我正在阅读龙书中的代码生成 . 它提供了一种将成本与每个目标语言关联相关联的简单方法 .
我们将假设每个目标语言指令都有相关的成本 . 为简单起见，我们将指令的成本加上与操作数的寻址模式相关的成本加上一个 . 该成本对应于指令的单词长度 . 涉及寄存器的寻址模式具有零附加成本，而涉及存储器位置或其中的常量的那些具有额外成本1，因为这些操作数必须存储在指令之后的字中 .
一些例子：
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指令 LD R0,R1 将寄存器R1的内容复制到寄存器R0中 . 该指令的成本为1，因为不需要额外的存储器字 .
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指令 LD R0,M 将存储单元M的内容加载到寄存器R0中 . 由于存储器位置M的地址在指令之后的字中，因此成本为2 .
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指令 *LD R1,100(R2) 将内容（内容（100内容（R2）））给出的值加载到寄存器R1中 . 成本是3，因为常数100存储在指令之后的字中 . 这里内容（x）表示由x表示的寄存器或存储器位置的内容 .
我理解前两个例子的成本计算 . 我没有得到第三个 . 费用3怎么样？另外，我不明白上面引用文字中的粗体部分 .
在我部分理解的内容中，我认为 *BLTZ R3,R0 的成本为3，因为对于上面类似的第三个例子，它是如此 . 但这个成本是1.如何？
注意如果寄存器r中的值小于零，则BLTZ r，L会跳转到标记L，如果不是，则允许控制传递到下一个机器指令 .
5 回答
1表示指令
1用于从下一个单词中获取常量100
1用于从R2 100获取值
因为：涉及寄存器的寻址模式没有额外的成本 .
显然，这种架构的机器代码使用一个字来指定操作码和寄存器操作数，如果需要一个常量则使用另一个字 .
例如
LD R1,*100(R2)需要2个单词 . 第一个指定操作（带有寄存器相对偏移的LD）以及目标寄存器R1和基址寄存器R2. 这些是字中的位域 . 然后第二个字包含cpu知道要获取的100，因为第一个字中的操作码 .一些固定长度的体系结构将常量包装到第一个单词中，但显然它们只能具有有限的范围 . 使用单独的单词允许全范围 .
我相信其他人可以更好地解释这一点 . 但是，这里有一些灵感：
The costs are NOT real, they are assumed by definition of the Dragon book. 要了解实际成本，您必须检查目标体系结构的表 . 请参阅SO维基以获取相应的链接 .
因此，通过与上述引用相关的三个示例：
因此，假设每条指令的成本为1！
所以例子1到3都有
1指令0 mem / const = 1
1指令1 mem = 2
1指令1 mem 1 one const = 3
存储器地址和常量分别在指令OpCode中编码，在延长，待取，影响CPU Op / microOp处理的OpCode字节中 .
有一个list of errors in dragon book . 您所说的问题在我的书中的第515页，列表在第515页说明
这本书是一个错误 .
成本模型仅涉及指令长度
内存操作不会增加成本，例如
LD R1, *R2的费用为1，因为并且没有涉及的常量（偏移或文字内存地址） .
由于指令访问，因此没有提及额外的成本记忆 .
这也解释了为什么
BLTZ *R3, R0的成本为1：因为指令长度是一个字而寻址模式（*R3）也不涉及常数 .相对而言，自龙书以来，情况发生了很大变化 . 乘法从40个周期（int）下降到1/2个周期，从200-300个周期（浮动）到......好吧，我记不住了，但我认为不到10个 .
然而，内存访问的成本已经超过了，因为处理器加速而内存与这些增加不匹配 . 现在大量的优化工作是面向缓存行（确保具有相互位置的指令，如果可能的话，从单个缓存行中访问数据），并且因为您无法预测哪些内存访问将是缓存未命中，您可以不再容易从编译器中预测执行时间 .