JPH02128240A - コンピユータプログラムの検査方法 - 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】 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に発生するエラーを検出するコン
ピュータプログラムの検査方法に関する。

従来の技術 マイクロコンピュータなどのコンピュータを動作させる
ためのプログラムを作成する場合、プログラマは一般的
に次のような手順をふんでプログラムを作成する。まず
第１ステツプとして、プログラマは作成されるプログラ
ムが実行する処理内容（プログラム仕様）を整理し、そ
のプログラム仕様にき致するフローチャートと呼ばれる
流れ図を作成する。

第２ステツプとして、このフローチャートを基礎として
、プログラマは命令語が順次的に記載されたプログラム
を作成し、この作成されたプログラムをいわゆるアセン
ブラあるいはコンパイラによって形式的なエラーの検出
を行う。エラーの検出された部分については、さらにプ
ログラムの修正を行い、最終的にエラーの発生しないプ
ログラムを作成する。

第３ステツプとして、このようにして作成されたプログ
ラムを実際のコンピュータ上で動作させ、プログラム仕
様に合致した結果が得られているか盃かを判断する。も
しプログラムが目的とするプログラム仕様を満足する形
で実行されていないときは、プログラマはフローチャー
トおよびプログラムの各ステップ毎にチエツクを行い、
誤動作の原因となっている処理（バグ）の検出を行う、
そして、バグが発見されると、プログラムを修正し、前
述の第１ステツプおよび第２ステツプが再び実行され、
最終的にプログラム仕様を満足するまでプログラムの修
正が繰返し行われる。

発明が解決しようとする課題 上述したように、プログラマがプログラムを作成すると
きに発生するエラーは、単に命令語を記述するときに発
生する形式的なエラーと、プログラム仕様を満足しない
処理を行う実質的なエラーとに分類することができる。

前者の形式的なエラーはアセンブラあるいはコンパイラ
などのプログラムの支援により発見することが比較的容
易にでき、発見するための時間もそれほど長時間を必要
とするものではない。

しかしながら、後者の実質的なエラーは、プログラム仕
様によってエラーの発生状態が異なり、このエラーの発
見のためにはプログラムを作成したプログラマが１命令
毎にプログラム仕様を満足しているか否かを確認する必
要がある。特に、プログラムには割込み処理を含め多く
の分岐命令が存在し、その分岐命令が存在するときは、
分岐前後の処理が継続して実行されることを確認する必
要がある。したがって、命令語が増加する場きはもちろ
んのこと分岐命令が多くなるに従いプログラムを検査す
る時間が膨大となる。

そこで本発明の目的は、プログラムの検査時間を短縮さ
せるプログラムの検査方法を提供することにある。

課題を解決するための手段 本発明は、予め定めるプログラム領域を時間順次的に実
行される複数の命令のうち予め定める対をなす命令語と
、その対に対応する命令語群を定め、 前記対をなす命令語の一方の命令語の実行後に前記他方
の命令語が実行されることなしに、再度前記一方の命令
語の実行が行われたとき、対をなす命令語の一方の命令
の実行後に前記他方の命令語が実行されないとき、また
は対によって区切られた領域外に、その対に対応する命
令語が存在するときに誤りと判定することを特徴とする
コンピュータプログラムの検査方法である。

作　　用 本発明の方法においては、予め定めるプログラム領域に
ついて一対の命令語と、その対に対応する命令語群が指
定される。この指定されたプログラム領域についてその
先頭から時間順次的に実行される。そして、選択された
一対の命令語の一方の命令語が実行された後に他方の命
令語が実行されないうちに再び一方の命令語が実行され
る場合に誤りと判定する。

実施例 第１図は、本発明の一実施例であるコンピュータプログ
ラムの検査方法が実施されるプログラム検査装置１１の
構成を示すブロック図である。第１図において、プログ
ラム解析装置１は、従来技術の項で述べたようなチエツ
クが行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録／再生装置（以下「
磁気テープ装置」という、）２と、ランダムな記憶が行
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（ＲＡＭ）などによって実現される内部記憶装
置４と、たとえばＣＲＴ（陰極線管）装置や液晶表示装
置などによって実現される表示装置５と、インパクト形
または非インパクト形などの印字装置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
などを含む処理装置８とにより構成される。

処理装置８には、さらにエラー検出処理装置１２と接続
されており、処理装置８において処理された情報、たと
えば被解析プログラムの解析結果であるプログラムの流
れの構造がエラー検出処理装置１２に転送される。そし
て、エラー検出処理装置１２は被解析プログラムの流れ
の構造に基づき、被解析プログラムの各命令語が予め定
める形式で順次的に使用されているか否かを各命令語毎
に検査し、その検査結果は処理装置８へ送出される。エ
ラー検出処理装置１２が検出したエラーは、表示装置５
または印字装置６から出力され、被解析プログラムのデ
パックに供される。エラー検出処理装置１２において行
われる処理は、被解析７０グラムの流れの構造を基礎と
して処理されるので、まずプログラム解析装置１の動作
について以下説明する。

仕様書の内容に従って作成されたプログラムは、従来技
術の項で述べたように、まずシンタックスエラーなどの
基本的なバグを取除いた後、磁気テープ装置２に記憶さ
れる。磁気テープ装置２の被解析プログラムは、解析装
置１の内部記憶装置４へ転送され、後述するようなチエ
ツ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Ｗ３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［６によ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。

処理袋ｆ８にバス９などを介して接続された磁気テープ
装置２の記憶領域１０は、前記被解析プログラムの実行
対象となるたとえばマイクロコンピュータに関するアー
キテクチャが記憶されるアーキテクチャ記憶領域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ジタル信号に変換
する際の比較電圧値など、このようなアナログ／デジタ
ル変換器の諸元などを記憶するＡ／Ｄ変換器諸元記憶領
域１０ｂや、本被解析プログラムの実行対象となるマイ
クロコンピュータの有する各端子の信号の出力状態と、
この端子に接続される各人力／出力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ピン
からハイレベルの信号が導出されると、ＬＥＤ　（発光
ダイオード）が点灯する、などの定義）が、記憶される
定義記憶領域１０ｃなどを含んで構成される。

第３図は第１図示の解析装置１の基本的動作を説明する
フローチャートであり、第４図は解析装置１の表示装置
５の表示例を示す図である。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ｎｌ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ｒ＋　２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１０
ａに存在するが°どうがを判断する。

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ｒ１５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ｎ
６に移り、解析装置１は、入力された名称に対応するア
ーキテクチャが記憶されていないことを表示し、新規登
録を要求する。

この後、処理はステップｒｒ　５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ｒｓ　
７では、解析されるプログラムが動ｒト対象とするマイ
クロコンピュータに設定される各ボートの状態と外部状
態との関係を、第４図（２）に示すように入力する。た
とえばＰＯＲＴ１７がハイレベルとなれば、スタートス
イッチがオン状態に切換わり、ＰＯＲＴ１６がハイレベ
ルになるとサーモスイッチがオン状態に切換わる。ステ
ップｎ８では、前記マイクロコンピュータの割込み端子
の状態と、外部状態との関係の入力が、表示装置５上で
要求される。またアナログ／デジタル変換器チャンネル
用ボートについては、キー人力装置７によって所定の事
項を入力し、第４Ｉ２Ｉ（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ｒｒ　９では、ステップｎ７．ｎ８での各入力
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ｎ７で
は、解析されるプログラムが動作対象とするマイクロコ
ンピュータに設定される各ボートの状態と外部状態との
関係を、第４図（２）に示すように入力する。たとえば
ＰＯＲＴ１７がハイレベルとなれば、スタートスイッチ
がオン状態に切換わり、ＰＯＲＴ１６がハイレベルにな
るとサーモスイッチがオン状態に切換わる。ステップｎ
８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ｎ７．ｎ８での各種入力が
正しく実行されたかどうかを判断する。

判断結果が否定であれば処理はステップｒ１７に戻り、
上記入力されたデータを訂正する。判断結果が肯定であ
ればステップｎｌＯに移り、たとえば磁気テープ装！２
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ｎｉｌ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フローチャートである。第５図を併
せて参照して、解析装置１の操作について説明する。上
述したように本発明は、たとえばマイクロコンピュータ
用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ｒ１１０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２２からたとえば内部記憶装
置４へ転送される。

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

（以下余白） 第 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
のフローチャートに示される。

第６図お よび第７図のステップ番号ａｌ、ａ２．・・・、ａ２１
は、上記第１表のプログラムリストの行ｉ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間する
各フラグの状態を示すコンデイションコードレジスタ（
以下、ＣＣＲと称する）は、下記第２表に示される。こ
こでは、符号フラグＮ、ゼロフラグＺ、オーバフローフ
ラグＶおよびキャリフラグＣの状態を示す。

（以下余白） 第 表 第２表中、記号ｒｊ」、ｒ・Ｊ、’ＲＪ。

「Ｓ」はそれぞれ［結果によってセットまたはリセット
される」、「変化しない」、「リセット（クリア）され
る」および「セットされる」を表わす。

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

上記第１表のプログラムリストで、 （１）入カニＰＯＲＴ１の第６ビツトにスイッチ入力（
スイッチＯＮでハイレベ ルに変化） （注１） （注２〉 ：ＰＯＲＴ２の第０ビツトに可変周 波信号入力 および、 （２）出力＋ＰＯＲＴ１の第７ビツトから発光ダイオー
ド出力（出力ハイレベルで発光ダイオード点灯）の入出
力操作が行われる、と定義しておく、これは第３図ステ
ップｎ７で行われる。

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ｍ１でプログラムの流れの構造の
解析が行われる。

上述したように、第１表に示すプログラムリストは、第
６図および第７図に示す動作内容を有している。しかし
ながら、第１表のプログラムリストから第６図および第
７図示のフローチャー“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（
％業などが含まれ、これらの作業に基づいて上記フロー
チャートが作成される。

本発明の眼目の１つは、任意のプログラムリストから、
該プログラムの分岐命令と、該分岐命令によって定めら
れる分岐先命令とを把握した後、該プログラムの処理の
流れの構造の把握を人間の頭脳による作業を介すること
なく、解析装置によって自動的に行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似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図のフロ
ーチャートにおいて示す、第５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）
の読取りを行う、続くステップｌＪ３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、第１表の、各命令が
分岐命令であるか否かを容易に判断できるからである。

上記ステップｂ３の判断結果が否定であれば、ステップ
ｂ４でパラメータｋを＋１インクリメントし、処理をス
テップｂ２に戻し、上述の説明と同様な処理を行う、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
令がゼロフラグＺの状Ｒ（「１」または「０」）を条件
とする分岐命令であることが把握される。したがって、
第８図の処理において第４命令が読取られたときステッ
プｂ３の判断は肯定となり、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ｒＬ
ＯＯＰＪ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ｍとの対（以下、ブロック化情
報と称する）（ｋ、ｍ）を、内部記憶装置４に記憶する
。この後、処理はステップｂ４に移り、行番号を＋１イ
ンクリメントして次の行へ処理を進める。

このような処理を行うことによって、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
トの流れの構造が把握できたことになる。

すなわち第３表として得られた結果を操作者が容易に理
解できる形式に出力する場き、たとえば第１表のプログ
ラムリストの行番号１〜２１を第９図に示すように一列
に配列し、上記第３表に基づいて、行番号ｋから行番号
ｍへ向かう分岐矢符をこれに付すことによって、プログ
ラムリストの流れの構造として第９図示のような出力が
得られる。

これによって操作者も、第１表のプログラムリストの流
れの構造を容易に把握することができる。

こうして第５図ステップｍ１の処理は終了する。

次に第５図ステップｍ２では、ステップｍ１で得られた
被解析１０グラムの流れの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われる被解析プログラム
は、一般にはたとえば致方ステップのような場合もあり
、このようなプログラムには、各種分岐命令も大量に含
まれている。したがって、このような分岐命令の条件の
成立の是非に関する組合わせの数が膨大な数になること
は、容易に想定される。このような膨大な組合わせ数の
プログラムの系統を逐次的に考察の対象とし、各系統ご
とに全命令のコンデイションコードレジスタ（ＣＣＲ）
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ｍ３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ｍ５のパイルの結き処理などがち成る
同一内容の処理を施すようにしたことである。このよう
なブロックの区分点は、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、これらのいずれがで終了し、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
ないように選ぶ。

すなわち全プログラムは、このような複数のブロックの
結合として表現され、同一ブロック内のプログラムの異
なる流れの種類も極めて少数となる。これにより各ブロ
ックごとの内容解析を格段に容易に行えるようになり、
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図のフローチャ
ートに示される。このとき、前記第８図を９照して説明
した第５図ステップｍ１の流れの構造の解析処理によっ
て得られたブロック化情報対（ｋ、ｍ）について、第１
表の全プログラムについて行うことによって、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（ｋ　１　、　ｍ　１　）　、　　（ｋ
　２　、　ｍ　２　）　、　−（ｋｓ、ｍｓ＞（本実施
例では５−４）が、第１図示の内部記憶装置４に記憶さ
れている。以下に説明する第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、ｍ２．　・＝
、ｒｎＳについて総称する場合には、それぞれ記号ｋ。

ｒｎ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ｃ
２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ｒｎ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、ｍによるブロック化処理を行う。

このブロック化処理は、以下のように行われる。

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。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
超えたがどうかの判断を行う。

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
返し行われ、ステップｃ２の判断が肯定となるブロック
化情報に、ｒｎ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、ｍを呼び出し、これら
を組み合。

わせでブロック情報対（α、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
し行われる。

上記ステップ０１〜ｃ５で行われる処理は、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、ｍ）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（
α、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（ｋｊ、ｍｊ）　
　　　　　　　　・・・（１）ｊ＝１．　２．　　・・
・　　Ｓ によるブロック化処理を行う。

このブロック化処理は、第１表のプログラムリストにお
いて、分岐処理を実現するブロックを決定する処理とな
る。すなわち第３表のブロック化情報（ｋ、ｍ＞におい
て、たとえばブロック化情報対（４，２・）は、第４１
ｆｂ令がら第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、ｍ）
を、前記ブロック情報対（α、β）と異なる内容をなす
分岐ブロック情報対（α、β）ｂｒとして再定義するこ
とにより、第１表のプログラムリストに間して、分岐を
行う系統を網羅できる。ステップｃ６による分岐ブロッ
ク化処理が終了すると、第１１図に示すブロック分は結
果が得られる。

また上述のように、ブロック情報対〈α、β〉と、分岐
ブロック情報対（α、β）ｂｒとを定義することにより
、第１表のプログラムリストのたとえば第９命令、第１
０命令および第１１命令からなるブロックと、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報対（α、β）および分岐
ブロック情報対（α、β）ｂｒを、下記の第４表に示す
。

（以下余白） 第 表 以下、得られた各ブロックを示すに際して、第１１図に
示すように記号■、■、・・・、■をもって示す、すな
わちブロック■は、行番号１．２の命令群を示している
。このような記法に従い、第１表のプログラムは第１２
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１３〜２１
の後述するような割込み処理ルーチンを表わし、これら
は相互間に亘って分岐関係が存在しない独立な内容だか
らである。このようにして、第５図ステップｍ２のブロ
ック分は処理が終了する。

第５図ステップｍ３では、分岐条件摘出処理が行われる
。このような分岐条件摘出処理は、第１４図のフローチ
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■、第２ブロツク■、第３
ブロツク■、・・・、第１３ブロツク■を処理が通過す
る条件を求めることになる。

（１）第１ブロツク■を通る条件 第１ブロツク■は第６図に明らかなように、第１２命令
の無条件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表を資照して第ｊ番目（
現時点ではｊ＝１）のブロック化情報対（ｋ、ｍ）を参
照する。ステップｄ４では、ステップｄ３におけるブロ
ック化情報対（ｋ、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ｒＢＮＥ、の分岐条件を支配するフラグの検出を
行う、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、ゼロフラグ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（ゼロフラグ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、
肯定であればステップｄ７に移り、フラグを変化させる
命令を記憶する。第１表のプログラムリストと第２表の
ＣＣＲとを参照すれば、この命令は第３命令ｒＣＭＰＡ
ＣＯＵＮＴ、であり、ゼロフラグ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、ゼロフラグＺに関する当該
第３命令中のパラメータを検出する。すなわち第３命令
はアキュムレータＡに関する命令であり、パラメータと
してアキュムレータＡが検出される。

ステップｄ９では、該命令が該パラメータを変化させる
命令か否かを判断する。この判断は前記アーキテクチャ
に含まれる前記ＣＣＲを参照して行われる６判断が肯定
であれば、ステップｄｌ。

に移り当該命令が記憶され、ステップ（１１１に移る。

第３命令ｒｃＭＰＡＪはアキュムレータＡの内容を変化
せず、ステップｄ９の判断が否定となり、ステップ（１
１０を経ることなくステップｄ１１に移る。

ステップｃｕｌｌでは、現在検討中のブロックが第１表
のプログラムリスト中でループを構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」１２に移り、ステップｄｌｏで記
憶した命令が、前記パラメータの入力命令であるかどう
かを判断する。この判断が肯定であれば、ステップｄ１
５に移る。一方、上記ステップｄｌｌ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０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ｄ１５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ｒｃＭＰＡ」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。第３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
（１２１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ｒＬＤＡＡ
Ｊを解析する段階で、ステップｄ１０で記憶されてきた
命令は、オペランドで記述すると、 Ａ＝ＴＩＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋１）　　・・・（２）に
なる。

またステップｄｌｌの判断は肯定となり、第２式の分岐
条件にステップｄ１４でループ要素が付加され、下記第
３式の分岐条件が得られる。すなわちループを０回繰返
せば上記第２式は、Ａ＝ＴＩＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）
　　＝１３）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
わちゼロフラグＺに関して、 Ｚ＝＝０　　　　　　　　　　　　　　・・（４）が成
立する場合である。したがって上記ステップｄｌｏでは
最終的に、 ＴＩＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）≠Ｏ−１５）の条件が得
られる。これは第２ブロツク■を処理が通過する条件と
なる。

（３）第３ブロツク■を通る条件 この場き、第１表の１０グラムリストにおいて、処理が
第２ブロツク■に進行しない条件、すなわち、上記第５
式の条件の否定 ＴＩＭＥ−（ＣＯＵＮ’Ｔ＋ｎ）＝Ｏ＝１６）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、ｍ）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われる。ステップｄ４で
は、第１表のブログラノ、の第ｋ（＝８）命令ｒＢＭＩ
Ｊの分岐条件を支配するフラグの検出を行う、すなわち
、上記第８命令のＦ！合には、符号フラグＮである。

ステップｄ５．ｄ６では、この符号フラグＮを変化しう
る最近の命令を検索する。上記第１表および第２表を参
照すれば、第７命令ｒＬＤＡＢＰ　ＯＲＴ　Ｉ　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
フラグＮに関する第７命令中のパラメータを検出する。

すなわち第７命令はアキュムレータＢに関する命令であ
り、このアキュムレータＢがパラメータとして検出され
る。

ステップｄ１２では、パラメータとしてのアキュムレー
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命令自身がアキュムレータ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■の実行
内容をオペランドによって表現すれば、求める分岐条件
は、 ＰＯＲＴ１７＝Ｏ・・・（７） となる。ここで表記ｒＰＯＲＴ１７＝ｏ」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に移り判断が否定
となり、前述のような処理を経て処理はステップ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、ｒｎ）＝　（９，１１）が読出され、ステップ
ｄ４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フラグＺが
検出される。続いてステップｄ５、ｄ６では、このゼロ
フラグ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ｒＬＤＡＢＪが検出される
。

このロード命令はアキュムレータＢにｒＰＯＲＴＩＪ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
るゼロフラグ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ｄ
ｌｏ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ｃｌ
１５で第５ブロツク■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。第５ブロツク■は２重のネステ
ィング構造を構成しており、ステップｄ１６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、したがって第５ブロツク■の通過条件は
、第４ブロツク■の通過条件と上記第８式の条件との論
ｑ積となる。すなわち、 ＰＯＲＴ１７’＝０ かつ、 ＰＯＲＴＩの少なくとも１つのビット−１・（９） の分岐条件が得られる。この後、ステップｄ１３におい
て、記憶したブロック列はないので、処理はステップｄ
３に戻る。

（６）第６ブロツク■を通る条件 第１４図のフローチャートにおいて、ステップｄ３でｊ
＝４のとき、対応するブロック化情報ｋ。

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■の分岐条件を考
察した段階で、第２ブロツク■と組合されてループ構造
を構成するブロックとして把握されている。したがって
第７ブロツク■の分岐条件は、上記第３ブロツクで挙げ
たループ処理の離脱条１↑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 第８ブロツク■は、第３表および第４表に示す分岐ブロ
ック情報対（８，１１）ｂｒで示される。

したがって第１表第８命令の分岐条件より、第８ブロツ
ク■を処理が通る条件は、第４ブロツク■を通る条件の
否定、すなわち、 ＰＯｒ（Ｔ１７＝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３表および第４表から分岐ブロッ
ク情報（９，１１）ｂｒによって規゛定されるブロック
であり、したがって前記第５ブロツク■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ブロツク■を通る条件（第７式
）との論理積となる。すなわち、 ＰｏＲＴｌの　全ビット−〇 かつ　ＰｏＲＴｌの第７ビツｌ−＝　Ｏ・（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
なく線形に続くブロックであり、したがって第１０ブロ
ツク［相］を処理が通る条件は、第６ブロツク■を通る
条件、すなわち第３ブロツク■を通る条件（上記第６式
）と同一になる。

（１１）第１１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
、Ｐ　ＯＲＴ　２の第０ビツトに立ち上がりエツジまた
は立ち下がりエツジの信号が入力された状態を表わす割
込みベクトルの条件、 Ｉ　ＲＱ　２　＝　Ｏ・・・（１２） が得られる。

（１２）第１２ブロツク［株］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
、第１８命令ｒＢＮＥＪでゼロフラグＺ＝１となる条件
が求められればよい。

すなわち第１８命令からプロ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フラグ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ｒｓＴＡＡＪが検出され
、パラメータとしてアキュムレータＡが検出される。ア
キュムレータＡの入力命令として、第１３命令でロード
命令ｒＬＤＤＪが検出される。

したがって第１３命令〜第１８命令の実行内容をオペラ
ンドで記述すれば、 （ＣＡＰＴＩ　（Ｄ）　−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの上位バ
イト二〇・・・（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トにおいて、第１３
命令以降の処理の進行において、処理が第１２ブロツク
＠に進行しない条件、すなわち上記第１３式の条件の否
定、 （ＣＡＰＴＩ（Ｄ）　−ＺＣＡＰＴ（Ｄ））の上位バイ
ト≠０・・（１４） が求めるべき条件となる。

このようにして第５図ステップｍ３において摘出される
べき分岐条件は、各ブロック■〜■を処理が通る条件と
して導出された。これ以降、処理は第５図ステップｍ４
に移る。

ステップｍ４では、書込み命令単位の入出力結合処理が
行われる。ここに言う書込み命令とは、ストア命令と、
オペランドの直接操作命令（たとえばオペランドの数値
を＋１増加させるインクリメント命令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図のフローチャ
ートに示される。第１５図ステップｅｌ。

Ｃ２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う。こ
の後、ステップｅ３では、第１表に示されるプログラム
において、書込命令が検出される。このような書込み命
令としては、第２命令「ＩＮＣＪ、第６命令ｒｓＴＡＡ
Ｊ　、第１１命令「５ＴＡＡＪ　、第１６命令「ＳＴＸ
」、第１７命令ｒｓＴＡＡＪおよび第２０命令ｒＳＴＡ
Ａ、が、後述するように検出される。

（１）第２命令ｒＴＮｃ、について 第１５図ステップｅ４では、当該命令に関するパラメー
タを検出する。上述した残余の書込命令、たとえば第６
命令ｒｓＴＡＡＪ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ｔ３よび第１３１１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ｒＢＮＥｊを検出する。

これによりステップｅ９．ａｌｌ、ｅ１２の判断け、そ
れぞれすべて否定であり、したがって処理はステップｅ
５に戻る。このようにして上述した処理を繰り返し行い
、ステップｅ６で第２命令が読取られたとき、ステップ
ａｌｌでループになったことが↑す断され、ステップｅ
１３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　　　　　＝ｉ１６）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　
ｆｒＩ令に関しては、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ　＋　Ｃ０ＵＮＴ）−＃　
０ｔｈｅｎ　　　Ｃ０ＵＮＴ＝ＣＯＵＮＴ＋　　ｎ　　
　　　　　　　　　　　−（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命令に間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ｒｃＬＲＡＪを検出する。

ステップｅ９では、この第５命令が上記パラメータであ
るアキュレータＡを変化させる命令であることが判断さ
れ、ステップｅｌｏで第５命令が記憶される。ステップ
ａｌｌでは、当該第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命令がアキュ
ムレータＡの入力命令であることが判断される。このｒ
＆、ステップｅ１４の判断で肯定となり、処理はステッ
プｅ１５に移る。

したがって実行内容は、 Ｃ０ＵＮＴ←０　　　　　　　　　　・・・（１８）と
なり、実行条件は、処理が第３ブロツク■を通る条件、
すなわち上記第６式で示される条件と同一になり、これ
らを整理すれば、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ　＋　Ｃ０ＵＮＴ）　＝　
０しｈｅｎ　　　Ｃ０ＵＮＴ←０　　　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　＝ｉ１９）の結果が得られる
。

（３）第１１命令について 第１１命令については、第１５図に示されるステップｅ
３で当該命令が検出された後、ステップｅ４でパラメー
タとしてアキュムレータ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Ｏ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■および第８ブロツク■をそ
れぞれ通る３つの経路が存在することが認識される。以
下、後述する実行内容の検出と実行条件の検出とを各経
路毎に行い、それらの結果が論理和として出力される。

（ア）第５ブロツク■を通る経路の場合ステップｅ４で
パラメータであるアキュムレータ八を検出し、プログラ
ムをさかのぼると、第１０命令でアキュムレータ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、ＰＯＲ
ＴＩ←￥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
理が第３ブロツク■を通る条件（上記第６式）との論理
積となる。したがって、 ：Ｆ　　　　ＴＩＭＥ−＜ｎ　＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝’０
ａｎｄ　　　　ＰＯＲＴＩフー０ ａｎｄ　　　　ＰＯＲＴＩ≠　￥０Ｏ ｔｈｅｎ　　　ＰＯＲＴＩフ←１ なる論理式出力が得られる。

（イ）第８ブロツク■を通る場合 ・・・（２１） ステップｅ６でプログラムをさがのぼると、第６命令で
ストア命令ｒｓＴＡＡＪが検出される。

したがって求める実行内容は、前述の第６命令の場合と
同様にして、　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）との論理績である。した
がってこれらをまとめて、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　　（ｎ
＋Ｃ０ＵＮＴ）＝Ｏａｎｄ　　　　ＰＯＲＴ１７＝　１ ｔｂｅｎ　　ＰＯＲＴＩ　＝　￥　００　　　　　　　
　−　＜２２＞の論理式出力が得られる。

（つ）第９ブロツク■を通る渇き ステップｅ４で検出されるパラメータは、アキュムレー
タＡであり、第９ブロツク■を通ってプログラムをさか
のぼると第６命令を検出する。したがってこの場合の実
行内容は、上記第２２式と同一であり、実行条件はルー
プの離脱条件すなわち第３ブロツク■を通る条件（第６
式）と、第４ブロツク■を通る条件（第７式）と、第９
ブロツク■を通る条件（第１１式）との論理積である。

したがってこれらをまとめて、 ’ｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ　＋　Ｃ０ＵＮＴ）　＝　
０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７＝　０ ａｎｄ　　（ＰＯＲＴ１７＝Ｏａｎｄ　ＰＯＲＴ１＝￥
００）ｔ　ｂ　ｅ　ｎ　　Ｐ　ＯＲＴ　１−￥００　　
　　　　　　　・（２３）の出力が得られる。

このようにして、第１１命令に関する入出力条件の結合
処理が実現された。

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

（５）第１７命令ｒＳＴＡＡ、について第１６命令と同
様にステップｅ４で、パラメータとしてアキュムレータ
Ａを検出する。ステップｅ６でプログラムをさかのぼる
と、第１３命令でロード命令ｒＬＤＤＪが検出される。

したがって第１７命令でオペランドｒＴＩＭＥＪにスト
アされるのは、オペランドｒＣＡｐＴＩＪ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、 ：ｒ　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｈｅｎ　　　ＴＩＭＥ＝（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）−ＺＣ八
へＴ（Ｄ））（Ｈ）・・・（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ｒＳＴＡＡＪについて第２０命令の場
合には、第５図ステップｅ４で、当該命令に関するパラ
メータすなわちアキュムレータＡを検出する。このパラ
メータを決定する最新の命令をプログラムをさかのぼっ
てステップｅ６で検索すると、第１９命令でアキュムレ
ータＡに関する操作命令ｒＤＥＣＡ、が検出される。

したがって第２０命令の実行内容は、 Ｃ０ＵＮＴ−Ａ−１・・・（２６） となる。

ここで第１９命令は、第１８命令の分岐命令でゼロフラ
グＺ＝１の場きであることを考慮すると、上記第２５式
において、 ＴＭＭＥ＝アキュムレータＡ＝Ｏ・・・（２７）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＝Ｏであり、 Ｃ０ＵＮＴ←￥Ｆ　Ｆ　　　　　　　　　＝−（２８）
が結論される。

その実行条件は、第１１ブロツク■および第１２ブロツ
ク＠を処理が通る条件、すなわち上記第１２式および第
１３式で示される各条件の論理積となる。したがってこ
れらをまとめれば、ｉｆ　　　ＩＲＱ２　＝　１ ａｎｄ　　　　（ＣＡｒ’Ｔ１　　（Ｄ）　　　２ＣＡ
ＰＴ（Ｄ））（Ｈ）＝　　０しｌ＋　ｅ　ｎ　　　ＣＯ
Ｕ　Ｎ　Ｔ　＝　￥　ＦＦ　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　、−（２９）が得られ、これで第１表のプ
ログラムリストに関して第５図ステップｍ４の書込み命
令単位の入出力結合処理が行われる。

続いて、第５図ステップｍ５で後述するようなパイルの
結合処理が行われる。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ｆヤ命令を含む
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［２１のフローチャートに示され
る。

上述したように、第１表のプログラムリストには６個の
書込み命令があり、第３命令には第１７式のパイルＤ７
、第６命令には第１９式のパイルＤ６、第４命令には第
２１式〜第２３式のバイルＤ３．Ｄ２．Ｄｉ、第１５命
令には第２４式のパイルＤ５．第１７命令には第２５式
のパイルＤ４、第２０命令には第２９式のＤ８がそれぞ
れ作成される。

以下、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ＤＩ、Ｄ２Ｄ３を検出する。

ステップで２では、たとえばパイルＤ１中の未決定パラ
メータを決定するパイルを検出する。すなわち、パイル
Ｄ１の実行条件に関して、パラメータｒＴＩＭＥＪ、ｒ
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ｒ’１ＭＭＥ、についてはパイルＤ４が
検出され、続くステップｒ３では該パイルＤ４に含まれ
る全てのパラメータが決定されているかどうかを判断す
る。現時点では判断結果は否定であり、処理はステップ
ｆ２に戻り、パラメータｒｃＡＰＴＩＪ、ｒＺｃＡＰＴ
Ｊを決定するパイルを検出する。このとき第５パイルＤ
５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７表、ステップｆ４では判断結果が肯定となり、ステ
ップで５に移って第１７図（１−１）〜（３−３＞のパ
イル結き結果が出力される。このようにして第５図ステ
ップｒｎ　５のパイルの結合処理が終了する。

このようにプログラム解析装置１によって被解析プログ
ラムの流れの１１造を解析することができ、その解析結
果はエラー検出処理装置１２へ転送される。

次に、エラー検出処理装置１２におけるコンピュータプ
ログラムの検査方法について以下説明する。エラー検出
処理装置１２は、プログラムの実行に際し、予め順次的
に実行が要求されている一対の命令語を定めておき、そ
の一対の命令語のうちの一方が検出されると、プログラ
ム解析装置１によって解析されたプログラムの流れの構
造に沿って、他の命令語が実行されるか否かを検査する
。

一対の命令語が実行されている場合はエラーとは判断せ
ず、一対の命令語のうちの片方だけが実行されている場
合は、エラーと判断する。このように、一対の命令語の
うちの一方の命令語と他方の命令語とがともに実行され
ていることを、生成されたプログラムの流れのすべての
場合に対して満足されていることをエラー検出処理装置
１２は検査する。

予め定める一対の命令語として、たとえば割込み処理に
おけるレジスタ退避命令とレジスタａ　ｄＦ＆命令との
処理について以下説明する。

−ｍに、プログラム上またはハードウェア上の割込みが
発生すると、プログラムの処理は一時的に池の処理へ移
される。具体的には、割込み原因が発生すると割込み原
因の発生したときのプログラムカウンタ、特定のフラグ
などが自動的に記憶領域にストアされ、ベクタアドレス
テーブルに記載されている割込み原因によって定める番
地へ処理が移行する。そして、その特定の番地から割込
み処理が実行される。しかし、割込み原因が発生しても
、すべてのフラグ、レジスタなどが退避されるとは限ら
ず、割込み処理内において自動退避されないフラグ、レ
ジスタなどを一時的に退避させるための退避命令を別個
実行する必要がある６すなわち、割込み原因が発生する
直前において使用していたフラグまたはレジスタの内容
を割込み処理において破壊されるのを防止するために、
割込み処理においてそれらを退避させる命令を実行しな
ければならない、そして、割込み処理が終了し、割込み
発生前の状態に戻る際には退避させたフラグ、レジスタ
などを復帰させなければならない。

第１８図は、割込み原因が発生し、割込み処理内におい
てレジスタ退避命令とレジスタ復帰命令とが一対の処理
として実行されているか否かを判断するフローチャート
である。まずステップｇ１では、割込み原因が発生した
ことにより、割込み処理の実行される先頭番地がベクタ
アドレステーブルから検出され、アドレスカウンタに設
定される。ベクタアドレステーブルは割込み原因の種類
に応じて割込み処理が実行される先頭番地が記憶されて
いるテーブルである。割込み処理の実行される先頭番地
がアドレスカウンタに設定されると、エラー検出処理装
置１２は前記先頭番地から順次命令を抽出し、命令語を
解析していく。すなわち、ステップｇ２では、まず割込
み＋３１３’％命令を抽出したか否かが判断され、割込
み復帰命令でない場合は、ステップｇ３へ進みレジスタ
退避命令が抽出されたか否かが判断される。

レジスタ退避命令を抽出した場きは、ステップｇ４にお
いてレジスタ退避命令を抽出したことを示すフラグＦに
１がセットされる。そして、ステップｇ５へ進み、レジ
スタ復帰命令が抽出されたか否かが順次判断される。レ
ジスタ腹ツ、１Ｉｆｉ７令が抽出されると、ステップｇ
６へ進み、フラグＦの設定状態が判断される。フラグＦ
が１に設定されているｆ：、　、＃は、既にレジスタ退
避命令を抽出していることを示しているので、この場合
は予め定める一対の命令が抽出されたことになり、ステ
ップｇ７においてフラグＦが０に設定され、エラーとは
判断されない。しかし、フラグＦが０である場合は、レ
ジスタ退避命令を抽出せずにレジスタ復帰命令を抽出し
たことになるので、予め定める一対の命令語のうち一方
のみ抽出したことになり、エラーと判断し、ステップｇ
８へ進みエラー処理が行われる６ ステップｇ９では、抽出された命令がレジスタ操ｆヤ命
令か否かが判断され、レジスタ操作命令なら、ステップ
ｇｌｏにおいてフラグＦの設定状態が判断される。フラ
グＦが１に設定されている場合は、レジスタ退避命令が
抽出された後いまだレジスタ復帰命令が抽出されていな
い状態であるからエラーとは判断しない、しかし、フラ
グＦが０に設定されている場合は、レジスタ退避命令が
今だ抽出されていない、あるいはレジスタ復帰命令をス
テップｇ７において抽出したという状部を示しており、
このようなプログラムの流れの構造では、割込み処理内
においてレジスタの内容が破壊されることになるので、
エラーと判断し、ステップｇ８へ進む。

割込み処理内における各命令語に対し、ステップ８２〜
ステツプｇｌｏの処理が行われ、その命令語によってエ
ラーが検出されない場合は、ステップｇｌｌへ進み、次
の命令語の番地がアドレスカウンタに設定される。そし
て、ステップｇ２へ進み上述と同様な処理が実行される
。このようにして、割込み処理が終了し、割込み復帰命
令を抽出すると、対象となっていた割込み処理の検査が
終了する。

次に、一対の命令語が実行される必要のある場合として
、割込み禁止命令と割込み許可命令とが一対の処理とし
てプログラムされているが否かについて説明する。ある
特定の処理を行うに際し、割込みを禁止しておくことが
必要となる場合がある。このような場合には、割込み禁
止命令がまず実行され、そのｊ＆特定の処理が行われた
後、その後の処理において割込みを受付けるための割込
み許可命令が実行されることになる。しかし、割込み禁
止命令が実行された後、割込み許可命令が実行されない
と、以後割込みが受付られないことになり、割込み処理
を基準とする処理が実行されないことになる。そこで、
エラー検出処理装置１２は、プログラム中に割込み禁止
命令を抽出すると、その１麦別込み許可命令の存在する
ことをプログラムの流れのｉｌｌ造に沿って検査する。

第１９図は、割込み禁止命令と割込み許可命令とが一対
にプログラムされていることを検査するためのフローチ
ャートである。まず、ステ・ノブ？＋１では、割込み処
理が行われるプログラムの先頭番地がベクタアドレスに
より検出され、アドレスカウンタに設定される。ステッ
プｈ２は、割込み処理内における割込み禁止命令を抽出
する。その後側込み禁止命令が抽出されると、ステップ
ｈ２からステップｈ３へ進み、割込み禁止命令が抽出さ
れた後に割込み許可命令を抽出するための処理がステッ
プｈ３．ｈ４において行われる。ステップｈ３において
割込み許可命令が抽出されると、割込み禁止命令と割込
み許可命令とが一対に抽出されたことになるので、エラ
ーとは判断せず、プログラムの検査が終了する。

ステップｈ　３において割込み許可舎令が抽出されず、
かつステップｈ４において割込み禁止命令が抽出された
後１２８ステツプの命令語が検査されたにも拘わらず割
込み許可命令を抽出できない場合は、エラーと判断し、
ステップｈ５へ進む。

ステップｈ４において、割込み禁止命令語の抽出後１２
８ステップ内に割込み許可命令を抽出できない場合をエ
ラーとしたのは、一般に割込みを禁止して行う処理のス
テップ数は少なく、１２８ステップ以上になることはな
いので、エラー検査処理を時間的に制限するためである
。ステップｈ５においては、検査対象である割込み処理
においてエラーが発生していることが予め定める記憶領
域にストアされる。

以上のように本実施例に従えば、プログラム解析装置１
によって被解析プログラムの流れの構造が検出され、そ
の流れの構造に沿ってエラー検出処理装置１２は予め定
める一対の命令が存在するか否かを検査し、予め定める
一対の命令語のうち一方のみが存在するときにエラーと
判断し、その結果をプログラム解析装置１に転送する。

したがって、プログラマは、たとえば表示装置５に表示
されるエラー内容を参照し、プログラムのデバッグを比
較的容易にかつ短時間に行うことができる。

なお、以上の実施例においては、エラー検出処理装置１
２はプログラム解析装置１とは別の装置において処理さ
れるが、エラー検出処理装置１２における検査プログラ
ムを処理装置８におけるプログラムと一体化した構成と
することもできる。

発明の効果 以上のように本発明に従えば、予め定める一対の命令語
がプログラム中に存在するか否かを自動的に検査するこ
とができ、プログラマの思い違いによる検査漏れを未然
に防止することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例であるコンピュータプログラ
ムの検査方法が実施されるプログラム検査装置１１の構
成を示すブロック図、第２図は解析装置１の記憶領域１
０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フローチャート、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
フローチャート、第８図は流れの構造の解析処理手順を
示すフローチャート、第９図は流れの横道の解析処理結
果な示す系統図、第１０図はブロック化処理手順を示す
フローチャート、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
を示すフローチャート、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図はパイル結き処理結果
を示す系統図、第１８図は割込み原因が発生し、割込み
処理内においてレジスタ退避命令とレジスタ復帰命令と
は一対の処理として実行されているか否かを判断するフ
ローチャート、第１９図は割込み禁止命令と割込み許可
命令とが一対に処理されることを検査するためのフロー
チャートである。 １・・・プログラム解析装置、１２・・・エラー検出処
理装置 代理人　　弁理士　西教　圭一部 第 図 第 図 第 図 箪 図 第 図 メインルーチンへ 第 図 １３−−−−’ＰＩ込 第１０図 第１１図 第１２図 第１３図 第１６図 Ｎ１７図 第１９図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 予め定めるプログラム領域を時間順次的に実行される複
   数の命令のうち予め定める対をなす命令語と、その対に
   対応する命令語群を定め、 前記対をなす命令語の一方の命令語の実行後に前記他方
   の命令語が実行されることなしに、再度前記一方の命令
   語の実行が行われたとき、対をなす命令語の一方の命令
   の実行後に前記他方の命令語が実行されないとき、また
   は対によつて区切られた領域外に、その対に対応する命
   令語が存在するときに誤りと判定することを特徴とする
   コンピュータプログラムの検査方法。