-
Notifications
You must be signed in to change notification settings - Fork 5
/
Compil.v
1063 lines (901 loc) · 39.4 KB
/
Compil.v
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
69
70
71
72
73
74
75
76
77
78
79
80
81
82
83
84
85
86
87
88
89
90
91
92
93
94
95
96
97
98
99
100
101
102
103
104
105
106
107
108
109
110
111
112
113
114
115
116
117
118
119
120
121
122
123
124
125
126
127
128
129
130
131
132
133
134
135
136
137
138
139
140
141
142
143
144
145
146
147
148
149
150
151
152
153
154
155
156
157
158
159
160
161
162
163
164
165
166
167
168
169
170
171
172
173
174
175
176
177
178
179
180
181
182
183
184
185
186
187
188
189
190
191
192
193
194
195
196
197
198
199
200
201
202
203
204
205
206
207
208
209
210
211
212
213
214
215
216
217
218
219
220
221
222
223
224
225
226
227
228
229
230
231
232
233
234
235
236
237
238
239
240
241
242
243
244
245
246
247
248
249
250
251
252
253
254
255
256
257
258
259
260
261
262
263
264
265
266
267
268
269
270
271
272
273
274
275
276
277
278
279
280
281
282
283
284
285
286
287
288
289
290
291
292
293
294
295
296
297
298
299
300
301
302
303
304
305
306
307
308
309
310
311
312
313
314
315
316
317
318
319
320
321
322
323
324
325
326
327
328
329
330
331
332
333
334
335
336
337
338
339
340
341
342
343
344
345
346
347
348
349
350
351
352
353
354
355
356
357
358
359
360
361
362
363
364
365
366
367
368
369
370
371
372
373
374
375
376
377
378
379
380
381
382
383
384
385
386
387
388
389
390
391
392
393
394
395
396
397
398
399
400
401
402
403
404
405
406
407
408
409
410
411
412
413
414
415
416
417
418
419
420
421
422
423
424
425
426
427
428
429
430
431
432
433
434
435
436
437
438
439
440
441
442
443
444
445
446
447
448
449
450
451
452
453
454
455
456
457
458
459
460
461
462
463
464
465
466
467
468
469
470
471
472
473
474
475
476
477
478
479
480
481
482
483
484
485
486
487
488
489
490
491
492
493
494
495
496
497
498
499
500
501
502
503
504
505
506
507
508
509
510
511
512
513
514
515
516
517
518
519
520
521
522
523
524
525
526
527
528
529
530
531
532
533
534
535
536
537
538
539
540
541
542
543
544
545
546
547
548
549
550
551
552
553
554
555
556
557
558
559
560
561
562
563
564
565
566
567
568
569
570
571
572
573
574
575
576
577
578
579
580
581
582
583
584
585
586
587
588
589
590
591
592
593
594
595
596
597
598
599
600
601
602
603
604
605
606
607
608
609
610
611
612
613
614
615
616
617
618
619
620
621
622
623
624
625
626
627
628
629
630
631
632
633
634
635
636
637
638
639
640
641
642
643
644
645
646
647
648
649
650
651
652
653
654
655
656
657
658
659
660
661
662
663
664
665
666
667
668
669
670
671
672
673
674
675
676
677
678
679
680
681
682
683
684
685
686
687
688
689
690
691
692
693
694
695
696
697
698
699
700
701
702
703
704
705
706
707
708
709
710
711
712
713
714
715
716
717
718
719
720
721
722
723
724
725
726
727
728
729
730
731
732
733
734
735
736
737
738
739
740
741
742
743
744
745
746
747
748
749
750
751
752
753
754
755
756
757
758
759
760
761
762
763
764
765
766
767
768
769
770
771
772
773
774
775
776
777
778
779
780
781
782
783
784
785
786
787
788
789
790
791
792
793
794
795
796
797
798
799
800
801
802
803
804
805
806
807
808
809
810
811
812
813
814
815
816
817
818
819
820
821
822
823
824
825
826
827
828
829
830
831
832
833
834
835
836
837
838
839
840
841
842
843
844
845
846
847
848
849
850
851
852
853
854
855
856
857
858
859
860
861
862
863
864
865
866
867
868
869
870
871
872
873
874
875
876
877
878
879
880
881
882
883
884
885
886
887
888
889
890
891
892
893
894
895
896
897
898
899
900
901
902
903
904
905
906
907
908
909
910
911
912
913
914
915
916
917
918
919
920
921
922
923
924
925
926
927
928
929
930
931
932
933
934
935
936
937
938
939
940
941
942
943
944
945
946
947
948
949
950
951
952
953
954
955
956
957
958
959
960
961
962
963
964
965
966
967
968
969
970
971
972
973
974
975
976
977
978
979
980
981
982
983
984
985
986
987
988
989
990
991
992
993
994
995
996
997
998
999
1000
From Coq Require Import Arith ZArith Psatz Bool String List Program.Equality.
From CDF Require Import Sequences IMP Simulation.
Local Open Scope string_scope.
Local Open Scope Z_scope.
Local Open Scope list_scope.
(** * 2. Compilation de IMP vers une machine à pile *)
(** ** 2.1. Le langage cible: une machine à pile *)
(** Notre compilateur traduit IMP en le langage d'une machine très simple
qui manipule une pile de nombres avec des instructions qui dépilent
leurs arguments et empilent leur résultat.
Cette machine ressemble aux anciennes calculatrices HP et leur
"notation polonaise inversée". Elle est aussi proche d'un
sous-ensemble de la JVM, la machine virtuelle Java.
*)
(** *** 2.1.1. Le jeu d'instructions *)
(** Voici le jeu d'instructions de la machine: *)
Inductive instr : Type :=
| Iconst (n: Z) (**r empile l'entier [n] *)
| Ivar (x: ident) (**r empile la valeur courante de la variable [x] *)
| Isetvar (x: ident) (**r dépile un entier, affecte-le à la variable [x] *)
| Iadd (**r dépile deux entiers, empile leur somme *)
| Iopp (**r dépile un entier, empile son opposé *)
| Ibranch (d: Z) (**r saute [d] instructions vers l'avant ou l'arrière *)
| Ibeq (d1: Z) (d0: Z) (**r dépile deux entiers, saute [d1] instructions si égaux, [d0] si différents *)
| Ible (d1: Z) (d0: Z) (**r dépile deux entiers, saute [d1] instructions si [<=], [d0] si [>] *)
| Ihalt. (**r arrête l'exécution *)
(** Un code machine est une liste d'instructions. *)
Definition code := list instr.
(** La longueur (nombre d'instructions) d'un code machine. *)
Definition codelen (c: code) : Z := Z.of_nat (List.length c).
(** *** 2.1.2. Sémantique opérationnelle *)
(** La machine opère sur un code [C] (une liste fixée d'instructions)
et trois composants qui varient pendant l'exécution:
- un pointeur de code [pc], indiquant une position dans [C]
- une pile d'évaluation, contenant des nombres entiers
- un état mémoire, associant à chaque variable sa valeur entière.
*)
Definition stack : Type := list Z.
Definition config : Type := (Z * stack * store)%type.
(** [instr_at C pc = Some i] si [i] est l'instruction à la position
[pc] dans le code [C]. *)
Fixpoint instr_at (C: code) (pc: Z) : option instr :=
match C with
| nil => None
| i :: C' => if pc =? 0 then Some i else instr_at C' (pc - 1)
end.
(** La sémantique de la machine est définie en style opérationnel "à petits pas"
par une relation de transition. Chaque transition représente l'exécution
d'une instruction, à savoir, l'instruction à la position [pc] du code [C].
La relation de transition relie les configurations de la machine
"avant" et "après" l'exécution de l'instruction.
La relation est paramétrée par le code [C] pour le programme complet.
Il y a un cas pour chaque type d'instruction, sauf [Ihalt], qui
ne fait pas de transition.
*)
Inductive transition (C: code): config -> config -> Prop :=
| trans_const: forall pc σ s n,
instr_at C pc = Some(Iconst n) ->
transition C (pc , σ , s)
(pc + 1, n :: σ, s)
| trans_var: forall pc σ s x,
instr_at C pc = Some(Ivar x) ->
transition C (pc , σ , s)
(pc + 1, s x :: σ, s)
| trans_setvar: forall pc σ s x n,
instr_at C pc = Some(Isetvar x) ->
transition C (pc , n :: σ, s)
(pc + 1, σ , update x n s)
| trans_add: forall pc σ s n1 n2,
instr_at C pc = Some(Iadd) ->
transition C (pc , n2 :: n1 :: σ , s)
(pc + 1, (n1 + n2) :: σ, s)
| trans_opp: forall pc σ s n,
instr_at C pc = Some(Iopp) ->
transition C (pc , n :: σ , s)
(pc + 1, (- n) :: σ, s)
| trans_branch: forall pc σ s d pc',
instr_at C pc = Some(Ibranch d) ->
pc' = pc + 1 + d ->
transition C (pc , σ, s)
(pc', σ, s)
| trans_beq: forall pc σ s d1 d0 n1 n2 pc',
instr_at C pc = Some(Ibeq d1 d0) ->
pc' = pc + 1 + (if n1 =? n2 then d1 else d0) ->
transition C (pc , n2 :: n1 :: σ, s)
(pc', σ , s)
| trans_ble: forall pc σ s d1 d0 n1 n2 pc',
instr_at C pc = Some(Ible d1 d0) ->
pc' = pc + 1 + (if n1 <=? n2 then d1 else d0) ->
transition C (pc , n2 :: n1 :: σ, s)
(pc', σ , s).
(** Comme nous l'avions fait dans le cas de la sémantique à réduction d'IMP,
nous définissons l'exécution d'un code machine en termes de suites
de transitions. *)
Definition transitions (C: code): config -> config -> Prop :=
star (transition C).
(** L'exécution démarre avec [pc = 0] et une pile vide.
Elle s'arrête avec succès quand [pc] pointe sur une instruction [Ihalt]
et la pile est vide. *)
Definition machine_terminates (C: code) (s_init: store) (s_final: store) : Prop :=
exists pc, transitions C (0, nil, s_init) (pc, nil, s_final)
/\ instr_at C pc = Some Ihalt.
(** La machine peut aussi diverger ("boucler") en faisant une infinité
de transitions. *)
Definition machine_diverges (C: code) (s_init: store) : Prop :=
infseq (transition C) (0, nil, s_init).
(** Enfin, la machine peut se bloquer en erreur après un nombre fini
de transitions. *)
Definition machine_goes_wrong (C: code) (s_init: store) : Prop :=
exists pc σ s,
transitions C (0, nil, s_init) (pc, σ, s)
/\ irred (transition C) (pc, σ, s)
/\ (instr_at C pc <> Some Ihalt \/ σ <> nil).
(** *** Exercice (2 étoiles). *)
(** Pour tester l'exécution d'un code machine, il est pratique de définir
la sémantique de la machine comme une fonction exécutable et non
plus seulement par une relation. Nous avons déjà vu cette approche
dans le cadre du langage IMP avec la fonction [cexec_f].
Afin de garantir la terminaison de la fonction d'exécution,
il faut borner a priori le nombre d'instruction exécutées
à l'aide d'un paramètre [fuel] de type [nat]. Dès lors, il y a
trois résultats possibles pour une exécution:
*)
Inductive machine_result : Type :=
| OK (s: store) (**r la machine s'arrête sur l'état final donné *)
| Stuck (**r la machine rencontre une erreur *)
| Timeout. (**r la machine n'a plus de fuel *)
(** Compléter les cas manquants dans la définition ci-dessous. *)
Fixpoint mach_exec (C: code) (fuel: nat)
(pc: Z) (σ: stack) (s: store) : machine_result :=
match fuel with
| O => Timeout
| S fuel' =>
match instr_at C pc, σ with
| Some Ihalt, nil => OK s
| Some (Iconst n), σ => mach_exec C fuel' (pc + 1) (n :: σ) s
(* FILL IN HERE *)
| _, _ => Stuck
end
end.
(** ** 2.2. Le schéma de compilation *)
(** Nous allons maintenant définir la compilation des expressions et des
commandes IMP vers des morceaux de code machine. *)
(** Le code produit pour une expression arithmétique [a] s'exécute
en séquence (sans faire de branchements) et laisse la valeur de [a]
au sommet de la pile.
C'est la traduction bien connue de la notation algébrique vers
la notation polonaise inverse. La seule subtilité est que la machine
n'a pas d'instruction de soustraction, et donc, pour calculer [a - b],
il faut ajouter [a] et l'opposé de [b].
*)
Fixpoint compile_aexp (a: aexp) : code :=
match a with
| CONST n => Iconst n :: nil
| VAR x => Ivar x :: nil
| PLUS a1 a2 => compile_aexp a1 ++ compile_aexp a2 ++ Iadd :: nil
| MINUS a1 a2 => compile_aexp a1 ++ compile_aexp a2 ++ Iopp :: Iadd :: nil
end.
(** Exemples de code compilé *)
Eval compute in (compile_aexp (PLUS (CONST 1) (CONST 2))).
(** Résultat: [Iconst 1 :: Iconst 2 :: Iadd :: nil] *)
Eval compute in (compile_aexp (PLUS (VAR "x") (MINUS (VAR "y") (CONST 1)))).
(** Résultat: [Ivar "x" :: Ivar "y" :: Iconst 1 :: Iopp :: Iadd :: Iadd :: nil]. *)
(** Pour une expressions booléenne [b], notre premier réflexe serait
de produire du code machine qui laisse [1] ou [0] au sommet de la
pile, suivant que [b] est vraie ou fausse. Le code produit pour
les commandes [IFTHENELSE] et [WHILE] effectuerait alors un saut
[Ibeq] conditionnel sur cette valeur 0/1 de [b].
Cependant, il est plus simple et plus efficace de traduire l'expression
booléenne [b] par un code machine qui saute [d1] ou [d0] instructions
en avant, suivant que [b] est vraie ou fausse. La valeur 0/1 de [b]
n'est jamais calculée explicitement, et la pile est inchangée.
*)
Fixpoint compile_bexp (b: bexp) (d1: Z) (d0: Z) : code :=
match b with
| TRUE => if d1 =? 0 then nil else Ibranch d1 :: nil
| FALSE => if d0 =? 0 then nil else Ibranch d0 :: nil
| EQUAL a1 a2 => compile_aexp a1 ++ compile_aexp a2 ++ Ibeq d1 d0 :: nil
| LESSEQUAL a1 a2 => compile_aexp a1 ++ compile_aexp a2 ++ Ible d1 d0 :: nil
| NOT b1 => compile_bexp b1 d0 d1
| AND b1 b2 =>
let code2 := compile_bexp b2 d1 d0 in
let code1 := compile_bexp b1 0 (codelen code2 + d0) in
code1 ++ code2
end.
(** Se reporter aux transparents du cours pour une explication du
mystérieux déplacement [codelen code2 + d0] dans le cas [AND]. *)
(** Vite des exemples. *)
Eval compute in (compile_bexp (EQUAL (VAR "x") (CONST 1)) 12 34).
(** Résultat: [ Ivar "x" :: Iconst 1 :: Ibeq 12 34 :: nil ]. *)
Eval compute in (compile_bexp (AND (LESSEQUAL (CONST 1) (VAR "x"))
(LESSEQUAL (VAR "x") (CONST 10))) 0 10).
(** Résultat: [ Iconst 1 :: Ivar "x" :: Ible 0 13 ::
Ivar "x" :: Iconst 10 :: Ible 0 10 :: nil ] *)
Eval compute in (compile_bexp (OR (LESSEQUAL (CONST 1) (VAR "x"))
(LESSEQUAL (VAR "x") (CONST 10))) 0 10).
(** Résultat: [ Iconst 1 :: Ivar "x" :: Ible 3 0 ::
Ivar "x" :: Iconst 10 :: Ible 0 10 :: nil ] *)
Eval compute in (compile_bexp (NOT (AND TRUE FALSE)) 12 34).
(** Résultat: [ Ibranch 12 :: nil ] *)
(** Pour finir, voici la compilation des commandes.
Le code produit pour la commande [c] met à jour l'état mémoire
(les valeurs des variables) comme prescrit par la sémantique de [c].
Il ne change pas la pile.
Là encore, on se reportera aux transparents du cours pour une
explication des déplacements sur les instructions de branchement.
*)
Fixpoint compile_com (c: com) : code :=
match c with
| SKIP =>
nil
| ASSIGN x a =>
compile_aexp a ++ Isetvar x :: nil
| SEQ c1 c2 =>
compile_com c1 ++ compile_com c2
| IFTHENELSE b ifso ifnot =>
let code_ifso := compile_com ifso in
let code_ifnot := compile_com ifnot in
compile_bexp b 0 (codelen code_ifso + 1)
++ code_ifso
++ Ibranch (codelen code_ifnot)
:: code_ifnot
| WHILE b body =>
let code_body := compile_com body in
let code_test := compile_bexp b 0 (codelen code_body + 1) in
code_test
++ code_body
++ Ibranch (- (codelen code_test + codelen code_body + 1)) :: nil
end.
(** Le code compilé pour un programme complet [p] (une commande)
est similaire, mais termine proprement sur une instruction [Ihalt]. *)
Definition compile_program (p: com) : code :=
compile_com p ++ Ihalt :: nil.
(** Exemples de compilation: *)
Eval compute in (compile_program (ASSIGN "x" (PLUS (VAR "x") (CONST 1)))).
(** Résultat: [ Ivar "x" :: Iconst 1 :: Iadd :: Isetvar "x" :: Ihalt :: nil ] *)
Eval compute in (compile_program (WHILE TRUE SKIP)).
(** Résultat: [ Ibranch (-1) :: Ihalt :: nil ]. *)
Eval compute in (compile_program (IFTHENELSE (EQUAL (VAR "x") (CONST 1)) (ASSIGN "x" (CONST 0)) SKIP)).
(** Résultat: [ Ivar "x" :: Iconst 1 :: Ibeq 0 3 ::
Iconst 0 :: Isetvar "x" :: Ibranch 0 :: Ihalt :: nil ]. *)
(** *** Exercice (1 étoile) *)
(** Le dernier exemple ci-dessus montre une inefficacité mineure dans le code
engendré pour [IFTHENELSE b c SKIP], à savoir l'instruction [Ibranch 0].
Pouvez-vous modifier [compile_com] pour éviter cette inefficacité?
Indication: la fonction ci-dessous vous sera utile. *)
Definition smart_Ibranch (d: Z) : code :=
if d =? 0 then nil else Ibranch d :: nil.
(** ** 2.3. Correction du code produit pour les expressions *)
(** Pour raisonner sur les étapes d'exécution du code compilé, il faut
considérer des morceaux de code machine [C2] qui sont à la position [pc]
dans le code produit pour le programme tout entier, [C = C1 ++ C2 ++ C3].
Le prédicat [code_at C pc C2] ci-dessous décrit exactement cette situation. *)
Inductive code_at: code -> Z -> code -> Prop :=
| code_at_intro: forall C1 C2 C3 pc,
pc = codelen C1 ->
code_at (C1 ++ C2 ++ C3) pc C2.
(** Voici des lemmes utiles concernant les prédicats [instr_at] et [code_at]. *)
Lemma codelen_cons:
forall i c, codelen (i :: c) = codelen c + 1.
Proof.
unfold codelen; intros; cbn; lia.
Qed.
Lemma codelen_app:
forall c1 c2, codelen (c1 ++ c2) = codelen c1 + codelen c2.
Proof.
induction c1; intros.
- auto.
- cbn [app]. rewrite ! codelen_cons. rewrite IHc1. lia.
Qed.
Lemma instr_at_app:
forall i c2 c1 pc,
pc = codelen c1 ->
instr_at (c1 ++ i :: c2) pc = Some i.
Proof.
induction c1; simpl; intros; subst pc.
- auto.
- assert (A: codelen (a :: c1) =? 0 = false).
{ apply Z.eqb_neq. unfold codelen. cbn [length]. lia. }
rewrite A. rewrite codelen_cons. apply IHc1. lia.
Qed.
Lemma code_at_head:
forall C pc i C',
code_at C pc (i :: C') ->
instr_at C pc = Some i.
Proof.
intros. inversion H. simpl. apply instr_at_app. auto.
Qed.
Lemma code_at_tail:
forall C pc i C',
code_at C pc (i :: C') ->
code_at C (pc + 1) C'.
Proof.
intros. inversion H.
change (C1 ++ (i :: C') ++ C3)
with (C1 ++ (i :: nil) ++ C' ++ C3).
rewrite <- app_ass. constructor. rewrite codelen_app. subst pc. auto.
Qed.
Lemma code_at_app_left:
forall C pc C1 C2,
code_at C pc (C1 ++ C2) ->
code_at C pc C1.
Proof.
intros. inversion H. rewrite app_ass. constructor. auto.
Qed.
Lemma code_at_app_right:
forall C pc C1 C2,
code_at C pc (C1 ++ C2) ->
code_at C (pc + codelen C1) C2.
Proof.
intros. inversion H. rewrite app_ass. rewrite <- app_ass.
constructor. rewrite codelen_app. subst pc. auto.
Qed.
Lemma code_at_app_right2:
forall C pc C1 C2 C3,
code_at C pc (C1 ++ C2 ++ C3) ->
code_at C (pc + codelen C1) C2.
Proof.
intros. apply code_at_app_right. apply code_at_app_left with (C2 := C3).
rewrite app_ass; auto.
Qed.
Lemma code_at_nil:
forall C pc C1,
code_at C pc C1 -> code_at C pc nil.
Proof.
intros. inversion H. subst. change (C1 ++ C3) with (nil ++ C1 ++ C3).
constructor. auto.
Qed.
Lemma instr_at_code_at_nil:
forall C pc i, instr_at C pc = Some i -> code_at C pc nil.
Proof.
induction C; cbn; intros.
- discriminate.
- destruct (pc =? 0) eqn:PC.
+ assert (pc = 0) by (apply Z.eqb_eq; auto). subst pc.
change (a :: C) with (nil ++ nil ++ (a :: C)). constructor. auto.
+ assert (A: code_at C (pc - 1) nil) by eauto.
inversion A; subst.
apply code_at_intro with (C1 := a :: C1) (C3 := C3).
rewrite codelen_cons. lia.
Qed.
(** Nous mettons ces lemmes dans une "base d'indices" ("hint database")
afin que Coq puisse les utiliser automatiquement. *)
Hint Resolve code_at_head code_at_tail code_at_app_left code_at_app_right
code_at_app_right2 code_at_nil instr_at_code_at_nil: code.
Hint Rewrite codelen_app codelen_cons Z.add_assoc Z.add_0_r : code.
(** Rappelons le contrat que nous avons donné pour le code
compilé pour une expression arithmétique [a]. Il est censé
- s'exécuter en séquence (pas de branchements)
- laisser la valeur de [a] au sommet de la pile
- préserver l'état mémoire.
Démontrons que le code [compile_aexp a] respecte ce contrat.
La démonstration est une jolie récurrence sur la forme de [a]. *)
Lemma compile_aexp_correct:
forall C s a pc σ,
code_at C pc (compile_aexp a) ->
transitions C
(pc, σ, s)
(pc + codelen (compile_aexp a), aeval a s :: σ, s).
Proof.
induction a; simpl; intros.
- (* CONST *)
apply star_one. apply trans_const. eauto with code.
- (* VAR *)
apply star_one. apply trans_var. eauto with code.
- (* PLUS *)
eapply star_trans. apply IHa1. eauto with code.
eapply star_trans. apply IHa2. eauto with code.
apply star_one. autorewrite with code. apply trans_add. eauto with code.
- (* MINUS *)
eapply star_trans. apply IHa1. eauto with code.
eapply star_trans. apply IHa2. eauto with code.
eapply star_trans.
apply star_one. apply trans_opp. eauto with code.
apply star_one.
replace (aeval a1 s - aeval a2 s)
with (aeval a1 s + (- aeval a2 s))
by lia.
autorewrite with code. apply trans_add. eauto with code.
Qed.
(** La vérification de la compilation des expressions booléennes est similaire.
On rappelle le contrat pour le code produit par [compile_bexp b d1 d0]:
- il doit sauter [d1] instructions si [b] s'évalue à vrai,
[d0] instruction si [b] s'évalue à faux;
- il doit préserver la pile et l'état mémoire.
*)
Lemma compile_bexp_correct:
forall C s b d1 d0 pc σ,
code_at C pc (compile_bexp b d1 d0) ->
transitions C
(pc, σ, s)
(pc + codelen (compile_bexp b d1 d0) + (if beval b s then d1 else d0), σ, s).
Proof.
induction b; cbn; intros.
- (* TRUE *)
destruct (d1 =? 0) eqn:Z.
+ (* déplacement = zéro: aucune instruction n'est produite *)
assert (d1 = 0) by (apply Z.eqb_eq; auto). subst d1.
autorewrite with code. apply star_refl.
+ (* un branchement est produit *)
apply star_one. apply trans_branch with (d := d1). eauto with code. auto.
- (* FALSE *)
destruct (d0 =? 0) eqn:Z.
+ (* déplacement = zéro: aucune instruction n'est produite *)
assert (d0 = 0) by (apply Z.eqb_eq; auto). subst d0.
autorewrite with code. apply star_refl.
+ (* un branchement est produit *)
apply star_one. apply trans_branch with (d := d0). eauto with code. auto.
- (* EQUAL *)
eapply star_trans. apply compile_aexp_correct with (a := a1). eauto with code.
eapply star_trans. apply compile_aexp_correct with (a := a2). eauto with code.
apply star_one. apply trans_beq with (d1 := d1) (d0 := d0). eauto with code.
autorewrite with code. auto.
- (* LESSEQUAL *)
eapply star_trans. apply compile_aexp_correct with (a := a1). eauto with code.
eapply star_trans. apply compile_aexp_correct with (a := a2). eauto with code.
apply star_one. apply trans_ble with (d1 := d1) (d0 := d0). eauto with code.
autorewrite with code. auto.
- (* NOT *)
replace (if negb (beval b s) then d1 else d0)
with (if beval b s then d0 else d1).
apply IHb. auto.
destruct (beval b s); auto.
- (* AND *)
set (code2 := compile_bexp b2 d1 d0) in *.
set (code1 := compile_bexp b1 0 (codelen code2 + d0)) in *.
eapply star_trans. apply IHb1. eauto with code.
fold code1. destruct (beval b1 s); cbn.
+ (* b1 s'évalue en true, le code pour b2 est exécuté *)
autorewrite with code. apply IHb2. eauto with code.
+ (* b1 s'évalue en false, le code pour b2 est sauté *)
autorewrite with code. apply star_refl.
Qed.
(** ** 2.4. Correction du code produit pour les commandes qui terminent *)
(** Supposons que la commande [c], démarrée dans l'état [s], termine dans
l'état [s']. Montrons alors que la machine, à partir du début du
code [compile_com c] produit pour [c] et à partir de l'état [s],
effectue un nombre fini de transitions et atteint la fin du code
[compile_com c] et l'état [s'].
Pour caractériser la terminaison de la commande [c], nous utilisons
la sémantique naturelle d'IMP et son prédicat [exec s c s'].
La démonstration se fait sans peine par récurrence sur la dérivation
de cette exécution [exec s c s']. Une récurrence sur la structure
de [c] ne suffirait pas pour gérer le cas des boucles.
*)
Lemma compile_com_correct_terminating:
forall s c s',
cexec s c s' ->
forall C pc σ,
code_at C pc (compile_com c) ->
transitions C
(pc, σ, s)
(pc + codelen (compile_com c), σ, s').
Proof.
induction 1; cbn; intros.
- (* SKIP *)
autorewrite with code. apply star_refl.
- (* ASSIGN *)
eapply star_trans. apply compile_aexp_correct with (a := a). eauto with code.
apply star_one. autorewrite with code. apply trans_setvar. eauto with code.
- (* SEQUENCE *)
eapply star_trans.
apply IHcexec1. eauto with code.
autorewrite with code. apply IHcexec2. eauto with code.
- (* IFTHENELSE *)
set (code1 := compile_com c1) in *.
set (code2 := compile_com c2) in *.
set (codeb := compile_bexp b 0 (codelen code1 + 1)) in *.
eapply star_trans.
apply compile_bexp_correct with (b := b). eauto with code.
fold codeb. destruct (beval b s); autorewrite with code.
+ (* la branche "then" est exécutée *)
eapply star_trans. apply IHcexec. eauto with code.
fold code1. apply star_one. apply trans_branch with (d := codelen code2). eauto with code. lia.
+ (* la branche "else" est exécutée *)
replace (pc + codelen codeb + codelen code1 + codelen code2 + 1)
with (pc + codelen codeb + codelen code1 + 1 + codelen code2) by lia.
apply IHcexec. eauto with code.
- (* WHILE stop *)
set (code_body := compile_com c) in *.
set (code_branch := compile_bexp b 0 (codelen code_body + 1)) in *.
set (d := - (codelen code_branch + codelen code_body + 1)) in *.
eapply star_trans. apply compile_bexp_correct with (b := b). eauto with code.
rewrite H. fold code_branch. autorewrite with code. apply star_refl.
- (* WHILE loop *)
set (code_body := compile_com c) in *.
set (code_branch := compile_bexp b 0 (codelen code_body + 1)) in *.
set (d := - (codelen code_branch + codelen code_body + 1)) in *.
eapply star_trans. apply compile_bexp_correct with (b := b). eauto with code.
rewrite H. fold code_branch. autorewrite with code.
eapply star_trans. apply IHcexec1. eauto with code.
eapply star_trans.
apply star_one. apply trans_branch with (d := d). eauto with code. eauto.
replace (pc + codelen code_branch + codelen code_body + 1 + d)
with pc
by lia.
replace (pc + codelen code_branch + codelen code_body + 1)
with (pc + codelen (compile_com (WHILE b c)))
by (cbn; autorewrite with code; auto).
apply IHcexec2. auto.
Qed.
(** En corollaire, nous obtenons la correction du code compilé pour un
programme complet [p], dans le cas où il termine. *)
Theorem compile_program_correct_terminating:
forall s c s',
cexec s c s' ->
machine_terminates (compile_program c) s s'.
Proof.
intros.
set (C := compile_program c).
assert (CODEAT: code_at C 0 (compile_com c ++ Ihalt :: nil)).
{ replace C with (nil ++ compile_program c ++ nil).
apply code_at_intro. auto.
rewrite app_nil_r; auto. }
unfold machine_terminates.
exists (0 + codelen (compile_com c)); split.
- apply compile_com_correct_terminating. auto. eauto with code.
- eauto with code.
Qed.
(** *** Exercice (2 étoiles) *)
(** Dans un exercice précédent, vous avez modifié [compile_com] afin
d'utiliser [smart_Ibranch] au lieu de [Ibranch] et de produire
du code plus efficace. Il vous reste à adapter la démonstration
de [compile_com_correct_terminating] en conséquence.
Indication: montrer d'abord le lemme ci-dessous. *)
Lemma transitions_smart_Ibranch:
forall C pc d pc' σ s,
code_at C pc (smart_Ibranch d) ->
pc' = pc + codelen (smart_Ibranch d) + d ->
transitions C (pc, σ, s) (pc', σ, s).
Proof.
unfold smart_Ibranch; intros.
(* À COMPLÉTER *)
Abort.
(** *** Exercice (4 étoiles) *)
(** Le déroulage de boucle consiste à exécuter plusieurs itérations
de la boucle avant de revenir au début par un saut arrière.
Par exemple, la boucle [WHILE b c] déroulée deux fois produit le
pseudo-code machine
<<
Lloop:
if b then skip else goto Lexit
c
if b then skip else goto Lexit
c
goto Lloop
Lexit:
>>
Le nombre de tests [if b] exécutés est le même que sans déroulement,
mais le nombre de sauts en arrière [goto Lloop] est divisé par 2.
De plus, le déroulage permet souvent d'appliquer davantage d'optimisations
dans le corps de la boucle.
Dans cet exercice, on va dérouler deux fois toutes les boucles
[WHILE] en remplaçant le cas [WHILE] de la fonction [compile_com] par
<<
| WHILE b body =>
let code_body := compile_com body in
let len_body := codelen code_body in
let code_test2 := compile_bexp b 0 (len_body + 1) in
let len_test2 := codelen code_test2 in
let code_test1 := compile_bexp b 0 (len_body + len_test2 + len_body + 1) in
let len_test1 := codelen code_test1 in
code_test1
++ code_body
++ code_test2
++ code_body
++ Ibranch (- (len_test1 + len_body + len_test2 + len_body + 1)) :: nil
>>
Démontrer la correction de ce schéma de compilation en ajustant
l'énoncé et la démonstration de [compile_com_correct_terminating].
La difficulté, et la raison pour les 4 étoiles, est que l'hypothèse
[code_at C pc (compile_com c)] n'est plus vraie si [c] est une boucle
et nous sommes à la deuxième, quatrième, sixième, etc, itération
de la boucle. Il faut inventer une hypothèse plus faible, qui
laisse plus de flexibilité dans la relation entre [c] et [pc]. *)
(** *** Exercice (4 étoiles). *)
(** Considérons une boucle avec un test d'arrêt simple, comme par exemple
[WHILE (LESSEQUAL a1 a2) c]. Le code compilé exécute deux branchements
par itération de la boucle: un branchement conditionnel [Ible] pour
tester la condition d'arrêt, et un branchement inconditionnel [Ibranch]
pour retourner au début de la boucle. On peut se ramener à un
seul branchement par itération en mettant le code pour [c] avant
le code qui teste la condition [b]:
<<
compile_com c ++ compile_bexp b delta1 0
>>
avec [delta1] choisi de sorte à retourner au début du code [compile_com c]
lorsque [b] est vraie.
En soi, cette approche implémente une boucle de type do-while,
où la première itération de la boucle est toujours exécutée.
Pour une boucle de type while, à la première itération il faut
sauter par-dessus le code de [c] et vers le code qui teste [b]:
<<
Ibranch (codelen(compile_com c)) :: compile_com c ++ compile_bexp b delta1 0
>>
Le but de cet exercice est de modifier [compile_com] pour implémenter
cette compilation améliorée des boucles, puis de démontrer sa correction
en ajustant l'énoncé et la démonstration de [compile_com_correct_terminating].
Il y a deux difficultés majeures, qui justifient les 4 étoiles.
La première est le calcul de la quantité notée [delta1] ci-dessus,
car elle dépend de la taille du code [compile_bexp b delta1 0],
ce qui crée une circularité! Une approche possible est de se restreindre
à des expressions booléennes [b] qui ne contiennent ni [TRUE] ni [FALSE],
et de montrer que dans ce cas la taille du code [compile_bexp b d1 d0]
est indépendante de [d1] et [d0]. On pourra ensuite chercher à simplifier
les expressions [b] pour que ni [TRUE] ni [FALSE] n'apparaissent,
quitte à compiler spécialement [WHILE TRUE c] et [WHILE FALSE c].
La seconde difficulté est celle déjà mentionnée dans le précédent
exercice 4 étoiles: l'hypothèse [code_at C pc (compile_com c)] de
[compile_com_correct_terminating] n'est plus vraie si [c] est une
boucle et nous sommes à la deuxième itération de la boucle. Là
encore, il faut inventer une hypothèse plus faible, qui laisse
plus de flexibilité dans la relation entre [c] et [pc]. *)
(** ** 2.5. Correction du code produit pour les commandes, cas général *)
(** Nous allons maintenant renforcer le résultat de préservation sémantique
de la section 2.4 afin qu'il ne soit plus restreint aux programmes IMP
qui terminent, mais s'applique aussi aux programmes qui divergent.
Pour ce faire, nous abandonnons la sémantique naturelle des commandes
et passons à la sémantique par transitions et continuations.
Ensuite, nous allons montrer un diagramme de simulation qui montre
que chaque transition dans l'exécution du programme source est
simulée (en un sens que nous allons définir) par zéro, une ou plusieurs
transitions de la machine qui exécute le code compilé. *)
(** La première chose à faire est de relier les configurations [(c, k, s)]
de la sémantique à continuations avec les configurations [(C, pc, σ, s)]
de la machine. Nous savons déjà comment relier une commande [c]
et le code compilé qui lui correspond, à l'aide du prédicat [code_at].
Il faut maintenant définir une relation entre une continuation [k]
et le code compilé.
Intuitivement, lorsque la machine a terminé l'exécution du code
produit pour la commande [c], c'est-à-dire lorsqu'elle atteint
le point de programme [pc + codelen(compile_com c)], la machine
devrait ensuite exécuter des instructions qui effectuent les calculs
en attente décrits par la continuation [k], pour enfin atteindre
une instruction [Ihalt] qui arrête la machine.
Le prédicat inductif [compile_cont C k pc] ci-dessous formalise cette
intuition. Il dit que, à partir du pointeur de code [pc],
il y a dans [C] des instructions qui effectuent les calculs en attente
décrits dans [k], puis atteignent une instruction [Ihalt].
*)
Inductive compile_cont (C: code): cont -> Z -> Prop :=
| ccont_stop: forall pc,
instr_at C pc = Some Ihalt ->
compile_cont C Kstop pc
| ccont_seq: forall c k pc pc',
code_at C pc (compile_com c) ->
pc' = pc + codelen (compile_com c) ->
compile_cont C k pc' ->
compile_cont C (Kseq c k) pc
| ccont_while: forall b c k pc d pc' pc'',
instr_at C pc = Some(Ibranch d) ->
pc' = pc + 1 + d ->
code_at C pc' (compile_com (WHILE b c)) ->
pc'' = pc' + codelen (compile_com (WHILE b c)) ->
compile_cont C k pc'' ->
compile_cont C (Kwhile b c k) pc
| ccont_branch: forall d k pc pc',
instr_at C pc = Some(Ibranch d) ->
pc' = pc + 1 + d ->
compile_cont C k pc' ->
compile_cont C k pc.
(** Dès lors, une configuration [(c,k,s)] de la sémantique à continuations
d'IMP est reliée à une configuration [(C, pc, σ, s')] de la machine
si les conditions suivantes sont vraies:
- Les états mémoire sont identiques: [s' = s].
- La pile de la machine est vide: [σ = nil].
- Le code machine au point [pc] est le code compilé de [c]:
[code_at C pc (compile_com c)].
- Le code machine au point [pc + codelen (compile_com c)] implémente
la continuation [k], au sens du prédicat [compile_cont] ci-dessus.
*)
Inductive match_config (C: code): com * cont * store -> config -> Prop :=
| match_config_intro: forall c k st pc,
code_at C pc (compile_com c) ->
compile_cont C k (pc + codelen (compile_com c)) ->
match_config C (c, k, st) (pc, nil, st).
(** Tout est prêt pour démontrer la propriété de simulation attendue.
Puisque certaines transitions au niveau IMP correspondent à zéro
transitions de la machine, il nous faut un diagramme de simulation
de type "étoile" (cf. les transparents).
<<
match_config
c / k / st ----------------------- machconfig
| |
| | + ou ( * et |c',k'| < |c,k} )
| |
v v
c' / k' / st' ----------------------- machconfig'
match_config
>>
Remarquez la conclusion à droite du diagramme:
- ou bien la machine effectue une ou plusieurs transitions,
- ou bien la machine effectue zéro, une ou plusieurs transitions,
mais la taille de la paire [c,k] décroît strictement.
Il serait équivalent de montrer que:
- ou bien la machine effectue une ou plusieurs transitions,
- ou bien la machine effectue zéro transitions
mais la taille de la paire [c,k] décroît strictement.
Il se trouve que la première formulation, avec le cas "zéro une ou
plusieurs" transitions, est plus facile à démontrer.
*)
(** Trouver la bonne mesure "anti-bégaiement" n'a rien d'évident.
Après quelques tâtonnements, on tombe sur la mesure suivante.
Elle est égale à la somme de la taille de la commande [c] en
cours d'examen et des tailles des commandes apparaissant
dans les noeuds [Kseq] de la continuation [k]. *)
Fixpoint com_size (c: com) : nat :=
match c with
| SKIP => 1%nat
| ASSIGN x a => 1%nat
| SEQ c1 c2 => (com_size c1 + com_size c2 + 1)%nat
| IFTHENELSE b c1 c2 => (com_size c1 + com_size c2 + 1)%nat
| WHILE b c1 => (com_size c1 + 1)%nat
end.
Remark com_size_nonzero: forall c, (com_size c > 0)%nat.
Proof.
induction c; cbn; lia.
Qed.
Fixpoint cont_size (k: cont) : nat :=
match k with
| Kstop => 0%nat
| Kseq c k' => (com_size c + cont_size k')%nat
| Kwhile b c k' => cont_size k'
end.
Definition measure (impconf: com * cont * store) : nat :=
match impconf with (c, k, m) => (com_size c + cont_size k)%nat end.
(** Nous aurons besoin de lemmes d'inversion sur le prédicat [compile_cont]. *)
Lemma compile_cont_Kstop_inv:
forall C pc s,
compile_cont C Kstop pc ->
exists pc',
star (transition C) (pc, nil, s) (pc', nil, s)
/\ instr_at C pc' = Some Ihalt.
Proof.
intros. dependent induction H.
- exists pc; split. apply star_refl. auto.
- destruct IHcompile_cont as (pc'' & A & B); auto.
exists pc''; split; auto.
eapply star_step; eauto. eapply trans_branch; eauto.
Qed.
Lemma compile_cont_Kseq_inv:
forall C c k pc s,
compile_cont C (Kseq c k) pc ->
exists pc',
star (transition C) (pc, nil, s) (pc', nil, s)
/\ code_at C pc' (compile_com c)
/\ compile_cont C k (pc' + codelen(compile_com c)).
Proof.
intros. dependent induction H.
- exists pc; split. apply star_refl. split; congruence.
- edestruct IHcompile_cont as (pc'' & A & B). eauto.
exists pc''; split; auto.
eapply star_step; eauto. eapply trans_branch; eauto.
Qed.
Lemma compile_cont_Kwhile_inv:
forall C b c k pc s,
compile_cont C (Kwhile b c k) pc ->
exists pc',
plus (transition C) (pc, nil, s) (pc', nil, s)
/\ code_at C pc' (compile_com (WHILE b c))
/\ compile_cont C k (pc' + codelen(compile_com (WHILE b c))).
Proof.
intros. dependent induction H.
- exists (pc + 1 + d); split.
apply plus_one. eapply trans_branch; eauto.
split; congruence.
- edestruct IHcompile_cont as (pc'' & A & B & D). eauto.
exists pc''; split; auto.
eapply plus_left. eapply trans_branch; eauto. apply plus_star; auto.
Qed.
Lemma match_config_skip:
forall C k s pc,
compile_cont C k pc ->
match_config C (SKIP, k, s) (pc, nil, s).
Proof.
intros. constructor.
- cbn. inversion H; eauto with code.
- cbn. autorewrite with code. auto.
Qed.
(** Voici enfin le diagramme de simulation et sa démonstration. *)
Lemma simulation_step:
forall C impconf1 impconf2, step impconf1 impconf2 ->
forall machconf1, match_config C impconf1 machconf1 ->
exists machconf2,
(plus (transition C) machconf1 machconf2
\/ (star (transition C) machconf1 machconf2
/\ (measure impconf2 < measure impconf1)%nat))
/\ match_config C impconf2 machconf2.
Proof.
destruct 1; intros machconf1 MATCH; inversion MATCH; clear MATCH; subst; cbn in *.
- (* assign *)
econstructor; split.
+ left. eapply plus_right. eapply compile_aexp_correct; eauto with code.
eapply trans_setvar; eauto with code.
+ autorewrite with code in *. apply match_config_skip. auto.
- (* seq *)
econstructor; split.
+ right; split. apply star_refl. lia.
+ autorewrite with code in *. constructor. eauto with code.
eapply ccont_seq; eauto with code.
- (* if *)
set (code1 := compile_com c1) in *.
set (codeb := compile_bexp b 0 (codelen code1 + 1)) in *.
set (code2 := compile_com c2) in *.
autorewrite with code in *.
econstructor; split.
+ right; split.
apply compile_bexp_correct with (b := b). eauto with code.
destruct (beval b s); lia.
+ fold codeb. destruct (beval b s).
* autorewrite with code. constructor. eauto with code.
eapply ccont_branch. eauto with code. eauto.
fold code1.
replace (pc + codelen codeb + codelen code1 + 1 + codelen code2)
with (pc + codelen codeb + codelen code1 + codelen code2 + 1) by lia.
auto.
* autorewrite with code. constructor. eauto with code. auto.
fold code2.
replace (pc + codelen codeb + codelen code1 + 1 + codelen code2)
with (pc + codelen codeb + codelen code1 + codelen code2 + 1) by lia.
auto.
- (* while stop *)
set (codec := compile_com c) in *.
set (codeb := compile_bexp b 0 (codelen codec + 1)) in *.
econstructor; split.
+ right; split.
apply compile_bexp_correct with (b := b). eauto with code.
assert (com_size c > 0)%nat by apply com_size_nonzero. lia.
+ rewrite H. fold codeb. autorewrite with code in *.
apply match_config_skip. auto.
- (* while loop *)
set (codec := compile_com c) in *.
set (codeb := compile_bexp b 0 (codelen codec + 1)) in *.
econstructor; split.
+ right; split.
apply compile_bexp_correct with (b := b). eauto with code.
lia.
+ rewrite H. fold codeb. autorewrite with code in *.
constructor. eauto with code.
eapply ccont_while with (pc' := pc). eauto with code. fold codec. lia.
auto.
cbn. fold codec; fold codeb. eauto.
autorewrite with code. auto.
- (* skip seq *)
autorewrite with code in *.