JPH06502269A - プログラムコードの交差像参照方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ブ０グラムコードの交差像参照方法 本発明は、デジタルコンピュータのためのプログラムコードの変換に係り、より 詳細には、変換されるべき全てのプログラムコードの位置がそのプログラムコー ドを実際に実行するまで分からない場合にそのプログラムコードをある言語から 別の言語に変換することに係る。

２、公知技術の説明 コンピュータ言語の変換プログラムとしては、パスカルやフォートランやコボル やＰＬ／ｌ又はＣのような高レベル言語をマシン言語に変換するものが良く知ら れている。これらの言語の場合、プログラムは英語のようなスタイルでコード化 される。コンパイラ−と称する言語変換プログラムは、高レベル言語のプログラ ム（ソースプログラムと称する）を読み取って、それをマシン言語プログラム（ 目的プログラムと称する）に変換する。

高レベル言語の１つの主な利点は、アルゴリズムを表現する容易さに加えて、マ シン独立なことである。それらは、ハードウェアマシン及び命令セットの特性を 秘めている。しかしながら、マシン言語のプログラミングが所望されるアプリケ ーションは多数ある。プログラムの実行速度を高めるために、繰り返し実行され る手順のコードをマシン言語で書き込み、その手順を実行するに必要なマシンサ イクルの数を最小限に抑えることがしばしば望まれる。又、多くのコンピュータ ンステムでは、特定コンピュータの特定ハードウェア特徴を直接的に制御するた めにマシン言語のプログラミングが必要とされる。例えば、メモリ及び入力／出 力装置を管理するオペレーティングシステムの部分は、しばしばマシン言語で書 かれる。

マシン言語のプログラムは、通常、２進コードではなくてアッセンブリー言語の コードで書かれている。アッセンブリーを詔では、プログラマ−がメモリ位置及 び命令に対して記号名を用いてマシンのオペレーン３ンを指定することができる 。アッセンブリーと称するプログラムは、アッセンブリー言語のプログラムを２ 進のマシンコードに変換する。アッセンブリーは、記号の値及びデータエレメン トのアドレスを記憶する全ての作業を実行する。しかしながら、高レベル言語と は異なり、各アッセンブリー言語命令は厳密に１つのマシン命令に対応している 。

近年、ある種のコンピュータのためのマシン言語を別の種層のコンピュータのた めのマシン言語に変換する必要性か生じている。この必要性は、コスト効率のよ り高い新規なコンピュータアーキテクチャ−を生み出したコンピュータハードウ ェアの急速な進歩によって生じたものである。特に、ここ１０年間以上にわたり 、最も性能の高い汎用のコンピュータは、　「コンプレックス命令セットアーキ テクチャ−（ｃｏｍｐｌｅｘ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｓｅｔ　ａｒｃｈｉｔ ｅｃｔｕｒｅ）Ｊ　（Ｃｌ５Ｃ）を用いており、これは命令セット中に非常に多 数の命令を有することを特徴とするもので、複雑なメモリアクセスモードを伴う 可変長さ命令及びメモリ対メモリ命令をしばしば含んでいる。このｃｒｓｃの主 な例が、ＶＡＸ　（登録量’［）命令セットであり、これに用いられる命令は、 ｌないし２バイトのＯＰコードと、０ないし６のオペランド指定子とを育し、各 々のオペランド指定子は１バイトないし１８バイトの長さである。オペランド指 定子のサイズは、アドレスモード、変位のサイズ（バイト、ワード又はロングワ ード）等々に基づいている。オペランド指定子の第４バイトはそのオペランドの ためのアドレスモードを記述し、一方、ＯＰコードはオペランドの数Ｏから６を 指定する。しかしながら、ＯＰコード自体は常に命令の全長を決定するものでは ない。というのは、異なった長さのオペランド指定子と共に多数のＯＰフードを 使用できるからである。ＶＡＸ命令セットの別の＃徴は、りオドワード又はロン グワードレファレンスに加えて、バイト又はバイトストリングのメモリレファレ ンスを使用することにあり、即ちメモリレファレンスは、非整列バイトレファレ ンスを含んで１バイトから多ワードまで可変長さのものである。

ｃｒｓｃアーキテクチャ−は、コードをコンパクトにすると共に、アッセンブリ ー言語のプログラミングを容易なものにした。中央処理ユニット（ＣＰＵ）かメ モリよりも非常に高速度であった時代には、１命令当たりにより多くの作業を行 うことが効果的であった。というのは、さもなくば、ＣＰＵはメモリか命令を送 りだすのを待って著しい時間を費やしてしまうからである。しかしながら、近年 、メモリ速度の進歩と、オン・チップキャッシュやハイアラーキーキャッシュの ような技術により、ｃｒｓｃアーキテクチャ−の主たる利点かなくなってしまっ た。それ故、命令アーキテクチャ−の選択は、今や、合理的なコストで最大の実 行速度を得るためにＣＰＵに要求される複雑さ１こよって決められている。これ らのことから、簡易な命令セットアーキテクチャ−（ＲｒＳＣ）が優れた性能と コスト効率を存することか示される。

簡易命令セット即ちＲＩＳＣのプロセッサは、命令の数が少なくて簡単にデコー ドできることを特徴とすると共に、全ての演算／論理オペレーションをレジスタ 対レジスタで行わねばならないことを特徴とする。もう１つの特徴としては、複 雑なメモリアクセスが許されず、即ち全てのメモリアクセスはレジスタのロード ／記憶オペレーションであり、そして少数の比較的簡単なアドレスモードしかな く、ひいてはオペランドアドレスを指定する方法が若干しかない。命令は１つの 長さしかなく、メモリアクセスは、通常は整列された標準データ巾のものである 。命令の実行は、マイクロコードと異なり直接固定布線型のものである。命令の サイクルタイムは固定で、命令は１つの短いサイクル（平均で、というのは、パ イプライン動作により実際の実行は数サイクルに分散されるので）に全て実行す るように比較的簡単に定められる。

不都合なことに、既に確立された命令アーキテクチャ−に対しておびただしい量 のコンピュータソフトウェアがこれまでに書かれており、これらソフトウェアの 多くは、高レベル言語のコンパイラ−から生じたものではないマシン言語のプロ グラムを含んでいる。これらの場合、新たな命令アーキテクチャ−に対して畜か れたコンパイラ−を用いてソースコードをコンパイルし直すという通常の方法に よりソフトウェアをその新たなコンピュータアーキテクチャ−に「移行」するこ とはできない。

ある場合には、既存のコンピュータソフトウェアのマシン言語プログラムに対し てアッセンブリー言語コードか存在する。それ故、各々のアッセンブリー言語命 令を、同じ基本機能を行う新たな命令アーキテクチャ−の１つ以上のマシン命令 に変換するために変換プログラムを書くことができねばならない。このような直 接的な変換を実施できるかどうかは、新たな命令アーキテクチャ−のコンパチビ リティによって工右される。例えば、ＶＡＸ命令を含むＣｌ５ＣコードをＲＩＳ Ｃコードに変換する場合に、この変換を実施できるかどうかは、ＲＩＳＣＣＰＵ ハードウェア及びＲＩＳＣ命令セットの革新によって著しく改善される。これに ついては、参考としてここに取り上げる１９９０年６月２９日出願のｒ高性能プ ロセッサにおける分岐予想（Ｂｒａｎｃｈ　Ｐｒｅｄｉｃｔｉｏｎ　ｉｎ　Ｈｉ ｇｈ−Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ）　Ｊと題するリチャード ・Ｌ・サイト及びリチャード・Ｔ・ライチク氏の米国特許出願０７１５４７，５ ８９に開示されている。

多くの場合、既存のコンピュータソフトウェアは、高レベル即ちアッセンブリー 言語のソースコードの完全なセット即ちコヒレントなセットか存在しないような ２進マシン言語フードを含んでいる。これでは、変換すべき全ての２進マシンコ ードを探索するという非常に困難な問題か生じる。通常の場合、プログラムの中 の２進マシンコードの一部分はその実行時間までに探すことかできない。という のは、このコードは計算された行き先アドレスを有する「ジャンプＪや「コール 」命令のような少なくとも１つの実行転送命令を含んでいるからである。実行時 間の際に、行き先アドレスか計算さ托実行がその命令から「欠落」コードへと転 送される。

例外的な場合には、プログラム中の２進マシンコードの幾つがか実行時間まで形 成されない。これらの例外的な場合というのは一般的にプログラミング技術か不 充分なことによるものであるが、実行時間には、例えば機密保持の目的で「ライ センスチェック」ルーチンの一部としてコードがしばしば形成される。「ライセ ンスチェックノル−チンでは、例えば、一連の命令かスクラッチメモリエリアへ 書き込まれそして一連の命令か実行される。ライセンスルーチンを欺くためには 、スクラッチエリアに書き込まれた一連の命令からルーチンの動作モードを見分 けねばならない。しかし、一連の命令は、実行時間まで存在しないので、プログ ラムの通常のプリントアウトやダンプ動作では得られない。

オリジナルプログラムの中の全てのマシンコードを探索するという問題がある場 合には、コードか実行時間に解読される。インタープリタ−の変換プロセスはア ッセンブリーＨＰのトランスレータ−と同様であるか、実行時間の際の解読には 変換されたコートの実行よりも約２桁も時間かがかる。というのは、各々のマシ ン命令を解読するためにインタープリタ−プログラムの中の多数の命令を実行し なければならないからである。不完全な変換を使用できるようにするために、新 たな命令アーキテクチャ−を用いたＣＰＵにオリジナルプログラムを送るときに は、インタープリタ−プログラムと、オリジナルプログラムのコピーと、アドレ ス変換情報か、変換されたコードと共に与えられる。変換されたコードの実行が 、変換されないコードに対するオリジナルプログラム中の実行転送に対応するポ イントに達したときに、ＣＰＵはその実行をインタープリタ−プログラムに転送 し、オリジナルプログラムの中の変換されないコードを解読する。インタープリ タ−は各々の変換されないマシン命令を新たなアーキテクチャ−に対するＩっ以 上のマシン命令に次々に変換し、それを実行する。インタープリタ−は、アドレ ス変換情報を用いてその実行を適当な時間に変換されたプログラムへ転送して戻 す。しかし、変換されないコードが存在すると、実行時間までにほとんど全ての 命令を探索して変換することができない限り、性能に著しい影響が及ぶ。

発明の要旨 プログラムはサブルーチンや手順を含む個別の像にしばしば層成されるが、これ らは呼び出しの規定により相互依存性をもっことになる。この相互依存性は、プ ログラム内の命令を探索したり変換したりするプロセスとしばしば干渉する。

特に、復帰ポイントは適切に接続しなければならず、これには、呼び出されてい る像に関する情報か必要である。

本発明の重要な特徴によれば、傷内の各々の使用できる入カポインドを呼び出す 作用に関する情報か決定され、メモリに記録される。各像に関する情報は、像を 変換するときに決定され、各像に割り当てられたファイルのようなデータ構造体 に記録されるのか好ましい。像を変換するときには、別の像の入カポインドへの 呼び出しが、その入カポインドを呼び出す作用について記録された情報を用いる ことにより変換される。像によってなされた外部呼び出しに関する情報もファイ ルに記録され、呼び出された傷内の命令を探索するのに使用される。

しかしながら、相互依存性は、第２の傷内の入カポインドを呼び出す作用が第１ の像に依存し、第１の像を変換するまで分からないような状態を生み出す。しか し、第１の像の変換には、第２の傷内の入カポインドを呼び出す作用に関する情 報が必要である。このような矛盾する相互依存性は、例えば、第１の像か第２の 傷内の入カポインドを呼び出しそして第１の傷内の手順のアドレスを識別する手 順パラメータを通すが、第２の像が次いで第４の像の手順ヘコールバックするよ うな場合に生じる。第１の像を変換するためには、第２の像の入カポインドを呼 び出す作用に関する情報、例えば、第２の像が第１の像をコールバックするとい うような情報が分からねばならない。しかしながら、この情報は、第１の像を検 査するだけでは決定できない。第２の像を変換するためには、第４の像を呼び出 すことに関する情報、例えば、第１の像へのコールバック中に通される手順−パ ラメータの１組の考えられる値と、この手順パラメータの各々の考えられる値に 対するコールバックの作用とが分からねばならない。しかしながら、この情報は 、第２の像を検査するのでは決定できない。それ故、各々の像を、互いに池の像 か変換のために全ての必要な情報を持つ前に、変換しなければならないような場 合に、矛盾する状態を招く。

本発明の別の特徴によれば、相互依存性による矛盾は、多数の変換及びチェック される仮定によって解決される。第１の像の変換中に、トランスレータ−は、第 ２の像がまだ変換されていないために、！！２の像の入カポインドを呼び出す作 用に関する情報がないことか分かる。それ故、トランスレータ−は、ノーマル復 帰やコールバックなしといった第２像の入カポインドへの呼び出しに関するデフ オールド仮定をする。第２の像が変換されるとき、トランスレータ−は、第２の 像かこのデフす一ルト仮定に反してコールバックをもつと決定し、それ故、この デフす−ルト仮定に基づいて手前の変換を発見するために更にチェックを行う。

第１像の変換を含むこれら手前の変換は、第２像の入カポインドを呼び出す作用 に関して更新された情報を用いて繰り返される。例えば、第１像の再変換により 更に別のプログラムコードか探索され、それ故、第４像を呼び出す作用に関する 情報、例えば、第２像からのコールバックの作用に関する情報が変化する。この 場合、この情報に基づく手前の変換−一部２像の変換を含む−一か、第１像を呼 び出す作用に関する更新された情報を用いて繰り返される。

多数の変換及びチェックされた仮定についてのこのプロセスは、何回も繰り返さ れるか、最終的には常にコンバージェンス（収斂）状態となる。多くの場合、こ のプロセスは、各像か正確に記述されるとコンバージェンス状態になり、それ以 上の再変換は不要となる。例えば、実行時間ライブラリーは、典型的に、とりわ け相互依存性をもつ像の収集体を含むが、これらは、指定の入カポインドにおい てユーザプログラムによって呼び出さね、ユーザプログラムとの相互依存性はも たない。この場合、多数の変換及びチェックされた仮定のプロセスは、指定の入 カポインドにおける各像の呼び出し作用に関する完全な情報を含む各像の正確な 記述に基づいてコンバージェンス状態となる。この情報を含むファイルをユーザ プログラムの変換に使用することができ、実行時間ライブラリー像の再変換は必 要とされない。

図１は、複雑（コンプレックス）命令を処理するように特に構成されたパイプラ イン式処理ユニットを育するＣｌ５Ｃデジタルコンピユータシステムのブロック 図である。

図２は、多数の命令に対して異なったタスクを同時に実行するときの図１のパイ プライン処理ユニットの状態を示す図である。

図３は、複雑な命令セットからの可変長さ命令の好ましいフォーマットを示す図 である。

図４は、ロングワード間の加算を行うための特定の可変長さの命令を示す図であ る。

ｇ５は、指定子の第１バイトに含まれたモード情報のデコードを示すテーブルで ある。

図６は、ＲＩＳＣデジタルコンピュータシステムのブロック図である。

図７は、ＲＩＳＣ命令セットの中の好ましい命令フォーマットを示すブロック図 である。

図８は、オリジナルのＣｌ５Ｃプログラムを、ＲＩＳＣ命令をもつ変換プログラ ムに変換するためのアナライザー及びＲＩＳＣコードジェネレータを含むトラン スレーターのブロック図である。

図９は、オリジナルｃｒｓｃプログラムの部分ＲＩＳＣ変換と、そのオリジナル ｃｒｓｃプログラムの非変換部分を解読するインタープリタ−との間で実行か分 担されるときのＲＩＳＣコンピュータからのデータ及びプログラム入力と、デー タ出力とを示すブロック図である。

図１Ｏは、図９に使用されたインタープリタ−を呼び出す図８のＲＩＳＣフード ジェネレータのステップを示すフローチャートである。

図１１は、図９に示す部分ＲＩＳＣ変換とで実行か分担されるときのインタープ リタ−及びその動作を示すフローチャートである。

図１２は、いつ実行がインタープリタ−から部分ＲＩＳＣ変換へ移行するかを決 定するアドレスチェックルーチンのフローチャートである。

図１３は、図８のトランスレータ−の動作を示すフローチャートである。

図１４は、図８のトランスレータ−により発生される概要ページであって、変換 されたオリジナルのＣｌ５Ｃプログラムのメモリマツプを含む概要ページを示す 回である。

図１５は、オリジナルのＣｌ５Ｃプログラムのフローチャートである。

図１６は、オリジナルのＣｌ５Ｃプログラムのエラー特存の流れ図である。

図］７は、マシンコードから流れ図を自動的に発生するためにトランスレータ− のアナライザーによって使用されるデータ構造を示すブロック図である。

図１８は、マシンコードから流れ図を自動的に発生するためにアナライザーによ って使用される手順を示すフローチャートである。

図１９は、マシンコードから流れ図を自動的に発生する間に実行転送命令からの 経路を検査するためにアナライザーによって使用される手順を示すフローチャー トである。

図２０は、手前のプログラム実行における計算行き先アドレスの値を見つけよう とする試みにおいて後方記号実行を行うためにアナライザーによって使用される 手順のフローチャートである。

図２１は、一定の変位を含む行き先アドレスと、特定の汎用レジスタと、直接又 は間接メモリアクセスの指示とに対する記号表現において項目の固定フォーマッ トを示した図である。

図２２は、一定の変位を含む行き先アドレスと、特定の汎用「ベース」レジスタ と、特定の汎用「インデックス」レジスタと、一定のオフセットと、直接又は間 接メモリアクセスの指示とに対する記号表現において項目の固定フォーマットを 示した図である。

図２３は、メインプログラムルーチンの流れを示す概略図で、破線で示す実行転 送経路を含んだ間接的なプログラムループを示す図である。

図２４は、所与の記号表面のための値を見つける試みにおいて基本ブロックをサ ーチするために後方記号実行に用いられる手順のフローチャートである。

図２５は、所与の記号表現を命令を通して後方に押しやってその記号表現を変更 し、プログラムの実行中に、命令実行の直後にその所与の記号表現で表わされる であろうものと同じ値を命令実行の直前にその変更した表現で表すようにするた めに、後方記号実行に使用される手順を示すフローチャートである。

図２６は、記号表現を命令を通して後方に押しやる助けをするために各々の命令 ＯＰコードに対して予め決定することのできるデータのフォーマットを示す図図 ２７は、記号表現を命令を通して押しやることによりその表現がコンピュータプ ログラムの一定アドレスを表すフォーマットに変換されたか又はコンピュータの オペレーティングシステムの一定アドレスを表すフォーマットに変換されたかを チェックすると共に、そのアドレスがプログラム実行転送のための許容できる行 き先を表すかとうかをチェックするためのルーチンを示すフローチャートである 。

図２８及び２９は、プログラムメモリの未知のフードエリアにおいて巧みなプロ グラムコードを見つけるための３つのスキャニングモードを含む手順を示すフロ ーチャートである。

図３０は、プログラムの実行中に解読された非変換プログラムコードの位置を識 別する実行ログファイルの利点を取り入れてオリジナルプログラムを繰り返し変 換することによりプログラム変換及び維持を行う一般的な手順を示すフローチャ ートである。

図３１は、２つの相互に従属するプログラムを交互に変換及び再変換しそして２ つのプログラムを容易に合体できないもしくは同時に変換できない状態において コンバージェンスをテストするための手順を示すフローチャートである。

図３２は、２つの相互に従属するプログラムの像情報ファイルを示すと共に、フ ァイル間のリンケージを示すブロック図である。

図３３は、２つの相互に従属するプログラムの情報ファイル間のリンケージを利 用して、これらプログラムか交互に変換及び再変換されるときに迅速にコンバー ジェンスを得るための手順を示すフローチャートである。

本発明は、種々の形態で実施できるが、その特定の実施例を図示して以下に詳細 に説明する。しかしなから、本発明は、ここに開示する特定の形態に限定される ものではなく、請求の範囲に規定した本発明の精神及び範囲内に入る全ての変更 、修正及び等動物も包含するものとする。

実施例の詳細な説明 本発明の好ましい実施例は、複雑命令セットフンピユータ（ＣＩＳＣ）用のプロ グラムコードを簡易命令セットコンピュータ（ＲｒＳＣ）用のプログラムコード に変換するために効果的に使用される。先ず、図１を参照すれば、そこに示され た複雑命令セットのデジタルコンピュータ２０は、中央処理ユニット２１と、入 力／出カニニット２２と、メインメモリ２３とを備えている。

データ及びこれを処理するための命令は、メインメモリ２３内のアドレス可能な 記憶位置に記憶される。命令は、ＣＰＵにより実行されるへきオペレーションを コートの形態で指定するオペレージコンコード（ＯＰコード）と、オペランドを 探索するための情報を与えるオペランド指定子とを含んでいる。輿望的なＣ■Ｓ Ｃ命令アーキテクチャ−においては、各命令の最初のバイトかＯＰコードを含み 、それに続くバイトかオペランド指定子を含む。命令は可変長さであるのか好ま しく、種々の形式の指定子を同じＯＦコードと共に使用することができる。これ については、参考としてここに取り上げる１９８０年１２月２３日付けのストレ ッカー氏等の米国特許第４．２４１，３９７号に開示されている。

メインメモリ２３は、多数の記憶位置を含み、それ故、安価ではあるが比較的低 速の記憶装置、例えば、ダイナミック・ランダム・アクセス（ＤＲＡＭ）メモリ チップで構成される。ＣＰＵ２１は、メインメモリのアクセスタイムよりも高速 度で命令を実行するので、比較的記憶容量の小さい高速キャッシュメモリにデー タ及び命令の一部分のコピーを保持するメモリアクセスユニット２４を備えてい る。通常、ＣＰＵは、データ及び命令をメモリアクセスユニット２４のキャッシ ュメモリから得ることか必要であるが、このキャッシュメモリに必要な命令及び データが見つからないときには、メモリアクセスユニットがメインメモリユニッ ト２３をアクセスし、必要な命令又はデータをキャッシュメモリに「再装填」す る。

又、メモリアクセスユニット２４は、命令に使用される「仮想」アドレスをメイ ンメモリ２３に使用される「物理」アドレスに変換するための変換バッファのよ うな手段も備えている。この技術により、プログラマ−は、メインメモリ２３に 設けられる以上に多数のアドレス可能なメモリ位置を含む「仮想アドレススペー ス」を参照することかできる。それ故、プログラマ−は、メインメモリ２３の制 限された記憶容量によってあまり制約を受けることがない。

より速いデータアクセスを与えるために、命令は、マルチポートレジスタファイ ル２５に含まれた限定された数の汎用レジスタを参照することができる。これら 汎用レジスタの幾つかには特定のファンクションを指定することができ、例えば 、１つの汎用レジスタは典型的にｒプログラムカウンタＪとして使用され、ソー スオペランドとして参照されたときにデコードされる命令のアドレスを与えるか 、或いは行き先オペランドとして参照されたときにデコードされるべき次の命令 のアドレスを指定する。

個々の命令の実行は、各々のバイブラインファンクションユニットによって行わ れる多数のサブタスクに分割される。これらのパイプラインファンクションユニ ットは、メモリから命令をフェッチするための命令バッファ２６と、このフェッ チされた命令をデコードするための命令デコーダ２７と、ソースオペランド指定 子によって識別されたソースオペランドをフェッチするためのオペランドユニッ ト２８と、ソースオペランドに基づいて演算、論理及び特殊なオペレーションを 実行して結果を得るための実行ユニット２９と、行き先オペランド指定子によっ て識別されたメモリ位置又はレジスタに結果を記憶するためのりタイヤユニツト ３０とを備えている。

複雑命令セントのデジタルコンピュータ２０の好ましい構造に関する詳細につい ては、参考としてここに取り上げる１９８９年２月３日出願のファイト氏等の「 可変長さ命令アーキテクチャ−における多数の指定子のデコーディング（Ｄｅｃ ｏｄｉｎｇ　Ｍｕｌｔｉｐｌｅ　５ｐｅｃ山ｅｒｓ　ｉｎ　ａ　Ｖａｒｉａｂｌ ｅ　Ｌｅｎｇｔｈ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　Ａｒｃｈｉｔｅｃ狽浮窒■j」 と題する米国特許出願０７／３０７．３４７を参照されたい。

図２は、デジタルコンピュータ（図１の２０）か１サイクル当た引命令という平 均的な速度で命令を実行するような理想的な状態に対するパイプラインファンク ションユニット（図１の２６ないし３０）の状態を示す図である。一般に、各命 令の実行中にはバイブラインユニット２６ないし３０の各々により次の段階か実 行される。即ち、命令フェッチ、命令デコード、オペランドフェッチ、実行及び 結果の記憶である。

１つのサイクルは、各ファンクソヨンユニットかそのサブタスクを実行するため の最小の時間である。所与のファンクソヨンユニットは、例えば、メモリアクセ スユニット（図１の２４）か「再装填Ｊオペレーションを実行しているときには 、そのメモリアクセスユニットの競合により１つのサイクル内にそのサブタスク を実行しないことかある。更に、特に複雑な命令を実行しているときには、命令 か複雑であるために、所与のファンクソヨンユニットかそのサブタスクを実行す るのに２サイクル以上を要することかある。いずれの場合にも、専用のノλ−ド ウエア段を使用することにより、これらのステップをパイプラインオペレーンヨ ンにおいである程度オーバーラツプさせて、全命令スループ・ノドを高めること かできる。

図３は、ＩＩＩに示す中央処理ユニット（ＣＰＵ）＋こよって処理することのて きる典型的な命令４０を示している。この命令は、参考としてここに取り上げる デジタル・イクイップメント社のレビー及びエクノ為つス二世著の「コンピュー タプログラミング及びアーキテクチャ−１ＶＡＸ−ｌ１Ｊ　（１９８０年）に記 載されたＶＡＸ　（登録商標）可変長さ命令アーキテクチャ−に対応する。この 命令４０は、１又は２バイトのオペレーションコード４Ｉを含んでいる。第１ノ くイト４２かＦＤ（＋６進）の値を有する場合には、これかダブルバイトのオペ レーションコードとして認識される。さもなくば、命令デコーダ（図１の２７） かそのオペレーションコードを１バイトしか含まないものとして認識する。命令 ４０は、更に、オペレーションコートの後に６個までの指定子を含む。

オペレーションコードは、命令内にいかに多数の指定子か含まれるかを指示する 。所与のオペレーションコードに関連して使用される指定子は、種々のアトリビ ュート及び種々の長さをもつことかできる。特定の指定子のアトリビュートはそ の指定子の第１バイトのアドレスモードによって少なくとも部分的に決定される 。しかしなから、指定子の許容できるアトリビュートは、オペレーションコート によって制限を受けることが時々ある。更に、［即座のアドレッシング」として 知られている特定種類のアドレスモードについては、指定子情報の長さかその指 定子によって指定された「データタイプＪにより決定される。

特定の可変長さの命令か図４に示されている。アブセンブラー表示では、この命 令がｒＡＤＤＬ３　ＲＯ，＃４．Ｌ１０３　（Ｒ２）Ｊと書き表される。マシン コートでは、命令か８バイトを含み、一般に４５で示されている。第１のバイト は、２３（１６進）のオペレーションコートであり、これはアッセンブタ一二ュ ーモニノクｒＡＤＤＬ３」に対応する。このオペレーションコードは、第１のロ ングワードオペランドを第２のロングワードオペランドに加算しそしてロングワ ードの結果を行き光位置に記憶すべきであることを指示する。オペレーションコ ードに続いて、５０（１６進）の値をもつ「レジスタ指定子」がある。１６進数 の５は、指定子かレジスタ指定子であることを示し、そして１６進数０は、指定 されたレジスタがＣＰＵ内のＲＯＫ用レジスタであることを示している。それ故 、レジスタ指定子は、第１のソースオペランドか汎用レジスタＲＯの内容である ことを指定する。

レジスタ指定子に続いて、０４（１６進）の値を有する「類リテラル指定子」が ある。この類リテラル指定子は、第２のソースオペランドとして値４を指定する 。

類リテラル指定子に続いて、加算オペレーションの行き先を指定する「複雑指定 子Ｊの第１バイトかある。１６進数のＥは、「ロングワード変位」アドレスモー ドを指示し、この場合、それに続く４つのバイトは、複雑指定子により指定され たアドレスを得るためにペースレジスタの内容の値に加算されるべき３２ビツト のアドレス変位として解読される。１６進数の２は、汎用レジスタＲ２をペース レジスタとして使用すべきであることを指示する。それ故、複雑指定子は、オペ ランドコードによって指示されたロングワード加算の和即ち結果を、汎用レジス タＲ２の内容に２０３（＋６進）の値を加算することにより計算したメモリ内の アドレスに記憶すべきであることを指示する。

図５には、分岐変位ではないオペランド指定子の第４バイトをデコードするため のデコードテーブルか示されている。オペランド指定子の第１バイトの最上位２ ビツトかどちらも０である場合には、そのオペランド指定子か単一の第１バイト より成り、そしてこのバイトの下位６ビツトは、　「類リテラル」と称する６ビ ノト値を指定するものとして解読もしくはデコードされる。

オペランド指定子の第１バイトの最上位２ビツトかＯでない場合には、そのバイ トか分岐変位の一部分でないと仮定すれば、そのバイトは、ＣＰＵ内の１６個の 汎用レジスタＲＯないしＲ１５の指定の１つに関連した１２のレジスタアドレス モートのうちの特定の１つとしてデコードされる。このバイトの最上位４ビツト （レジスタモードフィールドを構成する）は、アドレスモードを指示するように デコードされ、そして最下位４ビツト（汎用レジスタアドレスフィールドを構成 する）は、１６個の汎用レジスタのうちの特定の１つをアドレスするのに使用さ れる。

レジスタモードフィールドが値４（■６道）をもつ場合には、　ｒインデックス モードＪが指定され、レジスタアドレスフィールドによってアドレスされた汎用 レジスタの内容の値にオペランドのバイトのサイズ（例えば、バイト、ワード、 ロングワード、りオドワード、又はオクタワードのデータ形式に対して各々１１ ２．４．８又は１６）か乗算ぎ顛その和がその直後の複雑指定子について実行さ れるアドレス計算に項として含まれ、次のバイトは、６ないしＦ（１６進）の値 のレジスタモードフィールドと、複ＨＷＩ定子に対してペースレジスタをアドレ スするレジスタアドレスフィールドとを育していなければならない。

レジスタモードフィールドか値５（１６進）をもつ場合には、指定子が「レジス タ指定子」であって、レジスタアドレスフィールドによって指示された汎用レジ スタにオペランドの値か見い出されるか、或いは指定子が命令の行き先に対する ものである場合には、その指定子は、レジスタアドレスフィールドによって指示 された汎用レジスタに結果を記憶すべきであることを指定する。

レジスタモード６．７及び８の各々については、指示されたレジスタがオペラン ドに対するメモリアドレスを含んでいる。ソースオペランドについては、このメ モリアドレスからオペランドの値が読み出され、そして行き先オペランドについ ては、このメモリアドレスに結果か書き込まれる。モード６においては、指示さ れたレジスタかオペランドのアドレスを含む。レジスタモード７においては、指 示された汎用レジスタの内容が、先ず、アドレス計算の前に減少さね、モード８ においては、指示された汎用レジスタの内容か、このレジスタを用いてアドレス を計算した後に増加される。レジスタモード９はレジスタモード８と同様である が、指示された汎用レジスタの内容は、オペランド自体ではなくてオペランドア ドレスが見い出されるメモリ内のアドレスを指定する。

モード１０ないし１５は、種々の形式のｒ変位Ｊモードである。変位モードにお いては、モードｌ０１１２及び１４の場合に各々バイト、ワード又はロングワー ドを構成する変位値か指定の汎用レジスタの内容に加えられ、オペランドアドレ スか得られる。オペランドはモード１１，１３及び１５においても同様に決定さ れるが、変位値と汎用レジスタの内容との和は、オペランドのアドレスを見つけ ることのできるメモリアドレスを識別する。

モード８ないし１５においては、オペランド指定子の第１バイトのレジスタアド レスフィールドは、プログラムカウンタであるレジスタＲ１５を含む汎用レジス タのいずれかを指定することができる。モード８及び９の場合に、プログラムカ ウンタかアドレスされたとすれば、プログラムカウンタ自体の値か増加され、プ ログラムの実行は命令流に置かれたオペランドデータ又はオペランドアドレスを ジャンプさせられる。モード８において、この特殊なケースは「即時」のアドレ スモードとして知られており、モード９については、「絶対Ｊアドレスモードと して知られている。特に、汎用レジスタ０ないし１４のいずれかについてモード ８及び９がデコードされたときには、モード及び汎用レジスタを示すバイトの直 後に次の指定子又は次のオペランドコードが現れる。しかしながら、この即座の モードについては、即時データの多数のバイトか現れ、バイトの数は指定子のデ ータ形式によって決定される。

ＶＡＸ　（登録開襟）可変長さ命令は種々のものかあって複雑であるから、図１ のデジタルコンピュータ２０は、１サイクル当たり１つのＶＡＸ可変長さ命令を 実行するという理想に近い性能を得るために非常に複雑なものである。しかしな から、半導体処理技術及びメモリアーキテクチャ−の近年の進歩により、単純な 命令のみを実行するときにそれに匹敵する性能を有した単一チップの中央処理ユ ニットを製造することか可能となった。それに匹敵する性能を得るために、いわ ゆる「簡易命令セントコンピュータＪ　（ＲｒＳＣ）か１サイクル当たり１つの 命令を実質的に越える速度で単純な命令を実行する。この性能は、全ての演算／ 論理オペレーンコンをレジスタ対レジスタで実行するという条件を課することに よりハードウェアの複雑さを最小限にして得ることかできる。更に、複雑なメモ リアクセスは許されず、即ち全てのメモリアクセスはレジスタロード／記憶オペ レーションであり、少数の比較的簡単なアドレスモードしがなく、即ち若干のオ ペランドアドレス指定方法しかない。命令は１つの長さしかなく、メモリアクセ スは、通常整列された漂準データ巾のものである。命令の実行は、マイクロコー ドとは異なり直接固定布線型のものである。

図６には、簡易命令セット（ＲＩＳＣ）コンピュータ５０がブロック因で示され ている。このＲＩＳＣコンピュータ５０は、中央処理ユニット５１と、入力／出 カニニット５２と、メインメモリ５３とを含んでいる。中央処理ユニット５１は 、メモリアクセスユニット５４と、レジスタファイル５５と、多数のファンクシ ョンユニット、即ち命令ユニット５６、アドレスユニット５７、整数・論理実行 ユニット５８及びフロティングポイント実行ユニット５９とを含んでいる。全て の演算／論理オペレーションはレジスタ対レジスタで行われるので、実行ユニッ ト５８．５９はメモリユニット５４を直接アクセスしない。メモリからレジスタ へのロードオペレーンコン及びレジスタからメモリへの記憶オペレーションはア ドレスユニット５７によって実行される。

ｌサイクル当たり１つの命令を実質的に越える速度で命令を実行するために、命 令ユニット５６は、リソースを使用できるときに少なくとも２つの命令を同時に フェッチしてデコードすることかでき、アドレスユニット５７、整数・論理実行 ユニット５８及びフローティングポイント実行ユニット５９は、３つの異なる命 令を同時に実行することかできる。好ましい実施例では、例えば、１つの命令か カラムＡからでそして第２の命令がカラムＢからのものであるときに、２つの命 令を同時にデコードし発生することができる。

カラムＡ　カラムＢ 整数オペレーション　フローティングオペレージタンフローティングロード／記 憶　整数ロード／記憶フローティング分岐　整数分岐 ＳＲ 図６のＲＴＳＣコンピュータ５０に関するそれ以上の詳細については、参考とし てここに取り上げる１９９０年６月２９日出願の前記リチャード・Ｌ・サイト及 びリチャード・Ｔ・ライチク氏の「高性能プロセッサにおける分岐予想（Ｂｒａ ｎｃｈ　Ｐｒｅｄｉｃｔｉｏｎ　ｉｎ　Ｈｉｇｈ−Ｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ　Ｐ ｒｏｃｅｓｓｏｒ）　Ｊと題する米国特許出願０７１５４７．５８９を参照され たい。

図７には、図６のコンピュータ５０によって実行されるＲＩＳＣ命令セットの命 令の種々の形式の好ましいフォーマットか示されている。各命令は、３２ビツト の固定長さを有する。

メモリ命令７０は、ビット＜３１　：　２６＞における６ビツトＯＰコードと、 ビット＜２５：２１＞及び＜２０：１６＞における２つの５ビツトレジスタアド レスフイールドＲａ及びＲｂと、ビット＜＋５：Ｏ＞における１６ビツトの符号 変位とを含んでいる。この命令は、レジスタファイルとメモリとの間でデータを 転送し、レジスタファイル内のレジスタに有効アドレスをロードし、そしてサブ ルーチンジャンプを行うように使用される。変位フィールド＜＋５：Ｏ＞はバイ トオフセットであり、即ちこれは符号拡張されてレジスタＲｂの内容に加えら托 仮想アドレスを形成する。仮想アドレスは、特定の命令に基づいてメモリロード ／記憶アドレス又は結果の値として用いられる。

分岐命令７１は、ビット＜３１：２６＞における６ビツトＯＰコードと、ビット ＜２５：２１＞における５ビツトアドレスフイールドと、ビット＜２０：Ｏ＞に おける２１ビツトの符号分岐変位とを含んでいる。この変位は、ロングワードオ フセントとして処理され、これは、左へ２ビツトシフトされ（ロングワードの境 界をアドレスするために）、６４ビツトに符号拡張さね、ＰＣ３３の更新された 内容に加えられて、ターゲット仮想アドレスを形成する（オーツく−フローは無 視される）。

オペレーション命令は２つの異なるフォーマット７２及び７３を存している。

フォーマット７２は３つのレジスタオペランドを有し、そしてフォーマ・ソト７ ３は２つのレジスタオペランドとリテラルとを育している。このオペレーション フす−マットは、レジスタファイル４３に２つのソースオペランドと１つの行き 先オペランドとを許容する整数レジスタオペレーションを実行する命令に対して 使用される。ソースオペランドの１つは、リテラル定数である。ビ・ソト１２は 、オペレーション命令が２つのソースレジスタオペレーションに対するものであ るか又は１つのノースレジスタ及びリテラルに対するものであるかを定める。ビ ット＜３１：２６＞の６ビツト○Ｐコードに加えて、オペレーションフォーマッ トはビット＜ＩＩ：５＞に７ビツトのファンクソヨンフィールドを存しており、 演算及び論理オペレーションに対して広範囲の選択を行えるようになっている。

ソースレジスタＲａは、いずれの場合にも、ビット＜２５：２１＞に指定されそ して行き先レジスタＲｃはビット＜４　、　Ｑ＞に指定される。ビット１２が０ の場合には、ソースレジスタＲｂがビット＜２０　：　１６＞に定められ、一方 、ビット１２か１の場合には、８ビツト０拡張のリテラル定数か命令のビ・ソト ＜２０　：　１３＞によって形成される。このリテラルは、０から２５５までの 範囲の正の整数として解読され、６４ビツトへとゼロ拡張される。

又、図８には、フローティングポイントレジスタからフローティングポイントレ ジスタへのオペレーションを実行する命令に対して使用されるフローテイングポ イントオペレーソヨン命令フォーマット７４も示されている。フローテイングポ イントオペレーション命令は、前記したようにビット＜３１：２６＞に６ビ・ノ ドの○Ｐコートを含むと共に、ビット＜１５：５＞に１１ビツトのファンクノヨ ンフィールドを含んでいる。３つのオペランドフィールドＦａ、Ｆｂ及びＦｃか あって、その各々は、命令によって定められた整数又はフローティングポイント のオペランドを指定し、レジスタ１３のみはＦａ、Ｆｂ及びＦｃによって指定さ れるか、これらのレジスタは整数値又はフローティングポイント値のいずれを含 むこともてきる。リテラルはサポートされない。フローティングポイント変換は フローティングポイントオペレーションフォーマット７４のサブセットを使用し ており、レジスタ対レジスタの変換オペレーションを実行する。Ｆｂオペランド はソースを指定し、そしてＦａオペランドはｒｅｇ−３１（全て０）となるはず である。

最後の命令フォーマット７５は、拡張プロセッサファンクションを指定する特権 アーキテクチャ−ライブラリー（ＰＡＬ又はＰＡＬｃｏｄｅ）命令のためのもの である。この命令では、６ビツトの○Ｐコードが前記のようにビットく３１：２ ６〉に存在し、そして２６ビツトのＰＡＬｃｏｄｅファンクションフィールド＜ ２５：０＞がオペレーションを指定する。ＰＡＬｃｏｄｅ命令に対するソース及 び行き先オペランドは、個々の命令の定義において指定された固定のレジスタで 供給される。

図４の命令フォーマントの６ビツトＯＰコードフイールド＜３１　：　２６＞は 、２′即ち６４個の異なった命令しかコード化することができない。従って、命 令セットは６４に限定される。しかしながら、命令フォーマット７２．７３及び ７４の「ファンクション」フィールドは、ビット＜３１：２６＞に同じＯＰコー ドを有する種々の命令を許す。

本発明の好ましい実施例は、より詳細には、図１のＣｌ５Ｃコンピユータ２０の プログラムを図６のＲＴＳＣコンピュータ５０のプログラムに変換するためのト ランスレータ−に関する。このトランスレータ−によって向けられねばならない 主な問題は、オリジナルのｃｒｓｃプログラムにおける全ての命令を常に変換で きるものではないことである。常に変換が可能でない１つの理由は、ｃｒｓｃア ーキテクチャ−ではｃｒｓｃプログラムを「読み取り一書き込み」メモリエリア から実行することかでき、従って、プログラムは実行中にそれ自身を変更するこ とがあるからである。しかし、ＲｒＳＣアーキテクチャ−では、　「リードオン リコメモリエリアからプログラムを実行することが要求される。「読み取り一書 き込みＪメモリエリアから実行されるべきＣｌ５Ｃプログラム命令は、ｃｒｓｃ 命令に変換てきないか、実行時間中にＲｒＳＣコンピュータで解読することはで きる。しかし、実行速度にかなり影響か出る。好都合なことに、Ｃｌ５Ｃプログ ラムは実行中にそれ自身を変更することはほとんどない。例えば、　［読み取り 一書き込みｊメモリエリアにプログラム命令を育する多くのｃｒｓｃプログラム は実際にはそれ自身を変更しない。

全てのＣｌ５Ｃプログラムを変換できない更に一般的な理由は、変換すべき全て の（、ＩＳＣ命令を見つけることか困難だからである。ｃｒｓｃプログラムを走 らせるためには、プログラムのスタートアドレスを知るたけでよい。スタートア ドレスで開始される命令は分かるか、ｃｒｓｃプログラムは、通常、計算された 行き先アドレスを存する「ジャンプ」や「コール」命令のような少なくとも１つ の実行転送命令を含んでいる。この行き先アドレスは実行時間に容易に計算され るか、これは、例えば、変換時間においては完全に中間的なものである。という のは、行き先アドレスは、プログラム入力データに基づいて計算されるからであ る。しかしながら、一般的な場合に、本発明は、変換時間に計算行き先アドレス のほとんとをめる技術を提供する。

図８には、Ｃｌ５Ｃ−ＲＩＳＣ）ランスレータ−８０と、それに関連した入力・ 出力像及びデータ構造体かブロック図で示されている。トランスレータ−８０は 、Ｃｌ５Ｃ命令を有するオリジナルプログラム８１を受け取り、それに対応して 変換されてＲＩＳＣ命令を存するプログラム８２を発生する。変換されたプログ ラム８２に関連して、トランスレータ−８０は、アドレス変換清報９６も発生し 、これはオリジナルプログラムにおけるＣｌ５Ｃ命令のアドレスを変換されたプ ログラムにおけるＲＴＳＣ命令のアドレスに相関させる。

ＲＩＳＣコードジェネレータ８３に加えて、トランスレータ−８０はプログラム アナライザー８４を備えており、これは、オリジナルプログラム８１を分析して 命令をデータから分離すると共に、プログラムの流れをトレースしてＲＴＳＣコ ートを最適なものにし、そしてＲＩＳＣ命令アーキテクチャ−によって再現でき ない特性を指定するｃ　ｒｓｃ命令を検出する。

プログラムアナライザー８４は、補足人力８５を参照して、オリジナルプログラ ムにおける命令の位置を探索する。補足人力８５は、例えば、多数の像コンポー ネントをリンクすることによりオリジナルプログラム８１か形成されたときに発 生されたリンカ−マツプファイル８６を含むことかできる。この場合、リンカ− マツプは、オリジナルプログラムの命令に対する入カポインドを識別し、その入 カポインドの名称を与える。これらの名称は、トランスレータ−のメツセージ及 び他の出力を読み易くするのに有用である。

補足人力８５は、プログラムカウンタ（ＰＣ）サンプリングヒストグラムファイ ル８７を含み、これは、オリジナルプログラムの頻繁に実行される命令を識別す るために発生されたものである。ＰＣサンプリングヒストグラムファイルを使用 できる場合には、プログラムアナライザーはこれを使用して、０より大きいサン プリング周波数をもつプログラムカウンタアドレスごとに、即ちＰＣサンプリン グヒストグラムファイルが発生されたときに実行されていた命令に対応するプロ グラムカウンタアドレスごとに、Ｃｌ５Ｃ命令を変換する試みを確実に行うよう にする。

又、補足人力８５は実行ログファイル８８も含み、これは、以前の変換動作で変 換されなかったが以前に変換されたプログラムの実行中にインタープリタ−によ って解読された命令のオリジナルプログラムにおけるアドレスを含んでいる。

図９及び１１について以下で説明するように、この実行ログファイルは、例えば 以前に変換されなかったコードの解読中に発生さ札これは、変換されなかったコ ードへ実行を転送する命令のオリジナルプログラムにおけるオリジナルアドレス と、変換されなかったコードが置かれたオリジナルプログラムにおける行き先ア ドレスとを対で含んでいる。トランスレータ−は、オリジナルアドレス及び行き 先アドレスの対を識別する情報を使用して、オリジナルプログラムの以前に変換 されなかった命令を変換する。オリジナルアドレスは、オリジナルプログラムの 手前の変換中に発見されなかった実行経路を識別するのに用いられる。以下で述 べるように、これらの実行経路の識別により、プログラムアナライアザ−８４は 、以前に変換されたプログラムの実行中又はオリジナルプログラムの変換されな かった部分の解読中に取り上げられなかった付加的な実行経路を発見することか できる。実行から再変換へこのように情報をフィードバックすることは、変換さ れたプログラムの各実行の後に行われて、オリジナルプログラムにおける実質上 全ての命令か最終的に探索されて変換されるのか好ましい。

又、プログラムアナライザー８４はオーディット出力８９も発生し、これは、エ ラー、警報及び情報メツセージ９０と、見い出された命令の領域及び入カポイン ドの位置を識別するオリジナルプログラム８１のメモリマツプを示す概要ベージ ９１と、オリジナルプログラム８１の変換された部分のフローチャートを定める 流れ図言語ファイル９２と、オリジナルプログラムの出力像情報ファイル９３と を含んでいる。

像情報ファイルは、像における予め定められた入カポインドのインターフェイス 特性に関する情報を含んでいる。トランスレータ−８０は、オリジナルプログラ ム８１か最初に変換されるときにそのオリジナルプログラムのための出力像情報 ファイル８９を発生する。再変換中に、オリジナルプログラムの情報入力ファイ ルは入力ファイル９４として使用することができ、これは、再変換中に、プログ ラムアナライザー８４によって発見された付加的な命令及び実行転送経路に基づ いて更新される。

像情報ファイルは、池の像に対するレファレンスを分析し適当なリンケージを発 生するようにプログラムアナライザー８４によって使用される。例えば、オリジ ナルプログラム８１がライブラリールーチンを呼び出すときには、補足人力８５ かこれらの共存ライブラリールーチンに対する像情報ファイル９５を含んでいな ければならない。好ましくは、像情報ファイルは、プログラマ−か情報を追加し たり修正したりするように容易に編集できるＡＳＣＩＩファイルである。図９に は、ＲＴＳＣコンピュータ５０で変換されたプログラム８２を実行するときに使 用される像及びデータファイルかブロック図で示されている。変換されたプログ ラム８２及びそれに関連したアドレス変換情報９６に加えて、ＲＩＳＣコンピュ ータ５０は、オリジナルプログラム８１のコピーと、Ｃｌ５Ｃ命令を解読するた めにＲＩＳＣコードで書かれたインタープリタ−１０１と、オリジナル及び変換 されたプログラムのためのデータ入力１０２とを入力として使用する。インター プリタ−１０１は、オリジナルプログラム８１における変換されない命令を解読 するために呼び出さ托オリジナルプログラム８】はインタープリタ−のデータ入 力として働く。アドレス変換情報９６は、インタープリタ−１０１のデータ入力 として働き、インタープリタ−は、実行を適当な時間に変換されたプログラムへ 戻すときにこの情報を使用する。ＲＩＳＣコンピュータからのデータ出力はオリ ジナル及び変換されたプログラムからの出力データ＋０３と、インタープリタ− からの出力データである実行ログファイル８８とを含む。

図１０は、Ｃｌ５Ｃ命令か実行時間までに変換されないときにインタープリタ− へ呼び出しを発生するＲＩＳＣコードジェネレータ８３の動作ステップを示すフ ローチャートである。上記したように、「読み取り一書き込み」メモリエリアの コートは通常は変換されてはならない。というのは、プログラムか実行中にコー ドを変更することがあるからである。しかしながら、ユーザは、プログラムか実 行中にコードを変更することはないと信じており、従って、ユーザはコートの解 読に関連した著しい性能影響を回避するために読み取り一書き込みメモリ内のコ ードを変換しようとする。それ故、ユーザはソフトウェアオーバーライドスイッ チをセットし、ステップ１１１において、ＲＩＳＣコードジェネレータ８３はこ のオーバーライドスイッチをテストして「読み取り一書き込みＪメモリエリア内 のｃｒｓｃ命令を変換すべきかどうかを判断する。オーバーライドスイッチかセ ットされていない場合には、ステップ１１２において、ＲＩＳＣコードジェネレ ータ８３はそのＣｌ５Ｃ命令か読み取り一書き込みメモリエリアにあるかどうか をチェックする。そのような場合には、コードジェネレータがステップ１１３に おいてメツセージを発生し、Ｃｌ５Ｃ命令を解読しなければならないことをユー ザに警告し、それ故、性能上の影響が生じる。ステップ１１４においては、コー ドジェネレータかＲＩＳＣコードを発生してインタープリタ−を呼び出し、Ｃｌ ５Ｃ命令アドレスをパラメータとして通す。最後に、ステップ１１５では、コー ドジェネレータか「読み取りのみＪのメモリエリアで見い出された次のＣｌ５Ｃ 命令へ進み、インタープリタ−への呼び出し中に解読されるであろうＣｌ５Ｃ命 令が変換されないようにする。

ＲＩＳＣコードジェネレータは、オリジナルプログラム内に見つけることのでき ないＣｌ５Ｃ命令のコードを発生することができない。しかしながら、ＲＩＳＣ コートジェネレータは、計算行き先アドレスをめなかったオリジナルプログラム の実行転送命令を認識することかでき、従って、実行時間に変換されていないｃ ｙｓｃ命令を解読するようにインタープリタ−を呼び出すＲＩＳＣフートを発生 する。ステップ１１６では、ＲＴＳＣコードジェネレータは、ｃｒｓｃ命令か非 分析の計算行き先アドレスを育するかどうかをチェックする。もしそうであれば 、ステップ！１７において、ユーザは、変換されていないｃｒｓｃ命令を解読す るためにインタープリタ−を呼び出さねばならないことか警告され、ステップ１ １８において、コードジェネレータは、行き先アドレスを計算してインタープリ タ−を呼び出すためにＲＴＳＣコードを発生し、ＣＴＳＣ実行転送命令のアドレ スと計算行き先アドレスとをパラメータとして通す。

ステップ＋１９では、コードジェネレータは、非分析の計算行き先アドレスをも たないＣｌ５Ｃ命令のためのＲｒＳＣコードを発生する。これは、Ｃｌ５Ｃ命令 を、これと同じ効果を有する１つ以上のＲＩＳＣ命令に変換することにより行わ れる。このコード変換は、プログラム内の実行転送及びレジスタの使用に関する ブ０グラムアナライザー（図８の８４）からの情報を使用することによって効率 的に行われる。例えば、ＲＩＳＣコンピュータ（図６の５０）は、指定の汎用レ ジスタにおける復帰アドレスを参照するサブルーチン呼び出し及び復帰命令を存 しており、ＲＩＳＣコンピュータは非常に多数の汎用レジスタを備えている。

それ故、ｃｒｓｃサブルーチン呼び出し及び復帰命令を、レジスタを使用できる 場合にスタックオペレーションをエミューレートするＲＩＳＣ命令に変換するこ とは効率的でない。

又、プログラムカウンタを直接ソースオペランドとして参照するようなＣｌ５Ｃ 命令の変則的なケースもある。ＲＴＳＣコンピュータの好ましい構造においては 、プログラムカウンタをソースオペランドとして直接的に参照することはできな いか、サブルーチン呼び出し命令によって与えられた復帰アドレスを減少するこ とによりプログラムカウンタの値を計算することかできる。しかしながら、この 場合のプログラムカウンタの値は、ＲＩＳＣコードを参照したＲＩＳＣコンピュ ータのプログラムカウンタであり、Ｃｌ５Ｃコードを参照したＣｌ５Ｃコンピユ ータのプログラムカウンタではない。ｃｒｓｃプログラムカウンタに対応する一 定に変換する値を汎用レジスタに維持するには著しい量のオーバーヘッドか必要 とされる。それ故、プログラムアナライザー（図８の８４）は、プログラム内の 相対ジャンプに間して実行転送に対するプログラムカウンタのレファレンスを分 析しようとするか、他の目的でプログラムカウンタの値を使用するコートを変換 しようとはしない。

図１１には、インタープリタ−と、変換されたプログラムの実行との対話とかフ ローチャートで示されている。ステップ！３１において、変換されたプログラム ８２の命令（又は変換されたプログラムによって呼び出されたオペレーティング システムルーチン）は、インタープリタ−が呼び出されるまで実行される。図示 されたように、インタープリタ−は、計算行き先アドレスにおけるＣｌ５Ｃ命令 を解読するために呼び出されたときには第１の入カポインド１３２に入り、そし てメモリの「読み取り一書き込み」エリアにおけるｃｒｓｃ命令を解読するため に呼び出されたときには第２の入カポインド１３３に入る。

計算行き先アドレスは、必ずしもオリジナルプログラムの非変換部分にない。

それ故、ステップ１３４では、計算アドレスがチェックされ、インタープリタ− において実行を継続すべきであるか或いは又は変換されたプログラムの入カポイ ンド又はその他の場所に実行を戻すべきかを判断する。

計算行き先アドレスがオリジナルプログラム内にあるが、変換されたプログラム の入カポインドに対応しないときには、その行き先アドレスを存する実行転送命 令のアドレスと共に、その行き先アドレスを実行ログファイル（図８の８８）に 記録することが所望される。これは、ステップ１３５において行われる。再変換 の間に、プログラムアナライザー 変換されたｃｒｓｃ命令に対応しない場合には実行ログファイルの情報を読み取 って、変換されないコードを探索し、或いは計算行き先アドレスが変換されたＣ ■ＳＣ命令に対応するか変換されたプログラム内の入カポインドには対応しない 場合には、変換されたプログラム内の新たな実行転送経路を識別する。

ステップ１３６においては、インタープリタ−がオリジナルプログラムのアドレ スにおいてｃｒｓｃ命令を解読する。ＲＩＳＣコンピュータの汎用レジスタはＣ ｌ５Ｃコンピユータの対応するレジスタの内容を再現するように割り当てられる 。この１組の割り当てられたレジスタは、ｃ　ｒｓｃコンピュータの状態のモデ ルを定める。インタープリタ−プログラムは、ｃｒｓｃ命令のＯＰコードを読み 取り、テーブルのルックアップを行って、デコードすべき指定子の数と、そのＯ Ｐコードに対するプログラムルーチンのアドレスとを決定する。次いで、インタ ープリタ−は、各指定子をデコートする。リテラル及びレジスタソースオペラン ドは、ソースオペランドレジスタとして割り当てられた汎用レジスタへ転送され る。複雑な指定子かデコードさ札そして指定されたオペランドがメモリからフェ ッチされて、ソースオペランドレジスタとして割り当てられた汎用レジスタへ転 送される。次いで、ＯＰコードに対するプログラムルーチンか実行される。最後 に、行き先指定子かデコードされ、その結果が指定の行き先へ転送される。

ステップ！３７では、オリジナルプログラムにおける次のｃｒｓｃ命令のアドレ スか計算される。この計算は、ステップ１３６て解読された命令に基づく。次の ｃｒｓｃ命令は、手前の命令か実行を転送しない限り、手前のｃ　ｒｓｃ命令に 続くものであり、この場合に、次のｃｒｓｃ命令のアドレスは手前の命令の行き 先アドレスである。

ステップ１３８では、計算されたアドレスがチェックされ、インタープリタ−に おいて実行を続けるべきか或いは変換されたプログラムにおける入カポインド又 は他の場所に実行を戻すべきかを判断する。インタープリタ−における実行はス テップ１３６で続けられる。更に、ステップ１３６は入カポインド１３３からの 最初のステップである。

図］２には、図１１のステップ１３４及び１３８に使用されるアドレスチェック ルーチンがフローチャートで示されている。ステップ１４１では、計算されたア ドレスかオリジナルプログラムの開始及び終了アドレスと比較され、それかオリ ジナルプログラムにあるかどうかの判断かなされる。行き先アドレスかオリジナ ルプログラムにない場合には、計算された行き先アドレスは、例えば、Ｃｌ５Ｃ コンピユータ（図１の２０）のオペレーティングシステムに対するオペレーティ ングシステムルーチンの入カポインドとなる。ＲＩＳＣコンピュータ（図６の５ ０）のオペレーティングシステムは、対応するルーチンを有していてもよいし育 していなくてもよい。それ故、ステップ１４２では、計算された行き先アドレス は、例えば、ＲＩＳＣオペレーティングシステムに対応入カポインドを有するｃ ｒｓｃ行き先アドレスのテーブルをルックア・ノブすることにより確認される。

二の計算行き先アドレスか無効である場合には、エラーか報告され、実行かステ ップ＋４３で終わりとなる。さもなくば、ステップ１４４において、計算行き先 アドレスに対応するＲＩＳＣオペレーティングシステムルーチンの入カポインド に転送される。

ステップ１４１で計算行き先アドレスがオリジナルプログラムにあると判断され たときには、その計算行き先アドレスはオリジナルプログラムにおける変換され たｃｒｓｃ命令に対応すると考えられる。しかし、この場合でさえ、ｃｒｓｃ命 令を解読することが所望される。というのは、ｃｒｓｃプログラムはある予め定 められた入カポインドのみを育していて、トランスレータ−が個々の命令ではな くてｃｒｓｃ命令のブロックを変換して最適なＲＩＳＣコードを発生できると仮 定することが変換にとって望ましいからである。いずれにせよ、インタープリタ −は、そこから変換されたプログラムへ実行を戻し続ける場合には、ｃｒｓｃ命 令アドレスと、変換されたプログラムにおける対応する入カポインドとの対応を 知らねばならない。この対応は、変換されたプログラムに関連したアドレス変換 情報（図８の９６）によって与えられる。このアドレス変換情報は、ｃｒｓｃア ドレスの変換テーブルと、変換されたプログラムにおける対応する入カポインド とによって与えられるのか好ましい。それ故、ステップ！４５において、インタ ープリタ−は、例えば、変換テーブルをルックアップすることにより、計算行き 先アドレスか変換されたプログラムの入カポインドに対応するかどうかをチェッ クする。計算行き先アドレスが変換されたプログラムの入カポインドに対応する ときには、インタープリタ−は、ステップ１４６においてアドレス変換情報を使 用して、計算されたｃｒｓｃアドレスをＲＴＳＣ入カポイカポインドアドレスす る。これは、例えば、変換テーブルから対応するＲＩＳＣ入カポイカポインドア ドレス取ることによって行われる。ステップ＋４７では、実行か変換されたプロ グラムの入カポインドへ復帰する。さもなくば、ステップ＋４８において、実行 かインタープリタ−へ復帰する。

図１３には、トランスレータ−８０によって実行されるステップのフローチャー トか示されている。第」ステップ１６１では、オリジナルプログラム及び補足入 力ファイルかメモリに読み込まれる。次いで、ステップ１６２では、トランスレ ータ−かオリジナルプログラムの入カポインドをサーチする。これは、図１４に 示すオリジナルプログラム構成の特定例を参照して以下に詳細に述へる。

ステップ１６３では、トランスレータ−は、入カポインドからの実行の流れをた とり、オリジナルプログラムにおける命令を探索すると共に、プログラムの流れ 図を発生する。この流れ図は、命令の「基本ブロック」と、これら基本ブロック を相互に接続する実行経路とを識別する。各基本ブロックは、その基本ブロック の開始部に単一の既知の入カポインドを育する一連の連続する命令である。実行 は、基本ブロックの開始部のみへ転送され、そして基本ブロックの終了部のみか ら転送される。流れ図の発生については、図１８及び１９を参照して以下に詳細 に述へる。

ステップ１６４では、トランスレータ−は、オリジナルプログラムをブラウンプ ルコードについてスキャンする。このスキャンの結果は、オリジナルプログラム におけるブラウンプル命令の数を定量化し、トランスレータ−によって探索され た命令の数と比較するのに有用である。この比較の結果は、例えば、「見つけた コードの割合」を推定するもので、これは、既知のコードのバイトの１００倍を 、既知のコードのバイトとブラウンプルコードのバイトとの和で除算したものと して計算される。この推定値は、システムの分析者かオリジナルプログラムに対 する移行戦略を選択したり、又はトランスレータ−の性能を監視又は増大するの に使用できる。トランスレータ−か命令の大部分を変換できない場合には、シス テム分析者は、変換されたプログラムに基づいて多数のテストケースを実行しそ して実行から再変換への情報のフィードバックを用いて、変換されていないコー ドの指示された推定値を減少した後に、変換されたプログラムを一般使用に解放 する。結局、システム分析者は、オリジナルプログラマ−によってトキュメンテ ーンコンをサーチするか、又はブラウンプル命令を含むものとして指示されたア ドレス位置においてコートを検査し、その推定値を確認すると共に、変換された プログラムを一般使用として解放するか或いはトランスレータ−に指示を発して 変換されていない命令を含むと考えられるブラウンプルコードを変換させるかの 判断を行うように試みる。ブラウンプルコードをスキャンする好ましい方法は図 ２９を参照して以下に説明する。

ステップ１６５ては、流れ図を分析し、典型的なプログラミングの習慣及び標準 的な規定からのずれによって指示されるエラーか見つけられる。典型的なプログ ラムにおいては、例えば、データ項目をスタックにブツシュし、いかに多数の他 のデータ項目かブツシュされるかに関わりなく後でポツプオフできるようにする と共に、介在命令によってスタックからポツプオフできるようにする。ブツシュ の回数か介在命令におけるポツプの回数を打ち消さない場合には、介在するプッ シュ及びポツプ命令のプログラミングか不適当であることによりエラーが生じる 。介在命令か介在ノードで分岐したり再接合したりする個々の経路を含みそして それらの経路の１つにおいて不適切なプログラミングが生じた場合には、その不 適切なプログラミングにより、２つの経路が中間ノードにおいて接合するときに 計算されたスタック深さがその２つの経路で異なることになる。これは、ノート かＲＳＢサブルーチン復帰命令である場合に特にエラーを生じ易い。それ故、流 れ図の助けで行われるエラーチェックの１つは、オリジナルプログラムのメイン 入カポインドからの全ての経路においてスタックの深さを計算し、そしてこれら 経路か再接合するときにその計算されたスタック深さか同じであるかどうかをチ ェックすることである。もしそうでなければ、トランスレータ−は、　「全ての 入力経路上でＶＡ＝％Ｘにおいてスタックの深さか一致しない」ことを示す警報 メツセージを発生する。ここで、ＶＡはオリジナルプログラムにおけるノードの 仮想アドレスである。

又、流れ図は、Ｃｌ５Ｃ命令アーキテクチャ−の典型的なプログラミング規定に 合致することについても分析される。例えば、ＶＡＸ　（登録開襟）アーキテク チャ−の場合に、　「復帰マスクＪは、復帰中にどのレジスタにロードするかを 指示するために手順呼び出しくＣＡＬＬＳ及びＣＡＬＬＧ命令）に関連して使用 される。復帰マスクが復帰命令に対し経路に基づいて異なる場合には、おそらく プログラミングエラーか生じている。トランスレータ−は、「復帰マスクが全て の入力経路ＶＡ＝％Ｘ上で合致しない」という警報を発する。更に、異なった復 帰マスクで実行されてもよいＲＥＴ命令が見つかった場合には、その命令をイン タープリタ−への呼び出しとして変換し、インタープリタ−は復帰マスクを検査 して、復帰中にロードすべき特定のレジスタを決定しなければならない。

手順呼び出しに関連したもう１つの呼び出し規定は、レジスタ及び条件コートピ ットを、それらか手順に使用される前に手順によってセットすることであり、呼 び出しルーチンによってセットされるレジスタの値又は条件コードを用いるので はない。この呼び出し規定からのずれか見つかった場合に、トランスレータ−は 、　「呼び出し入力ＶＡ＝％Ｘにおける初期化されないあり得べき変数・％ＳＪ という警報を発する。このメツセージの［％ＳＪは、見つかったあり得べき非初 期化変数のリストを意味する。ＶＡＸ命令アーキテクチャ−のコード規定からの 他の相違には、ロングワード境界上でのスタックの整列ずれ（ＲＩＳＣコードに 対し著しい性能上の影響をもたらす）と、ＲＥＴ命令を用いてＪＳＢから復帰す ることと、ＲＳＢ命令を用いてＣＡＬＬＳ又はＣＡＬＬＧから復帰することとか 含むまれる。トランスレータ−は、これらの相違に対する流れ図を分析して、特 定の相違及びそれに対応するアドレスを識別する警報メツセージを発生する。

流れ図を通しての必要なサーチの量を減少するために、あり得るエラーに対する 流れ図の分析では、各基本ブロックに使用されるリソースの伝播も実行する。

各基本ブロックは、スタック、汎用レジスタ及び条件コードといった種々のリソ ースを使用している。サブルーチンの特性を推定するため、これらリソースの使 用かそれらの呼び出しルーチンへ伝播して戻される。この情報を用いて、ＣＡＬ ＬＳ又はＣＡＬＬＧ命令により呼び出されたサブルーチンに使用されたレジスタ をセントするためのサーチか終了されると共に、この情報を後でＲＪＳＣマシン コード発生中に（ステップ１６８）使用して、決して使用されることのない条件 コード又はレジスタ値の不必要な発生か回避される。更に、基本ブロックのリソ ースを比較することにより一貫性のチェックを実行することができる。例えば、 基本ブロックか２つ以上の基本ブロックを手前に有していてこれら先行基本ブロ ックの復帰マスクか異なるときには「復帰マスク」警報か発生さ托そして基本ブ ロックが２つ以上の基本ブロックを手前に育していてそのスタック深さ変更が異 なる場合には「スタック深さｊ警報が発せられる。全ての基本ブロックに対する 最終的なスキャンを用いて、ロングワード境界上でのスタックの整列し損ない（ 即ち、４バイトで分割できない基本ブロックのスタック変更）と、ＲＥＴ命令を 用いてＪＳＢから復帰することと、Ｒ５Ｂ命令を用いてＣＡＬＬＳ又はＣＡＬＬ Ｇから復帰することとか明らかにされる。

ステップ１６６では、各基本ブロックに使用されたリソースについての情報を使 用して、オリジナルプログラムに対する像情報ファイルが形成される。この像情 報ファイルは、例えば、記述される像の名称及びそのバージョンを識別する像ヘ ッダと、それに続く一連の像特性記録（ライン当たりに１つ）であってその各々 かその像におけるオフセットに対する特定の特性を付随しているような記録とて 構成される。各特性記録は、像オフセット及びそれに続く特性芯と、それに続く オプションであるアトリビュート値についてのコンマで境界を定めたリストとで 構成される。これらのアトリビュート値は、特定の特性にとって独特のものであ る。像オフセットは、その特性を適用する像におけるオフセットを表すものであ る。これは、記号（他の像情報ファイル記録によって定めることのできる）±の １６進オフセツト値で構成される。記号名又はオフセット値のいずれを省略して もよい（両方ではない）。

これらの特性及びそれらの定められたアトリビュートは、好ましくは、次のも指 定する 入カポインドに対する システムサポート ｊｍＴｌｅｎｔｒｙ　記号名　ＪＭＰ入カポインド及び名称を定める ｃａｌｌｂａｃｋ　パラメータ番号　手順パラメータへのＣＡＬＬを定める ｃａｌｌｅｎｔｒｙ　記号名　ＣＡ［、［、入カポインド及び名称を定める ｃａｓｅｌｉｍｉｔ　ＩＩ数　ケース最大数を定めるクポインタの変更を定 める １［Ｉｌａｇｅ　識別　像情報ファイルが述べる像を識別する ＪｍｐｂａＣｋ　ｔ＜ラメータ番号　手順パラメータへのＪＭＰを定める ｊｓｂｅｎｔｒＹ　記号名　ＪＳＢＳ六入インド及び名称を定める ｎｏ　５ｔａｎｄａｒｄ　ｒｅｔｕｒｎ　非標準復帰を定める５ｅｔｓ　レジス タのリスト　ルーチンによりレジスタセットを定める ｓｙｍｂｏｌ　記号名　記号名をオフセットに取り付ける ｕｓｅｓ　レジスタのリスト　ルーチンにより使用するレジスタを指定する 像情報ファイルのシンタックスの情報表示は、以下に示す通りである。

＜Ｗｌ（［ＴＥＳＰ、ＡＣε〉：＝：タブ及びスペースの非ゼロシーケンス＜Ｃ ＯＭＭＡ＞　：＝＝［＜ＷＨＩＴＥＳＰＡＣＥ＞］　’、’　［＜ＷＨ［ＴＥＳ ＰＡＣＥ＞］＜ＮＬ＞　：　＝＝ニューライン ＜Ｃ０ＩＩＤｅｎｔ　ｌ１ｎｅ＞　：＝：′；’　いずれかのテキスト＜ＮＬ＞ ＜ｃｏＭＭＡ＞ ＜ＶＥＲＳＩＯＮ＞　＜ＮＬ＞ ＜ＩＭＡＧＥ　ＰＲＯＰＥＲＴ［ＥＳ＞　：＝＝　＜Ｉ！１ｔＡＧＥ　０ＦＦＳ ＥＴ＞　＜ＰＲＯＰＥＲＴＹ＞［＜ＡＴＴＲＩＢＵＴε〉。

コメント記録（’：’　で始まるライン）はファイル内のとこで生じてもよく、 トランスレータ−によって無視される。

像情報ファイルの一例を、’　ＶＡＸＣＲＴＬ“と称する像について以下に示す 。

：ｃｏａｎｅｎｔｓ ｉｍａｇｅ　ＶＡＸＣＲＴＬ、　”ＶＯ５−００１”＋００００００　ｊｓｂｅ ｎｔｒｙ　″Ｃ＄ＭＡＩＮ’十ｏｏｏｏｏｏは−ＡＰ　ＦＰ　ＳＰ　ｌ？ｓＥｌ ”を使用＋ｏｏｏｏｏｏ　バーＲＯＲＩ　Ｒ２Ｒ３Ｒ４Ｒ５Ｒ６Ｒ７Ｒ８Ｒ９Ｒ ＩＯＡＰ　ＳＰ　Ｎ　Ｚ　Ｖ　Ｃ”をセットこの像情報ファイルは、“ＶＡＸＣ ＲＴＬ″について以下の情報をトランスレータ−に与える。

ＶＡＸＣＲＴＬ＋０　（即ち像の開始からゼロのオフセットにある像の第４メモ リ位、ｆｌりは、”Ｃ＄ＭＡ［Ｎ”という名称のＪＳＢ入力としてマークされる 。この情報から、トランスレータ−はＪＳＢか適切であることを確認し、ＶＡＸ ＣＲＴＬ：Ｃ＄ＭＡｒＮという名称を流れ図に挿入することができる。又、ＶＡ ＸＣＲＴＬ＋ｏは、ＶＡＸ　（登録商標）レジスタＡＰ、ＦＰ及びＳＰと、ＶＡ Ｘ命令Ｒ３Ｂとを用いてマークされる。この最後の情報部分から、トランスレー タ−は、呼び出し像における呼び出し命令の直後に復帰ポイントにおいてＶＡＸ 命令の説明を正当に続けることができる。

又、ＶＡＸＣＲＴＬ＋Ｏｌ；！、ＶＡＸ　（登録商標）レジ７．９ＲＯ，、、Ｒ ＩＯｌＡＰ及びＳＰと、ＶへＸ条件コードビットＮＺＶＣとをセットするものと してもマークされる。この情報から、トランスレータ−は、例えば、呼び出し命 令後のＲＯのテストかＣ＄１ＭＩＮによりＲＯに残されている値を参照するので あって、呼び出し像自体によってＲＯに入れられた手前の値を参照するのではな いことを推定することかできる。

次の例は、多数の入カポインドを存するライブラリーファイルＬＩＢＲＴＬに対 する像情報ファイルを示している。

；ｃｏｌ＆ｎｔｓ ｒｒｍｇｅ　ＬＩＢＲ丁り、ＶＯ５−０００＋００００００　ｊｓｂｅｎｔｒｙ 　ＬＩＢ＄ＡＢ　ＡＳＣＥＢＣ＋ｏｏｏｏｏｏ　ｊｓｂｅｎｔｒｙ　ＬＩＢ＄Ａ Ｂ　ＥＢＣＡＳＣ＋０００２００　ｊｓｂｅｎｔｒｙ　ＬｒＢ＄ＡＢ　［ＩＰＣ ＡＳＥ＋０Ｏ０４００ｃａｌｌｅｎｔｒｙ　Ｌ［Ｂ＄５ＩＧＮＡＬ十〇００４Ｆ ８　ｃａｌｌｅｎｔｒｙ　ＬＩＢ＄５ＴＯＰ＋０００５０８　ｃａｌｌｅｎｔｒ ｙ　Ｌ［Ｂ＄５ＫＰＣ図１３のステップ１６７では、変換されたプログラムに対 して流れ図の言語ファイルか形成される。この流れ図の言語ファイルは、変換さ れたプログラムの流れ図を描くためにレーザープリンターへコマンドを発生する 流れ図プログラムの入力として使用することができる。又、流れ図のプログラム は、例えば、プリントされる流れ図のサイズを制御するオプションのスケールパ ラメータと、接続される他のブロックと共にページにプリントされるべき特定コ ードブロックのアドレスを指定するオプションの「コードブロック」パラメータ も受け取ることかできる。流れ図は、異なった種類又は形状のブロックと、これ らブロックを相互接続する弧と、各ブロックにアラセンブラー表示でプリントさ れた命令とで構成される。トランスレータ−によって見い出された命令の各基本 ブロックは、フローチャートに対応するブロックを有している。

流れ図言語ファイルは、流れ図におけるブロックの種類の定義と、ブロック間の 相互接続と、各ブロックへ進む命令（ＡＳＣＩＩのアラセンブラー表示で）とを 含んでいる。流れ図言語ファイルは、トランスレータ−によって見い出された命 令の各基本ブロックを定めるデータブロック又は記録を含む内部２進データ構造 体から形成される。各データブロック又は記録は、命令の基本ブロックのスター トアドレス（オリジナルプログラムにおける）と、基本ブロックの長さくバイト ）と、ブロックの種類と、ブロックか特定のサーチに含まれているかどうかを指 示するのに用いる「エポック番号」アトリビュートと、　「後続」データブロッ クのアドレスのリストと、　「先行」データブロックのアドレスのリストとを含 んでいる。データブロックはダイナミックに形成することかでき、そしてその後 続及び先行ブロックにデータブロックのレファレンスを挿入したり削除したりす ることによりデータ構造体に容易に挿入したり除去したりすることかでき、デー タ構造体は、その後続又は先行ブロックに対する次々のレファレンスにより前方 又は後方に容易にサーチ又はスキャンされる。

流れ図に使用されるブロックには５種票かあり、各種類のブロックは別々の形状 を存している。ブロックの種類は、ＣＡＬＬｘ入力と、ＪＳＢ入力と、　「ノー マル」ブロックと、ＣＡＬＬｘプレースホルダーと、ＪＳＢプレースホルダーと を備えている。ｒＣＡＬＬＸＪは、ＶＡＸ命令アーキテクチャ−においてＣＡＬ ＬＳ又はＣＡＬＬＧ命令によって行われる手順呼び出しを参照する。

プリントされた流れ図において、ＣＡＬＬＸ入カブロツカブロックであり、ブロ ックの名称と、もし分かれば手順の名称と、呼び出しマスク（１６進）とを含ん でいる。ブロックの名称は、１６通でのブロックの第１バイトのアドレス（オリ ジナルプログラムにおける）と、それに続＜　ｒ　ＣＡＬＬＪとで構成される。

ＣＡＬＬｘ入カブロツカブロックＬＬＳ又はＣＡＬＬＧ命令を介して到達する。

ＶＡＸ命令アーキテクチャ−においては、オリジナルプログラムのメイン入カポ インドかＣＡＬＬｘ入カブロツカブロックこのメイン入カポインドはプログラム を走らせるためにオペレーティングシステムによって呼び出される。

プリントされた流れ図において、ＪＳＢ入カツカブロック円であり、ブロックの 名称と、もし分かればサブルーチンの名称とを含んでいる。ブロックの名称は１ ６進でのブロックの第１バイトのアドレス（オリジナルプログラムにおける）と 、それに続＜ｒＪＳＢＪとで構成される。ＪＳＢＳ六入インドにはＪＳＢ。

ＢＳＢＢ又はＢＳＢＷ命令を介して到達する。ＪＳＢ入力は典型的にマクロコー ドに使用されるものである。

プリントされた流れ図において、ノーマルブロックは長方形であり、ブロックの 名称と、ブロック内の全ての命令とを含んでいる。ブロックの名称は１６進での ブロックの第１バイトのアドレス（オリジナルプログラムにおける）である。

ノーマルブロックには、ノーマルな実行の流れを介して到達するか、又は分岐、 ケース、ジャンプ又は復帰命令からの実行転送を介して′ＢＩ達する。

プリントされた流れ図において、ＣＡＬＬｘプレースホルダーブロックは、破線 の六角形であり、ブロックの名称と、もし分かれば呼び出された手順の名称とを 含んでいる。ブロックの名称は、１６進での呼び出された手順の第１バイトのア ドレス（オリジナルプログラムにおける）（もし分かれば変換時間における、さ もなくばゼロ）と、これに続く”−“と、呼び出された手順に対するプレースホ ルダーの“呼び出し番号２とで構成される。ＣＡＬＬｘプレースボルダ−ブロッ クは、手順に入ったり出たりする流れと、その手順の各呼び出しに対して記録さ れた副次的な作用とを表す。５つの異なる場所から手順か呼び出された場合には 、これらの呼び出しに対し５つの異なる呼び出し番号をもつ５つの異なるプレー スホルダーブロックがある（その手順に対するＣＡＬＬｘ人カブロツカブロック ）。

プリントされた流れ図において、ＪＳＢブレースホルダーブロックは、破線の楕 円であり、ブロックの名称と、もし分かればサブルーチンの名称とを含む。ブロ ックの名称は、１６進でのサブルーチンの第１バイトのアドレス（オリジナルプ ログラムにおける）（もし分かれば変換時間における、さもなくばゼロ）と、そ れに続く−″と、呼び出されたサブルーチンに対するプレースボルダ−の独特の ″呼び出し番号”とて構成される。ＪＳＢプレースボルダ−ブロックは、サブル ーチンに入ったり出たりする流れと、そのサブルーチンの各呼び出しに対して記 録された副次的な作用とを表す。

流れ図言語の好ましい形態においては、３つの基本的なオペレータ、即ちグラフ （Ｇ）と、ブロック（Ｂ）と、弧（Ａ）とかある。流れ図言語ファイルの各ライ ンは、次のすベレータのうちの１っでスタートする。即ち、ラインにコメントか 含まれることを指示するセミコロンと、ブロックオペレータを存する手前のライ ンにより定められたブロックにラインのアルファニューメリックデータか含まれ ることを指示するブランクと、Ｈ及びこれに続くブロック名であって、その名前 の付いたブロックか強調されるべきであることを示すものと、Ｃ及びこれに続く ２つのブロックの名称であって、その２つのブロックを巾の拾い破線に接続して 例えばエラーを含む経路を強調すべきであることを指示するものとである。

オペレータＧて始まるラインは新たなグラフの境界を定め、そのグラフのヘッダ としてプリントされるアルファニューメリックテキストを含んでいる。

又、オペレータＢで始まるラインは、フードのブロックに対する名称（１６進） 　アドレスのような）を含む（Ｄ＝ＣＡＬＬｘプレースホルダー、Ｅ＝ＪＳＢプ レースホルダー）。オペレータＢの直後にオプションの倍率数字が続く。

オペレータＡで始まるラインは、第１の名称のブロックから第２の名称のブロッ クへ向けられた弧を指定し、２つのブロック名称の後に、レターコードがその弧 のスタイル（例えば、Ａ＝実線で描かれた通常の分岐、Ｂ＝破線で描かれた真の 分岐）を指示する。

図１５の流れ図をプリントするための流れ図言語ファイルを一例として以下に示 す。

ａｓｋ：００００ Ａ　２ＥＯＯＣＡＬＬ　２ＥＯ２Ａ ８２ＥＯ２Ａ Ｅ０２ ＳＵＢ２　＃０８．５Ｐ ＶＡＸＣＲＴＬ：ＣｌＪＪＡＩＮ ＡＯ１２９７２Ｃ１２ＥＯＢＡ ８２ＥＯＢ　Ａ ２ε０Ｂ ＣＡＬＬＳ　＃ＯＯ，０ＯＯ００００６（ＰＣ）Ａ　２ＥＯＢ　２Ｅ１８　＋２ ９花４１ＡｒｏｃＯ Ａ　２ＥＩ８　１２９７Ｅ４　１２ＥＩ２　Ａ８２ＥＩ２　Ａ Ｅ１２ ＣＶ蘭、　１０００１．　ＲＯ ら命令の基本ブロックを受け取り、それに対応するＲＩＳＣマシンコードを発生 する。Ｃｌ５Ｃ命令は一度に１つづつＲＩＳＣ命令に変換され、このＲＩＳＣ命 令は同じ結果及び条件コードを再現するものである。各Ｃｌ５Ｃ命令は、４つの 命令グループを順次に含むＲＩＳＣ命令の対応するシーケンスに変換される。第 １のグループは、ソースオペランドをフェッチして一時的な記憶位置に入れる命 令を存している。第２グループの命令は、ソースオペランドに基づいて動作して 一時的な記憶位置に結果を入れる。第３グループの命令は、メモリ又はレジスタ の内容を更新し、考えられる例外を受ける。最後に、第４グループの命令は、メ モリ又はレジスタの内容を更新するもので、考えられる例外はない。ｃｒｓｃ命 令をＲＩＳＣ命令に変換することに関連したこれ以上の詳細については、　「変 換されたプログラムコードに対する命令グラニュラリティを保持する改良された システム及び方法（Ｉｒｎｐｒｏｖｅｄ　５ｙｓｔｅｔｎ　ａｎｄ　Ｍｅｔｈｏ ｄ　ｏｆ　Ｐｒｅｓｅｒｖｉｎｇ　Ｉｎ５ｔｒｕｃｔｉｏｎ　fｒａｎ ｕｌａｒｉｔｙ　ｆｏｒ　Ｔｒａｎｓｌａｔｅｄ　Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｃｏｄｅ） Ｊと題するスコツト・ロビンソ〉及びリチヤード・サイト氏の前期関連特許出願 を参照されたい。

図１３のステップ１６９ては、トランスレータ−は、ＲＩＳＣマシンコートをＲ ＩＳＣコンピュータのオペレーティングシステムか認識するプログラム像フォー マントに入れることにより変換されたプログラムを形成する。この変換されたプ ログラム像に関連して、トランスレータ−は、オリジナルプログラムにおけるｃ ｒｓｃ命令の各基本ブロックのアドレスと、変換されたプログラムにおけるＲＩ ＳＣ命令の対応基本ブロックのアドレスとの間のマツピングも発生する。

図１３のステップ１７０において、トランスレータ−は、変換されたコードがプ ログラム像に配置された場所をグラフで示す概要ページを発生する。この概要ペ ージは図１４を参照して以下で詳細に述べる。

最後に、図］３のステップ１７１において、トランスレータ−は、プログラム流 れ図の分析中にステップ１６５で見つかったエラーをもつサブルーチンの流れ図 をプリントするために流れ図言語ファイルを形成する。エラー向は流れ図の一例 か図１６に示されている。エラー向けの流れ因は、エラーかトレースされる経路 に沿って大きなブロック２１０．２１１及び２１２を有し、そしてエラーがトレ ースされた経路に対する弧に沿って太い破線２Ｉ４を育する。図１６に示された エラーは、手順に使用される非初期化変数（汎用レジスタＲ３）である。太い破 線２１４は、手順の始めのブロック２１０を、その非初期化変数が最初に使用さ れるブロック２１３へ接続する。このエラーは、トランスレータ−によって明ら かになるまで発見されない。というのは、オリジナルプログラムの実行中には実 行かあきらかにブロック２１５のまわりに指示されたエラー経路をたどらないか らである。

図１４を参照すれば、図」３のステップ１７０で発生された種類の概要ページか 示されている。図１４に示されたように、この概要ページは、オリジナルプログ ラムのメモリマツプ１８１を含んでいる。メモリマツプの上部には、プログラム 名１８２と、オリジナルプログラムか形成されたときのデータ１８３と、変換中 に見つかったコードの割合１８４とを含む表示かある。

メモリマツプ１８１は、ＶＡＸ命令アーキテクチャ−及びＶＭＳ　（登録商標） オペレーティングシステムを用いた典型的なプログラムの編成を示している。こ のプログラムは、ヘッダ１８５と、読み取り／書き込み像セクション１８６と、 多数のリードオンリセフシコン１８７と、固定のベクターセクション１８８と、 デバッグ記号テーブル（ＤＳＴ）１８９と、デバッグモジュールテーブル（ＤＭ リントされ、そしてメモリマツプ内の全部で１９３個のディスクブロックかメモ リマツプの右下にプリントされる。この例では、ライン当たり１つのディスクブ ロックかあり、全部で１２のディスクブロックがある。変換されたコードは、リ ードオンリセクション１８７内の狭いバンド１９４．１９５及び１９６によって 指示される。これらの狭いバンドは、変換されたコードの各バイトごとに短い垂 直の線で形成される。ブラウンプルコードは広いバンド１９７で指示される。

メモリマツプ１８１の右では、概要ページがオリジナルプログラムの像フ１−マ ットによって定められた１００までの人カポインドをリストする。図」３のステ ップ１６１の間に、トランスレータ−は、スイッチのコマンドラインと、オリジ ナルプログラムの開始にあるファイル名とを説明し、オリジナルプログラムをメ モリに読み込む。図１３のステップ＋６２では、トランスレータ−はオリジナル プログラムの像フォーマットにより定められた入カポインドをサーチする。トラ ンスレータ−は、第１のディスクブロックの最初の若干のバイト及び最後の若干 のバイトを探し、それが変換可能なＶＡＸ／ＶＭＳプログラム像のヘッダである かどうかを調べる。もしそうであれば、トランスレータ−は、ヘッダの残り部分 を説明し、像セクション記述子（ＴＳＤ）を探し、ディスクブロックを図１４の メモリマツプ＋８１に示された像セクション＋８５−１９１のような所望の像セ クションへと編成する。ＶＡＸ／ＶＭＳ固定ベクトルか存在する場合には、トレ ンスレータ−は、他の像に対する間接的なレファレンスであるオリジナルプログ ラムのアドレスを決定するようにそれを説明する。

オリジナルプログラムの像フォーマットによって定められた入カポインドを見つ けるために、トランスレータ−は入カポインドに対する像ヘッダ１８５をスキャ ンするか、デバッガ人カポインドは無視する。次いで、トランスレータ−は、デ バッグ記号テーブル（ＤＳＴ）＋８９か存在するときにこれをスキャンし、そし てグローバル記号テーブル（ＧＳＴ）＋　９１が存在するときにこれをスキャン して、ＣＡＬＬ入力及びＳＹＭＢＯＬ人力を見つける。ＣＡＬＬマスクか有効で あり、マスクの後に法律コードかありそしてそのコードか特権命令を含んでいな いことを確かめることにより、各々の考えられるＣＡＬＬ人カポインドに対して 有効性のチェックが行われる。法律コードチェックは、呼び出しマスクから３層 の基本ブロックを通してコードをデコートする。ＳＹＭＢＯＬ入力は、記号かリ ンカ−により絶対レファレンスとしてフラッグ付けされたときには絶対レファレ ンスは典型的に定数であるから、無視される。さもなくば、ＳＹＭＢＯＬ入力は ＪＳＢＳ大入インドであるか、又は誤って表示されたＣＡＬＬ入カポインドであ る。入カポインドからのコードはデコードされ、そして上記した法律コートチェ ックは入カポインドかＣＡＬＬ入力であるとして実行さべこの法律コードチェッ クにバスした場合には、その入カポインドがＣＡＬＬ入力であると思われる。

法律コードチェックにパスしない場合には、同様の法律コードチェックを行って 入カポインドかＪＳＢ入力であるかどうかテストする。

図１４の概要ページには、オリジナルプログラムの像フォーマットによって定め られた１００までの入カポインド１９８かりストされる。プログラムコード内の 入カポインドの位置を示すために、入カポインド１９４の各々からメモリマツプ １８１内の対応する位置へと弧２０１が描かれる。入カポインドのリストの下で は、概要ページは、トランスレータ−からのメツセージの概要１９９を致命的か ら情報的まで過酷さか減少する順序でリストして含んでいる。各メツセージか与 えられる回数はかっこ内に示されている。更に、概要ページの右上の角では、ト ランスレータ−がＡからＦまでの変換のレターグレードを与え、これは、完全変 換から、警報付き変換、部分変換、おそらく甚だしいエラーを伴う部分変換、ラ ンタイム機能を失った部分変換、そして全く不首尾な変換までの質を示す。

オリジナルプログラム内のほとんとの命令を探索するためには、オリジナルプロ グラムの像フォーマットによって定められた人カポインドからの実行の経過をた どることが必要である。実行の経過に続いて、各入カポインドで始まる命令ソー ケンスのデコードか行われ、命令かデコードされるにつれて流れ図か形成される 。流れ図を形成するために、各命令がデコードされてその長さを決定すると共に 、シーケンス内の次の命令が決定される。命令の長さは、各ＯＰコードに対する 指定子の数を与えるテーブルを参照しそして指定子を検査して長さを決めること によって決定される。

ＲＴＳＣコードを発生するためにもＣｌ５Ｃ命令をデコードしなければならない ので、トランスレータ−は、流れ図を形成するためにデコードの結果をセーブす る。これらの結果は中間二一ドフす一マットであり、これは、流れ図の助けによ りエラーチェック中に命令の分析を簡単にすると共に、ＲＩＳＣコードの発生を 簡単にする。この中間コードフォーマットは、オペランド指定子か容易にアクセ スできるメモリ位置に入るように同様の命令に対して一定のデータフォーマット を与える。又、一定のデータフｔ−マットは、効率的なＲＩＳＣコードの発生を 助けるアトリビュートを与えると共に、必要に応じて、インタープリタ−への呼 び出しを与える。使用することのできる１種の中間コードフォーマットを添付資 料Ａについて述べる。しかしなから、メモリスペースに限界があるために、長い プログラム用の中間コード表示の使用は除外する。

図１７には、流れ図を形成するのに使用されるデータ構造体が示されている。

流れ図のデータ構造体２２１については上記したか、これは、その全ての後続及 び先行ブロックへ各々リンクされる基本ブロック記述子のリストである。

流れ図の発生及び分析の助けとなるようにするため、多数の補助データ構造体２ ２３を参照しそして維持することが望ましい。例えば、流れ図データ構造体２２ １の形成中及びその後のブラウンプルコードのスキャン中には、所与のアドレス が（［）デコードされた命令のアドレスでもブロックの開始のアドレスでもない か、（２）基本ブロックの開始のアドレス（以下、「ブロック入カポインド」と 称する）であるか、（３）ブロックの中間にあるデコードされた命令のアドレス であるか、或いは（４）デコードされた命令の中間にあるバイトのアドレスであ るかを素早く知ることか望まれる。このため、補助データ構造体２２３は、Ｃ■ ＳＣ命令アドレスによって指示されたテーブル２２４を含んでいる。

例えば、テーブル２２４の入力は、上記の各Ｃｌ５Ｃアドレスの相互に排他的な ４つの状態をエンコードする１６対のビットかバックされたロングワードである 。第」レジスタの所与のＣｌ５Ｃアドレスに対して、最下位４ビツトがセットさ れたマスクか第２レジスタにロードされ、アドレスの最下位４ビツトか第１及び 第２レジスタの論理アンドによって第２レジスタへ転送され、そして第２レソス タか１ビツト位置だけ左へソフトさ托シフトカウントを与える。第２レジスタは 、４ビツト位置だけ右ヘンフトされてテーブル２２４にインデックスか与えられ ると共に、テーブルからの入力か第２レジスタにロードされる。次いて、π■レ ジスタは、シフトカウントによって指示されたビット位置数だけ回転され、所与 のｃｒｓｃアドレスに対してビット対か正しいと判断される。次いで、このビッ ト対は、最下位２ビツトかセットされたマスクにより第２レジスタとの論理アン ドによりマスクされる。

流れ図を形成するときには、最後の命令へたどりついていない他の経路かあるこ とか分かっていても、一度に１つの経路をたどることが必要である。更に、ある ときには、たどっている経路か部分的にたどった経路に合流することかある。

それ故、補助データ構造体２２３は、デコードされないブロックの基本ブロック 記述子に対しポインタのりスト２２５を含むことか望ましい。例えば、流れ図の 形成を開始するときには、デコードされないブロックの基本ブロック記述子かオ リジナルプログラムの既知の各入カポインドごとに形成される。これらの既知の 入カポインドは、流れ図を形成する前にリスト２２６に集められる。

ＶＡＸ／ＶＭＳプログラムの場合には、既知のプログラム入カポインドかＣＡＬ Ｌｘ手順呼び出しの入カポインドであり、従って、流れ図においてＣＡＬＬｘ基 本ブロック記述子によって表される。ＣＡＬＬｘ基本ブロック記述子は、各プロ グラム入カポインドに対して形成される。リスト２２５には、プログラム入カポ インドのＣＡＬＬＸ基本ブロック記述子に対するポインタが最初にロードされる 。更に、プログラム入カポインドに対するテーブル２２４の入力は、基本ブロッ クの開始を指示するように最初にセットされる。

テーブルのルックアップにより所与のｃｒｓｃアドレスがブロック又はブロック 内のデコードされた命令のスタート点であることか指示されたときには、そのブ ロックの基本ブロック記述子を速やかに見つけることがしばしば所望される。

メモリスペースに制限かない場合には、ｃｒｓｃアドレスにより指示された基本 ブロック記述子に対するポインタのテーブルによりこれを行うことができる。し かしながら、メモリスペースには制限かあるので、流れ図のデータ構造体２２１ 内の基本ブロック記述子に対するポインタの簡易リスト２２８としてハツシュテ ーブル２２７を使用するのか好ましい。更に、例えば、ブロック内の第１命令の アドレスの最下位１６ビツトにより、このハツシュテーブルをインデックスする のが望ましい。例えば、所与のｃｒｓｃアドレスでスタートする基本ブロックに 対する基本ブロック記述子を見つけるために、所与のＣｌ５Ｃアドレスの最下位 １６ビツトによってハッンユテーブル２２７をインデックスし、基本ブロック記 述子に対するポインタの簡易リスト２２８の１つとしてポインタが得られる。こ の簡易リスト内の各ポインタごとに、そのポインタを用いて基本ブロック記述子 のスタートアドレスアトリビュートをフェッチし、このスタートアドレスか所与 のＣｌ５Ｃアドレスと比較される。アドレス間の一致か得られると、所望の基本 ブロック記述子が見つかる。所与のアドレス（基本ブロックの中間にある命令の アドレスのような）を見つけるために、ブロックの開始アドレスか見つかるまで テーブル２２４かアドレス数字か減少する方向にスキャンされ、そしてこのブロ ック開始アドレスを用い、ハッンユテーブル２２７と、基本ブロック記述子に対 するポインタの簡易リスト２２８とを参照して、基本ブロック記述子が見つけら れる。

新たに形成された基本ブロックに対し基本ブロック記述子が割り当てられるたび に、アドレステーブル２２４、ハツシュテーブル２２７及び簡易リスト＋１８の １つか更新される。例えば、ロングワードを辱るようにテーブルをインデックス しそしてそのロングワードの２ビツト人力をマスク動作によってセットすること により、ブロックのスタートを指示する２ビツト入力かテーブル２２４に書き込 まれる。マスク動作のためのマスクは、例えば、基本ブロックのスタートのＣｌ ５Ｃアドレスの最下位４ビツトでマスクのテーブルをインデックスすることによ り得られる。次いで、基本ブロックのスタートのＣｌ５Ｃアドレスの最下位１６ ビツトでハツシュテーブル２２７をインデックスすることにより、ポインタの簡 易リスト２２８の１つに対するポインタか得られる。最後に、新たなブロックの 基本ブロック記述子に対するポインタか、ハツシュテーブル２２７をインデック スすることにより得たポインタで指示された簡易リストに加えられる。

図１８には、流れ図データ構造体を形成するための手順のフローチャートか示さ れている。第１ステツプ２２９では、リストの頭部にあるデコードされない基本 ブロック（図１７の２２５）かりストから除去され、流れ図データ構造体の基本 ブロック記述子（図１７の２２４）か割り当てられ、そしてまだめられていない 入カポインドに等しいブロック入カポインドと、まためられていない入カポイン ドの先行点に等しい先行屯とを指示するように基本ブロック記述子かセントされ る。次いで、ステップ２３０において、ブロック入カポインドで開始する基本ブ ロック内の次の命令かデコードされ、そしてアドレステーブル（図１７の２２４ ）が更新される。次いで、ステップ２３１において、命令デコード中に、アドレ ステーブル（図１７の２２４）がインデックスさね、デコードされている命令か 既にデコードされた命令にオーバーラツプするかどうか決定される。もしそうで あれば、次いで、ステップ２３２において、エラーメツセージが発生されそして 経路か放棄さね、ステップ２３８のテストで、デコードされていない基本ブロッ クのリスト（図１７の２２５）が空でないこと分かった場合には、別の経路がサ ーチされる。又、ステップ２３３において、アドレステーブル（図１７の２２４ ）をルックアップすることにより、デコードされた命令がデコードされない基本 ブロックにオーバーラツプするかどうか指示される。もしそうならば、デコード されない基本ブロックのブロック入カポインドが命令の中間にあることになるの で、エラーとなる。この場合、ステップ２３４でエラーが報告され請求められな かったブロック入力かエラーであるという仮定のもとで、デコードされていない 基本ブロックに対するポインタのリスト（図Ｉ７の２２５）からデコードされて いない基本ブロックが取り除かれる。この点において、流れ図に１つの命令が加 えられている。

実行転送命令は、常に、基本ブロックを終わらせる。この状態はステップ２３５ においてチェックされる。実行転送命令が見つかったときには、命令のあり得べ き実行経路の各々に対する次の命令がステップ２３６で検査される。既にデコー ドされている命令へ戻る経路は既存ブロックの入カポインドへリンクさね、或い は経路か既存ブロックの中間に向けられたときには、既存ブロックが２つのブロ ックに分割され、経路が常にブロック入カポインドで終わるようにされる。さも なくば、検査の結果、経路を終了させるか経路をたどるべきであるという結論に なる。２つ以上の経路をたどるべきである場合には、最も優先順位の高い経路が 「継続経路」として選択さね、他の経路をたどるべきアドレスはデコードされな い基本ブロックとして待ち行列に入れられ、実行転送命令に対する基本ブロック 記述子が、デコードされていない基本ブロックの各基本ブロック記述子における 先行屯のリストに加えられる。例えば、条件分岐命令の場合には、アドレスソー ケンスの実行経路（即ち、まっすぐな経路）が最も優先順位の高い「継続」経路 となり、実行転送の行き先アドレス、即ち「真の分岐」が待ち行列に入れられる 。考えられる各々の実行経路をステップ２３６において検査する方法を図１９に ついて以下に詳細に述べる。ステップ２３７でチェックして継続すべき実行経路 が全くない場合には、ステップ２３８において、デコードされていない基本ブロ ックのリストかチェックされ、たどるべき他の経路かあるかどうかの判断かなさ れる。もしなければ、流れ因は終了となる。さもなくば、実行ループかステップ ２２９へ戻６ｔ’Ｌ、デコードされていない基本ブロックのリスト（図〕７の２ ２５）における次のデコードされていない基本ブロックのブロック入カポインド からの経路をたどり始める。ステップ２３７において継続経路があると判断され た場合には、ステップ２３９において実行の分岐か行われ、その経路がデコード されていない基本ブロック内で続いている場合にはステップ２４６へ分岐され、 さもなくば、ステップ２４０へ分岐される。（図１９のステップ２６３では、以 下で述へるように、デコードされた基本ブロック内で経路が継続するかどうか既 にチェックされており、ステップ２４０に到達するのは、経路かデコードされな い命令へ続くときだけである。）ステップ２４０ては、次の命令に対して新たな 基本ブロックか形成さね、新たな基本ブロックに対する先行ブロックのリストは 、実行転送命令を含む基本ブロックに対するポインタを最初に含むようにセット され、新たな基本ブロックに対するポインタは、実行転送命令を含む基本ブロッ クの基本ブロック記述子内の後続ブロックのリストに加えられる。ステップ２４ ６では、実行転送命令を含む基本ブロックに対するポインタか、デコードされて いない基本ブロックに対する先行ブロックのリストに加えられ、デコードされて いない基本ブロックに対するポインタか実行転送命令を含む基本ブロックに対す る後続ブロックのリストに加えられ、デコードされていない基本ブロックに対す るポインタかデコードされていない基本ブロックのリストから取り去られ、デコ ードされていない基本ブロックに対しステップ２３０でデコードか開始さね、次 の命令のデコードが首尾良く行われた場合には、デコードされていない基本ブロ ックの基本ブロック記述子が更新され、それがデコートされたことを指示する。

ステップ２３５でブロック内の命令か実行転送命令でないことか分かった場合に は、アドレスシーケンスの次の命令へ至る経路をたどるようにする。この経路は 、予め定められた命令メモリエリアから外れているので、終了すべきであること か考えられる。ユーザの選択により、予め定められた命令メモリエリアはり一ト オンリメモリエリアとして定められてもよいし、場合によっては、全オリジナル 変換プログラムに対して割り当てられたメモリエリアに限定されてもよい。それ 故、ステップ２４１では、実行がステップ２４２へ分岐し、そこでエラーが報告 され、経路か切断される。次いで、ステップ２３８において実行か継続され、た とるべき新たな経路か見つけられる。

又、基本ブロックは、アドレスシーケンスにおける次の命令が後続ブロックであ る別の基本ブロックへと延びるときに終了となる。この状態は、アドレステーブ ル（図１７の２２４）を次の命令のアドレスでインデックスすることによりステ ップ２４３においてチェックされる。ステップ２４４では、後続ブロックの基本 ブロック記述子がアクセスされ、その後続ブロックかデコードされている基本ブ ロックであるかデコードされていない基本ブロックであるか判断される。デコー ドされていない後続ブロックの場合には、ステップ２４６において、デコードさ れている最後の命令を含む基本ブロックに対するポインタがデコードされていな い基本ブロックに対する先行ブロックのリストに加えられ、デコードされていな い基本ブロックに対するポインタがデコードされている最後の命令を含む基本ブ ロックに対する先行ブロックのリストに加えられ、デコードされていない基本ブ ロックに対するポインタがデコードされていない基本ブロックのリストから取り 去られ、デコードされていない基本ブロックに対してステップ２３０でデコード か開始される。次の命令に対するデコードが首尾良く行われた場合には、デコー ドされていない基本ブロックの基本ブロック記述子が更新さね〜デコードされた ことを指示する。さもなくば、後続ブロックがデコードされたブロックである場 合には、ステップ２４６において、後続ブロックに対するポインタが、デコード された最後の命令を含むブロックの基本ブロック記述子における後続ブロックの リストに加えられ、デコードされた最後の命令を含むブロックに対するポインタ が後続ブロックの基本ブロック記述子における先行ブロックのリストに加えられ る。次いて、ステップ２３８において実行か継続さｔ′Ｌ、たとるべき新たな経 路か見つけられる。

図１９には、実行転送命令からの１つの経路で次の命令を検査するために図１８ のステップ２３６においてたどる手順のフローチャートが示されている。図１９ の第１ステツプ２５１では、実行転送命令か検査されて、計算された行き先アド レスを有するかとうかの判断がなされる。もしそうであれば、ステップ２５２に おいて、後方記号実行のプロセスが行われて、行き先かめられる。このプロセス は、手順及びサブルーチン呼び出しをめるのに特に青用である。ステップ２５３ でチェックして行き先がめられていない場合には、経路の検査か終了となる。と いうのは、実行時間にインタープリタ−か呼び出されるまでその経路の次の命令 か分からず決定されないからである。後方記号実行のプロセスでは、実行転送命 令から流れ図を通して後方サーチを行うことにより計算行き先アドレスかめられ 、プログラムの命令のアドレスに関して固定であるアドレス値に対し計算行き先 アドレスをめるのに使用した少なくとも１つの手前の命令が見い出される。後方 記号実行のプロセスは図２０について以下で詳細に説明する。

ステップ２５４に続き、検査されている経路は既知の行き先アドレスをもつ。

この行き先アドレスは、オリジナルプログラムに割り当てられたメモリの限界と 比較され、この限界を外れている場合には、その行き先がオペレーティングシス テムのような外部レファレンスであると考えられる。ステップ２５５において、 外部レファレンスについての情報を含む像情報ファイルに対してサーチか行われ る。このような像情報ファイルか使用できる場合には、ステップ２５６でその外 部レファレンスから経路が続く行き先を決定するために検査か行われる。外部レ ファレンスが手順又はサブルーチンである場合には、サブルーチン又は手順呼び 出しの特性に関する情報を保持するために「プレースホルダー」ブロックを形成 することか所望される。サブルーチン又は手順は、復帰しなかったり、４　（Ｓ Ｐ）へ復帰したり、又は発呼者のレジスタを変更したりというアブノーマルな特 性を有することがある。このアブノーマルな特性は、像情報ファイルに指示され ねばならず、そしてもし可能であれば、外部プログラムからの復帰経路を決定す るために使用しなければならない。これに加えて、オリジナルプログラムに対す る像情報に、呼び出しに関する情報、例えば、外部行き先アドレス、呼び出しの 形式、パラメータの個数及びパラメータとしての一定数値を記録することか所望 される。

パラメータとしての一定数値は、例えば、呼び出し命令からの後方記号実行によ って見つけられる。呼び出しについてのこの情報は、図３１ないし３３を参照し て以下に述べるように、多数のプログラムの反復変換のプロセスに使用すること かできる。

外部レファレンスに対して像情報ファイルが見つからない場合には、ステップ２ ５７において、実行転送命令のＯＰコードが検査され、外部レファレンスかサブ ルーチンであるか手順であるかの判断かなされる。外部転送命令がサブルーチン でも手順の呼び出してもない場合には、ステップ２５８において、外部レファレ ンスに対して復帰かとられないことを指示する警報が発せられ、呼び出しに対す る情報かオリジナルプログラムに対する像情報ファイルに記録されそして経路を たどれないという結論で経路の検査が終わりとなる。実行転送命令がサブルーチ ン又は手順の呼び出しである場合には、ステップ２５９において、外部レファレ ンスに対して探準復帰がとられることを指示する警報が発せられ、呼び出しに対 する情報かオリジナルプログラムに対する像情報ファイルに記録される。又、サ ブルーチン呼び出しの作用に対してとられる情報を保持するためにこの時点で流 れ図に「プレースホルダー」ブロックを形成することが所望される。経路の行き 先か実行転送命令に続くアドレスシーケンスの次の命令であることを仮定して経 路の検査か続けられる。

ステップ２６０では、検査されている経路の行き先か、オリジナルプログラムに 割り当てられたメモリエリア内の行き先であると分析されている。ステップ２６ ０では、行き先が、オリジナルプログラムの命令に対して割り当てられたメモリ エリアの限界と比較される。通常の場合には、オリジナルプログラムの命令に割 り当てられたメモリエリアは、図１４のメモリマツプ１８１に示されたエリア１ ８７のようなリードオンリメモリエリアである。行き先がこのメモリエリア以外 である場合には、ステップ２６１においてエラーメツセージが発生され、経路が 放棄される。

ステップ２６２では、行き先か既にデコードされている命令内であって終了でき るところかもしれない。この状態をチェックするために、テーブル（図１７の２ ２４）が行き先でインデックスさね、テーブル入力か検査されて、アドレスか既 にデコードされた命令の中間にあるか、或いはアドレスか既にデコートされた命 令のアドレスであるか基本ブロックの開始部の命令のアドレスであるかが調べら れ、もしそうでなければ、行き先は既存ブロックの中間にある。これらのオペレ ーションは、図１９のステップ２６２．２６３及び２６４のテストを行う。

ステップ２６２で行き先が既存ブロックの中間にあると判断された場合には、ス テップ２６５において、既存のブロックを先行ブロックとして有する新たなブロ ックと、実行転送命令を含むブロックとを形成することにより、既存のブロック か２つのブロックに分割される。更に、既存のブロックの全ての後続プロ・ツク は新たなブロックに転送さ札既存ブロックの基本ブロック記述子は短いプロ・ツ ク長さを表すように更新され、新たなブロックに対するポインタが、実行転送命 令を含むブロックの基本ブロック記述子における後続ブロックのリストに加えら れ、そして命令アドレスのテーブルが、既存ブロックの変更を表すように更新さ れる。次いで、ステップ２６６において、新たなブロック及びその後続プロ、ツ クのライン内のブロックにおける計算行き先アドレスに対して後方記号実行か再 び繰り返され、検査されている経路を通しての後方記号実行によって更に別の行 き先をめる試みがなされる。これにより、経路の検査が完了する。

ステップ２６３で行き先がデコードされたブロックの開始部であると判断された 場合には、ステップ２６７において、実行転送命令を含むブロックに対するポイ ンタか既存ブロックの基本ブロック記述子における先行ブロックのリストに加え られ、そして既存ブロックに対するポインタが、実行転送命令を含むブロックの 基本ブロック記述子における後続ブロックのリストに加えられる。ステップ２６ ６において、検査されている経路を通しての後方記号実行か、既存プロ・ツク及 びそこからの後続ブロックのラインにおける計算行き先アドレスに対して再び繰 り返される。これで経路の検査は終了である。

ステップ２６４で行き先が既存の命令の中間にあると判断された場合には、ステ ップ２６８でエラーメツセージが発生さ托経路の検査か終わりとなる。

ステップ２６４で行き先か既存の命令の中間にないと決定された場合には、ステ ップ２６９において、実行転送命令のＯＰコードが検査され、それが手順である かサブルーチン呼び出しであるかが決定される。もしそうであれば、ステ・ツブ ２７０において、手順又はサブルーチンへの経路をたどることになる。サブル− チンかまだ変換されていない場合には、変換される。いずれの場合にも、特定の 手順又はサブルーチン呼び出しの作用についての情報を記憶するために「プレー スホルダー」ブロックか流れ図に形成される。サブルーチンがまだ変換されてい ない場合には、スタック上の復帰アドレス又はセーブレジスタを変更しないよう にするためその手順又はサブルーチンが分析される。図２４のステ・ツブ３７２ 及び３７３について以下で詳細に述べるように、この分析により［コールツク・ ツクＪの存在か明らかになる。ステップ２６９で見つかったサブルーチン呼び出 しが、コールバックを注目すべき入カポインドに対して生じる場合には、後方記 号実行（図２４のステップ３７４について以下で説明する）を試みて、ルーチン のアドレスを発見し、それを変換しなければならない。

ステップ２７１において、実行転送命令のＯＰコードが再び検査されて、検査さ れている経路か条件分岐であるかどうか判断される。もしそうでなければ、その 経路をたどる。さもなくば、ステップ２７２において、条件分岐命令の実行転送 の行き先アドレスに対してデコードされないブロックが形成され、この新たなブ ロックの基本ブロック記述子に対するポインタがデコードされないプロ・ツクの リストに入れられる。

ＶＡＸ命令セットは、条件分岐命令よりも複雑な特別のｒｃＡｓＥＪ命令を含ん でいる。理論的には、行き先の数が実行時間にしか分からないようなＣＡＳＥ命 令をもつことはできるか、このような命令は変換不能であり、それ故、アナライ ザーはこれを「変換不能」とマークし、コードジェネレーターかこのＣＡＳＥ命 令を解読するようにインタープリタ−への呼び出しを発生するようにしなければ ならない。通常の状態においては、ＣＡＳＥ命令に対する行き先の数は変換時間 に分かる。これら行き先の１つを除く全てを図４８のステ・ツブ２３６で待ち行 列に入れることかでき、一方、経路は残りの行き先から続けることかできる。し かしながら、ＣＡＳＥ命令に対して指定された多数の行き先の１つか、実行中（ こ取り上げられることかないので、不適切であるという問題がときどき発生する 。

この状態においては、その不適切な行き先に対する変位か通常はぜ口である。そ れ故、図１８のステップ２３６においては、ＣＡＳＥのＯＰコード及びゼロ変位 経路に対して特殊なテストを行わねばならない。この状態か見つかった場合は、 そのＣＡＳＥターゲットか「変換不能」とマークされ、これか実行時間に解読さ れる。ＣＡＳＥ命令で発生するもう１つの問題は、不適切な経路がアドレスモー ケンスの次の命令へ至る「フォール・スルー」経路になることかときときあるこ とである。この状態では、この「フォール・スルー」経路は変換可能なコートを 含まないことかあり、図１８のステップ２３０において説明及び変換エラーを招 くことになる。説明及び変換エラーか生しると、トランスレータ−はエラーメツ セージを発生し、経路をたとらないよう切断しなければならない（ステップ２３ ８において実行を続けることにより）。エラーメツセージを公式に表すために、 トランスレータ−は、その説明又は変換エラーか生じた命令に先行するＣＡＳＥ ステートメントを探索し、それか見つかったときに、そのエラーかおそら＜ＣＡ ＳＥステートメントによるものであると診断する。更に、ＣＡＳＥステートメン トに伴うこれらの問題は、見つかった時点で、オリジナルプログラムに対してト ランスレータ−によって発生された像情報ファイルに記録される。

図１８ないしＩ９の手順によって発生された流れ図か図］５に示されている。

ＤＨＲＹＳＴＯＮＥ”という名称のプログラムでは、初期入カポインドか＜ｍａ ｉｎ＞であり、これはオリジナルプログラムに２Ｅ００のアドレスを有している 。最初の２つのバイトはＶＡＸ呼び出しマスク００００であり、“ＤＨＲＹＳＴ ＯＮＥ’か呼び出されたときにセーブすべき余分なレジスタかないことを指定す ると共に、例外イネーブルビットＩＶ及びＤＶ（整数及び１０進オーバーフロー ）がオフになるへきである（Ｃプログラムに対するデフィート）ことを指定して いる。［１５ては、手順呼び出しのための六角形記号３０１によって表された最 初の基本ブロックにこの情報か含まれる。

次の９バイトは、２つの命令、即ち５ＵＢＬ２　（ロングワード減算）とそれに 続＜ＪＳＢ（サブルーチンへのジャンプ）とで構成された単一の基本ブロックで ある。［ｇ＋５では、　「ノーマル」ブロックのためめ長方形３０２で表された 第２の基本ブロックにこの情報か示されている。

ＪＳＢ命令に遭遇すると、トランスレータ−は、像情報ファイルのルックアップ を行い、レファレンスを像ＶＡＸＣＲＴＬのオフセット０にし、そしてオフセッ ト０に関連した情報をファイル内で探す。トランスレータ−は、ノーマルな復帰 と、レジスタの使用及びセツティングとを見つける。この情報に基づいて、トラ ンスレータ−は、ＪＳＢプレースホルダーについて破線の楕円３０３で示された プレースホルダーブロックを確立しそして（使用ＪＳＢ特性により）そのプレー スホルダーを、アドレス２ＥＯＢにおいてＪＳＢ命令の直後にスタートする新た な基本ブロックに接続する。この基本ブロックは、単一のＣＡＬＬＳ命令より成 り、長方形３０４によって表される。トランスレータ−は、行き先アドレスを２ Ｅ１８と計算し、それか”ＤＨＩ？ＹＳＴＯＮε″像内の手順（Ｐｒｏｃ傷内で あるがまだ検査されていないことを見つける。トランスレータ−は、流れ図に破 線の六角形３０５で示された手順呼び出しのためのプレースホルダーを形成する 。この手順はまだ検査されていないので、トランスレータ−は、アドレス２Ｅ１ ８で開始して手順内の命令の説明を続ける。最終的に、トランスレータ−は、手 順内のＲＥＴをデコードし、これはメインルーチンのアドレス２Ｅ１２へのノー マル復帰であることを指示する。

トランスレータ−は、２Ｅ１２で始まる説明を続番九ＣＶＴＷＬ　（ワードをロ ングワードに変換する）命令と、ＲＥＴ　（復帰）命令とを見つける。これらは 、流れ図において長方形３０６で示された基本ブロックに含まれるものである。

ＲＥＴ命令はメインルーチンを終了し、従って、トランスレータ−は、ＤＨＲＹ ＳＴＯＮＥプログラムの他の何らかの入カポインドで続けねばならない。

図２０を参照すれば、後方記号実行を行う手順のフローチャートが示されている 。後方記号実行のプロセスにおいては、実行転送命令の行き先アドレスが記号実 行によって表さね、各々の手前の命令の作用を表すように式が次々に変更される 。例えば、実行転送命令が”ＪＭＰ　Ｒ６＋４″であるとする。これは、汎用レ ジスタＲ６の内容に４を加えることにより計算した絶対アドレスに実行を転送す るものである。計算された行き先アドレスは、例えば、’　Ｒ６＋４”という記 号で表される。プログラムを通して後方にＲ６を参照する次の命令は、’　ＭＯ ＶＡＢ　４　（Ｒ５）、Ｒ６”であり、これは、汎用レジスタＲ５の内容に４を 加えそしてその和をＲ６に入れるものである。従って、記号式″Ｒ６＋４”は、 その手前のＭＯＶＡＢ　４　（Ｒ５）、Ｒ６″命令を通して押し戻さね、変更さ れた式”　Ｒ５＋８″を得る。この変更された式は、その記号式が手前の命令の 後に存するものと同じ値をその手前の命令の前に有している。

後方記号実行のプロセスは、計算行き先アドレスが絶対アドレス又は像関連アド レスとしてめられるか、或いは計算行き先アドレスの値に影響するか後方記号実 行を許さないような手前の命令に到達するまで、続けられる。例えば、後方記号 実行で計算行き先アドレスをめることか不可能であるかめられないような幾つか の命令（ＸＯＲＢ２　Ｒ１，Ｒ２のような）の場合に、後方記号実行は許されな い。この場合には、計算行き先アドレスを「未知」の記号値へ減少し、欠落コー ドのおそれを指示するのか便利である。しかしなから、限定された組の命令（例 えば、汎用レジスタを伴う加算、減算、ロード及び記憶）のみに対して記号実行 を許すことにより、典型的なプログラムで見い出される計算行き先実行の大部分 をめることかできる。

図１９のステップ２５２て呼び出されると、後方記号実行は図２０のステップ３ ２１で開始される。このステップ３２１では、実行転送命令の計算された行き先 （図１８のステップ２３５で確認された）を行き先アドレスの記号表示の所定の フォーマットに変換する試みかなされる。例えば、実行転送命令の計算された行 き先オペランドは、アラセンブラー表示により、対応するアドレッシングモード の名称と共に以下のテーブルに示された次の形態を少なくとも存することかでき る。

計算行き先アドレスに対する行き先オペランド１、　（Ｒｎ）　デファーしたレ ジスタ２、−（Ｒｎ）　自動減少 ３、　（Ｒｎ）＋　自動増加 ４、　＠（Ｒｎ）＋　デファーした自動増加５、　ｄｉｓｐ（Ｒｎ）　バイト／ ワード／ロングワード変位６、　ｄｉｓｐ（ＰＣ）　バイト／ワード／ロングワ ード相対的７、　＠ｄｉｓｐ（Ｒｎ）　デファーしたバイト／ワード／ロングワ ード変位８、Ｎｉｓρ（ＰＣ）　デファーしたバイト／ワード／ロングワード相 対９、　（Ｒｎ）［Ｒｘｌ　デファーし、指示されたレジスタ１０、−（Ｒｎ） ［Ｒｘｌ　指示された自動減少１１、　（Ｒｎ）＋［Ｒｘｌ　指示された自動増 加１２、６（Ｒｎ）＋［Ｒｘｌ　デフ７−し、指示された自動増加１３、６ｉｓ ｐ（Ｒｎ）＋［Ｒｘｌ　指示されたバイト／ワード／ロングワード変位１４、初 １ｓｐ（Ｒｎ）＋［Ｒｘｌ　デファーし、指示されたバイト／ワード／ロングワ ード変位 指示されたアドレス方法は、テーブル及びアレイをアドレスするのに一般に使用 されるものであるが、実行転送の行き先アドレスを指定するのに一般に使用され るものではない。それ故、記号表現のための１つの好ましいフォーマットは、指 示されたアドレッシングモード以外の全てのものを表すことのできるフォーマッ トで行き先アドレスを表示する。このようなフォーマットが図２１に示されてい る。これは、デファーしたアドレッシングを指示するメモリアクセスフラグ３２ ６と、レジスタ番号３２７と、ロングワード変位３２８とを含む。又、このフォ ーマットは、レジスタ番号３２７が有効であることを指示するようにセットする ことができるレジスタフラグ３２９を含み、従って、このフォーマットはロング ワード定数を表すこともできる。レジスタフラグは、例えば、図２０のステップ ３２１の間にセットさね、そして後方記号実行のプロセスでレジスタ番号により 指示されたレジスタの内容の値が見つかってその値がロングワード変位に加えら れた場合及びそのようなときにリセットされる。図２１のフォーマットで指示さ れるアドレス値は、レジスタフラグがセットされたときにレジスタの内容に変位 を加えることによって得た値であるか、或いはレジスタフラグがセットされない ときの変位の値であり、そしてメモリアクセスフラグがセットされたときは、そ の和の値がアドレスとして使用されて、メモリからアドレス値がフェツチされる 。

図２２には、計算行き先アドレスに関連した全てのアドレスモードを表すことの できる記号表示のための更に複鰭なフす−マットが示されている。このフォーマ ットは、メモリアクセスフラグ３３１と、インデックスレジスタフラグ３３２と 、インデックスレジスタ番号３３３と、倍率定数３３４と、ペースレジスタフラ グ３３５と、ペースレジスタ番号３３６と、ロングワード変位３３７とを含んで いる。この複雑なフす−マットにより指示されたアドレス値は、変位の値に、ペ ースレジスタフラグかセクトされたときにはペースレジスタの値を加え、インデ ックスレジスタフラグがセットされたときにはインデックスレジスタの値に倍率 定数を掛けた値を加えたものであり、メモリアクセスフラグかセットされたとき には、その和かアドレスとして使用されてメモリからアドレス値がフェッチされ る。図２２のより複雑なフォーマットは、指示されたアドレッシングモードを使 用しない実行転送命令のための行き先アドレスを見つける場合に後方記号実行を 改善するものである。というのは、命令セットにおけるより多くのＯＰコードの 作用を考慮するように記号実行のプロセスを行えるからである。例えば、図２１ のフナ−マットは、レジスタ番号によって指定されたレジスタに基づいて補数命 令の作用を表すことはできない。しかし、図２１のフォーマットは、符号付きの オフセット番号を使用することかでき、インデックスレジスタ番号で指定された インデックスレジスタに基づく補数命令の作用を、そのオフセット番号の補数を とることにより考慮することができる。

非常に多数の命令オペレーションの作用を考慮するために、記号表示は、１つ以 上の定数を含むアルファニュメリック文字列、ＲＬＲ２、Ｒ３，、、Ｒ１５とい った各汎用レジスタの内容を指示するための１つ以上のレジスタ指示体、＋及び 本といった演算オペレーション、及びアドレスＸにおけるメモリの内容を表すメ モリアクセスファンクション＠（Ｘ）のような可変長さフォーマントを使用する ことができ、これにより、記号表示の値は、代数の法則を適用することにより表 される値となる。

それ故、＠７　（Ｒ１）（Ｒ４）のようなデファーしたロングワード変位の指定 子は、＠　（４）ｋＲ４＋ＲＩ＋７）と表される。インデックスレジスタＲ４に 対するオフセット定数４は、指定子のロングワードモードによって決定され、オ フセット定数は、ワードモードの場合２であり、バイトモードの場合ｌである。

しかしながら、オフセット定数１は、文字列に含ませる必要はない。簡単化のた めの他の代数法則が次のように適用される。即ち、ｘ＋Ａ十Ｂ　（但し、Ａ及び Ｂは定数である）は、ｘ＋Ｃ（但し、Ｃ＝Ａ＋Ｂ）と簡単化さね、ｘ＋Ｒｙ＋Ｒ ｙは、ｘ＋２＊Ｒｙと簡単化され、そして＠　（ｚ）＋＠　（ｚ）　十ｘは、２ 本＠　（ｚ）＋Ｘと簡単化される。

ステップ３２１においては、行き先指定子を検査することにより実行転送命令の ための行き先アドレスをめる試みかなされる。これは、相対的なアドレッシング モード及び相対的なデフ７−したアドレッシングモードに対して行うことかでき る。相対的なアドレッシングモードにおいては、次の命令のアドレス（即ちプロ グラムカウンタの更新した値）か変位に加えられて、所望の行き先アドレスか与 えられる。相対的なデファーしたアドレッシングモードにおいては、次の命令の アドレスが変位に加えられて絶対アドレスが得られ、そしてこの絶対アドレスに あるメモリの内容（これは図１４の固定メモリエリア１８８になければならない ）がフェッチされて、所望の行き先アドレスが与えられる。ステップ３２２にお いて、行き先アドレスをめたときには、図１８のステップ２３７において経路を たどるように実行分岐が続けられる。

ステップ３２１において行き先アドレスかめられないときには、ステップ３２３ において、実行転送命令に対する行き先指定子を、命令の開始に評価したときに 行き先アドレスの値を表す記号表示へと変換するための試みがなされる。これは 、命令の終わりに生じる行き先指定子自体の評価と対照的である。

自動減少モードを除く全ての場合に、行き先指定子に対するアッセンブリ言語表 示は、記号表示の項目に一致することによって直接変換をする。自動減少モード の場合には、ペースレジスタの内容が行き先指定子の評価に使用される前に、ペ ースレジスタの内容か命令ＯＰコードのデータ形式に基づいて■、２．４．８又 は１６だけ減少される。それ故、自動減少行き先指定子が変換されるときは、記 号表示における変位定数が実行転送命令のＯＰコードのデータ形式に基づいて− １，−２、−４、−８又は−１６となる。更に、命令アーキテクチャ−が実行転 送命令において自動減少ソース指定子を許す場合には、行き先指定子に含まれた レジスタと同じペースレジスタを用いた各々の自動減少ソース指定子に対し、記 号表示の変位定数は、各々のこのような自動減少指定子の作用を考慮するために 、実行転送命令のＯＰコードのデータ形式に基づいて、−１、−２、−４、−８ 又は−１６だけ減少する必要がある。

ステップ３２４において、行き先指定子を記号表示に変換できないときには実行 がステップ３２５へと分岐する。これは、例えば、図２１の固定フォーマントか 記号表示に使用されそして行き先指定子が指示されたアドレッシングモードを育 するときに生じる。ステップ３２５では、実行転送命令が未知の行き先を有する ことを指示する警報か発せられる。

行き先指定子が記号表示に変換されるときには、ステップ３４１においである変 数か初期化され、後方記号実行を行って、記号表示に対して考えられる行き先優 がサーチされる。一定の値を受け入れるためのリストかクリアされ、少なくとも １つの未知の値の存在を指示するフラグがクリアされる。更に、　「エポック」 番号が増加される。

このエポック番号は、記号実行がパスした各ブロックをマークして流れ図を通る 無限ループができるのを防止するのに用いられる。無限ループの可能性は、図２ ３に示された流れ図によって示されている。この流れ図はハイアラーキデータ構 造体として描かれたものである。この流れ図は、例えば、メイン入カポインド３ ４２を育し、そして実行はターミナルブロック３４３，３４４の復帰命令で終了 する。いずれのブロックについてもその終了部から開始部へ直接的に延びるルー プはないが、経路３４５及び３４６か中間ブロック３４７及び３４８を相互接続 しており、ハイアラーキ式のサーチ中に無限ループを生じさせることがある。

例えば、前方のハイアラーキサーチは、ブロックのサーチをその開始部において 開始するルーチンを呼び出すことにより典型的に実行され、ブロックの終了部に 到達した場合及びそのときに、ルーチンはそのブロックの各後続ブロックに対し てそれ自身を繰り返し呼び出し、これに対して、後方のハイアラーキ式サーチは ブロックのサーチをその終了部から開始するルーチンを呼び出すことによって典 型的に実行され、ブロックの開始部に到達した場合及びそのときに、ルーチンは そのブロックの各先行ブロックに対してそれ自身を呼び出す。経路３４５及び３ ４６の存在によりこれらのサーチルーチンのいずれかが無限ループに捕まること になる。というのは、中間ブロック３４７．３４８が交互に且つ繰り返しサーチ されるからである。

前方又は後方のサーチ中に無限のループかできるのを防止するために「エポック 番号」がサーチの前に増加さね、ブロックに対してサーチルーチンに入るたびに 、　「エポック番号Ｊかそのブロックに対する「エポック番号アトリビュートＪ と比較される。　［エポック番号」と「エポック番号アトリビュート」とが一致 することは、そのサーチ中にそのブロックに既に到達しており、従って、繰り返 してはならないことを指示する。

図２０に戻ると、ステップ３５１において、記号表示の考えられる値に対し、以 下で述べるように図２４のサーチルーチンを呼び出すことにより、後方サーチか 開始される。次いで、ステップ３５２において、「未知」のフラグが検査されそ してもしこれかセットされていれば、その記号表示に対し未知の値が考えられる ことを警告するためにステップ３５３で警報メツセージが発生される。ステップ ３５４において、一定値のリストが検査され、それか空である場合には、実行転 送命令からの経路の終了部に達しており、図１８のステップ２３７及び２３８に おいて実行が続けられて、別の経路をたどる試みがなされる。さもなくば、ステ ップ３５５において、リスト内の各一定値がステップ２５４ないし２６４につい て既に述べたようにテストされ、有効な行き先であることが確かめられる。しか しなから、図２７について上記したように、これらテストの幾つかは、一定値を リストに入れる前に行うことかでき、従って、テストの際に一定値を得た特定の 方法を考慮に入れることができる。次いで、ステップ３５６において、リスト内 の一定値が有効であるかどうかチェックされる。もし有効でなければ、実行転送 命令からの経路の終端に到達しており、図１８のステップ２３７及び２３８にお いて実行か継続され、別の経路をたどる試みがなされる。さもなくば、ステップ ３５７において、２つ以上の有効な行き先をリストが含むかどうかのチェックが 行われる。もしそうであれば、１つを除く全てがデコードされていないブロック のリスト（図１７の２２５）に入れられ、ＩＮ＋８のステップ２３７及び２３９ において残りの有効行き先で始まる経路が続けられる。

図２４には、図２０のステップ３５１で呼び出された後方サーチルーチンのフロ ーチャートが示されている。このルーチンは２つの入カポインドを育する。第１ の入カポインド３６１は、指定のブロックにおける指定の命令アドレスで新たな 後方サーチを開始するために呼び出される。第２の入カポインド３６２は、指定 のブロックの終了部で始まる後方サーチを続けるために呼び出される。

第１の入カポインド３６１は、図２０のステップ３５１て呼び出されて、実行転 送命令の命令アドレスで新たな後方サーチを開始し、この場合、第１のステップ ３６３は、新たなサーチに対するエポック番号に等しい実行転送命令を含む現在 ブロックのエポック番号アトリビュートをセットする。次いで、ステップ３６４ において、現在ブロックのサーチは、現在命令アドレスがブロック内の第１命令 のアドレスである場合に終了となり、これはブロックが実行転送命令のみて構成 される場合に生じる。さもなくば、ステップ３６５において、現在命令アドレス か手前の命令の命令アドレスに変更される。これら最後の２つのステップ３６４ ．３６５は、テーブル（図１７の２２４）をインデックスすることにより容易に 行われる。

指定されたブロックの終了部でサーチを続けるように第２の入カポインド３６２ か呼び出されたときには、ステップ３６６において、エポック番号がブロックの エポック番号アトリビュートと比較される。新たなブロックを形成するときには 、新たなブロックのエポック番号アトリビュートが、新たなサーチの始めに増加 されたエポック番号の現在値に等しくなるようセットされる。更に、エポック番 号は、例えばロングワードであって、これが増加されるたびに、所与のプログラ ムの変換中に各サーチに対して独特の値を与える。それ故、ステップ３６６では 、現在ブロックか現在サーチに既に含まれている場合にのみ、現在サーチのエポ ック番号か現在ブロックのエポック番号アトリビュートに等しくなる。サーチプ ロセスに無限ループかできるのを防止するために、そして何らかの付加的な値を 見つけるおそれが減少することから、現在ブロックが現在サーチに既に含まれて いる場合には、現在ブロックのサーチか終了となる。

ステップ３６６からサーチを続けるべき場合には、現在ブロックのエポック番号 アトリビュートかステップ３６８においてエポック番号に等しくなるようにセン トされる。次いで、ステップ３６９において、現在命令のアドレスかそのブロッ ク内の最後の命令のアドレス１こ等しくなるようにセットされる。この点におい て、図２４のサーチプロセスは、サーチルーチンか第１人カポインド３６１から 呼び出されたものであるか第２人カポインド３６２から呼び出されたものである かに関わりなく同じとなる。

ステップ３７０において、表示か現在命令を通して後方に「ブツシュ」さ托図２ ５について以下で詳細に述べるように、その表示かめられる。ステップ３７】で テストして、その表示がめられた場合には、後方サーチルーチンから復帰するこ とにより現在ブロックのサーチが終わりとなる。その表示がめられなかった場合 には、ステップ３６４．３６５．３７０及び３７１を繰り返し、表示かめられる まで又はブロックの開始部に到達するまで、ブロック内の命令を通して後方に表 示を次々にブツシュする。

ステップ３６４において、表示かブロックの開始部までブツシュされたと分かっ た場合には、ステップ３７２でその表示かサブルーチンアーギュメントを表して いるかどうかチェックされる。ＶＡＸアーキテクチャ−の場合には、定数をＣと して、式’　＠　（Ｒ１２＋Ｃ）”であるときに、表示がサブルーチンアーギュ メントを表す。サブルーチンのアーギュメントによって指定されたアドレスに対 する呼び出しは、一般に、手順又はファンクションパラメータに対する呼び出し である「コールバック」として知られている。この「コールバック」は、より詳 細には、実行転送命令のＯＰコードに基づいて、コールバックｊｓｂｂａｃｋ又 はｊｍｐｂａｃｋと称される。「コールバック」が見つかったときには、ステッ プ３７３においてその特性がオリジナルプログラムの像情報ファイルに記入さね へこれは、図３１ないし３３を参照して以下で述べるように、異なったプログラ ム間の相互依存性による矛盾を解決するために後で使用される。例えば、ＶＭＳ システムサービスルーチン及びコンパイルされたＢＡＳｒＣプログラムでは著し い数のコールバックが見つけられている。

更に、ステップ３７４では、記号表示に対して考えられる値のサーチが、現在ブ ロックの先行ブロックをサーチすることによって続けられる。先行ブロックがプ ログラム入カポインド（即ち、外部像からの呼び出いとして定められる場合には 、記号表示に対する値が発呼プログラムによって決定されるかどうかを検査する ために、少なくとも１つの発呼プログラム像からのパラメータ値に関する情プロ グラム入カポインドへ通されるパラメータ値に関する情報に対してサーチされる 。

先行ブロックがプレースホルダーである場合には、手順又はサブルーチン呼び出 しの作用に関するプレースホルダー情報を参照し、これらの作用によって記号表 示かめられるかとうかを判断しｍ−この場合には、先行ブロックのそれ以上のサ ーチは不要である一一或いは手順又はサブルーチン呼び出しか記号表示に対して 何の作用もしないか又は既知の作用を及ぼすかを判断するｍ−この場合は、プレ ースホルダーの先行ブロックまで後方記号実行を続けることかできる。しかしな がら、プレースホルダー情報ｉ報は、サブルーチンか未知の方法で記号表示１こ 作用することを指示する。この場合に、後方記号実行は、プレースホルダーによ り定められた入カポインドから続くライン内にあるサブルーチンの各々の考えら れる復帰点から始めて実行することができる。

先行ブロックか億円の呼び出しステートメントからのサブルーチン呼び出しであ るときには、ステップ３７３において「コールバック」特性か記入されたときだ け発呼ルーチンにおいてサーチがなされる。ＶＡＸ／ＶＭＳプログラムの場合に は、ＣＡＬＬＳ手順の呼び出しに対してこのサーチを行うのが特に望ましい。

というのは、このような場合には、スタックにコールバックパラメータをブツシ ュする命令から記号表示か容易にめられるからである。又、発呼ルーチンに対す るサーチの有効性は、記号表示がアッセンブタ表示法で＠（Ｒ１２＋Ｎ）“又は ＠Ｎ　（ＡＰ）である場合のコールバックパラメータ番号Ｎを、ＣＡＬＬＳステ ートメントによってスタックに実際に入れられたパラメータ番号Ｍと比較するこ とによりチェックでき、この番号Ｍは、ＣＡＬＬＳ＃ｒ今の類リテラル指定子で ある。ＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｓステートメントの直前に、手順パラメータは、スタック 上でメモリ位置（Ｎ−４）ＳＰにある。それ故、表示かＣＡＬＬＳ命令を通して ブソソユされたとき、ＳＰをＡＰと取り替え、表示変位から４を減算することに より、記号表示に対するＣＡＬＬＳオペレーションの作用か考慮される。ＣＡＬ ＬＳ命令のアドレスにおいて請求めるへき記号表示は、−＠　（Ｒ１４＋（Ｎ− ４））“である。サーチは、図２４の後方サーチルーチンの第２人カポインド３ ６２に対する繰り返し呼び出しによって開始されるか、これは、実行復帰の際に 池の先行ブロックのサーチを続けるために後方サーチによって必要とされる情報 をセーブした後である。呼び出し及び復帰は、次のようにコード化される。

（ＩＦ　ＣＡＬＬＢＡＣＫ　ＴＨＥＮ ＰＴＲ２） ＩＦ　ＣＡＬＬＩＮＧ　ＢＬＯＣＫ（ＬＡＳＴ　［Ｎ５ＴＲ）＝ＣＡＬＬＳ　Ｔ ｌ（ＥＮ（ＰＬＩＳＨ（ＢＬＯＣＫ、　ＥＸＰＲ，ＰＴＲｌ、　ＰＲＥＤ　ＢＬ ＯＣＫ。

ＰＴＲ２） ＰＴＲ２）） εＬＳＥ　ＳＥＴ　ｔＪＮＫＮＯＷＮ　ＦＬＡＧ先行ブロックかノーマルなブロ ックである場合には、次のように繰り返しサーチすることかてきる。

ＩＦ　ＰＲＥＤ　ＢＬＯＣＫ　（ＴＹＰＥ）−ＮＯＲＭＡＬ醒ＰＵＳＨ（ＢＬＯ ＣＫ、　ＥＸＰＲ，ＰＴＲＩ）ＣＡＬＬ　ＢＡＣＫＷＡＲＤ　５ＥＡＲＣＨＰＯ Ｐ（ＢＬＯＣＫ、　ＥＸＰｌｉ、　ＰＴｌ？Ｉ）全ての先行ブロックか検査又は サーチされた後に、後方サーチルーチンが終了となり、実行復帰する。

図２５には、記号表示を手前の命令を通して後方に「ブツシュＪして、手前の命 令の後に記号表示か育していたものと同じ値をその命令の前に育するような変更 した表示を得るためのルーチンのフローチャートか示されている。このルーチン は、例えば、図２４のステップ３７０で呼び出される。このプロセスは、命令Ｏ Ｐコードに大きく依存している。プログラムカウンタ以外のメモリ又は汎用レジ スタの内容に直接作用しないような命令ＯＰコードは、定数、レジスタ指定子及 びメモリアクセスファンクションのみを含む記号表示の値に影響しない。通常の 場合にプログラムカウンタの変化する値は、記号表示の値に影響しない。という のは、表示をブツシュする前には、表示かプログラムカウンタを指定するレジス タ指定子を有しておらず、表示を通して命令をブツシュするプロセスかプログラ ムカウンタを指定するレジスタ指定子を表示に加えようとする場合には、一定の アドレス値に置き換えることによりそれか除去されるからである。汎用レジスタ 又はメモリの内容に直接影響しないか不定の仕方で影響すると分かっている命令 ＯＰコードは、「未知」の記号値を見つけてプロセスを終了させる。

ＯＰコードは汎用レジスタ及びメモリの内容に複雑な仕方で影響するので、各Ｏ Ｐコードの作用に関するｔＷ報を、ＯＰコードによってアドレスされたデコード テーブルに予め記憶することか所望される。このデコードテーブルは、各ＯＰコ ードに対して書かれた別々のルーチンのスタートアドレスを含むことができる。

しかしなから、説明上、以下では同様の機能を実行するＯＰコードのルーチンの 共通の特徴について述べることにする。それ故、ＵｊＪ２６のデコードテーブル 構成は、種々の経路に沿って分岐して各ＯＰコードに対して特定の動作を実行す るようにより一般的な手順によって使用することのできる多数のルーチン及びＯ Ｐコート情報を備えている。このような一般的な手順は、各ＯＰコードに対する 一般的なルーチンに取り入れられる経路を考慮することにより各ＯＰフードに対 する別々なルーチンへと拡張できることを理解されたい。

図２５のフローチャートの第４ステツプ３８１では、テーブルの入力を得るよう にデコードテーブルがアドレスされる。ステップ３８２では、その入力かゼロと 比較され、命令か、そのＯＰコードのみにより、許容できる記号表示の値に対し て何らかのあり得へき作用をもつことかできないかどうか判断する。もしてきな ければ、その実行は表示か分析されないまま復帰となる。

デコードテーブルに対して考えられるフォーマントか図２６に示されている。

ロングワードテーブル入力３８６にエンコードされるのは、通常ないような作用 を有するＯＰコードのための特殊な分析ルーチンに対する変位と、ＯＰコードの ためのメモリレファレンス分析ルーチンに対する変位３８７と、ＯＰコードのた めのレジスタ分析ルーチンに対する変位３８８と、ＯＰコードが意味するデータ 形式及びオペランドに関するエンコードされた情報３８９とである。ＯＰコード のためのエンコードされたデータは、例えば、含意ルジスタ行き先コード３９１ と、データ形式コード３９２と、スタックポインタの含意自動減少を指示するフ ラグ３９３と、含意メモリオペレーションを指示するフラグ３９４と、スタック ポインタの含意自動増加を指示するフラグ３９５とを含む。含意レジスタフード は、例えば、通常の場合には値Ｏを育し、ＲＯ及びＲ１か影響を受けることを指 示するために値ｌを育し、ＲＯないしＲ３か影響を受けることを指示するために 値２を育し、そしてＲＯないしＲ５か影響を受けることを指示するために値３を 有する。データ形式コードは、バイト、ワード、ロングワード、りオドワード又 はオクトワードのいずれかを指示する。

図２５のフローチャートに戻ると、命令に対する一連の中間オペレーションを通 して後方に表示かブツシュされる。これらの中間オペレーションは、逆の順序で 、自動増加、ＯＰコードオペレーション及び自動減少である。ステップ３８２に おいて、自動増加指定子に対して命令がスキャンされる。表示において指示され たレジスタＲｘを使用する各々の表現及び含意自動増加指定子に対し、その表示 におけるレジスタ指定子Ｒｘは、Ｒｘ＋Ｃと置き換えられ、ここでＣは、ＯＰコ ードデータ形式がバイトであるかワードであるかロングワードであるかりオドワ ードであるか又はオクトワードであるかに基づいて各々１，２．４．８又は１６ となり、そしてもし可能であれば、定数の乗算及び加算によって表示が簡単化さ れる。例えば、表示か＠　（Ｒ１＋Ｒ７＋４）＋＠　（Ｒ３＋３）＋ＲＩ＋Ｒ６ ＋７“であり、命令が自動増加指定子’（Ｒ１）十″を含み、モしてＯＰコード データ形式がりオドワードである場合には、表示か’＠（Ｒ１＋Ｒ７＋＋２）＋ ＠　（Ｒ３＋３）＋Ｒ１＋Ｒ６＋１５″に変更される。

ステップ４０２において、デコードテーブルからのデータの値が負でないときに 、実行はステップ４０３の特殊なレジスタ分析ルーチンへ分岐する。この特殊な 分析ルーチンヘジャンプするために、例えば、次のコートを使用することかでき る。

ＭＯＶＥ　３（Ｒ１）、Ｒ２：Ｒ１ｃｏｎｔａｉｎｓ　ＴＡＢＬＥ＋４零〇ＰＣ ＯＤＥ卸ＤＬ　ＰＣ，Ｒ２，Ｒ２ ＭＰ　Ｒ２ 特殊なレジスタ分析ルーチンの例は、ステップ３７４について上記したＣＡＬＬ Ｓに対するルーチンであり、Ｎ５Ｍ本４の場合（ここで、ＭはＣＡＬＬＳ命令に よって指定されたパラメータの数である）、ＲＩ４−４″が表示“＠（Ｒ１２＋ Ｎ）”におけるＲＩ２の発生に置き換えられ、そして表示か簡単化されて、”　 ＠　（Ｒ１４＋　（Ｎ−４））“が得ら札さもなくば、　「未知」の値に復帰さ れる。

ステップ４０４において、表示がメモリアクセスオペレーションであるときに実 行はステップ４０５へ分岐する。ステップ４０５において、各メモリアクセスフ ァンクションのアーギュメントを命令に対する表現又は含意メモリ行き先指定子 のアドレスｌ二合致させる試みがなされる。合致を生じさせてメモリアクセスオ ペレーションの値に影響を与えることかできる場合には、実行かステップ４０６ へ分岐する。ステップ４０６において、実行は命令ＯＰコードに対するメモリ分 析ルーチンへジャンプし、特定のＯＰコードのためのメモリ分析ルーチンに対す る変位は、例えば、デコードテーブルにおける［メモリ分析ルーチンのための変 位」　（図２６の３８７）となる。

メモリ分析ルーチンは、含意メモリ行き先を伴うＯＰコードのためのルーチンと 、表現メモリ行ぎ先結果指定子を使用するＯＰコードのためのルーチンとを含ん でいる。含意メモリ行き先を伴うＯＰコードは、例えば、ＰＵＳＨＡＢ及びＰＵ ＳＨＬを含み、これは各々アドレス又はロングワードをスタックに対してブツシ ュする。ＰＵＳＨＡＢｘ又はＰＵＳＨＬｘに対する含意メモリ行き先指定子は０ （ＳＰ）であり、これは、式’Ｒ＋４”のメモリレファレンスアーギュメントに 確実に合致する行き先アドレスを指定する。合致か確実な場合には、記号表示に おいて次のような置き換えが行われる。即ち、合致する’＠（Ｒ１４）“項にＸ を置き換え、そして全てのＲＩ４レジスタ指定子に’Ｒ１４−４”を置き換える 。

表現メモリ行き先指定子を有する命令に見い出されるＯＰコードの例は、ＭＯＶ ＥＬ　ｘ、ｙのようなデータ転送命令であり、ここでｙはメモリ行き先指定子で ある。この場合に、命令の結果Ｘは、表示の各合致するメモリレファレンスアー ギュメントにおいてｙと置き換えられる。例えば、命令がＭＯＶＥ　Ｒ１，８（ Ｒ２）でありそして表示が’　＠　（Ｒ２＋８）＋Ｒ１＋７である場合には、表 示か２＊ＲＩ＋７に変更される。

表現メモリ行き先指定子とメモリファンクションアーギュメントとの合致は、Ｏ Ｐコードのデータ形式によっても左右される。例えば、りオドワード又はオクト ワードデータ形式を育する命令は、２つ以上のロングワードに合致する。例えば 、命令ＣＬＲＱ　（Ｒｘ）は、りオドワードデータ形式であり、そのメモリ行き 先指定子は、”＠　（Ｒｘ）″及び”＠　（Ｒｘ＋４）”に合致し、各々の場合 にメモリファンクションはゼロに減少される。又、ロングワードアドレス境界か らのアドレス不整列かあるときにあり得る合致も重要であり、この状態は、例え ば、命令ＣＬＲＬ　（Ｒｘ）ど＠　（Ｒｘ＋１）”との合致であり、この場合は 、所望のロングワードアドレスの１バイトのみが一定値０に分析される。

表示内のメモリオペレーションのアーギュメントに合致するようにメモリ行き先 指定子によって指定されたアドレスについて考えられはするが確かではないとき にステップ４０６において設計の選択が生じる。この状態は、例えば、メモリ行 き先指定子が（Ｒ１）であって、表示がメモリアクセスファンクション＠（Ｒ２ ）を育する場合であり、即ち、手前の命令がＭＯＶＥ　Ｒ１，Ｒ２の場合に合致 か生じる。メモリ行き先指定子は、メモリ行き先指定子によって指定されたメモ リ行き先アドレスを表す別の記号表示に変換することができ、後方記号実行を行 って、上記他の記号表示を、表示内のメモリオペレージ３ンのアーギュメントに 確実に合致するか又は合致しない形態に変換するよう試みることができる。しか しながら、異なった行き先アドレスを表す多数の表示に対して後方記号実行を同 時に行うと、異なった行き先アドレスの各々に対して付加的なエポック番号とエ ポック番号アトリビュートとか必要となるので、サーチが複雑なものになる。

それ故、多数の記号表示に対するサーチの程度を制限することが所望される。こ れは、例えば、サーチを】つの付加的な記号表示に制限するか、又は現在ブロッ ク及びこれとは異なる先行ブロックにおける１つの付加的な記号表示に制限する ことによって行われる。いずれにせよ、合致か考えられるか合致か確実ではない という結論に達する場合には、図２５のステップ４０６の結果は、それを分析す るが、一定の値に分析するのではない。それ故、実行はステップ４０７において ステップ、Ｓ　０８に分岐し、そこで「未知」のフラグかセットされ、実行か復 帰する。

又、記号表示は「未知」の結果にも分析され、この場合には、記号表示のフォー マットで命令の作用を表すことか困難又は不可能である。この状態の→１は、排 他的オアオペレーンコンである。手前の命令か２つのレジスタの内容をスワップ するものでない限り、排他的オペレーションの作用は不定となる。例えば、レジ スタＲ１とＲ２とのスワップは次のようにフード化することかできる。

Ｘ０ＲＬ２　Ｒ１，Ｒ２；　Ｒ２←ＲＩ　ＸＯＲＲ２ＸＤＲＬ２　Ｒ２，Ｒ１； 　Ｒ１←Ｒ２ＸＯＲＲＩＸＯＲＬ２　Ｒ１，Ｒ２：　Ｒ２−ＲＩ　ＸＯＲＲ２ス テップ４０９においては、ステップ４０６で表示か一定値に分析されるかどうか に基ついて実行か分岐される。プログラムカウンタ指定子を除く全てのレジスタ 指定子か表示から削除されるときに表示を一定値に分析することかできる。

それ故、レジスタ指定子か除去されるか又は分析ルーチンにおいて変更されたと きには、表示を一定値へ分析する試みかなされる。これは、図２７について以下 に述べるようなルーチンを呼び出すことにより行うことかてきる。

ステップ４０４において表示かメモリアクセスファンクションを含まないと決定 されたとき、又はステップ４０５において合致のおそれのあるメモリ行き先指定 子を命令かもたないと決定されたときに、命令か汎用レジスタの内容に影響する ことか考えられる。通常の場合には、命令か表現レジスタ直接行き先指定子を存 するとき又はある含意レジスタ直接行き先指定子を有するときに、命令か汎用レ ジスタの内容に影響を与える。しかしなから、命令か表現レジスタ直接行き先指 定子を育するときには、ＯＰコードデータ形式がりオドワード又はオクトワード であれば、表現指定されたレジスタ以外のレジスタに影響を与える。

レジスタの内容は命令によって若干複雑に影響されるので、ＯＰコードレジスタ 使用、データ形式及び行き先レジスタ番号の種々の考えられる組み合わせに対し てレジスタ使用マスクか予め記憶されるようなデコードテーブルを使用すること かできる。レジスタ使用マスクは命令に対してフェッチすることができ、これを 用いて、命令か記号表示に影響を及ぼし得るかどうかを速やかに判断することか できる。例えば、図２６に示すＯＰコードレジスタ使用情報３８９をエンコード する場合には、レジスタブフードテーブルのアドレスをＯＰフードレジスタ使用 のバイトから形成することかできる。これは、レジスタ直接行き先か命令に対し て指定されるかどうかをチェックし、もしそうならば、行き先レジスタ番号をデ ータ形式に添付させて、レジスタ使用マスクのテーブルに対するインデックスを 形成することにより行われる。各々のレジスタ使用マスクは、影響を受けるレジ スタを指示するようにセットされるビットと、命令によって影響されないレジス タを指示するようにクリアされるビットとを存するワードである。又、ステップ ４１０において、記号表示に使用されるレジスタ指定子を指示するビットをセッ トすることにより、記号表示に対するレジスタ使用マスクがワードから形成され る。例えば、最上位ビット位置がセット又はクリアされてＲ１５の存在を指示し 、そして最下位ビット位置がセット又はクリアされてＲＯの存在を指示すると仮 定すれば、表示”＠　（Ｒ３＋４）＋Ｒ１２＋Ｒ４＋３”に対するレジスタ使用 マスクは、０００１００００００００１１００２となる。

ステップ４１１では、命令の行き先レジスタマスクと記号表示のレジスタ使用マ スクとの間で論理アンドか計算さ江命令によって影響される表示におけるレジス タ指定子を示すレジスタ競合マスクか得られる。ステップ４１２では、このレジ スタ競合マスクかゼロと比較さＬ特定の命令ＯＰコードに対するレジスタ分析ル ーチンを使用すべきかどうか判断される。もしそうならば、ステップ４１３にお いて、レジスタ分析ルーチンは、命令ＯＰコードの作用を考慮しておそらく表示 を一定値へ分析するために記号表示を変更すべきであるか、或いはその作用か不 定であって表示を「未知」の値へ分析すべきであるかどうかを判断する。

例えば、命令かＣＬＲＬであるか又はＣＬＲＱ命令である場合には、レジスタ競 合マスクによって指示された各レジスタ指定子の各発生が記号表示から除去され る。ＭＯＶＥ　Ｒｘ、Ｒｙ命令の場合には、レジスタＲｘに対するレジスタ指定 子か記号表示におけるレジスタ指定子の各発生に置き換えられる。しかし、ＭＯ ＶＱ　Ｒｘ、Ｒｙ命令の場合には、レジスタ競合マスクによって指示された各レ ジスタＲｚかレジスタ指定子Ｒ（ｚ＋ｙ−ＸＪに置き換えられる。換言すれば、 ＲｘはＲｙｉ：ｆｉｔき換えられるが、Ｒｘ＋１もＲｙ＋Ｉに置き換えられる。

分析ルーチンの１つによって表示か分析されない場合には、ステップ４１４にお いて、記号表示で指定されたレジスタに影響を与える自動減少オペレーションを 通して記号表示か「ブツシュ」される。記号表示で指定されたレジスタＲｘを用 いた各表現及び含意自動減少指定子については、その表示内のレジスタ指定子Ｒ ｘかＲｘ＋Ｃに置き換えられ、ここて、Ｃは、○Ｐコードデータ形式が）＼イト であるか、ワードであるか、ロングワードであるか、クオドワードであるか又は オクタワードであるかに基づいて、各々、−１、−２、−４、−８又は−Ｉ６で あり、そして表示は、もし可能であれば、定数の乗算及び加算によって簡単化さ れる。

命令を通しての表示の「ブツシュ」を複雑な表示フォーマット及び複雑な命令に 対して一般的に述へたか、後方記号実行のプロセスは、ＶＡＸ／ＶＭＳプログラ ムにおいて計算行き先アドレスを分析するのに非常に有効であることか分かった 。これは、たとえ、図２１の簡単な表示フォーマットか使用されても、そして分 析ルーチンにより「未知」の値を分析しても、命令かＭＯＶＡＢ、ＰＵＳＨＡＢ 、ＭＯＶＬ、ＰＵＳＨＬ、ＣＬＲＬ、ＣＬＲＱ又はＣＡＬＬＳでない限り、そう である。

図２７は、記号表示内の項目を分析するためのルーチンのフローチャートである 。この項目は、例えば、図２１の固定フォーマットで示されている。

第１ステツプ４２１では、レジスタフラグかセットされた場合に実行かステップ ４２２へ分岐し、さもなくば、実行かステップ４２３へ続く。ステ、ｔブ４２３ ては、レジスタ番号か１５と比較される。レジスタ番号か１５でなく、従って、 プログラムカウンタの更新した値を指示しない限り、表示を分析することかでき ない。それ故、レジスタ番号か１５でないときには実行か復帰し、さもなくば、 実行かステップ４２４へ続く。

ステップ４２４では、行き先アドレスか変位と更新されたＰＣの値との和として 計算される。ＶＡＸ命令アーキテクチャ−では、現在命令がＰＣを指定するレジ スタ直接モードの表現ソース指定子を有するときに、記号実行のプロセスにより ＰＣレジスタ指定子Ｒ＋５か記号表示に加えられる。この場合、更新されたＰＣ の値は、現在命令においてＰＣを指定した指定子の直後のバイトのアドレスであ る。

ステップ４２５ては、メモリアクセスフラグが検査される。メモリアクセスフラ グかセットされない場合には、アドレスかオリジナルプログラムにおける実行転 送命令の考えられる行き先となるべきである。ＶＡＸ／ＶＭＳプログラムの場合 には、このようなＰＣ相対アドレスがプログラムの命令メモリエリア（図１４の １８７）になければならない。これはステップ４２６においてチェックされ、ア ドレスが命令エリア内にあることか分かると、そのアドレスはステップ４２７に おいて行き先のリストに入れられ、表示が分析された状態で実行が復帰する。

さもなくば、ステップ４２８において警報メツセージが発せられる。更に、命令 メモリアドレス以外のアドレスは無効と考えられるので、行き先リストには加え られない。そうてはなくて、　「未知Ｊのフラグがステップ４２９においてセッ トされ、記号表示か分析された状態で実行が復帰する。

行き先かＰＣ相対間接アドレスであるとき実行はステップ４３０に分岐する。

ＶＡＸ／ＶＭＳプログラムでは、ＰＣ相対間接アドレスは、プログラムメモリの 固定ベクトルエリア（図１４の１８８）に含まれた固定ベクトルであるときだけ 有効であると考えられる。ステップ４２４で計算されたアドレスがプログラムメ モリの固定ベクトルエリアに入り、定義された固定ベクトルのリスト又はテーブ ルに含まれる場合には、ステップ４２３においてアドレスされた固定ベクトルか メモリから読み出され、そしてステップ４３３において固定ベクトルが行き先の リストに入れられ、記号表示か分析された状態で実行が復帰する。ステップ４２ ４で計算されたアドレスがプログラムメモリの固定のベクトルエリアに入らない か、又は定義された固定ベクトルのリスト又はテーブルに見つからない場合は、 ステップ４３１て警報か発せら托ステップ４２９で「未知」のフラグかセｙｈさ れ、記号表示か分析された状態で実行が復帰する。

ステップ４２１においてレノスタフラグかクリアされたことか分かりそしてメモ リアクセスフラグもクリアされたことが分かった場合には、行き先か絶対アドレ スとなる。ＶＡＸ／ＶＭＳプログラムの場合には、絶対アドレスは、予め定めら れたシステムベクトル入カポインドであるときだけ有効であると考えられる。

それ故、ステップ４３４ては、予め定められたシステムベクトル入カポインドの リスト又はテーブルにおいてルックアップか実行される。アドレスか予め定めら れたシステムベクトル入カポインドである場合には、ステップ４２７においてこ れか行き先のリストに加えら札記号表示が分析された状態で実行か復帰する。

さもなくば、ステップ４３５において警報が発せられ、ステップ４２９において 「未知」のフラグかセットされそして記号表示か分析された状態で実行が復帰す る。

ステップ４２２てメモリフラグがセットされたことか分かると、記号表示によっ て指示された行き先か絶対間接アドレスとなる。ＶＡＸ／ＶＭＳプログラムにお いては、このようなアドレスが無効であると考えられる。それ故、ステップ４３ ６において警報が発せらね、ステップ４２９において「未知」のフラグかセント され、そして記号表示が分析された状態で実行か復帰する。

図２８及び２９は、図１３のステップ１６４を参照することにより上記したブラ ウンプルコードと、図」４のプログラムメモリマツプ１８１の命令メモリエリア ＋８７とに対してスキャンを実行する手順のフローチャートである。このスキャ ンの結果は、命令メモリエリア（図１４の１８７）における「プラウシブルコー ドＪエリア（図１４の１９７）を識別することである。特に、図２８及び２９の 手順は、命令メモリエリア（図１４の１８７）の中のエリアで、流れ図のブロッ クに含まれるデコートされた命令を含むメモリのエリア（１９４，１９５，１９ ６）を含まないようなエリアをスキャンする。流れ図のブロックに含まれたデコ ードされた命令は、簡単に「既知のコード」と称する。命令メモリエリア（図１ ４の１８７）の中のエリアで、既知のフードを含まないエリアは、　「未知のコ ードエリア」と称する。それ故、図２８及び２９の手順は、［未知のコードエリ ア」をスキャンして、　「ブラウンプルコード」を見つける。ブラウンプルコー ドのスキャン中に、ブラウンプルコードの流れ図が形成される。図２８の最終ス テップ４９９に３いてブラウンプルコードのスキャンか終了すると、既知のコー ド（ＫＮＯＷＮ　Ｃ０ＤＥ）の全バイト数か、既知のコートの流れ図における全 ての基本ブロックに対して基本ブロック記述子の「バイト長さ」アトリビュート の値を加算することにより計算さね、そしてブラウンプルコード（ＰＬＡＵＳＩ ＢＬＥ　Ｃ０ＤＥ）の全バイト数か、ブラウンプルコードの流れ図における全て の基本ブロックに対して基本ブロック記述子の「バイト長さ」アトリビュートの 値を加算することにより計算される。次いで、見つかったコードの割合か次のよ うに計算される。

％　Ｃ０ＤＥ　ＦＯＬ、’ＮＤ　＝　ＫＮＯ謝　Ｃ０ＤＥ　／　（囮０鼎　Ｃ０ ＤＥ　＋　ＰＬＡＵＳＩＢＬＥ　Ｃ０ＤＥ）ブラウンプルコードのスキャンは、 プログラム内の可変数のアドレス可能なメモリ位置に含まれた命令を含む可変長 さ命令セットにおいて法律命令を確認し、３つの異なったスキャンモード間で切 り換えを行うのか好ましい。第１のスキャンモード（図２８のステップ５００な いし５１０）においては、未知のコードエリア内の各々のアドレス可能なメモリ 位置でスタートする法律命令に対して未知のコートエリアをスキャンする。第１ のスキャンモードにおいて法律命令が見つかったときには、スキャンが第２のス キャンモード（図２８のステップ５１１ないし５１８）へ切り換わり、第１スキ ヤンモードで見つかった法律命令の直後のアドレス可能なメモリ位置を検査する 。第２のスキャンモードは、実行転送命令までを含む一連の連続する法律命令を 有する１つの完全な命令ブロックをサーチする。この第２のスキャンモード中に 法律命令が見つかった場合には、スキャンか第１のスキャンモードに切り換わり 、第１のスキャンモードにおいて既に見つかっている法律命令の第１のアドレス 可能なメモリ位置の直後にあるアドレス可能なメモリ位置からスタートする。こ の第２のスキャンモード中に法律命令が見つからなかった場合には、スキャンか 第３のスキャンモード（図２９のステップ５２１ないし５３６）に切り換わり、 全ブロックの終わりに実行転送命令に対する既知の有効行き先アドレスかあるか どうかチェックされ、もしあれば、その既知の有効行き先アドレスで始まる有効 命令かあるかどうかチェックされる。既知の行き先アドレスは、これがプログラ ムのアドレス範囲を越えるとき、又はプログラムの既に見つかった命令の中間に あるときには、無効であると考えられる。

第３のスキャンモートにおいて既知の有効行き先アドレスで始まる有効命令かあ るという結論を得た場合には、ブロック全体かブラウンプルコードであると考え られる。

図２８の第１ステツプ５００において、第１スキヤンモードのスキャンポインタ は、メモリの命令エリアにおける最小のアドレスにセットされ、変数Ｐ　Ｌ　Ａ 　ＵＳＩＢＬＥ　Ｃ０ＤＥ及びＫＮＯＷＮ　Ｃ０ＤＥかクリアされる。次いて、 スキャンかステップ５０１て始まる。スキャンポインタによってテーブル（図１ ７の２２４）か指示され、スキャンポインタか既知のコードを指すかどうか判断 される。もしそうてあれば、スキャンポインタかステップ５０３において次々に 増加され、やがて、ポインタかメモリの命令エリア外に出たことかステップ５０ ４でテストされて終了すべきブラウンプルコードのサーチか行なわれるか、又は スキャンポインタが未知のコードを指すことになる。スキャンポインタか未知の コードを指したときには、ステップ５０５において実行か続けられる。

ステップ５０５では、スキャンポインタによってアドレスされたメモリ位置の内 容がフェッチされ、発見的テーブルに対するインデックスとして使用される。

このテーブルの入力は、ゼロと比較され、第１スキヤンモードがスキャンポイン タによりアドレスされたメモリ位置をスキップすべきであるかどうかの判断か行 われる。例えば、ＶＡＸ命令をスキャンするときには、各々のアドレス可能な位 置かデータのバイトを保持し、この場合、発見的テーブルは、２５６個の異なる 入力を含む。

発見的テーブルは、特定の命令アーキテクチャ−１典梨的なデータ構造体及びプ ログラムに関連したシステムアーキテクチャ−の特性及び特徴に基づいて予めプ ログラムされる。

命令アーキテクチャ−がユーザモードプログラムで許可されない特権命令を有す る場合には、これらの特権命令がステップ５０６においてスキップされる（さも なくば、これらが発見的テーブルのルックアップによって検出できない場合には 、単一のアドレス可能なメモリ位置の内容によって独特に識別できないので、ス テップ５１０において非法律的とみなされる）。

命令を含まないプログラムのデータ構造体及び他のエリアは、しばしばクリアさ れる。この場合に、第１スキヤンモートでのスキャンは、全てのゼロを含むアド レス可能なメモリ位置に対してスキップしなければならない。

可変長さの命令アーキテクチャ−が非常に複雑な場合には、単一のアドレス可能 なメモリ位置に命令が含まれることはめったにない。ＶＡＸ命令アーキテクチャ −はこれに相当する。この場合に、第１スキヤンモードでのスキャンは、単一の アドレス可能なメモリ位置に含まれためったにない命令として識別された内容を 有するアドレス可能なメモリ位置をスキップしなければならない。

はとんとの文字データが、命令アーキテクチャ−にも使用されるコードによって プログラムに表示される場合には、第１のスキャンモードは、命令ではなくて一 連の文字データを表すことの多いコードをスキップしなければならない。第１の スキャンモードは、一連の少なくとも４つのプリント可能なＡＳＣＩＩ文字をス キップするのか好ましい。一連のプリント可能なＡＳＣＩ　Ｉ文字に対するこの テストはステップ５０２で行われる。このような一連の文字が見つかった場合に は、ステップ５０３においてスキャンポインタか増加さ沃さもなくば、ステップ ５０７において実行か続けられる。ステップ５０２では、例えば、スキャンポイ ンタにより指示されたプログラムアドレスと、スキャンポインタに１，２及び３ を加えたアドレスとに含まれたデータが、プリント可能なＡＳＣＩＩ文字を指示 するようにセットされたフラグを含むテーブルをインデックスするのに用いられ 、さもなくば、クリアされる。これら４つのプログラムアドレスの各々に含まれ たデータかプリント可能なＡＳＣＩ　Ｉ文字であるときには、一連の文字が見つ かると、実行をステップ５０７へ続けるのではなく、ステップ５０３へ分岐させ る。それ故、ステップ５０２は、次のようにコード化することができる。

ＩＦ　Ｘ、　ＮＥ、　ＯＴＨＥＮ　ＧＯＴＯ５ＴＥＰ　５０３ＧＯＴＯ５ＴＥＰ 　５０７ メモリ位置をスキップするときには、ステップ５０３においてスキャンポインタ か１アドレス位置だけ増加される。おそらく、これはスキャンポインタをメモリ の未知のフードエリア外へ進める。これは、ステップ５０４において、スキャン ポインタを命令メモリエリアの最大限界と比較することによりテストされ、スの コードへ進んだかどうか判断される。スキャンポインタが命令メモリエリア外へ 進んだ場合には、ブラウンプルコートに対するスキャンか終了となり、見つかっ たフードの割合が最終ステップ４９９において計算される。スキャンポインタか 既知のコードにある場合には、実行ループかステップ５０３へ戻り、スキャンポ インタを１メモリ位置だけ増加し、既知のコードにわたってスキャンさせる。

スキャンポインタが未知のコードにある場合には、実行かステップ５０５へ戻っ て、次の未知のコードメモリ位置の内容か検査される。

未知のコードがステップ５０６においてスキップしないときには、ステップ５０ ７において命令デコードポインタがスキャンポインタにセットされ、ステップ５ ０８において、命令をデコードする試みがなされる。ステップ５０９ては、例え ば、命令のＯＰコードかフェッチさｔ′ＬＳ指定子の数を保持すると共にＯＰコ ートに対するデータをデコードするためのテーブルに対してインデックスとして 使用され、そして各指定子かフェッチされ、デコードされる。ステップ５０９に おいては、命令デコードポインタかデコート中に増加されるときにステップ５０ ２及び５０４と同様にテストされ、命令デコードポインタかメモリの未知のコー ドエリア外に進められたかどうか判断される。もしそうならば、実行はステップ ５０３へ分岐し、さもなくば、ステップ５１０において、非法律命令ＯＦコート 又は非法律指定子かデコード中に検出された場合にステップ５０３へ分岐する。

ステップ５０８ないし５１０で法律命令をデコートするときには、実行ルーチン かステップ５１１で始まる第２のスキャンモードで継続される。ステップ５１１ では、アドレステーブル（図」７の２２４）の１つ又は複数の入力が、デコート された命令のアドレス位置によってインデックスされ、これらのテーブル入力は 、ブラウンプルコート命令の開始部及びデコードされた命令の中間部を指示する ようにマークされる。次いで、ステップ５１２では、デコードされた命令に続く アドレスでアドレステーブルかインデックスされ、既にデコードされた命令のア ドレスであるかどうか判断され、もしそうであれば、それはデコードされた基本 ブロックの開始部であり、この場合、ブラウンプルコートのスキャンか図２９の ステップ５３５において続けられる。さもなくば、ブラウンプルコードのスキャ ンは図２８のステップ５１３において続けられる。

ステップ５１３では、命令デコードポインタが増加さね、別の命令をデコードす る試みかなされる。しかしながら、ステップ５１４でテストされて命令デコード ポインタか未知のコードメモリエリア外へ進められたとき、或いはステップ５１ ６でテストされて非法律ＯＰコード又は指定子が見つかったときには、デコード プロセスか終了となる。ステップ５１４又は５１６でデコードプロセスか終了と なると、テーブル（図１７の２２４）かステップ５１７でクリアさね、デコード された命令かスキャンポインタのアドレスまで戻されることを指示すると共に実 行ループはステップ５０３まで戻り、第」のスキャンモードでスキャンを続ける 。

第２のスキャンモードのステップ５１６で法律命令がデコードされると、ステッ プ５１８において、実行転送命令かデコードされない限り、実行がステップ５１ １へ分岐して戻さ托実行命令までを含む付加的な命令をデコードする試みがなさ れる。ステップ５１８において実行転送命令が見つかると、ブラウンプルコート に対する第３のスキャンモードか図２９のステップ５２１で始まる。

図２９を参照すれば、ステップ５２１において、テーブル（図１７の２２４）の １つ又は複数の人力が実行転送命令のアドレス位置によってインデックスされそ してこれらテーブル入力は、ブラウンプルコート命令の開始部及び命令の中間部 を指示するようにマークされる。ステップ５２２ては、行き先指定子がテストさ れて、計算行き先アドレスであるかどうか判断され、もしそうであれば、ステッ プ５２３において、後方記号実行がスキャンポインタへ戻るよう試みられ、行き 先として一定値が得られる。ステップ５２４でテストされて、未知の値が得られ た場合には、実行か図２８のステップ５１７へ分岐し、スキャンポインタまでの 全フードブロックがリジェクトされると共に、第」スキャンモードでスキャンか 続けられる。

ステップ５２５ては、行き先アドレスか、図２７に示したように、例えば、絶対 アドレス、絶対間接アドレス、相対アドレス又は相対間接アドレスであるかに基 ついて、その有効性がチェックされる。又、行き先アドレスは、テーブル（図１ ７の２２４）をインデックスすることにより示されるように、メモリの命令エリ ア内にあるが既にデコードされた既知の命令又はブタウシブル命令の中間にある 場合には、無効とみなされる。行き先アドレスが無効の場合には、実行か図２８ のステップ５１７へ分岐し、スキャンポインタまでの全コードブロックかリジェ クトされると共に、第１スキヤンモードでスキャンが続けられる。

ステップ５２６では、変数ＥＮＤ　ＯＦ　ＢＬＯＣＫが命令デコードポインタに 等しくセットされる。ステップ５２７では、有効な行き先が外部アドレスである 場合に、実行がステップ５２８へ分岐する。ステップ５２９においては、テーブ ル（図１７の２２４）をインデックスすることにより示されるように、有効な行 き先か既にデコードされた命令のアドレスである場合に実行かステップ５２８へ 分岐する。ステップ５２８に達すると、スキャンポインタまで戻る全コードブロ ックかブラウンプルコードとして有効化される。それ故、ステップ５２８におい て、ブラウンプルコートのブロックに対してブロック記述子か形成される。この 基本ブロック記述子に含まれるのは、ブロック内のバイト数にセットされたアト リビュートｒバイト長さ」であり、これはスキャンポインタとＥＮＤ　０ＦＢＬ ＯＣＫとの差に１を加えたものとして計算される。

ステ、・ブ５２７において有効行き先アドレスが内部アドレスであると決定され そしてステップ５２９においてその内部アドレスか既にデコードされた命令にな いと決定されたときには、行き先アドレスは、既にデコードされた命令ではない 命令メモリのエリアになければならない。行き先アドレスから始めて命令をデコ ードできる場合には、既にデコードされた全コードブロックかブラウンプルコー トであると考えられ、さもな（ば、既にデコードされた全コードブロックはブラ ウンプルコートとはみなされない。それ故、ステップ５３１において、命令デコ ードポインタは行き先アドレスにセットされそして命令をデコードする試みかな される。ステップ５３２及び５３３において、命令デコードポインタか既にデコ ートされた命令へ進められるか、或いは非法律ＯＰコート又は指定子かデコード される場合は、デコードプロセスが不首尾に終わると考えられる。さもなくば、 法律命令かデコードされたときに、実行がステップ５２８へ続けられ、スキャン ポインタから図２８のステップ５１８で見つかった実行転送命令のアドレスまで の基本コートブロックに対してブロック記述子が形成される。

ステップ５３０では、ブラウンプルコードの流れ図を形成し続ける試みがなされ 、これは、図２８のステップ５１８で見つかった実行転送命令の行き先において 開始される。これは、ステップ２３６で始めて図１８の流れ図形数ルーチンを呼 び出すことによって行われる。しかしながら、ブラウンプルコートの流れ図は既 知の流れ図と混同しないのが好ましく、従って、既知のコードのみが変換される 。例えば、ブラウンプルコートのブロックは、既知のコードのブロックに対する 後続及び先行ブロックのリストに加えられず、そして既知のコードのブロックは 、未知のコードのブロックに対する後続及び先行ブロックのリストに加えられな い。いずれにせよ、基本ブロック記述子は、基本ブロックを既知のコート又はブ ラウンプルコートとして識別するアトリビュートを有する。

ブラウンプルコートの流れ図の形成か終了するときには、流れ図構成プロセスに より何らかのブラウンプルコートが見い出せなかったことか依然として考えられ る。それ故、ステップ５３０では、スキャンポインタがＥＮＤ　ＯＦ　ＢＬＯＣ Ｋにセットされる。更に、図２８のステップ５１２において、ブラウンプルコー トからの実行経路か既知のコードのブロックに延びることが分かると、ブラウン プルコートのスキャンを続けて更に別のブラウンプルコートを見つけなければな らない。この場合に、ステップ５３５において、ＥＮＤ　ＯＦ　ＢＬＯＣＫか命 令デコートポインタにセットされ、そしてステップ５３６において、スキャンポ インタからＥＮＤ　ＯＦ　ＢＬＯＣＫまでのブタウノブルコードブロソクに対し ブロック記述子か形成されるか、流れ図形数ステップ５３０はスキップされ、ス テップ５３６の後にステップ５３４か実行される。

この点にどいて、第３のスキャンモードか終了され、図２８のステップ５０３に おいて第」スキャンモートでスキャンか続けられる。

図３０を参照すれば、実行ログファイル（図９の８８）を用いてオリジナルプロ グラム内の変換されていない命令を探索する助けとする方法かフローチャートで 示されている。上記したように、そして図３０のステップ５４１に示したように 、オリジナルプログラムが変換され、トランスレータ−はプログラムに対する像 情報ファイルを発生する。次いで、ステップ５４２において、変換されたプログ ラムか（図９のＲＴＳＣコンピュータ５０により）インタープリタ−及びオリジ ナルプログラムに関連して実行される。この実行中に、変換されたプログラムか らインタープリタ−へ実行か切り換わるときに情報か実行ログファイルに記録さ れ、インタープリタ−は変換されないコードに対して計算行き先アドレスを決定 する。インタープリタ−は、例えば、計算行き先アドレスかめられていない実行 転送命令のオリジナルプログラムにおける原点アドレスを識別する情報と、オリ ジナルプログラムにおけるその行き先アドレスに対して計算された値とを記録す る。好ましくは、この情報はオリジナルプログラムにおける原点アドレスと行き 先アドレスの対の形態である。

ステップ５４２において変換されたプログラムを実行した後に、ステップ５４３ において実行ログファイルか検査され、インタープリタ−か呼び出されて変換さ れていないコードの位置を決定したかどうかの判断かなされる。もしそうであれ ば、ステップ５４４において、プログラムの像情報ファイル及び実行ログファイ ルを用いてオリジナルプログラムが変換される。例えば、流れ図を形成する前に 、実行ログファイルの行き先アドレスかデコードされていないブロックのりスト ２２５に加えられる。流れ図を形成した後に、分析されていない入カポインドで 始まるブロックの先行ブロックか検査されて、各原点アドレスを含むブロックを 備えているかどうかの判断かなされ、もし備えていなければ、先行ブロックへの リンクが加えられ、これらの新しいリンクを通して後方記号実行か再び繰り返さ れる。それ故、トランスレータ−は原点アドレス及び行き先アドレスを用いてオ リジナルプログラム内で考えられる実行経路を検査し、これらの経路は、オリジ ナルプログラムの第１の変換中に発見されなかったもので、且つ変換されたプロ グラムの実行中又はオリジナルプログラムの変換されなかった部分の解読中に取 り上ｉぞられなかったものである。

プログラムの次々の再変換を助けるために、流れ図データ構造体（図１７の２１ １）及び変換されたプログラムのテーブル２２４をファイルに記憶することかで きる。この場合、再変換は、オリジナル流れ図の形成か終了したところで開始す ることかできる。流れ図を形成し続けるために、テーブル２２４かオリジナルア ドレスでインデックスされ、それらを含むブロックが見つけられる。次いで、実 行ログファイルからの行き先アドレスが、各々のオリジナルアドレスを含むブロ ックを備えた先行ブロックのリスと共に待ち行列（図１７の２２５）にロードさ れる。次いで、流れ図の形成か図」８の第１ステツプ２２９において再開される 。　。

オリジナルプログラムかステップ５４４において再変換された後に、その再変換 されたプログラムかステップ５４２において実行される。実行から再変換までの 情報のこのフィードバックは、変換されたプログラムを各々実行した後に行なっ て、実際に探索されたオリジナルプログラムにおける全ての命令が変換されるよ うにすることか好ましい。

図３１には、プログラムを同時に変換することか望ましくないか又は不可能であ るような状態、例えば、図１７に示すデータ構造体か変換を行うコンピュータの ランダムアクセスメモリの容量を遥に越えるような状態において、相互に依存す るプログラムを変換するための手順か示されている。２つのプログラムは、それ らか互いに呼び出し合うときに相互に依存する。これらの相互依存性は、プログ ラム内の命令を探索して変換するプロセスにしばしば干渉する。特に、復帰ポイ ントを適切に接続しなければならず、これには、呼び出されている像に関する情 報か必要である。

上記したように、オリジナルプログラムの変換中に発生又は更新された像情報フ ァイルは、プログラム内の各々の使用できる入カポインドを呼び出す作用に関す る情報を記憶するのに用いられる。像を変換するときには、別の億円の入カポイ ンドへの呼び出しが、その入カポインドを呼び出す作用について記録された情報 を使用することにより変換される。

しかしなから、相互依存性は、第２の億円の入カポインドを呼び出す作用か第１ の像に依存し、第１の像か変換されるまで分からないような状態を生み出す。

しかし、第」の像の変換には、第２の億円の入カポインドを呼び出す作用に関す る情報か必要である。このように矛盾する相互依存性は、例えば、第１の像か第 ２の億円の入カポインドを呼び出しそして第１の億円の手順のアドレスを識別す る手順パラメータを通すか、次いで、第２の像か第１の像の手順をコールバック するような場合に生じる。第１の像を変換するためには、第２の億円の入カポイ ンドを呼び出す作用に関する情報、例えば、第２の像か第１の像をコールバック するといった情報か分からねばならない。しかしながら、この情報は、第１の像 を検査することによって決定できない。第２の像を変換するためには、第１の像 を呼び出すことに関連した情報、例えば、第」の像のコールバック中に通された 手順パラメータの１組の考えられる値や、その手順パラメータの各考えられる値 に対するコールバックの作用といったｆｆ報が分からねばならない。しかし、こ の情報は、第２の像を検査することにより決定できない。それ故、各情報を、互 いに池の情報か変換のために必要な全てのｔ＃報をもつ前に変換しなければなら ない場合に、矛盾する状態が生じる。

図３１に示すように、相互依存性ｌ二よる矛盾は、多数の変換によって分析され る。ステ５．ブ５５１ての第１プログラム（ＰＲＯＧＲＡＭ＃Ｉ）の変換中に、 トランスレータ−は、第２プログラム（ＰＲＯＧＲＡＭ＃２）の入カポインドを 呼び出す作用に間する情報がないことか分かる。というのは、第２のプログラム かまだ変換されていないからである。それ故、トランスレータ−は、第２プログ ラムの入カポインドへの呼び出しに関して、例えば、ノーマル復帰や、コールバ ックなしといったデフオールド仮定をする。ステップ５５２において第２プログ ラムか変換されると、トランスレータ−は、そのデフオールド仮定とは逆に、第 ２の像かコールバンクを育すると判断する。

図３１のステップ５５３ないし５５７に示されたように、像情報ファイルを用い て、あるプログラムの手前の変換中に発見された新たな情報を他のプログラムの 再変換へ通すような繰り返し再変換のプロセスを使用することかできる。ステッ プ５５５及び５５６では、厳密なコンバージェンス状態か生じたときに繰り返し の再変換プロセスか終了となる。厳密なコンバージェンス状態は、像情報ファイ ルにおいて変化か生しなくなるまで２つのプログラムの各々か交互のシーケンス で再変換されるときに生じる。しかしながら、このコンバージェンス状態は、少 数の変換であっても、像情報ファイルに関連変化か生じないときを感知すること によって確かめることができる。

厳密なコンバージェンス状態を簡単にテストする背景となる仮定は、個々のプロ グラムかその最初の変換中に生じた像情報ファイルで再変換されるときに、その 個々のプログラムの第２の変換で変化か生じないことである。この仮定では、第 ２のプログラムの変換によって第１のプログラムの再変換に作用か及ぶのは、第 ２プログラムに関する像情報か第１プログラムの変換に関連した仕方で変化する 場合だけであるという結論に達する。図３２には、第１プログラムの最初の変換 及び第２プログラムの最初の変換の直後に得られる第４プログラムの像情報ファ イル５６１及び第２プログラムの像情報ファイル５６２が示されている。第１プ ログラムの像情報ファイル５６１は、第１プログラムの最初の変換中に検査され た第１プログラム入カポインド（ＥＮＴＲＹ　Ａ、ＥＮＴＲＹ　Ｂ、ＥＮＴＲＹ 　Ｃ，ＥＮＴＲＹ　Ｄ１９１．）に関する情報を含む。この情報は、各入カポイ ンドに対し、入カポインドのアドレスと、その入カポインドに関連したコールバ ックパラメータとを含み、これらは、図２４のステップ３７２で発見されて、変 換中に図２４のステップ３７３で像情報ファイル５６１に記録されたものである 。更に、像情報ファイル５６１は、第１プログラムから他のプログラムの外部入 カポインドへの呼び出しくＣＡＬＬ　Ｑ、ＣＡＬＬ　Ｓ、ＣＡＬＬ　Ｙ、ＣＡＬ Ｌ　Ｚ）に関する情報５６４を含み、これは、変換中に図１９のステップ２５６ ．２５８又は２５９において像情報ファイル５６１に記録されたものである。

例えば、この情報は、呼び出しの外部行き先アドレス、呼び出しの形式（ＣＡＬ ＬＳやＣＡＬＬＧのような）、呼び出しに関連したパラメータの数、及びパラメ ータの一定値を含む。パラメータの一定値は、例えば、呼び出し命令からの後方 記号実行によって得られる。同様に、第２プログラムは、第２プログラムから他 のプログラムの外部入カポインドへの呼び出しくＣＡＬＬ　Ａ、ＣＡＬＬ　Ｂ。

ＣＡＬＬ　Ｈ，ＣＡＬＬ　Ｋ）に関する情報５６５、及び第２プログラムの最初 の変換中に得たプログラム入カポインド（ＥＮＴＲＹ　Ｑ、ＥＮＴＲＹ　Ｒ，Ｅ ＮＴＲＹ　Ｓ）に関する情報５６６とを含んでいる。

第１プログラムか第２プログラムの像情報ファイル５６２内の情報によって再変 換された場合に、この第１プログラムか変化するかどうかについて考える。第１ プログラムに対する情報ファイル５６１内のプログラム入カポインドのアドレス を、第２プログラムに対する像情報ファイル５６２内の外部呼び出しのアドレス に合致させ、そしてｍｌプログラムに対する像情報ファイル５６１内の外部呼び 出しのアドレスを、第２プログラムに対する情報ファイル５６２内のプログラム 入カポインドのアドレスに合致させることにより、第２プログラムに対する像情 報ファイル５６２内の関連外部呼び出し及び入カポインドか識別される。第２プ ログラムに対する像情報ファイル５６２内のこれら外部呼び出し及びプログラム 入カポインドについての情報か、上記のデフオールド仮定から、第１プログラム の再変換に影響を及ぼすように異なる場合には、第」プログラムを再変換しなけ ればならない。更に、像情報ファイル５６２が、第１プログラム内の変換されて いないコード位置を呼び出すようなプログラム＃１への外部呼び出しく図３２の ＣＡＬＬ　Ｋのような）を育する場合には、その変換されていない呼び出し位置 のアトしスを最初の分析されていないブロック入カポインドとして使用して第１ プログラムを再変換しなければならない。再変換を考慮しているプログラムの変 換されていない部分への外部呼び出しに加えて、特に関連した変化としては、再 変換を考慮しているプログラム内の入カポインドへの外部呼び出しに対する呼び 比しパラメータの新たな一定値か含まれる。というのは、これらの一定値は、再 変換中に、他のプログラム内の変換されていないコードへの行き先アドレスを分 析するために後方記号実行によって使用されるからである。更に、上記の５！ｌ 連した変化には、再変換を考慮中のプログラムにより呼び出されたプログラム入 カポインドに対する新たなコールバンクパラメータも含まれる。というのは、再 変換中にこれらのコールバックパラメータの後方記号実行か分析されて、再変換 を考慮中のプログラム内の変換されていないコードにおける新たなプログラム入 カポインドの値かめられるからである。

図３３には、２つのオリジナルプログラムの交互に繰り返す変換に対する手順で あって、一方のプログラムの再変換を、他方のプログラムの像情報ファイルの内 容に関連する変化か生じた後にのみ実行することによって迅速なコンバージェン スを得る手順のフローチャートが示されている。第４ステツプ５７１及び第２ス テツプ５７２は、図３１の手順の第１ステツプ５５１及び第２ステツプ５５２と 同じである。しかしながら、図３３の第３ステツプ５７３では、第２プログラム の像情報ファイル（図３２の５６２）における関連入力が、図３２について上記 したように、第１プログラムの再変換におそらく影響を及ぼすであろうデフオー ルド仮定からの変化について検査される。このような変化が発見されると、第１ プログラムはステップ５７４において再変換され、さもなくば、第１プログラム の再変換も、第２プログラムの再変換も不要である。

ステップ５７４における第１プログラムの再変換中に、その第１プログラムの像 情報ファイルにおける外部呼び出し及びプログラム入カポインド情報に対してな された変化は、例えば、その変化した入力に対してフラグを立てそして古い入力 のコピーを保持するか、或いは新たな入力に対してフラグを立てることにより注 目される。第」プログラムの再変換の後に、ステップ５７５において、第１プロ グラムの像情報ファイル（図３２の５６１）における関連変化入力か、図３３に ついて上記したように、第２プログラムの再変換におそらく影響するであろう変 化について検査される。このような変化が見つかると、ステップ５７６において 第２プログラムが再変換され、さもなくば、第１プログラムの再変換も、第２プ ログラムの再変換も不要である。

ステップ５７７における第２プログラムの再変換中に、その第２プログラムの像 情報ファイルにおける外部呼び出し及びプログラム入カポインド情報に対してな された変化は、例えば、その変化した入力にフラグを立てそして古い入力のコピ ーを保持するか、或いは新たな入力に対してフラグを立てることにより注目され る。第２プログラムの再変換の後に、ステップ５７７において、第２プログラム の像情報ファイル（図３２の５６２）における関連変化入力が、図３２について 上記したように、第４プログラムの再変換におそらく影響するであろう変化につ いて検査される。このような変化が見つかると、ステップ５７４において第４プ ログラムか再変換され、さもなくば、第４プログラムの再変換も、第２プログラ ムの再変換も不要である。

多数の変換及びチェックされた仮定についてのこのプロセスは、何回も繰り返さ れるか、最終的にこのプロセスはフンバージエンス状態となる。多くの場合、こ のプロセスは各像か正確に記述された際にフンバージエンス状態になり、それ以 上の再変換は不要となる。例えば、実行時間ライブラリーは、典型的に、とりわ け相互依存性を有する像の収集体を含むか、これらは、指定された入カポインド においてユーザプログラムによって呼び出され、ユーザプログラムとの相互依存 性はもたない。この場合、多数の変換及びチェックされた仮定のプロセスは、各 像か正確に記述された際にｍ−指定の入カポインドにおいて各像を呼び出す作用 に関する完全な情報を含む一一フンバージエンス状態に達する。この情報を含む ファイルは、実行時間ライブラリー像の再変換を必要とせずに、ニーサブログラ ムの変換に使用することかできる。

本発明は、Ｃｌ５Ｃ−ＲＩＳＣコードトランスレータ−について説明したか、あ るプログラミング言語のｃｒｓｃコートを別のプログラミング言語のＣｌ５Ｃコ ードに変換するのにも非常に有用であり、例えば、ある種のデジタルコンピュー タのプログラムを別の種類のデジタルコンピュータのプログラムにトランスポー トシたり、或いはある種のオペレーティングシステムのプログラムを別の種類の オペレーティングシステムにトランスポートしたりするのにも存用である。更に 、本発明の分析及びエラーチェック特徴は、プログラムを変換せずにテストした りデバッグしたりするのに使用することかできる。

１、ＬＩＴＲＥＦ　（リテラル） リテラルの値は、ＬＩＴＲＥＦタプルで表され、そのレファレンスアトリビュー トは記号テーブルのリテラルノードを指す。ノードは、名前の付けられたリテラ ル（ＳＹＭ＄ＬＯＦＦＳＥＴのような）、又はＯやｌのような定数に対するもの である。

ＬｒＴＲＥＦはソースオペランドとしてのみ現れる。

例： と　中間表示 、ＷＯＲＤ　Ｉ　Ｌｏｔ：　１ｉｔｒｅｆ　［＃１］ＬＯ２：　ｄａｔａ、ｕｎ ｉｔ！６　（Ｌｏｔ）ｐｕｓｈ　＃５１２　ＬＯＩ：　１ｉｔｒｅｆ　［＃５１ ２］ＬＯ２：　１ｎｓｔｒ　［ｐｕｓｈｌ］（ＬＯＩ） ２、ＲＥＧＲＥＦ　（レジスタ） 直接レジスタレファレンスは、ＲＥＧＲＥＦタプルて表される。これらは、レジ スタ番号アトリビュートしか含まず、ソース又は行き先オペランドとして直接使 用することができる。

タプルにおいては、レジスタ番号がソースに使用されるレジスタ番号ではなく、 ＲＩＳＣコンピュータレジスタＲＯ−Ｒ３１，ＡＰ、ＦＰ及びＳＰについて定義 されたｍｔｕ　ｒｅｇ　ｋ　＊定数のセットのうちの１つである。

ＲＥＧＲＥＦタプルは、記号名称をこのレジスタの場合と関連付けるのに使用で きる記号ノードアトリビュートを育している。又、コードジェネレータによって 使用されるアトリビュートも有している。

例。

ヱニヱ　中間表示 ｐｕｓｈｌ　ｒＯＬｏｔ：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒＯ］ＬＯ２：　１ｎｓｔｒ　［ ｐｕｓｈｌ］（Ｌｏｔ） ｐｏｐｌ　ｒＯＬＯＩ：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒＯＩＬＯ２：　１ｎｓｔｒ　［ｐ ｏｐｌ］　（１０１）３、ＭＥＭＲＥＦ／ＦＥＴＣＨ（非記号メモリレファレン ス）マクロコードのほとんとのオペランドはレジスタを通してのメモリレファレ ンスである。

ＭＥＭＲＥＦタプルは、これらを表すのに使用され、ペースレジスタオペランド 及びオブンコンのオフセットオペランドの２つの成分を有している。ベースレジ スタオペランドは、常に、ＲＥＧＲＥＦタプルのアドレスである。オフセットオ ペランドは、もしあれば、Ｌ　ＩＴＲＥＦ、ＳＹＭＲＥＦ又はＣＯＭＰ　ＯＰタ プルのいずれかを指すポインタである。オフセントオペランドか指定されない場 合には、オフセット０かとられる。

ＭＥＭＲＥＦダブルの値は、指定されたメモリ位置のアドレスである。ソースオ ペランド内のメモリを参照するために、ＦＥＴＣＨタプルを使用して、その位置 の値か必要とされることを指示しなければならない。ＭＥＭＲＥＦは、行き先オ ペランドとして直接使用することかできるし、或いはＭ○ＶＡＸ又は同様の命令 におけるソースとして直接使用することもできる。これは、マクロコンパイラ− の前端かアドレスコンチクストレファレンスを値コンチクストレファレンスから 区別する必要かあることを意味し、これは、命令の形式及びオペランド番号に基 づく単純なテーブルルックアップである。ＩＮＣＬ命令の指定のような変更オペ ランドの場合は、アドレスコンチクスト形態を使用しなければならない。

ＦＥＴＣＨは、以下に述べるＩＤＸＲＥＦ及びＳＹＭＲＥＦダブルにも使用され る。

ＭＥＭＲＥＦタプルは、レファレンスを更に定質化するようにセットされる３つ のフラグを含んでいる。

・　デフアート：これは、間接についての追加レベルを指示する。例えば、＠ｏ ｆｆｓｅｔ（Ｒｎ）である。

・　自動増加：これは、ペースレジスタの事後増加を指示する。

・　自動減少：これは、ペースレジスタの事前減少を指示する。これは、デフア ートや自動増加では指定てきない。

５ＰＳＦＰ及びＡＰ系のレファレンスは、全てＭＥＭＲＥＦオペランドとして表 示される。

ＭＥＭＲＥＦタプルは、記号名称をこのメモリ位置に関連付けるのに使用できる 記号ノードアトリビュートを育している。又、同じベース位置に対する何回もの レファレンスを最適に行うためにコードジェネレータによって使用できるアトリ ビュートも育している。

例。

ヱユ各　中間表示 ｐｕｓｈｌ　（ｒｏ）　ＬＯＩ：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒＯ］ＬＯ２：　ｌｌｌｌ ｅｍｒｅｆ　（ＬＯＩ）ＬＯ３：　ｆｅｔｃｈ　（ＬＯ２） ＬＯ４：　１ｎｓｔｒ　［ｐｕｓｈｌｌ（ＬＯ３） ｐｕｓｈｌ　＠（ｒｏ）＋　ＬＯＩ：　ｒｅｇｒｅｆ　ｆｒｙ］ＬＯ２：　ａｅ ｒｎｒｅｆ　（ｄｅｆｅｒｒｅｄ、　ａｕｔｏｉｎｃ］ＬＯ３：　ｆｅｔｃｈ　 （ＬＯＩ） ＬＯ４：　１ｎｓｔｒ　［ｐｕｓｈｌｌ（ＬＯ２） ｐｏｐｌ　４（ｒＯ）　ＬＯＩ：　１ｉｔｒｅｆ　［＃４］ＬＯ２：　ｒｅｇｒ ｅｆ　［ｒＯ］ ＬＯ３：　１１１ｅｗｅｆ　（ＬＯ２，ＬＯ３）ＬＯ４：　１ｎｓｔｒ　［ｐｏ ｐＨ（ＬＯ３）ｐｕｓｈｌ　＠ｆｏｏ（ｓｐ）　ＬＯＩ　：　ｓｙｍｒｅｆ　［ ｆｏｏ］ＬＯ２：　ｒｅｇｒｅｆ　［５ｐｌ ＬＯ３：　ａｅｗｅｆ　［ｄｅｆｅｒｒｅｄ］（ＬＯ２，ＬＯＩ） ＬＯ４：　ｆｅｔｃｈ　（Ｌ６３） ＬＯ５：　ｌＮ５ＴＲ［ｐｕｓｈｌｌ （ＬＯ４） ４、ＳＹＭＲＥＦ　（記号テーブルレファレンス）ＳＹＭＲＥＦタプルは、記号 名称をもつ項目へのレファレンスを表すのに使用される。名称ｒＳＹＭＲＥＦＪ は、ｒｓＹＭｂｏｌ　ｎｏｄｅ　ＲＥＦｅｒｅｎｃｅ　Ｊではなくて、ｒｓＹＭ ｂｏｌ　ｔａｂｌｅ　ＲＥＦｅｒｅｎｃｅ」を意味するものと理解されたい。と いうのは、それか指す記号テーブルノードは、記号ノードであるか、外部ノード であるか、ラベルノードであるか又はルーチンノードだからである。

タプルの値は記号の値である。記号ノートの場合に、これは、記号の値を得るの にＦＥＴＣＨが使用されないことを意味する。記号ノードは、この点につ（１て はり子ラルノードと同じてあり、あるコンノ（イル一時間値につＵて単ｆｉる記 号名称である。

外部、ラベル及びルー千万−ドの場合は、フンチクストに基づいてＦＥＴＣＨか 要求される。アドレス又は中間モードレファレンスは、ＦＥＴＣＨを必要としな い。（中間モードレファレンスは外部に対する法律に過ぎなり為。）値のレファ レンスに場合には、Ｓ　ＹＭＲＥ　ＦのＦＥＴＣＨか必要とされる。例え（ｆ、 外部、ラベル又はルーチンへの分岐はＳ　ＹＭＲＥ　Ｆを直接使用する。例えば 、あるラベルの値のＭＯＶＥＬ命令は、Ｓ　ＹＭＲＥ　ＦのＦＥＴＣＨを使用す る。

Ｓ　ＹＭＲＥ　ＦタプルにおけるＤＥＦＥＲＲＥＤフラグは、間接を指示するの に使用することかできる。このフラグは、外部及びラベルノードのＳ　ＹＭＲＥ 　Ｆにのみ使用できる。

例。

ＬＯ２：　ｄａｔａ、ａｄｄｒ　（Ｌｏｔ）し０２：　ｆｅｔｃｈ　（ＬＯＩ） ＬＯ３：　１ｎｓｔｒ　［ｐｕｓｈｌｌ（ＬＯＩ） ＬＯ２：　ｂｒａｎｃｈ　（ＬＯＩ） ＬＯ３：　ｃａｌｌｓ　（ＬＯ２，ＬＯｌ）ｅｘｔｅｒｎａｌ ＬＯ２：　１ｎｓｔｒ　［ｐｕｓｈｌｌ（Ｌｏｔ） ラベル及び入カポインドタプル ＬＡＢＥＬタプルは、ルーチン内の分岐ターゲットを表す。参照されるラベル記 号は、分岐タプルのターゲットオペランドとして使用されるＳＹＭＲＥＦタプル によっても指示される。

ソースのＵＮＷＩＮＤ　ＴＡＲＧＥＴディレクティブでデクレアされるラベルは 、ノーマルラベルタプルで表される。しかしなから、ＵＮＷＴＮＤ　ＴＡＲＧＥ Ｔフラグは、このタプルにおいてセットされる。

例・ ツユろ　中間表示 ｆｏｏ：　ｐｕｓｈｌ　ＳＯＬＯＩ：　１ａｂｅｌ　［ｆｏｏ］ＬＯ２：　１ｉ ｔｒｅｆ　［ａｏ］ ＬＯ３：　１ｎｓｔｒ　［ｐｕｓｈｌｌ（ＬＯ２） ｆｏｏ：　、ｕｎｗｉｎｄ　ｔａｒｇｅｔ　ＬＯＩ：　１ａｂｅｌ　［ｆｏｏ、 ｕｎｗｉｎｄ　ｔａｒｇｅｔ］２、ＪＳＢ　ＥＮＴＲＹ％ＣＡＬＬ　ＥＮＴＲＹ 、１０　ＩＮＴＥＲＲＵＰＴ−ＥＮＴＲＹＳＥＸＣＥＰＴＩＯＮ　ＥＮＴＲＹ入 力ポイ入力ポイントディレクティブタプルス内のＪＳＢ　ＥＮＴＲＹ、ＣＡＬＬ 　ＥＮＴＲＹ、Ｉ○−ＴＮＴＥＲＲＵＰＴ　ＥＮＴＲＹ又はＥＸＣＥＰＴＩＯＮ 　ＥＮＴＲＹディレクティブのうちの■つでデクレアされたルーチンのスタート にフラグを立てる。タプルは、デクレアされたルーチンのＭＴＵ人カフカソード す。

ＭＴＵ入カフカノートソースディレクティブに指定されたレジスタ使用及び他の 情報を含んでいる。

例・ ヱユ各　中間表示 （ｏｏ：　、Ｊｓｂ　ｅｎｔｒｙ　ＬＯＩ：　Ｊｓｂ　ｅｎｔｒｙ　［ｆｏｏｌ ＃Ｉ画湾流タプ ル、ＢＲＡＮＣＨ ＢＲＡＮＣＨタプルは、特定ターゲットラベルへの分岐を指定するか、又はメモ リ位置を通しての間接分岐を指定する。第４のオペランドは、ラベル記号ノード を識別するＳＹＭＲＥＦタプルか又は分岐アドレスを指定する値発生ダブルかの いずれかのアドレスでなければならない（ＲＥＧＲＥＦ又はＦＥＴＣＨ）。

分岐タプルは、ＢＲＢ、ＢＲＷ及びＪＭＰ命令に使用される。

間接分岐の場合には、コードジェネレータは分岐ではなくてＪＳＢを発生するこ とに注意されたい。

例。

ご　中間表示 ｂｒｂ　ｆｏｏ　ＬＯｆ　：　５ｙｖｅｆ　（ｆａａ）ＬＯ２：　ｂｒａｎｃｈ 　（ＬＯＩ） ｊｍｐ　ｂａｒ　ＬＯＩ　：　ｓｙｗｅｆ　［ｂａｒｌＬＯ２：　ｂｒａｎｃｈ 　（ＬＯＩ） ｊｍｐ　４（ＲＩＯ）　Ｌｏｔ：　１ｉｔｒｅｆ　［＃４］１０２：　ｒｅｇｒ ｅｆ　［ｒｌＯ］ ＬＯ３：　ｏｘｍｒｅｆ　（ＬＯｌ、　ＬＯ２）し０４：　ｆｅｔｃｈ　（ＬＯ ３） １０５：　ｂｒａｎｃｈ　（ＬＯ４） ２、ＣＡＬＬＳ／ＣＡＬＬＧ ＣＡＬＬＳ及びＣＡＬＬＧタプルは、記号又はメモリレファレンスである第１オ ペランドで指定されたルーチンへのＶＡＸ呼び出し命令に対応する。第２のオペ ランドは、パラメータカウント（ＣＡＬＬＳの場合）であるか、或いはＣＡＬＬ Ｇのためのパラメータリストのアドレスである。

例 ヱニ各　中間表示 ｃａｌｌｓ　＃２．ｆｏｏ　Ｌｏｔ：　１ｉｔｒｅｆ　［＃２］ＬＯ２：　ｓｙ ｍｒｅｆ　［ｆｏｏ］ ＬＯ３：　ｃａｌｌｓ　（ＬＯ２，ＬＯｌ）ｃａｌｌｇ　（ａｐ）、（ｒｌｏ） 　ＬＯＩ：　ｒｅｇｒｅｆ　［ａｐ］ＬＯ２：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒ１０１ ＬＯ３：　ｖｍｒｅｆ　（ＬＯＩ） ＬＯ４：　ｍｍｒｅｆ　（ＬＯ２） １０５：　ｃａｌｌｇ　（ＬＯ４，ＬＯ３）３、ＲＥＴＵＲＮ ＲＥＴＵＲＮタプルは、ＶＡＸ復帰命令に対応する。

アナライザーは、復帰しつつあるルーチンに対する記号ノードと、復帰をエミュ レートするためにインタープリタ−を呼び出さねばならないかどうかを指示する フラグとでＲＥＴＵＲＮタプルにタグ付けを行う。　゛例： ヱニろ　中間表示 ｒｅｔ　ＬＯＩ：　ｒｅｔｕｒｎ ４、ＪＳＢ ＪＳＢタプルは、ＶＡＸのＪＳＢ又はＢＳＢｘ命令に対応する。これは、記号ノ ードアドレスを指すＳＹＭＲＥＦであるか又は間接的ＪＳＢターゲツトを表す値 発生タプルかのいずれかである単一のオペランドを育している。

例： ヱニ各　中間表示 ｂｓｂｗ　ｆｏｏ　Ｌｏｔ：　ｓｙｍｒｅｆ　［ｆｏｏ］ＬＯ２：　ｊｓｂ　（ ＬＯＩ） ｊｓｂ　（ｒｌｏ）　Ｌｏｔ：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒｌＯ］し０２：　ｔｎｅｍ ｒｅｆ　（ＬＯＩ）ＬＯ３：　ｊｓｂ　（ＬＯ２） ５、Ｒ３Ｂ／ＲＥＩ ＲＳＢ及びＲＥＩタプルは、各々、ＶＡＸのＲＳＢ及びＲＥＴ命令に対応しれら のタプルを更に注意する。

例。

ソース　中間表示 ｒｓｂ　Ｌｏｔ：　ＲＳＢ ６、Ｃ０ＮＤＢＲ ＣＯＮＤＢＲタプルはＶＡＸの全ての条件分岐命令を表すのに使用される。

このダブルは、（ＶＡＸ分岐ＯＰコードを指定する）ＯＰコードアトリビュート と、記号ノードを指すＳＹＭＲＥＦタプルであるか又は間接的行き先を表す値発 生タプルかのいずれかのアドレスである行き先オペランドとを有している。オプ ションの追加オペランドの存在は条件分岐の形式によって左右される。例えば、 ＢＬＥＱは追加オペランドをもたず、一方、ＢＬＢＣはテストされるべき項目を 指定するオペランドを存し、ＢＢＳは２つの追加オペランドを存する。

以下のテーブルは、条件分岐の形式と、必要な追加パラメータを示す。形式の欄 は、オペランドとして許されたオペランドの形式を指示し、　ｒＶａｌｕｅＪは 、Ｌ　ＩＴＲＥＦ、ＳＹＭＲＥＦ　（コンパイル時間記号の）、ＣＯＭ　ＯＰ、 ＲＥＧＲＥＦ及びＦＥＴＣＨ（ＳＹＭＲＥＦ、ＭＥＭＲＥＦ又はＩＤＸＲＥＦの ）つ−許されたことを示し、一方、　ｒＡｄｄｒＪは、ＲＥＧＲＥＦＳ　ＳＹＭ ＲＥＦ、ＭＥ〜ＩＲＥＦ及びＩＤＸＲＥＦが許されたことを示す。オペランドＩ は常に分岐行き先である。

分岐　ＯＰ２　形式　ＯＰ３　形式　ＯＰ４　形式　コメント（ＣＢｘ　Ｌｉｍ １ｔ　Ｖａｌｕｅ　Ａｄｄｅｎｄ　Ｖａｌｕｅ　［ｎｄｅｘ　ＡｄｄｒＡＯＢｍ 　Ｌｉｍ１ｔ　Ｖａｌｕｅ　Ｉｎｄｅｘ　ＡｄｄｒＢ（ｃｃ）　ＢＢＥＱ Ｂａｒ　Ｐｏｓ　Ｖａｌｕｅ　Ｂａ５ｅ　ＡｄｄｒＢＢＸＸ　ＰＯＳ　Ｖａｌｕ ｅ　Ｂａ５ｅ　Ａｄｄｒ　ＢＢＳＳＢＢＸＸ［ＰＯ３Ｖａｌｕｅ　Ｂａ５ｅ　Ａ ｄｄｒ　ＢＢＳＳＩ／’ＢＬＢＸ　Ｓｒｃ　Ｖａｌｕｅ ＳＯＢＸＸＸ　Ｉｎｄｅｘ　４ｄｄｒ 例 ヱニ玉　中間表示 ａｃｂｌ　＃ＩＯ，＃１．ｒ０．１０＄　ＬＯＩ：　ｌ１ｔｒｅｆ　［＃１０］ ＬＯ２：　ＩＨｒｅｆ　［６１］ ＬＯ３：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒＯ］ ＬＯ４：　ｓｙｍｒｅｆ　［１０＄１ ＬＯ５：　ｃｏｎｄｂｒ　［ａｃｂ１］（ＬＯ４，ＬＯｌ、ＬＯ２）ａｏｂｌｅ ｑ　＃ＩＯ，４（ｒｏ）、］０＄　ＬＯＩ：　ｌ１ｔｒｅｆ　［＃ＩＯ］１０２ ：　１ｉｔｒｅｆ　［＃４］ ＬＯ３：　ｍｅｍｒｅｆ　［ｒＯ］　（ＬＯ２）１０４：　ｓｙｍｒｅｆ　［１ ０＄］ ＬＯ５：　ｃｏｎｄｂｒ　［ａｏｂｌｅｑ］（ＬＯ４，ＬＯｌ、　ＬＯ２） ｂｌｅｑ　Ｌｏｔ　Ｌｏｔ　：　ｓＹｗｅｆ　［１０＄］１０２：　ｃｏｎｄｂ ｒ　ｒｂｌｅｑｌ　（ＬＯｌ）ｂｌｂｃ　ｇ″ｆｏｏ＄ｆｌａｇ、（ｒＯ）１０ １：　ｓｙｍｒｅｆ　［ｆｏｏ＄ｆｌａｇ］ＬＯ２：　ｆｅｔｃｈ　（１０１） ＬＯ３：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒＯ］ ＬＯ４：　ｃｏｎｄｂｒ　［ｂｌｂｃｌ　（ＬＯ３，ＬＯ２）ｂｂｓ　＃＜ｂａ ｓｅ＋ｂｉｔ、、ｒｏ、４（ｒｌｏ）Ｌｏｔ　：　ｓｙｗｅｆ　［ｂａｓｅｌＬ Ｏ２：　ｓｙｍｒｅｆ　［ｂｉｔ］ ＬＯ３：　ｃｏｍｐ　ｏｐ　［ａｄｄ］　ＣＬＯｌ、ＬＯ２）ＬＯ４：　ｒｅｇ ｒｅｆ　［ｒＯ］ ＬＯ５：　１ｉｔｒｅｆ　［＃４］ ＬＯ６：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒｌＯ］ ＬＯ７：　ｍｍｒｅｆ　（ＬＯ６，ＬＯ５）ＬＯ８：　ｆｅｔｃｈ　（ＬＯ７） １０５：　ｃｏｎｄｂｒ　［ｂｂｓｌ　（ＬＯ８，ＬＯ３，ＬＯ４）命令ダブル ｌＮ５ＴＲタプルは、他の全てのマクロ命令を表示する方法である。その命令ア トリビュートはＯＰコートを表す定数であり、そのオペランドは命令オペラ許さ れたオペランド形式のセットは、命令依存である。一般に、ＬＩＴＲＥＦ、ＳＹ ＭＲＥＦ、ＣＯＭＰ　ＯＰ、ＲＥＧＲＥＦ及びＦＥＴＣＨ（ＳＹＭＲＥＦＳＭＥ ＭＲＥＦ又はＩＤＸＲＥＦの）オペレータは、値か使用されるオペランドに対し て許さね、一方、ＲＥＣ；ＲＥＦ、ＳＹＭＲＥＦ、ＭＥＭＲＥＦ及び［）ＸＲＥ Ｆは、アドレスか使用されるオペランドに対して許される。ｒＩＮＣＸＪ命令の 行き先のような「変更」式のオペランドの場合は、アドレスの形部を使用しなけ ればならない。

ｌＮ５ＴＲタプルは、アナライザーによって計算されたこの情報をコートジェネ レータに与える条件コード使用フラグを有している。これらは、Ｎ及びＺ、Ｃ及 び／又はＶビット値を、現在命令によって発生されたコードによりシュミレート シなければならないかどうかを指定する。付加的な「ローカルＮＺＪ　ビットは 、Ｎ／Ｚの唯一の使用かその直後の１つ以上の条件分岐命令によるものである場 合にセットされる。これにより、コードジェネレータは、ある場合に、結果の値 を直接使用することかできる。

例・ ノース　中間表示 １ｎｃｌ　４（ｒｏ）　ＬＯＩ：　１ｉｔｒｅｆ　［月］ＬＯ２：　ｒｅｇｒｅ ｆ　（ｒＯ］ ＬＯ３：　ｔｙｅｗｅｆ　（ＬＯ２，ＬＯＩ）ＬＯ４：　１ｎｓｔｒ　［１ｎｃ ｌｌＪ　（ＬＯ３）ＬＯＩ：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒＯ］ ＬＯ２：　ｓｙｍｒｅｆ　［ｆｏｏ＄Ｉ　ｖａｌｕｅ］ＬＯ３：　ｆｅｔｃｈ　 （１０２） ＬＯ４：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｓｐｌ し０５：　ｖｍｒｅｆ　［ａｕｔｏｉｎｃｌｅｍｅｎｔｌＬＯ６：　１ｎｓｔｒ 　［ａｄｄ１３］　（ＬＯｌ、ＬＯ３，ＬＯ５）ｍｏｖｃ５　（ｒＯ）、４（ｒ ｏ）、＃３２．ｆｏｏ＄ｗ　ｂｕｆ　ｌｅｎ、ｆｏｏ＄ｒ　ｂｕｆｆｅｒＬＯＩ ：　ｒｅｇｒｅｆ　（ｒＯ］ ＬＯ２呪ｍｒｅｆ　（ＬＯＩ） ＬＯ３：　ｆｅｔｃｈ　（ＬＯ２） ＬＯ４：　ｌ１ｔｒｅｆ　［＃４］ １０５：　ｒｅｇｒｅｆ　［ｒＯ］ し０６：　ｍｅｍｒｅｆ　（ＬＯ５，ＬＯ４）ＬＯ７：　ｆｅｔｃｈ　（ＬＯ６ ） ＬＯ８：　１ｉｔｒｅｆ　［＃３２］ ＬＯ９：　ｓｙｍｒｅｆ　［ｆｏｏ＄ｗ　ｂｕｆ　１ｅｎｌＬＩＯ：　ｆｅｔｃ ｈ　（ＬＯ９） Ｌｌｌ：　ｓｙｍｒｅｆ　［ｆｏｏ＄ｒ　ｂｕｆｆｅｒｌＬ１２：　１ｎｓｔｒ 　［ｍｏｖｃ５］（ＬＯ３，ＬＯ７，ＬＯ８，ＬＩＯ） ｉｎｓｑｕｅ　８（ｒｏ）、ｆｏｏ！ｑ　ｈｅａｄＬＯＩ：　１ｉｔｒｅｆ　［ ＃８］ ＬＯ２：　ｒｅｆｒｅｆ　［ｒＯ］＊ ＬＯ３：　ＩＩＸ！Ｍｅｆ　（ＬＯ２，Ｌｏｔ）し０４：　ｓｙｍｒｅｆ　［ｆ ｏｏ＄ｑ　ｈｅａｄｌＬＯ５：　１ｎｓｔｒ　［１ｎｓｑｕｅｌ（ＬＯ３，ＬＯ ４） 浄ｔ（内容に変更なし） Ｎ 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、Ｂ 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、１１ 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、１２ 浄書（内容に変更なし） ＤＨＲＹＳＴＯＮＬＳＨＲ 浄書（内容に変更なし） 浄２．汽容に変更なし） 浄書（内容に変更なし） 浄：（内容に変更なし） 浄！（内容に変更なし） 浄ｔ（内容に変更なし） 浄Ｎ＋内容に変更なし） ＦＩＧ、２７ 浄ｆ″ｒ内容に変更なし） 浄；（内容に変更なし） Ｓ嘗（内容に変更なし） ＦＩＧ、３０ 浄書（内容に変更なし） ＦＩＧ、３１ 浄：（内容に変更なし） 手続補正書（方式） ％式％：２ ２、発明の名称　プログラムコードの交差像参照方法３、補正をする者 事件との関係　出　願　人 名　称　ディジタル　イタイプメント　コーボレイシコン図面の翻訳文の浄書　 （内容に変更なし）国際調査報告 、、、、−、、、−＝　ＰＣＴ／ＵＳ　９２／Ｃ１８３１国際調査報告

Claims (32)

【特許請求の範囲】
1. １．複数のコンピュータプログラムを分析するようにデジタルコンピュータを動 作する方法において、上記コンピュータプログラムは、第１コンピュータプログ ラムと、第２コンピュータプログラムとを備えており、上記第１コンピュータプ ログラムは、上記第２コンピュータプログラムの入力ポイントを呼び出すための 呼び出し命令を含み、上記第２コンピュータプログラムは、上記第１コンピュー タプログラムの入力ポイントを呼び出すための呼び出し命令を含み、上記第１コ ンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用の決定が、上記第２コ ンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す幾つかの作用に基づいて行 われ、そして上記第２コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作 用の決定が、上記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す幾 つかの作用に基づいて行われ、上記方法は、（ａ）上記第２コンピュータプログ ラムの入力ポイントを呼び出す上記幾つかの作用に関する仮定に基づいて上記第 １コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用を決定し、 （ｂ）上記段階（ａ）で決定された上記第１コンピュータプログラムの上記入力 ポイントを呼び出す作用に基づいて上記第２コンピュータプログラムの上記入力 ポイントを呼び出す作用を決定し、そして（ｃ）上記段階（ｂ）で決定された上 記第２コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用に基づいて上 記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用を再決定する 、という段階を備えたことを特徴とする方法。
2. ２．上記段階（ｂ）で決定された上記第２コンピュータプログラムの上記入力ポ イントを呼び出す作用が上記仮定と異なるかどうかをチェックする段階を更に備 えた請求項１に記載の方法。
3. ３．上記段階（ｃ）は、上記チェック段階により、上記段階（ｂ）で決定された 上記第２コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用が上記仮定 と異なることが分かったときに実行され、そして上記段階（ｃ）は、上記チェッ ク段階により、上記段階（ｂ）で決定された上記第２コンピュータプログラムの 上記入力ポイントを呼び出す作用が上記仮定と異ならないことが分かったときは 実行されない請求項２に記載の方法。
4. ４．上記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す上記の再決 定された作用に基づいて上記第２コンピュータプログラムの上記入力ポイントを 呼び出す作用を再決定する段階（ｄ）を更に備えた請求項２に記載の方法。
5. ５．上記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用の再決 定が、上記第２プログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用の再決定に影響を 及ぼすように上記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントの呼び出しに ついて決定される作用を変更させるかどうかをチェックする段階を更に備え、上 記段階（ｄ）は、上記チェック段階により、上記第１コンピュータプログラムの 上記入力ポイントを呼び出す作用の再決定が、上記第２プログラムの上記入力ポ イントを呼び出す作用の再決定に影響を及ぼすように上記第１コンピュータプロ グラムの上記入力ポイントの呼び出しについて決定される作用を変更させると分 かったときに実行され、そして上記段階（ｄ）は、上記チェックにより、上記第 １コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用の再決定が、上記 第２プログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用の再決定に影響を及ぼすよう に上記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントの呼び出しについて決定 される作用を変更しないと分かったときには実行されない請求項３に記載の方法 。
6. ６．上記段階（ａ）は、上記第１コンピュータプログラムの各入力ポイントを呼 び出すことについて決定された作用を上記第１コンピュータプログラムの像情報 ファイルに記録することを含み、そして上記段階（ｂ）は、上記第２コンピュー タプログラムの各入力ポイントを呼び出すことについて決定された作用を上記第 ２コンピュータプログラムの像情報ファイルに記録することを含む請求項１に記 載の方法。
7. ７．上記段階（ａ）は、上記第２プログラムに対し上記第１プログラムで行われ た各呼び出すに関する情報を上記第１コンピュータプログラムの上記像情報ファ イルに記録することを含み、そして上記段階（ｂ）は、上記第１プログラムに対 し上記第２プログラムで行われた各呼び出すに関する情報を上記第２コンピュー タプログラムの上記像情報ファイルに記録することを含む請求項６に記載の方法 。
8. ８．上記段階（ａ）は、上記第２プログラムに対し上記第１プログラムで行われ た各呼び出しに関する情報と、上記第１コンピュータプログラムの各入力ポイン トを呼び出すことについての決定された作用とを記録することを含み、そして上 記段階（ｂ）は、上記第１プログラムに対し上記第２プログラムで行われた各呼 び出しに関する情報と、上記第２コンピュータプログラムの各入力ポイントを呼 び出すことについての決定された作用とを記録することを含む請求項１に記載の 方法。
9. ９．各呼び出しに関する上記情報は、各呼び出しの行き先アドレスを含む請求項 ８に記載の方法。
10. １０．各呼び出しに関する上記情報は、各呼び出しに対する呼び出し形式情報を 含む請求項８に記載の方法。
11. １１．各呼び出しに関する上記情報は、幾つかの呼び出しに対し、呼び出しによ って送られたパラメータの値を含む請求項８に記載の方法。
12. １２．上記仮定は、各呼び出しから実行が復帰しそしてコールバックが生じない という仮定を含む請求項１に記載の方法。
13. １３．上記入力ポイントを呼び出す作用の上記決定は、各入力ポイントごとに実 行が呼び出しルーチンに復帰するかしないかを決定することを含む請求項１に記 載の方法。
14. １４．上記入力ポイントを呼び出す作用の上記決定は、呼び出しルーチンによっ て入力ポイントへ通されたパラメータによって決定された行き先へ実行が復帰す るかしないかを各入力ポイントごとに決定することを含む請求項１に記載の方法 。
15. １５．上記入力ポイントを呼び出す作用の上記決定は、レジスタ使用情報の決定 を含む請求項１に記載の方法。
16. １６．第１コンピュータプログラムを変換するようにデジタルコンピュータを動 作する方法において、上記第１コンピュータプログラムは、第２コンピュータプ ログラムのプログラム入力ポイントを含む外部入力ポイントを呼び出すための呼 び出し命令を含み、上記第２コンピュータプログラムは、上記第１コンピュータ プログラムのプログラム入力ポイントを含む外部入力ポイントを呼び出すための 呼び出し命令を含み、上記第２コンピュータプログラムにより上記第１コンピュ ータプログラムの上記プログラム入力ポイントを呼び出す作用の決定は、上記第 １コンピュータプログラムにより上記第２コンピュータプログラムの上記プログ ラム入力ポイントを呼び出す幾つかの作用に基づいており、そして上記第１コン ピュータプログラムにより上記第２コンピュータプログラムの上記プログラム入 力ポイントを呼び出す作用の決定は、上記第２コンピュータプログラムにより上 記第１コンピュータプログラムの上記プログラム入力ポイントを呼び出す幾つか の作用に基づいており、上記方法は、（ａ）上記第１コンピュータプログラムに よる各々の外部呼び出しごとに、その呼び出しに関する情報を記録し、上記第１ コンピュータプログラムの各プログラム入力ポイントごとに、上記第１コンピュ ータプログラムから第２コンピュータプログラムのプログラム入力ポイントヘの 外部呼び出しに関する仮定に基づいてプログラム入力ポイントを呼び出す作用を 決定し、そしてプログラム入力ポイントの呼び出しについての決定された作用に 関する情報を記録し、（ｂ）上記第２コンピュータプログラムによる各々の外部 呼び出しことに、その呼び出しに関する情報を記録し、上記第２コンピュータプ ログラムの各プログラム入力ポイントごとに、上記第１コンピュータプログラム のプログラム入力ポイントを呼び出す上記第２コンピュータプログラムの決定さ れた作用について記録された情報に基づきプログラム入力ポイントを呼び出す作 用を決定し、そしてプログラム入力ポイントの呼び出しについての決定された作 用に関する情報を記録し、 （ｃ）上記第１コンピュータプログラムから第２コンピュータプログラムのプロ グラム入力ポイントヘの各外部呼び出しに対し、上記の仮定と、上記第１コンピ ュータプログラムにより呼び出された第２コンピュータプログラムのプログラム 入力ポイントを呼び出す決定された作用に関して上記段階（ｂ）で記録された情 報との間に相違があるかどうかをチェックし、そして相違が見つかってその相違 が上記第１コンピュータプログラムの変換に影響を及ぼすときには、上記段階（ ｂ）で記録された情報に基づいて上記第１コンピュータプログラムの上記プログ ラム入力ポイントを呼び出す作用を再決定し、（ｄ）上記第１コンピュータプロ グラムを変換する、という段階を備えたことを特徴とする方法。
17. １７．各呼び出しについての上記情報は、各呼び出しごとの行き先アドレスと呼 び出し形式情報とを含む請求項１６に記載の方法。
18. １８．各呼び出しについての上記情報は、更に、幾つかの呼び出しに対し、呼び 出しによって通されるパラメータの値を含む請求項１７に記載の方法。
19. １９．上記仮定は、各呼び出しから実行が復帰しそしてコールバックが生じない という仮定を含む請求項１６に記載の方法。
20. ２０．上記入力ポイントを呼び出す作用の上記決定は、各々の入力ポイントごと に、実行が呼び出しルーチンに復帰するかしないかを決定することと、呼び出し ルーチンにより入力ポイントに通されたパラメータによって決定された行き先へ 実行が復帰するかしないかを決定することを含む請求項１６に記載の方法。
21. ２１．第１コンピュータプログラム及び第２コンピュータプログラムを分析する ようにデジタルコンピュータを動作する方法において、上記第２コンピュータプ ログラムは、上記第１コンピュータプログラムのプログラム入力ポイントを含む 外部入力ポイントを呼び出すための呼び出し命令を含み、上記方法は、（ａ）上 記第１コンピュータプログラムの各プログラム入力ポイントごとにそのプログラ ム入力ポイントを呼び出す作用を決定し、そしてそのプログラム入力ポイントを 呼び出す決定された作用に関する情報を記録し、そして（ｂ）上記第２コンピュ ータプログラムの各呼び出し命令ごとに、上記記録された情報を読み出し、そし てその記録された情報を用いて、上記第１コンピュータプログラムのプログラム 入力ポイントを呼び出す上記第２コンピュータプログラムの各呼び出し命令の作 用を分析する、という段階を備えたことを特徴とする方法。
22. ２２．上記プログラム入力ポイントを呼び出す作用の上記決定は、各々の入力ポ イントごとに、実行が呼び出しルーチンに復帰するかしないかを決定することと 、呼び出しルーチンによりプログラム入力ポイントに通されたパラメータによっ て決定された行き先へ実行が復帰するかしないかを決定することを含む請求項２ １に記載の方法。
23. ２３．上記プログラム入力ポイントを呼び出す作用の上記決定は、レジスタ使用 情報を決定することを含む請求項２１に記載の方法。
24. ２４．上記第１コンピュータプログラムは、上記第２プログラムのプログラム入 力ポイントを含む外部入力ポイントを呼び出すための呼び出し命令を含み、上記 段階（ａ）は、更に、外部入力ポイントを呼び出す上記第１コンピュータプログ ラムの各呼び出し命令に対し、その呼び出し命令に関する情報を記録することを 含み、そして上記段階（ｂ）は、更に、上記第１プログラムの上記呼び出し命令 の１つによって呼び出された上記第２プログラムの各プログラム入力ポイントに 対し、上記第２プログラムの上記各プログラム入力ポイントを呼び出す呼び出し 命令に関する上記の記録された情報を読み出して、上記各プログラム入力ポイン トを呼び出す呼び出し命令の作用を分析することを含む請求項２１に記載の方法 。
25. ２５．各呼び出し命令に関する上記情報は、各呼び出しに対する行き先アドレス と呼び出し形式情報とを含む請求項２４に記載の方法。
26. ２６．各呼び出し命令に関する上記情報は、幾つかの呼び出し命令に対しその呼 び出し命令により通されたパラメータの値を含む請求項２４に記載の方法。
27. ２７．上記第１コンピュータプログラムの上記プログラム入力ポイントを呼び出 す上記作用の決定は、上記第２コンピュータプログラムの上記プログラム入力ポ イントを呼び出す上記第１プログラムの呼び出し命令の幾つかの作用に基づいて おり、そして上記段階（ａ）は、更に、上記第２コンピュータプログラムのプロ グラム入力ポイントを呼び出す上記第１プログラムの呼び出し命令の上記幾つか の作用に関する仮定に基づいて上記第１プログラムの上記プログラム入力ポイン トを呼び出す上記作用を決定することを含む請求項２１に記載の方法。
28. ２８．上記仮定は、各呼び出しから実行が復帰しそしてコールバックが生じない という仮定を含む請求項２７に記載の方法。
29. ２９．上記段階（ａ）で記録された情報を既に記録されている情報と比較し、上 記段階（ａ）で記録された情報と既に記録されている情報との間に差があって上 記第２コンピュータプログラムの呼び出し命令に影響を及ぼすときには、上記段 階（ｂ）において上記分析を行い、そして上記段階（ａ）で記録された情報と既 に記録されている情報との間に上記第２プログラムの呼び出し命令に影響を及ぼ す差がないときには、上記段階（ｂ）の上記分析を禁止するという段階を更に備 えた請求項２１に記載の方法。
30. ３０．上記の情報は、ＡＳＣＩＩファイルに記録される請求項２１に記載の方法 。
31. ３１．複数のコンピュータプログラムを分析するためのデジタルコンピュータシ ステムにおいて、上記コンピュータプログラムは、第１コンピュータプログラム と、第２コンピュータプログラムとを備えており、上記第１コンピュータプログ ラムは、上記第２コンピュータプログラムの入力ポイントを呼び出すための呼び 出し命令を含み、上記第２コンピュータプログラムは、上記第１コンピュータプ ログラムの入力ポイントを呼び出すための呼び出し命令を含み、上記第１コンピ ュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用の決定が、上記第２コンピ ュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す幾つかの作用に基づいて行われ 、そして上記第２コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用の 決定が、上記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す幾つか の作用に基づいて行われ、上記デジタルコンピュータシステムは、（ａ）上記第 ２コンピュータプログラムの入力ポイントを呼び出す上記幾つかの作用に関する 仮定に基づいて上記第１コンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す 作用を決定するための第１手段と、（ｂ）上記第１手段で決定された上記第１コ ンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用に基づいて上記第２コ ンピュータプログラムの上記入力ポイントを呼び出す作用を決定するための第２ 手段と、（ｃ）上記第２手段で決定された上記第２コンピュータプログラムの上 記入力ポイントを呼び出す作用に基づいて上記第１コンピュータプログラムの上 記入力ポイントを呼び出す作用を再決定する第３手段とを具備することを特徴と するデジタルコンピュータシステム。
32. ３２．上記第２手段で決定された上記第２コンピュータプログラムの上記入力ポ イントを呼び出す作用が上記仮定と異なるかどうかをチェックする手段を更に備 えた請求項３１に記載のデジタルコンピュータシステム。