CIR 到 BIR 的 Lowering

目标

本条目描述 level-1 中 CIR → BIR 这一步应承担的职责，并用现有 backend.bir.lower 作为粗略实现锚点。

这里描述的是默认 lowering 路径，而不是所有目标都必须经过的唯一路径。

这一步不是简单的“把一种 IR 改写成另一种 IR”，而是完成一次职责变化：

CIR 负责已经通过 type / usage / ownership / world-boundary 检查后的语义表达
BIR 负责 block / inst / terminator 风格的抽象机表达

因此，CIR → BIR 的核心不是语法改写，而是 materialization：把 CIR 中隐含在 CPS 结构中的控制语义显式化。

这里必须额外强调：

当前 src/backend/cir 与 src/backend/bir 只是 level0 粗实现
level-1 规范不能把当前数据结构逐条抄成“唯一合法 CIR/BIR 形状”
本条目写的是职责边界，不是现状源码逐字段镜像

输入与输出

在当前实现锚点里，输入输出大致是：

输入：backend.cir.ir.CpsProgram
输出：backend.bir.ir.BirProgram

当前 public entry 是：

lower_cps_to_bir(program: CpsProgram): BirProgram

但在 level-1 规范里，更准确的说法是：

输入是“已经完成 CIR 层语义检查与必要 specialized rewrite 的 CIR 程序”
输出是“适合抽象机执行与后续 LIR 化的 BIR 程序”

在真正进入这一步之前，应允许存在一个插件层。该插件层可以：

检查当前 CIR 是否属于自己支持的语义子集
接管默认 lowering
直接生成目标相关输出或过渡 IR

因此，CIR -> BIR 应被理解为默认 native/runtime lowering，而不是强制唯一路径。

这一步负责什么

进入这一步之前，以下工作原则上已经在 CIR 完成：

类型检查
RC / arena / FBIP 相关分析
usage analysis
send 合法性检查与必要重写
for 等 specialized CIR 优化

此外，for plain 与 for control-aware 的分流也应已经在 CIR 完成。BIR 不负责重新判定一个 loop 是否存在 delimited continuation、外部 k 使用、或 return 这类非局部退出。

因此，当前 lowering 至少负责以下几类工作：

1. FunId / BlockId / VReg 重新分配

CIR 中的 FunDef.id、ContId、Var 不能直接等价视为 BIR 的 BirFunId、BlockId、VReg。

因此 lowering 需要：

为 top-level / nested function 分配稳定的 BIR function id
为 continuation 分配 block id
为 source-level 变量与中间绑定分配 vreg

这一步已经由 backend.bir.lower 和 backend.bir.lower.ctx 维护。

2. continuation materialization

CIR 中的 continuation 仍是 CPS 语义对象。

BIR 中 continuation 不再以 ContId 直接存在于表达式树里，而被分别 lower 成：

普通 local continuation -> Block
函数返回 continuation -> TReturn
特殊 continuation 恢复路径 -> frame / restore_cont 相关结构

因此，XLetCont 的 lowering 不是“保留 continuation 定义”，而是：

先为 continuation 分配 block
把其参数转成 block params
把 body lower 成 block 内的 inst + terminator

3. tail forms 转成 terminator

CIR 中的 tail position 结构必须在 BIR 中消失为显式 terminator。

当前对应关系应固定为：

XAppCont -> TJump 或 TReturn
XAppFun -> TCall / TTailCall / continuation restore 路径
XSwitch -> TSwitch
XHalt -> THalt

也就是说，BIR block 必须以 terminator 结束，而不再保留 CPS 风格的尾调用表达式树。

4. PrimOp 转成 Inst

CIR 的 PrimOp 在这一层被 lower 为 BIR Inst。

这一步要求：

输入 operand 全部已经可映射为 vreg 或立即值来源
每条可绑定 primitive 变成一条或少量 BIR inst
source-level atom / primop 结构不再保留

例如：

PIAdd -> IIAdd
PTagOf -> ITagOf
PMakeTagged -> IMakeTagged
PLoad/PStore/PAlloc -> IHeapLoad/IHeapStore/IBumpAlloc
PInlineAsm -> IInlineAsm

5. 控制语义的抽象机化

这一步最重要的不是普通算术，而是 continuation / prompt / frame 相关语义。

当前 BIR 已经拥有下列抽象机节点：

IPushFrame
ICaptureCont
IPushPrompt
TRestoreCont
FrameDesc

这说明 CIR → BIR lowering 已经承担了把 delimited continuation 与调用返回路径 materialize 到抽象机结构中的职责。

因此：

prompt / control 在 BIR 中不应再只是“高层控制语法”
它们必须通过 frame / block / restore path 的组合被表达

关键 lowering 对应关系

以下表格描述当前应被视为稳定方向的 lowering contract。

Let / tail 结构

CIR	BIR
`XLetVal`	`ICopy` / 常量装载后续绑定
`XLetPrim`	对应 `Inst`
`XLetCont`	block 分配 + block lowering
`XLetFun`	生成独立 `BirFun`
`XAppCont`	`TJump` 或 `TReturn`
`XAppFun`	`TCall` / `TTailCall` / restore 路径
`XSwitch`	`TSwitch`
`XHalt`	`THalt`

PrimOp 结构

CIR PrimOp	BIR
`PI*` 算术/比较	`II*` / `IICmp`
`PB*`	`IB*`
`PBit*` / shift	`IBit*` / `IShl` / `IShr`
`PTagOf`	`ITagOf`
`PMakeTagged`	`IMakeTagged`
`PGetField`	`IGetField`
`PLoad/PStore/PAlloc`	`IHeapLoad/IHeapStore/IBumpAlloc`
`PFfiCall/PCbxCall`	`ICCall` 或等价 call lowering
`PInlineAsm`	`IInlineAsm`

当前不变量

基于 level-1 目标与当前实现锚点，CIR → BIR 后至少应满足以下不变量：

每个 BIR block 恰有一个 terminator。
continuation 不再以自由 ContId 形式悬浮在表达式树中。
进入 BIR 后，值绑定和控制转移被分离成 Inst 与 Terminator。
top-level function 与 nested function 都成为独立 BirFun。
需要 runtime / abstract-machine 支持的控制语义，必须在 BIR 中拥有显式节点，而不是继续依赖高层语法含义。
不再把新的类型错误、usage 错误或 send 违规留给 BIR 阶段兜底。

这一层不负责什么

当前应明确把下列内容排除在 CIR → BIR 职责之外：

判定是否改走插件专用目标路径之后的目标专用 emit
类型检查
RC / arena / FBIP 的主要分析
usage analysis
send 的语义判定
for 的主要结构化优化
物理寄存器分配
平台 calling convention 细节
AOT / JIT 输出模式选择
机器码级 frame layout 编码
硬件 SIMD legalize

这些内容应留给未来的 BIR → LIR / LIR codegen 层。

如果某个插件已经在这一层之前接管并直接产出目标结果，则本条目整体不适用。