JPS63317844A - プログラム内容解析装置 - 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】 産業上の利用分野 本発明は、マイクロコンピュータなどを作動するために
月いられるプログラムの内容を解析する装置に関する。

従来技術 マイクロコンビエータ用などに設計されたプログラムの
点検は、以下のように行なわれる。まずシンタックスエ
ラーなどの基本的なバグを取除いた後、プリントアウト
されたプログラムリスト１こ基づいて、人手によって、
該プログラムの構造と、該プログラムに基づく各種入出
力装置の動作とを把握し、これを仕様書の記載内容と照
合する。さらに該プログラムが用いられるハードウェア
に実際に組込み、プログラムの実行によって要求される
各種入力条件を入力して、シミュレーションさせ、プロ
グラムの動作状態を確認する。

発明が解決しようとする問題点 しかしながら実際のプログラムは膨大なステップ数にＥ
Ｌフことがあり、その中にはやはり膨大な分岐命令が含
まれている。したがってこれらの分岐命令に基づく処理
の流れの数はやはり膨大な数となり、上記人手による内
容把握作業では実現が困難である。したがって前述した
ようなシミュレーションまたはエミュレーションによる
チェックが行なわれがちになり、仕様書の内容の遺漏や
バグなどを完全に解消するには、むやみに時間を要して
いた。また、前述したようなシミュレーションやエミュ
レーションを行なうには、実際のプログラム作動時にお
いて必要とされる入力要求をすべて充足させねばならず
、繁雑な手間を要していた。

本発明の目的は、上述の問題点を解決し、仕様書など、
プログラム内容のチェックの基準となる物との照合が容
易な形態にプログラム内容を解析できるとともに、チェ
ック対象となる該プログラムを実行することなく、プロ
グラム内容の解析を行なうようにできるプログラム内容
解析装置を提供することである。

問題点を解決するための手段 本発明は、機能語のみまたは機能語とオペランドとの組
合わせなどの命令列から成るプログラムから分岐命令を
検出し、 命令列の配列方向と反対方向に沿って、分岐命令で規定
されるパラメータの入力命令を検出し、該入力命令以降
分岐命令までの天性内容と分岐命令の各分岐条件とをオ
ペランドを用いて表わすようにしたことを特徴とするプ
ログラム内容解析装置である。

作　　用 本発明に従えば、機能語のみまたは機能語とオペランド
との組合わせなどの命令列からなるプログラムの内容を
解析するにあたって、命令列の配列方向に沿って分岐命
令もしくは出力命令を検出する。検出された分岐命令も
しくは出力命令に関して、前記命令列の配列方向と反対
方向に沿って、規定されるパラメータの入力命令を検出
する。該入力命令以降分岐命令もしくは出力命令までの
実行内容をオペランドを用いて表わし、分岐命令の分岐
条件もしくは出力命令の出力内容を操作者の理解に容易
な形態で出力できる。

実施例 第１図は本発明の一実施例のプログラム内容解析装置（
以下、解析装置と称する）１のｖ１戊を示すブロック図
である。第１図を参照して、解析装置１は、従来技術の
項で述べたようなチェックが行なわれる被解析プログラ
ムが、シーケンシャルな形式で記憶されでいる磁気テー
プ記録／再生装置（以下、磁気テープ装置と称する）２
と、ランダムな記憶が行なわれる磁気ディスク装置３と
、たとえばランダムアクセスメモリ（ＲＡ　Ｍ　）など
によって実現される内部記憶装置４と、たとえばＣＲＴ
（陰極線管）装置や液晶表示装置などによって実現され
る表示装置５と、インパクト形または非インパクト形な
どの印字装置Ｇと、各種キーやスイッチ類などによって
実現されるキー人力装（ｉ！７と、これらによって入力
される情報を処理し、またこのような情報の入力／出力
動作を制御するマイクロプロセッサなどを含んで構成さ
れる処理装置８とを含む。

仕様書の内容に従って作成されたプログラムは、従来技
術の項で述べたように、まずシンタックスエラーなどの
基本的なバグを取除いた後、磁気テープ装置２に記憶さ
れる。磁気テープｖ装置２の被解析プログラムは、解析
装ｒａ１の内部記憶装置４へ転送され、後述するような
チェック処理が行なわれる。その結果は再び磁気テープ
装＠２へ記憶され、または磁気ディスク装ａ３へ記憶さ
れる。

またこのような記憶処理とともに、表示装置５へ表示出
力され、また印字波Ｗ１６によって印字出力される。

１２図は磁気テープ装置２や磁気ディスク装置３などの
記憶装置の記録状態を示す系統図である。

処理装置８にバス９などを介して接続された磁気テープ
装置ｉｉ２の記憶領域１０は、前記被解析プログラムの
実行対象となるたとえばマイクロコンピュータに関する
アーキテクチャが記憶されるアーキテクチャ記憶領域１
０ａや、この被解析プログラムによる制御の対象となる
入力／出力に用いられるアナログ信号をデジタル信号に
変換する際の比較電圧値など、このようなアナログ／デ
ジタル変換器の諸元などを記憶するＡ／Ｄ変換器諸元記
憶領域１０ｂや、本被解析プログラムの実行対象となる
マイクロコンピュータの有する各端子の信号の出力状態
と、この端子に接続される各人力／出力ｖ装置の動作状
態との関係の定義（たとえばマイクロコンビエータの成
るビンからハイレベルの信号が導出されると、ＬＥＤ（
発光ダイオード）が点灯する、などの定義）が、記憶さ
れる定義記憶領域１０ｃなどを含んで構成される。

第３図は第１図示の解析装ｒａ１の基本的動作を説明す
るフローチャートであり、第４図は解析装置１の表示装
置５の表示例を示す図である。１１図〜第４図を参照し
て、解析装置１の基本的動作について説明する。解析装
置１の電源が投入されると第３図ステップｎ１　　以降
の処理が開始され、表示装置５上に各種入力要求を表示
する。ステップｎ２　　では、このような入力要求に対
応して、解析されるプログラムの実行対象となるマイク
ロコンピュータの名称を入力する。この様子は第４図（
１）に示される。

続くステップｎ３　　では、入力された名称のマイクロ
コンピュータのアーキテクチャが、アーキテクチャ領域
１０ａに存在するかどうかを判断する。

存在していればステップｎ４で当該アーキテクチャを呼
出し、たとえば内部記憶４に転送し、ステップｎ５　　
でアナログ／デジタル変換器の名称を入力する。一方、
前記ステップｏ３　　の判断が否定であれば処理はステ
ップｎ６　に移り、解析装置１は、入力された名称に対
応するアーキテクチャが記憶されていないことを表示し
、新規登録を要求する。

この後、処理はステップｎ５　　へ移る。

ステップｎ５　　のアナログ／デジタル変換器の名称入
力の様子は、第４図（１）に示される。続くステップｎ
７　　では、解析されるプログラムが動作対象とするマ
イクロコンピュータに設定される各ボートの状態と外部
状態との関係を、第４図（２）に示すように入力する。

たとえばＰＯＲＴ１７がハイレベルとなれば、スタート
スイッチがオン状態に切換わり、ＰＯＲＴ１６がハイレ
ベルになるとサーモスイッチがオン状態に切換わる。ス
テップｎ８　　では、前記マイクロコンピュータの割込
み端子の状態と、外部状態との関係の入力が、表示装置
５上で要求される。またアナログ／デジタル変換器チャ
ンネル用ボートについては、キー人力波＠１によって所
定の事項を入力し、第４図（３）に示すように所゛定の
データ項目を入力して各ボートを定義する。

ステップｎ９では、ステップｎ７．ｎ８での各種入力が
正しく実行されたがどうかを判断する６Ｍ断結果が否定
であれば処理はステップｎ７　　に戻り、上記入力され
たデータを訂正する。判断結果が肯定であればステップ
ｎｌｏ　　に移り、たとえば磁気テープ装ｒ！ｔ２に記
ｍされている被解析プログラムを内部記憶装置４に転送
して読取る。ステップ１１１では、後述するような被解
析プログラムを解析し、ステップｎ１２　　で解析結果
を出力して処理を終了する６ 第５図は第３図のステップｎｉｌ　　のプログラムの解
析処理の内容を説明する７０−チャートである。第５図
を併せで参照して、解析装置１の操作について説明する
。上述したように本発明は、たとえばマイクロコンピュ
ータ用１こたとえばアセンブラ言語によって作成された
プログラムの内容を解析する装置に関する。被解析プロ
グラムは、解析装置１の磁気テープ装ｆｉ２に記憶され
ており、第３図ステップｎ１ｏ　　で説明したように、
この上うなプログラムは磁気テープ装ｅ２からたとえば
内部記憶装置４へ転送される。

本実施例では、被解析プログラムを以下の第１表に示す
プログラムと想定して説明する。

（以下余白） 第　１　表（プログラムリスト） 上記第１表のプログラムの内容は、第６図およびｆ５７
図の７０−チャートに示される。第６図および第７図の
ステップ番号ａｌ、ａ２＋・・・、ａ２１は、上記第１
表のプログラムリストの行番号に対応している。また、
第１表の全２１行の各命令の実行に関する各７ラグの状
態を示すコンディションフードレジスタ　（以下、ＣＣ
Ｒと称する）は、下記第２表に示される。ここでは、符
号７ラグＮ、ゼロ７ラグＺ、オーバ７０−７ラグ■およ
びキャリ７ラグＣの状態を示す。

（以下余白） 第２表 （庄１）ＦＡ２表中、記号「↓」汀・Ｊ、ｒＲＪ汀Ｓ」
はそれぞれ［結果によってセットまたはリセットされる
］、「変化しない」、［リセット（クリア）される」お
上り「セットされる」を表わす。

（注２）上記プログラムには、レジスタ名称の定義、割
込み制御レジスタの設定、ポート入出力方向の設定、割
込みベクトルの設定等は省略されているが、割込みはＣ
ＡＰＴ　１のみ許可、その割込みアドレス（ラベル）は
ＣＡＰＴとする。

上記第１表のプログラムリストで、 （１）入カニＰＯＲＴ１の第６ビツトにスイッチ入力（
スイッチＯＮでハイレベルに変化）：　ＰＯＲＴ２のｆ
ｉＳＯビットに可変周波信号入力 および、 （２）出カニＰＯＲＴ１の第７ビツトから発光ダイオー
ド出力　（出力ハイレベルで発光ダイオード点灯）の入
出力操作が行なわれる、と定義してお（。

これは第３図ステップｎ　７で行なわれる。

上記第１表のプログラムリストが読込まれた解析装置１
では、第５図ステップ伯１　でプログラムの流れ構造の
解析が行なわれる。

上述したように、第１表に示すプログラムリストは、第
６図および第７図に示す動作内容を有している。しかし
ながら、第１表のプログラムリストから第６図および第
７図示の７０−チャートを得るには、人手によって、各
命令が単なる処理命令か条件文による分岐命令かを把握
する作業と、分岐命令の場合にはその分岐先の検出作業
などが含まれ、これらの作業に基づいて上記フローチャ
ートが作成される。

本発明の眼目の１つは、任意のプログラムリストから、
該プログラムの分岐命令と、該分岐命令によって定めら
れる分岐先命令とを把握した後、該プログラムの処理の
流れの構造の把握を人間の頭脳による作業を介すること
なく、解析装置によって自動的にイ〒なうことがでさる
ようにしたことである。またこれによって、後述するよ
うに上記フローチャートとＵＵの形態の出力を得ること
ができる。

このような流れの構造を把握する処理を、ｔＩＳ８図の
７０−チャートにおいて示す、第８図ステップｂ１では
、命令行番号を示すパラメータｋを「１」に初期化し、
ステップｂ２で第に命令（第１表における行番号ｋｆ）
命令）の読取りを行なう。続くステップｂ３では、この
読取られた第に命令が分岐命令であるかどうかを判断す
る。この判断はたとえば、第１表における命令を溝成す
る二−モニツクを読取ればよい。すなわち上述したよう
に、所望のマイクロコンピュータのアーキテクチャを呼
出した段階で、解析装置１の内部記憶４には、当該マイ
クロコンピュータに用いられるアセンブラ言語のコマン
ドや、コマンドに関連するフラグなどのテーブルが別途
記憶され、これを参照することによって、第１表の各命
令が分岐命令であるか否かを容易に判断できるからであ
る。

上記ステップｂ３　　の判断結果が否定であれば、ステ
ップｂ４でパラメータｋを＋１インクリメントし、処理
をステップｂ２　　に戻し、上述の説明と同様な処理を
行なう。このとき第１表のプログラムリストに従えば、
第４命令を読取ったとき、アーキテクチャが参照され、
この第４命令がゼロ７ラグＺの状態（「１」または「０
」）を条件とする分岐命令であることが把握される。し
たがって、第８図の処理において第４命令が読取られた
ときステップｂ３のｔｑ断は肯定となり、処理はステッ
プｂ５に移る。

ステップｂ５　　では、第１表の第４命令のオペランド
「ＬＯＯＰＪと対応するラベル名を検索する。

第１表のプログラムリストでは、第２命令に上記オペラ
ンドと同一のラベルが付されており、したがってＰＩＳ
４命令の分岐先は、第２命令であることが理解される。

ステップｂ６　　では、一般に分岐命令の行番号にと、
これに対応する分岐先命令行番号ｍとの討（以下、ブロ
ック化情報と称する＞（ｋ、ｍ）を、内部記憶装置４に
記憶する。この後、処理はステップｂ４　　に移り、行
番号を＋１インクリメントして次の行へ処理を進める。

このような処理を行なうことによって、第１表のプログ
ラムリストにおける分岐命令と分岐先命令との行番号の
対（ｋ、ｍ）に関して、下記第３表のような結果が得ら
れる。

第３表 この段階で解析装置１は、ｔｊｔＪ１表に示すプログラ
ムリストの流れ構造が把握できたことになる。すなわち
＄３表として得られた結果を操作者が容易に理解できる
形式に出力する場合、たとえば第１表のプログラムリス
トの行番号１〜２１を第９図に示すように一列に配列し
、上記ｔＩＳ３表に基づいて、行番号ｋから行番号論へ
向かう分岐矢符をこれに付すことによって、プログラム
リストの流れ構造として第９図示のような出力が得られ
る。これｌ二よって操作者も、第１表のプログラムリス
トの流れ構造を容易に把握することがでさる。こうして
第５図ステップ＋１１　　の処理は終了する。

次に第５図ステップ論２では、ステップ−１で得られた
被解析プログラムの流れ構造の認識に基づいて、該プロ
グラムをブロックに区分する処理を行なう。このような
ブロック化処理には、以下のような利点がある。本発明
のプログラム内容解析処理が行なわれる被解析プログラ
ムは、一般にはたとえば致方ステップのような場合もあ
り、このようなプログラムには、各種分岐命令も大量に
含まれている。したがって、このような分岐命令の条件
の成立の是非に関する組合わせの数が膨大な数になるこ
とは、容易に想定される。このような膨大な組合わせ数
のプログラムの系統を逐次的に考察の対象とし、各系統
ごとに全命令のコンディションコードレジスタ（ＯＣＲ
）を記憶するのは、極めて繁雑であるとともに膨大な記
憶容量が要求される。

したがって本発明の眼目の１つは、被解析プログラムを
後述するような条件の下で、複数のブロックに区分し、
各ブロックに対して第５図ステップｔａ３　　の分岐条
件摘出処理、ステップ−４の書込み命令単位の入出力結
合処理、およびステップｍ５のパイルの結合処理などか
ら成る同一内容の処理を施すようにしたことである。こ
のようなブロックの区分、αは、プログラムにおける分
岐命令性か分岐先命令性であり、１ブロツクは分岐命令
性または分岐先命令性で始まり、これらのいずれかで終
了し、かつその間にはこれら分岐命令または分岐先命令
性を含まないように選ぶ。

すなわち全プログラムは、このような複数のブロックの
結合として表現され、同一ブロック内のプログラムの異
なる流れの種類も極めて少数となる。これにより各ブロ
ックごとの内容解析を格段に容易に行なえるようになり
、全プログラムの内容解析は、ブロックごとに得られた
内容解析結果の結合として示される。

このようなブロック分は処理は、＠ｉｏ図の７０−チヤ
ーＦに示される。このとさ、前記第８図を参照して説明
した第５図ステップ艶１　の流れ構造の解析処理によっ
て得られたブロック化情報対（ｋ、ｍ）について、第１
表の全プログラムについて行なうことによって、第３表
に示したような結果が得られる。すなわち、このような
ブロック化情報対（ｋｌ、鴫１　）、（ｋ２　、論２）
、・・・、（ｋｓ−Ｉｔｈｓ）　（本実施例では５＝４
）が、第１図示の内部記憶表ｊ１４に記憶されている。

以下に説明するｇｔｏ図の処理には、このブロック化情
報対列を用いる。なお上記ブロック化情報列の各数値ｋ
ｌ、に２．・・・ｔｋｓ；ｍｌ　１１ｍ２　Ｈ・・・。

ｍｓについて総称する場合には、それぞれ記号Ｌｍを用
いて示す。

第１０図ステップＣ１では、第１表のプログラムの行番
号を示すパラメータｉを「１」に初期化する。ステップ
ｃ２では上記行番号ｉに関して、この行番号：に等しい
上記ブロック化情報ｋまたはブロック化情報論が存在す
るか否かを判断する。この判断が肯定であれば、ステッ
プＣ３でブロック化情報に、　ｒａによるブロック化処
理を行なう。

このブロック化処理は、以下のように行なわれる。まず
ステップＣ３において、判断が肯定となるブロック化情
報ｋｔｌＩｌが記憶される。次にステップｃ４で行番号
ｉが＋１インクリメントされ、ステップｃ５では行番号
ｉがこのような行番号の最終値すなわちＭ　Ａ　Ｘ　（
ｉ）を超えたかどうかのｆｑ断を行なう。

判断結果が否定であれば、第１０図に示すブロック化処
理は被解析プログラムの最終行まで到達していないこと
になり、入テップｃ２　　に戻る。以下、同様の処理が
繰り返し行なわれ、ステップＣ２のｆ’ｑ断が肯定とな
るブロック化情報に、　ｍがあった場合、前回ステップ
ｃ２　の判断を肯定としたブロック化情ｌｋ、−を呼び
出し、これらを組み合わせてブロック情報対（ａ＋β）
として記憶する。以下、このような処理がプログラムの
最終行まで繰り返し行なわれる。

上記ステップ０１〜０５で行なわれる処理は、たとえば
第１表のプログラムの第１行から第２１行までを順番に
たどって、その中でブロック化情報（ｋ、ｓ）として示
される分岐命令性および分岐先命令性に関して、行番号
の増加方向において隣接する命令列の組をブロック情報
（α、β）として記憶する処理である。

上記ステップｃ５　　のｆ１断が肯定となれば、処理は
ステップｃ６　に移り、上記ブロック化情報列（ｋｊ＋
１ａｊ）　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　・・・（１）ｊ”１ｙ２＋・・・、Ｓ によるブロック化処理を行なう。

このブロック化処理は、第１表のプログラムリストにお
いて、分岐処理を実現するブロックを決定する処理とな
る。すなわち第３表のブロック化情報（ｋ、　ｍ）にお
いて、たとえばブロック化情報対（４，２）は、第４命
令から第２命令へ処理が分岐する系統を規定している。

したがって、これらのブロック化情報対（ｋ、　ＩＯ）
を、前記ブロック情報対（α、β）と異なる内容をなす
分岐ブロック情報対（α、β）ｂｒとして再定義するこ
とにより、第１表のプログラムリストに関して、分岐を
行なう系統を網羅できる。ステップｃ６　　による分岐
ブロック化処理が終了すると、第１１図に示すブロック
分は結果が得られる。

また上述のように、ブロック情報対（ａｔ　β）と、分
岐ブロック情報対（α、β）ｂｒとを定義することによ
り、第１表のプログラムリストのたとえば第９命令、ｆ
５１０命令および第１１命令からなるブロックと、Ｐｔ
５９命令と第１１命令とからなる分岐ブロックとを明瞭
に区分できる。このようなブロック情報対（α、β）お
よび分岐ブロック情報対（α。

β）ｂｒを、下記のｆｊＳ４表に示す。

以下、得られた各ブロックを示すに際して、第１１図に
示すように記号■、■、・・・、■　をもって示す、す
なわちブロック■は、行番号１，２の命令群を示してい
る。このような記法に従い、第１表のプログラムは第１
２図および第１３図、で示されるように表現される。こ
こで、ｔｌＳ１表のプログラムを第１２図および第１３
図の２つの図に区分したのは、Ｐｔ５１２図は行番号１
〜１２のメイン処理ルーチンを表わし、ｒｊＳ１３図は
行番号１３〜２１の後述するような割込み処理ルーチン
を表わし、これらは相互間に亘って分岐関係が存在しな
い独立な内容だからである。このようにして、！Ｒ５図
ステップ＋ａ２　　のブロック分は処理が終了する。

第５図ステップ翔３　では、分岐条件摘出処理が行なわ
れる。このような分岐条件摘出処理は、第１４図の７０
−チャートに示される。第１４図ステップｄ１　　では
、上述したようなブロック化処理を行ない、各ブロック
情報対（α、β）、（ａ、β）ｂｒを得る。ステップｄ
２では変数ｊを「１」に初期化する。ステップｄ３　　
以降の処理では、分岐条件として第１ブロツク■、第２
ブロツク■、第３ブロツク■、・・・、第１３ブロツク
■を処理が通過する条件を求めることになる。

（１）第１ブロツク■を通る条件 第１ブロツク■は第６図に明らかなように、第１２命令
の無条件ノヤンプ命令によって処理が無条件に通過する
ブロックである。

（２）第２ブロツク■を通る条件 ＰｔｆＪ１４図ステップｄ３　　では、第３表を参照し
て第ｊ番目（現時点ではｊ＝１）のブロック化情報対（
ｋ。

ｍ）を参照する。ステップｄ４では、ステップｄ３にお
けるブロック化情報対（ｋ、Ｉａ）において、第に命令
の分岐条件を支配するフラグを検出する。ｆｆ１４表に
よれば、ｊ＝１のときに＝４であり、第１表のプログラ
ムの第ｋ（＝　４　）＊令「ＢＮＥＪの分岐条件を支配
するフラグの検出を行なう、これはアーキテクチャによ
って、各命令それ自体に規定される条件となる。すなわ
ち上記ｔｔＳ４命令の場合には、ゼロ７ラグＺである。

ステップｄ５　　では、命令列の配列方向と反対方向に
一命令を読取る。この命令が上記フラグ（ゼロ７ラグＺ
）を変化させる命令であるがどうかのステップｄ６　　
における判断が否定であれば、ステップｄ５．ｄ６を繰
り返す、１１ｒ定であればステップｄ７　　に移り、フ
ラグを変化させる命令を記憶する。

第１表のプログラムリストと第２表のＣＣＲとを参照す
れば、この命令は０′ｓ３命令ｒＣＭＰＡ　　Ｃ０ＵＮ
ＴＪであり、ゼロ７ラグＺを変化させる命令であること
が判断される。ステップｄ８　　では、第１表のプログ
ラムリストを参照して、ゼロ７ラグＺに関する当該第３
命令中のパラメータを検出する。すなわち第３命令はア
キュムレータＡに関する命令であり、パラメータとして
アキュムレータＡが検出される。

ステップｄ９　　では、該命令が該パラメータを変化さ
せる命令か否かを判断する。この判断は前記アーキテク
チャに含まれる前記ＣＣＲを参照して行なわれる。判断
が肯定であれば、ステップｄ１０に移り当該命令が記憶
され、ステップｄｌｌ　　に移る。第３命令［ｃＭＰＡ
ＪはアキュムレータＡの内容を変化せず、ステップｄ９
　の判断が否定となり、ステップｄｌｏを経ることなく
ステップｄ１１に移る。

ステップｄ１１　では、現在検討中のブロックが第１表
のプログラムリスト中でループをＮ１１成するブロック
かどうかを？ｌ＋断する。現時点では、解析装置１は第
４命令および１３命令しか認ｎ１２ておらず、この？ｌ
＋断は否定となり、処理はステップｄ１２に移り、ステ
ップｄｌＯで記憶した命令が、前記パラメータの入力命
令であるかどうかを判断する。この判断が１１ｆ定であ
れば、ステップｄ１５に移る。一方、上記ステップｄｌ
ｌ　　の判断が肯定であれば、ステップｄｉ４　　で分
岐条件に後述するようなループ要素を追加し、処理はス
テップｄ１５に移る。

ステップｄ１５　では、当該分岐命令が第９図に示すよ
うな本実施例における被解析プログラムの構造において
、ネスティング構造に含まれるものであるかどうかをｔ
す断する。判断結果が肯定ならば、ステップｄ１６　　
で後述するようなネスティング要素を追加し、ステップ
ｄ１３　　で記憶したブロック列の種類がすべて終了し
たかどうかを判断し、判断結果が肯定であればステップ
ｄ１７　　で分岐対のパラメータｊをプラス１インクリ
メントし、処理はステップｄ３に戻る。前記ステップｄ
１５の判断が否定であれば、ステップｄ１６　　を経る
ことな（、処理はステップｄ１３　　に移る。

第３命令ｒｃＭＰＡＪについて、前記ステップｄ１２の
判断は否定となり、処理はステップｃｌ１９に移り、現
在検討中の命令が当該命令を含むブロックの先頭である
かどうかをｆｑ断する。第３命令についてｔＩＩ断結果
は否定であり、ステップｄ２０で命令列の配列方向と反
対方向に一命令を読取り、処理はステップｄ９　　に移
り、前述の処理を繰返す。

前記ステップｄ１９　　で判断結果が肯定ならば、ステ
ップｄ２１　　に移り、当該ブロックに処理が到達する
ブロック列の種類を記憶する。すなわち当該ブロックに
至るルートの種類を記憶する。ステップｄ２２　　では
、記憶したブロック列中から−ブロック列を選択し処理
はステップｄ２０に戻る。

第１表のプログラムリストにおいで、第４命令から上述
の処理が繰り返される。このとさ、第１命令「ＬＤＡＡ
Ｊを解析する段階で、ステップｄｌ。

で記憶されてきた命令は、オペランドで記述すると、 Ａ　＝Ｔ　Ｉ　Ｍ　Ｅ　−（ＣＯＵ　Ｎ　Ｔ　＋　１　
）　　　・・・（２）になる。

またステップｄｌｌ　　の判断は肯定となり、ｆｆ１２
式の分岐条件にステップｄ１４　　でループ要素が付加
され、下記第３式の分岐条件が得られる。すなわちルー
プを１回繰返せば上記第２式は、Ａ＝Ｔ　Ｉ　ＭＥ−（
ＣＯＵＮＴ＋ｎ）　　　・・・（３）と表される。この
実行内容がループを構成する条件は、第４命令で分岐条
件が成立すること、すなわちゼロ７ラグＺｌ：関して、 ２＝０　　　　　　　　　　　　　　　・・・（４）が
成立する場合である。したがって上記ステップｄｌｏ　
　では最終的に、 ＴＩＭＥ　　（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）≠Ｏ・（５）の条件が
得られる。これは第２ブロツク■を処理が通過する条件
となる。

（３）第３ブロツク■を通る条件 この場合、第１表のプログラムリストにおいて、処理が
？ｔＳ２ブロック■に進行しない条件、すなわち、上記
第５式の条件の否定 ＴＩＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）＝Ｏ・＝（６）が求める
べき条件となる。

（４）第４ブロツク■を通る条件 ステップｄ３　　では、第４ブロツク■の最終行番号９
をブロック化情報にとするＮ　（ｋ＋＋ｓ）が、ｊ＝２
の場合として、ｍ３表より（８，１１）として読出され
る。この第８命令に対して、上記第２ブロツク■を通る
条件を求めた処理と同様な処理が行なわれる。ステップ
ｄ４　　では、第１表のプログラムの第ｋ（＝　８　）
命令［ＢＭＩＪの分岐条件を支配するフラグの検出をイ
〒なう。すなわち、上記第８命令の場合には、符号７ラ
グＮである。

ステップｄ５．ｄ６では、この符号７ラグＮを変化しう
る最近の命令を検索する。上記第１表および第２表を参
照すれば、第７命令１’ＬＤＡＢ　　ＰＯＲＴＩＪが対
応することが検出される。ステップｄ８　　では、この
符号７ラグＮｌ：関する第７命令中のパラメータを検出
する。すなわち第７命令はアキュムレータＢに関する命
令であり、このアキュムレータＢがパラメータとして検
出される。

ステップｄ１２　　では、パラメータとしての７キユム
レータＢの入力命令を検出する。ｆｆ５１表のプログラ
ムリストを参照すれば、上記第７命令自身が７キユムレ
ータＢの入力命令であることが検出される。したがって
ステップｄ１２　　の判断は肯定となり、ステップｄ１
５　　でのネスティング構造判断は否となるため、第３
ブロツク■の実行内容をオペランドによって表現すれば
、求める分岐条件は、 ＰＯＲＴ１７＝Ｏ−（７） となる。ここで表記ｒＰＯＲＴ１７＝ＯＪは、入出カポ
−）ＰＯＲＴＩの第７ビツトがｒＯＪとなる状態を表現
する。この後、処理はステップｄ１３　　に移り判断が
否定となり、前述のような処理を経て処理はステップｄ
３に戻る。

（５）第５ブロツク■を通る条件 ステップｄ３では、ｊ＝３の場合としてブロック化情報
対（ｋ、ｍ）＝　（９、１１＞が読出され、ステップｄ
４では第ｋ（＝　９　）命令ｒＢＥＱ　　ＮＡＮＮＯＩ
Ｊの分岐条件を支配するフラグすなわちゼＦ７ラグＺが
検出される。続いてステップｄ５．ｄ６では、このゼロ
７ラグＺを変化しうる最近の命令として、第１表および
第２表を参照して、第７命令ｆ’ＬＤＡＢＪが検出され
る。

このロード命令はアキュムレータＢにｒＰ　ＯＲＴＩＪ
の内容を読込む内容であり、このアキュムレータＢに関
するゼロ７ラグＺの成立の是非が分岐条件となる。した
がって、前述のような処理が繰り返された後、ステップ
ｄｌｏ　　では、ＰＯＲＴＩの少なくとも１つのビット
＝１・・・（８） が得られる。この後、処理はステップｄｉ　１　　に移
り、第５ブロツク■がループ構造の一部をなすがどうか
が判断され、これは否定となる。

続くステップｄ１２　　の判断は肯定となり、ステップ
ｃ１１．５　　で第５ブロツク■がネスティングｖｔ造
の一部を成すかどうかが判断される。第５ブロツク■は
２ｍのネスティングｖＩ？Ｌを構成しており、ステップ
ｄ１６　　で上記ｍ８式の分岐条件にネスティング要素
が付加される。

すなわち、第１２図に明らかなように、第５ブロツク■
は、第４ブロツク■を通過しなければ到達しない処理ブ
ロックであり、したがって第５ブロツク■の通過条件は
、ｆｆ１４ブロツク■の通過条件と上記第８式の条件と
の論理積となる。すなわち、 ＰＯＲＴ１７＝０ かつ、 ＰＯＲＴＩの少なくとも１つのビット＝１・・・（９） の分岐条件が得られる。この後、ステップｄ１３におい
て、記憶したブロック列はないので、処理はステップｄ
３に戻る。

（６）ｍ　Ｇブロック■を通る条件 第１４図の７０−チャートにおいて、ステップｄ３ｔ’
ｊ＝４のとさ、対応するブロック化情報に、　ｍが、第
３表を参照して存在しないことが判断される。したがっ
て、本件実施例のプログラム内容解析装置１は、現在の
第６ブロツクの分岐条件を、以前の直鎖ブロックと同一
分岐条件として設定する。すなわち現在の第６ブロツク
■の分岐条件は、以前の直鎖ブロックである第３ブロツ
ク■の分岐条件、すなわち上記第６式の条件として設定
される。この後、処理は前記パラメータｊを＋１インク
リメントした後に、ステップｄ３に戻る。

（７）！￥ｋ　７ブロツク■を通る条件第７ブロツク■
は、上記第２ブロツク■の分岐条件を考察した段階で、
第２ブロツク■と組合されてループ構造を構成するブロ
ックとして把握されている。したがって第７ブロツク■
の分岐条件は、上記ｐｌＳ３ブロックで挙げたループ処
理の離脱条件の否定の形式の条件である上記第５式の条
件として示される。

（８）ｍ　８ブロツク■を通る条件 第８ブロツク■は、第３表および第４表に示す分岐ブロ
ック情報対（８，１１）ｂｒで示される。したがって第
１表第８命令の分岐条件より、第８ブロツク■を処理が
通る条件は、第４ブロツク■を通る条件の否定、すなわ
ち、 ＰＯＲＴＩ　　７＝１　　　　　　　　　　　　　　・
　（１０）となる。

（９）ｆ：ｔＳ９ブロック■を通る条件第９ブロツク■
も、第３表およびＰｔｒＪ４表から分岐ブロック情報（
９，１１）ｂｒによって規定されるブロックであり、し
たがって前記ｆ５５ブロック■を通る条件を考察した際
に検討した第１表ｆｉＳ９命令の分岐条件（第８式）の
否定の条件と、第４ブロツク■を通る条件（ＰｔｔＪ７
式）との論Ｊ！！！積となる。すなわち、 ＰＯＲＴＩの　全ビット＝０ かつ　ＰＯＲＴｌの第７ビツト二〇　　・・・（１１）
の条件が得られる。

（ｔｏ）ｌ　１０ブロツク■を通る条件第１０ブロツク
［相］は、第６ブロツク■と分岐命令を介在することな
く線形に続くブロックであり、したがって第１０ブロツ
ク［相］を処理が通る条件は、第６ブロツク■を通る条
件、すなわちｆｆ１３ブロツク■を通る条件（上記第６
式）と同一になる。

（１１）！！ｎ　１１ブロツク■を通る条件第１表のプ
ラグラムリストがら明がなように、第１３命令〜第２１
命令は、第１命令〜第１２命令のメインルーチンに対す
る割込み処理ルーチンである。その内容から、上記第２
表の欄外に付した入力／出力の定義において、ＰＯＲＴ
２の第０ビツトに立ち上がりエツジまたは立ち下がりエ
ツジの信号が入力された状態を表わす割込みベクトルの
条件、 ＩＲＱ２＝Ｏ・・・（１２） が得られる。

（１２）第１２ブロツク■を通る条件 上記第４ブロツク■を通る条件が導出された処理と同様
な処理を経て、ｆ：１Ｓ１８命令［ＢＮＥＪでゼロ７ラ
グＺ＝１となる条件が求められればよい。

すなわち第１８命令からプラグラムリストをさがのぼり
、当該分岐命令を支配するフラグであるゼロ７ラグＺを
変化させる最近の命令を検出する。

これは第１７命令でストア命令「５ＴＡＡＪが検出され
、パラメータとしてアキュムレータＡが検出される。ア
キュムレータへの入力命令として、第１３命令でロード
命令「ＬＤＤ」が検出される。したがって第１３命令〜
ｆｊＳ１８命令の実行内容をオペランドで記述すれば、 ＋ＣＡＰＴ１（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの上位バイト
＝０・・・（１３） が得られる。

（１３）第１３命令■を通る条件 この場合、ｐＩＳ１表のプログラムリストにおいて、第
１３命令以降の処理の進行において、処理が第１２ブロ
ツク＠に進行しない条件、すなわち上記＃Ｓ１３式の条
件の否定、 ＋ＣＡＰＴ１（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの上位バイト
≠０・・・（１４） が求めるべき条件となる。

このようにして第５図ステップＩＩ３　　において摘出
されるべき分岐条件は、各ブロック■〜■を処理が通る
条件として導出された。これ以降、処理は第５図ステッ
プ鴎４に移る。

ステップ鶴４　では、書込み命令単位の入出力結合処理
が行なわれる。ここに言う書込み命令とは、ストア命令
と、オペランドの直接操作命令（たとえばオペランドの
数値を＋１増加させるインクリメント命令１−ＩＮＣＪ
なと）とを指す。このような命令の検出は、第１表のプ
ログラムリストにおいて、各命令を読取ることによって
直ちに実現できる。

このような入出力の結合処理は、第１５図の７０−チャ
ートに示される。第１５図　ステップｅｌ＋ｅ２　　で
は、第１表で示されるプログラムに対して、前述したブ
ロック化処理と分岐条件の生成処理とを行なう。この後
、ステップｅ３　　では、第１表に示されるプログラム
において、書込命令が検出される。このような書込み命
令としては、第２命令（ＩＮＣＪ、第６命令「ｓ　Ｔ　
ＡΔ」、第１１命令「５ＴＡＡＪ、ＩｊＳｌ　６　ｆａ
ｒ令ｒｓＴＸＪ、第１７命令ｒＳＴＡＡＪおよび第２０
命令［５ＴＡＡＪが、後述するように検出される。

（１）第２命令［ＩＮｃＪについて 第１５図ステップｅ４　　では、当該命令に関するパラ
メータを検出する。上述した残余の書込命令、たとえば
第６命令「ＳＴ）〜Ａ」では、このようなパラメータと
してたとえばアキュムレータＡが検出されるが、第５命
令のようなメモリの直接繰作命令では、本ステップを行
なうことなく、ステップｅ５　　で当該命令がその命令
の所属するブロックの先頭であるかどうかを判断する。

否定であれば、ステップｅ６　　に移って、命令列の配
列方向と反対方向に一命令を検出する。肯定であればス
テップｅ７　　で、当該ブロックに至るブロック列の種
類、すなわち当該ブロックに至る処理の系統の種類を記
憶する。

第２命令に関しては、第２命令を含む第２ブロツク■に
至るブロックは、上記ブロック化処理から得られた第１
２図および第１３図の処理の流れ図に示されるように、
第１ブロツク■およびｆ５７ブロツク■である。ステッ
プｅ８　　では、このような記憶したブロック列中から
−ブロック　（たとえばｐＡ７ブロツク■）を選択し、
処理はステップｅ６に移る。

ステップｅ６　　では、選択されたブロックにおいて、
命令列の配列方向と反対方向に一命令を検出し、現時点
ではＰｔ５４命令１’ＢＮＥＪを検出する。これにより
ステップｅ９．ｅｌ　１　、　ｅｌ　２の判断は、それ
ぞれすべて否定であり、したがって処理はステップｃ５
　に戻る。このようにして上述した処理を繰り返し行な
い、ステップｅ６　　で第２命令が読取られたとさ、ス
テップｅｌｌ　　でループになったことが１゛り断され
、ステップｅ１３　　でループ要素が追加される。すな
わち第２命令の実行内容は、Ｃ０ＵＮＴ　４−Ｃ０ＵＮ
Ｔ＋　１　　　　　・・・（１５）であるが、この処理
がループ構造にしたがってｎ回実行される場合を想定す
ると、 Ｃ０ＵＮＴ、−ＣＯＵＮＴ　　＋　ロ　　　　　　　　
　　　・・・　（１６）となる。これが第２命令の実行
内容の一般形である。

このときの実行条件は、上記第７ブロツク■を通る条件
、すなわち上記ｆｊＳ５式の条件となる。したがって第
２命令に関しては、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）≠０Ｌｂｅ
ｎ　　　Ｃ０ＵＮＴ４−　Ｃ０ＵＮＴ＋　ｎ　　　　　
　　　　　　　　　−（１７）となる。

（２）第６命令について ステップＣ３では、次の書込命令である第６命令を検出
し、ステップｅ４　　で第６命令に関するパラメータす
なわちアキュムレータＡを検出する。

ステップｅ５の判断は否定となり、ステップｅ６で第５
命令［ＣＬＲＡＪを検出する。

ステップｅ９　では、この第５命令が上記パラメータで
あるアキュレータＡを変化させる命令であることが判断
され、ステップｅｌｏ　　で第５命令が記憶される。ス
テップａｌｌ　　では、当該Ｐｔ５５命令がループ構造
に含まれないことが判断され、ステップｅ１２　　では
、第５命令が７キユムレータＡの入力命令であることが
判断される。この後、ステップｅ１４　　の判断で肯定
となり、処理はステップｅ１５に移る。

したがって実行内容は、 Ｃ０ＵＮＴ←０　　　　　　　　　　・・・（１８）と
なり、実行条件は、処理が第３ブロツク■を通る条件、
すなわち上記第６式で示される条件と同−になり、これ
らを整理すれば、 ’＋ｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ＋Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ｔ
ｈｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ−０−（１９）の結果が得られる
。

（３）第１１命令について 第１１命令については、１１５図に示されるステップｅ
３　　で当該命令が検出された後、ステップｅ４、でパ
ラメータとして７キユムレータＡが検出される。ステッ
プｅ５　　では、上記第３表および第４表を参照して、
ｆＪＳｌｌ命令が第６ブロツク■の先頭であることが判
断され、処理はステップｅ７に移る。この判断によって
、第１表のプログラムリストにおいて、ｆ：ｔＳ１１命
令に到達するにはＰｔ５５ブロツク■、第９ブロツク■
および第８ブロツク■をそれぞれ通る３つの経路が存在
することが認識される。以下、後述する実行内容の検出
と実行条件の検出とを各経路毎に行ない、それらの結果
が論理和として出力される。

（ア）第５ブロツク■を通る経路の場合ステップｅ４　
　でパラメータであるアキュムレータＡを検出し、プロ
グラムをさかのぼると、第１０命令で７キユムレータＡ
に関するロード命令が検出される。ここでｆ５１１命令
は、入出力ボートへの書込み命令であり、論理演算とし
て扱う。したがって第１０命令および第１１命令による
実行内容は、第１表のプログラムリスト上の表現では、
ＰＯＲＴＩ←￥８０　　　　　　　　・・・（２０）と
表現されるが、論理演算の結果としては、上記ｆｊＳ１
０式と同等な ＰＯＲＴ１７←１　　　　　　　　　・・・（１０）な
る論理式が得られる。

このときの実行条件は、第５ブロツク■を処理が通る条
件（上記第９式）と、第２ブロツク■およびｒｊｒＪ７
ブロツク■からなるループを処理が離脱する条件、すな
わち処理がｔＩＳ３ブロック■を通る条件（上記＠６式
）との論理積となる。したがって、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ
−（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７
”０ ａｎｄ　　ＦＯＲＴＩ≠￥００ ｔｈｅｎ　　ＰＯ，ＲＴ１７４−１　　　　　　　　　
−（２１）なる論理式出力が得られる。

（イ）第８ブロツク■を通る場合 ステップｅ６　でプログラムをさかのぼると、第６命令
でストア命令ｒＳＴＡＡＪが検出される。したがって求
める実行内容は、前述の第６命令の場合と同様にして、
ＰＯＲＴＩ←￥ＯＯが求められる。

また実行条件は、前述したループの離脱条件すなわち第
３ブロツク■を通る条件（第６式）と、第８ブロツク■
を処理が通る条件（第１０式）との論理積である。した
がってこれらをまとめて、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ
＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７−１ ｔｈｅｎ　　　ＰＯＲＴ１←　￥　００　　　　　　　
　　　　　　　　　　　・　（２２）の論理式出力が得
られる。

（つ）第９ブロツク■を通る場合 ステップｅ４　　で検出されるパラメータは、アキュム
レータＡであり、第９ブロツク■を通ってプログラムを
さかのぼると第６命令を検出する。したがってこの場合
の実行内容は、上記第２２式と同一であり、実行条件は
ループの離脱条件すなわち第３ブロツク■を通る条件（
［６式）と、第４ブロツク■を通る条件（第７式）と、
第９ブロツク■を通る条件（第１１式）との論理積であ
る。したがってこれらをまとめて、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−ｉ＋＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎ
ｄ　　ＰＯＲＴ１７＝　０ ａｎｃｌ　　　（Ｉ’０ＲＴ１７＝Ｏａｎｄ　　ＰＯＲ
Ｔ１＝￥００）ｔｂｅｎ　　ＰＯＲＴ１４−￥００　　
　　　　　　　　　　・　（２３）の出力が得られる。

このようにして、第１１命令に関する入出力条件の結合
処理が実現された。

（４）第１６命令について 第１表のプログラムリストにおいて、行番号１３〜２１
は割込みルーチンであり、行番号１〜１２のメイン処理
ルーチンとは独立の内容となっている。したがって第１
５図ステップｅ４　　で第１６命令ｒｓＴＸＪが検出さ
れる。第１６命令に関して検出されるパラメータは、イ
ンデックスレノスタＸであり、ステップｅ６　　でプロ
グラムをさがのばると第１５命令でロード命令が検出さ
れる。したかって第１６命令に関する入出力結合結果は
、ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｈｅｎ　　Ｚ　ＣＡ　Ｐ　Ｔ”ＣＡ　Ｐ　Ｔ　１　　
　−（２４）の論理式出力が得られる。

（５）第１７命令［５ＴＡＡＪについて第１６命令と同
様にステップｃ４　　で、パラメータとしてアキュムレ
ータＡを検出する。ステップｅ６　　でプログラムをさ
かのぼると、第１３命令でロード命令「ＬＤｒ）Ｊが検
出される。したがって第１７命令でオペランドｌ”ＴＩ
ＭＥＪにストアされるのは、オペランド［ｃＡＰＴＩＪ
およびオペランドｒＺＣＡＰＴＪの各上位バイト情報で
ある。また実行条件は第１６命令と同一である。したが
ってこれらを整理して、 ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｈｅｎ　　ＴＩＭＥ”　（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）　−ＺＣ
ＡＰＴＣＤ））（Ｈ）・・・（２５） 注：第２５式の右辺末尾の（■（）は、右辺のオペラン
ドの上位バイトであることを示す。

（６）第２０命令ｒＳＴＡＡＪについて第２０命令の場
合には、第５図ステップｅ４で、当該命令に関するパラ
メータすなわちアキュムレータＡを検出する。このパラ
メータを決定する最新の命令をプログラムをさかのぼっ
てステップｃ６　　で検索すると、第１９命令で７キユ
ムレータＡに関する操作命令［ＤＥｃＡＪが検出される
。

したがって＠２０命令の実イテ内容は、Ｃ０ＵＮＴ←Ａ
−１・・・（２６） となる。

ここで第１９命令は、第１８命令の分岐命令でゼロ７ラ
グＺ＝１の場合であることを考慮すると、上記ｆｊＳ２
５式において、 ＴＩＭＥ＝７キユムレータＡ＝０　　・・・（２７）の
場合に相当する。したがって上記１５５２６式において
、アキュムレータＡ＝Ｏであり、 Ｃ０ＵＮＴ←￥ＦＦ　　　　　　　　　・・・（２８）
が結論される。

その実行条件は、第１１ブロツク０および第１２ブロツ
ク＠を処理が通る条件、すなわち上記第１２式および第
１３式で示される各条件の論理積となる。したがってこ
れらをまとめれば、ｉｆ　　　ＩＲＱ２　＝　１ ａｌｌｄ　　　　（ＣへＰＴ　１　　（Ｄ）−ＺＣＡＩ
’Ｔ（Ｄ））（Ｉり＝　　Ｏｔ　ｌ＋　ｅ　ｎ　　ＣＯ
Ｕ　Ｎ　Ｔ　←￥ＦＦ　　　　　　　　　−（２９）が
得られ、これで第１表のプログラムリストに関して第５
図ステップ１１１４　　の書込み命令単位の入出力結合
処理が行なわれる。

続いて、第５図ステップｍ　５　　で後述するようなパ
イルの結合処理が行なわれる。ここに言うパイルとは、
プログラムリスト中におけるオペランドの直接繰作命令
を含むたとえば上記ｆ５２９式のような書込み命令が実
行されるための実行条件と実行内容との結合表記を指す
。その具体的処理内容は１ｉＩＧ図の７０−チャートに
示される。

上述したように、第１表のプログラムリストには６個の
書込み命令があり、第３命令には第１７式のパイルＤ７
、第６命令にはＰｔ５１９式のパイルＤ６、第４ｆｒＩ
令には第２１式〜第２３式のパイルＤ　３　、Ｄ　２　
、Ｄ　１、第１５　命令１：Ｊｉｍ　２４　式ノ、１ル
Ｄ５、第１７命令には第２５式のパイルＤ４、第２０命
令には第２９式のＤ８がそれぞれ作成される。

以下、＠１６図を参照して、パイル結合処理について説
明する。ステップｆ１　　では、ポートへの訂込み命令
がある外部出力命令パイルＤ　１　、Ｄ　２　。

Ｄ３を検出する。

ステップ「２　では、たとえばパイルＤ１中の未決定パ
ラメータを決定するパイルを検出する。すなわち、パイ
ルＤ１の実行条件に関して、パラメータｒＴＩＭＥＪ、
［Ｃ０ＵＮＴＪが未決定である。

また、残余の外部出力命令パイルＤ２．Ｄ３についても
、それぞれ実行内容は異なるものの、未決定パラメータ
はパイルＤ１と同一のものが検出される。

以下、このようなパラメータを決定するパイルを検出す
る。パラメータ［ＴＩＭＥＪについてはパイルＤ４が検
出され、続くステップｒ３　　では該パイルＤ４に含ま
れる全てのパラメータが決定されているかどうかを判断
する。現時点では判断結果は否定であり、処理はステッ
プｒ２　　に戻り、パラメータｒｃＡＰＴＩＪ、ｒＺＣ
ＡＰＴＪを決定スルパイルを検出する。このとき第５パ
イルＤ５が選ばれる。このときステップｆ３　　では、
全パラメータが決定されたことが↑り断され、処理はス
テップｆ４に移り、外部出力命令パイルが終了したがど
うかをｔｑ断する。現時点では外部出力命令パイルＤ１
のみを検討しており、１′り断結果は否定となり、処理
はステップｆ１　　に戻る。

これ以降、パイルＤ２．Ｄ３が外部出力命令パイルとし
て検出され、それぞれについて前述の場合と同様な処理
が行なわれる。パイルＤ１〜Ｄ３では、未決定のパラメ
ータは共通であり、したがってステップ「２　では同一
内容の処理が行なわれる。このようにしてパイルＤ３に
対するパイル結合が終了した後、ステップｆ４　　では
判断結果が肯定となり、ステップｆ５に移って第１７図
（１−１）〜（３−３）のパイル結合結果が出力される
。このようにして第５図ステップａ＋５　　のパイルの
結合処理が終了する。

以上のように本実施例では、ｆＩＳ５図ステップ論３以
降の分岐条件摘出処理などを行なうに先だって、ｒｊＳ
５図ステップ＋ｎ　１　　の流れ構造の解析処理を行な
うようにした。したがってプログラム中の分岐命令や分
岐先命令が＄曲に明らかとなり、ＯＣＲなどの制御情報
は、これらの命令に関してのみ記憶すればよい。したが
って彼解析プログラムの動作内容を分析するに当り、た
とえばＣＣＲを全命令にわたって記憶する必要がなく、
装置に要求される記憶容量を格段に削減できる。

上述したようにプログラム内容を解析するにあたって、
第５図ステップｍ３　　で行なわれた分岐条件摘出処理
（詳細は第１４図の７０−チャートを参照）では、たと
えば第１表のプログラムリストの各命令の意味を読取っ
ていた。このような場合、たとえばシフト命令（たとえ
ば算術的左シフト命令ｒＡＳＬＪや論理的左シフト命令
「ＬｓＬＪなど）など同−範嗜に属する命令であっても
、論理操作と算術繰作との２つの異なる意味を持つ場合
がある。したがってこのような命令を読取った場合、当
該命令が論理操作をイテなう命令であるがまたは算術操
作を行なう命令であるかは、当職命令に関する処理の流
れを追跡することによって初めて理解されていた。

しかしながらこのような命令の把握方法では、命令の意
味が該命令の読取り時には直ちには明らかにならず、速
やかな処理の進行が妨げられていた。一方、本発明では
、前記シフト命令のような同−範嗜であって、かつ２つ
の異なる意味を持ち得る命令（以下、二意性命令と称す
る）の意味を直ちに明らかにするようにした。

このような処理手順は、第１８図に示される。

以下、ｔＩＳ１表のプログラムリストの第１命令〜第１
２１ｆｉ７令を一例として説明する。第１８図ステップ
ｇ１　　では、プログラムの第１命令から命令を読取る
。ステップｇ２　　では、読取られた命令のオペランド
が［ＰＯＲＴＪであるがどうかを判断する。

すなわち、当該命令が入出力ボートに関する入出力命令
であるがどうかを判断する。第１表のプログラムリスト
では、ｍｌ命令〜第６命令に閃してはこの判断は否定と
なり、処理はステップｇ３　　に移り、算術処理が行な
われる。

すなわち、第７命令の実行内容は、 ７キユムレータＢ←ＰｏＲＴ１　　　・・・（３ｏ）で
あり、したがって第８命令の分岐条件は算術繰作の場合
、 ：ｆ　　　ＰＯＲＴＩ＜Ｏ ｔｌ＋ｅｎ　　ＮＡＮＮ○１　　　　　　　　　　−（
３１）となり、論理操作では ｉｆ　　　ＰＯＲＴ１？＝１ ｔｈｅｎ　　Ｎ　Ａ　Ｎ　Ｎ　Ｏ１−（３２）となる。

すなわち算術繰作の場合には第３１式から明らかなよう
に、オペランドｒＰＯＲＴＩＪが負であるかどうかのｔ
ｑ断となり、論理操作の場合にはオペランド「ＰＯＲＴ
ｌ」の第７ビツトが１であるかどうかのｔｉｔ断となる
。すなわちｔ５１表ｆｆｉ？命令の意味によっては、第
８命令の分岐条件の意味、したがってこれ以降の処理の
実行内容も全く異なるものとなる。

前記ステップｇ３の後、処理はステップｇ１に戻り、引
続（命令の読取り処理を行なわれる。前記ステップｇ２
　　で判断結果が１１゛定であれば、処理はステップｇ
４　　に移り、ｆｔ５８命令で上記第３２式の論理処理
が行なわれることになる。この後、処理はステップビ１
　に戻る。

このようにして、Ｊ５−えられたプログラムの各命令を
読むごとに、その−ペランドが「ＰＯＲＴＪであるかど
うかを検出して、これによって当該命令を算術処理また
は論理処理のいずれかに直ちに決定するようにしｐ、、
、これによってプログラム中の一命令の意味を直ちに確
定することがでさ、処理効率を格段に向上ｒることがで
きる。

効　　果 以上のように本発明に従えば、プログラムの内容を解析
するにあたって、命令列から分岐命令もしくは出力命令
を検出し、命令列の配列方向と反対方向に沿って、分岐
命令もしくは出力命令で規定されるパラメータの入力命
令を検出するようにした。また該入力命令以降分岐命令
もしくは出力命令までの実行内室をオペランドを用いて
表わすようにした。したがってプログラムの動作内容が
掻作名に認識容易な形態で出力されることができ、プロ
グラムの内容の解析が格段に容易となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のプログラム内容解析装ｒ１
１の構成を示すブロック図、第２図は解析装置１の記憶
領域１０の構成を示すブロック図、ｔｊｆＪ３図はプロ
グラム内容解析装置１の基本的動作を示す７０−チャー
ト、第４図は表示装置５の表示例を示す図、第５図は解
析装ｒＩ１１のプログラム内容解析処理手順を示す７０
−チャー）、ｆｆ５６図および第７図は被解析プログラ
ム例の動作内容を示す７０−チャート、第８図は流れ構
造の解析処理手順を示す７０−チャート、第９図は流れ
構造の解析処理結果を示す系統図、ｆｊＳｉｏ図はブロ
ック化処理手順を示す７０−チャー）、　Ｐｔ５１１図
はブロック化処理の中間結果を示す系統図、第１２図お
よ［７７！ｌ’＄１３図はブロック化処理結果を示す系
統図、第１４図は分岐条件摘出処理手順を示すフローチ
ャート、第１５図は入出力結合処理手順を示す７０−チ
ャー）、！ｍｌ　６図はパイル結合処理手順を示すフロ
ーチャート、第１７図は、パイル結合処理結果を示す系
統図、第１８図は本発明の分岐条件摘出処理の池の実施
例を示すフローチャートである。 １・・・プログラム内容解析装置、２・・・磁気テープ
装置、３・・・磁気ディスク装置、４・・・内部記憶装
置、５・・・表示装置、８・・・処理装置、１０・・・
記憶領域、１０ａ・・・アーキテクチャ記憶領域 代理人　　弁理士　画数　圭一部 第３図 第４図 第５図 第　６図 メインルーチンへ 第８図 １３−−−−　ｉｔ込 第１０図 第１１図 第１２図　　　　　第１３図 第１６図 第１７図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 機能語のみまたは機能語とオペランドとの組合わせなど
   の命令列から成るプログラムから分岐命令を検出し、 命令列の配列方向と反対方向に沿つて、分岐命令で規定
   されるパラメータの入力命令を検出し、該入力命令以降
   分岐命令までの実行内容と分岐命令の各分岐条件とをオ
   ペランドを用いて表わすようにしたことを特徴とするプ
   ログラム内容解析装置。