信学技報
TECHNICAL REPORT OF IEICE.

社団法人 電子情報通信学会
THE INSTITUTE OF ELECTRONICS,
INFORMATION AND COMMUNICATION ENGINEERS

不定サイクル演算を考慮した
高位合成の可変スケジューリング・バインディング
戸田 勇希†

石浦菜岐佐†

曽根 康介†† 関西学院大学 理工学部
〒 669-1337 兵庫県三田市学園 2-1
あらまし

本稿では, 高位合成における可変スケジューリングと, これに対応したバインディングの手法を提案する.

従来のスケジューリングでは, 全ての演算が固定のサイクル数で完了することを前提とし, 演算を実行するタイミングや各演算を実行する演算器を一意に決定していた. しかし, メモリアクセス演算などでは, 実行サイクル数がアドレスやメモリの状態により変化する. 従来法では, このような「不定サイクル演算」にも一定のサイクル数を仮定してスケ
ジューリングを行っているが, 無駄な待ちが生じることがあり, その結果得られるハードウェアは必ずしも効率的とは言えない. 本稿では, 不定サイクル演算を含む動作記述に対しても効率的なスケジューリングを行える手法として, 可変スケジューリングを提案する. 本手法では, 演算器の完了信号を元に, 実行時の状況に応じて各演算の実行タイミン
グを選択することを許す. 可変スケジューリング, およびそのバインディングを高位合成システムに実装し, いくつかのベンチマークに対して評価実験を行った. その結果, 従来のスケジューリングと比較して状態数は増加するが, 総サ
イクル数は最大で 16 〜 31% 削減することができた.
キーワード

高位合成, 可変スケジューリング, 不定サイクル演算

Variable Scheduling and Binding for High-Level Synthesis Considering
Indefinite Cycle Operations
Yuki TODA† , Nagisa ISHIURA† , and Kousuke SONE†† School of Science and Technology, Kwansei Gakuin University
2-1 Gakuen, Sanda, Hyogo, 669-1337, Japan
Abstract This article presents variable scheduling and binding for high-level synthesis. Conventional schedulingalgorithms decide the operations’ execution timing assuming that each operation takes a fixed number of cycles.
However, on some operations such as memory accesses and serial multiplication/division, the number of cycles forthe operation may vary depending on the values of operands or the states of the hardware. The variable schedulingenables efficient computation in the presence of such indefinite cycle operations where that timing of each operation
execution is adaptively decided depending on the completion signals from the functional units. Experimental results
show that the number of the execution cycles are reduced by 16 – 31%, although the number of states are increased
as compared with the conventional scheduling algorithms.
Key words high-level synthesis, behavioral synthesis, variable scheduling, indefinite cycle operation

1. は じ め にのスケジューリング手法は, 演算に要するサイクル数が一定であることを前提とし, 演算を開始するタイミングや, 演算を実高位合成 (動作合成) [1] はハードウェアの動作記述から論理行する演算器の種類を一意に決定する [1]. しかし, 演算のサイ合成可能なレジスタ転送レベル回路を自動設計する技術であり,クル数は必ずしも一定ではなく, 実行サイクル数がオペランド

VLSI の設計を効率化する技術として実用化が進んでいる.

の値や状況によって変動する場合がある. 例えば, メモリアク高位合成の処理過程のうち, スケジューリングでは各演算をセス演算や減算シフト型の除算は, アドレスやデータに依存し実行するタイミングや使用する演算器の種類を決定する. 従来てサイクル数が変動し得る. 従来のスケジューリングでは, こ—1—

のような演算は, サイクル数を最大値, あるいは特定の値であ仮定してスケジューリングを行い, 1 サイクルで完了しなかっると仮定してスケジューリングし, 仮定したサイクル数以下でた場合には回路全体をストールさせるという方法が考えられる.

演算が完了しなければ回路全体をストール (停止) させていた.

この場合, 最短で 3 サイクルで全演算を完了できるが, f2 , f4

しかし, 実行時に演算の実行サイクル数が仮定と異なっていたが 2 サイクル必要とした時には (c) のように回路をストールさ場合には, 無駄な待ちが生じることになる.

せる必要があり, 全体で 5 サイクルを要する. しかし, もしあ

これに対し, 本稿では, 高位合成における可変スケジューリン

らかじめ f2 , f4 に 2 サイクルを要することがわかっていれば,グを提案する. 本手法では, 演算器の完了信号を元に, 各演算の(d) のようにスケジューリングを行うことができ, 4 サイクルで実行タイミングを実行時の状況に応じて選択することにより,計算を完了することができる. このように, 従来法では不定サ

不定サイクル演算を含むコードに対しても効率的なスケジュー

イクル演算を含むコードに対しては必ずしも最適なスケジューリングを実現することができる. また, 本稿では可変スケジュー

リングを行うことはできない.

リングに対応したバインディング手法を提案する. 従来のバイ





















ンディングと異なり, 可変スケジューリングの結果に対しては












各演算 (値) に対してそれを実行する演算器 (レジスタ) を必ず

しも一意に決定できないため, これに適したバインディング手







法を提案する.


上述のスケジューリング及びバインディングを高位合成シス       


テムに実装した. その結果, 状態数数が 18 倍に増加するが, 従(a) サイクル数最大

来のスケジューリングと比して総サイクル数を 16 〜 31% 削減
できることができた.
以下, 第 2 節で不定サイクル演算, および従来法における不定サイクル演算の扱いについて述べ, 第 3 節で本論文で提案する可変スケジューリングとそのアルゴリズムの詳細を述べる.
第 4 節でこの可変スケジューリングに適したバインディング及
びそのアルゴリズムを説明し, 第 5 節で本手法の実装, シミュ
レーションを行いその結果を検証する. 第 6 節で結論と今後の課題を述べる.

(c) ストール時(b) サイクル数最小



 



(d) f2 , f4 のみ 2 サイクル

図 1: 従来法による不定サイクル演算のスケジューリング

2. 不定サイクル演算とそのスケジューリング

3. 可変スケジューリング

2. 1 サイクル数が不定の演算

3. 1 可変スケジューリングとその表現

実行サイクル数が不定となる演算 (不定サイクル演算) の一

前節の問題を解決する手法として, 本稿では各演算を実行す例として, ロードやストアなどのメモリアクセス演算が挙げらるタイミングおよび演算器の種類を実行時に決定する可変スケ

れる. メモリアクセスでは, キャッシュヒットするか否か (ヒッジューリングを提案する.

トすれば 1 サイクル, しなければ 10 サイクルなど) や, バース

本手法は, スーパスケーラマイクロアーキテクチャ [2] と同

トモード (最初のアクセスは常に 4 サイクル必要となるが, 以様, 実行時に他の演算の完了状態に依存して次に実行する演算

降の連続したアドレスに対するアクセスは 1 サイクルで完了すを変更できる. しかし, これをリザベーションステーションやる) などによりサイクル数が変動する. また, シリアル乗算器やリオーダバッファを用いた複雑なハードウェアではなく, あら減算シフト型の除算器でもオペランドの値によりサイクル数がかじめ計算した状態遷移グラフに基づく制御により実現する.

変動する.

本手法では, 各演算の実行に要するサイクル数はリストで与2. 2 従来法における不定サイクル演算の扱いるものとする. 例えば, [2, 4, 6] は, 演算が 2, 4, または 6 サイ

本稿では, 資源制約スケジューリング (与えられた資源制約

クルを要することを表し, [1, 3, ∞] は, 1 もしくは 3 サイクル下で実行サイクル数最小化を目指す) を対象とする.
図 1(a) は, 加算器が 1 個, メモリアクセスユニットが 2 個使えるという制約下でスケジューリングを行った例である. ただ以上要することを表す. サイクル数固定の演算は [1] のように

1 要素のリストで表す. また, 演算 fi を実行する演算器からその演算の完了信号 ci が得られるものとする.

し, 加算の遅延は 1 サイクルで固定だが, ロード (L) の遅延は従来, スケジューリングの結果は図 1 のように表現されてきオペランドによって 1〜2 サイクルに変動するものとする．従たが, 本稿ではこれを一般化し, 状態遷移グラフにより表現す来の手法では，例えばロード演算は最大の 2 サイクルを要する

る. 例えば, 図 2 は 図 1(a) の スケジューリング を状態遷移グ

ものとしてスケジューリングを行う. この場合, 必ず全体を 5

ラフで表現したものである. 各状態は, 従来のスケジューリン

サイクルで完了できるが, 仮に実行時 f4 が 1 サイクルで完了

グの 1 サイクルに相当する (SF は終了を表す仮想的な状態でしたとしても, f5 の実行を早めることはできない.

ある).

これに対し, (b) のようにロード演算を最小の 1 サイクルと

図 1 の DFG に対する可変スケジューリングの結果を図 3

—2—

(

に示す. 枝はラベル付けされた条件成立時の遷移を表す. 例え=ば, 図 3 において, 開始状態 s1 が従来のスケジューリングの 1
サイクル目に相当し, f1 と f2 の実行を開始する. f1 と f2 がともに 1 サイクルで完了した場合は, c1 c2 の枝を辿って s2 に遷移し, f3 と f4 の実行を開始する. s1 で f1 のみ 1 サイクルで完了した場合は, c1 c2 の枝を辿って s3 に遷移する. s3 では,

f2 の 2 サイクル目を実行するとともに f4 の実行を開始する.
sF は完了状態であり, 次の DFG の先頭状態を指す.
これにより, 図 1 (a), (b), (d), いずれの場合 (その他の遅延             
の組み合わせの場合) においても最適な実行スケジューリング
を得ることができる.

1 / . 2 0         4 73    E 6 5  
# "     ! 8 4 ?   4 ? D4 ? ; : 9 4 C? B A
4% ? $  >@= <4 ?  ' & H G F ) ( H G F K J I+ * H LF -,図 2: 図 1(a) のスケジューリングの状態遷移グラフ

図 3: 可変スケジューリング

•x(s, f ) + 1(x(s, f ) =| ⊥ ∧ f∈
/ Z のとき).

⊥(上記以外のとき).

それ以外の s と f に対して x(s, f ) = ⊥.

ただし, s0 = δ(s, Z) ∧ x(s, f ) =| ⊥ のときに s0 ∈ I(f ) であってはならない. 即ち, f の実行を開始する状態から遷移できる状態の中に, f を開始する状態があってはならない. また,(s, s0 , Z1 , Z2 ) s.t. δ(s, Z1 ) = δ(s0 , Z2 ) であるときには,∀f ∈ F : x(s, f ) ∨ (x(s0 , f ) =| ⊥ ∨ f ∈ Z1 ) ∧ (x(s0 , f ) =|⊥ ∧ f ∈ Z2 ) = x(s0 , f )でなければならない. つまり, 同一の状態へ遷移する異なる 2つの状態があり, f が次状態でも実行中であれば, そのサイクル数が一致していなければならない. 状態遷移においては, 遷移時完了する演算のサイクル数が D(f ) に含まれていなければならない.

s0 = δ(s, Z) ⇒ ∀f ∈ Z : x(s, f ) ∈ D(f ).
ただし, 逆は必ずしも成立する必要はない. 即ち, x(s0 , f ) ∈D(f ) であっても, s = δ(s, Z), f ∈ Z なる Z が存在する必要はない.

A(s) は状態 s の実行開始時点に実行が終了している演算の集合であり, 次のように定義する.

•

A(s0 ) = φ.

•A(δ(s, Z)) = A(s) ∪ Z.

ただし, δ(s1 , Z1 ) = δ(s2 , Z2 ) ならば A(s1 ) ∪ Z1 = A(s2 ) ∪ Z2
でなければならない. これは同一の状態へ遷移する異なる 2 つの状態があれば. 完了した演算が一致していなければならない
ことを意味する.
可変スケジューリングは以下の制約を満たさなければならない.
（ 1 ） 依存制約

∀f ∈ F, ∀s ∈ I(f ) : P (f )⊂=A(s).

3. 2 可変スケジューリングの定式化

これは, f の開始時点で, f が依存している全ての演算が完了しF を演算の集合, M を演算器の種類の集合とする. 演算ていなければならないことを表す.

f ∈ F に対し, P (f ) を演算 f が依存する演算の集合, D(f ) を（ 2 ） 資源制約

f の実行に必要なサイクル数の集合とする. M (f ) を f を実行

F (s, m) = {f ∈ F | x(s, f ) =| ⊥, m(s, f ) = m}. とすると,できる演算器の種類の集合とし, m(s, f ) は状態 s で f を実行する演算器の種類とする. また, m ∈ M に対し, n(m) を m の個数とする. S を状態 (実行サイクル) の集合とする. S は初期状態 s1 , および終了状態 sF を含むものとする. I(f ) ∈ S は

f の実行を開始する状態の集合, δ(s, Z) は状態 s で実行が完了する演算の集合が Z に等しいときに遷移する次状態を表す.

x(s, f ) は状態 s で f の何サイクル目を実行しているかを表し,
以下のように定義される. ただし, x(s, f ) = ⊥ は f が s で実行されていないことを表す.

•

x(s, f ) = 1 ⇔ s ∈ I(f ).

•s0 = δ(s, Z) に対し, x(s0 , f )∀s ∈ S, ∀m ∈ M : |F (s, m)| <= n(m).
これは, 各状態で使用される演算器の数が使用可能な演算器数を超えないことを規定する.
（ 3 ） 終了制約

∀q ∈ Q : A(se (q)) = F.
ただし,Q = {s0 s1 s2 ...sk ∈ S + |∃Z si+1 = δ(si , Z) (for i = 1, 2..., k − 1)∀Z δ(sk , Z) = ⊥}.
これは, 最終的に全演算が実行完了状態になることを規定する.
以上の制約から, 全パスのサイクル数の合計を最小化するこ

—3—

¶

とを目標とする.

³

01: void main () {minimize

X

|q|.

q∈Q

02:

Status x;03:

x.exec = φ;/* 各演算の実行状況 */04:

x.ready = 実行可能な演算の集合;/* 実行中の演算の集合 */05:

cycle[*] = 0;

3. 3 可変スケジューリングのアルゴリズム

06:

s1 = schedule(x, cycle);

本稿では可変スケジューリングを求める一手法として, リス

07: }トスケジューリングを拡張したアルゴリズムを提案する. アル

08:
09: State schedule (Status x, int cycle[]) {ゴリズムの概要を図 4 に示す. main では初期設定を行い, 再帰

10:State s;関数 schedule を呼び出してスケジューリングを行う. 2 行目の11:

s.start = φ

Status x はスケジューリング過程における各演算の実行状況を表すものである. x.exec は実行中の演算の集合, x.ready は実/* 各演算のサイクル数初期化 *//* スケジューリングの１サイクルに相当 */12:x(s, *) = cycle[*];13:

if (x.ready == φ && x.exec == φ) return sF ;/* f が s で何サイクル目か */14:for (演算 f ∈ x.ready) {行可能な演算 (f の全ての親演算の実行が完了している) の集合15:を表す. 関数 schedule は 状況 x から開始してスケジューリン

16:s.start に f を加える

17:

f を x.ready から x.exec に移す;

グを行い, 得られる状態遷移グラフの先頭の状態 (この場合はif (f を実行できる演算器が存在) {18:

x(s,f) = 0;

初期状態 s1 ) を返す. 10 行目の State s はスケジューリングの

19:

1 サイクルに相当する状態を表す. s.start は状態 s で実行を開20:始する演算の集合である. 13 行目でそれ以上実行する演算がな

21:

for (f ∈ x.exec) x(s,f)++;22:

if (s と同じ状態 t が既に存在) return t;

23:

for (C ∈ 実行が終了し得る演算の全ての可能な組合せ) {けば, 完了状態 sF を返す. 14 〜 21 行目はリストスケジュー}}

リングにおける 1 サイクル分の処理に相当し, x.ready の演算

24:x’ = x;のうち, その演算を実行できる演算器があるものをその状態に

25:

for (f ∈ C) f を x’.exec から削除;

スケジューリングする. 重複する状態の生成を避けるため, 22

26:

実行可能になった演算を x’.ready に追加

27:s’ = schedule(x’, x(s,*));行目で同一判定を行い, すでに同一の状態があればその状態を28:

返して完了する. 23 行目から 29 行目にかけて, 完了可能性が29:}ある演算の全ての組み合わせを生成し, それに対して schedule30:

return s;を再帰的に呼び出す.

4. 可変スケジューリングに対応したバインディ
ング
4. 1 従来のバインディングとの相違
従来のスケジューリング結果に対するバインディングでは,演算に対する演算器割り当て, および値に対する記憶要素の割り当ては, 状態に依存せず決定することができた. しかし, 可変
スケジューリングに対するバインディングでは, これらの割り
当ては状態に依存して変化することがある.
例えば可変スケジューリングによって図 5(a) のような状態遷移グラフが得られたとする. 演算 f1 , f2 , f3 は演算器 M1 ,M2 のいずれかで実行できるとする. 図 5(b) は図 5(a) の各演
算に対し演算器割り当てを行ったものである. 状態 s1 で演算

f1 , f2 をぞれぞれ M1 , M2 で実行するとする. 状態 s2 , では,
f1 は完了し f2 の実行を継続するため, f2 は M1 で実行しなけ
ればならない. これに対し, s3 では f3 は空いている M2 で実行しなければならない. 即ち演算 f2 をどの演算器で実行するかは状態によって変化する. （注 1）
図 5(c) は図 5(b) に対しレジスタバインディングを行った結果である. 状態 s2 では, レジスタ R3 と R4 は f1 の入力値を保持するため, f3 の入力値は別のレジスタ R1 , R2 に割り当てる. これに対し, s3 では, R1 , R2 は f2 のために使用している

s から s’ に 枝を張り C の条件をラベル付けする;

31: }

µ

´
図 4: 可変スケジューリングのアルゴリズム

ので, 別のレジスタ R2 , R4 に割り当てる. このように, 値のレ
ジスタへの割り当ても状態に依存して変化することになる. （注 2）
演算の結果を書き込むレジスタは, 遷移先の状態でその結果を読み出すレジスタに等しい. 即ち, 演算の結果を書き込むレ
ジスタは, 現状態と完了信号の組み合わせによって決まる.
本手法により合成される回路は基本的に従来と同じである.
合成されたハードウェアの制御回路は状態遷移に基づいて, 演
算器の入力となる値の選択, レジスタの入力の選択, 書き込みの有無を制御する信号を出す. 従来法と異なる点は, 完了信号が制御回路の入力となっていることである.

4. 2 状態の分割
可変スケジューリングに対応するバインディングでは, スケ
ジューリングにより得られた状態遷移グラフに対して状態の分割が必要になる場合がある.

(1) 演算器割り当てに伴う状態数分割
図 6(a) は図 5(b) に状態 s4 を追加したものである. 状態 s2と s3 で演算 f3 は異なる演算器で実行するため, 両方の状態か
ら s4 に遷移を許すと, 状態 s4 で矛盾が生じてしまう. そのため, 図 6(b) のように状態 s4 を 2 つに分割しなければならない.

(2) 記憶要素割り当てに伴う状態数分割（注 1）：もう 1 つの演算器 M3 が利用できれば, f3 に M3 を割り当てること（注 2）：レジスタの数が十分にあれば, f3 の入力に例えば R5 , R6 を用いるこ

により, 割り当てを状態に依存しないようにできる.

とにより, 割り当てを状態に依存しないようにできる.

—4—

•

∀s ∈ S, ∀f1 , f2 ∈ V : u(s, f1 ) =| u(s, f2 ).

態 s2 では R1 , R2 に, 状態 s3 では R3 , R4 に割り当てている•∀s ∈ S, ∀v1 , v2 ∈ V : r(s, v1 ) =| r(s, v2 ).

ため, 同じ状態 s4 への遷移はできない. そのため, 図 7(b) の•

s0 = δ(s, Z), x(s, f ) =| ⊥ ∧ x(s0 , f ) =| ⊥図 7(a) のような状態遷移グラフを考える. f3 の入力値は状ように状態 s4 を 2 つに分割しなければならない.
このような状態分割の増加は, 避けられないものもあるが, 演(⇒u(s, f ) = u(s0 , f ),0
<k<1=
= nvi(f ), r(s, vi(f, k)) = r(s , vi(f, k)).

算器やレジスタの割り当てによっては避けられるものもある.

3 番目の制約は実行に複数サイクルを要する演算に対する制約

例えば図 7 において, s2 で演算 f3 の入力値に対して R3 , R4で, 実行開始時点で割り当てられた演算器を途中で変更してはを割り当てればこの分割は避けることができる. このように, バ

ならないことを表す. 従来のバインディングと同様, 以上の条

インディングにおいては従来の指標に加え, 状態数の増加を抑件から結線の数を最小にすることを可変バインディングの目標制することも重要な目標となる.

とする.


                    *   ) ( '     !#      "$       * ) & %  *. - , + ) 0 / (   ' &     12 $#. - , + %  4 !3 !# $# "  ! %54 4 !3   !#  " ! 54(a) スケジューリング結果(b) 演算器バインディング(c) レジスタバインディング        + *  3 2 1 0
/ . - ,  % $       + * / . - ,  7 6 5 4   %  $   ' &      ) (  % $     + *  ) (  /    + *  % $ '   / - ,1 0   # " !   3 2 ) ( .    # " ! &  . - ,図 5: バインディング                               "  !                      " #   (a) 分割前(b) 分割後

図 6: 演算器バインディングによる状態分割(a) 分割前(b) 分割後

図 7: レジスタバインディングによる状態分割

minimize|C|
C = {(r(s, vi(f, k)), pi(u(s, f ), k)),(po(u(s, f ), l), r(s, vo(f, l))) |1<=k<= nvi(f ), 1 <=l<= nvo(f )}4. 4 バインディングのアルゴリズム
従来法では各状態における演算器割り当て, およびレジスタ
割り当てを同時に行う. しかし, 可変スケジューリングに対するバインディングで同時に演算器・レジスタ割り当てを行うと状態数が急激に増大する [3]. そこで本稿では初めに全ての演算に対して演算器割り当てを行い, その後にレジスタ割り当てを行う方法を提案する.
本手法におけるバインディングのアルゴリズムの概要を図 10に示す. 最初の main 関数では, 可変スケジューリングによって得られた開始状態 s0 を引数として, 演算器割り当てを行う再帰関数 fu bind 関数, レジスタ割り当てを行う reg bind 関数を呼び出す. fu bind 関数では, 8 行目で受け取った状態が最終状態であればバインディングを完了する. そうでない場合, 10 〜

12 行目で引数で与えられた状態で実行を開始する演算に対して利用可能な演算器の割り当てを行い, 13 〜 28 行目は s の次状態 s’ に対して再帰的に fu bind 関数を呼び出す. 14 行目でs’ がバインディング済みでないかを調べ, もし既にバインディ
ングされていれば, 15 行目でそのバインディングが現状態 s のバインディングと矛盾が生じていないかを確認する. もし矛盾が生じていれば, 16 〜 21 行目で s’ を分割して new s’ を作成
し, 22 行目でこれに対して fu bind を呼び出す. 次状態がバイ

4. 3 可変バインディングの定式化

ンディング済みでなければ, s’ に対して fu bind を再帰的に呼各演算の入出力となる値の集合を V , レジスタの集合を R

び出す (25 〜 26 行目). reg bind 関数は, 状態 s0 を初期状態とする. また, 入力ポートの集合を P I, 出力ポートの集合をとする状態遷移グラフ (演算器割当て済み) を受け取り, レジス

P O とする. 演算器の種類 m ∈ M に対し, 種類 m の演算器のタ割り当てを行う. 34 行目で 各値に対してその値が生存する集合を U (m) とする, pi(u, k) を演算器 u の k 番目の入力ポー状態リストを作成し, 35 行目で被覆問題を解いて (貪欲法によト, po(u, k) を演算器 u の k 番目の出力ポートとする. vi(f, k)る), レジスタ割り当てを行う.

は演算 f の k 番目の入力値, vo(f, k) は演算 f の k 番目の出力値である. nvi(f ) は演算 f の入力ポート数, nvo(f ) は演算

5. 実験と評価

f の出力ポート数とする.

5. 1 実験

バインディングでは, 状態 s で f を実行する演算器 u(s, f )本稿のスケジューリング, およびバインディング手法を Unix

(ただし u(s, f ) ∈ U (m(f ))) と, 状態 s で 参照する v を格納(Mac OS X) 上に Perl (5.8.6) で実装した. 結果を表 1 に示す.

するレジスタ r(s, v) を決定する. ただし, 以下の条件を満たさ

matrix3.c は 3 次正方行列の乗算, ellip.c はメモリアクセスをなければならない.

含むフィルタ演算である. #op は DFG 中の演算数, #unit は—5—

表 1: 可変スケジューリング・バインディング結果
プログラム

#op

#unit

従来 1

従来 2

(+, *, M)

#cy

#cy

#cy #state CPU (sec) #st CPU(sec)

可変スケジューリング

matrix3.c36(3, 3, –)

13

14.9

10.9

ellip.c40(3, 3, 1)

18

15.4

12.5

バインディング

246

0.3

246

52.8

327

1.1

327

199.6

サイクル数: +[1], *[2, 3, 4], M[1, 4]¶³計算時間である. サイクル数の差が大きい演算器を含む ellip

01: int main () {02:

fu bind(s0);03:

reg bind(s0);では実行サイクル数削減の効果が大きい.
表 2 は, 表 1 のスケジューリング結果から Xilinx Spartan-3Aをターゲットとして合成した回路の面積と遅延である. 合成に

04: }
05:

は Xilinx ISE 10.1i を用いた. 「回路規模」は FPGA のスラ

06: void fu bind (State s) {イス数, 「遅延」はレジスタと演算器間の平均遅延時間である.

07:

if (s が 最終状態 sF) {08:

遅延時間で〜〜たが, 面積で〜〜となった.

return;

09:

}

10:

for (f ∈ s.start 中の演算){

11:

6. む す び

f に利用可能な演算器の番号を割り当て;

本稿では可変スケジューリングとそれに対するバインディン

12:

}

13:

for (s’ ∈ s の次状態) {14:

グ手法を提案した.

if (s’ が既にバインディングされている) {15:

可変スケジューリングおよびバインディングでは, 状態数増

if (s と s’ のバインディングに矛盾が生じる) {16:

Status new s’;

加をいかに小さく抑制するかが重要な課題となる. サイクル数

17:

new s’ に s’ のスケジューリング情報を代入;削減に貢献しない状態, もしくは, 平均サイクル数を大きく増加

18:s から new s’ への枝を張り,

19:

遷移条件は s から s’ への枝の条件を複写;させない遷移を削除することにより, 状態数を削減する方法も

20:s から s’ への枝を削除;

21:

s のうち次状態に引き継ぐ情報を new s’ へ複写;

22:

fu bind(new s’);

23:

}

24:

} else {25:

s のうち次状態に引き継ぐ情報を s’ へ複写;

26:

fu bind(s’);

27:
28:

考えられる. また, 総サイクル数と状態数のトレードオフを考えることも重要になると考える.
謝辞

京都高度技術研究所の神原弘之氏, 名古屋大学の冨山宏之准教授に感謝します. また, 関西学院大学の入谷賢孝氏をはじめ, 石浦研究室の諸氏に感謝します.

}文}
return;31: }[2] 中森 章: マイクロプロセッサ・アーキテクチャ入門, CQ 出版(2004).

32:
33: void reg bind (State s) {34:

各値に対してその値が生存する状態リストを作成;

35:

被覆問題を解き (貪欲法による), レジスタ割り当てを行う;

献[1] Daniel D. Gajski, Nikil D. Dutt, Allen C-H Wu, and Steve
Y-L Lin: High-Level Synthesis: Introduction to Chip andSystem Design, Kluwer Academic Publishers (1992).

29:
30:

本研究を進めるにあたり御助言・御討論を頂きました,[3] 戸田 勇希: “不定サイクル演算を考慮した高位合成の動的スケジューリング,” 関西学院大学 理工学部 情報科学科 2008 年度
卒業論文 (Mar. 2008).

36: }

µ

´
図 8: バインディングのアルゴリズム

演算器数 (+ は加算器, * は乗算器, M はメモリアクセスユニット) である. 演算に必要なサイクル数は, 加算は [1], 乗算は [2,3, 4] で, リスト中のサイクル数を等確率でとるものとし, メモ
リアクセスに必要なサイクル数は [1, 4] とした. メモリアクセ
スは, 前回と同じ行に対するアクセスは 1 サイクル, そうでない場合は 4 サイクルとした. ただし, １行 256 ワード, 1 ワー
ドあたり 32 bit である. 「従来 1」は各演算の最大サイクル数で従来手法のスケジューリングを行ったもの. 「従来 2」は各演算の最小サイクル数で従来手法のスケジューリングを行い,実行時ストールを行うものであり, #cy は平均サイクル数である. 可変スケジューリング, およびバインディングの #state は状態遷移グラフの状態数, CPU は スケジューリングに要した—6—

表 2: 合成結果(+, *, M)

従来 1
回路規模
遅延
(スライス) (sec)matrix3.c(3, 3, –)

13

14.9

10.9

246

246

246

ellip.c(3, 3, 1)

18

15.4

12.5

327

246

246

プログラム

#unit

従来 2
回路規模
遅延
(スライス) (sec)

可変スケジューリング
回路規模
遅延(スライス)(sec)

サイクル数: +[1], *[2, 3, 4], M[1, 4]—7—