(1) 首先遍歷整個routine，儲存所有def值；
問題：
你如何去儲存這些def值呢？要保證能快速的得到每個def值，因為每一 個 def 值不僅僅只包含dst暫存器號，還包括這條指令，以及其它資訊。
解答之一：
最快速的查詢演算法，就是hash演算法。在我們這裡通過構建乙個含有256個元素的hash表，hash[regno & (256-1)] = defindex;對於hash衝突的處理方法是，在def值的結構中存放乙個變數，用來儲存衝突的defindex.
比如：r1 = r2 + r3;//defindex = x;
r1 = r1 * r4;//defindex = x + 1；
很顯然，此時兩次def的r1的hash值是一樣的，但兩次def的defindex是不一樣的， 假定第一次的defindex = x, 那麼(pdefs + defindex) ->hashnextdefindex = x + 1;其實可以把這理解為鍊錶的形式處理hash衝突，但衝突不是在hash表上處理的而已。
(2) 自頂向下計算每個basic block的liveout def值，這裡的liveout def值表示在離開當前block後還可能活躍的def值。然後通過資料流分析，得到每個basic block的livein def值。
問題：
如何計算？
解答之一 ：
根據routine中的def值的數目，來定義乙個長度為32bit倍數的變數(假定變數名字為flowfunction)，每一位用來表示對應的defindex， 為1，表示活躍， 為0， 表示不活躍。
1) 分block掃瞄所有指令，在每乙個block裡，對有dst的指令，將flowfunction變數的對應位置為1；如果出現多次定義乙個變數的情況，則只會把最後一次的defindex置為1，也就是在每次掃瞄的過程中，在最後一次def的時候，會把前一次的def clear 掉；這樣每個basic block的flowfunction變數的值就得到了；
2) 上一步只是得到每乙個block中的liveout def變數，因為在整個routine中block是有資料流關係的，如果當前block有predecessor block，則當前block的livein def變數 = 所有predecessor block的liveout的或運算。
比如：
(3) 計算完每個basic block的livein def值後，自頂向下掃瞄每個block。首先檢查每條指令的src， 然後根據src可以得到其所有的defindex， 如果這個defindex在livein中，那麼就將這個usage新增到這個def中。然後檢查這條指令的dst，這個dst是否已經在livein中，如果是，則將 舊的defindex從livein中刪掉，否則將這個dst的defindex新增到livein中。（此時的livein已經不是原來的livein，只能說初始值是原來的livein吧）。
問題：為什麼要計算livein的def變數？如下圖所示，如果不計算第1個block的liveout def值，那麼在其successor block中use變數i就不知道來自於哪個def了
構建web很簡單，遍歷所有的def變數，如果兩個def變數對應的register相同，且有相同的use，則這兩個def屬於相同的web.
在構建暫存器的衝突圖，也就是構建web之間的衝突圖。在構建衝突圖的過程中，主要分兩步，首先計算出cfg中每個basic block的liveout變數，注意這裡的liveout跟上面的的liveout是有區別的，上面的liveout可以理解為計算變數的可達性，而這裡的liveout指變數的活躍性。然後根據liveout變數，以及當前basic block的指令得到衝突圖。
(1)如何計算每個basic block的liveout?
我們採用自底向上的遍歷方式來計算，
1) 首先假定每乙個block的liveout為null,然後根據演算法livein = liveout + use - def，要計算livein，必須知道use和def，此時我們計算出每乙個block的use和def
2) 然後根據迭代演算法， 當前block的liveout = 所有後繼結點的livein的並集。
注意，在整個過程中，我們只計算了liveout，並沒有計算出livein.
(2) 構建衝突圖，從最後一條指令開始掃瞄block，首先檢查當前指令的dst，然後將此dst跟中的所有變數構建衝突邊；最後重新檢查dst，如果這個dst的所有def都已經kill了(注意，必須是所有的def都已經被kill掉了)，那麼就將這個def對應的node從中刪除，然後檢查src，並將src的加入到集合中;
我們嘗試著用r種顏色給圖著色，其中r是可用暫存器的個數。當r>=3時，這是乙個np完全問題。一種方法保證能使得圖的一部分是可r色著色的，只要這個圖的剩餘部分是可r色著色的。另一種方法則在第一種方法沒有窮盡的情況下繼續樂觀地進行處理。後一種方法不會直接產生一種r色著色，但與只使用前一種方法相比，它常常能使圖的更多部分成為可著色的，因此非常有助於它的啟發式值。
前一種方法基於一種簡單但非常有效的觀察，我們稱之為度
<
r 的結點來推廣度
<
r 的node，將其壓入棧(用來存放暫存器分配順序的棧colorstackdepth)，並刪除與這個結點相關的衝突邊，同時標記這個node已經被spruned；直到遍歷完所有node;
2.第1步做完之後，如果發現還有node沒有壓入棧colorstackdepth, 很顯然這些沒有壓入棧的node可能是需要spill的node, 因此找出這些沒有壓入棧中spill代價最小的node，並將其壓入棧；並刪除與這個結點有關的衝突邊，同時標記這個node已經被spruned，然後再執行第1步；
3.直到第2步中沒有其它的node結束；
4.然後從棧頂拿出乙個node，根據衝突圖，為其按序分配暫存器，如果沒有可用的暫存器用來分配，則將這個node標記為spill;
5.如果存在某些node需要spill，則執行相應的spill操作；
下面描述下簡單的spill過程，由於在執行prf spill操作時，是通過將prf spill 到crf的，下面舉個簡單的例子：
p4 = p2 & p3; //def p4;
… p5 = p4 | p6; //use p4;
現在假定要將p4 spill到crf中，經過處理後的**如下：
rx = p2 & p3;
… mov py, rx;
p5 = py | p6;
這裡有2點需要注意：
1)這裡的rx是臨時的crf,因為首先是做prf的分配，然後才是crf的分配，因此，這裡可以用乙個臨時的crf處理；
2)在prf spill的時候，首先找到需要需要spill的prf，然後尋找其use，找到use後，在use的指令前新增一條mov py, rx指令，並將這個use的prf替換為py;在這裡有乙個技巧，我們沒有必要碰到乙個use就為其新增乙個mov指令，這就太浪費了，但我們也不能只新增一條mov指令，這樣py的生存期又太長了；折中的方法是適當新增mov指令，比如碰到如下的情況：
p4 = p2 & p3; //def p4;
… (p4) r1 = r2 + r3;
p5 = p4 | p6; //use p4;
那麼此時通過spill操作的**為：
rx = p2 & p3;
… mov py, rx;
(py) r1 = r2 + r3;
p5 = py | p6;
在這裡我們只考慮兩種型別的crf的分配，也就是range crf和single crf.具體步驟如下：
1.首先統計range crf的node數目和single crf的node數目，比如standalone crf的node數目為singlecrfnodecolorstackdepth;
2.遍歷所有的node，如果發現其為range crf的node,則將其儲存到pcolorstack中，但此時的偏移為singlecrfnodecolorstackdepth，也就是range crf從位址
pcolorstack + singlecrfnodecolorstackdepth開始進行儲存；如果發現是single crf，則先通過位域變數先儲存在plivenodemask中；
3.然後通過掃瞄plivenodemask，來確定single crf的node,找出其中衝突邊最少的node，如果這個node的衝突邊< r,則將其壓入棧pcolorstack，並將plivenodemask對應位置為0，並刪除與這個結點有關的衝突邊，如果這個node的衝突邊》=r，則從剩下的node中選擇乙個spillcost最小的node 壓入棧；並將plivenodemask對應位置為0，並刪除與這個結點有關的衝突邊；然後繼續執行第3步，直到plivenodemask為0時結束；
4.然後從棧頂(pcolorstack)拿出乙個node(很顯然，從前面的過程來看，先是給range crf分配暫存器的)，根據衝突圖，為其按序分配暫存器，如果沒有可用的暫存器用來分配，則將這個node標記為spill;這裡需要注意的是，對於range crf，必須是為其分配連續的crf;對於single crf來說，選擇乙個最小的沒有分配的crf即可；
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