JP2590126B2

JP2590126B2 - Ｐｒｏｌｏｇ処理方法

Info

Publication number: JP2590126B2
Application number: JP62203711A
Authority: JP
Inventors: 清美小山
Original assignee: Tokyo Shibaura Electric Co Ltd
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1987-08-17
Filing date: 1987-08-17
Publication date: 1997-03-12
Anticipated expiration: 2012-03-12
Also published as: JPS6446839A

Description

【発明の詳細な説明】［発明の目的］（産業上の利用分野）本発明は論理言語PROLOGで記述されたプログラムを実
行するPROLOG処理方法に関わり、特にカットオペレータ
をゴールとして持つ節を効率良く処理できるようにした
PROLOG処理方法に関するものである。

（従来の技術） PROLOGは人工知能関連分野、例えば自然言語処理やエ
キスパートシステムの構築等に使用される論理型プログ
ラミング言語である。PROLOGシステムでは非数値処理が
中心となるため数値処理の高速化に重点を置いて設計さ
れた汎用計算機では効率が悪く、PROLOG処理専用のアー
キテクチャの構築が各所で進められている。これらの多
くは、Warrenの著“An Abstract PROLOG Instruction S
et",AI Center,SRI International,August 1983,（以下
“文献1"と呼ぶ）に基づいており、本発明が対象とする
PROLOGマシンも根本概念はこのアイデアに基づいてい
る。

文献１で提唱されたPROLOGマシンでは、主記憶を第13
図記憶のようにプログラム領域、ヒープ領域、スタック
領域及びトレイル領域に分割して使用する。プログラム
領域はPROLOGのプログラムコードを格納する領域であ
る。またヒープ領域は単一化（unification）やプロセ
ジャの起動によって作られた構造体（structure）やリ
ストやグローバル変数を含む領域である。またローカル
スタック領域には選択点フレームや環境フレームを形成
する。この２つのフレームに就いては後述する。またト
レイル領域にはトレイルスタックが形成され、単一化の
過程でバインドされた変数へのポインタが含まれる。こ
れらの変数はバックトラッキングの際アンバインドする
必要があるが、トレイルスタックにポインタを登録され
た変数がアンバインドの対象となる。通常のPROLOGの実
行では以上述べた４つの主記憶領域が最低限使われる。

さて上述の各種の領域に対しては種々の専用レジスタ
が用意されている。先ずプログラム領域に対しては、現
在実行中の節のコードアドレスを格納するＰレジスタ、
及び次に実行すべきゴールのコードアドレスを格納する
CPレジスタが用意されている。またヒープ領域にはヒー
プの先頭アドレス（トップオブスタック・TOS）を格納
するＨレジスタ、ヒープ上の構造体やリストの位置を格
納するＳレジスタ等が用意されている。ローカルスタッ
ク領域では現在の選択点フレーム位置を指すＢレジス
タ、現在の環境フレーム位置を指すＥレジスタが用意さ
れている。またトレイル領域ではトレイルスタックの先
頭アドレスを格納するTRレジスタが用意されている。

PROLOGではプロセジャ中に単一化可能な節が複数個あ
る時は前節の実行が失敗してバックトラックが起った場
合に備えて、プロセッサ情報を格納するため選択点フレ
ームをローカルスタックに形成する。第14図に選択点フ
レームの構成を示す。本図から明らかな様にこのフレー
ムには、プロセジャが起動された時のアーギュメント
（引数）が格納され、更にこの時のトップオブヒープレ
ジスタ即ちＨレジスタ、トップオブトレイルレジスタ即
ちTRレジスタ、その他前選択点フレームへのポインタ
（図でＢと書かれたスロット）等が格納される。PROLOG
プログラム実行中、別解を持つプロセジャが起動される
毎にローカルスタックに選択点フレームが次々と形成さ
れ、プロセジャ中の節が全て実行完了した時に、或いは
実行が失敗してバックトラックが発生した時に、そのプ
ロセジャに対応する選択点フレームがローカルスタック
から棄却される。この時、第14図のＢと記されたスロッ
トの内容を辿って前選択点フレームへの巻戻しが行われ
る。

また、節の実行中、その節が永久変数を持つ場合、バ
インドされた変数情報を格納するため環境フレームがロ
ーカルスタックに割付けられる。このフレームは第15図
のような構成で、この環境フレームが形成される直前の
状態でのＥレジスタの内容、言い換えれば前環境フレー
ムへのポインタ（図では“継続環境フレームポイン
タ”）及び、本節の実行が完了した後で実行すべきゴー
ルのコードアドレス（図では“継続ゴールアドレス”）
が格納される。以上の２つの情報を指して、コンティニ
ュエーションと呼ぶことがある。この後更に、節で使わ
れる永久変数が、寿命の長い順に（これは実行中不要に
なった変数領域を次々と環境フレームから切り落として
行く、所謂環境フレームトリミング（environment trim
ming）を行なうため）ローカルスタックに割付けて行
く。この部分が第15図で永久変数の値セルと書かれた部
分である。選択点フレームと同様、環境フレームもPROL
OGプログラムで永久変数を持つ節の実行毎に次々とロー
カルスタックに割付け、節の実行が終わるとコンティニ
ュエーション部の継続環境フレームポインタで指される
環境フレームへ巻戻す。

ところで節が永久変数を持つか否かの判定は、文献１
によれば、当該節が本体部に２個以上のゴールを持ち、
ある変数が節の頭部および本体部の第１ゴールのうちの
少なくとも一方に現われた場合を１回とカウントし、以
後現われるその変数を２回からカウントすると、２回以
上現われた場合に、その変数を永久変数と呼ぶ。節が永
久変数を持つ場合既に述べた様に、ローカルスタックに
環境フレームが形成される。更に文献１によれば、節の
本体部のゴール数が２個以上であって当該節が永久変数
を持たない場合はローカルスタックのコンティニュエー
ションのみを割付ける。後で詳しく述べるが、本発明で
は、本体部のゴールが２個未満の時もコンティニュエー
ションを割付けることがある。

さて、順序が多少前後したが、PROLOG言語で書かれた
プログラムはHorn形式と呼ばれる次の様な一次の論理文
で構成されている。

P:−Q₁,Q₂,…,Qn. …… ここでP,Q₁,Q₂,…,Qnは項（term）と呼ばれ、この項
は更に細かく見ると、ｆ（a,b）などの形をしており、
ｆをファンクタ（functor）a,bをその引数（argument）
と呼ぶ。以下の説明では簡単のためファンクタと引数と
をまとめた項を大文字のアルファベットP,Q₁,Q₂,…Qnな
どで表わして扱う。さてで：−記号の左辺にあるＡは
頭部（head）、：−記号の右辺を本体（body）と呼ぶ。
本体に含まれるQ₁,Q₂,…,Qnをゴール（gool）と呼び、
また全体を節（clause）と呼ぶ。の節の意味論的解釈
は“ＰはQ₁,Q₂,…,Qnのコンジャンクトで暗示（imply）
される”だが、手続き的解釈は“Q₁,Q₂,…,Qnが全て満
足されれば、Ｐは成功する”である。

さて、の節が永久変数を持つと仮定すると、この節
は第16図のようなマシン命令（擬似マシン命令を含む）
で実行される。この図でallocate命令はローカルスタッ
クに環境フレームを割付ける働きを持ち、逆にdealloca
te命令がローカルスタックから環境フレームを棄却する
働きを持つ。但し、allocate命令・１実行時点では環境
フレームのコンティニュエーション部のみが形成される
ことに注意しなければならない。更にcall命令は次の命
令番地をリターンポインタにセットした上で、オペラン
ドのプロセジャに実行を移す命令である。またexecute
命令ではcall命令と同様にオペランドのプロセジャに実
行を移すが、リターンポインタのセットは行わない。こ
の場合直前のdeallocate命令実行時に環境フレームから
リストアした継続ゴールアドレスをリターンポインタと
して使う。

get−args−of命令およびput−args−of命令は擬似マ
シン命令である。即ち、get−args−of命令は親ゴール
（あるゴールを呼出した呼び元のゴール）からアーギュ
メントレジスタを介して渡された引数と節の引数とのマ
ッチングをとるget命令の総称で、またput−args−of命
令は本体部のゴールの引数をアーギュメントレジスタに
ロードするput命令の総称である。各マシン命令の詳細
動作は文献１に詳しいので、ここではこれ以上の説明を
省略する。第16図から明らかなように環境フレームは本
体部の最終ゴール実行直前にdeallocate命令でローカル
スタックから取除かれる。

次にPROLOGのプログラム実行中、特に節の本体にカッ
トオペレータ（！）を含む場合、環境フレームや選択点
フレームがローカルスタックに生成，棄却される様子を
示す。最初に次の２つの節で構成されるPROLOGプログラ
ムを考える。

このプログラムの第１節の本体部でゴールＢとゴール
Ｃの間にカットゴール（！）が含まれている。このカッ
トゴールの意味するところはゴールＢの実行が成功した
場合には、ゴールＣの実行に移るが、この時第２節の実
行を放棄する。従ってもしゴールＣが成功すれば第１節
全体の実行が成立するが、仮りにゴールＣが失敗に終わ
ればこのプロセジャ全体が失敗する。即ち第２節の実行
が試されるのは第１節でカットゴールを左から右へ通過
する以前、言い換えれば第１節のゴールＢが不成立に終
わる場合のみで、このことからプログラムはカットオ
ペレータを使わずに次の様に書くこともできる。

上の２つのプログラム，は同一の意味合いを持つ
が、プログラムの実行速度が大きく異なる。文献W.F.Cl
ocksin,et al“Programming in Prolog",Springer−Ver
lagに示されるように、ゴールＢが非常に複雑で実行に
多くの時間を費すような場合プログラムではゴールＢ
の実行を１回だけ試せば良いのに対し、プログラムで
は２回試す必要がある。このためプログラムは実行に
多くの時間を費し、カットオペレータを使ったプログラ
ムの方が実行効率が良い。

更にカットオペレータはローカルスタック（従ってメ
モリ）の使用効率を高める効果も持っている。これを第
17図のプログラムと第18図のローカルスタックを示す図
を使って説明する。第17図のプログラム例で、最初に節
１が起動された場合を考える。節１のゴールＰを実行す
るため先ず節２を実行するとすると、この節には別解が
あるため、第18図のローカルスタックに選択点フレーム
が形成される。これをプロセジャＰの選択点フレームと
いう意味でCP（Ｐ）と図示する。以下プロセジャQ,R等
についても同じ）節１のゴールＱに対して節４を実行す
る場合も、この節に別解があるため第18図の如く、選択
点フレームCP（Ｑ）が生成される。ここで、節４は永久
変数を持つとすると、第18図の環境フレームENV（Ｑ）
が生成され、本体部のゴールR,Sを実行するため、節6,
節８を実行するとすると、これらは共に別解を持つた
め、第18図のようにCP（Ｒ）,CP（Ｓ）がローカルスタ
ックに生成される。この時点で現選択点フレームを指す
ＢレジスタはCP（Ｓ）を指している。またCP（Ｓ）の前
選択点ポインタはCP（Ｒ）を指している。即ち、節8,節
９共に失敗すると、バックトラックが起こってＢレジス
タがCP（Ｒ）迄巻戻され、Ｒの別解節７が試される。同
時にCP（Ｒ）の前選択点フレームポインタはCP（Ｑ）を
指しており、仮りに節７が失敗すると、ＢレジスタはCP
（Ｑ）まで巻戻され、Ｑの別解節５が試される。この様
にプロセジャ中の全ての節の実行が失敗すると、選択点
フレームポインタのチェインを逆に辿ってバックトラッ
クを起こし、順次ローカルスタックから旧い選択点フレ
ームが取除かれる。

さて節４でゴールＳの実行が成功して、カットゴール
を左から右へ通過した場合を考える。この時点で仮りに
その後ゴールＴの実行が不成功に終わったとしても、バ
ックトラックしてＳの別解を求めるために節９を試した
り、またＲの別解を求めるため節７を試したりすること
が不要となる。また既に述べたようにゴールＴの実行が
不成功に終わった場合、Ｑの別解を求めるため節５を試
す必要もない。以上の事情から、節４の本体部でカット
オペレータを左から右へ通過した時点で、第18図のロー
カルスタックからCP（Ｓ）,CP（Ｒ）,CP（Ｑ）を棄却す
ることが必要となる。カットゴールを左から右へ通過す
る時点でＢレジスタはCP（Ｓ）を指していたので、ここ
から一気にCP（Ｐ）まで巻戻せることになる。

この様にカットオペレータをゴールとして使うことに
よって、それ以後の実行で不要なフレームが明確にな
り、これをローカルスタックから取除くことによって効
率良くローカルスタック領域が使えることになる。

以上述べたように、カットオペレータを使うことでPR
OLOGプログラムの実行スピードが上がり、またメモリの
使用効率が向上するという利点が得られるが、PROLOGプ
ログラムを実行するPROLOGマシン上でカットオペレータ
をどう実現するかが大きな課題となっている。即ち、通
常選択点フレームや環境フレームなどローカルスタック
上に形成されるフレームは文献１の明確なマシン命令に
よって生成，廃棄が行なわれるが、カットオペレータに
ついてはそれに対応するマシン命令は明確に規定されて
いない。しかも以上の説明でも明らかな様に、カットオ
ペレータを使用した場合にローカルスタックからフレー
ムを解放する情況は、ある選択点フレームから直前の選
択点フレームに巻戻す、或いはある環境フレームから直
前の環境フレームに巻戻すという単純な規則には従わ
ず、不特定多数個のフレームを飛び越して前に戻るとい
うことが発生するため、巻戻す位置をどう効率良く見つ
けるか、或いは、どの時点で巻戻せば副作用を発生させ
ずに済むかといった点で、カットオペレータが高速で処
理できるインプリメンテーションを考えることは非常に
重要な課題になって来ている。

（発明が解決しようとする問題点）このように、従来、PROLOGプログラムを高速で実行し
たり、メモリの使用効率を高める上でカットオペレータ
が重要な役割を担っているにも拘らず、実際にカットオ
ペレータをPROLOGマシンにインプリメントして効率良く
処理することが困難であるという問題があった。

本発明は、このような事情に鑑みてなされたもので、
カットオペレータを効率良く処理してPROLOGプログラム
の高速実行を可能にするPROLOG処理方法を提供すること
を目的とする。

［発明の構成］（問題点を解決するための手段）本発明は、PROLOGプログラムを解釈し、同一のローカ
ルスタック上に環境フレーム、コンティニュエーション
フレーム及び選択点フレームを形成しながら前記PROLOG
プログラムの実行を進めるための該プログラムに対応し
たマシン命令を生成するコンパイルを行い、該マシン命
令を実行するPROLOG処理方法において、前記コンパイルは、前記PROLOGプログラム中にカットオペレータを含む節
が存在するとき、現選択点フレームへのポインタ用のレ
ジスタの内容をバックトラックポイントとして前記ロー
カルスタックにプッシュする第１のマシン命令を、前記
カットオペレータを含む節の環境フレームを形成するマ
シン命令の直前または直後に生成する第１のマシン命令
生成ステップと、前記第１のマシン命令生成ステップの後に前記カット
オペレータを含む節が別解を持つか否かを判定する判定
ステップと、前記判定ステップにより前記カットオペレータを含む
節が別解を持たないと判定された場合には、現環境フレ
ームへのポインタから所定のオフセット量を加えたロー
カルスタック上の位置からポインタを読み出して前記レ
ジスタにロードする第２のマシン命令を、前記カットオ
ペレータを実行するマシン命令の位置に生成する第２の
マシン命令生成ステップと、前記判定ステップにより前記カットオペレータを含む
節が別解を持つと判定された場合には、現環境フレーム
へのポインタから前記所定のオフセット量を加えたロー
カルスタック上の位置からポインタを読み出し、このポ
インタで指示される選択点フレームに格納された前選択
点フレームのポインタを読み出して前記レジスタにロー
ドする第３のマシン命令を、前記カットオペレータを実
行するマシン命令の位置に生成する第３のマシン命令生
成ステップとを有することを特徴とする。

また、前記コンパイルは、前記PROLOGプログラム中にカットオペレータを含む節
が存在するとき、該節がサブゴールを起動する可能性が
あるか否かを判定する第１の判定ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータ
を含む節がサブゴールを起動する可能性があると判定さ
れた場合には、現選択点フレームへのポインタ用のレジ
スタの内容をバックトラックポイントとして前記ローカ
ルスタックにプッシュする第１のマシン命令を、前記カ
ットオペレータを含む節の環境フレームを形成するマシ
ン命令の直前または直後に生成する第１のマシン命令生
成ステップと、前記第１のマシン命令生成ステップの後に前記カット
オペレータを含む節が別解を持つか否かを判定する第２
の判定ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータ
を含む節がサブゴールを起動する可能性があると判定さ
れ、かつ前記第２の判定ステップにより前記カットオペ
レータを含む節が別解を持たないと判定された場合に
は、現環境フレームへのポインタから所定のオフセット
量を加えたローカルスタック上の位置からポインタを読
み出して前記レジスタにロードする第２のマシン命令
を、前記カットオペレータを実行するマシン命令の位置
に生成する第２のマシン命令生成ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータ
を含む節がサブゴールを起動する可能性があると判定さ
れ、かつ前記第２の判定ステップにより前記カットオペ
レータを含む節が別解を持つと判定された場合には、現
環境フレームへのポインタから前記所定のオフセット量
を加えたローカルスタック上の位置からポインタを読み
出し、このポインタで指示される選択点フレームに格納
された前選択点フレームのポインタを読み出して前記レ
ジスタにロードする第３のマシン命令を、前記カットオ
ペレータを実行するマシン命令の位置に生成する第３の
マシン命令生成ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータ
を含む節がサブゴールを起動する可能性がないと判定さ
れ、かつ前記第２の判定ステップにより前記カットオペ
レータを含む節が別解を持つと判定された場合には、現
選択点フレームから前選択点フレームへのポインタを読
み出して前記レジスタにロードする第４のマシン命令
を、前記カットオペレータを実行するマシン命令の位置
に生成する第４のマシン命令生成手段とを有することを
特徴とする。

さらに、第１のマシン命令生成ステップにおけるオフ
セット量は、第１のマシン命令をカットオペレータを含
む節の環境フレームを生成するマシン命令の直前に生成
する場合は−１とし、直後に生成する場合は＋２とする
ことを特徴とする。

（作用）本発明によれば、カットオペレータを含む節の実行
時、環境フレーム若しくはコンティニュエーションフレ
ームをローカルスタックに割付ける前若しくは後に、現
選択点フレームポインタをローカルスタックにプッシュ
しているため、カットオペレータを左から右へ通過する
際環境フレームポインタをインデックスとしたローカル
スタックから先にプッシュしたポインタを取り出せる。
当該節が本体部にゴールを２つ未満しか持たない場合で
も少なくともコンティニュエーションをローカルスタッ
クに割付けるのでその節が永久変数を持つか、本体部の
ゴール数が２個以上で一時変数のみ持つのか、或いはゴ
ール数が２個未満なのかに拘らず常にＥレジスタからの
オフセット（Ｅ−１又はＥ＋２）でローカルスタックに
プッシュしたポインタに統一的にアクセスでき、処理の
簡単化が図れる。なお、ここで述べるゴール数の中には
カットオペレータ（！）は含めない。

更に節が別解を持つか否かによって、カットオペレー
タを左から右へ通過した際にＢレジスタに戻すポインタ
が異なり、別解ありではローカルスタックにプッシュさ
れたポインタで指される選択点フレームの前に形成され
た選択点フレームに対するポインタを、また別解無しで
はローカルスタックにプッシュされたポインタの値その
ものをＢレジスタに戻す必要があるが、本発明では別解
の有無によってこれら別々の値をローカルスタックにプ
ッシュすることは行れない。即ち、節の実行中カットオ
ペレータを左から右へ通過する以前のゴールで失敗した
場合、バックトラックが起きるが、その際ローカルスタ
ックにプッシュしたポインタは使われることなく棄却さ
れる。従って別解ありの場合、カットオペレータを右か
ら左へ通過した時に巻戻す選択点フレームへのポインタ
を格納すると、ローカルスタックにリードアクセスする
分が余計に無駄になってしまう。ローカルスタック、即
ちメモリへのアクセスはプロセッサの処理の中で非常に
コストの高い処理であり、しかもカットオペレータを左
から右へ通過する前に失敗してバックトラックする情況
は、実際のPROLOGプログラム実行中に非常に頻繁に発生
する。このため、先ずＢレジスタ内容をローカルスタッ
クにプッシュして、カットオペレータを無事に左から右
へ通過したあと、そのポインタを使って別解の有無によ
って真の巻戻し選択点フレーム位置を設定する。これに
よって処理効率が大幅に向上する。

更に本発明のより好ましい実施例によれば、カットオ
ペレータを含む節の本体部を実行中サブゴールを起動し
ないことがコンパイル時点で明確に判定できるものにつ
いては、ローカルスタックに環境フレームやコンティニ
ュエーションフレームを全く形成しないで、カットオペ
レータを左から右へ通過してバックトラックを起こした
際の巻戻し選択点フレームが設定できる。

既に述べたようにローカルスタックへのフレームの形
成はコストの高い処理なので、本発明によってこの処理
が大幅に低減でき、メモリ使用上の空間的効率、プログ
ラム実行上のスピード効率共に向上する。

本発明では以上の処理を僅か４つのマシン命令を追加
することによって実現でき、コンパイルコードの生成の
点でも簡略な処理で行えるという利点がある。

（実施例）以下、本発明を図示の実施例に基づいて詳細に説明す
る。

第１図は、本実施例に係るPROLOG処理装置の構成を示
す図である。

この装置は、主メモリ１、命令デコード部２、レジス
タファイル３及び算術演算ユニット（ALU）４で構成さ
れている。主メモリ１は、PROLOGプログラムを格納する
領域、上記PROLOGプログラムからマシン命令を生成する
ためのコンパイラを格納する領域、このコンパイラによ
って生成されたマシン命令を格納する領域、ローカルス
タック領域、ヒープ領域、トレイル領域等を提供するメ
モリである。命令デコード部２は、上記主メモリ１に格
納されたマシン命令を解釈する。このマシン命令に従っ
て主メモリ１及びレジスタファイル３に格納されたデー
タがデータバス５を介してALU4に送られ、適宜演算処理
を施されてレジスタファイル３や主メモリ１に格納され
る。

上記コンパイラは、与えられたPROLOGプログラムに対
し、これに対応するマシン命令を形成する。もし、与え
られたPROLOGプログラムにカットオペレータ（！）を含
む節が含まれている場合には、その節については、第２
図及び第３図に示すような処理が行われる。

即ち、本装置では、カットオペレータを処理するた
め、次の４つのマシン命令を追加する。第１のマシン命
令を仮りにmark−cp命令と呼ぶ。この命令ではＢレジス
タの内容をローカルスタックのトップオブスタック（TO
S）にプッシュする。第２の命令を仮りにcut命令と呼
ぶ。この命令では（Ｅ−１）番地、若しくは（Ｅ＋２）
番地（このどちらかはインプリメンテーション時に図示
される）から読み出して、Ｂレジスタに格納する。第３
の命令を仮りにicut命令と呼ぶ。この命令では（Ｅ−
１）番地、若しくは（Ｅ＋２）番地からポインタを読み
出して、更にこのポインタで指される選択点フレームに
格納された前選択点フレームポインタを読み出し、Ｂレ
ジスタにロードする。第４の命令を仮りにdcut命令と呼
ぶ。この命令ではＢレジスタによって指される選択点フ
レームから前選択点フレームポインタを読み出して、Ｂ
レジスタに格納する。

以上の４種の命令を使って、PROLOGプログラムのコン
パイル時に、問題の節を含むプロセジャに別解があるか
否かチェックし、更に、当該節が実行時にサブゴールを
起動する可能性があるか否かをチェックしコンパイルコ
ードを以下のように作成する。

先ず第２図で、カットオペレータをゴールとして本体
部に含む節に対してallocate命令の前、若しくはalloca
te命令の後にmark−cp命令を生成する（S1）。ここで、
allocate命令は、当該節が永久変数を持つ場合（永久変
数を持つか否かの判定は、既に述べたように文献１の方
法で行なう。）には環境フレームの中のコンティニュエ
ーションを形成する働きをし、当該節が永久変数を持た
ない場合は、永久変数の値セルを持たないコンティニュ
エーションを単独で形成する働きをする。

allocate命令とmark−cp命令の前後関係で当然ローカ
ルスタックでＢレジスタ内容が格納される番地が変わっ
て来る。mark−cp命令が先の場合（Ｅ−１）番地に格納
され、allocate命令が先の場合（Ｅ＋２）番地に格納さ
れることなる。さて次に当該節を含むプロセジャが別解
を持つか否か判定（S2）し、別解を持つ場合には、節の
本体部のカットオペレータ位置にicut命令を生成する
（S3）。別解を持たない場合には、カットオペレータ位
置にcut命令を生成する（S4）。以上が、本装置でカッ
トオペレータを含む節のコンパイルコードを生成するた
めの第１の手順である。

第２の手順は、カットオペレータを含む節の実行中、
サブゴールを起動しないことがコンパイル時点で予め明
らかなものについてのフレーム形成を防止する手順であ
る。

第３図において、先ずカットオペレータをゴールとし
て含む節が本体部を実行中サブゴールを起動するか否か
判定する（S5）。本体部のゴールが、数値演算、論理演
算、比較演算、その他の組込み述語のみから構成される
場合、サブゴールの起動は不要である。このようなゴー
ルは予めテーブルに登録しておくことにより、テーブル
の参照によってS5の判断が行える。サブゴールの起動が
あり得ると判定されると、既に説明した手順１の方法で
カットオペレータを処理する（S6）。サブゴールの起動
が無いと判定されると、更に当該節を含むプロセジャに
別解が有るか否かの判定に移る（S7）。ここで別解有り
と判定された場合、カットオペレータ位置にdcut命令を
生成する（S8）。又、別解無しと判定された場合は、バ
ックトラックポイントのローカルスタックへの退避が省
略できるので、特に何もする必要が無い。

次に、先ず手順１の場合について、カットオペレータ
を含む節が単独でプロセジャを形成している例を第４図
に示す。コンパイラは、この節の冒頭でmark−cp命令、
続いてallocate命令の順に、又はallocate命令、続いて
mark−cp命令の順にコード生成を行なう。次いでカット
オペレータ位置でcut命令を生成する。第５図は節の冒
頭の２命令を実行した時のローカルスタックで、同図
（ａ）はmark−cp命令、allocate命令の順で実行した場
合、同図（ｂ）はallocate命令、mark−cp命令の順で実
行した場合について示している。既に述べた様に、Ｂレ
ジスタ内容が格納されるローカルスタックの番地が
（ａ）の場合には（Ｅ−１）番地、（ｂ）の場合には
（Ｅ＋２）番地である。更に、（ｂ）の場合では、永久
変数の値セルのオフセットが変わって、（Ｅ＋３）番地
から第１変数が格納される。このため、（ｂ）の場合カ
ットゴールを含まない節を実行する場合の環境フレーム
を生成する時も、（Ｅ＋２）番地をスキップして第１変
数を格納しなければならない。本図で、太い枠組みをし
た選択点フレームがカットオペレータを右から左へと実
行した時にバットトラックで戻る選択点フレームで、ma
rk−cp命令で格納されたポインタによって指示されてい
ることが判る。このため、カットオペレータ位置にはロ
ーカルスタックから取り出したポインタをＢレジスタに
戻す機能を持つ、cut命令が使われる。

次は同じく手順１の場合について、カットオペレータ
を含む節が複数個の節とプロセジャを形成している場
合、即ち別解ありの場合を第６図に示す。この節の冒頭
では第４図の場合と同様にmark−cp命令とallocate命令
が生成される。またカットオペレータ位置では今度にic
ut命令が生成される。第７図はこの節の冒頭の２命令を
実行した後のローカルスタックを示し、（ａ）がmark−
cp命令、allocate命令、（ｂ）がallocate命令、mark−
cp命令の順で実行した場合で、Ｅレジスタとmark−cp命
令でプッシュされたポインタの位置関係は第４図の場合
と同様である。第７図でも、カットオペレータを左から
右へ実行した場合バックトラックで戻るべき選択点フレ
ームを太い枠組で示してあるが、第５図の場合と異な
り、mark−cp命令で格納したポインタによって直接指さ
れてはいない。従って、第６図のカットオペレータ位置
では、ローカルスタックから取り出したポインタによっ
て指される選択点フレームに格納された前選択点フレー
ムへのポインタをＢレジスタにロードするicut命令を生
成する。

次いで手順２の処理法について説明する。当該節がサ
ブゴールを起動する場合は手順１と処理は同じである。
当該節がサブゴールを起動しない場合、更に別解を持た
ない場合は何もする必要が無いことを示した。別解を持
つ場合について、第８図の例で説明する。この図で、カ
ットオペレータを含む問題の節の後には、未試行の節が
残されている。この時カットオペレータ位置にdcut命令
を生成する。これによって、この節の実行時、前選択点
フレールへのポインタがＢレジスタにロードされる。

以上の処理で、カットオペレータを右から左へ通過す
る際、通常のバックトラックと同じ処理で所定位置まで
選択点フレームを巻戻すことができる。

以下に具体例に則して本実施例の装置の作用を説明す
る。先ず第２図の手順１の方法について説明する。第９
図（ａ）はカットオペレータを含む節が別解を持つ場合
のプログラム例である。先ず、節１が起動され、ゴール
Ｐに対して節２をまたゴールＱに対して節４を実行する
場合を考える。節４の実行で更に、ゴールＳに対して節
７を、またゴールＴに対して節９を実行する場合、節1,
節４が永久変数を持つと仮定すると、節1,節４で環境フ
レームが、また、プロセジャP,Q,S,Tでそれぞれ選択点
フレームが形成され、第９図（ｃ）の如きローカルスタ
ックが形成される。但し後で述べる様にバックトラック
ポイントを環境フレームの手前に形成するように、マシ
ン命令を生成するものと考える（以下同）。第９図
（ｂ）は第９図（ａ）のプロセジャＱをコンパイルして
得られたもので、問題のカットオペレータを含む節４に
対するマシン命令には（１）〜（12）の番号を付してあ
る。命令（１）のtry−me−elseでローカルスタックに
選択点フレームCP（Ｑ）が形成される。次いで命令
（２）のmark−cpでローカルスタックにＢレジスタの内
容が格納される。Ｂレジスタはこの直前に形成されたCP
（Ｑ）を指しているので、CP（Ｑ）へのポインタが格納
されることになる。次いで（６）のcall S,（８）のcal
l Tによって各々第９図（ａ）の節7,節９が実行され、
既に述べた第９図（ｃ）のローカルスタックが形成され
る。この図で太く枠組みをした選択点フレーム、即ちCP
（Ｐ）がカットオペレータを右から左へ実行した時に巻
戻されるフレームである。第９図（ｂ）の（９）icut命
令が実行されると、（Ｅ−１）からCP（Ｑ）のポインタ
が取り出され、その中に格納された前選択点フレームポ
インタ、即ちCP（Ｑ）へのポインタが、Ｂレジスタに格
納される。第９図（ｄ）は第９図（ａ）の節４が永久変
数を持たない場合のローカルスタックで、環境フレーム
がコンティニュエーションに変わっている。この場合、
カットオペレータに関しては第９図（ｂ）の（２），
（９）と同じ命令が同じ位置に生成される。

次に第10図（ａ）のプログラムを用いて、カットゴー
ルを含む節が別解を持たない場合の処理法について説明
する。第９図（ａ）の場合と異なるのはプロセジャＱの
中で、カットオペレータを含む節が第10図（ａ）では最
後に配置されている点である。プロセジャＱをコンパイ
ルして生成したマシン命令を第10図（ｂ）に示す。問題
の節６に対応するコードは（１）〜（12）のマシン命令
列である。ここでも第９図（ｂ）の場合と同じように
（３）のallocate命令の前にmark−cp命令を置いている
が、ゴールＴを実行した後は第９図（ｂ）のicut命令で
は無くcut命令を生成する。第10図（ａ）で節１の起動
から始まって、節2,節6,節7,節９を実行する際のローカ
ルスタックを、節６が永久変数を持つ場合と持たない場
合について各々第10図（ｃ），第10図（ｄ）に示す。永
久変数を持つ場合は環境フレームが形成され、持たない
場合はコンティニュエーションが形成されるが、何れも
その下にプッシュされたポインタが、太く枠組みされた
選択点フレームを指している。

従って第10図（ａ）の節６でゴールＴの実行が終わっ
た時点でＢレジスタはプロセジャＱの選択点フレームを
指しているが、カットオペレータを左から右へ実行する
時点でcut命令を実行することにより、（Ｅ−１）番地
からポインタを取り出して、Ｂレジスタにロードする。

以上の方法で、カットオペレータを含む節が別解を持
つ場合も持たない場合も、カットオペレータを左から右
へ実行する際にローカルスタックの（Ｅ−１）番地から
取り出したポインタをそのまま、或いはインデックスと
して使ってバックトラック時の選択点フレームを設定す
ることができる。

次に第３図に示した手順２の方法について説明する。
ここではカットオペレータを含む節がサブゴールを起動
しない場合について説明すれば良い。第11図（ａ）が別
解を持つ場合、即ち第３図のS8の場合のプログラム例で
ある。節４は第11図（ｂ）の（１）〜（９）のようにコ
ンパイルされる。即ちvar（Ｘ）に対しては（４），
（５）に、又Ｘ＝Ｙに対しては（８）の既存のマシン命
令に展開でき、サブゴールの起動は不要である。今第11
図（ａ）で節1,節２と節４のvar（Ｘ）まで実行したと
するとローカルスタックには第11図（ｃ）のようにフレ
ームが形成される。カットオペレータを右から左へ通過
する時にバックトラックで戻る選択点フレームはCP
（Ｐ）だが、これはＢレジスタで指される現選択点フレ
ームに格納された前選択点フレームポインタで指される
フレームである。従って第11図（ｂ）で（６）のdcut命
令を実行すれば良い。

第12図（ａ）はカットオペレータを含む節が別解を持
たない場合の例で、プロセジャＱは第12図（ｂ）のよう
にコンパイルされる。第11図（ｂ）の場合と異なりカッ
トオペレータに関する特別なマシン命令の生成は不要で
ある。第12図（ａ）で節1,節２から節６のvar（Ｘ）ま
でを実施した時のローカルスタックが第12図（ｃ）に示
されているが、この時点でカットオペレータを右か左へ
通過する時にバックトラックで戻るべき選択点フレーム
CP（Ｐ）がＢレジスタで指されている。従ってこの場
合、特別なマシン命令の追加が不要となる。

［発明の効果］本発明によれば、常に現環境フレームへのポインタ
（Ｅレジスタ）からのオフセットでローカルスタックに
プッシュしたポインタに統一的にアクセスでき、処理の
簡単化が図れる。

また、本発明によれば、コストの高いローカルスタッ
クへのフレームの形成処理が大幅に低減でき、メモリ使
用上の空間的効率、プログラム実行上のスピード効率共
に向上する。

従って、本発明によればPROLOG言語で重要な約割りを
果たし、しかも効率の良いインプリメンテーションが難
しかったカットオペレータが高速で処理できる。

【図面の簡単な説明】

第１図〜第12図は本発明の一実施例を説明するための図
で、第１図は本発明の一実施例に係るPROLOG処理装置の
構成を示すブロック図、第２図は同処理装置におけるコ
ンパイラのカットオペレータの第１の手順の処理フロー
を示す流れ図、第３図は同処理装置におけるコンパイラ
のカットオペレータの第２の手順の処理フローを示す流
れ図、第４図は前記第１の手順の具体例を説明するため
の図、第５図は同具体例を実行する際のローカルスタッ
クの様子を示す図、第６図は前記第１の手順の他の具体
例を説明するための図、第７図は同具体例を実行する際
のローカルスタックの様子を示す図、第８図は前記第２
の手順の具体例を説明するための図、第９図は第２図の
ステップS2の処理例を示す図で、同図（ａ）はプログラ
ム例、同図（ｂ）は同プログラムに対応するマシン命
令、同図（ｃ）及び（ｄ）はローカルスタックの様子を
それぞれ示す図、第10図は第２図のステップS4の処理例
を示す図で、同図（ａ）はプログラム例、同図（ｂ）は
同プログラムに対応するマシン命令、同図（ｃ）及び
（ｄ）はローカルスタックの様子をそれぞれ示す図、第
11図は第３図のステップS8の処理例を示す図で、同図
（ａ）はプログラム例、同図（ｂ）は同プログラムに対
応するマシン命令、同図（ｃ）はローカルスタックの様
子をそれぞれ示す図、第12図は第３図のステップS7で別
解が無い場合の処理例を示す図で、同図（ａ）はプログ
ラム例、同図（ｂ）は同プログラムに対応するマシン命
令、同図（ｃ）はローカルスタックの様子をそれぞれ示
す図、第13図はPROLOG処理装置におけるメモリ割付け例
を示す図、第14図は選択点フレームの構成図、第15図は
環境フレームの構成図、第16図は従来のPROLOG処理装置
でプログラムをマシン命令に展開した図、第17図はカッ
トオペレータを含むPROLOGプログラム例、第18図は同プ
ログラム実行中のローカルスタックの様子を示す図であ
る。１……主メモリ、２……命令デコード部、３……レジス
タファイル、４……ALU、５……データバス。

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】PROLOGプログラムを解釈し、同一のローカ
ルスタック上に環境フレーム、コンティニュエーション
フレーム及び選択点フレームを形成しながら前記PROLOG
プログラムの実行を進めるための該プログラムに対応し
たマシン命令を生成するコンパイルを行い、該マシン命
令を実行するPROLOG処理方法において、前記コンパイルは、前記PROLOGプログラム中にカットオペレータを含む節が
存在するとき、現選択点フレームへのポインタ用のレジ
スタの内容をバックトラックポイントとして前記ローカ
ルスタックにプッシュする第１のマシン命令を、前記カ
ットオペレータを含む節の環境フレームを形成するマシ
ン命令の直前または直後に生成する第１のマシン命令生
成ステップと、前記第１のマシン命令生成ステップの後に前記カットオ
ペレータを含む節が別解を持つか否かを判定する判定ス
テップと、前記判定ステップにより前記カットオペレータを含む節
が別解を持たないと判定された場合には、現環境フレー
ムへのポインタから所定のオフセット量を加えたローカ
ルスタック上の位置からポインタを読み出して前記レジ
スタにロードする第２のマシン命令を、前記カットオペ
レータを実行するマシン命令の位置に生成する第２のマ
シン命令生成ステップと、前記判定ステップにより前記カットオペレータを含む節
が別解を持つと判定された場合には、現環境フレームへ
のポインタから前記所定のオフセット量を加えたローカ
ルスタック上の位置からポインタを読み出し、このポイ
ンタで指示される選択点フレームに格納された前選択点
フレームのポインタを読み出して前記レジスタにロード
する第３のマシン命令を、前記カットオペレータを実行
するマシン命令の位置に生成する第３のマシン命令生成
ステップとを有することを特徴とするPROLOG処理方法。
【請求項２】前記第１のマシン命令生成ステップにおい
て前記カットオペレータを含む節の前記環境フレームを
生成するマシン命令の直前に前記第１のマシン命令を生
成する場合は、前記オフセット量を−１とすることを特
徴とする特許請求の範囲第１項記載のPROLOG処理方法。
【請求項３】前記第１のマシン命令生成ステップにおい
て前記カットオペレータを含む節の前記環境フレームを
生成するマシン命令の直後に前記第１のマシン命令を生
成する場合は、前記オフセット量を＋２とすることを特
徴とする特許請求の範囲第１項記載のPROLOG処理方法。
【請求項４】PROLOGプログラムを解釈し、同一のローカ
ルスタック上に環境フレーム、コンティニュエーション
フレーム及び選択点フレームを形成しながら前記PROLOG
プログラムの実行を進めるための該プログラムに対応し
たマシン命令を生成するコンパイルを行い、該マシン命
令を実行するPROLOG処理方法において、前記コンパイルは、前記PROLOGプログラム中にカットオペレータを含む節が
存在するとき、該節がサブゴールを起動する可能性があ
るか否かを判定する第１の判定ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータを
含む節がサブゴールを起動する可能性があると判定され
た場合には、現選択点フレームへのポインタ用のレジス
タの内容をバックトラックポイントとして前記ローカル
スタックにプッシュする第１のマシン命令を、前記カッ
トオペレータを含む節の環境フレームを形成するマシン
命令の直前または直後に生成する第１のマシン命令生成
ステップと、前記第１のマシン命令生成ステップの後に前記カットオ
ペレータを含む節が別解を持つか否かを判定する第２の
判定ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータを
含む節がサブゴールを起動する可能性があると判定さ
れ、かつ前記第２の判定ステップにより前記カットオペ
レータを含む節が別解を持たないと判定された場合に
は、現環境フレームへのポインタから所定のオフセット
量を加えたローカルスタック上の位置からポインタを読
み出して前記レジスタにロードする第２のマシン命令
を、前記カットオペレータを実行するマシン命令の位置
に生成する第２のマシン命令生成ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータを
含む節がサブゴールを起動する可能性があると判定さ
れ、かつ前記第２の判定ステップにより前記カットオペ
レータを含む節が別解を持つと判定された場合には、現
環境フレームへのポインタから前記所定のオフセット量
を加えたローカルスタック上の位置からポインタを読み
出し、このポインタで指示される選択点フレームに格納
された前選択点フレームのポインタを読み出して前記レ
ジスタにロードする第３のマシン命令を、前記カットオ
ペレータを実行するマシン命令の位置に生成する第３の
マシン命令生成ステップと、前記第１の判定ステップにより前記カットオペレータを
含む節がサブゴールを起動する可能性がないと判定さ
れ、かつ前記第２の判定ステップにより前記カットオペ
レータを含む節が別解を持つと判定された場合には、現
選択点フレームから前選択点フレームへのポインタを読
み出して前記レジスタにロードする第４のマシン命令
を、前記カットオペレータを実行するマシン命令の位置
に生成する第４のマシン命令生成手段とを有することを
特徴とするPROLOG処理方法。
【請求項５】前記第１のマシン命令生成ステップにおい
て前記カットオペレータを含む節の前記環境フレームを
生成するマシン命令の直前に前記第１のマシン命令を生
成する場合は、前記オフセット量を−１とすることを特
徴とする特許請求の範囲第４項記載のPROLOG処理方法。
【請求項６】前記第１のマシン命令生成ステップにおい
て前記カットオペレータを含む節の前記環境フレームを
生成するマシン命令の直前に前記第１のマシン命令を生
成する場合は、前記オフセット量を＋２とすることを特
徴とする特許請求の範囲第１項記載のPROLOG処理方法。