JPS63317845A - 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
用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 マイクロコンピュ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に基づいて、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
実際に岨込み、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及
ぶことがあり、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；こよる
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ベ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か
らなる命令列を読取り、 各命令の実行内容に関連し、各命令毎に規定される情報
を、命令列の読取り毎に逐次的に記憶するようにしたこ
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
ドとからなる命令列を読取り、この読取り時毎に、各命
令によって規定される情報を逐次的に記憶するようにし
た。したがって、この被解析プログラムの実行内容を解
析するにあたっては、上記記憶された各種情報を読出す
のみでよく、プログラム内容の解析処理を高速に行なう
ことができる。

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の構成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ている磁気テープ
記＊／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１
こよって実現される内部記憶装置Ｉ４と、たとえばＣＲ
Ｔ（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ｒ１１５と、インパクト形または非インパク
ト形などの印字装置６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置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！Ｉ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ｒ！１２に記
憶される。磁気テープ！！１２の被解析プログラムは、
解析装ａ１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
プ装置２へ記憶され、または磁気ディスク！装置３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、また印字装置６に上って印字出力される。

第２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ｆｉ！８にバス９などを介して接続された磁気テ
ープ装ｊ１２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ビエータに関す
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
１０ａ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ノタル信号
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
記憶領填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／出力装置の動作状
態との関係の定義（たとえばマイクロコンピュータの成
るビンからハイレベルの信号が導出されると、ＬＥＤ（
発光グイオード）が点灯する、などの定義）が、記憶さ
れる定義記憶領域１０ｅなどを含んで構成される。

第３図は第１図示の解析装置１の基本的動作を説明する
７０−チャートであり、第４図は解析装置［１の表示装
置ｉ５の表示例を示す図である。第１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ｎ３　　の判断が否定であれば処理はステ
ップｎ６　　に移り、解析装ｒａ１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Ｆ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、キー人力装置７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ｎ？、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。′！４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０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！１２
に記憶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ｎ１１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。

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
を併せて参照して、解析装置ｉ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
ータ用に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の磁気テープ装置２に記憶されてお
り、第３図ステップｎｌｏ　　で説明したように、この
ようなプログラムは磁気テープ装置２からたとえば内部
記憶装ｆｔ４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図および第７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ｎｌｙ＆２＋・・・、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コードレノスタ　（以下、ＣＣＲ
と称する）は、下記第２表に示される。ここでは、符号
７ラグＮ１ゼロ７ラグＺ１オーバ７０−７ラグＶおよび
キャリ７ラグＣの状態を示す。

（以下余白） ｆｊＳｚ表 （庄１）第２衣中、記号Ｉ↓」、１・Ｊｕｌ　Ｋ　Ｊｕ
ｌ　Ｓ　Ｊ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」および「セットされる」を表わす。

（注２）上記プログラムには、レノスタ名称の定義、割
込み制御レジスタの設定、ボート人出力方向の設定、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　ＰＯＲＴＩ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
第Ｏビットに可変周波信号入力 および、 （２）出カニ　ＰＯＲＴＩ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、と定義しておく。

これは第３図ステップｎ７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１１　　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、ｔＪＳ１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７
０−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行なうことができるよ
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類飯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、第８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表における行番号にの命令）
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表における命令を構成する二一モ
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、１１１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！！（ｒｌＪ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の判断は肯定となり、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、したがって第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−との対（以下、ブロック
化情報と称する）（ｋ、＋＊）を、内部記憶装置ｉ！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、第１表に示すプログラムリス
トの流れ構造が把４１″Ｃきたことになる。すなわち第
３表として得られた結果を揉作者が容易に理解できる形
式に出力する場合、たとえば＃＆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
、上記第３表に基づ−１で、行番号ｋから行番号−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
。これによって捏作者も、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きる。こうしてＰＩ
ｒＪｓ図ステッジステップ１１理は終了する。

次に第５図ステップ論２では、ステップ論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０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、一般にはたとえば敵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敗
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図ステップ曽３　の分岐条件摘
出処理、ステップｍ４　　の書込み命令単位の入出力結
合処理、およびステップ−５のパイルの結合処理などか
ら成る同一内容の処埋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点は、プログラムにおける分岐
命令行か分岐先命令行であり、１ブロツクは分岐命令行
または分岐先命令行で始まり、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行
を含まないように選コｒ。

すなわち全プログラムは、このような複数のブロックの
結合としで表現され、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、第１０図の７０−チャ
ートに示される。このとき、前記第８図を参照して説明
した第５図ステップ−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（ｋ９ｍ）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　、ｍｌ　）、（ｋ２　、ｍ２　
）、−、（ｋｓ、ｍｓ）　（本実施例では５＝４）が、
ＰｔｔＪ１図示の内部記憶装置４に記憶されている。以
下に説明する＠１０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ｋｌ
　、に２、−、ｋｓ：ｍｌ　ｔｍ２　、＋・。

ｅ＋ｓについて総称する場合には、それぞれ記号に、ｍ
を用いて示す。

第５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ｉに等し
い上記ブロック化情報ｋまたはブロック化情報−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、論によるブロック化
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
化情報に、　ｍが記憶される０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ＭＡＸ（ｉ
）を超えたかどうかの判断を行なう。

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、ステップ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の判断が肯定となるブ
ロック化情報に、−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報に、−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ｃ１〜ｃ５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＝ｎ）として示
される分岐命令行および分岐先命令行に関して、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
（’＋β）として記憶する処理である。

上記ステップｃ５　　の判断が肯定となれば、処理はス
テップｃ６　に移り、上記ブロック化情報列（ｋｊｔｍ
ｊ）　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　・・・（１）Ｊ＝１ｔ２ｔ・・・、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、＠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（ｋｔ　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、　ａ）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＆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、ｆｊＳ１１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（α、β）と、分岐
ブロック情報対（ａ＋　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、第
１０命令お上びＰＩＳｉｌ命令からなるプロックと、第
９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ｌ！１対（α、β）
および分岐ブロック情報対（ａｔβ）ｂｒを、下記の第
４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■、■、・・・、０　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、第１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、第１２図は行番号１〜１２のメ
イン処理ルーチンを表わし、第１３図は行番号１３〜２
１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、第５図ステップ−２のブ
ロック分は処理が終了する。

第５図ステップ１１３　　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５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）、（α、β）ｂｒを得る。ステップ
ｄ２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ブロツクの、第
２ブロツク■、Ｐｔ５３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
の無条件ジャ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 第５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。

輪）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、ｍ）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。第４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　）命令ｒＢＮＥＪ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
第４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かどうかのステップ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。け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ＯＣＲとを参照す
れば、この命令は第３命令ｒＣＭＰＡ　　Ｃ０ＵＮＴＪ
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７キユ
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０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ｄｉ　１　　に移る。第３命令ｒＣＭＰ
ＡＪは７キユムレータへの内容を変化せず、ステップｄ
９　　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ｄｉ　１に移る。

ステップｄｌｌ　　では、現在検討中のブロックがｖＪ
ｉ表のプログラムリスト中でループをｖＩ成するブロッ
クかどうかを判断する。現時点では、解析装置１は第４
命令および第３命令しか認識しておらず、この判断は否
定となり、処理はステップｄ１２に移り、ステップｄｌ
ｏ　　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。この判断が肯定であれば、ス
テップｄ１５に移る。一方、上記ステップｄｉ　１　　
の判断が肯定であれば、ステップｄ１４　　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
判断する６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
ことなく、処理はステップｄ１３　　に移る。

第３命令［ｃＭＰＡＪ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ｄ１９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
どうかを判断する。ＰＩＳ３命令について判断結果は否
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て、第４命令から上述
の処理が繰り返される。このとき、第１命令［ＬＤＡＡ
Ｊを解析する段階で、ステップｄｌＯで記憶されて終た
命令は、オペランドで記述すると、 Ａ＝”１ＭＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋１）　　・・・（２）
になる。

またステップｄ１１　　の判断は肯定となり、ｖｉ２式
の分岐条件にステップｃｌ１４　　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ｎ回繰返せば上記第２式は、Ａ＝ＴＩＭＥ−（ＣＯ
ＵＮＴ＋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Ｚに関して、 Ｚ＝Ｏ・・・（４） が成立する場合である。したがって上記ステップｃｌｌ
ｏ　　では最終的に、 Ｔ　Ｉ　ＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）−〇　　　−（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。

（３１３ブロツク■を通る条件 この場合、＠１表のプログラムリストにおいて、処理が
ｔｊ％２ブロック■に退社しない条件、すなわち、上記
第５式の条件の否定 ＴＩＭＥ　　（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）＝０　　　＝・（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対（ｋ、請）が、ｊ＝２の場
合として、第３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行なう
。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ｃ１５．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−ｉ
Ｔｉを参照すれば、第７命令「ＬＤＡＢ　　ＰＯＲＴＩ
Ｊ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Ｎに関する第？Ｉｆｈ令中のパラメー
タを検出する。すなわち第７命令は７キユムレータＢに
関する命令であり、この７キユムレータ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。第１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斗ユムレータ
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ｄ１５　
　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■の実打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、 ＰＯＲＴＩ　７＝０　　　　　　　　　　・・・（７）
となる。ここで表記ｒＰＯＲＴ１７＝ＯＪは、入出カポ
−）ＰＯＲＴＩの第７ビツトが「０」となる状態を表現
する。この後、処理はステップｄ１３　　に移ｌ）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
ｄ３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ロ７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［ＬＤＡＢ、Ｉが検出され
る。

このロード命令はアキュムレータＢにｒＰＯＲ′ｒ１」
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ｄｌｌ　　に移り
、第５ブロツク■がループ構造の一部をなすかどうかが
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
ｄ１５　　で第５ブａツク■がネスティング構造の一部
を成すかどうかが判断される。ｔｊＩＪ５ブロック■は
２重のネスティング構造を構成しており、ステップｄ１
６　　で上記第８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＃＆５ブロック■の通過条件
は、第４１ａツク■の通過条件と上記第８式の条件との
論！！ｌ！ｍ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）第６ブロツク■を通る条件 第１４図の７０−チャートにおいて、ステップｄ３でｊ
＝４のとき、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）第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＃
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、上記第３プａツクで挙げ
たループ処理の雌親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）第８ブロツク■を通る条件 ｔｊＳ８ブロック■は、第３表およＶ第４表に示す分岐
ブロック１ｎ報対（８，１１）ｂｒで示される。したが
って第１表ｆｆ１８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）第９ブロツク■を通る条件 第９ブロツク■も、第３ａおよび第４表から分岐ブロッ
ク情報（９，１１）ｂｒによって規定されろブロックで
あり、したがって前記ｍｓブロック■を通る条件を考察
した際に検討した第１表第９命令の分岐条件（第８式）
の否定の条件と、第４プａツク■を通る条１’ｌ’（１
ｔＳ７式）との論理積となる。すなわち、 ＰＯＲＴｌの　全ヒツト＝０ かっ　ＰＯＲＴＩの第７ビツト＝０　　・・・（１１）
の条件が得られる。

（１０）第１０ブロツク［株］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
なく線形に続くブフツクであり、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、すなわち第３ブロツク■を通る条件（上記第６式
）と同一になる。

（１１）ｒｐＪｌ　１ブロツク■を通る条件第１表のプ
ラグラムリストから明かなように、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ＰＡＯビットに立も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）＄　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、
ｔｊＳ１８命令ｒＢＮＥＪでゼロ７ラグＺ＝１となる条
件が求められればよ−１゜すなわち第１８命令からプラ
グラムリストをさかのぼり、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１−３ＴＡＡＪが検出さ
れ、パラメータとして７キユムレータＡが検出される。

アキュムレータＡの入力命令として、第１３命令でロー
ド命令「Ｌ　Ｄ　Ｄ　Ｊが検出さ九る。したがって第１
３命令〜第１８命令の実行内容をオペランドで記述すれ
ば、 （ＣＡＰＴＩ（［１）−ＺＣＡＰＴ（［））ｌの上位バ
イト＝Ｏ・・・（１３） が得られる。

（１３）第１３命令■を通る条件 この場合、第１表のプログラムリスＦ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
０に進行しない条件、すなわち上記第１３式の条件の否
定、 （ＣＡＰＴＩ（Ｄ）　−ＺＣＡＰＴ（［１）ｌ（Ｆ）上
位ハ４）≠０・・・（１４） が求めるべき条件となる。

この上う（こして第５図ステップ論３　において摘出さ
れるべき分岐条件は、各ブロック■〜０を処・　埋が通
る条件として導出された。これ以降、処理は第５図ステ
ップ輪４に移る。

ステップＩ４　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、オペランドの直接捏作命令（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ｒＩＮＣＪ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
る。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
ｊｓＴＡＡＪ、第１１命令「５ＴＡＡＪ、第１６．命令
ｒｓＴＸＪ、第１７命令ｒｓＴＡＡＪお上び第２０命令
１”　５ＴＡＡＪが、後述するように検出される。

（１）ＰＡ２命令［ＮＣＪについて 第５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１”５ＴＡＡＪ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操作命令では、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Ｖ第１３図の処理の流れ図に示されるように、
第１ブロツク■および第７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　（たとえば第７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
では第４命令「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ｅ５　　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き、ステッ
プｅｌ　１　　でループになったことが判断され、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−ＣＯＵＮＴ＋　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＋ｎ　　　　　＝１１６）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
、すなわち上記第５式の条件となる。したがって第２命
令に関しては、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ＋Ｃ０ＬＩＮＴ）≠０ｔｈ
ｅｎ　、Ｃ０ＵＮＴ　４−Ｃ０ＵＮＴ＝０−（１７）と
なる。

（２）第６命令について ステップｅ３　　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ｅｌ　１　　では、当該第５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ＰＡ３ブロック■を通る条件
、すなわち上記第６式で示される条件と同一になり、こ
れらを整理すれば、 ｉｆ　　　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 ｔＪ４１１命令については、第１５図に示されるステッ
プｅ３　　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アキュムレータ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、第１１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、第１１命令に
到達するには第５ブロツク■、第９ブロツク■およＣ／
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　
　でバフ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。ここで第１１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、Ｐ
ＯＲＴＩ←￥８０　　　　　　　　・・・（２０）と表
現されるが、論理演算の結果としては、上記第１０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■および第７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ｔｊ４３ブロック■を通る条件（上記第６式）との
論理積となる。したがって、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　　（
ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７＝Ｏ ａｎｄ　　ＰＯＲＴＩ≠￥００ ｔｈｅｎ　　　ＰＯＲＴ１７４−１　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　−（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［５ＴＡＡＪ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
、ＦＯＲＴＩ←￥００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）＝　０ａｎｃｌ　　ＰＯＲＴ１７＝　
１ ｔｌ＋ｅｎ　　ＰＯＲＴ１４−￥００　　　　　　　　
　・（２２）の論理式出力が得られる。

（つ）＃Ｓタブロック■を通る場合 ステップｅ４　で検出されるパラメータは、７キユムレ
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ｔｌｔＪ６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（第６式）と、第４プａ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　　（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝Ｏａｎ
ｄ　　ＰＯＲＴ１７”０ ａｎｄ　　（ＰＯＲＴ１７＝Ｏａｎｄ　ＰＯＲＴ１＝￥
００）ｔｈｅｎ　　ＰＯＲＴ１４−￥（１０・（２３）
の出力が得られる。

このようにしで、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ｔｌ
Ｓｉｓ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
、インデックスレジスタＸであり、ステップｅ６　　で
プログラムをさかのぼるとｔｊＳ１５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ｅ４　で、パラ７−タとしてアキュムレー
タＡを検出する。ステップｅ６　　でプログラムをさが
のばると、第１３命令でロード命令１’Ｌ　Ｄ　Ｄ　Ｊ
が検出される。したがって第１７命令でオペランド［Ｔ
ＩＭＥＪにストアされるのは、オペランドｒｃＡＰＴＩ
Ｊ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）−ＺＣＡ
ＰＴ（Ｄ））（旧・・・（２５） 注：第２５式の右辺末尾の（Ｈ）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［５ＴＡＡＪ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ｅ６　で検索すると、第１９命令で７斗ユム
レータＡに関する繰作命令［ＤＥｃＡＪが検出される。

したがって第２０命令の実行内容は、 Ｃ０ＵＮＴ　４−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、上記第２５式
において、 Ｔ　Ｉ　ＭＥ＝７キユムレータＡ＝０　　　・・・（２
７）の場合に相当する。したがって上記第２６式におい
て、アキュムレータＡ＝０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■およびｆ！Ｓｉ２ブ
ロック＠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　　　ＩＲ（１２＝　１ ａｎｄ　　（ＣＡＰＴ　１　（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）
）（＋１）＝　Ｏｔ　ｈ　ｅ　ｎ　　ＣＯＵ　Ｎ　Ｔ　
４−￥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
鐘４　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ｖＡＳ　　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操作命令
を含むたとえば上記第２９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第１６図の７０−チャートに示さ
れる。

上述したように、＄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命令には第１９式のパイルＤ６、第４命令には第
２１式〜第２３式のパイルＤ　３　、Ｄ　２　、Ｄ　１
、第１５命令には第２４式のパイルＤ５、第１７命令に
は第２５式のペイルＤ４、第２０命令には第２９式のＤ
８がそれぞれ作成される。

以下、第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、ボートへの書込み命令
がある外部出力命令パイルＤ１．Ｄ２゜Ｄ３を検出する
。

ステップｆ２　　では、たとえばパイルＤｌ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［ＴＩＭＥＪ
、「ｃＯＵＮＴＪ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ｒＴＩＭＥＪについてはパイルＤ４が検
出され、続くステップ「３　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
ｆ２　　に戻り、パラメータＩ’ＣＡＰＴ　Ｉ　Ｊ、ｒ
ＺＣＡＰＴＪを決定するパイルを検出する。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判断され、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か
どうかを判断する。現時点では外部出力命令パイルＤ１
のみを検討しており、判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ｆ２　　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
は判断結果が片足となり、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−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、第５図ステップ噛３以降の
分岐条件摘出処理などを行なうに先だって、第５図ステ
ップ輸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事前
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、したがって被解析プロ
グラムの動作内容を分析するに当り、たとえばＯＣＲ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。

上述の実施例では、第５図ステップ−６を経由すること
なく、被解析プログラムに関して第５図ステップＩ１１
　　の流れ構造の解析処理などの処理を行なうようにし
た。このときステップ曽１　の処理段階では、各命令が
有するＣＣＨの内容は明らかになっておらず、これ以降
の処理の進行に従って、逐次明らかとなる。

一方、本発明の他の実施例として第５図ステップ論６　
において、プログラムの各命令の実行にともなって変化
する情報（ＯＣＲの情報も含む）をすべて記憶してゆく
処理を、予め行なう構成とじてもよい。このような処理
を実現する手順を、第１８図の７０−チャートに示す、
＊た、本実施例では各命令毎のＣＣＲを含む各種パラメ
ータを、たとえば１２項目にわたって逐次記憶するので
、説明の簡略化のため、下記Ｐｔ４５表に示されるプロ
グラムリストに沿って説明する。このようなプログラム
リストに示される命令列についても、上記第５図のステ
ップ輪１〜饋６で示される解析処理が同様に行なわれ得
るのは、勿論である。またこのプログラムの実行内容は
、第１９図の７０−チャートに示される。

第　５　表 上記第５表のプログラムは上述の実施例と同様に、たと
えば磁気テープ装置！！２から解析装Ｍ１の内部記憶装
ａ４へ転送される。このように内部記憶装ｒａ４へ転送
されたプログラムの各命令を読取る毎に記憶される情報
は、下記の第６表に示されるたとえば１２項目の事項で
ある。

（以下余白） 第　　６　　表 以下、第１８図および第１９図を参照して、本実施例の
処理手順について説明する。第１８図ステップｇ１　　
では、第５表のプログラムの第１命令が読取られる。ス
テップｇ２　　では、この命令が分岐命令かどうかを判
断し、否定であればステップｇ３　　に移り、各命令毎
の上述した変化情報を記憶する。肯定であれば、ステッ
プ、４　　でこれ以降処理が進行する系統の選択を行な
う。すなわち、４ステップｇ２　　で分岐命令が検出さ
れれば、それ以降の処理は２つまたはそれ以上の異なる
系統を有することになり、そのいずれか１つを選択する
。Ｉ＃１命令ｒＬ　Ｄ　Ａ　Ａ　Ｊでは、ステップｇ２
　　は否定となる。

ステップｇ３　　では、第５表第１命令に関する、上記
第６表の各項目の事項が、下記第７−１表に示すように
記憶される。なお、以降の各表において、記号［ＮＥＶ
ＥＲＪは記憶内容がリセットされることを示し、記号ｒ
ＡＬＷＡＹｓＪは記憶内容がセットされることを示す。

また、記号「・」は、記憶内容はこの命令では変化しな
いことを示す。

（以下余白） ＰｔＳ？−１表 の読取り処理が進行している第５表のプログラムの系統
の最終命令まで到達したかどうかを判断する。？１１１
結果が否定であれば、処理はステップｇ１に戻り、引き
続く命令を読取る。また判断結果が肯定であれば、処理
はステップｇ６　　に移って、当該プログラムリストの
異なる系統の選択肢（ステップｇ４参照）は尽きたかど
うかを判断する。すなわち、本実施例の第５表に示すプ
ログラムでは第１９図に示すように処理系統は、 Ｈｌ−、Ｈ２−＋０３−、Ｈ４−Ｈ５・（３０）および Ｈ１→Ｈ２→Ｈ３→Ｈ５・・・（３１）の２系統が存在
することになり、各系統について最終命令までの本実施
例の処理が終了したとき、この判断は肯定となり処理が
終了する。ステップｇ５の判断が肯定であれば、処理は
ステップｇりに移り、他の異なる残余の系統が選択され
、ステップｇ１に戻る。

以下、このようにして＄５表第２命令および第３命令に
ついて、下記第７−２表および第７−３表のように情報
の記憶が行なわれる。第５表に明らかなように第３命令
「ＢＣＣ」は、キャリー７ラグＣについて、「０」のと
き、ラベル［ＬＡＢＥＬＪの命令へ処理を分岐する分岐
命令である。したがって第１８図ステップｇ２　　の判
断が肯定となり、ステップｇ４　　で、たとえば上記第
３０式の系統が最初に選択される。このようにすれば、
以下の第４命令および第５命令に関して、下記第７−４
表および第７−５表に示されるように情報が記憶される
。

第７−２表 ｆｊＳｌ−３表 第７−４　表 第７−５表 上記第３０式に示される処理系統が終了すると、ステッ
プｇ夕の判断は肯定となり、ステップｇ６で判断は否定
となり、ステップビグで上記第３１式に示される処理系
統が選択される。このとき処理の分岐が行なわれる上記
第３命令までは、ＰＩＳ３０式に示される処理系統で情
報の記憶は終了しており、第３１式ではＰｔ５ｓ表第５
命令のみが処理の対象となる。したがって第５命令に関
して、ステップｇ１　　で再び命令が読取られ、上述と
同様の処理が行なわれ、上記第７−５ａ表に示されるよ
うに、上記第７−５表と同様の情報が記憶されることに
なる。

第７−５ａ表 このようにして、第５図ステップ論６　で上記第７−１
表〜第７−５ａ表に示される内容の情報が、各命令毎に
記憶される。したがってこのような記憶された情報に基
づいて、第５図ステップ−１以降の」二連した処理を行
なう場合であっても、上記各表の記憶内容を活用できる
ことになる。すなわち、第５図ステップ鵠１〜ｍ５の詳
細を示した前記各７０−チャートに従って、このような
記憶内容を呼び出して合成するだけで必要な動作内容、
あるいは分岐条件等を得ることができる。これにより処
理速度が格段に向上される。

上述の実施例では各命令に関する情報を記憶するにあた
り、前後の命令の実行内容と関連させて行なうようにし
た。たとえば第５表第２命令ではアキュムレータＡとデ
ータｒ＃４０Ｊとを比較するが、第２命令に関して第１
命令との関連を考慮するならば、第２命令におけるアキ
ュムレータＡの内容は第１命令において取込まれたオペ
ランド「ＲＡＭＪに置き換えておく。したがってｔｊＳ
７−２；＊の項目記号（ａ）の記憶内容ｒＲＡＭ−４０
Ｊが得られる。

一方、本発明のその他の実施例として、各命令に関する
前記各種情報を前後の命令の実行内容と無関係に記憶さ
せるようにしてもよい、すなわち、このような実施例の
処理手順は、各命令の読取り処理と、当該命令に規定さ
れる各種情報の記憶処理とのみからなり、第５表第１命
令〜第５ｆｒＩ令に関して、上記第８−１表〜第８−５
表で示される記憶情報が得られることになる。

（以下余白） 第８−１表 （以下余白） ｔＩＳ８−２表 （以下余白） 第８−３表 １８−４表 第８−５表 このようにして本実施例においても、前述の各実施例に
おいて述べた効果と同様の効果を得られるぽかりでなく
、分岐命令などによって設定される複数の異なる処理系
統において、共通して用いられる命令列に関し、記憶す
べき情報を重複して記憶する必要がなく、必要とされる
記憶手段の記憶容量を格段に削減することができる。

効　　果 以上のようにして本発明に従えば、各命令毎に規定され
る情報を命令列の読取り時に、逐次的に記憶するように
した。したがってこのようなプログラムを区分する処理
、またはそのような区分処理に基づいて、命令列の実行
内容や実行条件などを解析する場合であっても、記憶さ
れた情報を適宜呼び出して組合わすだけでよく、処理速
度が格段に向上されるとともに、必要とされる記憶容量
を低減できる。

【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置１
の構成を示すブロック図、第２図は解析装置ｉ！ｌの記
憶領域１０の構成を示すブロック図、第３図はプログラ
ム内容解析装置１の基本的動作を示すフローチャート、
第４図は表示装置５の表示例を示す図、第５図は解析装
置１のプログラム内容解析処理手順を示す７０−チャー
ト、第６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、ｔｌＳ８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、第１０図はブロック化処理手
順を示す７０−チャート、第１１図はブロック化処理の
中間結果を示す系統図、第１２図および第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−チャート、第１６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図は本発明の他の実施例
の処理手順を示す７０−チャート、第１９図は他の被解
析プログラムの処理内容を示す７０−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　函数　圭一部 １　　第１図 一＼ ８　８２図 第３図 第４図 第　５　図 イで？の夕８．玉ジ１ 第　６図 メインルーチンへ 第８図 第１０図 Ｍ１１図 第１２図　　　　　第１３図 第１６図 ｉ１７図 Ｌｌ：）　　　　　　　　　　　　　　　Ｌｌコ　　　
　　　　　　　　　　　Ｄ′Ｏ第１８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からなる命令
   列を読取り、 各命令の実行内容に関連し、各命令毎に規定される情報
   を、命令列の読取り毎に逐次的に記憶するようにしたこ
   とを特徴とするプログラム内容解析装置。