JPH02121030A - 接続方法、ノード接続方法、データ処理方法、及び木内にノードを挿入する方法 - 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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は情報処理システム、特に関連するデータを操作
するためのコンピュータ・システムに関するものであり
、詳細にいえばデータと関係をノードを形成するデータ
要素、及び木構造内のノードの配置を定義する関係とに
よって、階層ないし木として表わすことのできる関係す
るデータを編集するためのエディタに関するものである
。木構造＝５− によって表わされるデータ及び関係を「木構造データ」
と呼ぶ。

Ｂ、従来技術 エディタは通常、ユーザからのコマンドを受は入れ、処
置の結果を表示するユーザ・インターフェース、必要な
編集機能を遂行するデータ操作工程、データ及び関係を
維持するデータ記憶手段、ならびに要求された処置を検
証する際に、データ操作工程によって、使用されるデー
タ・ノード間の有効な関係を表わす（オプションの）構
文規則で構成されている。

木構造で表わされたデータの操作は以下の機能を含んで
いる。

新しいデータ・ノードまたはノードのセットの木構造へ
の挿入 データ・ノードまたはノードのセットからの木構造から
の削除 データ・ノードまたはノードのセットの構造内の新しい
位置への複写 データ・ノードまたはノードのセットの構造内の新しい
位置への移動 操作機能は挿入、削除、複写、移動されるノードのセッ
ト間の関係を含むノードの間に存在している関係を保存
しなければならない。

木構造データを編集するために多くのシステムが、開発
されている。一般に構造エディタと呼ばれるこれらのシ
ステムは主として、形式的に記述されたプログラミング
言語を編集することに関するものである。これらのエデ
ィタはデータ・ノードの間の有効な関係を表わす構文規
則を守らせる。

多くの現代のプログラミング言語、及び正規の言語は一
般に、バーズ木といわれる木として表わされる、ステー
トメントの基礎構造ないし階層を処理する。木を形成す
る関係はデータを操作する自然な方法を提供する。

プログラミング言語は関係、すなわちその言語に有効な
、木を支配する構文規則を有している。

これらの規則を厳密に遵守しなければ、プログラムは無
意味なものとなる。したがって、プログラムを作成する
言語の規則を守らせ、かつプログラムの基礎構造の理解
に基づいてデータの操作の選択を可能とすることによっ
て、プログラムの作成及び保守を援助するエディタが開
発された。これらのエディタは「言語ベース・エディタ
」または「構文制御形エディタ」などと呼ばれている。

本発明者らが知っているもののようなエディタの実施形
態は、おおまかに２つのクラスに分けられる。最初のも
のは標準的なラインまたはキャラクタ指向テキスト・エ
ディタときわめて類似したユーザ・インターフェースを
提供する。編集はプログラムのテキスト記述を対象とす
るものであり、これから各編集操作後に構造が再生成さ
れる。構造が再生成できない場合、あるいは再生成され
た構造が何らかの構文規則に違反している場合には、エ
ディタは編集操作を拒絶したり、あるいは結果をどのよ
うに形成するかについて最善の推測を行ない、有効な構
造を再生成できるようにする。

このような手法の利点は、これがきわめて−殻内なもの
であって、編集操作に使用できる文字セットについて何
の制約もないこと、及び現在単純なテキスト・エディタ
で作業をしているプログラマにとってきわめてなじみや
すい編集モデルを作れることである。プログラマが与え
た無効な構造から、エディタが有効な構造を作成しよう
とした場合、エディタがプログラマの意図している構造
を生成している限り、プログラマの作業の多（は自動的
に行なうことができる。しかしながら、これらの利点は
同時に、この手法の欠点ともなる。絶対的な普遍性は、
構文制御形エディタがないと起こしてしまうのと同じ誤
りを、プログラマに簡単に起こさせてしまうものであり
、これらの誤りは入力の時点で見つかり、作業を中断し
、誤りを修正せざるをえなくする。さらに、エディタが
それ自体で誤りを修正しようとした場合、エディタは厳
密な修正を行ないながら、プログラマが意図していない
ことも行なってしまうことがある。修正がプログラマの
考えている方向と同じでない場合には、プログラマは自
分自身の曝りを修正するだけではなく、エディタが生成
した間違った情報の修正も行なわなければならなくなる
。既存の構造を利用して新しい構造を再生成し、エディ
タの部分の作業を重複させるという利点がほとんどない
ため、この手法はかなり効率が悪い。編集の過程で、プ
ログラマが短期間の中間段階として正しくないプログラ
ムを作成することがきわめてしばしばある。この種のエ
ディタはこれらの段階を認めることも、それを自身で修
正することもなく、これを間違って行なう可能性がある
（上述のように）。このようなエディタの例は、コーネ
ル大学（ｃｏｒｎｅｌｌ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ）のリ
チャード・コンウェイ他（Ｒｉｃｈａｒｄ　Ｃｏｎｗａ
ｙ　ｅｔ　ａｌ、　）が開発したＣ０ＰＥプログラミン
グ環境にある。

他のクラスの構文制御形エディタは木の構造を直接操作
する。このクラスのユーザ・インターフェースは通常グ
ラフィカルなもので、ユーザはプログラム・ステートメ
ントのグループを表わすグラフィック・イメージを用い
て作業を行なうことができる。グラフィック・イメージ
は指定された階層関係にしたがって、接続された木とし
て表示される。を効な木をもたらす操作のみを、完了す
ることができる。操作は完全なサブツリーによって指定
される（完全なサブツリーはノード、及びその子、これ
らの子の子など、他の子が得られなくなるまでのすべて
の子によって構成される）。

これらのサブツリーを移動または複写して、他のノード
のサブツリーにしてもよいし、また完全に削除してもよ
い。新しいノードまたは定義済みサブツリーを、既存の
ノードの子として挿入することもできる。

このクラスのエディタは、木の構造のみを操作するため
、きわめて効率がよい。また、完全なサブツリーのみが
移動されるので、多くの一般的な誤りが生じるのも防止
する。残念ながら、エディタとして日常に使用するには
、きわめて制限が強い。サブツリーはプログラムの適切
な取扱いにきわめて基本的なものではあるが、単一の完
全なサブツリーが役に立つことはほとんどない。プログ
ラマがノードの階層からレベルを除去したり、挿入した
りしようとすることがしばしばある。この操作はプログ
ラムを作成しようと考えてからほんの５公租度で終わる
ことがよくある、プログラム作成の最も最初の段階以降
のプログラム編集の基本である。この欠点はこの方法を
、基本編集モデルとして役立つものとするのを妨げてい
る主要な欠点である。

さらに、プログラマはほとんど常に、いくつかのスコー
プのサブツリー（行のスコープに対応している）を扱っ
ているが、単純なサブツリー操作モデルはしばしばこの
ような操作をサポートしない。いくつかのエディタの機
能を強化したものは前のサブツリーに続くサブツリーを
、その前のサブツリーの最後の子として表わす。これは
任意のスタート位置から、階層のそのレベルにおける順
序の終りまでの「順次」リストを適切なサブツリーとし
て表示することを可能とする。最後の子を取り扱うサブ
ツリーから分離したものとみなすことを可能とする他の
機能強化は、部分サブツリーとみなせる順次ステートメ
ントを、他の制限なしで、１回の操作で移動させるのを
可能とする。しかしながら、これらの機能強化は完全な
サブツリーに基づく編集モデルに適合させにくい。これ
らの機能強化を行なっても、モデルはまだ制限の多いも
のであって、たとえば、ノードを追加できるのは、既存
のノードのサブツリーとしてだけであって、既存のノー
ドの親としてではない。

このモデルを使用するエディタの例としては、コーネル
大学（ｃｏｒｎｅｌｌ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ）のティ
ム・テイトルバウム他（Ｔｉｍ　Ｔｅｉｔｌｅｂａｕｍ
　ｅｔ　ａｌ、）が開発したコーネル・プログラム・シ
ンセサイザ（ｃｏｒｎｅｌｌ　Ｉ’ｒｏｇｒａｍ　５ｙ
ｎｔｈｅｓｉｚｅｒ）　Ｎ及びジノチック・リサーチ・
インク（Ｘｉｎｏｔｅｃｈ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ、　Ｉｎ
ｃ、）が開発したジノチック・プログラム・コンポーザ
（Ｘｉｎｏｔｅｃｈ　Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｃｏｍｐｏｓｅ
ｒ）があるＯＣ０発明が解決しようとする問題点 本発明は完全なサブツリーの操作に限定されない構造エ
ディタを提供することに関するものである。好ましい実
施例は１つまたは複数のサブツリーで動作するデータ操
作方法を提供する。この方法はデータの挿入、削除、複
写及び移動を実現するものであり、操作のためのデータ
を選択するための汎用化されたスコープ指定方法を改善
したものであり、また結果として得られたデータの位置
及び関係を指定するための汎用化されたターゲット指定
方法を改善したものである。さらに好ましい実施例は、
スコープを包含しているサブツリーのセットの収集、ス
コープを包含しているノードの削除、汎用のターゲット
で示された点におけるスコープを包含しているノードの
接合を含むサブオペレーションの組合せによって、ノー
ドの挿入、削除、複写及び移動を行なうことに関するも
のである。好ましい実施例の拡張は、指定された構文規
則を遵守させる構文制御形エディタに関する。

好ましい実施例の方法は、各種のユーザ・インターフェ
ース、データ記憶手法、及び構文規則の指定で操作でき
るものである。

したがって、本発明の目的は、木の有効な構造を維持し
ながら、構造エディタにおいて融通性の高い挿入、移動
、複写、及び削除操作を提供することである。他の目的
は以下の事項を行なえるようにすることである。

完全なサブツリーだけではなく、ツリー内のノードの任
意の選択物の移動、複写、及び削除。

選択されたノード及び選択されないノードの両方の相対
構造（すなわち、ネスティング及び左から右への関係）
の維持。

選択されたノードの、既存のノードの親としての移動、
複写、及び挿入（すなわち、既存のノードの周囲への新
しいノードの挿入）。

選択されたノードの、既存のノードのすべての子として
の移動、複写、及び挿入（すなわち、親ノードとその子
の間への新しいノードの挿入）。

選択されたノードの、既存のノードの子としての移動、
複写、及び挿入。

これらの操作及び他の操作を行なった場合の、木の有効
な構造に関する規則の維持。

本発明のさらに他の目的は、木の有効な構造を維持しな
がら、メモリの有効なバーズ木に高速な接合及び置換操
作を提供することである。

本発明のさらに他の目的は、以下の事項を行なえるよう
にすることである。

ｎ元のノード（すなわち、任意の数のノードが接続され
たノード）を使用した木の記憶、したがって記憶空間の
大幅な節約。

バーズ水内のノードの子が有効なタイプのものであり、
かつ有効な順序であることの効率的なチエツク。

ノードの特定な子の後へのサブツリーのリストの接合、
ならびに結果として得られるノード及びその子が構文的
に正しいことの確認。

特定のノードの下のサブツリーのリストの、サブツリー
の新しいリストとの置換、ならびに結果として得られる
ノード及びその子が構文的に正しいことの確認。

Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明の一態様によれば、以降の操作のために、１つま
たは複数の関連するｎ元のデータ要素ないしノードの１
つまたは複数のグループを収集する編集方法が提供され
る。収集される水内のすべてのノードが選択され、この
ように選択された各最高位のノードが識別される。識別
された最高位のノードについて、すべての選択された子
孫が識別される。子孫は次いで最高位のノードに接続さ
れ、相対階層が子孫と最高位ノードの間のものとして保
存される単純に接続されたサブツリーを形成する。

本発明の他の態様によれば、１つまたは複数の単純に接
続されたｎ元のデータ要素ないしノードの１つまたは複
数のグループを、木から削除する編集方法が提供される
。上記の木の１つまたは複数の単純に接続されたノード
の１つまたは複数のグループは、削除するために選択さ
れる。ノードの各選択されたグループの最上位のノード
の親ノードが識別される。ノードの各選択されたグルー
プの子も識別される。次いで、ノードの選択されたグル
ープが削除される。最後に、ノードの各削除されたグル
ープの子は、各削除されたグループの最上位ノードの親
に接続される。

本発明のさらに他の態様によれば、ｎ元のデータ要素な
いしノードのサブツリーを、選択されたノードを中心と
する木に挿入する方法が提供される。サブツリーのリス
トが提供され、ターゲ・シト・ノードが選択される。タ
ーゲット・ノードの親ノードとの接続が断たれる。サブ
ツリーのリストが親ノードに、その子として接続される
。最後に、接続が断たれたターゲット・ノードが、ター
ゲット・ノード及びその子を接続できる親ノードの最下
位ノードの最初のものを判断するための所定の順序のテ
ストによって、サブツリーのリストに接続される。子の
ような接続を行なえるという判断が行なわれた場合に、
ターゲット・ノードが接続される。

本発明のさらにまた他の態様によれば、ｎ元のデータ要
素ないしノードの１つまたは複数のサブツリーを、選択
されたノードに接続された木に挿入する方法が提供され
る。１つまたは複数のサブツリーのリストが提供され、
ターゲット・ノードが選択される。ターゲット・ノード
の子の接続が断たれる。サブツリーのリストがターゲッ
ト・ノードヘ、その子として接続される。最後に、接続
の断たれた子を接続できるサブツリーのリストの最下位
のノードの最初のものを判断するための所定の順序のテ
ストによって、接続の断たれた子がサブツリーのリスト
に接続される。このような接続を行なえるという判断が
行なわれた場合に、子が接続される。

本発明のさらにまた他の態様によれば、一連の規則にし
たがって木構造を形成するために相互接続されるノード
を生成し、取り扱う構造エディタにおいて、最初のノー
ドを２番目のノードに接続できるかどうかを判断する方
法が提供される。本発明のこの態様によれば、木を形成
する一連のノードの少なくとも若干のものに対して、ノ
ードのタイプ、及びノードに対してその子として接続す
ることが可能なノードの配列に関する、上述の規則のセ
ットからの規則の１つまたは複数のサブセットが定義さ
れる。ただし、規則が第１及び第２レベルのものである
というように、ノードのタイプは相互に異なっている可
能性のあるものである。

第１レベルの規則はその規則を適用した場合に、他の規
則を適用せずに所定のノードが接続できるかどうかを判
断するものである。第２レベルの規則は他の第２レベル
の規則を介して、所定のノードが接続できるかどうかを
判断するための第１レベルの規則の少なくとも１つを、
直接または間接に参照する。２つまたはそれ以上のノー
ドの接続を必要とする操作を実施した場合、他のノード
が接続されるノードに基づいて、これらの規則が適用さ
れる。

最後に、本発明のさらにまた他の態様によれば、データ
要素ないしノードが複写、削除、移動または挿入される
構造エディタにおいて、ノードを互いに接続するための
方法が提供される。木に接続されるノードが選択される
。階層関係、及び選択されたノードと既存の木の間の順
序関係に関する第１セツトの規則が提供される。第１セ
ツトの規則が選択されたノードに関して使用されて、木
のノードに対する１つまたは複数の接続を識別する。

木内のノードに認められる配列に関する第２セツトの規
則が提供される。第２セツトの規則を使用して、識別さ
れた接続をテストし、第２セツトの規則が接続で満たさ
れるかどうかを判定する。第２セツトの規則が満たされ
れば、接続が行なわれる。

それ故、本発明が構造エディタの編集操作の融通性を大
幅に改善する手法を提供することが、理解されよう。木
内のノードの任意の選択を、収集、削除、または挿入な
どの操作のために識別できる。

さらに、構文が強制されるエディタにおいて、本発明は
、基礎となる構文を維持しながら、これらのきわめて融
通性の高い操作を可能とする強力な手法を提供する。

Ｅ、実施例 Ｅｌ、好ましい実施例の概要 本発明は構造エディタにおける融通性の高いスコープ編
集方法に関する。構造エディタを含む典型的な編集シス
テム構造の構成要素を、第１図に示す。編集システムは
ユーザ・インターフェース２１、データ操作処理部２６
、データ構造記憶装置２８、及びオプションの構造構文
規則３０を有している。ユーザ・インターフェース２１
は通常、編集対象の構造またはステートメントを表示す
るためのビデオ表示画面２０または類似の装置、情報を
入力するためのキーボード２２、及び画面の表示からデ
ータ項目を選択するためのマウスなどのボインティング
装置２４を含んでいる。データ操作処理部２６は記憶装
置２８に記憶すべきデータを作成または変更する構造の
編集を含む編集機能を行なう。１実施例において、デー
タ構造を支配する構文規則は、データ記憶装置３０に記
憶されている。データ記憶装置２８及び３０は固定また
はフレキシブル磁気ディスク、磁気テープなどの装置で
ある。これが本発明方法を実施できる環境のひとつに過
ぎず、本方法の用途を限定することを目的とするもので
ないことが、理解されたい。

好ましい実施例はデータ操作処理部２６の一部として、
新規な融通性の高いスコープ編集方法を備えている。融
通性の高いスコープ編集方法は、階層または木構造化デ
ータのデータ・ノードの挿人、削除、複写、または移動
を行なう手段を提供する。本発明は融通性の高いスコー
プ指定（すなわち、たとえば、サブツリーを完成させる
ために制限のない編集操作のためにデータ・ノードの選
択）、及び汎用化されたターゲット指定の提供に関する
。好ましい実施例を実現するエディタは構造化データを
、ビデオ表示装置２０にグラフィック的に表示すること
ができる。グラフィック表示装置は第２ａ図の形態を取
ることができるが、多くの他の形態が可能である。スコ
ープ指定中、及びターゲット指定のためのデータの選択
は、ポインティング装置２４を使用し、適切なデータ・
ノードを示すことによって行なわれる。しかしながら、
当分野の技術者には、本発明がグラフィック表示装置を
使用した適用例に限定されるものではなく、ポインティ
ング装置を使用しないテキスト表示装置を使用して実施
できることが理解されよう。

汎用構造編集操作には、２つの主要なアイディア、すな
わちスコープとターゲットがある。汎用構造編集操作は
データの構造（すなわち、サブツリー法が行なうのと同
様に、データの間の関係）を直接扱う。さらに、好まし
い実施例の方法は融通性の高いスコープ指定及び汎用の
ターゲットを備えている。すなわち、選択されたデータ
（スコープ）の間の関係、及びこのデータの移動先また
は複写先の位置（ターゲット）に何の制限も課さない。

好ましい実施例の汎用のスコープは以降の編集操作のた
めに選択された一連のノードである。ノードを選択する
ためのユーザ・インターフェースは、上述のように、標
準インターフェースまたはカストム化インターフェース
である。ただし、以下の選択操作は、ノードをスコープ
・セットに追加、または除去するために提案されるもの
である。

５ｃｏｐｅＳｕｂｔｒｅｅ　　ノードを与え（たとえば
、ポインティング装置で示して）、このノー ド及びすべてのその子孫をスコー プを構成するノードのセットに追 加する。ただし、与えられたノー ドが最初のスコープのセット内に あった場合には、とのノード及び その子をスコープ・セットから除 去する。

ノードを与え、これをスコープに 追加する。スコープ・セットに既 に存在していた場合には、これを セットから除去する。

２つのノードを与え、この２つの ノードを含む列の下にあるサブツ リーを含んでいる兄第（兄第は共 通の親を共有するノードであり、 この親の下にあるノードの列のあ るノードの次のノードである）の 最小の列を見つけだし、２つのう ち最初のノードが既にスコープ・ セットにある場合には、サブツリー のこの列をスコープ・セットから 除去し、それ以外の場合には、こ れをセットに追加する。

好ましい実施例の汎用ターゲットは、ノード及ｓｃｏｐ
ｅＲａｎ２５ 一５ｃｏｐｅＲａｎ びこのノードに対する関係として指定される。スコープ
はターゲットに対して複写、または移動され、また指定
された関係にしたがって挿入される。

関係は次のようになる。

Ｌｅｆｔ　　　　　　ターゲット・ノードの兄第として
Ｒｉｇｈｔ　　　　　　ターゲット・ノードの兄第とし
てＡｒｏｕｎｄ　　　　　ターゲット・ノードの親とし
てυ１ｔｈｉｎ　　　　　すべてのターゲット・ノード
の子が新しいノードの子となるという、 ターゲット・ノードの子として 本発明の好ましい実施例の方法は、任意のノードのセッ
ト（スコープ）を与えた場合に、移動、複写、挿入、及
び削除操作を提供し、かつ（移動、複写及び挿入の場合
に）汎用のターゲットの指定を行なう。汎用ターゲット
は木に対する複雑な変更を１回の自然な工程で行なえる
ようにするが、これは従来技術の方法では、２回の工程
を必要とするものであった。汎用スコープはきわめて強
力な編集操作をもたらすが、これは直感的なものと考え
られるが、他の方法では多くの直感に反した操作を必要
とするものである。

好ましい実施例に含まれる概念は、ノードを単純に接続
するというものである。あるノードから始めて、１つま
たは複数の単純な接続を横切ることによって、すべての
他のノードに到達できるという単純な接続が、ノードの
間に存在する場合、ノードのグループを単純に接続する
ことができる。

単純な接続はあるノードから他のノードへのポインタで
ある。

最高のレベルにおいて、本方法は移動、複写、挿入、及
び削除を次の３つの工程に分割する。

１、サブツリーの収集。スコープから作成できるサブツ
リーのリストを収集する。２．削除。スコープを構成す
るノードを削除する。３．貼付け。サブツリーのリスト
をターゲット位置に貼り付ける。

貼込み操作は汎用ターゲットを使用し、サブツリーの収
集及びスコープのノードの削除は融通性の窩い範囲指定
を含んでいる。基本的な移動、複写、削除、及び挿入操
作は、上述の工程の１つまたは複数を組み合わせること
によって遂行される。

これらの基本操作は図面に示されている例によって、最
も良く表わされる。第２ａ図は以降の操作の範囲に含め
るために選択された８つのノードを有する木を示してい
る。（スコープ・ノードはアステリスクによって示され
ている。）スコープの収集は、第２ｂ図に示すサブツリ
ーの３要素リストをもたらす。プライム符号（たとえば
、Ｇ２′）は、これがオリジナルのノードの複写である
ことを示す。（収集及び削除操作が１つの工程に組み合
わされた場合、実際のノードは複写ではなく、収集され
る。） スコープを削除すると、第３図に示す構造がもたらされ
る。

ノードとして第３図のＥ２を、また汎用ターゲットの関
係として「アラウンド」を選択し、汎用ターゲットにし
たがってスコープを貼り込むと、第４図に示す構造がも
たらされる。

サブツリーの収集を削除と組み合わせ、その後貼込みを
行なった最終結果は、両方の次元におけるこれらの相対
関係（先祖関係及び左から右への兄弟関係）を維持しな
がらの、スコープ・ノードをターゲット位置への移動と
なる。削除が行なわれないと、結果は複写操作となる。

削除だけを行なうと、結果は削除操作となる。さらに、
ノードを木の外部で作成しくスコープに基づかないで）
、次いで貼り込むと、結果はそのノードの木への挿入と
なる。

本発明による融通性の高いスコープ編集方法の好ましい
実施例を説明する。本方法の工程の開示に使用される記
述言語の説明を行なう。次いで、好ましい実施例で使用
されるユーティリティ機能すなわち方法、ユーティリテ
ィ機能に基づく基本機能、及び融通性の高いスコープ編
集方法の主な工程を説明する主要関数を説明する。主要
関数に続き、構文規則、及び有効な構造に対する構文チ
エツクを組み込んだ、好ましい実施例の拡張機能を説明
する。次いで、好ましい実施例の拡張機能のユーティリ
ティ関数、データ、基本関数及び主要関数の説明を行な
う。詳細にいえば、拡張機能の主要関数は、すべての構
文規則が遵守されていることを確実とする接合及び置換
関数を提供する。

Ｅ２．記述言語 本発明の詳細な段階を説明するために、単純な指定言語
を本明細書全体にわたって使用する。関数の説明、関数
の入力及び出力の定義、関数を遂行するのに必要な方法
の工程を含め、本発明を実施する関数を提示する。この
言語は以下のステートメントを認める。

割当て　　　　　ｘ＝ｙの形式の単純な割当てが認めら
れる。

Ｉｆｌｏｔｈｅｒｗｉｓｅ　　テストを「＝」、「＜＝
」などの標準関係演算子とともに、英 語で表現する。テスト結果が真 であれば、Ｉｆ節のステートメ ントが実行される。テスト結果 が偽であればＮ　Ｏｔｈｅｒｗｉ ｓｅ節のステートメントが実行 される。

Ｃａ５ｅの式　　　式のいくつかの相互排除値の間で選
択が行なわれる。式と合致 する値のステートメントが実行 される。

１Ｊｈｉｌｅ　　　　　　いくつかの条件が真である限
り、多数のステートメントを実行す る。

Ｒｅｔｕｒｎ　　　　　　サブルーチンからの成功した
戻り。

Ｆａｉｌ　　　　　　　サブルーチンからの不成功の戻
り。戻りの変更は、これらが項 目にある条件に対するルーチン で行なわれる。

成功または失敗が明示的に検証されない限り、失敗した
ルーチンは呼出しルーチンが失敗したことも意味する。

成功または失敗が明示的に検証された場合、特定の呼出
しが失敗したときに、検証された状態に基づいた代替処
理が行なわれる。

注釈は角かっこで囲まれる。

変数を宣言する必要はなく、また何らかの特定の値に初
期設定されるとはみなされない。変数はこれらが使用さ
れる方法によって、これらに関連付けられるタイプ（た
とえば、整数対ストリング）を有している。

サブルーチンは名前、ならびに入力または出力パラメー
タを存するものとして指定され、この後にかっこに入れ
られたパラメータが付けられる。

サブルーチンは他のサブルーチンと同じ名前を持ってい
てもかまわないが、そのサブルーチンに与えられるパラ
メータのタイプ及び数によって区別される。

好ましい実施例に使用されるユーティリティ関数以下の
基本操作が好ましい実施例を実現するのに利用でき、か
つ、たとえば、周知のユーティリティ関数によって提供
されるものと想定する。

木を操作するための関数。操作が以下にリストする単純
なものに限定されている限り、木の操作は周知の分野で
ある。

ｇｒａｆｔ サブツリーのリストをノードの「リーフ」として、その
ノードの特定の子の後に挿入する（空の子は操作が最初
の子の前に行なわれることを示す）。構文制御形エディ
タにおける構文チエツクのため、この操作は失敗するこ
とがある。好ましい実施例の方法は、ｇｒａｆｔが構文
をチエツクした場合に、この方法が構文的に正しい木を
構築するようになされている。ただし、この方法はｇｒ
ａｆｔが構文をチエツクするか、否かを扱う。

（ｇｒａｆｔ操作内で構文をチエツクする方法を提供す
る、好ましい実施例の拡張機能は好ましい実施例の移動
、複写、挿入及び削除操作を説明した後、説明する。） ｒｅｐｌａｃｅ サブツリーの包括的な範囲を所定の親ノードから切り放
し、次いでこれをサブツリーのリストと置き換える。構
文制御形エディタ内の構文チエツクによってＮ　　ｒｅ
ｐｌａｃｅが失敗することがある。この方法はｒｅｐｌ
ａｃｅが構文をチエツクした場合に、この方法が構文的
に正しい木を構築するようになされている。ただし、こ
の方法はｒｅｐｌａｃｅが構文をチエツクするか、否か
を扱う。

（ｒｅｐｌａｃｅ操作内で構文をチエツクする方法を提
供する、好ましい実施例の拡張は好ましい実施例の移動
、複写、挿入及び削除操作を説明した後、説明する。）
ｃｏｐｙＭｏｄｅ 所定のノードと同一な、新しい子のないノードを形成す
る。

ｄｅｓｔｒｏｙＮｏｄｅ ノードにマークを付け、ｄｅｌｅｔｅ操作の終了時にこ
れを破壊できるようにする。

この方法は破壊されたノードの子がどうなるかについて
、仮定を行なわない。

ｃｒｅａｔｅＨｏｄｅ 所定のタイプの子のないノードを作成する。単純な構造
化エディタにおいては、すべてのノードは同一のタイプ
のものである。

ｃｏｐｙｓｕｂｔｒｅｅ 所定のサブツリーと同一な、新しいサブツリーを作成す
る。

ｄｅｓｔｒｏｙＳｕｂｔｒｅｅ サブツリー内のすべてのノードにマークを付け、ｄｅｌ
ｅｔｅ操作の終了時にこれを破壊できるようにする。

ｇｅｔＰａｒｅｎｔ 所定のノードの親ノードを返すか、あるいはそのノード
が親を持っていない場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＰ　１ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ 所定のノードの最初の子を返すか、あるいはそのノード
が子を持っていない場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＬａｓｔｃｈｉｌｄ 所定のノードの最後の子を返すか、あるいはそのノード
が子を持っていない場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ ノードの右側の兄第を返すか、あるいはそのノードがそ
の親の最後の子である場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＬｅｆ　ｔＳ　ｉ　ｂ　ｌ　ｉｎｇノードの左側
の兄第を返すか、あるいはそのノードがその親の最初の
子である場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＦｉｒｓｔＬｅａｆ サブツリーが与えられた場合、このサブツリー内の最初
のリーフ（子のないノード）を返す。サブツリーのルー
トに子がない場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＨｅｘｔＬｅａｆ サブツリーとリーフ・ノードが与えられた場合、このサ
ブツリーの次のリーフ・ノードを返すか、あるいは他の
リーフがない場合には、空文字を返す。

ｇｅｔｓｕｂｔｒｅｅＨｏｄｅｓ サブツリー内のノードを、セットに追加する。

セット、特にノードのセットを操作する機能。

ｒｅａｔｅ 新しい空のセットを作成する。

ｏｐｙ 何らかの既存のセットのコピーである新しい空のセット
を作成する。

ｄｅｓｔｒｏｙ 既存のセットを完全に除去する。

ｎ５ｅｒｔ セットに項目を挿入する。

ｅｌｅｔｅ セットから項目を削除する。

ｕｅｒｙ 項目がセットにあるがどうかを判定する。

ｍａｋｅＥｍｐｔｙ 与えられたセットを空にする。

ｉｓＥｍｐｔｙ 与えられたセットが空であるがどうが を判定する。

ｇｅｔＦ　１ｒｓｔ セットに項目を返す。任意の項目であってもかまわない
。

ｇｅｔＮｅｘｔ 項目が与えられた場合、最後のｇｅ　ｔＦｉｒｓｔ以降
に返されていないセットに、任意の項目を返す。なにも
残っていない場合には、空文字を返す。

ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ あるセットから、これが第２のセットを共通に持ってい
る要素を除去する。

−項目のリスト、特にサブツリーのリストを操作する関
数 ｒｅａｔｅ 新しい空のリストを作成する。

ｄｅｓｔｒｏｙ リストを完全に破壊する。

ｐｐｅｎｄ 項目を、リストの最後に付加する。

ｐｒｅｐｅｎｄ 項目を、リストの最初に付加する。

ｇｅｔＦ　１ｒｓｔ リストの最初の項目を返す。

ｇｅｔＮｅｘｔ リストとそのリストの項目が与えられた場合、リストの
次の項目を返すか、あるいは与えられた項目が最後のも
のの場合には、空文字を返す。

基本関数の定義 本発明の好ましい実施例の方法の工程を記述するのに使
用されるサブルーチンの定義を、以下で行なう。

Ｉ　、　ｆｉｎｄＦｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄ（ｒｏｏｔ、
　５ｃｏｐｅ、　５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｎｏｄｅ）。サブツリーのルート（このサブツリーの最
も上のノード）を与えた場合、スコープ内のノードを示
すノード識別子のセット、どのノードがスコープ内にあ
る子孫を有しているがを示すノード識別子のセットを与
えた場合、スコープに含まれているサブツリーの最初の
ノードを返す。ただし、この場合、「最初」とは子がス
コープ内にあれば、与えられたサブツリーのルートの最
も左側の子として、子がスコープ内にないのであれば、
与えられたサブツリーのルートの最も左側のサブツリー
にある最初のスコープが指定されたノードとして再帰的
に定義されるものである。また、何もないのであれば、
前のテストを、与えられたサブツリーのルートの残りの
子に適用する。最初のスコープが指定されたノードの前
に残っている子が見つからなければ、与えられたサブツ
リーのルートの下にはスコープが指定されたノードが存
在しない。

第２図ないし第４図を参照して説明した前の例に戻ると
、スコープのセットはＢ１、Ｂ３、Ｃ２、Ｅｌ、Ｆｌ、
Ｆ２、Ｇ１、及びＧ２である。５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒの
セット（スコープ・セット内に子孫を持っているノード
）はＡ１、Ｂ１、Ｂ３、Ｂ４、Ｃ２及びＢ２を含んでい
る。サブツリーのルートとしてＢ１の与えられた関数ｆ
　１ｎｄＦ　１ｒｓｔｓｃｏｐｅｄは、最初のスコープ
が指定されたノードとしてＣ２を返す。Ｂ２がルートと
して指定された場合、関数は空文字を返す（Ｂ２の下に
は、スコープが指定されたノードがない）。Ｂ３が指定
された場合、この関数はＧ１を返す。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下にスコープの最初のノードがあること
が望まれるもの。

ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ スコープが指定されたノード・の親であるノードのセッ
ト 出カニ ｎｏｄｅ 定義にしたがった最初のスコープが指定されたノード 方法： １、　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｒｏｏｔ）
が真である場合（ルートの下にスコープが指定されたノ
ードがある場合） ａ、　　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔｃｈｉｌｄ
（ｒｏｏｔ）ｂ、子が空でなければ［探すことのできる
子がまだあればコ １　）　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｃｈｉｌｄ）真の場
合（子がスコープ内にある） ａ）　ｎｏｄｅ　＝ｃｈｉｌｄ　［子が最初のスコープ
が指定されたノードであるコ ｂ　）　ｒｅｔｕｒｎ ２）それ以外の場合［その子がスコープ内になければ、
その下の最初のスコープ が指定されたノードを探すコ ａ）　ｆｉｎｄＦｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄ（ｃｈｉｌｄ、
　５ｃｏｐｅ。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、　ｎｏｄｅ）　　［その子の下
の最初のスコープが指定されたノー ドを探すコ ｂ）ノードが空でなければ［スコープ が指定されたノードが見つかればコ ｉ　、　Ｒｅｔｕｒｎ　［ノードがルートの下の最初の
スコープが指定され たノードであるから、操作を 終わるコ Ｃ）それ以外であれば［ルートのこの 子の下の最初のノードを見つけな いコ ｉ　、　　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌ
ｉｎｇ（ｃｈｉｌｄ）　［ルートの次の子を 試す］ Ｃ，ｎｏｄｅ　＝　ｎｕｌｌ　Ｃ最初の子がどこにも見
つからなかったコ ｄ、　　Ｒｅｔｕｒｎ ２、それ以外の場合［′ＩＣのノードの下には、スコー
プが指定されたノードが何もないコ ａ、　ｎｏｄｅ　＝　ｎｕｌｌ　［このノードの下には
最初のサブツリーがないコ Ｉｌ、　ｆｉｎｄＮｅｘｔｓｃｏｐｅｄ（ｒｏｏｔ、　
５ｃｏｐｅ、　５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｐｒｅｖ、　ｎｏｄｅ）。サブツリーのルート、スコー
プのセットＮ　５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒセツト、及び以前
のノードを与えた場合、そのルートの下の次のスコープ
が指定されたノードを返す。

第２ａ図の木の例を想定して、ルー）Ｂｌ及び以前のノ
ードＣ２を与えた場合、次のノードは空である。ルート
Ｂ３及び以前のノードＧ１を与えた場合、次のノードは
Ｇ２である。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下にスコープの次のノードがあることが
望まれるもの。

ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ＳＣ（＋ｐ６Ｕｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット ｐｒｅｖ 後で次のスコープが指定されたノードを見つけようと思
うノード 出カニ ｎｏｄｅ 定義にしたがった次のスコープが指定されたノード 方法： １、ｐｒｅｖがルートと異なっている場合［他に何か探
せるものがなければならないコ ａ、　ｒｓｉｂ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ
（ｐｒｅｖ）ｂ、ｒｓｉｂが空でない場合［試みること
のできる他の兄第がある］ １、　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｒｓｉｂ）が真であれ
ば［兄第がスコープにあるコ ａ）　ｎｏｄｅ　＝ｒｓｉｂ　［兄第が次のスコープが
指定されたノードである］ ｂ　）　Ｒｅｔｕｒｎ ２、それ以外の場合［兄第がスコープ内にないので、そ
の下の最初のスコープが 指定されたノードを見つけだすコ ａ）　ｆｉｎｄＦｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄ（ｒｓｉｂ、　
５ｃｏｐｅ。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、　ｎｏｄｅ）　［この兄第の下
の最初のスコープが指定された ノードを見つけだす］ ｂ）ノードが空でない場合［スコープ が指定されたノードが見つかった］ ｉ　、　Ｒｅｔｕｒｎ　［ノードがｐｒｅｙの後のルー
トノ下の次のスコープが指定さ れたノードであるから、操作を 終了するコ Ｃ）それ以外の場合［ｐｒｅｖのこの兄第の後に最初の
ノードが見つからないコ ｉ、　ｒｓｉｂ　＝ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ（
ｒｓｉｂ）　［次の兄第を試みる］ ｃ、　ｐｒｅｙ　＝ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｐｒｅｙ）　
［ｐｒｅｖの次のどこにも最初の子が見つからないので
、ｐｒｅｖの親を試みるコ ２、　ｎｏｄｅ　＝ｎｕｌｌ　［スコープが指定された
ノードが見つからずにルートに到達し たので、ｐｒｅＶの後には何もないコ ３、Ｒｅｔｕｒｎ ｍ、　　ｇｅｔＦｉｒｓｔＳｕｂｔｒｅｅ（ｒｏｏｔ、
５ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｓｕｂ、ｔｏｐ）　ｏサブ
ツリーのルート０ノード、スコープ壷セット、５ｃｏｐ
ｅＵｎｄｅｒセツト、及び完全にスコープが指定された
サブツリー・セ・ソトを与えた場合、ルートの下のすべ
てのスコープが指定されたノードで形成された最初に収
集されたサブツリーの新しいコピー、及び複写されたサ
ブツリーの元の木のトップ・ノード識別子を返す。

第２ａ図及び第２ｂ図の例の木を想定し、Ｂ１を与えた
場合、Ｃ２１で始まる新しい「サブ」ツリー及びＣ２を
返す。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下に最初のスコープが指定されたサブツ
リーがあることが望まれるもの。

ｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット出カニ ｓｕｂ 見つかった最初の新しいサブツリー ｏｐ 最初のスコープが指定されたサブツリーの一番上にある
古いノード 方法： １　、　ｆｉｎｄＦｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄ（ｒｏｏｔ、
５ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｔｏｐ）［最初の
サブツリーの一番上を捕捉するコ２、ｔｏｐが空の場合
［第２のスコープが指定されたノードが見つからなかっ
たので、サブツリーが何もない］ ａ、　ｓｕｂ　＝　ｎｕｌｌ　［サブツリーがないコｂ
、　Ｒｅｔｕｒｎ ３、それ以外の場合［サブツリーのｔｏｐが見つかった
ので、その下のサブツリーを収集するコａ、　ｑｕｅｒ
ｙ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｔｏｐ）の場合［完全
なサブツリーがスコープ指定されているかどうか、調べ
るコ １）　ｃｏｐｙｓｕｂｔｒｅｅ（ｔｏｐ、５ｕｂ）　［
完全なサブツリーを複写する］ ｂ、それ以外の場合［ｔｏｐの下のサブツリー全体がス
コープ指定されていない。スコープが指定されたサブツ
リーの断片を収集する］１）　ｓｕｂ　＝ｃｏｐｙＮｏ
ｄｅ（ｔｏｐ）　［一番上のスコープが指定されたノー
ドの新しいコピー を作成するコ ２　）　ｃｒｅａｔｅ　（ｌ　１ｓｔ）　［リストを取
って、これにサブツリーを収集するコ ３）　ａｄｄＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｔｏｐ、５ｃｏｐｅ、
５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、　１ｉｓｔ　）４　）　ｉ
ｓＥｍｐｔｙ　（ｌ　ｉｓｔ　）の場合［収集するサブ
ツリーがないコ ａ）　Ｒｅｔｕｒｎ　［ｓｕｂが存在しているすべての
サブツリーである］ ５）それ以外の場合 ａ）　ｇｒａｆｔ（ｓｕｂ、ｎｕｌｌ、１ｉｓｔ、５ｔ
ａｔｕｓ）［サブツリーのリストを最初 のパンチとして、ｓｕｂに置く］ 一４９＝ ｂ）　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｌｉｓｔ）　［もはや、リスト
は必要ない］ ｃ　）　Ｒｅｔｕｒｎ ＩＶ、　ｇｅｔＮｅｘｔｓｕｂｔｒｅｅ（ｒｏｏｔ、５
ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ　、　ｐｒｅｖ　、　ｓｕｂ
　、　ｔｏｐ）　ｏサブツリーのルート・ノード、スコ
ープ・セット、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒセツト、完全にス
コープが指定されたサブツリーのセット、及び以前のノ
ード識別子を与えた場合、ｐｒｅｙの後のルートの下の
すべてのスコープが指定されたノードで形成された、次
の収集されたサブツリーの新しいコピー、及びサブツリ
ーが複写された元の木のトップ・ノードの識別子を返す
。

第２ａ図及び第２ｂ図の例の木を想定し、ルートとして
Ｂ３を、またｐｒｅｙとしてＧ１を与えた場合、このル
ーチンはＧ２’で始まる新しい「サブ」ツリー及びＧ２
を返す。あるいは、ルートとしてＢ１を、またｐｒｅｙ
としてＣ２を与えた場合、このルーチンはサブツリーと
して、またｔｏｐとして空文字を返す。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下にスコープが指定された最初のノード
があることが望まれるもの。

ｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット ｃｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセットｒｅｙ 以前のサブツリーの一番上のノード 出カニ ｓｕｂ ｐｒｅｖの後で見つかった次の新しいサブツリーｏｐ ｐｒｅｙの後の次のスコープが指定されたサブツリーの
ｔｏｐである古いノード 方法： １　、　ｆｉｎｄＨｅｘｔｓｃｏｐｅｄ（ｒｏｏｔ、５
ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｐｒｅｖ。

ｔｏｐ）　［次のサブツリーのｔｏｐを捕捉するコ２、
ｔｏｐが空の場合［スコープが指定されたノードが見つ
からなかったので、サブツリーが何もないコ ａ、　ｓｕｂ　＝　ｎｕｌｌ　［サブツリーがないコｂ
、　Ｒｅｔｕｒｎ ３、それ以外の場合［サブツリーのｔｏｐが見っがった
ので、その下のサブツリーを収集するコａ、　ｑｕｅｒ
ｙ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｔｏｐ）の場合［完全
なサブツリーがスコープ指定されているがどうか、調べ
るコ １）　ｃｏｐｙｓｕｂｔｒｅｅ（ｔｏｐ、５ｕｂ）　［
完全なサブツリーを複写するコ ｂ、それ以外の場合［ｔｏｐの下のサブツリー全体がス
コープ指定されていない。スコープが指定されたサブツ
リーの断片を収集するコ１）　ｓｕｂ　＝　ｃｏｐｙＮ
ｏｄｅ（ｔｏｐ）　［一番上のスコープが指定されたノ
ードの新しいコピー を作成するコ ２　）　ｃｒｅａｔｅ　（ｌ　１ｓｔ）　［リストを取
って、これにサブツリーを収集するコ ３）　ａｄｄＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｔｏｐ、５ｃｏｐｅ、
５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ　、　ｌ　ｉｓｔ　）４　）
　ｉｓＥｍｐｔｙ　（ｌ　ｉｓｔ　）の場合［収集する
サブツリーがないコ ａ）　Ｒｅｔｕｒｎ　［ｓｕｂが存在しているすべての
サブツリーである］ ５）それ以外の場合 ａ）　ｇｒａｆｔ（ｓｕｂ、ｎｕｌｌ、１ｉｓｔ、５ｔ
ａｔｕｓ）［サブツリーのリストを最初の パンチとして、ｓｕｂに置く］ ｂ）　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｌｉｓｔ）　［もはや、リスト
は必要ないコ Ｃ）　Ｒｅｔｕｒｎ Ｖ　、　ａｄｄＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｒｏｏｔ、５ｃｏｐ
ｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、１ｉｓｔ）　ｏ所定のサブ
ツリーのルート響ノード、スコープｅセット、５ｃｏｐ
ｅＵｎｄｅｒセツト、完全にスコープが指定されたサブ
ツリーのセット、及びサブツリーのリストを与えた場合
、スコープが指定されたノードから収集されたルートの
下のサブツリーを、リストに追加する。

第２ａ図及び第２ｂ図の例の木を想定し、Ｂ１と空のリ
ストを与えた場合、このルーチンはｃ２“がトップとな
ったサブツリーを含んでいるリストを返す。Ｂ２と空の
リストを与えた場合、これは空のリストを返す。Ｂ３と
空のリストを与えた場合、これはＧｌ”及びＧ２’を含
んでいるリストを返す。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下にサブツリーを収集しなければならな
いもの。

ｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット （Ｈ□ＨｐＳｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット　ｉｓｔ 新しいサブツリーが追加されるリスト 出カニ 　ｉｓｔ 新しいサブツリーが追加されるリスト 方法： １、　ｇｅｔＦｉｒｓｔＳｕｂｔｒｅｅ（ｒｏｏｔ、５
ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｃＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｓｕｂ、ｔｏｐ）　［最初
のサブツリーのｔｏｐを捕捉する］ ２、ｓｕｂが空でない場合［まだ、サブツリーが残って
いる］ ａ、　ａｐｐｅｎｄ（ｌｉｓｔ、５ｕｂ）　［サブツリ
ーをリストに追加するコ ｂ、ｇｅｔＨｅｘｔｓｕｂｔｒｅｅ（ｒｏｏｔ、５ｃｏ
ｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｔｏｐ、ｓｕｂ、ｔｏｐ）
　［次のサブツリーを取得して、追加するコ Ｖｌ　、　ｂｕｉｌｄｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ（ｓｃｏｐ
ｅ、５ｃ６ｐｅＵｎｄｅｒ）　ｏ　スコープ・セットを
与えた場合、その下にスコープが指定されたノードを有
するノードのセットを返す。

サンプルの入力と出力については、 ｆｉｎｄＦｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄの例を参照されたい。

入カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

出カニ ５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット 方法： １　、　ｎｏｄｅ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔ（ｓｃｏｐｅ
）　［スコープからノードを取り出すコ ２、ノードが空でない場合［まだ、スコープにノードが
残っているコ ａ、　　ｐａｒｅｎｔ　＝ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｎｏｄ
ｅ）ｂ、親が空でなく　）ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅＵｎ
ｄｅｒ、ｐａｒｅｎｔ）が真でない場合［これまでに追
加されていなかった、追加される親が残っているコ１）
　１ｎｓｅｒｔ（ｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｐａｒｅｎｔ
）　ｔ：ノードをセットに追加するコ ２）　ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｐａｒ
ｅｎｔ）　［次の親を取得して、追加するコ ｃ、　ｎｏｄｅ　＝　ｇｅｔＮｅｘｔ（ｓｃｏｐｅ）　
［次の任意のノードをスコープから引き出すコ ■、　ｃｏｌｌｅｃｔＴｒｅｅｓ（ｔｒｅｅ、５ｃｏｐ
ｅ、ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ。

１ｉｓｔ）。完全な木のルート・ノード、スコープ内に
あるノード識別子のセット、及び完全にスコープが指定
されたサブツリーのセットを与えた場合、スコープ内の
ノードから収集された複写されたサブツリーのリストを
返す。

第２ａ図及び第２ｂ図の例の木を想定し、Ａ１に基づく
木、ならびにＢ１、Ｂ３、Ｃ２、Ｅｌ、Ｆｌ、Ｆ２、Ｇ
１、及びＧ２を含んでいるセットをスコープとして与え
た場合、このルーチンはサブツリーＢ１“、Ｂ３“及び
Ｅｌ“をこの順序で含んでいるリストを返す。

入カニ ｒｅｅ サブツリーを収集する木のルート ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット　ｉｓｔ 新しいサブツリーが追加されるリスト 方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ）　［その
下にスコープが指定されたノードを有しているノードを
保持するセットを作成する］ ２、　ｂｕｉｌｄｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ（ｓｃｏｐｅ、
５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ）［５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒセツト
を作成するコ３、　ａｄｄＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｔｒｅｅ
、５ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、１ｉｓｔ）　［サブツリー
をリストに入れるコ ■、　ｄｅｌｅｔｅｃｏｎｎｅｃｔｅｄ（ｎｏｄｅ、５
ｃｏｐｅ、ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ。

１ｉｓｔ）。水内でスコープが指定されたノード、スコ
ープが指定されたノード識別子のセット、完全にスコー
プが指定されたサブツリーのセット、及びサブツリーの
リストを与えた場合、識別されたノード、及びノード自
身に接続されたスコープが指定されたノードを削除し、
削除されたノードを差し引いたスコープのセットを返し
、あらゆる孤児のサブツリーをリストに付は加える（孤
児のサブツリーとは、親が削除されてしまったサブツリ
ーである）。

第２ａ図の例の木を想定し、Ｂ１を与えた場合、このル
ーチンはＢ１、Ｃ２、Ｆｌ、及びＦ２を削除し、未変更
のリストを返す。Ｂ３を与えた場合、このルーチンはＢ
３を削除し、Ｄｌ及びＢ２をリストの終りに追加する。

入カニ ｎｏｄｅ 削除が開始されるノード ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット　ｉｓｔ スコープが指定されたノードが削除された後残っている
サブツリーが追加されるリスト出カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｌｉｓｔ スコープが指定されたノードが削除された後残っている
サブツリーが追加されるリスト方法： １、　ｑｕｅｒｙ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｎｏｄ
ｅ）　の場合［完全なサブツリーがスコープ指定されて
いるかどうか、調べるコ ａ、　ｇｅｔＦｉｒｓｔｃｈｉｌｄ（ｎｏｄｅ）が空の
場合［サブツリーがノードだけで構成されているかどう
か、調べる］ １）　ｄｅｌｅｔｅ（ｓｃｏｐｅ、ｎｏｄｅ）　［ノー
ドは子を持つていない。単純なｄｅｌｅｔｅを使用して
、これをスコープから除去するコ ２）　ｄｅｓｒｏｙＨｏｄｅ（ｎｏｄｅ）ｂ、それ以外
の場合［サブツリーに２つ以上のノードがあるコ １　）　ｃｒｅａｔｅ　（ｓｕｂｔｒｅｅＮｏｄｅｓ）
　［サブツリーにノードを保持するセットを作成するコ ２）　ｇｅｔｓｕｂｔｒｅｅＨｏｄｅｓ（ｎｏｄｅ、５
ｕｂｔｒｅｅＨｏｄｅｓ）［サブツリー内のノードのセ
ットを 取得するコ ３）　ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ（ｓｃｏｐｅ、５ｕｂｔｒ
ｅｅＮｏｄｅｓ）［スコープからノードを除去するコ ４）　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｓｕｂｔｒｅｅＨｏｄｅｓ）６
ｌ− ５）　ｄｅｓｔｒｏｙＳｕｂｔｒｅｅ（ｎｏｄｅ）　［
サブツリーを削除する］ ２、それ以外の場合 ａ、　ｄｅｌｅｔｅ（ｓｃｏｐｅ、ｎｏｄｅ）　［この
ノードをスコープから除去するコ ｂ、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔＣｈｉｌｄ（
ｎｏｄｅ）　［メートの子を取得するコ Ｃ１子が空でない場合［まだ子が残っているコ１）　ｑ
ｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｃｈｉｌｄ）が真の場合［子が
スコープ内にあるコ ａ）　ｄｅｌｅｔｅｃｏｎｎｅｃｔｅｄ（ｃｈｉｌｄ、
５ｃｏｐｅ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、１ｉｓｔ）　［再帰して１
子に接続されているノードを削除し、リス トに追加するコ ２）それ以外の場合［子がスコープ内にないコａ）　ａ
ｐｐｅｎｄ（ｌｉｓｔ、ｃｈｉｌｄ）　［１ｅｆｔｏｖ
ｅｒノードを１ｅｆｔｏｖｅｒノード・リストに追加す
るコ ３）　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎ
ｇ（ｃｈｉｌｄ）［次の子を取得するコ ロ２− ｄ、　ｄｅｓｔｒｏｙＮｏｄｅ（ｎｏｄｅ）　［削除し
たノードを破壊するコ ＩＸ　、　ｄｅｌｅｔｅＴｒｅｅｓ　（ｔｒｅｅ、５ｃ
ｏｐｅ、ｃｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ）　ｏ木全体のルー
ト、削除を試みるスコープが指定されているノード識別
子のセット、及び完全にスコープが指定されたサブツリ
ーのセットを与えた場合、スコープ・セットで識別され
たノードを、木から削除し、空のセットを返す。

入カニ ｒｅｅ 削除が行なわれる木のルート ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット出カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内に残っているノードのセット（削除後は何も
なくなる） 方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｏｒｐｈａｎＬｉｓｔ）　［削除
されたノードの子のリストを作成するコ ２、　ｉｓＥｍｐｔｙ（ｓｃｏｐｅ）が真でない場合［
まだ削除できるノードがある］ ａ、　ｎｏｄｅ　：ｇｅｔＦｉｒｓｔ（ｓｃｏｐｅ）　
［開始するノードを取得するコ ｂ、　ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｎｏｄ
ｅ）　［親ノードを取得するコ Ｃ０親が空でなく　）ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｐａｒ
ｅｎｔ）が真の場合［削除するノードの一番上まで上昇
するコ １）　ｎｏｄｅ　＝　ｐａｒｅｎｔ　（ノードが一番上
でなかったコ ２）　ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｎｏｄ
ｅ）ｄ、親が空の場合［ルートがスコープ指定されてお
り、削除されたコ １）　Ｆａｉｌ　［ルートを削除するのは違法であり、
失敗するコ ｅ、　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝　ｇｅｔＬａｓ
ｔｃｈｉｌｄ（ｐａｒｅｎｔ）ｆ　、　ｑｕｅｒｙ（ｓ
ｃｏｐｅ、ＩａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ）でない場合［
スコープが指定された最後の子を見つけるコ １）ｌａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝ｇｅｔＬｅｆｔｓ
ｉｂｌｉｎｇ（１ａｓｔＴｏＲｅｐ　ｌａｃｅ） ｇ、　　ｆｉｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝　ｇｅｔＦ
ｉｒｓｔｃｈｉｌｄ（ｐａｒｅｎｔ）ｈ、　ｑｕｅｒｙ
（ｓｃｏｐｅ、ｆｉｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ）でない
場合［スコープが指定される最初の子を見つけるコ １）　　ｆｉｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝ｇｅｔＲｉ
ｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ（ｆ　１ｒｓｔＴｏＲｅｐ　１ａ
ｃｅ）ｉ　、　　ｃｈｉｌｄ　＝　ｆｉｒｓｔＴｏＲｅ
ｐｌａｃｅｊ　、　　ｐｒｅｖｃｈｉｌｄ　＝　ｎｕｌ
ｌｋ、　ｐｒｅｖｃｈｉｌｄが１ａｓｔＴｏＲｅｐ　１
ａｃｅでない場合［親の最初にスコープが指定された子
と、最後にスコープが指定された子の間の範囲をループ
。スコープ内のノードを削除し、親が養子にしなければ
ならない孤児になったサブツリーを収集するコ １　）　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｃｈｉｌｄ）　［子
にスコープが指定されているかどうか調べるコ ａ、　ｄｅｌｅｔｅｃｏｎｎｅｃｔｅｄ（ｃｈｉｌｄ、
５ｃｏｐｅ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｏｒｐｈａｎＬｉｓｔ）　
［子の下のスコープが指定された ノードを、子を含めて削除する。

孤児になったサブツリーを収集 するコ ２）それ以外の場合［子にスコープが指定されていない
コ ａ、　ａｐｐｅｎｄ（ｏｒｐｈａｎＬｉｓｔ、ｃｈｉｌ
ｄ）［ｆ　１ｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅと１ａｓｔＴｏ
Ｒｅｐｌａｃｅの間のノードの範囲を置き換え るノードのリストに、子を追加 するコ ３）　ｐｒｅｖｃｈｉｌｄ　＝　ｃｈｉｌｄ４）　ｃｈ
ｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ（ｃｈｉ
ｌｄ）１、　ｒｅｐｌａｃｅ（ｐａｒｅｎｔ、ｆｉｒｓ
ｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ。

１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ、ｏｒｐｈａｎＬｉｓｔ、
５ｔａｔｕｓ）［ｆ　１ｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅと１
ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅの間の６６一 ノードを、ｏｒｐｈａｎＬｉｓｔのノードと置き換える
コ ｍ、　ｍａｋｅＥｍｐｔｙ（ｏｒｐｈａｎＬｉｓｔ）　
［孤児のリストのクリーンアップを行なう］ ３、　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｏｒｐｈａｎＬｉｓｔ）Ｘ、　
ｒｅｍｏｖｅｓｃｏｐｅｄ（ｒｏｏｔ、５ｃｏｐｅ、５
ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ　、　ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬ
　ｔｓｔ）　ｏ所定のサブツリーに対するスコープが指
定されたルートのノード、スコープ・セットＮ　５ｃｏ
ｐｅＵｎｄｅｒセツト、完全にスコープが指定されたサ
ブツリーのセット、及び未除去サブツリーのリストを与
えた場合、未除去のサブツリーのリストに、除去されな
いルートの下のあらゆるサブツリーを付は加え、ルート
の下のすべてのスコープが指定されたノードを木から除
去する。

第２ａ図の例の木を想定し、Ｂ１及び空の未除去リスト
を与えた場合、このルーチンは未除去のリストに０１を
返し、Ｂ１、Ｃ２、Ｆｌ、及びＦ２を除去する。Ｂ３及
び空の未除去リストを与えた場合、Ｄｌ及びＢ２を返し
、Ｂ３、Ｇ１、及びＧ２を除去する。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下でスコープが指定されたノードが除去
されるもの。

ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセットｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓ
ｔ 未除去のサブツリーが追加されるリスト出カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ 新しい未除去のサブツリーが追加されたリスト方法： １、　ｑｕｅｒｙ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｒｏｏ
ｔ）の場合［サブツリー全体にスコープが指定されてい
るかどうかを調べる。指定されている場合には、スコー
プの更新だけを行なうコ ａ、　ｇｅｔＦｉｒｓｔｃｈｉｌｄ（ｒｏｏｔ）が空の
場合［サブツリーがルートだけで構成されているかどう
かを調べるコ １）　ｄｅｌｅｔｅ（ｓｃｏｐｅ＋ｒｏｏｔ）　［ルー
トに子がない。単純なｄｅｌｅｔｅを使用して、スコー
プからこのルートを除去する］ ｂ、それ以外の場合［サブツリーに２つ以上のノードが
ある］ １）　ｃｒｅａｔｅ（ｓｕｂｔｒｅｅＨｏｄｅｓ）　［
サブツリー内でノードを保持するセットを作成するコ ２）　ｇｅｔｓｕｂｔｒｅｅＨｏｄｅｓ（ｒｏｏｔ、５
ｕｂｔｒｅｅＮｏｄｅｓ）［サブツリー内の）−ドのセ
ットを取 得するコ ３）　ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ（ｓｃｏｐｅ、５ｕｂｔｒ
ｅｅＮｏｄｅｓ）［ノードをスコープから除去するコ ４）　　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｓｕｂｔｒｅｅＨｏｄｅｓ）
２、それ以外の場合 ａ、　ｄｅｌｅｔｅ（ｓｃｏｐｅ、ｒｏｏｔ）　［この
ノードをスコープから除去する］ ｂ、　ｃｒｅａｔｅ（ｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）　［除
去されたサブツリーをルートの下に保持するリストを作
成する。これらのサブツリーを収集してから、ルートに
接続するコ ｃ、　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝　ｇｅｔＬａｓ
ｔｃｈｉｌｄ（ｒｏｏｔ）ｄ、　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌ
ａｃｅが空でなく　Ｎ　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ。

１ａｓｔＴｏＲｅｐ　１ａｃｅ　）の場合［スコープが
指定されていない最後の子を見つけるコ １）　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝ｇｅｔＬｅｆｔ
ｓｉｂｌｉｎｇ（ｌａｓｔＴｏＲｅｐ　１ａｃｅ） ｅ、　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅが空でない場合［す
べての子にスコープが指定されている場合、 １ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅは空となり、この場合、子
はどれも置換されない］ １）　ｆｉｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝ｇｅｔＦ　１
ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ　（ｒｏｏｔ）２）　ｑｕｅｒｙ
（ｓｃｏｐｅ、ｆｉｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ）の場合
［範囲が指定されていない最初の子を見つけるコ ａ）　ｆｉｒｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝ｇｅｔＲｉｇ
ｈｔｓｉｂｌｉｎｇ （ｆ　１ｒｓｔＴｏＲｅｐ　１ａｃｅ）ｆ　、　ｃｈｉ
ｌｄ　＝ｇｅｔＦｉｒｓｔｃｈｉｌｄ（ｒｏｏｔ）ｇ、
　ｒｅｐｌａｃｅＲａｎｇｅ　＝　ｆａｌｓｅｈ、子が
空でない場合 １）　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｃｈｉｌｄ）　［子に
スコープが指定されているかどうか調べるコ ａ）　ｒｅｍｏｖｅｓｃｏｐｅｄ（ｃｈｉｌｄ、５ｃｏ
ｐｅ。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ　、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ
　。

ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）　［接続されたスコープ
が指定されたノードの除去を再帰するコｂ）　ｒｅｐｌ
ａｃｅＲａｎｇｅ　＝　ｔｒｕｅ　［置換される子の範
囲内にあるかどうかを調べる］ ｉ、　ａｐｐｅｎｄ（ｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ、ｃｈｉ
ｌｄ）［すべてが行なわれた場合に、子を ルートに接続しなければならない。

この子を、再接続される子のリスト に追加する］ ２）それ以外の場合 ａ）　ｃｈｉｌｄ　＝　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅｉ
　、　ｒｅｐｌａｃｅＲａｎｇｅ　＝　ｆａｌｓｅ　［
もはや１置換される子の範囲にはないコ ｂ）それ以外の場合 ｉ　、　ｒｅｐｌａｃｅＲａｎｇｅ　＝　ｔｒｕｅ　［
置換する必要のある子の範囲内にあ るコ ｃ）　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｃｈｉｌｄ
）の場合［子の子孫にスコープが指定され ているかどうか調べる］ ｉ　、　ｒｅｍｏｖｅＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｃｈｉｌｄ、
５ｃｏｐｅ。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ　、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ
　。

ｒｅｍｏｖｅｄＬ　１ｓｔ） ［スコープの指定されたノード を除去し、ルートに接続される 除去されたサブツリーを収集す るコ ｄ）　　ａｐｐｅｎｄ（ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ、
ｃｈｉｌｄ）［子が除去されないので、この子に 未除去のサブツリーのリストを追加 するコ ３）　ｃｈｉｌｄ　＝−ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎ
ｇ（ｃｈｉｌｄ）［次の子を処理するコ ｉ、　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅが空でない場合［ル
ートが少なくとも１つのスコープが指 定されていない子を持っている場合 には、置換だけを行なうコ １）　ｒｅｐｌａｃｅ（ｒｏｏｔ、ｆｉｒｓｔＴｏＲｅ
ｐｌａｃｅ。

１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ、ｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ
）　［除去されたノードのリストを有しているルートの
子を置換し、これによって除去されたサブツリーを作成
するコ ｊ　、　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）Ｘ
ｌ、　ｒｅｍｏｖｅＩｍｍｅｄｉａｔｅ（ｒｏｏｔ、ｆ
ｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄＣｈｉｌｄ。

５ｃｏｐｅ　、　５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、　ｃｏｍｐｓ
ｕｂｔｒｅｅｓ　、　ｌ　１ｓｔ）　ｏスコープが指定
されている子を何しているスコープが指定されていない
ルートのノード、ルートの最初のスフ３− コープが指定された子、スコープ・セット、８゜。、ｅ
Ｕｎｄｅｒセット、完全にスコープが指定されたサブツ
リーのセット、及びサブツリーのリストを与えた場合、
リストに、最初のスコープが指定された子の下で、その
右側にあるスコープが指定されたノードから収集された
ルートの下のサブツリーに付は加え、スコープが指定さ
れたノードをルートの下から除去する。

第２図の例の木を想定し、Ａ、１、Ｂ１及び空のリスト
を与えた場合、このルーチンはＢｌ、Ｂ３、及びＥｌを
含むリストを返し、Ｂ１、Ｂ３、Ｃ２、Ｅｌ、Ｆｌ、Ｆ
２、Ｇ１及びＧ２を削除する。Ｂ２、Ｇ１及び空のリス
トを与えた場合、Ｇ１及びＧ２を含むリストを返し、Ｇ
１及びＧ２を木から除去する。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下からサブツリーが除去されるもの。

ｆｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄＣｈｉＩｄ スコープが指定されるルートの下の ｆ　１ｒｓｔＳｃｏｐｅｄＣｈ　ｉ　ｌｄｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセットｉｓｔ 新しいサブツリーが追加されるリスト 出カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｌｉｓｔ 新しいサブツリーが追加されたリスト 方法： １　、　ｃｒｅａｔｅ（ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）
　［木から除去されないが、収集されなければならない
サブツリーを保持するリストを作成するコ ２、１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ　＝　ｇｅｔＬａｓｔ
ｃｈｉｌｄ（ｒｏｏｔ）３、　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ
、１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ）でない場合［スコープ
が指定される最後の子を見つけるコａ、　ＩａｓｔＴｏ
Ｒｅｐｌａｃｅ　＝　ｇｅｔＬｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ（
ｌａｓｔＴｏＲｅｐ　１ａｃｅ） ４、　ｃｈｉｌｃｌ　＝　ｆｉｒｓｔＳｃｏｐｅｄＣｈ
ｉｌｄ５、　ｒｅｐｌａｃｅＲａｎｇｅ　＝　ｆａｌｓ
ｅ６、子が空でない場合［子を通ってループする。

各子の下のスコープが指定されたノードを除去する］ ａ、　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｃｈｉｌｄ）の場合［
子はスコープが指定されたかコ １）　ｃｈｉｌｄ　＝　１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅの
場合ａ）　ｒｅｐｌａｃｅＲａｎｇｅ　：ｆａｌｓｅ　
［もはや蒐置換される子の範囲にはないコ ２）それ以外の場合 ａ）　ｒｅｐｌａｃｅＲａｎｇｅ　＝　ｔｒｕｅ　［置
換する必要のある子の範囲内にある］ ３）　ｒｅｍｏｖｅｓｃｏｐｅｄ（ｃｈｉｌｄ、５ｃｏ
ｐｅ。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ　、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ
　。

ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）　［スコープ力（ｔＷ、
定されたノード、及びそのスコープが指定さ れた子孫のすべてを除去する。すべて の未除去のサブツリーをリストに付は 加えるコ ４）　ａｐｐｅｎｄ（ｌｉｓｔ、ｃｈｉｌｄ）　Ｃ子を
、除去されたサブツリーのリストに追加する］ ｂ、それ以外の場合 １）　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｃｈｉｌｄ
）　［子ｉｔスコープが指定された子孫を持っているか
コ ａ）　ｒｅｍｏｖｅｓｕｂｔｒｅｅｓ（ｃｈｉｌｄ、５
ｃｏｐｅ。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ　、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ
　、　ｌ　１ｓｔ）［スコープが指定された子孫を 除去する］ ２）　ｒｅｐｌａｃｅＲａｎｇｅ　＝　ｔｒｕｅの場合
［置換される子の範囲内にあるかどうかを調 べる］ ａ）　ａｐｐｅｎｄ（ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ、ｃ
ｈｉｌｄ）［子の除去を行なってから、こ の子を、親の下に再挿入する］ ｃ、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎ
ｇ（ｃｈｉｌｄ）　［次の子を処理するコ ア。ｒｅｐ　１ａｃｅ　（ｒｏｏｔ　、　ｆ　１ｒｓｔ
ｓｃｏｐｅｄｃｈ　ｉ　ｌｄ　。

１ａｓｔＴｏＲｅｐｌａｃｅ、ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉ
ｓｔ）　［スコープが指定された子を含んでいる子の範
囲を、その範囲からのすべての未除去のサブツリーと置
き換えるコ ８、　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）
Ｘ　ＩＩ　、　　ｒｅｍｏｖｅｓｕｂｔｒｅｅｓ　（ｒ
ｏｏｔ、５ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ＋ｃｏｍｐ
ｓｕｂｔｒｅｅｓ、　１ｉｓｔ）。所定のサブツリーの
スコープが指定されていないルート・ノード、スコープ
・セット、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒセツト、完全にスコー
プが指定されたサブツリーのセット、及びサブツリーの
リストを与えた場合、リストに、スコープが指定された
ノードから収集されたルートの下のサブツリーを付は加
え、ルートの下からスコープが指定されたノードを除去
する。

第２図の例の木を想定し、Ｂ２及び空のリストを与えた
場合、このルーチンは空のリストを返す。

Ｂ２及び空のリストを与えた場合、Ｇ工及びＧ２を含ん
でいるリストを返し、木からＧ１及びＧ２を削除する。

入カニ ｒｏｏｔ ノードで、この下からサブツリーが除去されるもの。

ｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ その下にスコープが指定されたノードがあるノードのセ
ット ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット　ｉｓｔ 新しいサブツリーが追加されるリスト 出カニ ｃｏｐｅ スコープに残っているノードのセット （ｒｅｍｏｖｅの後には何もない） 　ｉｓｔ 新しいサブツリーが追加されたリスト 方法： １　、　ｇｅｔＦｉｒｓｔｓｃｏｐｅｄ（ｒｏｏｔ、５
ｃｏｐｅ、５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｔｏｐ）。

［最初のサブツリーのｔｏｐを捕捉する］２、ｔｏｐが
空でない場合［まだ他にサブツリーが残っているコ ａ、　ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｔｏｐ
）ｂ、　ｒｅｍｏｖｅＩｍｍｅｄｉａｔｅ（ｐａｒｅｎ
ｔ、ｔｏｐ、５ｃｏｐｅ。

５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、１
ｉｓｔ）　［親の残っているスコープが指定された子孫
を除去し、リストを更新するコ Ｃ１それ以外の場合 １）　ｇｅｔＨｅｘｔｓｃｏｐｅｄ（ｒｏｏｔ、５ｃｏ
ｐｅ＋５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ、ｐａｒｅｎｔ、ｔｏｐ）
　［追加する次のサブツリーを取得し、ｔｏｐが（親の
すべての他のスコープが指定された子孫とともに）除去
されているので、親から探索を開始する］ Ｘｌｌ１．　ｒｅｍｏｖｅＴｒｅｅｓ（ｔｒｅｅ、５ｃ
ｏｐｅ、ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ。

１ｉｓｔ）。木全体のルート、除去を試みるノード識別
子のセット、及び相補のスコープが指定されたサブツリ
ーのセットを与えた場合、スコープが指定されたノード
から収集されたサブツリーのリストを返し、スコープの
指定されたノードを木から削除する。　ｒｅｍｏｖｅＴ
ｒｅｅｓはｃｏｌｌｅｃｔＴｒｅｅｓを呼び出し、次い
でｄｅ　１ｅｔｅＴｒｅｅｓを呼び出すのと同じ機能を
果たすが、ｒｅｍｏｖｅＴｒｅｅｓの方が効率がよい。

第２図の例の木を想定し、Ａ１に基づく木、ならびにＢ
１、Ｂ３、Ｃ２、Ｅｌ、Ｆｌ、Ｆ２、Ｇ１、及びＧ２を
含むセットをスコープとして与えた場合、このルーチン
はサブツリーＣ２、Ｂ３、及びＥｌをこの順序で含んで
いるリストを返し、Ｂｌ、Ｂ３、Ｃ２、Ｅｌ、Ｆｌ、Ｆ
２、Ｇ１、及びＧ２を木から削除する。

入カニ ｒｅｅ 木のルートで、これから木が除去されるｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット出カニ ｃｏｐｅ スコープに残っているノードのセット （ｒｅｍｏｖｅの後には何もない） ｉｓｔ 木から除去されたサブツリーのリスト 方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ）　［その
下にスコープが指定されたノードを有しているノードを
保持するセットを作成する］ ２．　ｂｕｉｌｄｓｃｏｐｅＵｎｄｅｒ（ｓｃｏｐｅ、
５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ）［５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒセツト
を作成するコ３、　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｔｒｅｅ
）の場合［トップ・ノードにスコープが指定されている
かどうか調べるコａ、　ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａ
ｒｅｎｔ（ｔｒｅｅ）　［ノードにスコープが指定され
ている。その親を取得するコｂ、　ｍが空の場合［木が
ルートであるかどうか調べる］ １）　Ｆａｉｌ　［ルートを除去できないコｃ、　ｃｒ
ｅａｔｅ（ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）ｄ、　ｒｅｍ
ｏｖｅｓｃｏｐｅｄ（ｔｒｅｅ、５ｃｏｐｅ、５ｃｏｐ
ｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ、ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓ
ｔ）　［トップ１ノード及びそのスコープが指定された
子孫を除去し、未除去のサブツリーのリストを返すコ ｅ、　ｒｅｐｌａｃｅ（ｐａｒｅｎｔ、ｔｒｅｅ、ｔｒ
ｅｅ。

ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ、５ｔａｔｕｓ）　［木を
未除去のサブツリーと置き換えるコ ｆ、　ａｐｐｅｎｄ（ｌｉｓｔ、ｔｒｅｅ）　［木を除
去されたサブツリーのリストに入れるコ ｇ、　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｕｎｒｅｍｏｖｅｄＬｉｓｔ）
４、それ以外の場合 ａ、　ｒｅｍｏｖｅＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｔｒｅｅ、５ｃ
ｏｐｅ＋５ｃｏｐｅＵｎｄｅｒ。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、１ｉｓｔ）　［）　ツブ・
ノードにスコープが指定されていない。サブツリーを除
去し、これらをリストに入れるコ ＸＩ”／、　１ｎｓｅｒｔＬｅｆｔ（ｎｏｄｅ、１ｉｓ
ｔ）。サブツ、リーのリストを木の所定のノードの左側
へ挿入する。

入カニ ｎｏｄｅ 左側へ挿入するノード 　ｉｓｔ 挿入するサブツリーのリスト 方法： １　、　ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｎｏ
ｄｅ）　［ノードの親を見つけるコ ２、　ｐｒｅｙ　＝　ｇｅｔＬｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ（
ｎｏｄｅ）　［：その後に挿入を行なうノードを決定す
るコ ３、　ｇｒａｆｔ（ｐａｒｅｎｔ、ｐｒｅｙ、１ｉｓｔ
、５ｔａｔｕｓ）　［木を挿入するコ ＸＶ、　ｉｎｓｅｒｔＲｉｇｈｔ（ｎｏｄｅ、１ｉｓｔ
）。サブツリーのリストを木の所定の７−ドの右側へ挿
入する。

入カニ ｎｏｄｅ 右側へ挿入するノード 　ｉｓｔ 挿入する木のリスト 方法： １、　ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｎｏｄ
ｅ）　［ノードの親を見つけるコ ２、　ｇｒａｆｔ（ｐａｒｅｎｔ、ｎｏｄｅ、１ｉｓｔ
、５ｔａｔｕｓ）　［木を挿入するコ ＸＶｌ、　１ｎｓｅｒｔＡｒｏｕｎｄ（ｎｏｄｅ、１ｉ
ｓｔ）ｏサブツリーのリストを、リストのサブツリーの
１つのリーフの１つの子として、所定のノードを存して
いるそのノードの親の子として挿入する。選択されたリ
ーフは、所定のノードが適合する最初のリーフである。

入カニ ｎｏｄｅ 周囲へ挿入されるノード ｌｉｓｔ 挿入する木のリスト 方法： １゜ｐａｒｅｎｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎｔ（ｎｏｄｅ
）　［ノードの親を見つけるコ ２、　ｐｒｅｙ　＝　ｇｅｔＬｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ（
ｎｏｄｅ）　［その後に挿入を行なうノードを決定する
コ ３、　ｃｒｅａｔｅ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ）　［接合す
るダミーのりストコ４、　ａｐｐｅｎｄ（ｃｈｉｌｄＬ
ｉｓｔ、ｎｏｄｅ）　［後で接合するためにノードを記
憶する］ ５、　ｒｅｐｌａｃｅ（ｐａｒｅｎｔ、ｎｏｄｅ、ｎｏ
ｄｅ、１ｉｓｔ、５ｔａｔｕｓ）［ノードを除去し、こ
れをリストと置き換えるコロｔ、　ｔｒｅｅ　＝ｇｅｔ
Ｆｉｒｓｔ（ｌｉｓｔ）７、木が空でない場合［リスト
内の木を繰り返すコａ、　１ｅａｆ　＝　ｇｅｔＦｉｒ
ｓｔＬｅａｆ（ｔｒｅｅ）ｂ、リーフが空でない場合［
木のリーフを繰り返すコ １）　　ｇｒａｆｔ（ｌｅａｆ、ｎｕｌｌ、ｃｈｉｌｄ
Ｌｉｓｔ、５ｔａｔｕｓ）２）　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏ
ｋの場合 ａ）　ｒｅｔｕｒｎ　［周囲への挿入の成功］３）　１
ｅｆｔ　＝ｇｅｔＮｅｘｔＬｅａｆ（ｔｒｅｅ、１ｅａ
ｆ）　［：次の木を試みるコ ｃ、　ｔｒｅｅ　＝　ｇｅｔＨｅｘｔ（ｌｉｓｔ、ｔｒ
ｅｅ）　［次の木を試みるコ ８、　ｆａｉｌ　［試みることのできる木が他にない。

不成功コ Ｘ■、　１ｎｓｅｒｔｌＪｉｔｈｉｎ（ｎｏｄｅ、１ｉ
ｓｔ）。サブツリーのリストを、リストのサブツリーの
１つのリーフの１つの子として、所定のノードの子を有
しているそのノードの子として挿入する。選択されたリ
ーフは、子が適合する最初のリーフである。

入カニ ｎｏｄｅ 内部へ挿入されるノード 　ｉｓｔ 挿入する木のリスト 方法： １．２ａｒｅｎｔ　＝　ｎｏｄｅ　［内部に挿入される
親を見つけるコ ２、　　ｃｒｅａｔｅ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ）３、　ｎ
ｏｄｅ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔｃｈｉｌｄ（ｎｏｄｅ）
　［最初の子を見つけだすコ ４、ノードが空でない場合［子を走査するコａ、　ａｐ
ｐｅｎｄ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ、ｎｏｄｅ）　［子を思
い出すコｂ、　ｎｏｄｅ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂ
ｌｉｎｇ（ｎｏｄｅ）　［次の子コ５、　ｒｅｐｌａｃ
ｅ（ｐａｒｅｎｔ、ｇｅｔＦｉｒｓｔｃｈｉｌｄ（ｐａ
ｒｅｎｔ）。

ｇｅｔＬａｓｔｃｈｉｌｄ（Ｐａｒｅｎｔ）、１ｉｓｔ
、５ｔａｔｕｓ）　［子をすべてリストと置き換えるコ ロ、　ｔｒｅｅ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔ（ｌｉｓｔ）７
、木が空でない場合［リストの木を繰り返すコａ、　１
ｅａｆ　＝ｇｅｔＦｉｒｓｔＬｅａｆ（ｔｒｅｅ）ｂ、
リーフが空でない場合［木のリーフを繰り返す］ １）　ｇｒａｆｔ（ｌｅａｆ、ｎｕｌｌ、ｃｈｉｌｄＬ
ｉｓｔ、５ｔａｔｕｓ）２）　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ
の場合 ａ）　Ｒｅｔｕｒｎ　［内部への挿入の成功コ３）　１
ｅａｆ　＝　ｇｅｔＨｅｘｔＬｅａｆ（ｔｒｅｅ、１ｅ
ａｆ）　［次のリーフを試みるコ ｃ、　ｔｒｅｅ　＝　ｇｅｔＮｅｘｔ（ｌｉｓｔ、ｔｒ
ｅｅ）　［次の木を試みる］ ８、　ｆａｉｌ　［試みることのできる木が他にない。

不成功コ Ｘ■、　１ｎｓｅｒｔＴｒｅｅｓ（ｎｏｄｅ、ｒｅｌａ
ｔｉｏｎ、１ｉｓｔ）ｏ　ターゲット・ノード、このタ
ーゲット・ノードとの関係、及び挿入されるサブツリー
のリストを与えた場合、ターゲット・ノードに対する関
係で、サブツリーを挿入する。

入カニ ｎｏｄｅ 内部へ挿入されるノード ｒｅｌａｔｉｏｎ ノードに対するターゲットの関係 　ｉｓｔ 挿入する木のリスト 方法： １、次のＣａ５ｅの関係 ａ、　１ｅｆｔ １）　１ｎｓｅｒｔＬｅｆｔ（ｎｏｄｅ、１ｉｓｔ）ｂ
、　ｒｉｇｈｔ １）　ｉｎｓｅｒｔＲｉｇｈｔ（ｎｏｄｅ、１ｉｓｔ）
ｃ、　ａｒｏｕｎｄ １）　１ｎｓｅｒｔＡｒｏｕｎｄ（ｎｏｄｅ、１ｉｓｔ
）ｄ、　ｗｉｔｈｉｎ １　）　１ｎｓｅｒｔ％Ｊｉｔｈｉｎ（ｎｏｄｅ、　１
ｉｓｔ）ＸＩＸ、　ｃｈｅｃｋｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅ
（ｎｏｄｅ、５ｃｏｐｅ、ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ。

ａ　１ｒｅａｄｙｃｈｅｃｋｅｄ）。ノード、スコープ
・セット、完全にスコープが指定されたサブツリーを持
っていることが既にわかっているノードのセット、及び
完全なスコープが指定されたサブツリーについて既にチ
エツク済みのノードのセットを与えた場合、ノードの下
のサブツリーがスコープの指定されたノードだけで作成
されているかどうかを示す。

入カニ ｎｏｄｅ チエツクの対象となるサブツリーのルートｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで構成されているサブ
ツリーを有していることが既にわかっているノードのセ
ット ａ　１ｒｅａｄｙｃｈｅｃｋｅｄ 既にｃｈｅｃｋｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅによってチエツ
クされているスコープ内のノードのセット 出カニ ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで構成されているサブ
ツリーを有していることがわかっているノードのセット ａ　ｌｒｅａｄｙｃｈｅｃｋｅｄ ｃｈｅｃｋｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅによってチエツクさ
れているスコープ内のノードのセット 方法： １、　ｑｕｅｒｙ（ｓｃｏｐｅ、ｎｏｄｅ）の場合［ノ
ードがスコープ内にあるかどうか調べるコ ａ、　ｑｕｅｒｙ（ａｌｒｅａｄｙｃｈｅｃｋｅｄ、ｎ
ｏｄｅ）［ｃｈｅｃｋＣｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅが既にこ
のノードをチエツクしたかどうかを調べるコ １　）　ｒｅｔｕｒｎ ｂ、　Ｉｎ５ｅｒｔ（ａｌｒｅａｄｙｃｈｅｃｋｅｄ、
ｎｏｄｅ）　［ノードを）ｃｈｅｃｋｃｏｍｐｓｕｂｔ
ｒｅｅがチエツクを行なったノードのセットに追加する
］ Ｃ，ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔｃｈｉｌｄ（ｎ
ｏｃｌｅ）ｄ、子が空でない場合［ノードの子がまだあ
る間ループするコ １）　ｃｈｅｃｋｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅ（ｃｈｉｌｄ
、５ｃｏｐｅ。

ｃｏ＋ｏｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ＡｌｒｅａｄｙＣｈｅｃ
ｋｅｄ）　［子の下のサブツリーに完全にスコープが指
定されているかどうかをチエツクし、指定されている場
合には、ノードをｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅδ′Ｓに追加す
るコ ２）　ｑｕｅｒｙ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｃｈｉ
ｌｄ）でない場合ａ、　　ｒｅｔｕｒｎ ３）　　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉ
ｎｇ（ｃｈｉｌｄ）［次の子をチエツクする］ ｅ、　ｉｎｓｅｒｔ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ、ｎｏ
ｄｅ）　［ノードにスコープが指定されており、すべて
のその子のサブツリーにスコープが指定されているので
あるから、ノードのサブツリーにはスコープが指定され
るコ ＸＸ、　ｂｕｉｌｄｃｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｓｃｏ
ｐｅ、ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）ｏスコープ・セット
を与えた場合、スコープが指定されているノードだけで
構成されているサブツリーのルートであるノードのセッ
トを返す。どのサブツリーにスコープが完全に指定され
ているかを判断するが、これは完全なサブツリーととも
に操作した場合に１ｃｏｌｌｅｃｔＴｒｅｅｓ、　ｒｅ
ｍｏｖｅＴｒｅｅｓ及びｄｅ　１ｅｔｅＴｒｅｅｓ操作
が近道を通れるからである。

第２図の例の木を想定した場合、このノードのセットは
Ｃ２、Ｆｌ、Ｆ２、Ｇ１、Ｇ２、及びＥｌを含む。

入力： ｓｃｏｐｅ スコープ内にあるノードのセット。

出カニ ｃｏｍｐＳｕｂｔｅｅｓ スコープが指定されたノードだけで、そのサブツリーが
作られているノードのセット方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ａｌｒｅａｄｙｃｈｅｃｋｅｄ）
　［完全なサブツリーについてチエツクされたノードの
セットを初期設定するコ ２、　ｎｏｄｅ　＝ｇｅｔＦｉｒｓｔ（ｓｃｏｐｅ）　
［：ノードをスコープから取り出すコ ３．７−ドが空でない場合［スコープ内に他のノードが
ある間ループする］ ａ、　ｃｈｅｃｋｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅ（ｎｏｄｅ、
５ｃｏｐｅ。

ｃｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ、ａｌｒｅａｄｙＣｈｅｃｋ
ｅｄ）　［ノードの下のサブツリーに完全にスコープが
指定されているかどうかをチエツクし、指定されている
場合には、ノードを ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓに追加するコｂ、　ｎｏｄｅ
　＝ｇｅｔＨｅｘｔ（ｓｃｏｐｅ）　［次の任意のノー
ドをスコープから取り出すコ ４、　ｄｅｓｔｒｏｙ（ａｌｒｅａｄｙｃｈｅｃｋｅｄ
）主な関数 以下の関数は上述のサブルーチンを使用して定義される
。これらの関数は汎用化された構造編集操作、すなわち
削除、複写、移動、挿入の高レベルの視点を提供する。

第１１図は以下で説明する処理の流れを示す。データを
取り扱う工程を中心に検討を行なうが、スコープ、操作
のタイプ、ターゲット・ノード、及びターゲット・ノー
ドに対する関係を指定するのに必要なユーザの対話につ
いては検討しない。

Ａ、　Ｄｅｌｅｔｅ（ｔｒｅｅ、５ｃｏｐｅ）。スコー
プを木から削除する。

入カニ ｒｅｅ 削除を開始する木のルート ｓｃｏｐｅ スコープ内のノードのセット 出カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内に残っているノードのセット［削除後は何も
残らないコ 方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）　［
サブツリーに完全にスコープが指定されているノードに
対するセットを作成する］ ２、　ｂｕｉｌｄＣｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｓｃｏｐ
ｅ、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）［サブツリーに完全
にスコープが指定されているノードのセットを構築する
コ ３、　ｄｅｌｅｔｅＴｒｅｅｓ（ｔｒｅｅ、　５ｃｏｐ
ｅ、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）［木を削除するコ ４、　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｃｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ）Ｂ
　、　Ｃｏｐｙ（ｔｒｅｅ、５ｃｏｐｅ、ｎｏｄｅ、ｒ
ｅｌａｔｉｏｎ）　ｏスコープをターゲット位置に複写
する。

入カニ ｒｅｅ 削除を開始する木のルート ｓｃｏｐｅ スコープ内のノードのセ・シト ｎｏｄｅ ターゲット・ノード ｒｅｌａｔｉｏｎ ノードに対するターゲットの関係 出カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内に残っているノードのセット［複写後は何も
残らないコ 方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｔｒｅｅｌｉｓｔ）　［スコープ
を構成する木のりストコ ２、　ｃｒｅａｔｅ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）　［
サブツリーに完全にスコープが指定されているノードに
対するセットを作成するコ ３、　ｂｕｉｌｄＣｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｓｃｏｐ
ｅ、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）［サブツリーに完全
にスコープが指定されているノードのセットを構築する
コ ４、　ｃｏｌｌｅｃｔＴｒｅｅｓ（ｔｒｅｅ、　５ｃｏ
ｐｅ、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ。

ｔｒｅｅＬｉｓｔ）　［スコープが指定されたサブツリ
ーを収集する］ ５、１ｎｓｅｒｔＴｒｅｅｓ（ｎｏｄｅ、　ｒｅｌａｔ
ｉｏｎ　ｔｒｅｅＬｉｓｔ）　［収集された木を、ター
ゲットに挿入するコロ、　ｍａｋｅＥｍｐｔｙ（ｓｃｏ
ｐｅ）　［スコープをクリアするコア　、　ｄｅＳｊｒ
□ｙ（ｃｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ）８、　ｄｅｓｔｒｏ
ｙ（ｔｒｅｅＬｉｓｔ）ｃ　、　Ｍｏｖｅ（ｔｒｅｅ、
５ｃｏｐｅ＋ｎｏｄｅ、ｒｅｌａｔｉｏｎＬスコープを
ターゲット位置へ移動する。

入カニ ｒｅｅ 削除を開始する木のルート ｓｃｏｐｅ スコープ内のノードのセット ｎｏｄｅ ターゲット・ノード ｒｅｌａｔｉｏｎ ノードに対するターゲットの関係 出カニ ｓｃｏｐｅ スコープ内に残っているノードのセット［移動後は何も
残らないコ 方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｔｒｅｅｌｉｓｔ）　［スコープ
を構成する木のりストコ ２、　ｃｒｅａｔｅ（ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）　［
サブツリーに完全にスコープが指定されているノードに
対するセットを作成するコ ３、　ｂｕｉｌｄＣｏｍｐＳｕｂｔｒｅｅｓ（ｓｃｏｐ
ｅ、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ）［サブツリーに完全
にスコープが指定されているノードのセットを構築する
］ ４、　ｒｅｍｏｖｅＴｒｅｅｓ（ｔｒｅｅ、　５ｃｏｐ
ｅ、　ｃｏｍｐｓｕｂｔｒｅｅｓ。

ｔｒｅｅＬｉｓｔ）　［スコープが指定されたサブツリ
ーを収集し、これらを木から削除する］ ５、１ｎｓｅｒｔＴｒｅｅｓ（ｎｏｄｅ＋　ｒｅｌａｔ
ｉｏｎ　ｔｒｅｅＬｉｓｔ）　［収集された木を、ター
ゲットに挿入するコロ、　　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｃｏｍｐ
Ｓｕｂｔｒｅｅｓ）７、　　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｔｒｅｅ
Ｌｉｓｔ）Ｄ　、　Ｉｎ５ｅｒｔ（ｔｒｅｅ、ｎｏｄｅ
、ｒｅｌａｔｉｏｎ、ｎｏｄｅＴｙｐｅ）　ｏ所定のタ
イプの新しいノードを、ターゲット位置に挿入する。

入カニ ｒｅｅ 削除を開始する木のルート ｎｏｄｅ 内部に挿入されるノード ｒｅ　ｌａｔ　ｉｏｎ ノードに対するターゲットの関係 ｎｏｄｅＴｙｐｅ 作成されるノードのタイプ 方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｔｒｅｅｌｉｓｔ）　［スコープ
を構成する木のりスト］ ２、　ｃｒｅａｔｅＨｏｄｅ（ｎｅｗＮｏｄｅ、ｎｏｄ
ｅＴｙｐｅ）　［適切なタイプでノードを作成するコ ３、　ａｐｐｅｎｄ（ｔｒｅｅＬｉｓｔ、ｎｅｗＭｏｄ
ｅ）４．１ｎｓｅｒｔＴｒｅｅｓ（ｎｏｄｅ、ｒｅｌａ
ｔｉｏｎ、ｔｒｅｅＬｉｓｔ）ｔ５．ｄｅｓｔｒｏｙ（
ｔｒｅｅＬｉｓｔ）好ましい実施例の拡張 木構造のデータを処理するための多くの編集システムが
開発されているが、本発明者はｎ元の木を処理し、この
ような木に構文規則を強制する先行技術を知らない。好
ましい実施例のこの拡張を、以下で説明する。

従来技術において、構文制御形エディタによって処理さ
れた木は、バッカス・ナウル形式（ＢＮＦ）の構造を内
部水に直接適用した形式を取る。

ＢＮＦは一連のデータ内に有効な関係を指定する手段で
ある。何らかの言語に属するものと認識できる正しい順
序を定義するために、ＢＮＦは開発された。言語の文法
関係を説明する中間段階を表わすのに木を使用すること
は、その後に行なわれるようになった。

ＢＮＦはプロダクションという規則で構成されている。

各プロダクションは何らかの区切り文字、一般には矢印
、またはストリング「：：＝」によって分離された右辺
と左辺を有している。左辺は単一のワードからなってい
る。（常にそうなのではない。ＢＮＦの最も一般的な記
述は、プロダクションの両辺に列を入れることを認める
ものである。

しかしながら、この機能は実際のシステムに使用するに
は困難過ぎるものであり、またプログラミング言語など
の正式な言語には不必要なものである。）このワードは
非端末ワードである。右辺はゼロ個または複数個のワー
ドからなっており、これらは非端末ワードであっても、
端末ワードであってもかまわない。端末ワードがプロダ
クションの左辺に現れることはまったくない。木のノー
ドが各非端末ワードに対して生成された場合には、左辺
としてこの非端末ワードを存しているプロダクションの
右辺は、このノードに対する正しい子を定義する。

非端末ワードを２つ以上のプロダクションの左辺に入れ
てもかまわない。この場合、右辺が等しい必要はない。

すなわち、ノードの単一のタイプは異なる時点で、異な
るタイプの子を有することができる。

非端末ワードをプロダクションの左辺及び右辺の両方に
入れてもよく、あるいは文法の依存関係内で深くネスト
してもよい。この帰納は列をＢＮＦで表現する方法であ
る。たとえば、下記はステートメントの列を帰納的に定
義する。ここで定義されたステートメントの列が、長さ
ゼロにならないことに留意されたい。

ｓｔａｔｅｍｅｎｔｓ ｓｔａｔｅｍｅｎｔｓ ｓｔａｔｅｍｅｎｔ ｓｔａｔｅｍｅｎｔ ｉｆＳｔａｔｅｍｅｎｔ ：：＝　　ｓｔａｔｅｍｅｎｔ ：：＝　　ｓｔａｔｅｍｅｎｔ　　ｓｔａｔｅｍｅｎｔ
：：＝　　ｉｆｓｔａｔｅｍｅｎｔ ：：＝　　ｗｈｉｌｅｓｔａｔｅｍｅｎｔ：：＝　　’
ＩＦ’　　ｃｏｎｄｉｔｉｏｎ　　’ＴＨＥＮ’ｓｔａ
ｔｅｍｅｎｔ ｉｆｓｔａｔｅｍｅｎｔ　　　　：：＝　　’ＩＰ’　
　ｃｏｎｃｌｉｔｉｏｎ　　’ＴＨＥＮ’ｓｔａｔｅｍ
ｅｎｔ　　’ＥＬＳＥ’ ｓｔａｔｅｍｅｎｔ ｗｈｉｌｅｓｔａｔｅｍｅｎｔ　：：＝　’Ｗ旧ＬＥ’
　ｃｏｎｄｉｔｉｏｎ　’ＤＯ。

ｓｔａｔｅｍｅｎｔｓ　　’ＥＮＤ’ 言語全体の規則を単純なりＮＦで書くのは、効率が悪い
。ＢＮＦを普遍的に拡張し、規則の簡潔な表現ができる
ようにする。拡張は垂直のバー「１」を用いて、端末ワ
ード及び非端末ワードの間での選択を示し、角かっこ「
「コ」を使用して、オプションの端末または非端末ワー
ドを示し、かつ中かっこ「（）」を使用して、長さが０
ないしｎのステートメントの列を示すことを含んでいる
（ただし、ｎは任意の正の整数である）。これらの拡張
の正確な意味の定義は、実施形態ごとに異なる。たとえ
ば、上記の６つのプロダクションを次のものによって置
き換えることができる。

ｓｔａｔｅｍｅｎｔｓ　　　：：＝ｓｔａｔｅｍｅｎｔ
　（ｓｔａｔｅｍｅｎｔ）ｓｔａｔｅｍｅｎｔ　　　　
：：＝ｉｆＳｔａｔｅｍｅｎｔｗｈ　ｉ　ｌｅｓｔａｔ
ｅｍｅｎｔ ｉｆｓｔａｔｅｍｅｎｔ　　　：：＝　’ＩＦ’　ｃｏ
ｎｄｉｔｉｏｎ　’ＴＨＥＮ’ｓｔａｔｅｍｅｎｔ　［
’ＥＬＳＥ’ ｓｔａｔｅｍｅｎｔ１ ｗｈｉｌｅｓｔａｔｅｍｅｎｔ　：：＝　’ＷＨＩＬＥ
’　ｃｏｎｄｉｔｉｏｎ　’Ｄｏ。

ｓｔａｔｅｍｅｎｔｓ　’ＥＮＤ’ これらの拡張はＢＮＦの表現力を拡張するものではなく
、書きやすくするだけのものである。これらの拡張の単
純なりＮＦへの変形は、簡単である。このため、ＢＮＦ
の拡張はくだけた言い方で、「構文の砂糖」と呼ばれる
が、これはこれらがＢＮＦの構文を理解しやすくするか
らである。

木の各ノードが単純なりＮＦのいくつかのプロダクショ
ンの特定の場合を表わすように構築された木を、バーズ
木という。本明細書で提示する簡単な文法を使用して、
ステートメントの有効な列を表わすバーズ木を、第５図
に示す。

使用されている中間ノードの数に留意されたい。

本発明者が認識している先行技術において、構文制御形
エディタによって処理される木は、単純なりＮＦ槽構造
直接内部水に表現した形態を取っている。これは木のノ
ードの各タイプが、一定数の子を持っていることを必要
とする。

本発明の好ましい実施例は、ノーＰが可変数の子を有す
ることを可能とし、また拡張ＢＮＦとまったく等しい形
態で木を維持することによって、中間ノードの必要性を
除去する。さらに、拡張ＢＮＦ　（Ｄ　中間物であるい
くつかのノードが、木に存在する必要はない。この改善
された木の表現を使用すると、以前の単純な文法を第６
図に示すように表わすことができる。

この表現では、多くの小さいノードが必要なことに留意
されたい。列の「バックボーン」として用いる中間ノー
ドが多（なればなるほど、構文制御形エディタのユーザ
が関心を持つデータ、すなわち最低レベルのステートメ
ント自体に利用できる記憶域は少なくなる。さらに、エ
イダ・プログラミング言語のような大規模で、複雑な言
語では、共通言語構成を定義するのに必要な中間プロダ
クションの数は、きわめて多くなる。これらのノードす
べてを処理するには、時間がかかり、ユーザの処置に対
するエディタの応答時間が遅くなる。

好ましい実施例のこの拡張の背景をなす基本的な概念、
すなわち構造エディタの構文の正しさを維持する（それ
故、このエディタを構文制御形エディタとする）方法は
、「ソケット」を使用することである。ソケットはノー
ドのタイプ、及び所定のノードと関連付けることのでき
る関係を定義する。

本実施例はデータ及び関係を表わすｎ元の木を維持する
。換言すると、各ノードはこれに関連する任意の数を他
のノードを宵することができる。

各ノード（正確に言えば、各タイプのノード）は一定数
のソケットまたは許容可能な関係を存する。

しかしながら、ソケットの基準を満たす任意の数のノー
ドを、このソケットを介して、所定のノードと関連付け
ることもできる。

以下の文法の例を使用して、ソケットの概念の説明を援
助する。「１」、「「コ」及び「（）」はこの文法にお
いて、拡張ＢＮＦの場合と同じことを意味する。この文
法は木の処理のためだけに使用されるものであるから、
非端末ワードは示さない。

ｂｌｏｃｋ　　　　　　：：＝　（ＤＥＣＬＡＲＥ）　
（ｓｔａｔｅｍｅｎｔ）ＤＥＣＬＡＲＥ　　　　　：：
＝　ＶＡＲＰＡＲＴ　ＴＹＰＥＰＡＲＴＶＡＲＰＡＲＴ
　　　　　’ ＴＹＰＥＰＡＲＴ　　　　− ｓｔａｔｅｍｅｎｔ　　　　　：：＝ＩＦＳＴＡＴＥＭ
ＥＮＴＷＨＩＬＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴ ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴ　　　：：＝　Ｃ０ＨＤＩＴＩ
ＯＮ　ＴＩＩＥＮＰＡＲＴ［ＥＬＳＥＰＡＲＴ］ Ｃ０ＨＤＩＴＩＯＨ ＴＩＩＥＮＰＡＲＴ　　　　　：　：　＝（ｓｔａｔｅ
ｍｅｎｔ）ＥＬＳＥＰＡＲＴ　　　　　：：＝（ｓｔａ
ｔｅｍｅｎＵＶ）ＩＩＩ、ＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴ　：：
＝Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮ　ｎｕｌｌｏｒｂｌｏｃｋｎｕｌ
ｌｏｒｂｌｏｃｋ　　　：：＝　ＮＵＬＬＳＴＡＴＥＭ
ＥＮＴ　ｌ　ｂｌｏｃｋＮＵＬＬＳＴＡＴＥＭＥＮＴ　
　　：：＝各右辺の非端末ワードは左辺と関連するソケ
ットを表わす。各ソケットは言語定義テーブルで定義さ
れた２つの属性を有している。この２つの属性は、ソケ
ットに接続できるノードの数を判断するソケット・タイ
プ、及び他のどのノードのタイプをこのソケットに接続
できるがを判断するこのソケットに対する接続規則であ
る。メート・タイプ（左辺で定義される）のすべてのノ
ードは、そのソケットの同一の定義を共有する。

ソケットに有効なタイプは次のとおりである。

必須 接続規則に合致するノードを、常にソケットに接続しな
ければならない。必須ソケットは文法では、「（）」ま
たは「「コ」で囲まれていない右辺の非端末ワードとし
て表わされる。たとえば、ＤＥＣＬＡＲＥプロダクショ
ンは２つの必須ソケット、ＶＡＲＰＡＲＴ及びＴＹＰＥ
ＰＡＲＴを有している。

オプション 接続規則に合致するノードをソケットに接続することも
、空にしておくこともできる。オプションのソケットに
対して行なえる接続は、最大１セツトである。オプショ
ンのソケットは文法では、「「コ」で囲まれた右辺の非
端末ワードとして表わされる。たとえば、ＩＦＳＴΔＴ
ＥＭＥＮＴプロダクシロンはオプションのソケット、［
ＥＬＳＥＰＡＲＴコを有している。

ｎ元 接続規則に合致するノードをソケットに接続することも
、空にしておくこともできる。ｎ元のソケットに対して
行なえる接続のセットの数に制限はない。ｎ元のソケッ
トは文法では、「（）」で囲まれた右辺の非端末ワード
として表わされる。たとえば、ブロック・プロダクショ
ンは２つのｎ元のソケット、（ＤＥＣＬＡＲＥ　）及び
（ｓｔａｔｅｍｅｎｔ　）を有している。

各ソケットはプロダクションで決定された、ソケットで
表わされる非端末ワードを定義する単一の接続規則属性
を有している。接続規則は認められる接続の性格を定義
する。接続規則のタイプは４つだけである。すなわち、
単純なタイプ２つき、複雑なタイプ２つである。単純な
タイプは次のとおりである。

構成 構成規則は言語の抽象概念の定義ないし中間定義と対照
をなすものとして、基本的な言語構成、すなわち言語の
使用中に現われる語または句を定義する。構成規則は言
語の指定によって定義される。構成規則は水内に実際に
現われるノードを定義する唯一の規則である。文法例に
おいて、構成規則は大文字の非端末ワードにょって識別
サレル（ＤＥＣＬＡＲＥＸＶＡＲＰＡＲＴ、　ＴＹＰＥ
ＰＡＲＴ　。

１．）。ソケットが構成コネクタ規則名を含んでいる場
合、これは構成コネクタ規則によって定義されたノード
を、ソケットの下に挿入しなければならないことを意味
する。たとえば、ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴノードは構成
接続規則による３つのソケット、すなわちＣ０ＨＤＩＴ
ＩＯ旧こ対するもの、ＴＨＥＮＰＡＲＴに対するもの、
及びＥＬＳＥＰＡＲＴに対するオプションのものである
。（第７図のノード４はＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴである
。） ノードのタイプには、その構造を定義する構成規則と同
じ名前が与えられる。たとえば、ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮ
Ｔ規則で定義されたノードは、ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴ
のノード・タイプを有している。

コネクタ・セット コネクタ・セット規則は多くの接続規則タイプの１つの
ノードが、ソケットに接続することを可能とする。（ソ
ケットが必須またはオプションのタイプを有している場
合、このソケットに接続できるノードの最大数が１であ
って、各種類に１つではないことに留意されたい。）コ
ネクタ・セット規則は文法の例では、次のように表わさ
れている。

ｌｈｓ　：：＝ｒｈｌ　Ｉ　ｒｈ２　ｌ　ｒｈ３　ｌ　
ｒｈ４　　、、。

ただし、すべてのｒｒｈｘ　Ｊは構成規則タイプを有す
る単一の必須ソケットである。文法の例において、唯一
のコネクタ・セ°ットはｒｓｔａｔｅｍｅｎｔ　Ｊであ
る。ｒｎｕ　ｌ　１ｏｒｂ　１ｏｃｋ　Ｊはｒｂｌｏｃ
ｋＪが構成規則でないので、コネクタ・セットではない
。

ｒｂｌｏｃｋＪが２つ以上のソケットをその右辺に持っ
ており、ｒＤＥＣＬＡＲＥ　Ｊとｒｓｔａｔｅｍｅｎｔ
　Ｊが必須ソケットではなく、かつｒｓｔａｔｅｍｅｎ
ｔ　Ｊが構成規則でないので、ｒｂｌｏｃｋＪはコネク
タ・セットではない。

各構成規則に整数値を割り当てることにより、各構成規
則に対するビット位置を含んでいるビット・アレイとし
て、コネクタ・セットを言語定義テーブルに実現できる
。コネクタ・セット規則が参照する各構成規則に対する
それぞれのビット位置に、１が入れられ、他のビットは
０にセットされる。文法解析アルゴリズムは次いで、き
わめて迅速なビット・アレイ・ルックアップを行なうこ
とによって、与えられた構成規則がコネクタ・セット内
にあるかどうかをチエツクできる。コネクタ・セットは
標準ＢＮＦの言語抽出概念または中間ノードを表わす。

複雑な接続規則タイプは編集中の工程に対して高価なも
のにつく。しかしながら、これらは言語の定義でははる
かにまれなものである。上述の２つの規則はきわめて効
率がよく、実際の言語の事例の９０％超をカバーしてい
る。エイゾ・プログラミング言語に類似した言語のテス
ト・ケースの文法では、接続規則の９７％が構成規則ま
たはコネクタ・セット規則であった。これらの単純な規
則のタイプを、以下で説明する方法とともに使用した場
合、子のノードを子のノード当たりきわめて少ないテー
ブル・ルックアップで、親のノードに接合することがで
きる。

以下の複雑な接続規則タイプは、単一のソケット内にネ
ストされたソケットに対する機構を提供する。これらの
接続規則はきわめて標準的なパーサを定義し、さまざま
な規則タイプがさまざまな効率を得ることを可能とする
。

コネクタ 合致する接続規則タイプが構成規則に限定されないとい
う意思外は、コネクタはコネクタ・セットと類似してい
る。コネクタ・セット規則と同様に、コネクタ規則は文
法の例では、次のように現われる。

ｌｈｓ　：：＝ｒｈｌ　Ｉ　ｒｈ２　ｌ　ｒｈ３１　ｒ
ｈ４　Ｉ　、、。

相違点は、各ｒｒｈｘＪが構成規則を宵する単一の必須
ソケットである必要がないところである。

コネクタ・セット、コネクタ、または配列コネクタの接
続規則タイプを有する、単一の必須ソケットでもよい。

文法の例において、 ｒ　ｎｕ　ｌ　１ｏｒｂ　１ｏｃｋ　Ｊはコネクタ規則
である。

配列コネクタ 配列コネクタ規則はソケットを、サブソケットに分割す
る。各サブソケットは任意のタイプのものでよく、かつ
任意のタイプの接続規則を有することができる。「１」
というＢＮＦの符号は配列コネクタ規則では認められな
い。すなわち、サブセットの代替定義はない。文法の例
において、ｒｂｌｏｃｋＪは配列コネクタ規則である。

本発明の方法は、サブツリーのリストまたは範囲を使用
する、接合及び置換を含む編集操作によって、これらの
構成規則を維持する方法を画定する。

以下の例は接合操作及び置換操作の結果を示す。

これらの例は第７図に示した初期水を有する文法の例に
基づくものである。

この木から開始すると、ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴ及びＷ
ＨＩＬＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴがノード９の下、及びノー
ド１１の後ろに接合される。その結果を第８図に示す。

第９図はＩ　ＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴ及びＭｌ（ＩＬＥＳ
ＴＡＴＥＭＥＮＴと、ノード１の下の）−ド３及び４を
置き換えた結果を示す。

第１０図は文法の例に含まれている情報の表形式、なら
びに本発明の好ましい実施例の実施態様を示す。これを
使用して、上記の接合及び置換操作を行なう。

表には、文法のあらゆるプロダクションに対する行が１
つある。

「規則のタイプ」という欄は各プロダクションがどのタ
イプの規則であるかを示している。

「子は複雑か？」という欄はコネクタまたは配列コネク
タ規則が、構成規則のソケットのいずれかに対する接続
規則として使用されているかどうかを示す。使用されて
いれば、ソケットに接続されている子は複雑（真）であ
り、使用されていなければ、複雑ではない（偽）。ｒ子
は複雑か？」フィールドは、高速ではあるが、融通性の
ない接合または置換アルゴリズムを使用できるかどうか
（複雑でない子）、あるいは遅いが、融通性のあるアル
ゴリズムを使用しなければならないかを判断するために
使用される。

「ソケットの数」という欄は、構成、コネクタ、または
配列コネクタ規則に対して、ソケットがいくつ定義され
ているかを示す。

構成、コネクタ、または配列コネクタ規則に対する「ソ
ケットまたはビット・アレイ」という欄は、ソケットの
リストを含んでいる。各ソケットはソケットのタイプ（
必須（ｒ）、オプション（０）、ｎ元（ｎ））及び接続
規則の数で構成されている。

コネクタ・セット規則に対する「ソケットまたはビット
・アレイ」という欄は、ビット・アレイを含んでいる。

ビット・アレイは各規則に１つのビットで構成されてい
る（規則の数Ｏないしｎが付けられている）。ビットの
１という値は、対応する規則によって定義されたノード
を接続できることを示す。第１０図において、規則４、
ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＨＴ規則に対応するビット（ビット
番号５）及びＷ）ＩＩＬＥｓＴＡＴＥＭＥＨＴ規則（ヒ
ツト番号９）は１にセットされる。

上述の接合操作、すなわち第８図に示す構造をもたらす
第７図のノード９の下、及びノード１１の後にＩＦＳＴ
ＡＴＥＭＥＮＴ及びＷＨＩＬＥＳＴＡＴＥＭＥ）ＩＴを
接合する操作に含まれる工程は、以下のとおりである。

１、プロダクションの定義（第１０図）から、ＴＨＥＨ
ＰＡＲＴノード９が複雑な子を存していない（複雑な子
は偽である）ことを判断する。これは高速接合アルゴリ
ズムを使用できることを意味する。（高速アルゴリズム
は新しい子が、ターゲット・ソケットに適合するかどう
かをチエツクするだけである。低速アルゴリズムはノー
ドのすべての子について、あるソケットから、他のソケ
ットに、そのいずれかを移動する必要があるかどうかを
チエツクする。） ２、ノード１１を含んでいるソケット（「後に挿入され
た」もの）がｎ元であるかどうかを判断する。ｎ元であ
れば、新しいノードを挿入でき、そうでなければ、ソケ
ットが既に占有されているから、接合は失敗する。

３、ソケットに対する接続規則が、接合されるノードの
タイプの挿入を許容するかどうか判断する。ノード９の
ソケットは「ステートメント」ソケット（接続規則４）
であって、コネクタ・セット接続規則タイプを有してい
る。規則４のコネクタ・セットに関連するビット・アレ
イは、ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴ及びＩ／ＩＩＬＥｓＴＡ
ＴＥＭＥＨＴ　／　−ドをこのソケットに接続できるこ
とを指定する。挿入される最初のノード（ノード１５）
はＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴノードである。第２のノード
（ノード１６）はＶ旧ＬＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴノードで
ある。それ故、両方のノードをソケットに挿入できる。

４、ノードをソケットに挿入する。

第７図のノード３及び４を、第９図をもたらすＩＦＳＴ
ＡＴＥＭＥＨＴ及びＷＨＩＬＥＳＴＡＴＥ）ＩＥＮＴと
置き換えることに関係する工程は次のとおりである。

１、（υＨＩＬＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴノード１）が複雑
な子を宵しているかどうか判断する。有している場合に
は、低速アルゴリズムを使用しなければならない。（低
速アルゴリズムはメートのすべての子について、あるソ
ケットから、他のソケットに、そのいずれかを移動する
必要があるかどうかをチエツクする。） ２、　Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮノード２、ＩＦＳＴＡＴＥ１
４ＥＮＴノード１５、ＷＨＩＬＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴノ
ード１６、及びｌｔｌＨＩＬＥｓＴＡＴＥＭＥＨＴノー
ド５を含んでいるｃｈｉｌｄｒｅｎＬｉｓｔを構築する
。これらは置換後、ノード１の新しい子になるノードで
ある。

３　、　Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮ　／　−１’　２がＷＩＩ
ＩＬＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴ　／−ド１の最初のソケット
に適合するかどうかを判断する。これはυＨＩＬＥＳＴ
ＡＴＥＭＥＮＴの最初のソケットが、Ｃ０ＮＤＩＴＩＯ
Ｎ構成に接続する必須ソケットだからである。これはノ
ード１の最初のソケットを満たす。

４、ノード１に残っているソケットが１つだけであるか
ら、ノードエ５．１６、及び５を第２のソケットに挿入
することが試みられる。このソケットに対する接続規則
は、規則１０、ｎｕｌｌｏｒｂｌｏｃｋである。ｎｕ　
ｌ　Ｉｏｒｂ　１ｏｃｋがコネクタ構成規則タイプであ
るから、新しいノードを適正に挿入できるものが見つか
るまで、新しいノードの仮想ソケットへの挿入を試みる
。

（コネクタ規則のソケットを仮想ソケットと呼ぶが、こ
れはこれらのソケットが結果として生じる木のソケット
に対応していないからである。） ａ、　ｎｕｌｌｏｒｂｌｏｃｋの最初の仮想ソケットは
構成規則１１　）（ＩＩＬＬｓＴＡＴＥ）４ＥＮＴであ
る。挿入される次のノード、ＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴノ
ード　１５がＮＬＩＬＬＳＴＡＴＥＭＥＮＴではないの
で、こ　のテストは失敗する。

ｂ、　ｎｕｌｌｏｒｂｌｏｃｋの次の仮想ソケットは、
配列コネクタ規則Ｏのブロックである。配列コネクタ規
則の文法解析は、構成規則の文法解析にきわめて類似し
ている。途中でノードを挿入しながら、配列コネクタの
仮想ソケットの左から右へ移動が行なわれる。

１）規則Ｏのブロックの最初の仮想ソケットは接続規則
ＤＥＣＬＡＲＥを有するｎ元である。次のノードＩＦＳ
ＴＡＴＥＭＥＮＴノード１５はＤＥＣＬＡＲＥでないの
で、仮想ソケットに挿入することはできない。

しかし、ｎ元のソケットは子を持つ ことができないので、テストは失敗 しない。

２）ブロックの第２のソケットは接続、またはステート
メントの規則を有 するｎ元である。ステートメント はＩＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴまたはＷｌｌｌＬＥＳＴＡＴ
Ｅ）ｌＥＮＴのいずれかを受は入れるコネ クタ・セット規則タイプである。

次の３つのノード（ノード１５． １６及び５）はすべてＩＦＳＴＡＴＥＭＥＨＴまたはｖ
■■ＬＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴテアルカら、これらはこの
仮想ソケット内 で有効である。文法解析はこれで 終了し、ノード２．１５．１６及 び５をノード１のソケットに接続 する方法が決定された。

５、すべての子を、■（ＩＬＥＳＴＡＴＥＭＥＨＴノー
ド１ソケットから除去する。

８、　Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮノード２を、ＷＨＩＬＥＳＴ
ＡＴＥＭＥＮＴノード１の最初のソケットに接続し、Ｉ
ＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴ及びＷＨＩＬＥＳＴＡＴＥ１４Ｅ
ＮＴ　／　−）’　１５．１６、及び５を、Ｗｌ（ＩＬ
ＥＳＴＡＴＥＭＥＮＴ　／　−）’　１　ノ第２のソケ
ットに接続する。

好ましい実施例の拡張で使用されるユーティリティ関数 以下の基本操作がユーティリティ関数によって利用でき
るものと想定する。

木を操作する関数。木の操作は公知の分野である。操作
は以下に挙げる単純なものに限定される。

ｇｅｔＦ　１ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ 与えられたノードの最初の子を返すか、ノードに子がな
い場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＬａｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ 与えられたノードの最後の子を返すか、ノードに子がな
い場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ ノードの右側の兄第を返すか、ノードがその親の最後の
子である場合には、空文字を返す。

ｇｅｔＬｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ ノードの左側の兄第を返すか、ノードがその親の最初の
子である場合には、空文字を返す。

ｉｎｓｅｒｔＭｏｄｅ 親のノードの下、及び左側の兄第の後ろにノードを挿入
する。

ｒｅｍｏｖｅＮｏｄｅ ノードを親のノードの下から除去する。

項目のリスト、特にサブツリーを操作する関数Ｏ ｒｅａｔｅ 新しい空のリストを作成する。

ｄｅｓｔｒｏｙ リストを完全に破壊する。

ｐｐｅｎｄ 項目をリストの終りに追加する。

ｐｒｅｐｅｎｄ 項目をリストの最初に追加する。

ｇｅｔＦｉｒｓｔ リストの最初の項目を返す。

ｇｅｔＮｅｘｔ リスト及びリストの項目を与えた場合、リストの次の項
目を返すか、あるいは与えられた項目が最後のものであ
る場合には、空文字を返す。

これらの関数はすべて充分に定義されており、業界で周
知のものである。

好ましい実施例の拡張に必要なデータ ノードには２つの関連するデータ、すなわちノード・タ
イプとソケット番号が必要である。ノード・タイプはＩ
ＦＳＴＡＴＥＭＥＮＴ　／−ドまたはＷＨＩＬＥＳＴＡ
ＴＥＭＥＮＴノードなどのノードのタイプを定義する。

ソケット番号は特定のノードによって占存されているそ
の親のソケットを識別する。この方法は各ノードのタイ
プ及びその親のタイプを使用して、ノードをソケットに
割り当てる。ノードをソケットに割り当てることができ
ない場合には、操作は失敗する。

ノード・タイプ・フィールド（ノードを定義する接続規
則と同じもの）は、言語定義テーブル。

アレイに対する指標である。ソケ・ソト・フィールドは
整数であって、ノードが現在割り当てられているソケッ
トを示す。

以下の操作がノード・データを操作するために提供され
る。

ｇｅｔＮｏｄｅＴｙｐｅ ノードを与えた場合、そのタイプを返す。

ｇｅｔＰａｒｅｎｔｓｏｃｋｅｔ ノードを与えた場合、それが割り当てられているソケッ
トを返す。

５ｅｔＰａｒｅｎｔＳｏｃｋｅｔ ノード及びソケットの指標を与えた場合、そのメートを
そのソケットに割り当てる。この関数はソケットが子の
間に順序よく割り当てられているかどうかのチエツクは
行なわない。これを行なうのは、接合及び刈込み操作の
責任である。

言語定義テーブルは接続規則番号の指標が付いた構想の
配列である（ノードを関連させた場合、ノード・タイプ
と呼ぶ。以下の説明では、これら２つの語は、互いに置
き換えて使用される。）ノードに実際に割り当てられる
のが、構成接続規則タイプを有する接続規則だけである
ということに留意されたい。他の規則はソケット割当て
工程で、接続規則として使用される。構造に含まれてい
るデータは、接続規則の各タイプごとに異なっている。

接続規則のタイプ、すなわちは構成、コネクタ・セット
、コネクタ、または配列コネクタは、この構造に常に存
在している。

以下の関数は与えられた接続規則番号に対して、接続規
則のタイプを返す。

ｇｅｔＲｕ　１ｅＴｙｐｅ 接続規則番号を与えた場合、その接続規則のタイプを返
す。

規則がコネクタ・セット・タイプである場合には、この
コネクタ・セットに対するを効な構成ノードの表わすビ
ットマツプが、構成の他のものに含まれる。以下のルー
チンを定義して、コネクタ・セットの項目からデータを
抽出する。

１ｎｃｏｎｎｓｅｔ コネクタ・セットを指示するノード・タイプ、及びテス
トするノード・タイプを与えた場合、テストするノード
・タイプが有効なノード・タイプのセット内にあれば、
真を返し、それ以外の場合には、偽を返す。

規則のタイプがコネクタ・セット以外のものである場合
には、構造はこの規則に対して定義されたソケットの番
号、及びソケット記述子のリストを含む。しかしながら
、これらは規則のタイプに基づいて別々に解釈される。

各ソケット記述子はソケット・タイプ・フィールド（必
須、オプション、及びｎ元）と、このソケットに使用さ
れる接続規則を定義する接続規則番号を有している。以
下の関数を定義して、これらの項目からデータを抽出す
る。

ｇｅｔＮｕｍｓｏｃｋｅｔｓ ノード・タイプを与えた場合、この項目に関連したソケ
ットの番号を返す。この番号はゼロであってもかまわな
い。

ｇｅｔｓｏｃｋｅｔＴｙｐｅ ノード・タイプとソケットの指標を与えた場合、この指
標によって参照されるソケットのタイプ（必須、オプシ
ョン、またはｎ元）を返す。

ｇｅｔＲｕ　ｌｅ ノード・タイプとソケットの指標を与えた場合、このソ
ケットに対して指定された接続規則を返す。

上記の関数の他に、テーブルの項目が構成規則に対する
ものの場合には、テーブルは構成のソケットのいずれか
がコネクタを使用しているか、あるいは配列コネクタ規
則を使用しているかを示す。

この情報が利用できるのは、コネクタ及び配列コネクタ
規則が使用されている場合、接合及び置換アルゴリズム
がシロート・カットを行なえるからである。

ｃｏｍｐ　１ｅｘＣｈ　ｉ　１ｄｒｅｎノード・タイプ
を与えた場合、複雑な接続規則（コネクタ規則または配
列コネクタ規則）が、そのノード・タイプのいずれかの
ソケットに対する接続規則として使用されているかどう
かを返す。

好ましい実施例の拡張に対する基本関数の定義好ましい
実施例の方法の拡張を記述するのに使用されるサブルー
チンの定義は以下のとおりである。

Ｉ　、　ｐａｒｓｅＳｏｋｅｔ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ
、　　５ｏｃｋｅｔ、　　ｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　　５ｔａｔｕｓ）。

サブツリーのリストからのサブツリーの文法分析を行な
って、これらがソケットに適合するかどうか調べる。

ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔはどのタイプの接続規則を、ソ
ケットに関連付けられるか、また該当するルーチンへの
分岐を決定する。

入カニ ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ 下にある子の文法解析を試みる親ノードのタイプ ５ｏｃｋｅｔ 下にある子の文法解析を試みるソケットｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄはソ
ケットの下の文法解析を行なう最初のサブツリーのトッ
プである。

ｃｈ　ｉ　Ｉｄｒｅｒ＋ 文法解析を行なうサブツリーのリスト 出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを調べる。文法の構文規則にし
たがって子の文法解析を行なえない場合には、操作は失
敗する。

ｃｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄは文
法解析の行なわれる次のサブツリーのトップである。

方法： １−、　ｃａｓｅ　ｇｅｔＲｕｌｅＴｙｐｅ（ｇｅｔＲ
ｕｌｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ。

５ｏｋｅｔ））　［どのタイプの規則がソケットを定義
しているかに応じて、適切なタイプの文法解析を実行す
る］ ａ、構成規則 １）　ｐａｒｓｅｃｏｎｓｔｒｕｃｔ（ｐａｒｅｎｔＴ
ｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ。

ｃｈｉｌｄ、　ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）ｂ
、コネクタ・セット規則 １）　ｐａｒｓｅＣｏｎｎＳｅｔ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐ
ｅ、　５ｏｃｋｅｔ。

ｃｈｉｌｄ、　ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）Ｃ
，コネクタ規則 １）　ｐａｒｓｅＣｏｎｎ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ、　
５ｏｃｋｅｔ。

ｃｈｉｌｄ、　ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）ｄ
、配列コネクタ規則 １）　ｐａｒｓｅＯｒｄｃｏｎｎ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐ
ｅ、　５ｏｃｋｅｔ。

ｃｈｉｌｄ、　ｃｈｉｌｃｌｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）
Ｉｌ、　ｐａｒｓｅｃｏｎｓｔｒｕｃｔ（ｐａｒｅｎｔ
Ｔｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ、　ｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）。

ソケットの下の特定の構成タイプの子の文法解析を行な
う。

入カニ ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ 下にある子の文法解析を行なう親のノードのタイプ ｏｃｋｅｔ 下にある子の文法解析を行なうソケットｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄはソ
ケットの下の文法解析を行なう最初のサブツリーのトッ
プである。

出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを調べる。文法の構文規則にし
たがって子の文法解析を行なえない場合には、操作は失
敗する。

ｃｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄは文
法解析の行なわれる次のサブツリーのトップである。

方法： １　、　ｃａｓｅ　ｇｅｔｓｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａ
ｒｅｎｔＴｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ）［ソケットが必須
、オプション、またはｎ元であるかに応じて、適切なタ
イプの文法解析を行なうコ ａ、必須 １）子が空である場合［必須ソケットに入れられる子が
ないコ ａ）　５ｔａｔｕｓ　＝　５ｙｎｔａｘ　ｅｒｒｏｒ２
）それ以外の場合 ａ）　ｇｅｔＭｏｄｅＴｙｐｅ（ｃｈｉｌｄ）　＝ｇｅ
ｔＲｕｌｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ）
の場合［子のノードが、そのソケットに対して指定され
ている規則と同じタイプであるかどうかを調べるコ ｉ　、　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［文法解析のこの部
分は成功したコ ｉｉ、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＮｅｘｔ（ｃｈｉｌｄ
ｒｅｎ、ｃｈｉｌｄ）［次の子の文法解析を準備 する］ ｂ）それ以外の場合 ｉ　、　５ｔａｔｕｓ　＝ｓｙｎｔａｘ　ｅｒｒｏｒ　
［間違ったタイプのソケットコ ｂ、オプション １）子が空でない場合 ａ）　ｇｅｔＮｏｄｅＴｙｐｅ（ｃｈｉｌｄ）　＝ｇｅ
ｔＲｕｌｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ）
の場合［子のノードが、そのソケットに対し て指定されている規則と同じタイプで あるかどうかを調べるコ ｉ　、　ｃｈｉｌｄ　＝ｇｅｔＨｅｘｔ（ｃｈｉｌｄｒ
ｅｎ、ｃｈｉｌｄ）［次の子の文法解析を準備 する］ ２）　５ｔａｔｕｓ　＝ｏｋ　［オプシ日ンのソケット
は空にできるから、失敗を引き起こすことはない］ Ｃ１ｎ元 １）　ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　＝ｆａｌｓｅ２　）　ｎ−
ａｒｙＤｏｎｅが偽の場合ａ）子が空の場合 ｉ　、　ｎ−ａｒｙＤｏｎｅが真の場合ｂ）それ以外の
場合 ｉ　、　ｇｅｔＮｏｄｅＴｙｐｅ（ｃｈｉｌｄ）　＝ｇ
ｅｔＲｕ　ｌｅ　（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ　、　５ｏｃ
ｋｅｔ）の場合［子のノードが、そのソケッ トに対して指定されている規則と同 じタイプであるかどうかを調べるコ ｉ　）　ｃｈｉｌｄ　＝ｇｅｔＮｅｘｔ（ｃｈｉｌｄｒ
ｅｎ、ｃｈｉｌｄ）　［次の子の文法解析を準備するコ ｉｉ、それ以外の場合 ｉｉ）　ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　＝　ｔｒｕｅ３）　５ｔ
ａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［ｎ元のソケットは空にできるか
ら、失敗を引き起こすことはな いコ ｍ、　ｐａｒｓｅＣｏｎｎｓｅｔ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐ
ｅ、　５ｏｃｋｅｔ、　ｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、５ｔａｔｕｓ）。

コネクタ・セット規則に定義された構文にしたかって子
の文法解析を行なう。コネクタ・セット規則は、ソケッ
ト内で有効な一連の構成規則番号で構成されている。文
法解析はきわめて単純である。すなわち、次の子のタイ
プが、コネクタ・セットで定義された有効な構成規則番
号の１つであるかどうかを判定する。

入カニ ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ 下にある子の文法解析を試みる子のノードのタイプ ｏｃｋｅｔ 下にある子の文法解析を試みるソケットｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄはソ
ケットの下の文法解析を行なう最初のサブツリーのトッ
プである。

ｃｈ　ｉ　１ｄｒｅｎ 文法解析を行なうサブツリーのリスト 出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって子の文法解析を行なえない場合には、操作は失敗
する。

ｃｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄは文
法解析の行なわれる次のサブツリーのトップである。

方法： １　、　ｃａｓｅ　ｇｅｔＳｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａ
ｒｅｎｔＴｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ）［ソケットが必須
、オプション、ｎ元であるかどうかに応じて、適切なタ
イプの文法解析を行なうコ ａ、必須 １）子が空の場合 ａ）　５ｔａｔｕｓ　＝　５ｙｎｔａｘ　ｅｒｒｏｒ２
）それ以外の場合 ａ）　ｉｎＣｏｎｎＳｅｔ（ｇｅｔＲｕｌｅ（ｐａｒｅ
ｎｔＴｙｐｅ。

５ｏｃｋｅｔ）、　ｇｅｔＮｏｄｅＴｙｐｅ（ｃｈｉｌ
ｄ））ｉ　、　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［文法解析の
この部分は成功したコ ｉｉ、　ｃｈｉｌｄ　＝ｇｅｔＨｅｘｔ（ｃｈｉｌｄｒ
ｅｎ。

ｃｈｉｌｄ）　［次の子の文法解析を準備するコ ｂ）それ以外の場合 ｉ　、　５ｔａｔｕｓ　＝ｓｙｎｔａｘ　ｅｒｒｏｒｂ
、オプション １）子が空でない場合 ａ）　ｉｎＣｏｎｎＳｅｔ（ｇｅｔＲｕｌｅ（ｐａｒｅ
ｎｔＴｙｐｅ。

５ｏｃｋｅｔ）、　ｇｅｔＮｏｄｅＴｙｐｅ（ｃｈｉｌ
ｄ））の場合 ｉ　、　ｃｈｉｌｄ　：ｇｅｔＮｅｘｔ（ｃｈｉｌｄｒ
ｅｎ。

ｃｈｉｌｄ）　［次の子の文法解析を準備するコ ２）　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［オプションのソケッ
トは空にできるから、失敗を引き起こ すことはないコ Ｃ１ｎ　冗 １）ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　＝　ｆａｌｓｅ２　）　ｎ−
ａｒｙＤｏｎｅが偽の場合ａ）子が空の場合 ｉ　、　ｎ−ａｒｙＤｏｎｅは真である。

ｂ）それ以外の場合 ｉ　、　ｉｎＣｏｎｎＳｅｔ（ｇｅｔＲｕｌｅ（ｐａｒ
ｅｎｔＴｙｐｅ、５ｏｃｋｅｔ）　。

ｇｅｔＮｏｄｅＴｙｐｅ（ｃｈｉｌｄ））の場合ｉ）　
ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＮｅｘｔ（ｃｈｉｌｄｒｅｎ、
ｃｈｉｌｄ）　［次の子の文法解析を準備するコ ｉｉ、それ以外の場合 ｉ　）　ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　＝　ｔｒｕｅ３）　５ｔ
ａｔｕｓ　＝ｏｋ　［ｎ元のソケットは空にできるから
、失敗を引き起こ すことはないコ ＩＶ、　ｐａｒｓｅＣｏｎｎ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ、
　５ｏｃｋｅｔ、　ｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）。

コネクタ規則に定義された構文にしたがって子の文法解
析を行なう。コネクタ規則は仮想ソケットのリストで構
成されている。（コネクタ規則が木にノードを定義しな
いので、仮想ソケットは子が何することのできる構文を
定義するだけであり、ノードが接続される実際のソケッ
トを定義しない。） 子はこれらの仮想ソケットの１つだけに対して文法解析
される。子の文法解析を行なうことのできる仮想ソケッ
トが見つかるまで、各仮想ソケットを最初から最後まで
試みる。

入カニ ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ 下にある子の文法解析を試みる子のノードのタイプ ｏｃｋｅｔ 下にある子の文法解析を試みるソケットｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄはソ
ケットのソケットの下の文法解析を行なう最初のサブツ
リーのトップである。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ 文法解析を行なうサブツリーのりスト 出力： ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって子の文法解析を行なえない場合には、操作は失敗
する。

ｃｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄは文
法解析の行なわれる次のサブツリーのトップである。

方法： １　、　ｃｏｎｎＰａｒｅｎｔＴｙｐｅ　＝ｇｅｔＲｕ
ｌｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ。

５ｏｃｋｅｔ）　［コネクタ規則に対するテーブル項目
に、指標をセットする。この指標は、各コネクタ規則の
仮想ソケットの下の子の文法解析を行なうルーチンに渡
されるコ ２　、　ｃａｓｅ　ｇｅｔｓｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａ
ｒｅｎｔＴｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ）［ソケットが必須
、オプション、またはｎ元であるかどうかにしたがって
、適正なタイプの文法解析を行なうコ ａ、必須またはオプション １　）　５ｔａｔｕｓ　＝　５ｙｎｔａｘ　ｅｒｒｏｒ
　　［ｗｈｉｌｅループに対して状況を初期設定するコ ２　）　ｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝　１３　）　ｃｏｎ
ｎｓｏｃｋｅｔ　＜＝　ｇｅｔＨｕｍｓｏｃｋｅｔ（ｃ
ｏｎｎＰａｒｅｎｔＴｙｐｅ）　で、状況が構文エラー
である場合［いずれかの仮想ソケットが空になるか、構
文エラーを起こさずに、仮想ソケットの文法解析が行な
えるまで、各仮想ソケットの下で文法解析を試みる］ ａ）　ｃｏｎｎｃｈｉｌｄ　＝［子の局所コピーを作成
し、状況がｏｋでない場合に、 ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔが子の更新を行なわないように
する。子が更新されるのは、 子のグループの文法解析が、仮想ソ ケット内で適正に行なわれたことが わかっている場合だけである］ ｂ）　ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔ（ｃｏｎｎＰａｒｅｎｔ
Ｔｙｐｅ。

ｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ、　ｃｏｎｎｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）　［仮想ソケット
の下で文法解析を試みるコ ｃ）　ｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝　ｃｏｎｎｓｏｃｋｅ
ｔ　＋　１４）状況がｏｋの場合 ａ）　ｃｈｉｌｄ　＝　ｃｏｎｎｃｈｉｌｄ　［次の子
の文法解析の準備をするコ ５）それ以外の場合 ａ）　ｇｅｔｓｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ、５ｏｃｋｅｔ）がオプションの場合 ｉ　、　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［オプションのソケ
ットが空である］ ｂ、　　ｎ元 １）　　ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　＝　ｆａｌｓｅ２　）　
ｎ−ａｒｙＤｏｎｅが偽の場合ａ）　５ｔａｔｕｓ　＝
　５ｙｎｔａｘ　ｅｒｒｏｒ　［ｖｈｉｌｅループに対
して状況を初期設定する］ ｂ）　ｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝１ ｃ）　　ｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　　＜＝　　ｇｅｔＮｕ
ｍｓｏｃｋｅｔ（ｃｏｎｎＰａｒｅｎｔＴｙｐｅ　）で
、状況が構文エラーの場合［いずれかの仮想ソケッ トが空になるか、構文エラーを起こ さずに、仮想ソケットの文法解析が 行なえるまで、各仮想ソケットで文 法解析を試みるコ ｉ　、　ｃｏｎｎｃｈｉｌｄ　＝　ｃｈｉｌｄ　［子の
局所コピーを作成し、状況がＯｋで ない場合に、ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔが子の更新を行な
わないようにする。

子のグループの文法解析が、仮 想ソケット内で適正に行なわれ たことがわかっている場合だけ、 子を更新する］ ｉｉ　、　ｐａｒｓｅＳｏｃｋｅｔ （ｃｏｎｎＰａｒｅｎｔＴｙｐｅ　＋ ｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ、　ｃｏｎｎｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）　［仮想ソケット
の下で、文法解析を試みる］ ｉｉｉ、　ｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝　ｃｏｎｎｓｏｃ
ｋｅｔ　＋　１ｄ）状況がｏｋでないか、ｃｏｎｎｃｈ
ｉｌｄ＝　ｃｈｉｌｄの場合 ｉ、ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　　＝　　ｔｒｕｅｅ）それ以
外の場合 ｉ　、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｃｏｎｎｃｈｉｌｄ　［次の
子の文法解析の準備をするコ ３）　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［ｎ元のソケットは空
にできるから、失敗を引き起こすことは ないコ Ｖ　、　ｐａｒｓｅｏｒｄｃｏｎｎ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ、　ｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）ｃ＋配列コネクタ
規則に定義された構文にしたがって、子の文法解析を行
なう。配列コネクタ規則は仮想ソケットのリストで構成
されている。（配列コネクタ規則が木にノードを定義し
ないので、仮想ソケットは子を指定できる配列を定義す
るだけであり、ノードの接続される実際のソケットを定
義しない） 文法解析アルゴリズムはソケットを次々に文法解析しよ
うとする。

入カニ ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ 下にある子の文法解析を試みる親のノードのタイプ ｏｃｋｅｔ 下にある子の文法解析を試みるソケットｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄはソ
ケットの下の文法解析を行なう最初のサブツリーのトッ
プである。

ｃｈ　ｉ　１ｄｒｅｎ 文法解析を行なうサブツリーのリスト 出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって子の文法解析を行なえない場合には、操作は失敗
する。

ｃｈｉｌｄ 子のリストからのサブツリーのトップ。ｃｈｉｌｄは文
法解析の行なわれる次のサブツリーのトップである。

方法： １　、　ｏｒｄＣｏｎｎＰａｒｅｎｔＴｙｐｅ　＝ｇｅ
ｔＲｕｌｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ。

５ｏｃｋｅｔ）　［配列コネクタ規則に対するテーブル
項目に、指標をセットする。この指標は、各配列コネク
タ規則の仮想ソケットの下の子の文法解析を行なうルー
チンに渡されるコ２、　ｃａｓｅ　ｇｅｔｓｏｃｋｅｔ
Ｔｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ、　５ｏｃｋｅｔ）［
ソケットが必須、オプション、またはｎ元であるかどう
かにしたがって、適正なタイプの文法解析を行なうコ ａ、必須またはオプション １）　ｏｒｄｃｏｎｎｃｈｉｌｄ　＝ｃｈｉｌｄ　［子
の局所コピーを作成し、状況がＯｋでない場合に、 ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔが子の更新を行なわないように
する。子のグループの文法解析が、配列コネクタ規則全
体の下で適正に行なわれたことがわかっている場合だけ
、子を更新する］ ２）　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［ｗｈｉｌｅループに
対して状況を初期設定するコ ３）　ｏｒｄｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝　１４）　ｏｒ
ｄｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＜＝　ｇｅｔＮｕｍｓｏｃｋ
ｅｔｓ（ｏｒｄＣｏｎｎＰａｒｅｎｔＴｙｐｅ　）で、
状況がＯｋの場合口すべての仮想ソケットの下で、いず
れかの文法解析が終了するまで、あるいは構文エラーが
検出されるまで、各仮想ソケットの下で文法解析を試み
るコ ａ）　ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔ（ｏｒｄＣｏｎｎＰａｒ
ｅｎｔＴｙｐｅ。

ｏｒｄｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ、　ｏｒｄｃｏｎｎ　Ｃｈ
ｉｌｄ。

Ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）　［配列コネクタ
規則の仮想ソケット内で、子の文法 解析を試みるコ ｂ）　ｏｒｄｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝　ｏｒｄＣｏｎ
ｎＳｏｃｋｅｔ弓 ５）状況がｏｋの場合 ａ）　ｃｈｉｌｄ　＝ｏｒｄｃｏｎｎｃｈｉｌｄ　［次
の子の文法解析の準備をするコ ロ）それ以外の場合 ａ）　ｇｅｔｓｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ、５ｏｃｋｅｔ）がオプションの場合 ｉ　、　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［オプションのソケ
ットは空である］ ｂ、　　ｎ元 １）ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　＝　ｆａｌｓｅ２　）　ｎ−
ａｒｙＤｏｎｅが偽の場合ａ）　ｏｒｄｃｏｎｎｃｈｉ
ｌｄ　＝　ｃｈｉｌｄ　［子の局所コピーを作成し、状
況がｏｋでない場合に、ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔが子の
更新を行なわないようにする。子のグループの文法解析
が、配列コネクタ規則の下で適正に行なわれたことがわ
かっている場合だけ、子を更新するコ ｂ）　５ｔａｔｕｓ　＝ｏｋ　［ｗｈｉｌｅループに対
して状況を初期設定するコ Ｃ）　ｏｒｄｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝１ｄ）　　ｏｒ
ｄｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　〈：ｇｅｔＮｕｍｓｏｃｋｅ
ｔｓ （ｏｒｄＣｏｎｎＰａｒｅｎｔＴｙｐｅ　）で）状況が
ｏｋの場合［すべての仮想ソケットの下で、いずれかの
文法解析が終了するまで、 あるいは構文エラーが検出されるまで、各仮想ソケット
の下で文法解析を試み るコ ｉ、　　ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔ（ｏｒｄＣｏｎｎＰａ
ｒｅｎｔＴｙｐｅ。

ｏｒｄＣｏｎｎＳｏｃｋｅｔ　、　ｏｒｄＣｏｎｎＣｈ
　ｉ　ｌｄ　。

Ｃｈｉｌｄｒｅｎ、５ｔａｔｕｓ）　［配列コネクタ規
則の仮想ソケットの下で、子の 文法解析を試みるコ ｉｆ、　ｏｒｄｃｏｎｎｓｏｃｋｅｔ　＝ｏｒｄｃｏｎ
ｎｓｏｃｋｅｔ＋　１ ｅ）状況がｏｋであるか、 ｏｒｄｃｏｎｎｃｈｉｌｄ　＝　ｃｈｉｌｄの場合ｉ　
、　ｎ−ａｒｙＤｏｎｅ　＝　ｔｒｕｅｆ）それ以外の
場合 ｉ　、　ｃｈｉｌｄ　＝ｏｒｄｃｏｎｎｃｂｉｌｄ　［
次の子の文法解析の準備をするコ ３）　５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ　［ｎ元のソケットは空
にできるから、これらが失敗を引き起こすことはないコ
Ｖ１．　ｐａｒｓｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｐａｒｅｎｔＴ
ｙｐｅ、　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ。

１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ、　ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａ
ｔｕｓ）。

子のリストの文法解析を行なって、親のノード内のソケ
ットの範囲に適合するかどうか調べる。

適合する場合には、５ｅｔＰａｒｅｎｔｓｏｃｋｅｔ　
Ｄを呼び出して、どのソケットにそれが所属しているの
かを記録する。

入カニ ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ 下にある子の文法解析を試みる親のタイプ。

ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅは常に、構成規則である。

ｆ　１ｒｓｔｓｏｃｋｅｔ 内部の子の文法解析を試みるソケットの範囲の最初のソ
ケット。ｆ　１ｒｓｔｓｏｃｋｅｔは整数である。

１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ 内部の子の文法解析を試みるソケットの範囲の最後のソ
ケット。１ａｓｔｓｏｃｋｅｔは整数である。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ 文法解析を行なうサブツリーのリスト 出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって新しいノードを挿入できない場合には、操作は失
敗する。

方法： １　、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔ（ｃｈｉｌ
ｄｒｅｎ）２、５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋ ３　、５ｏｃｋｅｔ　＝　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ４、
５ｏｃｋｅｔ　＜＝　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔで１ｓｔａ
ｔｕｓ　＝　ｏｋの場合ａ、　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄ　＝
　ｃｈｉｌｄ　［文法解析を開始した子を、開始光とし
て保管する。これはどのソケットを、子の内部に入れる
べきがを記録するのに必要である。

ｂ、　ｐａｒｓｅｓｏｃｋｅｔ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ
、’５ｏｃｋｅｔ、　ｃｈｉｌｄ。

ｃｈｉｌｄｒｅｎ、　５ｔａｔｕｓ）　［ソケットの下
の子の文法解析を試みるコ Ｃ，５ｔａｔｕｓ　＝　ｏｋの場合 １　）　ｎｅｘｔＣｈ　ｉ　ｌｄが子でない場合［文法
解析を行なったばかりの子をループする。各子の内部に
入れるべきソケットを記録する。

ａ）　５ｅｔＰａｒｅｎｔｓｏｃｋｅｔ（ｎｅｘｔｃｈ
ｉｌｄ。

５ｏｃｋｅｔ　） ｂ）　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄ　＝ｇｅｔＨｅｘｔ（ｃｈｉ
ｌｄｒｅｎ。

ｎｅｘｔｃｈｉｌｄ） ｄ、　５ｏｃｋｅｔ　＝　５ｏｃｋｅｔ　＋　１５、状
況がＯｋの場合 ａ、子が空でない場合［すべての子が文法解析に使用さ
れた場合、子は空となるコ ａ）　５ｔａｔｕｓ　＝ｓｙｎｔａｘ　ｅｒｒｏｒ　［
すべての子は文法解析に使用されてはおらず、これは構
文エラーであるコ ■、　ｒｅｍｏｖｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｆｉｒｓｔｃｈ
ｉｌｄ、　１ａｓｔｃｈｉｌｄ）。

親ノードの下からサブツリーの範囲を除去する。

結果の構文をチエツクしない。

入カニ ｆ　１ｒｓｔＣｈ　ｉ　Ｉｄ 除去すべき最初の子。

１ｉｓｔｃｈｉｌｄ 除去すべき最後の子。

方法： １　、　ｐｒｅｖｃｈｆｌｄ　＝　ｎｕｌｌ２、　ｃｈ
ｉｌｄ　＝　ｆｉｒｓｔｃｈｉｌｄ３、　ｐｒｅｖｃｈ
ｉｌｄが１ａｓｔＣｈｉｌｄでない場合［サブツリーを
除去する］ ａ、　ｐｒｅｖｃｈｉｌｄ　＝ｃｈｉｌｄｂ、　ｃｈｉ
ｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ（ｃｈｉｌ
ｄ）ｃ、　ｒｅｍｏｖｅＨｏｄｅ（ｐｒｅｖｃｈｉｌｄ
）■、　ｉｎｓｅｒｔｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｌｅｆｔｓｉ
ｂｌｉｎｇ、Ｃｈｉｌｄｒｅｎ）左側の兄第の後にサブ
ツリーのリストを挿入する。子の構文をチエツクしない
。

入力 ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ サブツリーのリストの最も左側のノードの左側の兄第に
なる親の子。リストを親の下の最も左側の子として挿入
すべきものである場合には、空となる。

ｃｈ　ｉ　１ｄｒｅｎ 挿入されるサブツリーのリスト。

方法： １、　ｐｒｅｖｃｈｉｌｄ　＝　ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎ
ｇ２、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＦｉｒｓｔ（ｃｈｉｌ
ｄｒｅｎ）３、子が空でない場合［１Ｎの下にサブツリ
ーを挿入する］ ａ、　ｉｎｓｅｒｔＭｏｄｅ（ｐｒｅｖｃｈｉｌｄ、ｃ
ｈｉｌｄ）ｂ、　ｐｒｅｖｃｈｉｌｄ　＝　ｃｈｉｌｄ
ｃ、　ｃｈｉｌｄ　＝ｇｅｔＮｅｘｔ（ｃｈｉｌｄｒｅ
ｎ、ｃｈｉｌｄ）ＩＸ、　１ｎｓｅｒｔＦｌｅｘｉｂｌ
ｅ（ｐａｒｅｎｔ、　ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ。

ｎｅｖＮｏｄｅｓ、　５ｔａｔｕｓ）。

親の下、及び左側の兄第の後にサブツリーのリストを挿
入する。

サブツリーの一番上のノードは親の下のソケットに割り
当てられ、トップがこれらのソケットの接続規則に合致
するようにされる。サブツリーをソケットに割り当てる
ことができない場合、挿入は失敗する。

１ｎｓｅｒｔＦ１ｅｘｉｂｌｅは１ｎｓｅｒｔＱｕ　ｉ
ｃｋと同じ機能を行なうが、低速で融通性の高いアルゴ
リズムを使用する。

入カニ ｐａｒｅｎｔ その下にサブツリーのリストが挿入されるノード。

ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ サブツリーのリストの最も左側の７−ドの左側の兄第に
なる親の子。リストが親の下の最も左側の子として挿入
されるものであれば、これは空であってもかまわない。

ｎｅｗＮｏｄｅｓ 挿入されるサブツリーのリスト。

出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって新しいノードを挿入できない場合には、操作は失
敗する。

方法： １　、　ｃｒｅａｔｅ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ）　［１Ｍ
のすべての子を保持するリストを作成するコ ２、　ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ　＝　ｎｅｖＮｏｄｅｓ３、
　ｃｈｉｌｄ　＝　ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ４、子が空
でない場合［新しいノードの左側になる子を、前に付は
加えるコ ａ、　ｐｒｅｐｅｎｄ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ、ｃｈｉｌ
ｄ）ｂ、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＬｅｆｔｓｉｂｌｉ
ｎｇ（ｃｈｉｌｄ）５、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉ
ｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ（ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ）８、
子が空でない場合［新しいノードの右側になる子を付は
加える］ ａ、　ａｐｐｅｎｄ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ、ｃｈｉｌｄ
）ｂ、　ｃｈｉｌｄ　＝ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎ
ｇ（ｃｈｉｌｄ）７、　ｆｉｒｓｔＳｏｃｋｅｔ　＝　
１８、１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝　ｇｅｔＮｕｍｓｏｃ
ｋｅｔｓ（ｐａｒｅｎｔ）９、　ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ
　＝ｇｅｔＭｏｄｅＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔ）１０、　
ｐａｒｓｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ、
　ｎｕｌｌ。

ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ、　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ、　
ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ。

５ｔａｔｕｓ）　［子の構文が適正かどうかを判断する
ために、文法解析を行なうコ １１、状況がｏｋの場合 ａ、　ｒｅｍｏｖｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｇｅｔＦｉｒｓ
ｔｃｈｉｌｄ（ｐａｒｅｎｔ）。

ｇｅｔＬａｓｔｃｈｉｌｄ（ｐａｒｅｎｔ））　［親の
下のすべての子を除去するコ ｂ、　１ｎｓｅｒｔｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｎｕｌｌ、　ｃ
ｈｉｌｄＬｉｓｔ）　［新しい子を、親の下に挿入する
コ １２゜ｄｅｓｔｒｏｙ　（ａｈ　ｉ　ｌｄＬ　１ｓｔ）
Ｘ、　１ｎｓｅｒｔＱｕｉｃｋ（ｐａｒｅｎｔ、　ｌｅ
ｆｔｓｉｂｌｉｎｇ、　ｎｅｗＮｏｄｅｓ＋５ｔａｔｕ
ｓ）　。

親の下、及び左側の兄第の後にサブツリーのリストを挿
入する。

サブツリーの一番上のノードは親の下のソケットに割り
当てられ、トップがこれらのソケットの接続規則に合致
するようにされる。サブツリーをソケットに割り当てる
ことができない場合、挿入は失敗する。

１ｎｓｅｒｔＱｕ　ｉｃｋは１ｎｓｅｒｔＦ１ｅｘｉｂ
ｌｅと同じ機能を行なうが、高速で融通性の低いアルゴ
リズムを使用する。

入カニ ｐａｒｅｎｔ その下にサブツリーのリストが挿入されるノード。

１ｅｆｔＳｆｂｌｉｎｇ サブツリーのリストの最も左側のノードの左側の兄第に
なる親の子。リストが親の下の最も左側の子として挿入
されるものであれば、これは空であってもかまわない。

ｎｅｗＮｏｄｅｓ 挿入されるサブツリーのリスト。

出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって新しいノードを挿入できない場合には、操作は失
敗する・。

方法： １　、　ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ　＝　ｇｅｔＨｏｄｅＴ
ｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔ）２、　ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ
が空の場合ａ、　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄ　＝ｇｅｔＦｉｒ
ｓｔｃｈｉｌｄ（ｐａｒｅｎｔ）　［前に挿入される子
コ ｂ、　ｆｉｒｓｔＳｏｃｋｅｔ　＝１　［ｎｅｗＮｏｄ
ｅｓが親の下に、最初の子として挿入される。親の下の
最初のソケットで挿入を開始する］ ３、それ以外の場合 ａ、　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉ
ｂｌｉｎｇ（ｃｈｉｌｄ）［その前に新しいノードが挿
入される子を取得するコ ｂ、　ｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎ
ｔｓｏｃｋｅｔ（ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ）　［ｌｅｆ
ｔＳｉｂｌｉｎｇが含まれるソケットを取得するコ ｃ、　ｇｅｔｓｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ、　ｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔ）がｎ元の場合［１ｅ
ｆｔＳｉｂｌｉｎｇがｎ元のソケットの内部にあるかど
うかを調べる。挿入が行なえるのは、そうなっている場
合だけである］ １）　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝　ｃｈｉｌｄｓｏｃ
ｋｅｔ［１ｅｆ　ｔＳ　ｉｂ　ｌ　ｉｎｇと同じソケッ
トへの挿入を試みるコ ｄ、それ以外の場合 １）　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝　ｃｈｉｌｄｓｏｃ
ｋｅｔ＋１［１ｅｆ　ｔＳ　ｆｂ　ｌ　ｉｎｇを含んで
いるものの後のソケットに挿入を試みるコ ４、　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄが空の場合 ａ、　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝　ｇｅｔＮｕｍｓｏｃ
ｋｅｔｓ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ）［ｎｅｗＮｏｄｅｓ
が他のすべての子の後に挿入される。親の下の最後のソ
ケットで挿入を終了する］ ５、それ以外の場合 ａ、　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔ　＝ｇｅｔＰａ
ｒｅｎｔｓｏｃｋｅｔ（ｎｅｘｔｃｈｉｌｄ）　［ｎｅ
ｘｔＣｈｉｌｄを含んでいるソケットを取得する］ ｂ、　ｇｅｔｓｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ。

ｎｅｘｔｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔ　）がｎ元の場合［次
の子がｎ元のソケット内にあるかどうかを調べる。内部
にある場合にのみ、挿入を行なえる］ １）　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄ
ｓｏｃｋｅｔ　［必要に応じＮ　ｎｅｘｔｃｈｉｌｄを
含んでいるソケットに挿入を試みるコ Ｃ１それ以外の場合 １）　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝ｎｅ＊ｔｃｈｉｌｄｓ
ｏｃｋｅｔ　−１［内部への挿入を試みる最後のソケッ
トは、ｎｅｘｔｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔの前のものであ
るコロ、　ｐａｒｓｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｐａｒｅｎｔ
Ｔｙｐｅ、　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ。

１ａｓｔＳｏｃｋｅｔ、　ｎｅｗＮｏｄｅｓ、　５ｔａ
ｔｕｓ）　［：文法解析を行なって、ｎｅｗＮｏｄｅｓ
の子を親の下に適正に挿入できるかどうか判定する。ｎ
ｅｗＮｏｄｅｓのノードを、これらがソケットの唯一の
ノードであるかのようにして、文法解析する。ソケット
内のその他の子は、コネクタ規則及び配列コネクタ規則
が使用されないことがわかっているので、無視できる。

コ ア、状況がｏｋの場合 ａ、　ｉｎｓｅｒｔｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｌｅｆｔｓｉｂ
ｌｉｎｇ、　ｎｅｗＮｏｄｅｓ）［子を、挿入するコ Ｘ　Ｉ　、ｒｅｐｌａｃｅＦｌｅｘｉｂｌｅ（ｐａｒｅ
ｎｔ、ｆｉｒｓｔｃｈｉｌｄ。

１ａｓｔｃｈｉｌｄ、ｎｅｗＮｏｄｅｓ、５ｔａｔｕｓ
）。

ｆｉｒｓｔｃｈｉｌｄと１ａｓｔＣｈｉｌｄの間の子を
Ｎ　ｎｅｗＮｏｄｅｓのサブツリーと置き換える。

サブツリーのトップのノードを親の下のソケットに割り
当て、トップがこれらのソケットの接続規則と合致する
ようにする。サブツリーをソケットに適切に割り当てる
ことができない場合、置換は失敗する。

ｒｅｐｌａｃｅＦｌｅｘｉｂｌｅはｒｅｐ　１ａｃｅＱ
ｕ　ｉｃｋと同じ機能を実行するが、低速で融通性の高
いアルゴリズムを使用する。

入カニ ｐａｒｅｎｔ その下でリスト置換を行なうノード。

ｆ　１ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ 置換される子の範囲内の最初の子。

ｆ　１ｒｓｔｃｈｉｌｄは１ａｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ　Ｎ
　または１ａｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄの左側のいずれかと等
しくなければならない。

１ａｓｔｃｈｉｌｄ 置換される子の範囲内の最後の子。

ｎｅｗＨｏｄｅｓ 挿入されるサブツリーのリスト。

出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって新しいノードを置換できない場合には、操作は失
敗する。

方法： １、　ｃｒｅａｔｅ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ）　［親のす
べての子を保持するリストを作成するコ ２、　ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ　＝　ｎｅｗＨｏｄｅｓ３、
　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＬｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ（ｆ
ｉｒｓｔｃｈｉｌｄ）４、子が空でない場合口置換され
る範囲の左側になる子を前に付は加える］ ａ、　ｐｒｅｐｅｎｄ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ、ｃｈｉｌ
ｄ）ｂ、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＬｅｆｔＳｉｂｌｉ
ｎｇ（ｃｈｉｌｄ）５、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉ
ｇｈｔｓｉｂｌｔｎｇ（ｌａｓｔｃｈｉｌｄ）６、子が
空でない場合［置換される範囲の右側になる子を付は加
えるコ ａ、　ａｐｐｅｎｄ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ、ｃｈｉｌｄ
）ｂ、　ｃｈｉｌｄ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉ
ｎｇ（ｃｈｉｌｄ）７、　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝
　１８、１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝　ｇｅｔＨｕｍｓｏ
ｋｅｔｓ（ｐａｒｅｎｔ）９、　ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ
　＝　ｇｅｔＨｏｄｅＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔ）１０、
　ｐａｒｓｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｐａｒｅｎｔＴｙｐｅ
、　ｎｕｌｌ。

ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ、　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ、　
ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ。

５ｔａｔｕｓ）　［文法解析を行なって、子の構文が正
しいかどうか判定するコ １１、状況がｏｋの場合 ａ、　ｒｅｍｏｖｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｇｅｔＦｉｒｓ
ｔｃｈｉｌｄ（ｐａｒｅｎｔ）。

ｇｅｔＬａｓｔｃｈｉｌｄ（ｐａｒｅｎｔ））　［すべ
ての子を除去する］ ｂ、　１ｎｓｅｒｔｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｎｕｌｌ、　ｃ
ｈｉｌｄＬｉｓｔ）　［すべての新しい子を挿入するコ １２、　ｄｅｓｔｒｏｙ（ｃｈｉｌｄＬｉｓｔ）ＸＩｌ
、　ｒｅｐｌａｃｅＱｕｉｃｋ（ｐａｒｅｎｔ、　ｆｉ
ｒｓｔｃｈｉｌｄ。

１ａｓｔＣｈｉｌｄ、　ｎｅｗＨｏｄｅｓ＋　５ｔａｔ
ｕｓ）。

ｆ　１ｒｓｔｃｈ　ｉ　ｌｄと１ａｓｔｃｈｉ　ｌｄの
間の子をＮ　ｎｅｖＮｏｄｅｓのサブツリーと置き換え
る。

サブツリーのトップのノードを親の下のソケットに割り
当て、トップがこれらのソケットの接続規則と合致する
ようにする。ノードをソケットに適切に割り当てること
ができない場合、置換は失敗する。

ｒｅｐ　１ａｃｅＱｕ　ｉｃｋはｒｅｐｌａｃｅＦｌｅ
ｘｉｂｌｅと同じ機能を実行するが、高速で融通性の低
いアルゴリズムを使用する。

入カニ ｆ　１ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ 置換される子の範囲内の最初の子。

ｆ　１ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄは１ａｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ
　Ｎ　または１ａｓｔｃｈｉｌｄの左側のいずれかと等
しくなければならない。

１ａｓｔｃｈｉｌｄ 置換される子の範囲内の最後の子。

ｎｅｗＮｏｄｅｓ 挿入されるサブツリーのリスト。

出カニ ｔａｔｕｓ 操作が成功したかどうかを示す。文法の構文規則にした
がって新しいノードを置換できない場合には、操作は失
敗する。

方法： １　、　ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ　＝　ｇｅｔＬｅｆｔ
ｓｉｂｌｉｎｇ（ｆｉｒｓｔｃｈｉｌｄ）２、　ｒｉｇ
ｈｔｓｉｂｌｉｎｇ　＝　ｇｅｔＲｉｇｈｔｓｉｂｌｉ
ｎｇ（ＩａｓｔＣｈｉｌｄ）３、　ｐａｒｅｎｔＴｙｐ
ｅ　＝　ｇｅｔＮｏｄｅＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔ）４、
ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇが空の場合ａ、　ｆｉｒｓｔｓ
ｏｃｋｅｔ　＝　１　［ｎｅｗＨｏｄｅｓを親の下の最
初の子として挿入するコ ５、それ以外の場合 ａ、　ｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎ
ｔｓｏｃｋｅｔ（ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ）　［１ｅｆ
ｔＳｉｂｌｉｎｇが含まれているソケットを取得するコ ｂ、　ｇｅｔＳｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ、ｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔ）がｎ元である場合［１
ｅｆｔＳｉｂｌｉｎｇがｎ元のソケット内にあるかどう
か調べる。内部にある場合にのみ、挿入を行なえる］ １）ｆｉｒｓｔＳｏｃｋｅｔ　＝　ｃｈｉｌｄｓｏｃｋ
ｅｔ［１ｅｆｔＳｉｂｌｉｎｇと同じソケットを挿入す
ることを試みるコ Ｃ０それ以外の場合 １）　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝ｃｈｉｌｄｓｏｃｋ
ｅｔ＋１　［ソケ、ｙトを、ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇを
含んでいるものの後に挿入することを試みる］ ８、　ｒｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇが空の場合ａ、　１ａ
ｓｔｓｏｃｋｅｔ　＝ｇｅｔＨｕｍｓｏｃｋｅｔｓ（ｐ
ａｒｅｎｔＴｙｐｅ）［親の下の最後の子としてｎｅｗ
Ｎｏｄｅｓを挿入するコ ア、それ以外の場合 ａ、　ｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅｔ　＝　ｇｅｔＰａｒｅｎ
ｔｓｏｃｋｅｔ（ｒｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇ）　［右側
の兄第を含んでいるソケットを取得するコ ｂ、　ｇｅｔＳｏｃｋｅｔＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ、ｃｈｉｌｄＳｏｃｋｅｔ）がｎ元の場合［右側の
兄第がｎ元のソケット内にあるかどうかを調べる。内部
にある場合にのみ、挿入を行なえるコ １）　　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ　：ｃｈｉｌｄｓｏｃｋ
ｅｔ［ｒｉｇｈｔＳｉｂｌｉｎｇを含んでいる子のとこ
ろまで挿入を試みるコ Ｃ１それ以外の場合 １）　１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ　：ｃｈｉｌｄｓｏｃｋｅ
ｔ−１［内部へ挿入を試みる最後のソケットは、 ｒｉｇｈｔｓｉｂｌｉｎｇを含んでいるソケットの前の
ソケットである］ ８、　ｐａｒｓｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｐａｒｅｎｔＴｙ
ｐｅ、　　ｆｉｒｓｔｓｏｃｋｅｔ。

１ａｓｔｓｏｃｋｅｔ、　ｎｅｗＨｏｄｅｓ、　５ｔａ
ｔｕｓ）　［文法解析を行なって、ｎｅｖＮｏｄｅｓの
子を親の下に適正に挿入できるかどうか判定する。ｎｅ
ｖＮｏｄｅｓのノードを、これらがソケットの唯一のノ
ードであるかのようにして、文法解析する。ソケット内
のその他の子は、コネクタ規則及び配列コネクタ規則が
使用されないことがわかっているので、無視できる。コ
９、状況がｏｋの場合 ａ、　ｒｅｍｏｖｅｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｆｉｒｓｔｃｈ
ｉｌｄ、１ａｓｔｃｈｉｌｄ）［指定された範囲の子を
除去するコ ロ９ ｂ、　　ｉｎｓｅｒｔｃｈｉｌｄｒｅｎ（ＩｅｆｔＳｉ
ｂｌｉｎｇ、ｎｅｗＮｏｄｅｓ）［置換の子を挿入する
コ 拡張の主要関数 上述のサブルーチンを使用して、以下の関数を定義する
。これらの関数は好ましい実施例の拡張にしたがって、
高性能な接合及び置換操作の高レベルの視点を提供する
。（処理の流れを表わすフローチャートについては、第
１２図及び第１３図を参照されたい。）接合及び置換の
これらの構文チエツク・バージョンは、構文制御形エデ
ィタを作成するために好ましい実施例で使用される標準
的な接合及び置換関数に替わるものである。エディタの
機能は同一であるが、３つの収集、貼込み、及び削除と
いう操作を行なえるのは、構文的に適正な構造がもたら
される場合だけである。

Ａ、　ｇｒａｆｔ（ｐａｒｅｎｔ、　ｌｅｆｔｓｉｂｌ
ｉｎｇ、　ｎｅｖＮｏｄｅｓ＋５ｔａｔｕｓ）　。

親、左側の兄第、及びサブツリーのリストを与えた場合
、サブツリーのリストを左側の兄第の後の親の下に挿入
する。

サブツリーのトップのノードを親の下のソケットに割り
当て、トップがこれらのソケットの接続規則と合致する
ようにする。ノードをソケットに割り当てることができ
ない場合、接合操作は失敗する。

入カニ ｐａｒｅｎｔ その下にサブツリーのリストを挿入するノード ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ サブツリーのリストの最も左側のノードの左の兄第とな
る親の子。リストが親の下の最も左側の子として挿入さ
れるものである場合、これは空であってもかまわない。

ｎｅｗＨｏｄｅｓ 挿入されるサブツリーのリスト。

出カニ ｔａｔｕｓ 接合が成功したかどうかを示す。新しいノードを文法の
構文規則にしたがって挿入できない場合には、接合は失
敗する。

方法： １、　ｃｏｍｐｌｅｘｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｇｅｔＮｏｄ
ｅＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔ））　［親の下の子を定義す
るのに、コネクタ規則または配列コネクタ規則が使用さ
れているかどうか調べるコ ａ、　１ｎｓｅｒｔＦｌｅｘｉｂｌｅ（ｐａｒｅｎｔ、
　ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ。

ｎｅｗＮｏｄｅｓ、　５ｔａｔｕｓ）　［低速で、融通
性の高い文法解析アルゴリズムを使用して、親の下にノ
ードを挿入するコ ２、それ以外の場合［親の子の適切な構文を記述するの
に、コネクタもしくは配列コネクタ規則は使用されない
。したがって、高速で、融通性の低い文法解析アルゴリ
ズムを使用することができる。実際のプログラミング言
語においては、この経路に時間のほとんどがかかるコ ａ、　　１ｎｓｅｒｔＱｕｉｃｋ（ｐａｒｅｎｔ、　　
１ｅｆｔＳｉｂｌｉｎｇ。

ｎｅｗＮｏｄｅｓ、　５ｔａｔｕｓ）　［低速で、融通
性の高い文法解析アルゴリズムを使用して、親の下にノ
ードを挿入するコ ｂ、状況が構文エラーの場合［しばしば、編集操作の順
序が、有効な挿入の場合であっても、１ｎｓｅｒｔＱｕ
　ｉｃｋが失敗を引き起こすことがある。したがって、
すべての障害の文法解析を、融通性に高いアルゴリズム
を使用して再度行なわなければならない。はとんどの接
合が成功するから、この経路が頻繁に生じることはない
コ １）　１ｎｓｅｒｔＦｌｅｘｉｂｌｅ（ｐａｒｅｎｔ、
　ｌｅｆｔｓｉｂｌｉｎｇ。

ｎｅｗＮｏｄｅｓ、　５ｔａｔｕｓ） ［融通性の高いアルゴリズムによって、文法解析を再度
行なうコ ３、状況がｏｋでない場合 ａ、　Ｆａｉｌ Ｂ、　ｒｅｐｌａｃｅ（ｐａｒｅｎｔ、　ｆｉｒｓｔｃ
ｈｉｌｄ、　１ａｓｔｃｈｉｌｄ。

ｎｅｗＮｏｄｅｓ、　５ｔａｔｕｓ）。

親、範囲内の最初の子、範囲内の最後の子、及びサブツ
リーのリストを与えた場合、子の範囲をサブツリーのリ
ストと置き換える。

サブツリーのトップのノードを親の下のソケットに割り
当て、トップがこれらのソケットの接続規則と合致する
ようにする。ノードをソケットに割り当てることができ
ない場合、置換操作は失敗する。

入カニ ｐａｒｅｎｔ その下にサブツリーのリストを挿入するノード ｆ　ｉ　ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄ 置換される子の範囲内の最初の子。

ｆ　１ｒｓｔＣｈ　ｉ　ｌｄは１ａｓｔｃｈｉｌｄと等
しくなければならないか、あるいは１ａｓｔＣｈｉｌｄ
の右側でなければならないかのいずれかである。

１ａｓｔｃｈｉｌｄ 置換される子の範囲内の最後の子。

ｎｅｖＨｏｄｅｓ 挿入されるサブツリーのリスト。

出カニ ｔａｔｕｓ 置換が成功したかどうかを示す。新しいノードを文法の
構文規則にしたがって挿入できない場合には、置換は失
敗する。

方法： １、　ｃｏｍｐｌｅｘｃｈｉｌｄｒｅｎ（ｇｅｔＮｏｄ
ｅＴｙｐｅ（ｐａｒｅｎｔ））　［親の下の子を定義す
るのに、コネクタ規則または配列コネクタ規則が使用さ
れているかどうか調べるコ ａ、　ｒｅｐｌａｃｅＦｌｅｘｉｂｌｅ（ｐａｒｅｎｔ
、　ｆｉｒｓｔｃｈｉｌｄ。

１ａｓｔｃｈｉｌｄ、　ｎｅｗＨｏｄｅｓ、　５ｔａｔ
ｕｓ）　［低速で、融通性の高い文法解析アルゴリズム
を使用して、親の下のノードを置換するコ ２、それ以外の場合［親の子の適切な構文を記述するの
に、コネクタもしくは配列コネクタ規則は使用されない
。したがって、高速で、融通性の低い文法解析アルゴリ
ズムを使用することができる。実際のプログラミング言
語においては、この経路に時間のほとんどがかかる］ ａ、　ｒｅｐｌａｃｅＱｕｉｃｋ（ｐａｒｅｎｔ、　ｆ
ｉｒｓｔｃｈｉｌｄ。

１ａｓｔｃｈｉｌｄ、　ｎｅｗＮｏｄｅｓ、　５ｔａｔ
ｕｓ）　［高速で１融通性の低いアルゴリズムを使用し
て、親の下にノードを挿入するコ ｂ、状況が構文エラーの場合［しばしば、編集操作の順
序が、有効な置換の場合であっても、ｒｅｐｌａｃｅＱ
ｕｉｃｋが失敗を引き起こすことがある。したがって、
すべての障害の文法解析を、融通性に高いアルゴリズム
を使用して再度行なわなければならない。はとんどの置
換が成功するから、この経路が頻繁に生じることはない
コ １）　ｒｅｐｌａｃｅＦｌｅｘｉｂｌｅ（ｐａｒｅｎｔ
。

ｆｉｒｓｔｃｈｉｌｄ、　１ａｓｔＣｈｉｌｄ、　ｎｅ
ｗＮｏｄｅｓ。

５ｔａｔｕｓ）　［融通性の高いアルゴリズムによって
、文法解析を再度行なうコ ３、状況がｏｋでない場合 ａ、　Ｆａｉｌ 好ましい実施例及び拡張の上述の説明は例として示され
たものである。他の代替策または改変は、当分野の技術
者には明らかであろう。

Ｆ０発明の効果 上述のように、本発明はデータ及び関係を階層または木
として表わすことができ、データ要素が木構造内のノー
ドの配置を画定するノード及び関係を形成している、関
係データを編集するためのエディタを提供する。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明を組み込んだ編集システムの例である
。 第２ａ図は、スコープ指定を説明するために示された、
構造化エディタにおいて作成され、取り扱われるタイプ
の木の例である。 第２ｂ図は、第２ａ図に示した木に収集操作を適用した
結果生じる３つのサブツリーを示す図である。 第３図は、第１図でスコープ指定したノードにおける削
除操作後に生じる木を示す図である。 第４図は、第３図に示した木のＥ２ノードを中心として
、第２図に示したサブツリーのリストを貼り込んだ結果
生じる木を示す図である。 第５図は、単純なパックス・ナウル形（ＢａｃｋｕｓＮ
ａｕｒ　Ｆｏｒｍ）の構造を使用して、ステートメント
の典型的な有効な順序を表わすバーズ木を示す図である
。 第６図は、拡張されたＢＮＦを使用した、第５図に示し
た木の改善された表示の図である。 第７図は、「ソケット」の概念を説明する木構造である
。 第８図は、典型的な接合操作を行なった後の、第７図に
示したものと類似した木である。 第９図は、典型的な置換操作を行なった後の、第７図に
示したものと類似した木である。 第１０図は、本発明の好ましい実施例の拡張の原理を説
明するのに役立つテーブルを示す図である。 第１１図は、本発明の好ましい実施例の基本的な処理の
流れを示す流れ図である。 第１２図は、好ましい実施例の拡張による接合操作の処
理の流れを示す流れ図である。 第１３図は、好ましい実施例の拡張による置換操作の処
理の流れを示す流れ図である。 ２０・・・・ビデオ表示画面、２１・・・・ユーザ・イ
ンターフェース、２２・・・・キーボード、２４・・・
・ポインティング装置、２６・・・・データ操作処理部
、２８・・・・データ構造記憶装置、３０・・・・構造
構文規則、３０・・・・データ記憶装置。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗（外１名） １１１図 第３圓 第５国 第６図

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）階層の１つ高位レベルの１つの親データ要素に、
   ゼロ、１またはそれ以上の従属データ要素を関連付ける
   ように、単一のルート・データ要素と、１つまたはそれ
   以上の下層の従属データ要素をもつ階層または木として
   構成されたデータを操作するための方法であって、 （ａ）実行すべき動作を選択する段階と、 （ｂ）操作すべきデータ要素を選択しまたは作成する段
   階と、 （ｃ）もし上記選択した動作によって要求されるなら、
   ターゲット・データ要素と、該ターゲット・データ要素
   と上記選択しまたは作成したデータ要素の間の関係を記
   述する段階と、 （ｄ）もし上記選択した動作によって要求されるなら、
   上記選択しまたは作成したデータ要素を、現存する階層
   関係を保持するサブトリーのリスト中に集める段階と、 （ｅ）もし上記選択した動作によって要求されるなら、
   上記選択されたデータ要素を上記階層から除去する段階
   と、 （ｆ）もし上記選択した動作によって要求されるなら、
   上記関係が確立されるように、上記ターゲット・データ
   要素が位置する階層中に上記集めたデータ要素を挿入す
   る段階とを有する、 階層データの編集方法。
2. （２）ノードと呼ばれる、データ要素のサブトリーのリ
   ストを、選択されたターゲット・ノードに関連してトリ
   ーに挿入する方法であって、 （ａ）サブトリーのリストを用意する段階と、（ｂ）タ
   ーゲット・ノードを選択する段階と、（ｃ）上記ノード
   のリストと上記ターゲット・ノードの間の関係を記述す
   る段階と、 （ｄ）上記ターゲット・ノードの親を識別する段階と、 （ｅ）上記関係によって要求される、上記サブトリーの
   リストと、上記親ノードと、上記ターゲット・ノードの
   間の接続を確立する段階を有する、選択されたターゲッ
   ト・ノードに関連してトリーに挿入する方法。
3. （３）第１のデータ要素と第２のデータ要素の間にシン
   タックス的に正しい関係を維持する為の方法であって、 （ａ）許容されたデータ要素タイプのリストを作成する
   段階と、 （ｂ）各データ要素タイプに第１レベルのシンタックス
   規則を決定する段階と、 （ｃ）有効な関係を記述するために、１つまたはそれ以
   上の第２レベルのシンタックス規則を介して、直接また
   は間接的に上記第１レベルのシンタックス規則を参照す
   るような第２レベルのシンタックス規則を決定する段階
   であって、そのときそれらのシンタックス規則は、上記
   データ要素タイプの間に確立され得る関係のリストを決
   定するものであり、該関係は、確立され得る関係の数と
   、関連付けられ得るデータ要素タイプとを決定するもの
   である、段階と、 （ｄ）上記第１のデータ要素タイプに対応する上記第１
   レベルのシンタックス規則のうちの１つを見出す段階と
   、 （ｅ）上記第２のデータ要素が上記第１のデータ要素に
   関連付けられ得るデータ要素タイプのものであるかどう
   かを判断するために、上記第２のデータ要素をテストす
   る段階と、 （ｆ）もし許容されるなら、上記第１のデータ要素と第
   ２のデータ要素の間に関係を確立する段階を有する、 データ要素の間にシンタックス的に正しい関係を維持す
   る為の方法。
4. （４）データ要素またはノードが追加、コピー、削除、
   移動または挿入される構造エディタにおいてノードを接
   続する方法であって、 （ａ）木に接続すべきノードを選択する段階と、（ｂ）
   上記木のノードの間の階層関係及び順序関係を記述する
   第１の組の規則を与える段階と、（ｃ）上記木のノード
   に対する１つまたはそれ以上の接続を識別するために、
   上記選択されたノードに関連して上記第１の組の規則を
   使用する段階と、 （ｄ）上記木のノードの間の許容される関係に関連する
   第２の組の規則を与える段階と、 （ｅ）上記接続において上記第２の組の規則が満足され
   るかどうかを判断するために、上記識別された接続をテ
   ストするべく上記第２の組の規則を使用する段階と、 （ｆ）もし上記段階（ｅ）の判断が肯定的なら上記接続
   を形成する段階を有する、 構造エディタにおいてノードを接続する方法。