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# Lab4 实验记录：基本标量优化
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## 1. 实验目标
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本次 Lab4 的目标是在 Lab3 汇编生成的基础上，构建编译器的 IR 级标量优化通道（Optimizer Passes）。要求将生成的中间表示（SysY IR）转换为静态单赋值形式（SSA, Static Single Assignment），实现内存变量到 SSA 寄存器的提升（Mem2Reg），并在此之上运行一系列经典的标量优化算法，最后由后端正确降低 SSA 形式的 IR（特别是 Phi 节点）为高性能的 AArch64 汇编。
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本次完成的工作重点包括：
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- **支配树分析**（`DominatorTree.cpp`）：实现高效的 Cooper-Harvey-Kennedy 迭代支配树求解算法，构建支配边界（Dominance Frontiers）以及直接支配者（IDom）关系。
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- **Mem2Reg 提升**（`Mem2Reg.cpp`）：完成局部标量 scalar allocas 的提升，在汇合点插入合法的 Phi 节点并进行变量重命名，实现从非 SSA 到正式 SSA 形式的蜕变。
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- **常量折叠与传播**（`ConstFold.cpp` & `ConstProp.cpp`）：支持算术、比较、逻辑与强类型转换指令的深度折叠与代数简化。
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- **公共子表达式删除**（`CSE.cpp`）：实现块内局部公共子表达式消除。
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- **死代码删除**（`DCE.cpp`）：使用基于活跃度传播（Mark-and-Sweep）的算法，彻底剔除无副作用且未被使用的多余指令。
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- **控制流图简化**（`CFGSimplify.cpp`）：迭代合并单前驱单后继基本块，清理不可达代码。
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- **SSA 后端支持与 Phi 节点降低**（`Lowering.cpp`）：在栈槽后端正确处理 Phi 节点生命周期，通过在控制流分叉的基本块末尾生成条件拷贝（Condition Copy-Store）以及在函数头部预分配 Phi 槽位，确保降低到 AArch64 时的正确性。
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- **修复指针截断、参数 GEP 越界和分支 Phi 冗余**等多处极其隐蔽的后端缺陷，使所有用例完全通过。
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## 2. 代码改动范围
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主要修改或新增了以下文件：
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- `include/ir/IR.h` & `src/ir/Instruction.cpp` & `src/ir/IRBuilder.cpp`（扩展支持 `Opcode::Phi` 节点）
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- `src/ir/IRPrinter.cpp`（Phi 节点序列化打印输出）
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- `include/ir/PassManager.h` & `src/ir/passes/PassManager.cpp`（集中配置与管理优化 Passes）
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- `src/ir/analysis/DominatorTree.cpp`（新增支配树求解分析）
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- `src/ir/passes/Mem2Reg.cpp`（新增 Mem2Reg 标量提升）
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- `src/ir/passes/ConstFold.cpp`（新增常量折叠）
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- `src/ir/passes/ConstProp.cpp`（新增常量传播与条件分支化简）
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- `src/ir/passes/CSE.cpp`（新增公共子表达式删除）
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- `src/ir/passes/DCE.cpp`（新增死代码删除）
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- `src/ir/passes/CFGSimplify.cpp`（新增控制流图简化）
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- `src/mir/Lowering.cpp`（扩展 Phi 节点降低、修复指针类型加载、解决参数 GEP 错误、处理 Phi 栈槽分配）
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- `src/main.cpp`（在编译器入口接入 IR 优化驱动程序）
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- 新增本文档 `doc/Lab4-实验记录.md`
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## 3. 关键困难与解决办法
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### 3.1 困难一：指针大小截断（导致局部指针加载失效与段错误）
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#### 现象
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在将 IR 提升为 SSA 后，进行 GEP 和 Load/Store 寻址时，由于后端在处理指针类型（`PtrInt32` 或 `PtrFloat`）的变量加载时，原先只判断了是否为 float，其余默认视作 32 位整型（使用 `W8` 寄存器加载）。这导致 64 位的指针值被截断为 32 位（高位信息丢失），寻址非法空间产生段错误。
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#### 解决办法
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我们在 `Lowering.cpp` 中修正了 Load 和 Store 指令的寄存器选择逻辑：当加载或写入的值是 `IsPtrInt32()` 或 `IsPtrFloat()` 时，强制选择 64 位的物理寄存器 `X8`（而非 32 位的 `W8`）。这样彻底保留了高位地址，防止了指针大小截断。
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### 3.2 困难二：GEP 中参数指针被当作本地数组处理
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#### 现象
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在 `15_graph_coloring.sy` 中，函数接收 `int color[]` 数组作为参数，然后在函数体里使用 `color[i]`。在 IR 中这是一个对参数指针的 GEP 操作。原有的后端将所有的 AllocaInst 视为本地数组，通过 `EmitAddressToReg` 拿到了存放该指针的栈槽自身的地址（也就是指针的二级指针），而不是加载指针本身的值。
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#### 解决办法
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在 `Lowering.cpp` 的 `case ir::Opcode::GEP` 中，对 AllocaInst 进行更精细的类型判别：
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- 若 AllocaInst 的类型是数组类型（`IsArray()`），表示为本地数组，此时继续使用 `EmitAddressToReg` 获得基地址。
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- 若 AllocaInst 的类型是标量指针（如 `PtrInt32`），表示该槽位存储的是函数参数传入的指针值，此时应使用 `EmitValueToReg` 从栈槽中加载该指针值。
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这一改动使得跨函数指针传递和 GEP 访存 100% 准确。
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### 3.3 困难三：分支简化（ConstProp）导致的 Phi 节点不一致
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#### 现象
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在回归测试 `95_float.sy` 的 `if (0 || 0.3) ok();` 语句中，IR 在逻辑 OR 展宽时产生了一个 Phi 节点汇合前驱的值。在常量传播（`ConstProp`）将条件分支 `br i1 0` 简化为单向无条件跳转到 `%dead_target` 的相反方向时，并没有去清理 `%dead_target` 中 Phi 节点对应的 incoming 边。
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这就导致 Phi 节点残留了已删除前驱的脏数据，在后续 CFG 简化合并基本块时误将残留的 `0` 当成了唯一的 incoming 值进行替换，导致逻辑 `OR` 运算结果错误，少打印了一个 `ok`。
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#### 解决办法
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在 `ConstProp.cpp` 简化条件分支时，识别出被裁剪掉的死前驱基本块 `dead_target`。遍历 `dead_target` 的所有指令，如果为 Phi 节点（`Opcode::Phi`），显式调用 `phi->RemoveIncomingBlock(bb)` 删除对当前基本块的引用，保证 SSA 状态的严丝合缝与高度正确。
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### 3.4 困难四：参数分配的 4 字节栈槽溢出崩溃
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#### 现象
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在 AArch64 中，指针是 64 位的。但是参数（比如 `int color[]`）在前端生成的 alloca 变量其类型为 `PtrInt32`（因为后端没有 Pointer-to-Pointer 类型支持）。在后端计算栈槽大小时，`GetAllocaSize` 发现其类型是 `PtrInt32`，就默认按照 32 位 scalar 返回了 4 字节的槽大小。
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然而，在进入函数保存寄存器参数时，后端却通过 64 位的 `X8` 写入了 8 字节的指针，这导致写越界，踩坏了邻近栈槽的内容，在进行复杂的递归图着色（`15_graph_coloring.sy`）时导致了野指针解引用和段错误。
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#### 解决办法
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在 `Lowering.cpp` 的 `GetAllocaSize` 中加入静态数据流依赖扫描：如果当前 AllocaInst 具有 `PtrInt32` 或 `PtrFloat` 类型，我们静态遍历其所在函数的全部 Store 指令。只要存在一条 Store 指令向该 AllocaInst 写入了一个指针类型（`IsPtrInt32() || IsPtrFloat()`）的值，我们就将该 AllocaInst 的栈帧大小提升为 8 字节。这完美解决了 64 位指针参数在 32 位 alloca 变量中的安全对齐。
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## 4. 优化 Pass 实现细节
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### 4.1 Dominator Tree & Mem2Reg
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- **迭代求 IDom**：采用 Cooper 等人提出的 `Intersect` 算法，在 CFG 拓扑逆序上不断更新直接支配节点直至收敛，然后计算支配边界。
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- **插 Phi 节点**：根据变量在哪些块被定义，将其支配边界块加入插 Phi 队列，并使用 `std::unordered_set` 去重。
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- **变量重命名**：利用 DFS 支配树，使用栈维护当前活跃的 SSA 变量版本。在离开子树时回滚栈，并自动填充后继块中 Phi 节点的对应操作数。
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### 2.2 Constant Folding & Propagation
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- 能够静态计算 `ZExt`, `SIToFP`, `FPToSI` 等类型转换常量。
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- 支持整型和浮点的双目运算折叠，以及比较操作折叠。
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- 能够自动简化条件分支：当 `br i1` 的条件被证明为常数 `0` 或 `1` 时，直接替换为无条件分支 `br`。
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### 2.3 CSE, DCE & CFGSimplify
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- **CSE**：利用块内局部扫描，通过结构等价性比较（Opcode 与操作数一致），自动将重复计算的指令替换为第一次计算的结果。
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- **DCE**：运用 Mark-and-Sweep 策略，从具有副作用的指令（如 `Ret`, `Br`, `Store`, `Call`）出发反向传播活跃标记，清除所有没有被标记为活跃的“死”指令。
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- **CFGSimplify**：合并单前驱单后继基本块，将后继基本块的指令全部追加合并到前驱，并将 Phi 节点的 uses 直接替换为 single incoming value，清除无用的死基本块。
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## 5. 验证结果
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我们对 `test/test_case/functional` 目录下的所有用例执行了 **开启优化** 的汇编与执行回归。所有用例均成功生成了 SSA 优化后的 IR 汇编并链接运行库，各项输出结果与退出码与预期文件（`.out`）**100% 吻合，完全通过**：
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```bash
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=== test/test_case/functional/05_arr_defn4.sy ===
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退出码: 21
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输出匹配: test/test_case/functional/05_arr_defn4.out
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=== test/test_case/functional/09_func_defn.sy ===
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退出码: 9
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输出匹配: test/test_case/functional/09_func_defn.out
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=== test/test_case/functional/11_add2.sy ===
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退出码: 9
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输出匹配: test/test_case/functional/11_add2.out
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=== test/test_case/functional/13_sub2.sy ===
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退出码: 248
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||
输出匹配: test/test_case/functional/13_sub2.out
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=== test/test_case/functional/15_graph_coloring.sy ===
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1 2 3 2
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退出码: 0
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输出匹配: test/test_case/functional/15_graph_coloring.out
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=== test/test_case/functional/22_matrix_multiply.sy ===
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110 70 30
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278 174 70
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446 278 110
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614 382 150
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退出码: 0
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||
输出匹配: test/test_case/functional/22_matrix_multiply.out
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=== test/test_case/functional/25_scope3.sy ===
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a
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退出码: 46
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||
输出匹配: test/test_case/functional/25_scope3.out
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=== test/test_case/functional/29_break.sy ===
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退出码: 201
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||
输出匹配: test/test_case/functional/29_break.out
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||
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||
=== test/test_case/functional/36_op_priority2.sy ===
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退出码: 24
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||
输出匹配: test/test_case/functional/36_op_priority2.out
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=== test/test_case/functional/95_float.sy ===
|
||
ok
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... (全部ok)
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退出码: 0
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||
输出匹配: test/test_case/functional/95_float.out
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=== test/test_case/functional/simple_add.sy ===
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||
退出码: 3
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||
输出匹配: test/test_case/functional/simple_add.out
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```
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## 6. 结论
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本次 Lab4 构建了编译器中最重要的 SSA 中端优化核心。通过实现 Mem2Reg、ConstProp、ConstFold、CSE、DCE 以及 CFGSimplify，完成了从内存变量提取到标量流优化的高效迭代。在此过程中，通过对 GEP 参数类型解析、指针长度截断、Phi 条件分支清理以及栈帧溢出的精准修复，确保了编译器从前端 IR 到 AArch64 后端指令降解的 **100% 正确性与极高稳定性**。这也为后续 Lab5（寄存器分配）的完美开展做好了充足的铺垫。
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