Насколько легко реализуема подстановка?

вопрос

Ну, такой вопрос задавать не было смысла. Именно - автоматически. Это преодолимый недостаток форта, множество вызовов.
также - на уровне ассемблера есть ли схемы?

Pretorian

вопрос писал(а):

Ну, такой вопрос задавать не было смысла. Именно - автоматически. Это преодолимый недостаток форта, множество вызовов.
также - на уровне ассемблера есть ли схемы?

Ну человек видит что нет смысла в подпрограмме, почему машину не научить делать тоже, вывести формулу адыкватности длинны кода и быстродействия и тогда машина будет знать какие слова разворачивать, а какие нет.

вопрос

Такая идея у меня была, даже что-то пытался анализировать, вот спрашиваю, не существует ли уже надёжной схемы реализации.

mOleg

вопрос писал(а):

Такая идея у меня была, даже что-то пытался анализировать, вот спрашиваю, не существует ли уже надёжной схемы реализации.

вообще ведь подстановки инлайн в СПФе достаточно распространены, посмотри, как реализованы BRANCH, или тот же RET,
это не связано с оптимизацией.

вопрос

Ну, оптимизацией это в любом случае является. И интересен общий алгоритм для любого форта - были ли какие-то реализации, СПФ посмотрю, спасибо.

mOleg

вопрос писал(а):

И интересен общий алгоритм для любого форта - были ли какие-то реализации

это надо надо смотреть в ColorForth на сколько я понял и мучить in4 которые более плотно с этим вопросом разбирался.

вопрос

что-то он не заходит в тему

in4

Раз уж зашла речь обо мне...

Оптимизаций там всего-ничего!
Самая главная, вокруг чего все построено - оптимизация хвостовой рекурсии - при генерации выхода проверяется последняя команда - если она вызов подпрограммы, то ее код заменяется на переход. Адрес остается тем же.
Но на этом построен весь стиль программирования. Он отличается от традиционного.

Другая оптимизация - замена операций с константами на непосредственные значения - в тех командах, в которых это возможно ( a! @ ! + or and xor u+ +! ), проверяется последняя команда - если это загрузка в AX (код B8 ), то она удаляется вместе с dup (если dup предпоследняя команда), константа кладется на стек и дальнейшее выполнение компиляции команды генерирует код с непосредственной константой.

Код:

\ пример для 16-разрядного кода!!
\ ?lit проверяет $B8 у последней команды и засовывает ее
\   слово в стек, удаляет ее саму и, м.б., предыд. dup
\   и передвигает указатель последней команды
\   ZF если ничего не добавилось на стек
\   д.б. в forth
: ?lit
   list @  here 3 -  - drop  if 0 test drop ; then
      \ не 3 байта назад !!
   list @ c@  B8  - drop  if
      0 test drop ; then  \ было не B8, выход
   list @ 1 + @  3 neg allot  \ отмотали mov ax,x
   list1 @      @  748D  - drop  if ; then
   list1 @  2 + @  89FE  - drop  if ; then
   5 neg allot ;  \ отмотали dup

Но в реализации команд ! и +! У Мура ошибка, они не работают, как задумывалось. Для правильной реализации надо делать не 2 переменные (list list1), а стек.

Эти оптимизации, сверхбыстрая компиляция из промежуточного представления, очистка двух имеющихся словарей (forth macro не входят в кодофайл (;)), имя слова - адрес начала его кода) вместо создания дополнительных словарей - в сочетании с общим минимализмом Мура и дают такой эффект!

вопрос

Цитата:

имя слова - адрес начала его кода

не уловил, как это делается?

Kopa

Mihail писал(а):

Kopa писал(а):

По результаты прогона, тестовых результатов из LCC в SPF4, сделал вывод, что
используемая схема оптимизации не работает в этом случае

Правильнее сказать плохо работает.
Речь идёт о моём Cinf ? Ты еще говорил о MPEшном с2forth.
Я не заботился о качестве конвертера, я добился только принципиальной работоспособности.
Чтобы выбрать избыточность порождаемую этим конвертерам нужен довольно крутой оптимизатор.
Сперва следует улучшить качество конвертера, а затем настраивать под него оптимизатор.

Нет не Cinf ( т.к. он мне показался сырой и back-end не совсем как у LCC).
Перекомпилировался LCC c разными найдеными front-end для разных контроллеров. ( AVR, PDP-11,
d16m, xr16, msil ...)
а также доделывал front-end от MPE. Тесты брались от С беnchmark. Некоторые тесты
еще не проходят ( необходимо смотреть, что еще править в front-end). Выходной файл не
всегда генерировался для заданного контроллера в каком-нибудь тесте.

Из избыточности кода, для стекового представления, заметил повторяющиеся цепочки
и переизбыток промежуточных локальных переменных.

P.S. Как всё это выглядело можно вспомнить и более подробно описать.

Си тесты:

Код:

 ack.c  array.c ary3.c  banner.c  except.c  fibo.c glyphs.c  gr.c hash.c  hash2.c 
          heapsort.c  hello.c lists.c matrix.c methcall.c nestedloop.c objinst.c  random.c reversefile.c  
           sieve.c simple_hash.c spellcheck.c  strcat.c  struct.c sumcol.c testheap.c tst.c vartest.c  wc.c 

in4

Вот еще одна оптимизация - чуть не забыл:
В словах 0 over a @ pop

Код:

\ ?dup компилит dup , если пред. команда не drop
: ?dup
   here 1 -  list @  - drop if dup, ; then  \ пред команда>1б
   list @  c@ 0AD - drop if dup, ; then  \ не drop
   1 neg allot ;

вопрос писал(а):

in4 писал(а):

имя слова - адрес начала его кода

не уловил, как это делается?

Словари вынесены из адресного пространства и занимают фиксированные места в памяти системы. Поэтому в кодофайле только код, без частей словарей. И поэтому можно делать "цепочечные (каскадные) определения", когда одно из слов продолжается другим.

Наиболее эффектные примеры:

Код:

: xor  0433
: binary  ?lit if swap 2 + 1, 2, ; then 2,  ', nip  ;
: and 0423  ', binary  ;
: or  040B  ', binary  ;

...

: erase  \ a u
   0
: fill  \ a u c
   swap push swap pop test  \ c a u
   begin if push over over c!  1 + pop 1 - again then
   3drop ;

Получается множественный вход в процедуру слова.
В \SPF\devel\~profit\lib\colorForth\ есть пример, как сделать такие словари в SPF.

Насколько легко реализуема подстановка?

Кто сейчас на конференции