JPS608944A - 関数型マシンの終端再帰呼出し制御方式 - Google Patents
関数型マシンの終端再帰呼出し制御方式Info
- Publication number
- JPS608944A JPS608944A JP58116525A JP11652583A JPS608944A JP S608944 A JPS608944 A JP S608944A JP 58116525 A JP58116525 A JP 58116525A JP 11652583 A JP11652583 A JP 11652583A JP S608944 A JPS608944 A JP S608944A
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野〕
本発明は、機械命令とマイクロ命令をもつ関数型言語マ
シンにおいて、関数を呼出しくＣａ１ｌ）、復帰（Ｒｅ
ｔｕｒｎ ）する時のプログラムカウンタ等の制御状態
の受渡し方式に関し、特に復帰後に処理をもたない関数
からの再帰呼出し、すなわち終端再帰呼出しの制御方式
に関する。
シンにおいて、関数を呼出しくＣａ１ｌ）、復帰（Ｒｅ
ｔｕｒｎ ）する時のプログラムカウンタ等の制御状態
の受渡し方式に関し、特に復帰後に処理をもたない関数
からの再帰呼出し、すなわち終端再帰呼出しの制御方式
に関する。
はじめに、本発明の対象である関数型言語マシンについ
て概述する。関数型言語マシンでは、プログラムは全て
関数であり、処理は、必要な関数を順次呼出しながら、
実行する形をとる。これらの関数は、機械命令列ででき
ているサブルーチン関数（以下、５ＵＢＲ関数と呼ぶ）
とマイクロ命令列でできているマイクロルーチン関数（
以下、ＭＩＣＲＯ関数と呼ぶ）とに分類される。なお、
機械命令は、マイクロ命令に対応させる意味で１マクロ
命令１と呼ばれることもある。
て概述する。関数型言語マシンでは、プログラムは全て
関数であり、処理は、必要な関数を順次呼出しながら、
実行する形をとる。これらの関数は、機械命令列ででき
ているサブルーチン関数（以下、５ＵＢＲ関数と呼ぶ）
とマイクロ命令列でできているマイクロルーチン関数（
以下、ＭＩＣＲＯ関数と呼ぶ）とに分類される。なお、
機械命令は、マイクロ命令に対応させる意味で１マクロ
命令１と呼ばれることもある。
一般に、５ｔＪＢＲ関数は、ユーザが高級言語で書いた
プログラムを機械語にコンパイルしたものでおり、ＭＩ
ＣＲＯ関数は、マシンに標準的に用意されている組込関
数である。高級言語自身は、コンパイルされる以外に、
関数型言語専用マシンにおいて、マイクロプログラムで
できた高速のインタプリタにより直接実行されることも
ある。このインタプリタ自身も上記の分類では、ＭＩＣ
ＲＯ関数に属する。
プログラムを機械語にコンパイルしたものでおり、ＭＩ
ＣＲＯ関数は、マシンに標準的に用意されている組込関
数である。高級言語自身は、コンパイルされる以外に、
関数型言語専用マシンにおいて、マイクロプログラムで
できた高速のインタプリタにより直接実行されることも
ある。このインタプリタ自身も上記の分類では、ＭＩＣ
ＲＯ関数に属する。
このようなマシンにおいて、ユーザのプログラムを実行
する場合、制御は５ｔＪＢＲ関数とＭＩＣＲＯ関数の間
を行ったり来たりすることになる。
する場合、制御は５ｔＪＢＲ関数とＭＩＣＲＯ関数の間
を行ったり来たりすることになる。
第１図は、上述した関数型言語プログラムの実行を概念
的に示したものである。ｆＯ乃至ｆｓは関数、Ｃａ１ｌ
は呼出し、Ｒａｔｑｕｒｎは復帰を表わしている。ここ
で、たとえば関数ｆｏ 、 ｆｌはＭＩＣＲＯ関数、ｆ
ｚ 、 ｆｓは５ＵＢＲ関数であることができる。
的に示したものである。ｆＯ乃至ｆｓは関数、Ｃａ１ｌ
は呼出し、Ｒａｔｑｕｒｎは復帰を表わしている。ここ
で、たとえば関数ｆｏ 、 ｆｌはＭＩＣＲＯ関数、ｆ
ｚ 、 ｆｓは５ＵＢＲ関数であることができる。
ところで、マイクロプログラムの実行制御は、基本的に
マイクロプログラムカウンタ（以下ＭＰＣと略す）に従
い、制御状態は基本的にはこのＭＰＣによって規定され
る。
マイクロプログラムカウンタ（以下ＭＰＣと略す）に従
い、制御状態は基本的にはこのＭＰＣによって規定され
る。
一方、機械命令プログラムの実行制御は、基本的に機械
命令のプログラムカウンタ（以下ＰＣと略す）に従がい
、制御状態は基本的にはこのＰＣによって規定される。
命令のプログラムカウンタ（以下ＰＣと略す）に従がい
、制御状態は基本的にはこのＰＣによって規定される。
更に、機械命令自身は完全にハードウェアで実現される
マシンもあるが、上記のようなマシンでは、一般にマイ
クロルーチン（マイクロプログラム）として実現されて
いる。
マシンもあるが、上記のようなマシンでは、一般にマイ
クロルーチン（マイクロプログラム）として実現されて
いる。
関数型言語を実行する場合には、通常、各関数ごとにス
タックの上にフレームと呼ばれる制御ブロックをつくり
、そのフレームに関数名や戻り番地や上位フレームへの
リンク等を格納する。関数の処理が全て終了すると、そ
のフレームはおりたー・たまれる。
タックの上にフレームと呼ばれる制御ブロックをつくり
、そのフレームに関数名や戻り番地や上位フレームへの
リンク等を格納する。関数の処理が全て終了すると、そ
のフレームはおりたー・たまれる。
第２図は、その概念図であり、（α）に例示された／（
１、ｆｌ、 ／２からなる関数型プログラムを実行した
ときに、（ｂ）に示すように、呼出しく（］）、■）ご
とに新しいスタックの作成が行なわれ、そして復帰（■
、■）ごとに、スタックのおりたたみが行なわれる。
１、ｆｌ、 ／２からなる関数型プログラムを実行した
ときに、（ｂ）に示すように、呼出しく（］）、■）ご
とに新しいスタックの作成が行なわれ、そして復帰（■
、■）ごとに、スタックのおりたたみが行なわれる。
呼出されたＭＩＣＲＯ関数では、上記の戻り番地として
は、自分の呼出し元関数（Ｃａ１ｌｅｒ ）のＭＰＣ値
をフレームに格納していればよい。それだけで、自分の
仕事力を済めば、呼出し元関数に制御を返すことができ
る。呼出し元関数が５ＩＪＢＲ関数であっても、その時
のＰＣをフレームへ格納する必要はない。
は、自分の呼出し元関数（Ｃａ１ｌｅｒ ）のＭＰＣ値
をフレームに格納していればよい。それだけで、自分の
仕事力を済めば、呼出し元関数に制御を返すことができ
る。呼出し元関数が５ＩＪＢＲ関数であっても、その時
のＰＣをフレームへ格納する必要はない。
なぜならば、ＭＩＣＲＯ関数の実行においては、ＰＣの
値を変更することがないからである。
値を変更することがないからである。
一方、呼出された５ＵＢＲ関数では、フレームに格納す
る戻り番地として、ＭＰＣとＰＣの両方の値が必要であ
る。ＰＣの格納については、５ＵＢＲ関数がＰＣを動か
して、すなわちＰＣにしたがって実行されることから、
当然に必要である。
る戻り番地として、ＭＰＣとＰＣの両方の値が必要であ
る。ＰＣの格納については、５ＵＢＲ関数がＰＣを動か
して、すなわちＰＣにしたがって実行されることから、
当然に必要である。
５ＵＢＲ関数の間でのみ制御が授受されている場合には
、呼出し元５ＵＢＲ関数へ復帰する際に、先に格納して
置いたＰＣ値から機械命令の実行が開始されることから
、ＭＰＣを戻り番地としてフレームへ格納する必要はな
いが、５ＩＪＢＲ関数の呼出し元が■−ＣＲＯ関数であ
る場合には、復帰後の手続きを示すＭＰＣ値を、スタッ
クフレームへ戻り番地として格納しておく必要がある。
、呼出し元５ＵＢＲ関数へ復帰する際に、先に格納して
置いたＰＣ値から機械命令の実行が開始されることから
、ＭＰＣを戻り番地としてフレームへ格納する必要はな
いが、５ＩＪＢＲ関数の呼出し元が■−ＣＲＯ関数であ
る場合には、復帰後の手続きを示すＭＰＣ値を、スタッ
クフレームへ戻り番地として格納しておく必要がある。
しかし、呼出された５ＵＢＲ関数には、呼出し元関数が
５ＩＪＢＲ関数であるかＭＩＣＲＯ関数であるかを知る
ことができないから、常にＭＰＣとＰＣとを戻り番地と
して格納する必要がある。
５ＩＪＢＲ関数であるかＭＩＣＲＯ関数であるかを知る
ことができないから、常にＭＰＣとＰＣとを戻り番地と
して格納する必要がある。
このようにして、ＭＩＣＲＯ関数のフレームは、たとえ
ば第３図に示すような構成をもち、５ＵＢＲ関数のフレ
ームは第４図に示すような構成をもつ。第３図のＭＩＣ
ＲＯ関数のフレームは、１の関数名、２のＭＰＣ８（Ｍ
ＰＣ５ａｖｅ域）、３のＦＰＳ （Ｆ’ｒｓｙｙｕ Ｐ
ｏｓｓ−ｔｇｒ ５ａｖ−域）、および４の実引数から
なり、他方、５ＴＪＢＲ関ｉのフレームは、 ＭＩＣＲ
Ｏ関数のフレームに５のＰＣ８（Ｐｒｏｇｒａｍｇ Ｃ
ｏｗｎｔａｒ ５ａｖ−域）を加えたものである。なお
、 ＦＰはフレームポインタ、 ＳＴＰはスタックポイ
ンタを表わしている。
ば第３図に示すような構成をもち、５ＵＢＲ関数のフレ
ームは第４図に示すような構成をもつ。第３図のＭＩＣ
ＲＯ関数のフレームは、１の関数名、２のＭＰＣ８（Ｍ
ＰＣ５ａｖｅ域）、３のＦＰＳ （Ｆ’ｒｓｙｙｕ Ｐ
ｏｓｓ−ｔｇｒ ５ａｖ−域）、および４の実引数から
なり、他方、５ＴＪＢＲ関ｉのフレームは、 ＭＩＣＲ
Ｏ関数のフレームに５のＰＣ８（Ｐｒｏｇｒａｍｇ Ｃ
ｏｗｎｔａｒ ５ａｖ−域）を加えたものである。なお
、 ＦＰはフレームポインタ、 ＳＴＰはスタックポイ
ンタを表わしている。
ところで、ＭＩＣＲＯ関数が呼出し元へ復帰する時には
そのフレームをおりたたみ、すなわち７レームポインタ
ＦＰＳが指示するフレームへ移り、 ＭＰＣ８域の値を
ＭＰＣへ戻してそこへ制御を返す。これにより、呼出し
元関数の後続手続きが再開される。
そのフレームをおりたたみ、すなわち７レームポインタ
ＦＰＳが指示するフレームへ移り、 ＭＰＣ８域の値を
ＭＰＣへ戻してそこへ制御を返す。これにより、呼出し
元関数の後続手続きが再開される。
これに対し、５ＵＢＲ関数が呼出し元関数へ復帰する時
には、フレームをおりたたみ、ＰＣ８域の値をＰＣへ戻
し、更にＭＰＣ８域の値をＭＰＣへ戻してそこへ制御を
返す。ここで呼出し元が５ＴＪＢＲ関数であった場合に
は、ＭＰＣ８値は、ＰＣ値が示す機械命令をフェッチし
て実行を始める手順を指す。しかし、呼出し元がＭＩＣ
ＲＯ関数である場合には、ＭＰＣ８値は、一般に呼出し
元関数により定まる後続手続きを指している。
には、フレームをおりたたみ、ＰＣ８域の値をＰＣへ戻
し、更にＭＰＣ８域の値をＭＰＣへ戻してそこへ制御を
返す。ここで呼出し元が５ＴＪＢＲ関数であった場合に
は、ＭＰＣ８値は、ＰＣ値が示す機械命令をフェッチし
て実行を始める手順を指す。しかし、呼出し元がＭＩＣ
ＲＯ関数である場合には、ＭＰＣ８値は、一般に呼出し
元関数により定まる後続手続きを指している。
次に、本発明が特にかかわっている終端再帰呼出しにつ
いて説明する。
いて説明する。
関数型言語においては、前述したように、各関数は他の
関数を呼出しながら仕事を進めていくが、最後の関数呼
出しの場合には、復帰後に処理が行なわれないため、Ｐ
ＣやＭＰＣの待避は不要であるから、呼出すべき関数の
フレームを作る必要はない。
関数を呼出しながら仕事を進めていくが、最後の関数呼
出しの場合には、復帰後に処理が行なわれないため、Ｐ
ＣやＭＰＣの待避は不要であるから、呼出すべき関数の
フレームを作る必要はない。
このため、現在の呼出し元関数のフレームを流用して関
数呼出しを行なう。これを、一般に終端再帰呼出しく
Ｔａ１ｌ ｒｅｃｕｒｓｔｏｘ ｃａｔｌ ）と言う。
数呼出しを行なう。これを、一般に終端再帰呼出しく
Ｔａ１ｌ ｒｅｃｕｒｓｔｏｘ ｃａｔｌ ）と言う。
これ罠より、フレームの作成、フレームのおりたたみの
操作が省略でき、実行速度が向上する。
操作が省略でき、実行速度が向上する。
しかし、第３図に示したように、ＭＩＣＲＯ関数のフレ
ームにはＰＣ８域が設けられていないので、ＭＩ−ＣＲ
Ｏ関数を呼出したときに、呼出されたＭＩＣＲＯ関数は
ＰＣの受渡しを行なわず、また復帰時にＰＣ８域をＰＣ
へ戻す操作も行なわない。したがってこのような場合に
は５ｔＪＢＲ関数からＭＩＣＲＯ関数を終端再帰呼出し
すると、５ＵＢＲ関数に制御を戻すことができないとい
う問題があった。つまり、５ＴＪＢＲ関数のフレームに
は、第４図に示したように、そのＰＣ８域にＰＣの戻り
番地が格納されているが、５ＵＢＲ関数フレームを流用
してＭＩＣＲＯ関数を呼出すと、呼出されたＭＩＣＲＯ
関数は、流用された５ｔＪＢＲ関数フレームを第３図に
示したＭＩＣＲＯ関数フレームと解釈して、復帰時にＰ
Ｃ８をＰＣへ戻さないので、呼出し元５ｔＪＢＲ関数へ
制御が返らないことになる。
ームにはＰＣ８域が設けられていないので、ＭＩ−ＣＲ
Ｏ関数を呼出したときに、呼出されたＭＩＣＲＯ関数は
ＰＣの受渡しを行なわず、また復帰時にＰＣ８域をＰＣ
へ戻す操作も行なわない。したがってこのような場合に
は５ｔＪＢＲ関数からＭＩＣＲＯ関数を終端再帰呼出し
すると、５ＵＢＲ関数に制御を戻すことができないとい
う問題があった。つまり、５ＴＪＢＲ関数のフレームに
は、第４図に示したように、そのＰＣ８域にＰＣの戻り
番地が格納されているが、５ＵＢＲ関数フレームを流用
してＭＩＣＲＯ関数を呼出すと、呼出されたＭＩＣＲＯ
関数は、流用された５ｔＪＢＲ関数フレームを第３図に
示したＭＩＣＲＯ関数フレームと解釈して、復帰時にＰ
Ｃ８をＰＣへ戻さないので、呼出し元５ｔＪＢＲ関数へ
制御が返らないことになる。
この問題は、ＭＩＣＲＯ関数にもＰＣの受渡しをさせる
ようにすれば一つの解決方法となるが、その反面、通常
の呼出しにおけるＭＩＣＲＯ関数の処理に無駄な手順が
入り、処理が遅くなるという欠点があった。
ようにすれば一つの解決方法となるが、その反面、通常
の呼出しにおけるＭＩＣＲＯ関数の処理に無駄な手順が
入り、処理が遅くなるという欠点があった。
本発明の目的は、上記した従来方式の問題を解決するこ
とにあり、そのため、ＭＩＣ［）関数は実行時にＰＣを
操作することがないことに着目し、５Ｕ−ＢＲ関数が終
端再帰呼出しのため自己のフレームを流用してＭＩＣＲ
Ｏ関数を呼出したとき、呼出し元弼−ＢＲ関数の戻りＰ
Ｃ値をＰＣ８からＰＣへ設定、すなわち実質的に待避し
て置くものである。これにより、呼出されたＭＩＣＲＯ
関数は、従来方式のように流用スタックのＰＣ８域を管
理できなくても、呼出し元５ｔＪＢＲ関数へ復帰する際
、既に設定されているＰＣの値を用いて制御を渡すこと
が可能となる。
とにあり、そのため、ＭＩＣ［）関数は実行時にＰＣを
操作することがないことに着目し、５Ｕ−ＢＲ関数が終
端再帰呼出しのため自己のフレームを流用してＭＩＣＲ
Ｏ関数を呼出したとき、呼出し元弼−ＢＲ関数の戻りＰ
Ｃ値をＰＣ８からＰＣへ設定、すなわち実質的に待避し
て置くものである。これにより、呼出されたＭＩＣＲＯ
関数は、従来方式のように流用スタックのＰＣ８域を管
理できなくても、呼出し元５ｔＪＢＲ関数へ復帰する際
、既に設定されているＰＣの値を用いて制御を渡すこと
が可能となる。
本発明の構成は、それにより、機械命令とマイクロ命令
の実行機能をもつ関数型言語マシンにおいて、機械語で
記述されたサブルーチン関数からマイクロ命令で記述さ
れたマイクロルーチン関数を呼出す場合には、機械命令
の戻り番地を機械命令のプログラムカウンタに設定して
置き、一方マイクロルーチン関数がサブルーチン関数を
呼出す場合には、プログラムカウンタの値をスタックの
所定域へ待避することにより、マイクロルーチン関数が
機械命令のプログラムカウンタの管理をすることなしに
、サブルーチン関数とマイクロルーチン関数との間で、
互いに終端再帰呼出しを実行させることを特徴としてい
る。
の実行機能をもつ関数型言語マシンにおいて、機械語で
記述されたサブルーチン関数からマイクロ命令で記述さ
れたマイクロルーチン関数を呼出す場合には、機械命令
の戻り番地を機械命令のプログラムカウンタに設定して
置き、一方マイクロルーチン関数がサブルーチン関数を
呼出す場合には、プログラムカウンタの値をスタックの
所定域へ待避することにより、マイクロルーチン関数が
機械命令のプログラムカウンタの管理をすることなしに
、サブルーチン関数とマイクロルーチン関数との間で、
互いに終端再帰呼出しを実行させることを特徴としてい
る。
以下に、本発明の詳細を実施例にしたがって説明する。
本発明方式の原理を用いた場合、５ＵＢＲ関数およびＭ
ＩＣＲＯ関数間での呼出し制御は、次のように行なうこ
とができる。
ＩＣＲＯ関数間での呼出し制御は、次のように行なうこ
とができる。
基本的には、５ｔＪＢＲ関数が制御をもりている時には
、その戻りＰＣ番地はスタックフレームのＰＣ８域へ格
納しておくが、ＭＩＣＲＯ関数が制御をもっている時に
は、戻りＰＣ番地をＰＣに設定して置くようにする。つ
まり、５ＴＪＢＲ関数がＭＩＣＲＯ関数を呼出す時には
、戻りＰＣ番地をＰＣへ放置してＭＩＣＲＯ関数の起動
をかける。さらに詳しく言うと、終端再帰呼出しの時に
は、自フレームのＰＣ’Ｓ 域をＰＣへ移し、非終端再
帰呼出しの時には、ＣＭ几命令の次のＰＣアドレスをそ
のままＰＣへ置いておくようにする。
、その戻りＰＣ番地はスタックフレームのＰＣ８域へ格
納しておくが、ＭＩＣＲＯ関数が制御をもっている時に
は、戻りＰＣ番地をＰＣに設定して置くようにする。つ
まり、５ＴＪＢＲ関数がＭＩＣＲＯ関数を呼出す時には
、戻りＰＣ番地をＰＣへ放置してＭＩＣＲＯ関数の起動
をかける。さらに詳しく言うと、終端再帰呼出しの時に
は、自フレームのＰＣ’Ｓ 域をＰＣへ移し、非終端再
帰呼出しの時には、ＣＭ几命令の次のＰＣアドレスをそ
のままＰＣへ置いておくようにする。
第５図（α）は前者の１例を示し、５ｔＪＢＲ関数ｆ１
が■−ＣＲＯ関数ｆ２を終端再帰呼出したとき、ＰＣ８
の値をＰＣに設定して量くことにより、ｆ２からの復帰
時にＰＣの値が示すｆｏへ制御を渡すことができる。
が■−ＣＲＯ関数ｆ２を終端再帰呼出したとき、ＰＣ８
の値をＰＣに設定して量くことにより、ｆ２からの復帰
時にＰＣの値が示すｆｏへ制御を渡すことができる。
第５図（ｂ）は後者の１例を示し、５ＴＪＢＲ関数ｆ１
が■−ＣＲＯ関数ｆ２関数約２再帰呼出した場合、現Ｐ
Ｃ値の次の番地を戻り番地としてＰＣに設定して置けば
、ｆ２からの復帰時に、ＰＣが示すｆｌの戻り番地から
ｆｌを再開することができる。
が■−ＣＲＯ関数ｆ２関数約２再帰呼出した場合、現Ｐ
Ｃ値の次の番地を戻り番地としてＰＣに設定して置けば
、ｆ２からの復帰時に、ＰＣが示すｆｌの戻り番地から
ｆｌを再開することができる。
一方、ＭＩＣＲＯ関数が５ＵＢＲ関数を呼出す時には、
ＰＣの値をスタックのＰＣ８域へ格納して、５ＵＢＲ関
数の起動をかける。詳しく言うと、終端再帰呼出しの時
には、第５図（６）に示すように自フレームのＰＣ８域
（ＭＩＣＲＯ関数だから空いている。）へ、ＰＣの値を
格納し、非終端再帰呼出しの時には、第５図（ｄ）に示
すように呼出すべき５ＵＢＲ関数のために作ったフレー
ムのＰＣ８域へＰＣの値を格納する。
ＰＣの値をスタックのＰＣ８域へ格納して、５ＵＢＲ関
数の起動をかける。詳しく言うと、終端再帰呼出しの時
には、第５図（６）に示すように自フレームのＰＣ８域
（ＭＩＣＲＯ関数だから空いている。）へ、ＰＣの値を
格納し、非終端再帰呼出しの時には、第５図（ｄ）に示
すように呼出すべき５ＵＢＲ関数のために作ったフレー
ムのＰＣ８域へＰＣの値を格納する。
以上のことから、関数呼出しの際のＰＣの受渡し方式は
以下のようになる。なお、◎印は、５ＵＢＲ関数とＭＩ
ＣＲＯ関数との間で制御が移動するものである。
以下のようになる。なお、◎印は、５ＵＢＲ関数とＭＩ
ＣＲＯ関数との間で制御が移動するものである。
また、前述したように、終端再帰呼出しのときは呼出し
元フレマ′ムを流用し、非終端再帰呼出しのときには新
フレームを作成するものとする。
元フレマ′ムを流用し、非終端再帰呼出しのときには新
フレームを作成するものとする。
（１） 呼出し元が５（ＪＢＲ関数の場合◎ ＭＩＣＲ
Ｏ関数を終端再帰呼出しするとき、〔自フレームのＰＣ
８域→ＰＣＩしてから呼出し ・ ５ＴＪＢＲ関数を終端再帰呼出しするとき、〔自フ
レームのＰＣ８域 そのまま〕で呼出し◎ ＭＩＣＲＯ
関数を非終端再帰呼出しするとき〔ＰＣはそのまま、か
つＭＩＣＲＯ関数フレームのＰＣ８域は空〕で呼出し ・ ５ｔＪＢＲ関数を非終端再帰呼出しするとき（ＰＣ
を呼出される５ＴＪＢＲ関数フレームのＰＣ８域へ格納
〕して呼出し く２）呼出し元がＭＩＣＲＯ関数の場合・ ＭＩＣＲＯ
関数を終端再帰呼出しするとき〔自フレームのＰＣ８域
は空〕で呼出し◎ ５ＵＢＲ関数を終端再帰呼出しする
とき［ＰＣ−＋ＰＣ８域］してから呼出し ・ ＭＩＣＲＯ関数を非終端再帰呼出しするとき〔呼出
されるＭＩＣＲＯ関数フレームのＰｃｓ域は空で呼出し ◎ ５ｔＪＢＲ関数を非終端再帰呼出しするとき〔ＰＣ
を呼出される５ＵＢＲ関数フレームのＰＣ８域へ格納〕
してから呼出し 第６図は、以上のＰＣ受渡し方式を適用した関数呼出し
制御の例であり、フレームのＰＣ８域とＰＣの設定規則
を示している。図中、実線の矢印は、終端再帰呼出しの
場合の制御データの流れ、そして点線の矢印は、非終端
再帰呼出しの場合の制御データの流れを表わしている。
Ｏ関数を終端再帰呼出しするとき、〔自フレームのＰＣ
８域→ＰＣＩしてから呼出し ・ ５ＴＪＢＲ関数を終端再帰呼出しするとき、〔自フ
レームのＰＣ８域 そのまま〕で呼出し◎ ＭＩＣＲＯ
関数を非終端再帰呼出しするとき〔ＰＣはそのまま、か
つＭＩＣＲＯ関数フレームのＰＣ８域は空〕で呼出し ・ ５ｔＪＢＲ関数を非終端再帰呼出しするとき（ＰＣ
を呼出される５ＴＪＢＲ関数フレームのＰＣ８域へ格納
〕して呼出し く２）呼出し元がＭＩＣＲＯ関数の場合・ ＭＩＣＲＯ
関数を終端再帰呼出しするとき〔自フレームのＰＣ８域
は空〕で呼出し◎ ５ＵＢＲ関数を終端再帰呼出しする
とき［ＰＣ−＋ＰＣ８域］してから呼出し ・ ＭＩＣＲＯ関数を非終端再帰呼出しするとき〔呼出
されるＭＩＣＲＯ関数フレームのＰｃｓ域は空で呼出し ◎ ５ｔＪＢＲ関数を非終端再帰呼出しするとき〔ＰＣ
を呼出される５ＵＢＲ関数フレームのＰＣ８域へ格納〕
してから呼出し 第６図は、以上のＰＣ受渡し方式を適用した関数呼出し
制御の例であり、フレームのＰＣ８域とＰＣの設定規則
を示している。図中、実線の矢印は、終端再帰呼出しの
場合の制御データの流れ、そして点線の矢印は、非終端
再帰呼出しの場合の制御データの流れを表わしている。
なお、本図におけるように、５ＵＢＲ関数を呼出すＭＩ
Ｃ’ＲＯ関数は特定の関数（インタプリタ関数）だけで
ある。
Ｃ’ＲＯ関数は特定の関数（インタプリタ関数）だけで
ある。
以上のように、ＰＣ戻り番地を受渡すことにより、ＭＩ
ＣＲＯ関数側がスタックフレームにＰＣを格納したり、
ＰＣへ戻したりすることなく、５ｔＪＢＲ関数トＭＩＣ
ＲＯ関数の間で互いに、終端再帰呼出しすることが可能
にな・す、関数型言語の処理効率を高めることかできる
。
ＣＲＯ関数側がスタックフレームにＰＣを格納したり、
ＰＣへ戻したりすることなく、５ｔＪＢＲ関数トＭＩＣ
ＲＯ関数の間で互いに、終端再帰呼出しすることが可能
にな・す、関数型言語の処理効率を高めることかできる
。
第１図は関数型言語プログラムの概念図、第２図（ａ）
、 （６）はフレームの作成およびおりたたみの説明
図、第３図はＭＩＣＲＯ関数フレームの構成図、第４図
は５ＵＢＲ関数フレームの構成図、第５図（ＩＬ）乃至
（ｄ）は本発明方式の原理説明図、第６図は制御データ
受渡しの実施例説明図である。 図中、ｆｏ 、 ｆｌ、 ｆ２ 、 ｆｓ ＆’！、関
数１ｆｔ語ノ関数、２はＭＰＣ８（マイクロプログラム
・カウンタ・セーブ）域、３はＦＰＳ （フレーム・ポ
インタ・セーブ）域、５はＰＣ８（プログラムΦカウン
タｅセーブ）域、ＦＰはフレーム・ポインタ、ＳＴＰは
スタック・ポインタを表わす。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 長谷用文廣（外１名） ：） ９ 囚 図 − 一 Ｎ 二 す ヤ ２５７− ■打 霞
、 （６）はフレームの作成およびおりたたみの説明
図、第３図はＭＩＣＲＯ関数フレームの構成図、第４図
は５ＵＢＲ関数フレームの構成図、第５図（ＩＬ）乃至
（ｄ）は本発明方式の原理説明図、第６図は制御データ
受渡しの実施例説明図である。 図中、ｆｏ 、 ｆｌ、 ｆ２ 、 ｆｓ ＆’！、関
数１ｆｔ語ノ関数、２はＭＰＣ８（マイクロプログラム
・カウンタ・セーブ）域、３はＦＰＳ （フレーム・ポ
インタ・セーブ）域、５はＰＣ８（プログラムΦカウン
タｅセーブ）域、ＦＰはフレーム・ポインタ、ＳＴＰは
スタック・ポインタを表わす。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 長谷用文廣（外１名） ：） ９ 囚 図 − 一 Ｎ 二 す ヤ ２５７− ■打 霞
Claims (1)
- 機械命令とマイクロ命令の実行機能をもつ関数型言語マ
シンにおいて、機械語で記述されたサブルーチン関数か
らマイクロ命令で記述されたマイクロルーチン関数を呼
出す場合には、機械命令の戻り番地を機械命令のプログ
ラムカウンタに設定して置き、マイクロルーチン関数が
サブルーチン関数を呼出す場合には、マイクロプログラ
ムカウンタノ値ヲスタックの所定域へ待避することによ
り、マイクロト−チン関数が・機械命令のプログラムカ
ウンタの管理をすることなしに、サブルーチン関数とマ
イクロルーチン関数との間で、互いに終端再帰呼出しを
実行させることを特徴とする終端再帰呼出し制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58116525A JPS608944A (ja) | 1983-06-28 | 1983-06-28 | 関数型マシンの終端再帰呼出し制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58116525A JPS608944A (ja) | 1983-06-28 | 1983-06-28 | 関数型マシンの終端再帰呼出し制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS608944A true JPS608944A (ja) | 1985-01-17 |
Family
ID=14689282
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58116525A Pending JPS608944A (ja) | 1983-06-28 | 1983-06-28 | 関数型マシンの終端再帰呼出し制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS608944A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2002077802A1 (en) * | 2001-03-26 | 2002-10-03 | Kansai Technology Licensing Organization Co.,Ltd. | Function executing method, function executing device, computer program and recording medium |
-
1983
- 1983-06-28 JP JP58116525A patent/JPS608944A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2002077802A1 (en) * | 2001-03-26 | 2002-10-03 | Kansai Technology Licensing Organization Co.,Ltd. | Function executing method, function executing device, computer program and recording medium |
| US7130972B2 (en) | 2001-03-26 | 2006-10-31 | Kansai Technology Licensing Organization Co., Ltd | Function execution method, function execution apparatus, computer program and recorded medium |
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