Реферат: О возможности универсального кода внутреннего представления программы
Можно было бы отдельно рассмотреть вопрос о минимальности набора собственных символов АФ: в сущности достаточна лишь одна разновидность операторных скобок – цикловые, с блокировкой тела цикла при нулевом значении числа повторений. Даже логико-алгебраические формулы для АФ-термов в каком-то смысле являются расширением языка, можно было бы обойтись и чисто функциональной записью выражений. Однако очевидно, что в соответствие с общими тенденциями развития минимальность набора непосредственно выполняемых процессором операций ни в каком отношении не является целью, фактически в качестве таковой выступают достаточно трудно и медленно вырабатываемые иные критерии оптимальности этого набора. Представляемый подход состоит в том, что сущностью АФ объявляется общематематический смысл некоторых специфически программистских по происхождению символов – присваиваний и операторных скобок. Их использование может быть уподоблено практике применения формально-логических по происхождению знаков кванторов или функциональных символов интегрирования и дифференцирования. Конкретизация («локализация») соответствующего формализма в строго определенное исчисление или алгоритмический код так или иначе должна быть привязана к контексту ситуации и в общем виде не производится, как она не производится и для приведенных аналогичных объектов.
В алгебраической интерпретации [6, 10] нормальная (без полускобок Янова) алгоритмическая формула – это свободная конструкция над алгеброй функций внутренних состояний (ВС) некоего автоматического устройства (АУ) и тем или иным множеством именованных операторов, выделенное подмножество которых характеризуется как «действия» АУ, а остальные выступают в роли вызовов подпрограмм (т.е., в конечном счете, как сокращения). При этом, при «выполнении» АФ, из нее удаляются все внутренние переменные и операторы преобразования внутреннего состояния (элиминация ВС), а аргументы остающихся в результирующей строке именованных операторов-действий получают определяемое значение. Таким образом, АФ как формальный объект играет роль шаблона, по которому, при заданном векторе условий, по определенным правилам, вычисляется выходная строка действий АУ.
Синтаксическая правильность АФ складывается из правильности строения термов и операторов, соблюдения парности входящих в неё скобочных операторов и правильности чередования условных и цикловых скобок. Семантическая правильность весьма естественно определяется как элиминируемость ВС на элементах обусловленного подмножества допустимых вариантов входного файла. Семантически тождественные на данном множестве входных условий формулы порождают на нем идентичные последовательности действий, выбор подмножества действий среди операторов, таким образом, предопределяет это отношение.
Операторно-формульная запись алгоритма, в отличие от языкового или командного, наиболее удобна как для исследования, так и машинного анализа, генерации и оптимизации программного кода. Она также наиболее естественно («исчислительно») представляет объекты алгоритмической природы, подобные программам, что существенно, коль скоро речь идет о возможности формирования нового стандарта внутреннего представления программ. Более того, мы полагаем, что формульная запись, наряду с общепринятыми рекурсивными функциями, автоматом Тьюринга или алгорифмами Маркова, наиболее пригодна выступать в роли «программной» версии определения алгоритма вообще. Язык программирования как технический объект в АФ редуцируется практически полностью, сводясь лишь к нескольким символам и правилам общематематического характера, причем это не сопровождается введением каких-либо специфических объектов или знаков, таких, как метки передачи управления.
Формульный процессор
Главной характеристикой АФ, как мы считаем, является возможность построения для них исполняющего устройства – процессора с формульной архитектурой ([11], рис.2), – по уровню сложности и быстродействию сопоставимого с существующими командными процессорами. Это существенно отличает данный процессор от любой известной системы схемной реализации, для которых характерно многоуровневое усложнение логики исполняющей системы с включением в нее множества дополнительных регистров (иногда столь специфичных, как, например, счетчики скобок), связей, логических схем, прошитых в ПЗУ программных модулей, фактически интерпретирующих в конечном счете операторы входного языка и т.д. и т.п. В отличие от этого, базовая идея формульной архитектуры может быть отражена в одной фразе: для организации прямого выполнения операторно-формульного кода программы в код исполняемой команды включаются флаги декларируемого состояния загрузки ряда регистров местной (внутрипроцессорной) памяти. Такой упрощающий подход к исполнительной системе соответствует более адекватному распределению функций между ней и системами транслирующими либо интерпретирующими. Более сильная подгонка схемы под тот или иной язык или инструментальное средство на сегодняшний день выглядит нецелесообразной. В случае формульного процессора все программные средства остаются в равном положении по отношению к исполняющей системе, а транслирующая фаза хотя и заметно упрощается, всё же сохраняется как таковая, сохраняя вместе с собой и естественную возможность использования самых причудливых приёмов программирования и управляющих протоколов.
|
Рис. 2. Возможная функциональная схема формульного процессора Главной идеей, лежащей в основе формульного процессора является включение флагов состояния загрузки регистров местной (внутрипроцессорной) памяти в код выполняемой команды для организации прямого вычисления формульных выражений. Флаги загрузки составляют часть битов регистра формирователя-дешифратора кода команды управления. Другую его часть составляют признаки кода очередной псевдокоманды, представляющей тот или иной символ операторно-формульного кода.
Рис. 3. Структура псевдокоманд формульного процессора Программа-эмулятор формульного процессора представляет собой информационно-логическую модель, реализующую пример системы кодов псевдокоманд и тактовой схемы процессора. Псевдокоманды – структурные ограничители являются однобайтными кодами символов-ограничителей алгоритмических формул (знаки арифметико-логических операций, скобки, знаки-разделители, коды выделенных операторов). Адресно-литеральные псевдокоманды состоят из однобайтного кода-определителя, описывающего формат и способ адресации данного, и самого этого данного либо соответствующей адресной ссылки. В адресной форме они могут задавать начальный адрес как операнда, так и подпрограммы-оператора или подпрограммы-функции. Внутреннее двоичное представление формульного кода напоминает одноадресную систему команд. Каждая отдельная псевдокоманда (элементарная инструкция) отвечает одному символу операторно-формульного кода и состоит из поля-определителя, содержащего код-определитель, подобный коду операции, и, возможно, единственного поля операнда (рис.3). Псевдокоманды подразделяются на адресно-литеральные и структурные ограничители, не содержащие поля операнда. Структурные ограничители выполняют роль символов-ограничителей (знаки операций, скобки, знаки-разделители, привилегированные операторы), а адресно-литеральные псевдокоманды соответствуют константам, переменным либо именам операторов и функций, т.е. составляют код оператора или функции. При этом поле операнда адресно-литеральной псевдокоманды может содержать непосредственно операнд арифметико-логической операции, либо адресную ссылку того или иного вида на такой операнд или на подпрограмму, отвечающую оператору или функции. В этих псевдокомандах поле-определитель задает формат операнда и способ его адресации. Пример возможной системы команд формульного процессора и тактовой схемы их выполнения был протестирован на реализуемость в программе-эмуляторе (табл.2 представляет часть соответствующей кодовой таблицы). Таблица 2 Структурные ограничители
Сущность формульного процессора составляет зависимость выполнения команд от состояния загрузки регистров местной памяти. Для этого в качестве дополнительного звена в обычное подсоединение регистра чтения команды к устройству управления включается особый (главный) регистр автомата управления (РАУ; рис.2, 4), который также можно охарактеризовать как регистр формирователь-дешифратор кода команды управления. В роли этой команды выступает код, формируемый в РАУ в соответствии с состоянием загрузки регистров местной памяти и кодом очередной псевдокоманды (рис.4). Соответствие содержимого РАУ состоянию загрузки регистров местной памяти позволяет отслеживать текущее состояние вычислительного процесса и организовывать отработку очередного символа программы (т.е. очередной псевдокоманды) не только в зависимости от нее самой, но и от предшествующей части программы, выполнение которой создало данное состояние. Возможность соответствующего (однопросмотрового) алгоритма можно усмотреть, в частности, из общего «скобочного» принципа организации формульного вычисления: первой закрывается скобка (любого типа), которая была открыта последней. Иными словами, достаточно единственного (и даже общего) стека для адекватной организации сохранения промежуточных результатов. Подобным образом, оказывается достаточным малого числа информационных признаков (которыми выступают флаги загрузки регистров) для приведения зависимости вычисляющего алгоритма от общей структуры формулы к зависимости его фаз от этих признаков. В отличие от обычного набора универсальных регистров арифметические регистры формульного процессора в силу их соответствия флагам загрузки несколько более специализированы. Хотя их основным назначением по-прежнему является временное сохранение кодов операций и операндов, каждый из них ориентирован на сохранение своего вида элементов формульного кода, которым может быть код оператора, функции, одноместной или двуместной арифметико-логической операции или их операнды (рис.4). Таблица 3 Допустимые сочетания флагов загрузки арифметических регистров и их преобразования
В начальной фазе отработки очередного оператора РАУ находится в нулевом состоянии, а счетчик команд указывает на код текущей псевдокоманды, которая, при правильности формальной структуры программы, должна содержать код оператора. Выполнение этой «нулевой» (табл.3, первая строка) команды процессора состоит в переписывании кода оператора в регистр оператора, в силу чего соответственно переустанавливается флаг состояния его загрузки. Выборка последующей псевдокоманды завершает формирование новой команды управления. При загруженном регистре оператора процессор находится в режиме создания списка аргументов этого оператора. Этот режим завершается отработкой псевдокоманды, содержащей код разделителя операторов (флаг 13 на рис.4). К конечной фазе этой отработки в стеке (либо особо выделенных регистрах местной памяти) должны сформироваться адресно-литеральные псевдокоманды, представляющие вычисленные значения аргументов оператора, после чего инициируется выполнение данного оператора. При создании списка аргументов оператора процессор реализует вычисление соответствующих формульных выражений. Эти действия вытекают из логики обычного вычисления формулы и составляют наибольшее функциональное отличие формульного процессора от командного.
Рис. 4. Соответствие битов регистра автомата управления (РАУ) флагам загрузки регистров местной (внутрипроцессорной) памяти, предназначенных для сохранения и сборки кодов и операндов очередной выполняемой арифметико-логической операции Базовый состав системы команд формульного процессора, включая управляющие команды, коды арифметико-логических операций и коды режимов адресации вполне укладывается в привычную сотню кодов. Добавляемые команды управления сопоставимы по сложности с командами перехода по счетчику или прерывания на подпрограмму. Принципиально, имеется три схемы выполнения команд управления. 1 – сохранение кода очередного элемента программы в подходящем регистре местной памяти; 2 – сохранение содержимого регистров местной памяти в стеке, подобное сохранению управляющих регистров при выполнении команды прерывания; 3 – наиболее сложные команды включают сопоставление приоритетов арифметико-логических операций, соответствующих прочитанному элементу программы и сохраненному в местной памяти либо в стеке. В зависимости от результата, в одном случае дальнейшее выполнение команды состоит в сохранении кода и операндов откладываемой операции в местной памяти и/или стеке (т.е. развивается по схеме 1 или 2), в другом – включается процесс выполнения накопленных отложенных операций и соответствующего освобождения ячеек стека и регистров местной памяти. Таким образом, в результате, код арифметической или логической операции и ее операнды в формульном процессоре собираются при выполнении программы в арифметических регистрах из нескольких отдельных псевдокоманд и, возможно, результата выполнения предыдущей части программы, причем частью кода операции можно считать и код-определитель операнда, обеспечивающий извлечение из оперативной памяти в процессор данного, над которым производится действие. Выполнение арифметико-логических операций инициируется сигналами, вырабатываемыми при выполнении команд управления, а коды и операнды в момент инициирования находятся в соответствующих регистрах местной памяти. Заключение Формульный процессор, на наш взгляд, представляет собой систему с наиболее адекватным распределением функций между исполняющей схемой и программными системами низкого уровня (трансляторы, операционные системы и т.п.). Сохраняя уровень сложности и быстродействия, соответствующие обычным распространенным командным процессорам, формульный процессор позволяет не только разгрузить и упростить низкоуровневое программирование, но и значительно повысить общую прозрачность вычислительного процесса и контролируемость выполняемой программы. Дополнительным аргументом в пользу формульного подхода может служить характеристика соответствующего операторно-формульного кода как наиболее естественной и универсальной формы представления математических объектов алгоритмической природы, что создает основание и возможность для разработки соответствующих операторных кодовых стандартов, подобных таблице символов ASCII. Список литературы AndersonJ.P. A Computer for Direct Execution of Algorithmic Languages // Proc. EICC AFIPS, 20: Computers – Key to Total Systems Control. 1961. P.184. Вычислительные машины с развитыми системами интерпретации. Под ред. В.М.Глушкова. Киев: Наукова Думка, 1970, 259с. БулавенкоО.Н., ЯкубаА.А. Особенности архитектуры ЭВМ, реализующей языки высокого уровня и проектирование систем их интерпретации. Киев: Знание, 1986, 16с. ОрганикЭ. Организация системы ИНТЕЛ 432. М.: Мир, 1987, 446с. DijkstraE.W. // Communication ACM, 1968. V.11. №3, p.147. КотовВ.Е., СабельфельдВ.К. Теория схем программ. М.: Наука, 1991, 248c. Ляпунов А.А.В сб.: Проблемы кибернетики. Вып.1. М.: Физматгиз, 1958, с. 5. ЯновЮ.И. В сб.: Проблемы кибернетики. Вып.1. М.: Физматгиз, 1958, с. 75. КриницкийН.А., МироновГ.А., ФроловГ.Д. Программирование и алгоритмические языки. М.: Наука, 1975, 496с. КонП. Универсальная алгебра. М.: Мир, 1968, 351c. КозловМ.К. Формульный процессор с командоподобными логическими управляющими элементами. Патент РФ на изобретение №2143726 // Опубликован 27.12.99 Бюл. №36. См. также публикацию ВОИС WO 9904333 от 28.01.1999г. |
|||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||
