相信大家在写C++的时候，如果你定义了一个变量但是没有对其使用，大部分IDE都会对这个变量进行灰色的染色。又或者说，当你开了一个空的循环，在里面定义并使用了一堆和输出值/返回值没有关系的变量，这个时候IDE也会提示你这个循环没有用。这背后都是用到了死代码消除的Pass。
我们在死代码消除中希望去掉所有不活跃的变量。那么什么是不活跃呢？容易想到这意味着它定义的变量在接下来会被使用到。注意到，我们是在SSA阶段进行的这个优化，这意味着对于每个变量，它的\(def\)是它的每个\(use\)的必经节点。那么我们可以基于工作表算法写出伪代码：
while (存在某个没有使用点的变量v && 定值v的语句没有其他副作用) {
删除定值v的这条语句
}
我们使用HashMap<IRRegister> myMap来维护现有的变量，并使用WorkList。
同时，我们给出HashMap<IRRegister, HashMap<IRBaseInst>> useMap来记录所有变量的use，用HashMap<IRRegister, IRBaseInst> defMap来记录所有变量的use。
另外，我们注意到，函数的入参并不在我们的考量范围内（我们总不能消掉它们的def吧），所以我们需要用一个HashSet来记录当前函数的所有入参。
大致内容如《现代编译原理：C语言描述》的算法19-5所示。
最后，我们只要把所有的无用变量的\(def\)都删除就行了。
其实，对于死代码消除而言，只要我们写的代码中所有\(def\)的变量都被使用，其优化效果应该是比较差的。但是，我们注意到之前\(\text{Mem2Reg}\)阶段对于所有的支配边界都插入了phi指令。事实上，不是每个支配边界块之后都有对该变量的\(use\)，自然，也不一定需要这么多的move语句。所以，一般来说，死代码消除消除的基本都是无效的phi指令。
它的思想和传统的死代码消除最不一样的地方就在于：它对于死代码的定义不同。
它的定义相当于是递归的：初始，我们定义所有调用函数，函数返回，对存储器的操作为有效代码。之后，我们标记一下语句为有效的：
之后，我们迭代得到所有语句，并把剩下的都删除。那么接下来，我们首先展开控制依赖部分的内容，幸运的是，这一部分和支配树很像。
我们希望回答的问题是，控制流图上的两个节点\(x,y\)中，\(x\)能否直接控制节点\(y\)的执行？
那么什么是控制执行呢？应该就是节点\(x\)有一个后继\(u\)能直接到达程序的\(exitBlock\)而不经过\(y\)。而它同时也有一个后继\(v\)使得\(v\)到\(exitBlock\)的每一条路径都经过\(y\)。
那么我们很容易就能得到控制依赖的等价定义。我们考虑CFG对应的反图，则在这张图上，\(x\in domFrontier(y)\)。因为\(x\)的前驱\(v\)被\(y\)直接支配，而它又能由\(u\)到达，因而\(x\)在\(y\)的支配边界上。
我们需要维护的信息如下：
HashSet<IRBaseInst> live：所有的活跃指令HashSet<BasicBlock> liveBlock：所有有活跃指令的基本块HashSet<entity> liveUse ：所有活跃指令的\(use\)HashSet<IRBaseInst> workList：用于迭代的工作表HashSet<IRRegister, IRBaseInst> defMap：所有变量的\(def\)语句首先，我们需要建出控制依赖图，这部分参考之前支配树构建的那期。
接下来，我们首先扫描该函数的所有基本块，将所有\(def\)收集到defMap中，同时把所有的store（代表修改全局变量，可能会在其他程序中用到）、所有的call、所有的ret加入workList。
然后，我们进行迭代。代码如下：
while (!workList.isEmpty()) {
IRBaseInst inst = workList.iterator().next();
workList.remove(inst);
live.add(inst);
liveBlock.add(inst.parentBlock);
liveUse.addAll(inst.uses());
if (inst instanceof IRPhi irPhi) { // 对于一条phi指令，它的每一个前驱都应当被标注为活跃的
for (var block : irPhi.blockMap) {
if (block.terminal != null && !live.contains(block.terminal)) {
workList.add(block.terminal);
liveBlock.add(block);
}
}
}
for (var cdg_pred : inst.parentBlock.cdg_pred) { // 加入该块的所有控制依赖前驱
if (cdg_pred.terminal != null && !live.contains(cdg_pred.terminal)) {
workList.add(cdg_pred.terminal); // 注意已经加过的不用加了
}
}
for (var use : inst.uses()) { // 对于其每个use的变量，将其def加入workList
if (!(use instanceof IRRegister) || use instanceof IRGlobalVar) continue;
IRBaseInst def = defMap.get(use);
if (def != null && !live.contains(def)) {
workList.add(def);
}
}
}
最后我们遍历所有指令，消去不活跃的phi指令和普通指令。
这里有一个细节，就是jump/branch这样的terminal的处理。如果一个块的terminal被标记为不活跃的，那么这个块应该跳到哪里呢？自然，它应当跳到它的后继中第一个活跃的块上。我们要在反支配树上寻找（反支配树就是我们根据CFG的反图建出的支配树）。
note: 如果你看了《现代编译原理,C语言描述》，你会发现其中有对CFG加边的操作。但是经笔者实践，不加边并不影响程序的正确性（这很自然），同时也能在整个函数体没用时及时退出。
我们断言，如果一个节点\(x\)是不活跃的，那么说\(x\)到\(anti\_dom(x)\)的这些节点一定都不是活跃的如果其中有一个节点是活跃的，那么根据定义，一定能通过若干次\(dominanceFrontier\)的迭代，推出\(x\)是活跃的。那么我们只需要不停地迭代target=target.anti_dom就行了。
它的一个弊端在于它会删除不活跃的死循环，从而改变语义（这很明显）。在许多环境下，这被认为是不可接受的。
基本与DCE类似，主要在冗余phi的消除。它的另一个增益在于能消除掉无用的控制流语句。
[1] 现代编译原理（C语言实现）Chapter 19.5