lib/CodeGen/README.txt

   1 //===---------------------------------------------------------------------===//
   2
   3 Common register allocation / spilling problem:
   4
   5         mul lr, r4, lr
   6         str lr, [sp, #+52]
   7         ldr lr, [r1, #+32]
   8         sxth r3, r3
   9         ldr r4, [sp, #+52]
  10         mla r4, r3, lr, r4
  11
  12 can be:
  13
  14         mul lr, r4, lr
  15         mov r4, lr
  16         str lr, [sp, #+52]
  17         ldr lr, [r1, #+32]
  18         sxth r3, r3
  19         mla r4, r3, lr, r4
  20
  21 and then "merge" mul and mov:
  22
  23         mul r4, r4, lr
  24         str lr, [sp, #+52]
  25         ldr lr, [r1, #+32]
  26         sxth r3, r3
  27         mla r4, r3, lr, r4
  28
  29 It also increase the likelyhood the store may become dead.
  30
  31 //===---------------------------------------------------------------------===//
  32
  33 I think we should have a "hasSideEffects" flag (which is automatically set for
  34 stuff that "isLoad" "isCall" etc), and the remat pass should eventually be able
  35 to remat any instruction that has no side effects, if it can handle it and if
  36 profitable.
  37
  38 For now, I'd suggest having the remat stuff work like this:
  39
  40 1. I need to spill/reload this thing.
  41 2. Check to see if it has side effects.
  42 3. Check to see if it is simple enough: e.g. it only has one register
  43 destination and no register input.
  44 4. If so, clone the instruction, do the xform, etc.
  45
  46 Advantages of this are:
  47
  48 1. the .td file describes the behavior of the instructions, not the way the
  49    algorithm should work.
  50 2. as remat gets smarter in the future, we shouldn't have to be changing the .td
  51    files.
  52 3. it is easier to explain what the flag means in the .td file, because you
  53    don't have to pull in the explanation of how the current remat algo works.
  54
  55 Some potential added complexities:
  56
  57 1. Some instructions have to be glued to it's predecessor or successor. All of
  58    the PC relative instructions and condition code setting instruction. We could
  59    mark them as hasSideEffects, but that's not quite right. PC relative loads
  60    from constantpools can be remat'ed, for example. But it requires more than
  61    just cloning the instruction. Some instructions can be remat'ed but it
  62    expands to more than one instruction. But allocator will have to make a
  63    decision.
  64
  65 4. As stated in 3, not as simple as cloning in some cases. The target will have
  66    to decide how to remat it. For example, an ARM 2-piece constant generation
  67    instruction is remat'ed as a load from constantpool.
  68
  69 //===---------------------------------------------------------------------===//
  70
  71 bb27 ...
  72         ...
  73         %reg1037 = ADDri %reg1039, 1
  74         %reg1038 = ADDrs %reg1032, %reg1039, %NOREG, 10
  75     Successors according to CFG: 0x8b03bf0 (#5)
  76
  77 bb76 (0x8b03bf0, LLVM BB @0x8b032d0, ID#5):
  78     Predecessors according to CFG: 0x8b0c5f0 (#3) 0x8b0a7c0 (#4)
  79         %reg1039 = PHI %reg1070, mbb<bb76.outer,0x8b0c5f0>, %reg1037, mbb<bb27,0x8b0a7c0>
  80
  81 Note ADDri is not a two-address instruction. However, its result %reg1037 is an
  82 operand of the PHI node in bb76 and its operand %reg1039 is the result of the
  83 PHI node. We should treat it as a two-address code and make sure the ADDri is
  84 scheduled after any node that reads %reg1039.
  85
  86 //===---------------------------------------------------------------------===//
  87
  88 Use local info (i.e. register scavenger) to assign it a free register to allow
  89 reuse:
  90         ldr r3, [sp, #+4]
  91         add r3, r3, #3
  92         ldr r2, [sp, #+8]
  93         add r2, r2, #2
  94         ldr r1, [sp, #+4]  <==
  95         add r1, r1, #1
  96         ldr r0, [sp, #+4]
  97         add r0, r0, #2
  98
  99 //===---------------------------------------------------------------------===//
 100
 101 LLVM aggressively lift CSE out of loop. Sometimes this can be negative side-
 102 effects:
 103
 104 R1 = X + 4
 105 R2 = X + 7
 106 R3 = X + 15
 107
 108 loop:
 109 load [i + R1]
 110 ...
 111 load [i + R2]
 112 ...
 113 load [i + R3]
 114
 115 Suppose there is high register pressure, R1, R2, R3, can be spilled. We need
 116 to implement proper re-materialization to handle this:
 117
 118 R1 = X + 4
 119 R2 = X + 7
 120 R3 = X + 15
 121
 122 loop:
 123 R1 = X + 4  @ re-materialized
 124 load [i + R1]
 125 ...
 126 R2 = X + 7 @ re-materialized
 127 load [i + R2]
 128 ...
 129 R3 = X + 15 @ re-materialized
 130 load [i + R3]
 131
 132 Furthermore, with re-association, we can enable sharing:
 133
 134 R1 = X + 4
 135 R2 = X + 7
 136 R3 = X + 15
 137
 138 loop:
 139 T = i + X
 140 load [T + 4]
 141 ...
 142 load [T + 7]
 143 ...
 144 load [T + 15]
 145 //===---------------------------------------------------------------------===//
 146
 147 It's not always a good idea to choose rematerialization over spilling. If all
 148 the load / store instructions would be folded then spilling is cheaper because
 149 it won't require new live intervals / registers. See 2003-05-31-LongShifts for
 150 an example.
 151
 152 //===---------------------------------------------------------------------===//
 153
 154 Instead of unconditionally inserting a null initializer for every GC root when
 155 Collector::InitRoots is set, the collector infrastructure should get a little
 156 bit smarter and perform a trivial DSE of the initial basic block up to the
 157 first safe point.
 158
 159 //===---------------------------------------------------------------------===//
 160
 161 With a copying garbage collector, derived pointers must not be retained across
 162 collector safe points; the collector could move the objects and invalidate the
 163 derived pointer. This is bad enough in the first place, but safe points can
 164 crop up unpredictably. Consider:
 165
 166         %array = load { i32, [0 x %obj] }** %array_addr
 167         %nth_el = getelementptr { i32, [0 x %obj] }* %array, i32 0, i32 %n
 168         %old = load %obj** %nth_el
 169         %z = div i64 %x, %y
 170         store %obj* %new, %obj** %nth_el
 171
 172 If the i64 division is lowered to a libcall, then a safe point will (must)
 173 appear for the call site. If a collection occurs, %array and %nth_el no longer
 174 point into the correct object.
 175
 176 The fix for this is to copy address calculations so that dependent pointers
 177 are never live across safe point boundaries. But the loads cannot be copied
 178 like this if there was an intervening store, so may be hard to get right.
 179
 180 Only a concurrent mutator can trigger a collection at the libcall safe point.
 181 So single-threaded programs do not have this requirement, even with a copying
 182 collector. Still, LLVM optimizations would probably undo a front-end's careful
 183 work.
 184
 185 //===---------------------------------------------------------------------===//
 186
 187 The ocaml frametable structure supports liveness information. It would be good
 188 to support it.