                     (ops F4RC:$FRT, F4RC:$FRA, F4RC:$FRC, F4RC:$FRB),
1247                     "fmadds $FRT, $FRA, $FRC, $FRB",
1248                     [<b>(set F4RC:$FRT, (fadd (fmul F4RC:$FRA, F4RC:$FRC),
1249                                            F4RC:$FRB))</b>]&gt;;
1250 def FADDS : AForm_2&lt;59, 21,
1251                     (ops F4RC:$FRT, F4RC:$FRA, F4RC:$FRB),
1252                     "fadds $FRT, $FRA, $FRB",
1253                     [<b>(set F4RC:$FRT, (fadd F4RC:$FRA, F4RC:$FRB))</b>]&gt;;
1254 </pre>
1255 </div>
1256
1257 <p>The portion of the instruction definition in bold indicates the pattern used
1258    to match the instruction.  The DAG operators
1259    (like <tt>fmul</tt>/<tt>fadd</tt>) are defined in
1260    the <tt>include/llvm/Target/TargetSelectionDAG.td</tt> file.  "
1261    <tt>F4RC</tt>" is the register class of the input and result values.</p>
1262
1263 <p>The TableGen DAG instruction selector generator reads the instruction
1264    patterns in the <tt>.td</tt> file and automatically builds parts of the
1265    pattern matching code for your target.  It has the following strengths:</p>
1266
1267 <ul>
1268   <li>At compiler-compiler time, it analyzes your instruction patterns and tells
1269       you if your patterns make sense or not.</li>
1270
1271   <li>It can handle arbitrary constraints on operands for the pattern match.  In
1272       particular, it is straight-forward to say things like "match any immediate
1273       that is a 13-bit sign-extended value".  For examples, see the
1274       <tt>immSExt16</tt> and related <tt>tblgen</tt> classes in the PowerPC
1275       backend.</li>
1276
1277   <li>It knows several important identities for the patterns defined.  For
1278       example, it knows that addition is commutative, so it allows the
1279       <tt>FMADDS</tt> pattern above to match "<tt>(fadd X, (fmul Y, Z))</tt>" as
1280       well as "<tt>(fadd (fmul X, Y), Z)</tt>", without the target author having
1281       to specially handle this case.</li>
1282
1283   <li>It has a full-featured type-inferencing system.  In particular, you should
1284       rarely have to explicitly tell the system what type parts of your patterns
1285       are.  In the <tt>FMADDS</tt> case above, we didn't have to tell
1286       <tt>tblgen</tt> that all of the nodes in the pattern are of type 'f32'.
1287       It was able to infer and propagate this knowledge from the fact that
1288       <tt>F4RC</tt> has type 'f32'.</li>
1289
1290   <li>Targets can define their own (and rely on built-in) "pattern fragments".
1291       Pattern fragments are chunks of reusable patterns that get inlined into
1292       your patterns during compiler-compiler time.  For example, the integer
1293       "<tt>(not x)</tt>" operation is actually defined as a pattern fragment
1294       that expands as "<tt>(xor x, -1)</tt>", since the SelectionDAG does not
1295       have a native '<tt>not</tt>' operation.  Targets can define their own
1296       short-hand fragments as they see fit.  See the definition of
1297       '<tt>not</tt>' and '<tt>ineg</tt>' for examples.</li>
1298
1299   <li>In addition to instructions, targets can specify arbitrary patterns that
1300       map to one or more instructions using the 'Pat' class.  For example, the
1301       PowerPC has no way to load an arbitrary integer immediate into a register
1302       in one instruction. To tell tblgen how to do this, it defines:
1303       <br>
1304       <br>
1305 <div class="doc_code">
1306 <pre>
1307 // Arbitrary immediate support.  Implement in terms of LIS/ORI.
1308 def : Pat&lt;(i32 imm:$imm),
1309           (ORI (LIS (HI16 imm:$imm)), (LO16 imm:$imm))&gt;;
1310 </pre>
1311 </div>
1312       <br>
1313       If none of the single-instruction patterns for loading an immediate into a
1314       register match, this will be used.  This rule says "match an arbitrary i32
1315       immediate, turning it into an <tt>ORI</tt> ('or a 16-bit immediate') and
1316       an <tt>LIS</tt> ('load 16-bit immediate, where the immediate is shifted to
1317       the left 16 bits') instruction".  To make this work, the
1318       <tt>LO16</tt>/<tt>HI16</tt> node transformations are used to manipulate
1319       the input immediate (in this case, take the high or low 16-bits of the
1320       immediate).</li>
1321
1322   <li>While the system does automate a lot, it still allows you to write custom
1323       C++ code to match special cases if there is something that is hard to
1324       express.</li>
1325 </ul>
1326
1327 <p>While it has many strengths, the system currently has some limitations,
1328    primarily because it is a work in progress and is not yet finished:</p>
1329
1330 <ul>
1331   <li>Overall, there is no way to define or match SelectionDAG nodes that define
1332       multiple values (e.g. <tt>SMUL_LOHI</tt>, <tt>LOAD</tt>, <tt>CALL</tt>,
1333       etc).  This is the biggest reason that you currently still <em>have
1334       to</em> write custom C++ code for your instruction selector.</li>
1335
1336   <li>There is no great way to support matching complex addressing modes yet.
1337       In the future, we will extend pattern fragments to allow them to define
1338       multiple values (e.g. the four operands of the <a href="#x86_memory">X86
1339       addressing mode</a>, which are currently matched with custom C++ code).
1340       In addition, we'll extend fragments so that a fragment can match multiple
1341       different patterns.</li>
1342
1343   <li>We don't automatically infer flags like isStore/isLoad yet.</li>
1344
1345   <li>We don't automatically generate the set of supported registers and
1346       operations for the <a href="#selectiondag_legalize">Legalizer</a>
1347       yet.</li>
1348
1349   <li>We don't have a way of tying in custom legalized nodes yet.</li>
1350 </ul>
1351
1352 <p>Despite these limitations, the instruction selector generator is still quite
1353    useful for most of the binary and logical operations in typical instruction
1354    sets.  If you run into any problems or can't figure out how to do something,
1355    please let Chris know!</p>
1356
1357 </div>
1358
1359 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1360 <h4>
1361   <a name="selectiondag_sched">SelectionDAG Scheduling and Formation Phase</a>
1362 </h4>
1363
1364 <div>
1365
1366 <p>The scheduling phase takes the DAG of target instructions from the selection
1367    phase and assigns an order.  The scheduler can pick an order depending on
1368    various constraints of the machines (i.e. order for minimal register pressure
1369    or try to cover instruction latencies).  Once an order is established, the
1370    DAG is converted to a list
1371    of <tt><a href="#machineinstr">MachineInstr</a></tt>s and the SelectionDAG is
1372    destroyed.</p>
1373
1374 <p>Note that this phase is logically separate from the instruction selection
1375    phase, but is tied to it closely in the code because it operates on
1376    SelectionDAGs.</p>
1377
1378 </div>
1379
1380 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1381 <h4>
1382   <a name="selectiondag_future">Future directions for the SelectionDAG</a>
1383 </h4>
1384
1385 <div>
1386
1387 <ol>
1388   <li>Optional function-at-a-time selection.</li>
1389
1390   <li>Auto-generate entire selector from <tt>.td</tt> file.</li>
1391 </ol>
1392
1393 </div>
1394
1395 </div>
1396
1397 <!-- ======================================================================= -->
1398 <h3>
1399   <a name="ssamco">SSA-based Machine Code Optimizations</a>
1400 </h3>
1401 <div><p>To Be Written</p></div>
1402
1403 <!-- ======================================================================= -->
1404 <h3>
1405   <a name="liveintervals">Live Intervals</a>
1406 </h3>
1407
1408 <div>
1409
1410 <p>Live Intervals are the ranges (intervals) where a variable is <i>live</i>.
1411    They are used by some <a href="#regalloc">register allocator</a> passes to
1412    determine if two or more virtual registers which require the same physical
1413    register are live at the same point in the program (i.e., they conflict).
1414    When this situation occurs, one virtual register must be <i>spilled</i>.</p>
1415
1416 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1417 <h4>
1418   <a name="livevariable_analysis">Live Variable Analysis</a>
1419 </h4>
1420
1421 <div>
1422
1423 <p>The first step in determining the live intervals of variables is to calculate
1424    the set of registers that are immediately dead after the instruction (i.e.,
1425    the instruction calculates the value, but it is never used) and the set of
1426    registers that are used by the instruction, but are never used after the
1427    instruction (i.e., they are killed). Live variable information is computed
1428    for each <i>virtual</i> register and <i>register allocatable</i> physical
1429    register in the function.  This is done in a very efficient manner because it
1430    uses SSA to sparsely compute lifetime information for virtual registers
1431    (which are in SSA form) and only has to track physical registers within a
1432    block.  Before register allocation, LLVM can assume that physical registers
1433    are only live within a single basic block.  This allows it to do a single,
1434    local analysis to resolve physical register lifetimes within each basic
1435    block. If a physical register is not register allocatable (e.g., a stack
1436    pointer or condition codes), it is not tracked.</p>
1437
1438 <p>Physical registers may be live in to or out of a function. Live in values are
1439    typically arguments in registers. Live out values are typically return values
1440    in registers. Live in values are marked as such, and are given a dummy
1441    "defining" instruction during live intervals analysis. If the last basic
1442    block of a function is a <tt>return</tt>, then it's marked as using all live
1443    out values in the function.</p>
1444
1445 <p><tt>PHI</tt> nodes need to be handled specially, because the calculation of
1446    the live variable information from a depth first traversal of the CFG of the
1447    function won't guarantee that a virtual register used by the <tt>PHI</tt>
1448    node is defined before it's used. When a <tt>PHI</tt> node is encountered,
1449    only the definition is handled, because the uses will be handled in other
1450    basic blocks.</p>
1451
1452 <p>For each <tt>PHI</tt> node of the current basic block, we simulate an
1453    assignment at the end of the current basic block and traverse the successor
1454    basic blocks. If a successor basic block has a <tt>PHI</tt> node and one of
1455    the <tt>PHI</tt> node's operands is coming from the current basic block, then
1456    the variable is marked as <i>alive</i> within the current basic block and all
1457    of its predecessor basic blocks, until the basic block with the defining
1458    instruction is encountered.</p>
1459
1460 </div>
1461
1462 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1463 <h4>
1464   <a name="liveintervals_analysis">Live Intervals Analysis</a>
1465 </h4>
1466
1467 <div>
1468
1469 <p>We now have the information available to perform the live intervals analysis
1470    and build the live intervals themselves.  We start off by numbering the basic
1471    blocks and machine instructions.  We then handle the "live-in" values.  These
1472    are in physical registers, so the physical register is assumed to be killed
1473    by the end of the basic block.  Live intervals for virtual registers are
1474    computed for some ordering of the machine instructions <tt>[1, N]</tt>.  A
1475    live interval is an interval <tt>[i, j)</tt>, where <tt>1 &lt;= i &lt;= j
1476    &lt; N</tt>, for which a variable is live.</p>
1477
1478 <p><i><b>More to come...</b></i></p>
1479
1480 </div>
1481
1482 </div>
1483
1484 <!-- ======================================================================= -->
1485 <h3>
1486   <a name="regalloc">Register Allocation</a>
1487 </h3>
1488
1489 <div>
1490
1491 <p>The <i>Register Allocation problem</i> consists in mapping a program
1492    <i>P<sub>v</sub></i>, that can use an unbounded number of virtual registers,
1493    to a program <i>P<sub>p</sub></i> that contains a finite (possibly small)
1494    number of physical registers. Each target architecture has a different number
1495    of physical registers. If the number of physical registers is not enough to
1496    accommodate all the virtual registers, some of them will have to be mapped
1497    into memory. These virtuals are called <i>spilled virtuals</i>.</p>
1498
1499 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1500
1501 <h4>
1502   <a name="regAlloc_represent">How registers are represented in LLVM</a>
1503 </h4>
1504
1505 <div>
1506
1507 <p>In LLVM, physical registers are denoted by integer numbers that normally
1508    range from 1 to 1023. To see how this numbering is defined for a particular
1509    architecture, you can read the <tt>GenRegisterNames.inc</tt> file for that
1510    architecture. For instance, by
1511    inspecting <tt>lib/Target/X86/X86GenRegisterNames.inc</tt> we see that the
1512    32-bit register <tt>EAX</tt> is denoted by 15, and the MMX register
1513    <tt>MM0</tt> is mapped to 48.</p>
1514
1515 <p>Some architectures contain registers that share the same physical location. A
1516    notable example is the X86 platform. For instance, in the X86 architecture,
1517    the registers <tt>EAX</tt>, <tt>AX</tt> and <tt>AL</tt> share the first eight
1518    bits. These physical registers are marked as <i>aliased</i> in LLVM. Given a
1519    particular architecture, you can check which registers are aliased by
1520    inspecting its <tt>RegisterInfo.td</tt> file. Moreover, the method
1521    <tt>TargetRegisterInfo::getAliasSet(p_reg)</tt> returns an array containing
1522    all the physical registers aliased to the register <tt>p_reg</tt>.</p>
1523
1524 <p>Physical registers, in LLVM, are grouped in <i>Register Classes</i>.
1525    Elements in the same register class are functionally equivalent, and can be
1526    interchangeably used. Each virtual register can only be mapped to physical
1527    registers of a particular class. For instance, in the X86 architecture, some
1528    virtuals can only be allocated to 8 bit registers.  A register class is
1529    described by <tt>TargetRegisterClass</tt> objects.  To discover if a virtual
1530    register is compatible with a given physical, this code can be used:</p>
1531
1532 <div class="doc_code">
1533 <pre>
1534 bool RegMapping_Fer::compatible_class(MachineFunction &amp;mf,
1535                                       unsigned v_reg,
1536                                       unsigned p_reg) {
1537   assert(TargetRegisterInfo::isPhysicalRegister(p_reg) &amp;&amp;
1538          "Target register must be physical");
1539   const TargetRegisterClass *trc = mf.getRegInfo().getRegClass(v_reg);
1540   return trc-&gt;contains(p_reg);
1541 }
1542 </pre>
1543 </div>
1544
1545 <p>Sometimes, mostly for debugging purposes, it is useful to change the number
1546    of physical registers available in the target architecture. This must be done
1547    statically, inside the <tt>TargetRegsterInfo.td</tt> file. Just <tt>grep</tt>
1548    for <tt>RegisterClass</tt>, the last parameter of which is a list of
1549    registers. Just commenting some out is one simple way to avoid them being
1550    used. A more polite way is to explicitly exclude some registers from
1551    the <i>allocation order</i>. See the definition of the <tt>GR8</tt> register
1552    class in <tt>lib/Target/X86/X86RegisterInfo.td</tt> for an example of this.
1553    </p>
1554
1555 <p>Virtual registers are also denoted by integer numbers. Contrary to physical
1556    registers, different virtual registers never share the same number. Whereas
1557    physical registers are statically defined in a <tt>TargetRegisterInfo.td</tt>
1558    file and cannot be created by the application developer, that is not the case
1559    with virtual registers. In order to create new virtual registers, use the
1560    method <tt>MachineRegisterInfo::createVirtualRegister()</tt>. This method
1561    will return a new virtual register. Use an <tt>IndexedMap&lt;Foo,
1562    VirtReg2IndexFunctor&gt;</tt> to hold information per virtual register. If you
1563    need to enumerate all virtual registers, use the function
1564    <tt>TargetRegisterInfo::index2VirtReg()</tt> to find the virtual register
1565    numbers:</p>
1566
1567 <div class="doc_code">
1568 <pre>
1569   for (unsigned i = 0, e = MRI->getNumVirtRegs(); i != e; ++i) {
1570     unsigned VirtReg = TargetRegisterInfo::index2VirtReg(i);
1571     stuff(VirtReg);
1572   }
1573 </pre>
1574 </div>
1575
1576 <p>Before register allocation, the operands of an instruction are mostly virtual
1577    registers, although physical registers may also be used. In order to check if
1578    a given machine operand is a register, use the boolean
1579    function <tt>MachineOperand::isRegister()</tt>. To obtain the integer code of
1580    a register, use <tt>MachineOperand::getReg()</tt>. An instruction may define
1581    or use a register. For instance, <tt>ADD reg:1026 := reg:1025 reg:1024</tt>
1582    defines the registers 1024, and uses registers 1025 and 1026. Given a
1583    register operand, the method <tt>MachineOperand::isUse()</tt> informs if that
1584    register is being used by the instruction. The
1585    method <tt>MachineOperand::isDef()</tt> informs if that registers is being
1586    defined.</p>
1587
1588 <p>We will call physical registers present in the LLVM bitcode before register
1589    allocation <i>pre-colored registers</i>. Pre-colored registers are used in
1590    many different situations, for instance, to pass parameters of functions
1591    calls, and to store results of particular instructions. There are two types
1592    of pre-colored registers: the ones <i>implicitly</i> defined, and
1593    those <i>explicitly</i> defined. Explicitly defined registers are normal
1594    operands, and can be accessed
1595    with <tt>MachineInstr::getOperand(int)::getReg()</tt>.  In order to check
1596    which registers are implicitly defined by an instruction, use
1597    the <tt>TargetInstrInfo::get(opcode)::ImplicitDefs</tt>,
1598    where <tt>opcode</tt> is the opcode of the target instruction. One important
1599    difference between explicit and implicit physical registers is that the
1600    latter are defined statically for each instruction, whereas the former may
1601    vary depending on the program being compiled. For example, an instruction
1602    that represents a function call will always implicitly define or use the same
1603    set of physical registers. To read the registers implicitly used by an
1604    instruction,
1605    use <tt>TargetInstrInfo::get(opcode)::ImplicitUses</tt>. Pre-colored
1606    registers impose constraints on any register allocation algorithm. The
1607    register allocator must make sure that none of them are overwritten by
1608    the values of virtual registers while still alive.</p>
1609
1610 </div>
1611
1612 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1613
1614 <h4>
1615   <a name="regAlloc_howTo">Mapping virtual registers to physical registers</a>
1616 </h4>
1617
1618 <div>
1619
1620 <p>There are two ways to map virtual registers to physical registers (or to
1621    memory slots). The first way, that we will call <i>direct mapping</i>, is
1622    based on the use of methods of the classes <tt>TargetRegisterInfo</tt>,
1623    and <tt>MachineOperand</tt>. The second way, that we will call <i>indirect
1624    mapping</i>, relies on the <tt>VirtRegMap</tt> class in order to insert loads
1625    and stores sending and getting values to and from memory.</p>
1626
1627 <p>The direct mapping provides more flexibility to the developer of the register
1628    allocator; however, it is more error prone, and demands more implementation
1629    work.  Basically, the programmer will have to specify where load and store
1630    instructions should be inserted in the target function being compiled in
1631    order to get and store values in memory. To assign a physical register to a
1632    virtual register present in a given operand,
1633    use <tt>MachineOperand::setReg(p_reg)</tt>. To insert a store instruction,
1634    use <tt>TargetInstrInfo::storeRegToStackSlot(...)</tt>, and to insert a
1635    load instruction, use <tt>TargetInstrInfo::loadRegFromStackSlot</tt>.</p>
1636
1637 <p>The indirect mapping shields the application developer from the complexities
1638    of inserting load and store instructions. In order to map a virtual register
1639    to a physical one, use <tt>VirtRegMap::assignVirt2Phys(vreg, preg)</tt>.  In
1640    order to map a certain virtual register to memory,
1641    use <tt>VirtRegMap::assignVirt2StackSlot(vreg)</tt>. This method will return
1642    the stack slot where <tt>vreg</tt>'s value will be located.  If it is
1643    necessary to map another virtual register to the same stack slot,
1644    use <tt>VirtRegMap::assignVirt2StackSlot(vreg, stack_location)</tt>. One
1645    important point to consider when using the indirect mapping, is that even if
1646    a virtual register is mapped to memory, it still needs to be mapped to a
1647    physical register. This physical register is the location where the virtual
1648    register is supposed to be found before being stored or after being
1649    reloaded.</p>
1650
1651 <p>If the indirect strategy is used, after all the virtual registers have been
1652    mapped to physical registers or stack slots, it is necessary to use a spiller
1653    object to place load and store instructions in the code. Every virtual that
1654    has been mapped to a stack slot will be stored to memory after been defined
1655    and will be loaded before being used. The implementation of the spiller tries
1656    to recycle load/store instructions, avoiding unnecessary instructions. For an
1657    example of how to invoke the spiller,
1658    see <tt>RegAllocLinearScan::runOnMachineFunction</tt>
1659    in <tt>lib/CodeGen/RegAllocLinearScan.cpp</tt>.</p>
1660
1661 </div>
1662
1663 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1664 <h4>
1665   <a name="regAlloc_twoAddr">Handling two address instructions</a>
1666 </h4>
1667
1668 <div>
1669
1670 <p>With very rare exceptions (e.g., function calls), the LLVM machine code
1671    instructions are three address instructions. That is, each instruction is
1672    expected to define at most one register, and to use at most two registers.
1673    However, some architectures use two address instructions. In this case, the
1674    defined register is also one of the used register. For instance, an
1675    instruction such as <tt>ADD %EAX, %EBX</tt>, in X86 is actually equivalent
1676    to <tt>%EAX = %EAX + %EBX</tt>.</p>
1677
1678 <p>In order to produce correct code, LLVM must convert three address
1679    instructions that represent two address instructions into true two address
1680    instructions. LLVM provides the pass <tt>TwoAddressInstructionPass</tt> for
1681    this specific purpose. It must be run before register allocation takes
1682    place. After its execution, the resulting code may no longer be in SSA
1683    form. This happens, for instance, in situations where an instruction such
1684    as <tt>%a = ADD %b %c</tt> is converted to two instructions such as:</p>
1685
1686 <div class="doc_code">
1687 <pre>
1688 %a = MOVE %b
1689 %a = ADD %a %c
1690 </pre>
1691 </div>
1692
1693 <p>Notice that, internally, the second instruction is represented as
1694    <tt>ADD %a[def/use] %c</tt>. I.e., the register operand <tt>%a</tt> is both
1695    used and defined by the instruction.</p>
1696
1697 </div>
1698
1699 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1700 <h4>
1701   <a name="regAlloc_ssaDecon">The SSA deconstruction phase</a>
1702 </h4>
1703
1704 <div>
1705
1706 <p>An important transformation that happens during register allocation is called
1707    the <i>SSA Deconstruction Phase</i>. The SSA form simplifies many analyses
1708    that are performed on the control flow graph of programs. However,
1709    traditional instruction sets do not implement PHI instructions. Thus, in
1710    order to generate executable code, compilers must replace PHI instructions
1711    with other instructions that preserve their semantics.</p>
1712
1713 <p>There are many ways in which PHI instructions can safely be removed from the
1714    target code. The most traditional PHI deconstruction algorithm replaces PHI
1715    instructions with copy instructions. That is the strategy adopted by
1716    LLVM. The SSA deconstruction algorithm is implemented
1717    in <tt>lib/CodeGen/PHIElimination.cpp</tt>. In order to invoke this pass, the
1718    identifier <tt>PHIEliminationID</tt> must be marked as required in the code
1719    of the register allocator.</p>
1720
1721 </div>
1722
1723 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1724 <h4>
1725   <a name="regAlloc_fold">Instruction folding</a>
1726 </h4>
1727
1728 <div>
1729
1730 <p><i>Instruction folding</i> is an optimization performed during register
1731    allocation that removes unnecessary copy instructions. For instance, a
1732    sequence of instructions such as:</p>
1733
1734 <div class="doc_code">
1735 <pre>
1736 %EBX = LOAD %mem_address
1737 %EAX = COPY %EBX
1738 </pre>
1739 </div>
1740
1741 <p>can be safely substituted by the single instruction:</p>
1742
1743 <div class="doc_code">
1744 <pre>
1745 %EAX = LOAD %mem_address
1746 </pre>
1747 </div>
1748
1749 <p>Instructions can be folded with
1750    the <tt>TargetRegisterInfo::foldMemoryOperand(...)</tt> method. Care must be
1751    taken when folding instructions; a folded instruction can be quite different
1752    from the original
1753    instruction. See <tt>LiveIntervals::addIntervalsForSpills</tt>
1754    in <tt>lib/CodeGen/LiveIntervalAnalysis.cpp</tt> for an example of its
1755    use.</p>
1756
1757 </div>
1758
1759 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1760
1761 <h4>
1762   <a name="regAlloc_builtIn">Built in register allocators</a>
1763 </h4>
1764
1765 <div>
1766
1767 <p>The LLVM infrastructure provides the application developer with three
1768    different register allocators:</p>
1769
1770 <ul>
1771   <li><i>Fast</i> &mdash; This register allocator is the default for debug
1772       builds. It allocates registers on a basic block level, attempting to keep
1773       values in registers and reusing registers as appropriate.</li>
1774
1775   <li><i>Basic</i> &mdash; This is an incremental approach to register
1776   allocation. Live ranges are assigned to registers one at a time in
1777   an order that is driven by heuristics. Since code can be rewritten
1778   on-the-fly during allocation, this framework allows interesting
1779   allocators to be developed as extensions. It is not itself a
1780   production register allocator but is a potentially useful
1781   stand-alone mode for triaging bugs and as a performance baseline.
1782
1783   <li><i>Greedy</i> &mdash; <i>The default allocator</i>. This is a
1784   highly tuned implementation of the <i>Basic</i> allocator that
1785   incorporates global live range splitting. This allocator works hard
1786   to minimize the cost of spill code.
1787
1788   <li><i>PBQP</i> &mdash; A Partitioned Boolean Quadratic Programming (PBQP)
1789       based register allocator. This allocator works by constructing a PBQP
1790       problem representing the register allocation problem under consideration,
1791       solving this using a PBQP solver, and mapping the solution back to a
1792       register assignment.</li>
1793 </ul>
1794
1795 <p>The type of register allocator used in <tt>llc</tt> can be chosen with the
1796    command line option <tt>-regalloc=...</tt>:</p>
1797
1798 <div class="doc_code">
1799 <pre>
1800 $ llc -regalloc=linearscan file.bc -o ln.s;
1801 $ llc -regalloc=fast file.bc -o fa.s;
1802 $ llc -regalloc=pbqp file.bc -o pbqp.s;
1803 </pre>
1804 </div>
1805
1806 </div>
1807
1808 </div>
1809
1810 <!-- ======================================================================= -->
1811 <h3>
1812   <a name="proepicode">Prolog/Epilog Code Insertion</a>
1813 </h3>
1814
1815 <!-- _______________________________________________________________________ -->
1816 <h4>
1817   <a name="compact_unwind">Compact Unwind</a>
1818 </h4>
1819
1820 <div>
1821
1822 <p>Throwing an exception requires <em>unwinding</em> out of a function. The
1823    information on how to unwind a given function is traditionally expressed in
1824    DWARF unwind (a.k.a. frame) info. But that format was originally developed
1825    for debuggers to backtrace, and each Frame Description Entry (FDE) requires
1826    ~20-30 bytes per function. There is also the cost of mapping from an address
1827    in a function to the corresponding FDE at runtime. An alternative unwind
1828    encoding is called <em>compact unwind</em> and requires just 4-bytes per
1829    function.</p>
1830
1831 <p>The compact unwind encoding is a 32-bit value, which is encoded in an
1832    architecture-specific way. It specifies which registers to restore and from
1833    where, and how to unwind out of the function. When the linker creates a final
1834    linked image, it will create a <code>__TEXT,__unwind_info</code>
1835    section. This section is a small and fast way for the runtime to access
1836    unwind info for any given function. If we emit compact unwind info for the
1837    function, that compact unwind info will be encoded in
1838    the <code>__TEXT,__unwind_info</code> section. If we emit DWARF unwind info,
1839    the <code>__TEXT,__unwind_info</code> section will contain the offset of the
1840    FDE in the <code>__TEXT,__eh_frame</code> section in the final linked
1841    image.</p>
1842
1843 <p>For X86, there are three modes for the compact unwind encoding:</p>
1844
1845 <dl>
1846   <dt><i>Function with a Frame Pointer (<code>EBP</code> or <code>RBP</code>)</i></dt>
1847   <dd><p><code>EBP/RBP</code>-based frame, where <code>EBP/RBP</code> is pushed
1848       onto the stack immediately after the return address,
1849       then <code>ESP/RSP</code> is moved to <code>EBP/RBP</code>. Thus to
1850       unwind, <code>ESP/RSP</code> is restored with the
1851       current <code>EBP/RBP</code> value, then <code>EBP/RBP</code> is restored
1852       by popping the stack, and the return is done by popping the stack once
1853       more into the PC. All non-volatile registers that need to be restored must
1854       have been saved in a small range on the stack that
1855       starts <code>EBP-4</code> to <code>EBP-1020</code> (<code>RBP-8</code>
1856       to <code>RBP-1020</code>). The offset (divided by 4 in 32-bit mode and 8
1857       in 64-bit mode) is encoded in bits 16-23 (mask: <code>0x00FF0000</code>).
1858       The registers saved are encoded in bits 0-14
1859       (mask: <code>0x00007FFF</code>) as five 3-bit entries from the following
1860       table:</p>
1861 <table border="1" cellspacing="0">
1862   <tr>
1863     <th>Compact Number</th>
1864     <th>i386 Register</th>
1865     <th>x86-64 Regiser</th>
1866   </tr>
1867   <tr>
1868     <td>1</td>
1869     <td><code>EBX</code></td>
1870     <td><code>RBX</code></td>
1871   </tr>
1872   <tr>
1873     <td>2</td>
1874     <td><code>ECX</code></td>
1875     <td><code>R12</code></td>
1876   </tr>
1877   <tr>
1878     <td>3</td>
1879     <td><code>EDX</code></td>
1880     <td><code>R13</code></td>
1881   </tr>
1882   <tr>
1883     <td>4</td>
1884     <td><code>EDI</code></td>
1885     <td><code>R14</code></td>
1886   </tr>
1887   <tr>
1888     <td>5</td>
1889     <td><code>ESI</code></td>
1890     <td><code>R15</code></td>
1891   </tr>
1892   <tr>
1893     <td>6</td>
1894     <td><code>EBP</code></td>
1895     <td><code>RBP</code></td>
1896   </tr>
1897 </table>
1898
1899 </dd>
1900
1901   <dt><i>Frameless with a Small Constant Stack Size (<code>EBP</code>
1902          or <code>RBP</code> is not used as a frame pointer)</i></dt>
1903   <dd><p>To return, a constant (encoded in the compact unwind encoding) is added
1904       to the <code>ESP/RSP</code>.  Then the return is done by popping the stack
1905       into the PC. All non-volatile registers that need to be restored must have
1906       been saved on the stack immediately after the return address. The stack
1907       size (divided by 4 in 32-bit mode and 8 in 64-bit mode) is encoded in bits
1908       16-23 (mask: <code>0x00FF0000</code>). There is a maximum stack size of
1909       1024 bytes in 32-bit mode and 2048 in 64-bit mode. The number of registers
1910       saved is encoded in bits 9-12 (mask: <code>0x00001C00</code>). Bits 0-9
1911       (mask: <code>0x000003FF</code>) contain which registers were saved and
1912       their order. (See
1913       the <code>encodeCompactUnwindRegistersWithoutFrame()</code> function
1914       in <code>lib/Target/X86FrameLowering.cpp</code> for the encoding
1915       algorithm.)</p></dd>
1916
1917   <dt><i>Frameless with a Large Constant Stack Size (<code>EBP</code>
1918          or <code>RBP</code> is not used as a frame pointer)</i></dt>
1919   <dd><p>This case is like the "Frameless with a Small Constant Stack Size"
1920       case, but the stack size is too large to encode in the compact unwind
1921       encoding. Instead it requires that the function contains "<code>subl
1922       $nnnnnn, %esp</code>" in its prolog. The compact encoding contains the
1923       offset to the <code>$nnnnnn</code> value in the function in bits 9-12
1924       (mask: <code>0x00001C00</code>).</p></dd>
1925 </dl>
1926
1927 </div>
1928
1929 <!-- ======================================================================= -->
1930 <h3>
1931   <a name="latemco">Late Machine Code Optimizations</a>
1932 </h3>
1933 <div><p>To Be Written</p></div>
1934
1935 <!-- ======================================================================= -->
1936 <h3>
1937   <a name="codeemit">Code Emission</a>
1938 </h3>
1939
1940 <div>
1941
1942 <p>The code emission step of code generation is responsible for lowering from
1943 the code generator abstractions (like <a
1944 href="#machinefunction">MachineFunction</a>, <a
1945 href="#machineinstr">MachineInstr</a>, etc) down
1946 to the abstractions used by the MC layer (<a href="#mcinst">MCInst</a>,
1947 <a href="#mcstreamer">MCStreamer</a>, etc).  This is
1948 done with a combination of several different classes: the (misnamed)
1949 target-independent AsmPrinter class, target-specific subclasses of AsmPrinter
1950 (such as SparcAsmPrinter), and the TargetLoweringObjectFile class.</p>
1951
1952 <p>Since the MC layer works at the level of abstraction of object files, it
1953 doesn't have a notion of functions, global variables etc.  Instead, it thinks
1954 about labels, directives, and instructions.  A key class used at this time is
1955 the MCStreamer class.  This is an abstract API that is implemented in different
1956 ways (e.g. to output a .s file, output an ELF .o file, etc) that is effectively
1957 an "assembler API".  MCStreamer has one method per directive, such as EmitLabel,
1958 EmitSymbolAttribute, SwitchSection, etc, which directly correspond to assembly
1959 level directives.
1960 </p>
1961
1962 <p>If you are interested in implementing a code generator for a target, there
1963 are three important things that you have to implement for your target:</p>
1964
1965 <ol>
1966 <li>First, you need a subclass of AsmPrinter for your target.  This class
1967 implements the general lowering process converting MachineFunction's into MC
1968 label constructs.  The AsmPrinter base class provides a number of useful methods
1969 and routines, and also allows you to override the lowering process in some
1970 important ways.  You should get much of the lowering for free if you are
1971 implementing an ELF, COFF, or MachO target, because the TargetLoweringObjectFile
1972 class implements much of the common logic.</li>
1973
1974 <li>Second, you need to implement an instruction printer for your target.  The
1975 instruction printer takes an <a href="#mcinst">MCInst</a> and renders it to a
1976 raw_ostream as text.  Most of this is automatically generated from the .td file
1977 (when you specify something like "<tt>add $dst, $src1, $src2</tt>" in the
1978 instructions), but you need to implement routines to print operands.</li>
1979
1980 <li>Third, you need to implement code that lowers a <a
1981 href="#machineinstr">MachineInstr</a> to an MCInst, usually implemented in
1982 "&lt;target&gt;MCInstLower.cpp".  This lowering process is often target
1983 specific, and is responsible for turning jump table entries, constant pool
1984 indices, global variable addresses, etc into MCLabels as appropriate.  This
1985 translation layer is also responsible for expanding pseudo ops used by the code
1986 generator into the actual machine instructions they correspond to. The MCInsts
1987 that are generated by this are fed into the instruction printer or the encoder.
1988 </li>
1989
1990 </ol>
1991
1992 <p>Finally, at your choosing, you can also implement an subclass of
1993 MCCodeEmitter which lowers MCInst's into machine code bytes and relocations.
1994 This is important if you want to support direct .o file emission, or would like
1995 to implement an assembler for your target.</p>
1996
1997 </div>
1998
1999 </div>
2000
2001 <!-- *********************************************************************** -->
2002 <h2>
2003   <a name="nativeassembler">Implementing a Native Assembler</a>
2004 </h2>
2005 <!-- *********************************************************************** -->
2006
2007 <div>
2008
2009 <p>Though you're probably reading this because you want to write or maintain a
2010 compiler backend, LLVM also fully supports building a native assemblers too.
2011 We've tried hard to automate the generation of the assembler from the .td files
2012 (in particular the instruction syntax and encodings), which means that a large
2013 part of the manual and repetitive data entry can be factored and shared with the
2014 compiler.</p>
2015
2016 <!-- ======================================================================= -->
2017 <h3 id="na_instparsing">Instruction Parsing</h3>
2018
2019 <div><p>To Be Written</p></div>
2020
2021
2022 <!-- ======================================================================= -->
2023 <h3 id="na_instaliases">
2024   Instruction Alias Processing
2025 </h3>
2026
2027 <div>
2028 <p>Once the instruction is parsed, it enters the MatchInstructionImpl function.
2029 The MatchInstructionImpl function performs alias processing and then does
2030 actual matching.</p>
2031
2032 <p>Alias processing is the phase that canonicalizes different lexical forms of
2033 the same instructions down to one representation.  There are several different
2034 kinds of alias that are possible to implement and they are listed below in the
2035 order that they are processed (which is in order from simplest/weakest to most
2036 complex/powerful).  Generally you want to use the first alias mechanism that
2037 meets the needs of your instruction, because it will allow a more concise
2038 description.</p>
2039
2040 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2041 <h4>Mnemonic Aliases</h4>
2042
2043 <div>
2044
2045 <p>The first phase of alias processing is simple instruction mnemonic
2046 remapping for classes of instructions which are allowed with two different
2047 mnemonics.  This phase is a simple and unconditionally remapping from one input
2048 mnemonic to one output mnemonic.  It isn't possible for this form of alias to
2049 look at the operands at all, so the remapping must apply for all forms of a
2050 given mnemonic.  Mnemonic aliases are defined simply, for example X86 has:
2051 </p>
2052
2053 <div class="doc_code">
2054 <pre>
2055 def : MnemonicAlias&lt;"cbw",     "cbtw"&gt;;
2056 def : MnemonicAlias&lt;"smovq",   "movsq"&gt;;
2057 def : MnemonicAlias&lt;"fldcww",  "fldcw"&gt;;
2058 def : MnemonicAlias&lt;"fucompi", "fucomip"&gt;;
2059 def : MnemonicAlias&lt;"ud2a",    "ud2"&gt;;
2060 </pre>
2061 </div>
2062
2063 <p>... and many others.  With a MnemonicAlias definition, the mnemonic is
2064 remapped simply and directly.  Though MnemonicAlias's can't look at any aspect
2065 of the instruction (such as the operands) they can depend on global modes (the
2066 same ones supported by the matcher), through a Requires clause:</p>
2067
2068 <div class="doc_code">
2069 <pre>
2070 def : MnemonicAlias&lt;"pushf", "pushfq"&gt;, Requires&lt;[In64BitMode]&gt;;
2071 def : MnemonicAlias&lt;"pushf", "pushfl"&gt;, Requires&lt;[In32BitMode]&gt;;
2072 </pre>
2073 </div>
2074
2075 <p>In this example, the mnemonic gets mapped into different a new one depending
2076 on the current instruction set.</p>
2077
2078 </div>
2079
2080 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2081 <h4>Instruction Aliases</h4>
2082
2083 <div>
2084
2085 <p>The most general phase of alias processing occurs while matching is
2086 happening: it provides new forms for the matcher to match along with a specific
2087 instruction to generate.  An instruction alias has two parts: the string to
2088 match and the instruction to generate.  For example:
2089 </p>
2090
2091 <div class="doc_code">
2092 <pre>
2093 def : InstAlias&lt;"movsx $src, $dst", (MOVSX16rr8W GR16:$dst, GR8  :$src)&gt;;
2094 def : InstAlias&lt;"movsx $src, $dst", (MOVSX16rm8W GR16:$dst, i8mem:$src)&gt;;
2095 def : InstAlias&lt;"movsx $src, $dst", (MOVSX32rr8  GR32:$dst, GR8  :$src)&gt;;
2096 def : InstAlias&lt;"movsx $src, $dst", (MOVSX32rr16 GR32:$dst, GR16 :$src)&gt;;
2097 def : InstAlias&lt;"movsx $src, $dst", (MOVSX64rr8  GR64:$dst, GR8  :$src)&gt;;
2098 def : InstAlias&lt;"movsx $src, $dst", (MOVSX64rr16 GR64:$dst, GR16 :$src)&gt;;
2099 def : InstAlias&lt;"movsx $src, $dst", (MOVSX64rr32 GR64:$dst, GR32 :$src)&gt;;
2100 </pre>
2101 </div>
2102
2103 <p>This shows a powerful example of the instruction aliases, matching the
2104 same mnemonic in multiple different ways depending on what operands are present
2105 in the assembly.  The result of instruction aliases can include operands in a
2106 different order than the destination instruction, and can use an input
2107 multiple times, for example:</p>
2108
2109 <div class="doc_code">
2110 <pre>
2111 def : InstAlias&lt;"clrb $reg", (XOR8rr  GR8 :$reg, GR8 :$reg)&gt;;
2112 def : InstAlias&lt;"clrw $reg", (XOR16rr GR16:$reg, GR16:$reg)&gt;;
2113 def : InstAlias&lt;"clrl $reg", (XOR32rr GR32:$reg, GR32:$reg)&gt;;
2114 def : InstAlias&lt;"clrq $reg", (XOR64rr GR64:$reg, GR64:$reg)&gt;;
2115 </pre>
2116 </div>
2117
2118 <p>This example also shows that tied operands are only listed once.  In the X86
2119 backend, XOR8rr has two input GR8's and one output GR8 (where an input is tied
2120 to the output).  InstAliases take a flattened operand list without duplicates
2121 for tied operands.  The result of an instruction alias can also use immediates
2122 and fixed physical registers which are added as simple immediate operands in the
2123 result, for example:</p>
2124
2125 <div class="doc_code">
2126 <pre>
2127 // Fixed Immediate operand.
2128 def : InstAlias&lt;"aad", (AAD8i8 10)&gt;;
2129
2130 // Fixed register operand.
2131 def : InstAlias&lt;"fcomi", (COM_FIr ST1)&gt;;
2132
2133 // Simple alias.
2134 def : InstAlias&lt;"fcomi $reg", (COM_FIr RST:$reg)&gt;;
2135 </pre>
2136 </div>
2137
2138
2139 <p>Instruction aliases can also have a Requires clause to make them
2140 subtarget specific.</p>
2141
2142 <p>If the back-end supports it, the instruction printer can automatically emit
2143    the alias rather than what's being aliased. It typically leads to better,
2144    more readable code. If it's better to print out what's being aliased, then
2145    pass a '0' as the third parameter to the InstAlias definition.</p>
2146
2147 </div>
2148
2149 </div>
2150
2151 <!-- ======================================================================= -->
2152 <h3 id="na_matching">Instruction Matching</h3>
2153
2154 <div><p>To Be Written</p></div>
2155
2156 </div>
2157
2158 <!-- *********************************************************************** -->
2159 <h2>
2160   <a name="targetimpls">Target-specific Implementation Notes</a>
2161 </h2>
2162 <!-- *********************************************************************** -->
2163
2164 <div>
2165
2166 <p>This section of the document explains features or design decisions that are
2167    specific to the code generator for a particular target.  First we start
2168    with a table that summarizes what features are supported by each target.</p>
2169
2170 <!-- ======================================================================= -->
2171 <h3>
2172   <a name="targetfeatures">Target Feature Matrix</a>
2173 </h3>
2174
2175 <div>
2176
2177 <p>Note that this table does not include the C backend or Cpp backends, since
2178 they do not use the target independent code generator infrastructure.  It also
2179 doesn't list features that are not supported fully by any target yet.  It
2180 considers a feature to be supported if at least one subtarget supports it.  A
2181 feature being supported means that it is useful and works for most cases, it
2182 does not indicate that there are zero known bugs in the implementation.  Here
2183 is the key:</p>
2184
2185
2186 <table border="1" cellspacing="0">
2187   <tr>
2188     <th>Unknown</th>
2189     <th>No support</th>
2190     <th>Partial Support</th>
2191     <th>Complete Support</th>
2192   </tr>
2193   <tr>
2194     <td class="unknown"></td>
2195     <td class="no"></td>
2196     <td class="partial"></td>
2197     <td class="yes"></td>
2198   </tr>
2199 </table>
2200
2201 <p>Here is the table:</p>
2202
2203 <table width="689" border="1" cellspacing="0">
2204 <tr><td></td>
2205 <td colspan="13" align="center" style="background-color:#ffc">Target</td>
2206 </tr>
2207   <tr>
2208     <th>Feature</th>
2209     <th>ARM</th>
2210     <th>Alpha</th>
2211     <th>Blackfin</th>
2212     <th>CellSPU</th>
2213     <th>MBlaze</th>
2214     <th>MSP430</th>
2215     <th>Mips</th>
2216     <th>PTX</th>
2217     <th>PowerPC</th>
2218     <th>Sparc</th>
2219     <th>SystemZ</th>
2220     <th>X86</th>
2221     <th>XCore</th>
2222   </tr>
2223
2224 <tr>
2225   <td><a href="#feat_reliable">is generally reliable</a></td>
2226   <td class="yes"></td> <!-- ARM -->
2227   <td class="unknown"></td> <!-- Alpha -->
2228   <td class="no"></td> <!-- Blackfin -->
2229   <td class="no"></td> <!-- CellSPU -->
2230   <td class="no"></td> <!-- MBlaze -->
2231   <td class="unknown"></td> <!-- MSP430 -->
2232   <td class="no"></td> <!-- Mips -->
2233   <td class="no"></td> <!-- PTX -->
2234   <td class="yes"></td> <!-- PowerPC -->
2235   <td class="yes"></td> <!-- Sparc -->
2236   <td class="unknown"></td> <!-- SystemZ -->
2237   <td class="yes"></td> <!-- X86 -->
2238   <td class="unknown"></td> <!-- XCore -->
2239 </tr>
2240
2241 <tr>
2242   <td><a href="#feat_asmparser">assembly parser</a></td>
2243   <td class="no"></td> <!-- ARM -->
2244   <td class="no"></td> <!-- Alpha -->
2245   <td class="no"></td> <!-- Blackfin -->
2246   <td class="no"></td> <!-- CellSPU -->
2247   <td class="yes"></td> <!-- MBlaze -->
2248   <td class="no"></td> <!-- MSP430 -->
2249   <td class="no"></td> <!-- Mips -->
2250   <td class="no"></td> <!-- PTX -->
2251   <td class="no"></td> <!-- PowerPC -->
2252   <td class="no"></td> <!-- Sparc -->
2253   <td class="no"></td> <!-- SystemZ -->
2254   <td class="yes"></td> <!-- X86 -->
2255   <td class="no"></td> <!-- XCore -->
2256 </tr>
2257
2258 <tr>
2259   <td><a href="#feat_disassembler">disassembler</a></td>
2260   <td class="yes"></td> <!-- ARM -->
2261   <td class="no"></td> <!-- Alpha -->
2262   <td class="no"></td> <!-- Blackfin -->
2263   <td class="no"></td> <!-- CellSPU -->
2264   <td class="yes"></td> <!-- MBlaze -->
2265   <td class="no"></td> <!-- MSP430 -->
2266   <td class="no"></td> <!-- Mips -->
2267   <td class="no"></td> <!-- PTX -->
2268   <td class="no"></td> <!-- PowerPC -->
2269   <td class="no"></td> <!-- Sparc -->
2270   <td class="no"></td> <!-- SystemZ -->
2271   <td class="yes"></td> <!-- X86 -->
2272   <td class="no"></td> <!-- XCore -->
2273 </tr>
2274
2275 <tr>
2276   <td><a href="#feat_inlineasm">inline asm</a></td>
2277   <td class="yes"></td> <!-- ARM -->
2278   <td class="unknown"></td> <!-- Alpha -->
2279   <td class="yes"></td> <!-- Blackfin -->
2280   <td class="no"></td> <!-- CellSPU -->
2281   <td class="yes"></td> <!-- MBlaze -->
2282   <td class="unknown"></td> <!-- MSP430 -->
2283   <td class="no"></td> <!-- Mips -->
2284   <td class="unknown"></td> <!-- PTX -->
2285   <td class="yes"></td> <!-- PowerPC -->
2286   <td class="unknown"></td> <!-- Sparc -->
2287   <td class="unknown"></td> <!-- SystemZ -->
2288   <td class="yes"><a href="#feat_inlineasm_x86">*</a></td> <!-- X86 -->
2289   <td class="unknown"></td> <!-- XCore -->
2290 </tr>
2291
2292 <tr>
2293   <td><a href="#feat_jit">jit</a></td>
2294   <td class="partial"><a href="#feat_jit_arm">*</a></td> <!-- ARM -->
2295   <td class="no"></td> <!-- Alpha -->
2296   <td class="no"></td> <!-- Blackfin -->
2297   <td class="no"></td> <!-- CellSPU -->
2298   <td class="no"></td> <!-- MBlaze -->
2299   <td class="unknown"></td> <!-- MSP430 -->
2300   <td class="no"></td> <!-- Mips -->
2301   <td class="unknown"></td> <!-- PTX -->
2302   <td class="yes"></td> <!-- PowerPC -->
2303   <td class="unknown"></td> <!-- Sparc -->
2304   <td class="unknown"></td> <!-- SystemZ -->
2305   <td class="yes"></td> <!-- X86 -->
2306   <td class="unknown"></td> <!-- XCore -->
2307 </tr>
2308
2309 <tr>
2310   <td><a href="#feat_objectwrite">.o&nbsp;file writing</a></td>
2311   <td class="no"></td> <!-- ARM -->
2312   <td class="no"></td> <!-- Alpha -->
2313   <td class="no"></td> <!-- Blackfin -->
2314   <td class="no"></td> <!-- CellSPU -->
2315   <td class="yes"></td> <!-- MBlaze -->
2316   <td class="no"></td> <!-- MSP430 -->
2317   <td class="no"></td> <!-- Mips -->
2318   <td class="no"></td> <!-- PTX -->
2319   <td class="no"></td> <!-- PowerPC -->
2320   <td class="no"></td> <!-- Sparc -->
2321   <td class="no"></td> <!-- SystemZ -->
2322   <td class="yes"></td> <!-- X86 -->
2323   <td class="no"></td> <!-- XCore -->
2324 </tr>
2325
2326 <tr>
2327   <td><a href="#feat_tailcall">tail calls</a></td>
2328   <td class="yes"></td> <!-- ARM -->
2329   <td class="unknown"></td> <!-- Alpha -->
2330   <td class="no"></td> <!-- Blackfin -->
2331   <td class="no"></td> <!-- CellSPU -->
2332   <td class="no"></td> <!-- MBlaze -->
2333   <td class="unknown"></td> <!-- MSP430 -->
2334   <td class="no"></td> <!-- Mips -->
2335   <td class="unknown"></td> <!-- PTX -->
2336   <td class="yes"></td> <!-- PowerPC -->
2337   <td class="unknown"></td> <!-- Sparc -->
2338   <td class="unknown"></td> <!-- SystemZ -->
2339   <td class="yes"></td> <!-- X86 -->
2340   <td class="unknown"></td> <!-- XCore -->
2341 </tr>
2342
2343
2344 </table>
2345
2346 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2347 <h4 id="feat_reliable">Is Generally Reliable</h4>
2348
2349 <div>
2350 <p>This box indicates whether the target is considered to be production quality.
2351 This indicates that the target has been used as a static compiler to
2352 compile large amounts of code by a variety of different people and is in
2353 continuous use.</p>
2354 </div>
2355
2356 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2357 <h4 id="feat_asmparser">Assembly Parser</h4>
2358
2359 <div>
2360 <p>This box indicates whether the target supports parsing target specific .s
2361 files by implementing the MCAsmParser interface.  This is required for llvm-mc
2362 to be able to act as a native assembler and is required for inline assembly
2363 support in the native .o file writer.</p>
2364
2365 </div>
2366
2367
2368 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2369 <h4 id="feat_disassembler">Disassembler</h4>
2370
2371 <div>
2372 <p>This box indicates whether the target supports the MCDisassembler API for
2373 disassembling machine opcode bytes into MCInst's.</p>
2374
2375 </div>
2376
2377 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2378 <h4 id="feat_inlineasm">Inline Asm</h4>
2379
2380 <div>
2381 <p>This box indicates whether the target supports most popular inline assembly
2382 constraints and modifiers.</p>
2383
2384 <p id="feat_inlineasm_x86">X86 lacks reliable support for inline assembly
2385 constraints relating to the X86 floating point stack.</p>
2386
2387 </div>
2388
2389 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2390 <h4 id="feat_jit">JIT Support</h4>
2391
2392 <div>
2393 <p>This box indicates whether the target supports the JIT compiler through
2394 the ExecutionEngine interface.</p>
2395
2396 <p id="feat_jit_arm">The ARM backend has basic support for integer code
2397 in ARM codegen mode, but lacks NEON and full Thumb support.</p>
2398
2399 </div>
2400
2401 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2402 <h4 id="feat_objectwrite">.o File Writing</h4>
2403
2404 <div>
2405
2406 <p>This box indicates whether the target supports writing .o files (e.g. MachO,
2407 ELF, and/or COFF) files directly from the target.  Note that the target also
2408 must include an assembly parser and general inline assembly support for full
2409 inline assembly support in the .o writer.</p>
2410
2411 <p>Targets that don't support this feature can obviously still write out .o
2412 files, they just rely on having an external assembler to translate from a .s
2413 file to a .o file (as is the case for many C compilers).</p>
2414
2415 </div>
2416
2417 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2418 <h4 id="feat_tailcall">Tail Calls</h4>
2419
2420 <div>
2421
2422 <p>This box indicates whether the target supports guaranteed tail calls.  These
2423 are calls marked "<a href="LangRef.html#i_call">tail</a>" and use the fastcc
2424 calling convention.  Please see the <a href="#tailcallopt">tail call section
2425 more more details</a>.</p>
2426
2427 </div>
2428
2429 </div>
2430
2431 <!-- ======================================================================= -->
2432 <h3>
2433   <a name="tailcallopt">Tail call optimization</a>
2434 </h3>
2435
2436 <div>
2437
2438 <p>Tail call optimization, callee reusing the stack of the caller, is currently
2439    supported on x86/x86-64 and PowerPC. It is performed if:</p>
2440
2441 <ul>
2442   <li>Caller and callee have the calling convention <tt>fastcc</tt> or
2443        <tt>cc 10</tt> (GHC call convention).</li>
2444
2445   <li>The call is a tail call - in tail position (ret immediately follows call
2446       and ret uses value of call or is void).</li>
2447
2448   <li>Option <tt>-tailcallopt</tt> is enabled.</li>
2449
2450   <li>Platform specific constraints are met.</li>
2451 </ul>
2452
2453 <p>x86/x86-64 constraints:</p>
2454
2455 <ul>
2456   <li>No variable argument lists are used.</li>
2457
2458   <li>On x86-64 when generating GOT/PIC code only module-local calls (visibility
2459   = hidden or protected) are supported.</li>
2460 </ul>
2461
2462 <p>PowerPC constraints:</p>
2463
2464 <ul>
2465   <li>No variable argument lists are used.</li>
2466
2467   <li>No byval parameters are used.</li>
2468
2469   <li>On ppc32/64 GOT/PIC only module-local calls (visibility = hidden or protected) are supported.</li>
2470 </ul>
2471
2472 <p>Example:</p>
2473
2474 <p>Call as <tt>llc -tailcallopt test.ll</tt>.</p>
2475
2476 <div class="doc_code">
2477 <pre>
2478 declare fastcc i32 @tailcallee(i32 inreg %a1, i32 inreg %a2, i32 %a3, i32 %a4)
2479
2480 define fastcc i32 @tailcaller(i32 %in1, i32 %in2) {
2481   %l1 = add i32 %in1, %in2
2482   %tmp = tail call fastcc i32 @tailcallee(i32 %in1 inreg, i32 %in2 inreg, i32 %in1, i32 %l1)
2483   ret i32 %tmp
2484 }
2485 </pre>
2486 </div>
2487
2488 <p>Implications of <tt>-tailcallopt</tt>:</p>
2489
2490 <p>To support tail call optimization in situations where the callee has more
2491    arguments than the caller a 'callee pops arguments' convention is used. This
2492    currently causes each <tt>fastcc</tt> call that is not tail call optimized
2493    (because one or more of above constraints are not met) to be followed by a
2494    readjustment of the stack. So performance might be worse in such cases.</p>
2495
2496 </div>
2497 <!-- ======================================================================= -->
2498 <h3>
2499   <a name="sibcallopt">Sibling call optimization</a>
2500 </h3>
2501
2502 <div>
2503
2504 <p>Sibling call optimization is a restricted form of tail call optimization.
2505    Unlike tail call optimization described in the previous section, it can be
2506    performed automatically on any tail calls when <tt>-tailcallopt</tt> option
2507    is not specified.</p>
2508
2509 <p>Sibling call optimization is currently performed on x86/x86-64 when the
2510    following constraints are met:</p>
2511
2512 <ul>
2513   <li>Caller and callee have the same calling convention. It can be either
2514       <tt>c</tt> or <tt>fastcc</tt>.
2515
2516   <li>The call is a tail call - in tail position (ret immediately follows call
2517       and ret uses value of call or is void).</li>
2518
2519   <li>Caller and callee have matching return type or the callee result is not
2520       used.
2521
2522   <li>If any of the callee arguments are being passed in stack, they must be
2523       available in caller's own incoming argument stack and the frame offsets
2524       must be the same.
2525 </ul>
2526
2527 <p>Example:</p>
2528 <div class="doc_code">
2529 <pre>
2530 declare i32 @bar(i32, i32)
2531
2532 define i32 @foo(i32 %a, i32 %b, i32 %c) {
2533 entry:
2534   %0 = tail call i32 @bar(i32 %a, i32 %b)
2535   ret i32 %0
2536 }
2537 </pre>
2538 </div>
2539
2540 </div>
2541 <!-- ======================================================================= -->
2542 <h3>
2543   <a name="x86">The X86 backend</a>
2544 </h3>
2545
2546 <div>
2547
2548 <p>The X86 code generator lives in the <tt>lib/Target/X86</tt> directory.  This
2549    code generator is capable of targeting a variety of x86-32 and x86-64
2550    processors, and includes support for ISA extensions such as MMX and SSE.</p>
2551
2552 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2553 <h4>
2554   <a name="x86_tt">X86 Target Triples supported</a>
2555 </h4>
2556
2557 <div>
2558
2559 <p>The following are the known target triples that are supported by the X86
2560    backend.  This is not an exhaustive list, and it would be useful to add those
2561    that people test.</p>
2562
2563 <ul>
2564   <li><b>i686-pc-linux-gnu</b> &mdash; Linux</li>
2565
2566   <li><b>i386-unknown-freebsd5.3</b> &mdash; FreeBSD 5.3</li>
2567
2568   <li><b>i686-pc-cygwin</b> &mdash; Cygwin on Win32</li>
2569
2570   <li><b>i686-pc-mingw32</b> &mdash; MingW on Win32</li>
2571
2572   <li><b>i386-pc-mingw32msvc</b> &mdash; MingW crosscompiler on Linux</li>
2573
2574   <li><b>i686-apple-darwin*</b> &mdash; Apple Darwin on X86</li>
2575
2576   <li><b>x86_64-unknown-linux-gnu</b> &mdash; Linux</li>
2577 </ul>
2578
2579 </div>
2580
2581 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2582 <h4>
2583   <a name="x86_cc">X86 Calling Conventions supported</a>
2584 </h4>
2585
2586
2587 <div>
2588
2589 <p>The following target-specific calling conventions are known to backend:</p>
2590
2591 <ul>
2592 <li><b>x86_StdCall</b> &mdash; stdcall calling convention seen on Microsoft
2593     Windows platform (CC ID = 64).</li>
2594 <li><b>x86_FastCall</b> &mdash; fastcall calling convention seen on Microsoft
2595     Windows platform (CC ID = 65).</li>
2596 <li><b>x86_ThisCall</b> &mdash; Similar to X86_StdCall. Passes first argument
2597     in ECX,  others via stack. Callee is responsible for stack cleaning. This
2598     convention is used by MSVC by default for methods in its ABI
2599     (CC ID = 70).</li>
2600 </ul>
2601
2602 </div>
2603
2604 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2605 <h4>
2606   <a name="x86_memory">Representing X86 addressing modes in MachineInstrs</a>
2607 </h4>
2608
2609 <div>
2610
2611 <p>The x86 has a very flexible way of accessing memory.  It is capable of
2612    forming memory addresses of the following expression directly in integer
2613    instructions (which use ModR/M addressing):</p>
2614
2615 <div class="doc_code">
2616 <pre>
2617 SegmentReg: Base + [1,2,4,8] * IndexReg + Disp32
2618 </pre>
2619 </div>
2620
2621 <p>In order to represent this, LLVM tracks no less than 5 operands for each
2622    memory operand of this form.  This means that the "load" form of
2623    '<tt>mov</tt>' has the following <tt>MachineOperand</tt>s in this order:</p>
2624
2625 <div class="doc_code">
2626 <pre>
2627 Index:        0     |    1        2       3           4          5
2628 Meaning:   DestReg, | BaseReg,  Scale, IndexReg, Displacement Segment
2629 OperandTy: VirtReg, | VirtReg, UnsImm, VirtReg,   SignExtImm  PhysReg
2630 </pre>
2631 </div>
2632
2633 <p>Stores, and all other instructions, treat the four memory operands in the
2634    same way and in the same order.  If the segment register is unspecified
2635    (regno = 0), then no segment override is generated.  "Lea" operations do not
2636    have a segment register specified, so they only have 4 operands for their
2637    memory reference.</p>
2638
2639 </div>
2640
2641 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2642 <h4>
2643   <a name="x86_memory">X86 address spaces supported</a>
2644 </h4>
2645
2646 <div>
2647
2648 <p>x86 has a feature which provides
2649    the ability to perform loads and stores to different address spaces
2650    via the x86 segment registers.  A segment override prefix byte on an
2651    instruction causes the instruction's memory access to go to the specified
2652    segment.  LLVM address space 0 is the default address space, which includes
2653    the stack, and any unqualified memory accesses in a program.  Address spaces
2654    1-255 are currently reserved for user-defined code.  The GS-segment is
2655    represented by address space 256, while the FS-segment is represented by
2656    address space 257. Other x86 segments have yet to be allocated address space
2657    numbers.</p>
2658
2659 <p>While these address spaces may seem similar to TLS via the
2660    <tt>thread_local</tt> keyword, and often use the same underlying hardware,
2661    there are some fundamental differences.</p>
2662
2663 <p>The <tt>thread_local</tt> keyword applies to global variables and
2664    specifies that they are to be allocated in thread-local memory. There are
2665    no type qualifiers involved, and these variables can be pointed to with
2666    normal pointers and accessed with normal loads and stores.
2667    The <tt>thread_local</tt> keyword is target-independent at the LLVM IR
2668    level (though LLVM doesn't yet have implementations of it for some
2669    configurations).<p>
2670
2671 <p>Special address spaces, in contrast, apply to static types. Every
2672    load and store has a particular address space in its address operand type,
2673    and this is what determines which address space is accessed.
2674    LLVM ignores these special address space qualifiers on global variables,
2675    and does not provide a way to directly allocate storage in them.
2676    At the LLVM IR level, the behavior of these special address spaces depends
2677    in part on the underlying OS or runtime environment, and they are specific
2678    to x86 (and LLVM doesn't yet handle them correctly in some cases).</p>
2679
2680 <p>Some operating systems and runtime environments use (or may in the future
2681    use) the FS/GS-segment registers for various low-level purposes, so care
2682    should be taken when considering them.</p>
2683
2684 </div>
2685
2686 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2687 <h4>
2688   <a name="x86_names">Instruction naming</a>
2689 </h4>
2690
2691 <div>
2692
2693 <p>An instruction name consists of the base name, a default operand size, and a
2694    a character per operand with an optional special size. For example:</p>
2695
2696 <div class="doc_code">
2697 <pre>
2698 ADD8rr      -&gt; add, 8-bit register, 8-bit register
2699 IMUL16rmi   -&gt; imul, 16-bit register, 16-bit memory, 16-bit immediate
2700 IMUL16rmi8  -&gt; imul, 16-bit register, 16-bit memory, 8-bit immediate
2701 MOVSX32rm16 -&gt; movsx, 32-bit register, 16-bit memory
2702 </pre>
2703 </div>
2704
2705 </div>
2706
2707 </div>
2708
2709 <!-- ======================================================================= -->
2710 <h3>
2711   <a name="ppc">The PowerPC backend</a>
2712 </h3>
2713
2714 <div>
2715
2716 <p>The PowerPC code generator lives in the lib/Target/PowerPC directory.  The
2717    code generation is retargetable to several variations or <i>subtargets</i> of
2718    the PowerPC ISA; including ppc32, ppc64 and altivec.</p>
2719
2720 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2721 <h4>
2722   <a name="ppc_abi">LLVM PowerPC ABI</a>
2723 </h4>
2724
2725 <div>
2726
2727 <p>LLVM follows the AIX PowerPC ABI, with two deviations. LLVM uses a PC
2728    relative (PIC) or static addressing for accessing global values, so no TOC
2729    (r2) is used. Second, r31 is used as a frame pointer to allow dynamic growth
2730    of a stack frame.  LLVM takes advantage of having no TOC to provide space to
2731    save the frame pointer in the PowerPC linkage area of the caller frame.
2732    Other details of PowerPC ABI can be found at <a href=
2733    "http://developer.apple.com/documentation/DeveloperTools/Conceptual/LowLevelABI/Articles/32bitPowerPC.html"
2734    >PowerPC ABI.</a> Note: This link describes the 32 bit ABI.  The 64 bit ABI
2735    is similar except space for GPRs are 8 bytes wide (not 4) and r13 is reserved
2736    for system use.</p>
2737
2738 </div>
2739
2740 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2741 <h4>
2742   <a name="ppc_frame">Frame Layout</a>
2743 </h4>
2744
2745 <div>
2746
2747 <p>The size of a PowerPC frame is usually fixed for the duration of a
2748    function's invocation.  Since the frame is fixed size, all references
2749    into the frame can be accessed via fixed offsets from the stack pointer.  The
2750    exception to this is when dynamic alloca or variable sized arrays are
2751    present, then a base pointer (r31) is used as a proxy for the stack pointer
2752    and stack pointer is free to grow or shrink.  A base pointer is also used if
2753    llvm-gcc is not passed the -fomit-frame-pointer flag. The stack pointer is
2754    always aligned to 16 bytes, so that space allocated for altivec vectors will
2755    be properly aligned.</p>
2756
2757 <p>An invocation frame is laid out as follows (low memory at top);</p>
2758
2759 <table class="layout">
2760   <tr>
2761     <td>Linkage<br><br></td>
2762   </tr>
2763   <tr>
2764     <td>Parameter area<br><br></td>
2765   </tr>
2766   <tr>
2767     <td>Dynamic area<br><br></td>
2768   </tr>
2769   <tr>
2770     <td>Locals area<br><br></td>
2771   </tr>
2772   <tr>
2773     <td>Saved registers area<br><br></td>
2774   </tr>
2775   <tr style="border-style: none hidden none hidden;">
2776     <td><br></td>
2777   </tr>
2778   <tr>
2779     <td>Previous Frame<br><br></td>
2780   </tr>
2781 </table>
2782
2783 <p>The <i>linkage</i> area is used by a callee to save special registers prior
2784    to allocating its own frame.  Only three entries are relevant to LLVM. The
2785    first entry is the previous stack pointer (sp), aka link.  This allows
2786    probing tools like gdb or exception handlers to quickly scan the frames in
2787    the stack.  A function epilog can also use the link to pop the frame from the
2788    stack.  The third entry in the linkage area is used to save the return
2789    address from the lr register. Finally, as mentioned above, the last entry is
2790    used to save the previous frame pointer (r31.)  The entries in the linkage
2791    area are the size of a GPR, thus the linkage area is 24 bytes long in 32 bit
2792    mode and 48 bytes in 64 bit mode.</p>
2793
2794 <p>32 bit linkage area</p>
2795
2796 <table class="layout">
2797   <tr>
2798     <td>0</td>
2799     <td>Saved SP (r1)</td>
2800   </tr>
2801   <tr>
2802     <td>4</td>
2803     <td>Saved CR</td>
2804   </tr>
2805   <tr>
2806     <td>8</td>
2807     <td>Saved LR</td>
2808   </tr>
2809   <tr>
2810     <td>12</td>
2811     <td>Reserved</td>
2812   </tr>
2813   <tr>
2814     <td>16</td>
2815     <td>Reserved</td>
2816   </tr>
2817   <tr>
2818     <td>20</td>
2819     <td>Saved FP (r31)</td>
2820   </tr>
2821 </table>
2822
2823 <p>64 bit linkage area</p>
2824
2825 <table class="layout">
2826   <tr>
2827     <td>0</td>
2828     <td>Saved SP (r1)</td>
2829   </tr>
2830   <tr>
2831     <td>8</td>
2832     <td>Saved CR</td>
2833   </tr>
2834   <tr>
2835     <td>16</td>
2836     <td>Saved LR</td>
2837   </tr>
2838   <tr>
2839     <td>24</td>
2840     <td>Reserved</td>
2841   </tr>
2842   <tr>
2843     <td>32</td>
2844     <td>Reserved</td>
2845   </tr>
2846   <tr>
2847     <td>40</td>
2848     <td>Saved FP (r31)</td>
2849   </tr>
2850 </table>
2851
2852 <p>The <i>parameter area</i> is used to store arguments being passed to a callee
2853    function.  Following the PowerPC ABI, the first few arguments are actually
2854    passed in registers, with the space in the parameter area unused.  However,
2855    if there are not enough registers or the callee is a thunk or vararg
2856    function, these register arguments can be spilled into the parameter area.
2857    Thus, the parameter area must be large enough to store all the parameters for
2858    the largest call sequence made by the caller.  The size must also be
2859    minimally large enough to spill registers r3-r10.  This allows callees blind
2860    to the call signature, such as thunks and vararg functions, enough space to
2861    cache the argument registers.  Therefore, the parameter area is minimally 32
2862    bytes (64 bytes in 64 bit mode.)  Also note that since the parameter area is
2863    a fixed offset from the top of the frame, that a callee can access its spilt
2864    arguments using fixed offsets from the stack pointer (or base pointer.)</p>
2865
2866 <p>Combining the information about the linkage, parameter areas and alignment. A
2867    stack frame is minimally 64 bytes in 32 bit mode and 128 bytes in 64 bit
2868    mode.</p>
2869
2870 <p>The <i>dynamic area</i> starts out as size zero.  If a function uses dynamic
2871    alloca then space is added to the stack, the linkage and parameter areas are
2872    shifted to top of stack, and the new space is available immediately below the
2873    linkage and parameter areas.  The cost of shifting the linkage and parameter
2874    areas is minor since only the link value needs to be copied.  The link value
2875    can be easily fetched by adding the original frame size to the base pointer.
2876    Note that allocations in the dynamic space need to observe 16 byte
2877    alignment.</p>
2878
2879 <p>The <i>locals area</i> is where the llvm compiler reserves space for local
2880    variables.</p>
2881
2882 <p>The <i>saved registers area</i> is where the llvm compiler spills callee
2883    saved registers on entry to the callee.</p>
2884
2885 </div>
2886
2887 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2888 <h4>
2889   <a name="ppc_prolog">Prolog/Epilog</a>
2890 </h4>
2891
2892 <div>
2893
2894 <p>The llvm prolog and epilog are the same as described in the PowerPC ABI, with
2895    the following exceptions.  Callee saved registers are spilled after the frame
2896    is created.  This allows the llvm epilog/prolog support to be common with
2897    other targets.  The base pointer callee saved register r31 is saved in the
2898    TOC slot of linkage area.  This simplifies allocation of space for the base
2899    pointer and makes it convenient to locate programatically and during
2900    debugging.</p>
2901
2902 </div>
2903
2904 <!-- _______________________________________________________________________ -->
2905 <h4>
2906   <a name="ppc_dynamic">Dynamic Allocation</a>
2907 </h4>
2908
2909 <div>
2910
2911 <p><i>TODO - More to come.</i></p>
2912
2913 </div>
2914
2915 </div>
2916
2917 </div>
2918
2919 <!-- *********************************************************************** -->
2920 <hr>
2921 <address>
2922   <a href="http://jigsaw.w3.org/css-validator/check/referer"><img
2923   src="http://jigsaw.w3.org/css-validator/images/vcss-blue" alt="Valid CSS"></a>
2924   <a href="http://validator.w3.org/check/referer"><img
2925   src="http://www.w3.org/Icons/valid-html401-blue" alt="Valid HTML 4.01"></a>
2926
2927   <a href="mailto:sabre@nondot.org">Chris Lattner</a><br>
2928   <a href="http://llvm.org/">The LLVM Compiler Infrastructure</a><br>
2929   Last modified: $Date$
2930 </address>
2931
2932 </body>
2933 </html>