JPH03136140A - コンピュータ・システムを操作する方法及びコンピュータ・システム - 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 本発明は総括的にプロローグ・コンパイラ／インタプリ
タの改善に関し、詳細にいえばプロローグ命令に割込み
処理機能を付加する手法に関する。

Ｂ、従来技術及びその課題 本発明はＩＢＭの３７０用プロローグを作成するために
行なわれた一連の改善の１つである。その名前が意味す
るように、コンパイラはＩＢＭの３７０／ＸＡ環境に合
わせて最適化されている。

しかしながら、本発明はその他のあらゆる３２ビツト・
アーキテクチャにおいても同様に作動するものである。

したがって、たとえば、本発明はインテル８０Ｘ８６プ
ロセツサまたはモトローラ６８０ＸＯで実現できる。

最初のプロローグ・インタプリタは１９７２年にフィリ
ップ・ラッセルによって、フランスで開発された。彼の
初期の研究は拡張され、カナダのウォータールー大学で
行なわれた研究によって、ＩＢＭ　　Ｓ／３７０で初め
て実現された。プロローグ言語の歴史及び内容の優れた
要約は、デビット・Ｈ−Ｄ−ウォレン（Ｄａｖｉｄ　Ｈ
，Ｄ、　Ｖａｒｒｅｎ）による、ｒＩｍｐｌｅｍｅｎｔ
ｉｎｇ　ＰｒｏｌｏｇＪ　１ＤＡＩ　Ｒｅ５ｅａｒｃｈ
　ＲｅｐｏｒｔＮｏ、３９（１９７７年５月）という報
告に収められている。

その論文において、ウオレン氏はプロローグ言語の２つ
の基本部分、すなわちホーン節といわれる論理ステート
メント及びプルーフを構築する際にプログラマが使用す
る制御言語を説明している。

第４．１節は本発明の理解の基礎となるプロローグの構
文と用語を開示している。言語は正式なブルーフで作成
される。したがって、たとえば、Ｐ←Ｑ＆Ｒ＆ＳはＱ及
びＲ及びＳであればＰと解釈される。第４．１節を慎重
に読めば、充分な知識のない読者がプロローグの構文と
主要なコマンドを理解できるようになろう。

プロローグの命令はゲット、プツト、ユニファイ、プロ
シージャ及びインデックス命令を含んでいる。プロロー
グの命令セットの優れた要約が、ｒＡｎ　Ａｂｓｔｒａ
ｃｔ　Ｐｒｏｌｏｇ　Ｉｎ５ｔｒｕｃｔｉｏｎ　５ｅｔ
Ｊ　）Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ　Ｎｏｔｅ　３０９、ＳＲＩ
　Ｐｒｏｊｅｃｔ　４７７６　（１９８３年１０月）と
いうウォレン氏の他の記事に収められている。ウォレン
氏の記事はすべてのプロロー−４−ｂ　− グ・コンパイラ／インタプリタに標準として受は入れら
れている古典的なプロローグの構文を説明している。プ
ロローグ言語はｒＡ　Ｔｕｔｏｒｉａｌ　ｏｎ　ｔｈｅ
Ｗａｒｒｅｎ　Ａｂｓｔｒａｃｔ　Ｍａｃｈｉｎｅ　ｆ
ｏｒ　ＣｏｍｐｕｔａｔｉｏｎａｌＬｏｇｉｃＪガブリ
エル他（Ｇａｂｒｉｅｌ　ｅｔ　ａｌ）　１Ａｒｇｏｎ
ｎｅＮａｔｉｏｎａｌ　Ｌａｂｏｒａｔｏｒｙ　（１９
８５年６月）によって、さらに明確となろう。

伝統的なプロローグ・システムはその発明者に敬意を表
してウォレン・アブストラクト・マシン（ＷＡＭ）と呼
ばれる。ＷＡＭのアーキテクチャはウォレン氏のｒＡｎ
　Ａｂｓｔｒａｃｔ　ＰｒｏｌｏｇＩｎｓｔｒｕｃｔｉ
ｏｎ　５ｅｔＪに開示されている。本発明はウォレン氏
が取り上げなかった問題のいくつかを取り上げるＷＡＭ
の改良である。

ｒＰｒｏｌｏｇ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍ
Ｊという名称の最近の米国特許第４５４Ｅ３４３２号明
細書は、各種のプロローグ・スタックに関連したレジス
タを管理するための効率的な方法を論じている。しかし
ながら、この特許はプロローグのアドレス空間を増加さ
せ、ポインタをより効率的に管理すること−ｃ− によって全体的なパフォーマンスを改良する方法を開示
していない。

上述のように、従来技術はいずれもプロローグ・インタ
プリタ／コンパイラに割込み処理を提供する手法を教示
していない。

Ｃ０課題を解決するための手段 本発明によれば、プロローグ・インタプリタ／コンパイ
ラの改善が、割込み処理を付加することによって達成さ
れる。割込み処理は一連のシステム制御ワードを管理す
ることによって容易とされる。割込みが検出された場合
、システム制御ワードをテストしてから、次の述語が発
火（ｆｉｒｅ）　　され、かつ制御は割込み制御ブロッ
クを介して割込み処理ルーチンに渡される。割込み処理
ルーチンが完了した場合、制御は述語プロセッサに戻さ
れ、次の述語または割込みを処理する。

Ｄ、実施例 して構成されている。１）再帰的プロシージャ呼出し、
２）ユニフィケーシヨン、３）バックトラッキング、及
び４）カット・オペレージピン。再帰が有効に機能する
には、適切なスタック管理が必要である。ユニフィケー
シヨンは強力なデータ処理方法であって、従来のプログ
ラミング言語で見られる比較及び割当ての両方の命令を
含んでいる。

ユニフィケーシヨンは効率的なデータ構造処理に依存す
る。このことはポインタへの依存性を意味し、ポインタ
管理におけるあらゆる改良が実行の拡張をもたらすこと
を意味する。

バックトラッキングは以前の計算環境を復元する。バッ
クトラッキングは、割込みが典型的なオペレーティング
・システムによって処理された場合に現れるプログラム
文脈の保管及び復元と類似している。バックトラッキン
グはプロローグ・システムの保全性とパフォーマンスを
維持するために、データ構造の効率的な管理を必要とす
る。バックトラッキングは一般に、現在の変更のリスト
を維持することによって実現される。バックトラックを
実行すると、これらの変更が取り消される。

リレーシロナル・データベース環境におけるプロローグ
・バックトラックの操作に類似した機能は、リレーシロ
ナル・データベースの「ロールバック」である。ＣＵＴ
オペレータはプロローグ処理を、ＣＵＴオペレータの発
生までに行なわれたすべての計算に委託する。

プロローグ・システムは複数のデータ域に分割される。

第１はコード域である。この区域はプログラムの命令及
びリテラルを含んでいる読取り専用域である。マシンの
３つの主要書込み可能データ域は、ローカル・スタック
、グローバルまたはヒープ・スタック、及びトレール・
スタックである。これらの３つのスタックはグローバル
変数及びローカル変数の記憶域、ならびにプロローグ・
システム復元用の記憶域として使用される。入城変数は
長期変数であって、ユーザによって定義され、処理が完
了するか、バックトラッキングまたはガーベジ・コレク
シ１ン、あるいはこれら両方がプロローグのスペースを
検索するまで活動状態　６− に維持される。局所変数は一時記憶セルとして使用され
、情報を１つのゴールから他のゴールへ通信する。ゴー
ルが完了し、代替物が残っていなくなった場合、スペー
スをローカル・スタックから容易に回復できる。スタッ
クの操作には、ポインタの効率的な管理が必要である。

他の書込み可能域はトレールと呼ばれる後入れ先出しく
Ｌ　Ｉ　ＦＯ）スタックである。トレールはバックトラ
ッキングが発生した場合にＵＮＤＥＦへのリセットを必
要とする変数セルのアドレスを記憶する。トレールのサ
イズはゴールの数に比例して増加する。トレールのサイ
ズはバックトラッキングによって減少する。レジスタは
スタックの各々に独自の各種のスタック・ポインタを管
理するために使用される。ウォレン氏の報告は各種のス
タック及び関連したレジスタ・ポインタに関する伝統的
なプロローグ・システム管理を論じている。

ガーベジ・コレクシ１ン ガーベジ・コレクシロンはスタック・スペース　７− を短縮し、再マツプし、プロローグ・システムに戻して
、以降の処理を容易とするプロセスである。

最近のプロローグ・インタプリタ及びコンパイラの起源
は、ウォレン氏の当初の研究及び彼がプロローグ・シス
テムの伝統的な標準に導入し、組み込んだ改良まで遡る
ものである。

命令セット ウォレン氏の報告は命令及びその構文を論じ、かつプロ
ローグ・ステートメントから生成されたアセンブル済み
コードを説明している。好ましい実施例の説明はウォレ
ン氏の報告で開示されている不完全に最適化されたコー
ドから分かれたものである。報告書で強調されているよ
うに、ウォレン・プロローグ・コンパイラは情報の獲得
に間接的なアドレス指定を必要とする。それゆえ、別個
のレジスタをインデックス・レジスタとして使用しなけ
ればならず、また命令からの情報がオフセットとして使
用される。オフセットはインデックス・レジスタに加え
られ、有効なアドレスを得る。

プロローグ命令を使用して、プロローグ・プロダラムを
実現する。一般に、伝統的なプロローグ・アブストラク
ト・マシンにおいては、命令とプロローグの記号の１対
１の対応はない。典型的なプロローグ命令は、複数個の
オペランドを有するオペレーション・コード（ｏｐｃｏ
ｄｅ）からなっている。ｏｐｃｏｄｅはプロローグの記
号のタイプを、これが発生する文脈と相関させる。ｏｐ
ｃｏｄｅは８ビツトすなわち１バイトを占有する。

オペランドは小整数、オフセット及びアドレスを含んで
いる。これらのオペランドは次いで、各種のプロローグ
の記号に対応する。個々のプロローグの実施形態にもよ
るが、オペランドはニップル、バイト、ワードまたはダ
ブル・ワードを占有することができる。

データ・オブジェクト 第１図には、従来技術のプロローグ・データ・オブジェ
クトが示されている。これはタグ・フィールド１０及び
アドレス２０によって表される。典型的なデータ・オブ
ジェクトは３２ビツトを占有する。タグ・フィールドは
項のタイプを区別するものであり、少なくとも２ビツト
、一般には８ビツトすなわち１バイトでなければならな
い。主なタイプは参照、リスト、構造、リスト、スケル
トン、アトム、及び整数である。８ビツトのタグ・フィ
ールドがアドレス可能性に残しているのは、２４ビツト
だけである。それゆえ、たとえば、３７０／ＸＡ環境に
おいては、３１ビツトのアドレス・スペースを完全に利
用することはできない。

データ、変数及び変数に対する値の割当てがわかるＦＯ
ＲＴＲＡＮ、ＰＬ／ｒ、Ｃ０ＢＯＬ、Ｃなどとは異なり
、リスプ及びプロローグにはデータ、変数及びパインデ
ィングがわかる。変数はフリー（値なし）またはバウン
ド（インスタンシェード済み）のいずれかである。しか
しながら、プロローグの変数がインスタンシェードされ
ると、変数がアンバウンドされない限り（バックトラッ
キングによって）、変数を再インスタンシェードするこ
とはできない。

この強力な相違はプロローグのパターン・マツチングに
よって活用される。たとえば、Ａ及びＢ１０ がプロローグ・オブジェクト（おそら（、変数）である
Ａ＝Ｂの操作において、ＡとＢのユニファイを試みる。

ＡとＢが変数の場合、２つの変数は等しくなり、ユニフ
ィケーションは成功する。ＡまたはＢが変数の場合、変
数はバウンドされ（他の値にインスタンシェードされる
）、ユニフィケーションは成功する。Ａ及びＢが両方と
もデータであると、これらはこれらを等しくするために
パターン・マツチされ、おそらくはＡまたはＢ１あるい
はその両方の内部で変数を再帰的にユニファイする。こ
れが生じた場合、ユニフィケーションが成功するか、あ
るいは失敗し、バックトラッキングが行なわれる。

これはプロローグの命令Ｘ＝１が、Ｘがアンバウンド変
数である場合にＸを１にバインドするか、Ｘがバウンド
である場合にＸが１に等しいことをチエツクする表記で
ある理由を説明する。Ａ＝ＢはＡに対するポインタをＢ
に配置するプロローグ・システムによって、内部で処理
される。Ｂ＝ＣはＢに対するポインタをＣに置くことに
よって達成１− されるｏ　Ｃ”ｈ　ｅ　ｌ　ｌ　ｏはアトムｒｈｅｌｌ
ｏＪのアドレスをＣに置くことによって完了する。Ｂの
値を得るためには、２つのポインタの値を解かなければ
ならない。ポインタの使用がプロローグ処理に浸透する
ので、この使用はこれらのステップに浸透する。それゆ
え、ポインタ処理に対して行なわれるあらゆる改良は、
プロローグの実行に大幅な改良をもたらす。

第４図は従来技術によるポインタ処理に関連する論理を
示す。第５図は本発明によるポインタ処理に関連する論
理を示す。これらの図について、以下で詳細に説明する
。

第１図には、従来技術の伝統的なプロローグ・オブジェ
クト・ワードが示されている。情報の最初のバイトはタ
グ・フィールド１０を含んでいる。

情報の他のバイトはアドレス・タグ２０を含んでいる。

タグ・フィールド１０は整数値で、次のような各種のプ
ロローグ・オブジェクトを表す。ポインタ、フリー変数
、定数（アトム、整数、。

）、またはスケルトン（プロローグ・リスト）。定数は
定数の関連する記述子に対するポインタとしてアドレス
・タグ２０を用いる。アドレス・タグ２０はアドレスの
代わりに即値データを含むことができる。アドレス・タ
グ２０のスペースに適合する小整数は、通常このように
して表される。

スケルトンはアドレス・タグ２０を、スケルトンの記述
子に対するポインタとして利用する。このアーキテクチ
ャは１バイト・タグ・フィールド１０に基づくアドレス
・タグ２０の少ないサイズによって制限される。それゆ
え、３１ビツトのアドレス・スペースを活用できるので
はなく、２４ビツトのアドレス指定のみが利用できる。

プロローグの実施形態の中には、１バイト未満のタグ・
フィールドを用いるものもあるが、単一のビットを使用
するものはない。なぜなら、伝統的なプロローグにおけ
るタグ・フィールドは工ないし１６の範囲の数値を伝え
なければならないからである。

１バイト・アーキテクチャは最も一般的な手法であるが
、これはほとんどの既存のコンピュータが１バイトを取
り出すための命令を持っているが、３ないし５ビツトを
取り出すための命令を有しているコンピュータがほとん
どないからである。

本　日のアーキテクチャ プロローグ・オブジェクトは以下のタイプのうちの１つ
の「タグ付きワード」である。

１）他のタグ付きワードに対するポインタ２）フリー変
数 ３）小整数 ４）グローバル・スタックに記憶されているプロローグ
・オブジェクトに関連したもの（グローバル・スタック
のオブジェクト記述子に対して、アドレス・フィールド
・ポイントを暗示する） ５）コード域に記憶されているプロローグ・オブジェク
トに関連したもの（コード域のオブジェクト記述子に対
して、アドレス・フィールド・ポイントを暗示する） 本発明のプロローグ・システムはタイプ「フリー変数」
のあらゆるオブジェクトを、アドレス・１４− フィールドがそれ自体をポイントしているタイプ・ポイ
ンタのオブジェクトによって置き換える。ポインタをフ
リー変数と区別するのは容易であるが、これはポインタ
がそれ自体をポイントすることがないからである。

本発明の処理はアドレス・フィールドの初期設定にあま
り多くの作業を必要としないが、参照解除処理（ｄｅｒ
ｅｆｅｒｅｒ＋ｃｉｎｇ　）は付加的なテストを必要と
する。しかしながら、プロローグで最も一般的な命令の
セット、複写は最適化されている。

伝統的なプロローグ・システムにおいて、オブジェクト
を複写するには、システムには次のことが必要である。

（ａ）　　フリー変数であるかチエツクする（ｂ）　フ
リー変数である場合には、オブジェクトはフリー変数に
対するポインタである （ｃ）　　フリー変数でない場合には、複写はオブジェ
クトである。

この手法を用いると、複写は常に単純な複写となる。

＝　１５− カテゴリ（４及び５）のオブジェクトのタイプの複写を
、オブジェクト記述子の始めに置く。この追加はコード
域におけるものではない。なぜなら、これが静的コード
であり、このバイトをグローバル・スタックのオブジェ
クトに付加することは、グローバル・スタックを線形に
走査することを可能とし、ガーベジ・コレクシロンの圧
縮を容易とするからである。小整数以外の各タグ付きオ
ブジェクトにおいて、オブジェクトのアドレス部分は他
のポイントまたはタグ付きワードをポイントする。

次のステップはタイプ小整数を抑制し、整数タイプのみ
を使用する。欠点は小整数が１ポインタだけで表される
ことである。この問題はきわめて小さい整数に対しては
、定数域にこれらのテーブルを作成することによって解
決される。

各タグ付きオブジェクトの場合、アドレス部分は他のポ
インタまたはタグ付きワードをポイントする有効なポイ
ンタである。各タグ付きオブジェクトは以下のいずれか
である。

１）タグ・ポインタ、または ２）他のタグ、アドレス・フィールドによってポイント
される値によって回復できるものタグ・フィールドはも
はや必要ないが、これはこのフィールドがオブジェクト
記述子によって回復できるからである。ポインタをポイ
ントするタイプ・ポインタのオブジェクトと、オブジェ
クト記述子をポイントするタイプ・フリー変数のオブジ
ェクトを区別できるだけでよい。これはオブジェクト記
述子の高位ビットをセットし、以下で詳述するように、
アドレス・スペースを３１ビツトに制限することによっ
て達成される。高位ビットを使用するのは、ＭＶＳ／Ｘ
Ａマシンでテストするのが最も容易であり、かつアドレ
ス指定に使用されないからである。当分野の技術者には
、下位ビットを過度の実験を行なわずに置換できること
が認識できよう。

本発明は第２図及び第３図に示す２種類のオブジェクト
・ワードを用いる。第２図は本発明によるタイプ・ポイ
ンタのオブジェクトを示す。３２ビツト・ワードの第１
ビツト３０はタイプ・フィールドである。タイプ・フィ
ールドはタイプ・ポインタとタイプ記述子のオブジェク
ト・ワードを区別する。ビットが非ゼロの場合、タイプ
は記述子である。情報の次の３１ビツト４０はプロロー
グ・オブジェクトのアドレスである。それゆえ、３７０
／ＸＡ環境の全アドレス・スペースが活用される。

第３図は本発明によるタイプ記述子のプロローグ・オブ
ジェクト・ワードを表す。第１ビツト５０は１にセット
され、記述子タイプを示す。次の７ビツトは伝統的なプ
ロローグの手法では、タグ・フィールド６０として使用
される。残りの２４ピツ）７０はタグ・フィールド８０
の値に基づいて変化する。若干の例を後述し、各種のオ
ブジェクトの実施形態の使用法を明らかにする。

コンパイラ・テクノロジーの通常の技術者には、このア
ーキテクチャによって得られる利点が容易に理解されよ
う。タイプ・ポインタのプロローグ・オブジェクト・ワ
ードを他のオブジェクトから区別するには、単純なビッ
ト・テストで充分である。

１８− この場合、アドレスはすでに実行可能な形態となってい
る。これはタグ・フィールドが８ピツトを占める従来技
術の技術と対照的なものである。

プロローグ・オブジェクト・ワードのタイプを決定する
には、初期のＣＯＭＰＡＲＥ操作が必要であった。次い
で、タグ・フィールドを除去し、有効なアドレスに対す
る２４ビツトのみを残すには、他のＡＮＤ操作が必要で
あった。それゆえ、３１ビツトのアドレス・スペース全
体を活用することができず、各ポインタ・オブジェクト
には付加的な処理オーバヘッドが関連していた。ポイン
タ・オブジェクトがプロローグ処理、及び最も一般的に
使用されるオブジェクトの１つに必須であるから、コン
パイルされ、インタブリットされたプロローグ・コード
の最適化が大幅に低下した。

本発明はプロローグ・ポインタ・オブジェクト処理に関
連するオーバヘッドを大幅に軽減する。

オブジェクト・ワードの簡単なテストによって、ポイン
タのアドレスが完全に決定される。それゆえ、アドレス
が実行に利用できるようになるまで１９− に、他の処理は必要ない。タグ・フィールドを除去する
ためのマスクされたＣＯＭＰＡＲＥ及びＡＮＤ操作は、
完全に除去される。

第４図は本発明による伝統的なプロローグ・オブジェク
ト処理の例を示す。この例はレジスタＲに含まれている
プロローグ・オブジェクトの参照解除を行なう。

処理は、レジスタＲに含まれているタグ・フィールドが
ユーザ指定レジスタＸにロードされる関数ブロック１０
０から始まる。次いで、関数ブロック１０２において、
これがポインタであるか、他のタイプのオブジェクトで
あるかを判定するため、レジスタＸがテストされる。ポ
インタの場合には、２４ビツトのアドレスを有するレジ
スタＲをＲにロードし、そのアドレスにおける情報のワ
ードを、ポインタの有効アドレスとしてＲにロードする
。

あるいは、タイプのテストが変数を示している場合には
、プロローグ変数を処理するためのルーチンへの分岐が
１０６で作られる。タイプのテストがアトムを示してい
る場合には、プロローグのアトムを処理するためのルー
チンへの分岐が１０８で作られる。タイプのテストがス
ケルトンを示している場合には、プロローグのスケルト
ンを処理するための分岐が１１０で作られる。

第５図は本発明によるプロローグ・オブジェクト処理に
関連する詳細な論理の流れ図である。関数ブロック１２
０はレジスタＲによってポイントされたワードを、レジ
スタＸにロードする。次いで、判断ブロック１２２はレ
ジスタＸの負数のテストを行なう。

Ｘが正である場合には、プロローグはＸ及びＲを関数ブ
ロック１２４でユニファイしようとする。

Ｘ及びＲが変数である場合には、２つの変数は等しくな
り、ユニフィケーションは成功し、Ｘが変数を含んでい
るので、情報は１２６において変数として処理される。

他の場合には、レジスタＸの内容は関数ブロック１２８
においてレジスタＲに複写され、処理は完了する。

レジスタＸが最初負である場合には、関数ブロック１３
０のおいて、Ｘの高位バイトがレジスタＲの低位バイト
にロードされ、高位３バイトがシフト・アウトされる。

次いで、関数ブロック１３５において、タイプがアトム
であるか、スケルトンであるかを判定するためのテスト
が行なわれる。

アトムである場合には、制御は１４０においてアトム・
プロローグ・オブジェクト・プロセッサに渡される。ス
ケルトンである場合には、制御は１５０においてスケル
トン・プロローグ・オブジェクト・プロセッサに渡され
る。

第６図は本発明によるプロローグ・オブジェクト・ワー
ドのフリー変数を表す。プロローグのフリー変数が実際
にはメモリ内の位置なのであるから、オブジェクトは効
果的にアドレスとなる。それゆえ、２００はゼロにセッ
トされ、残りの３１ビツト２１０は変数の有効なアドレ
スとなる。このことはオブジェクトがアドレスであり、
そのアドレスにおける情報を変数情報として処理できる
ことを、プロローグ・オブジェクト・ワードのテストが
示すことを意味する。処理オーバヘッドの相当程度の節
減が達成される。さらに、変数の有２２ 効記憶域が大幅に増加する。

第７図は本発明によるプロローグ・オブジェクト・ワー
ドの定数の例である。特別な定数はプロローグ・アトム
である。それゆえ、第１ビツト３００はゼロにセットさ
れ、オブジェクトがポインタであることを示し、また残
りの３１ビツト３１０はアトムに関連したデータ構造に
対するアドレスとなる。

データ構造は３１１．３１２．３１３及び３１４で示す
ようにメモリに記憶される。第１ビツト３１１はオブジ
ェクト・ワードがアドレスでないことを示す。それゆえ
、情報の次のバイト３１２はプロローグ定数のタイプを
決定するために処理されるタグ・フィールドである。こ
の場合は、アトム。タグ・フィールド３１２の後のバイ
ト（３１３及び３１４）は、プロローグ定数のタイプに
よって変化する。非ポインタ・オブジェクトの場合であ
っても、本発明によってプロローグ・オブジェクト・ア
ーキテクチャを活用することによって、処理の利点は得
られる。

３− 第８図は本発明によるプロローグ・オブジェクトにおけ
るスケルトンの例である。スケルトンは特定のスケルト
ンに関する情報を含んでいるデータ構造に対するポイン
タとして表される。それゆえ、スケルトンの第１ビツト
４００はゼロにセットされて、アドレスが残りの３１ビ
ツト４１０に含まれていることを示す。このアドレスは
スケルトン４１Ｌ４１２．４１４．４１Ｂ及び４１８に
関連するデータ構造に対するポインタとして使用される
。

データ構造の第１ビツト４１１は１にセットされ、次の
７ビツト４１２がタグ・フィールド値であることを示す
。この場合、値はデータ構造がスケルトンであることを
示す。残りの情報４１４．４１６及び４１８は伝統的な
プロローグ・スケルトン・データ構造である。

暗示引数 前述のウォレン氏のプロローグ・インタプリタ／コンパ
イラなどのプロローグの伝統的な実施形態において、命
令は第９図に示すように、複数のフィールドの明示の記
載を必要とする。したがって、たとえば、Ｃ）Ｌ　ｈｅ
ｌｌｏ）命令の第２の引数に対するコードはｇｅｔ　　
ｃｏｎｓｔａｎｔｈｅｌｌｏ、Ａ２であり、第９図に示
すようにして符号化される。

命令の第２の引数のフィールドは操作５１０に対して使
用されるレジスタに対する参照、ｃｏｄｅ　　ｏｐ５０
０及び定数に対するインデックス５２０を含んでいる。

フィールドの各々を別々に分解し、正しい情報が提供さ
れていることを検査しなければならない。また、５２０
などのインデックス・フィールドは定数のアドレスを得
るために、インデックス・フィールドに含まれている、
適切なオフセット・レジスタに追加される値を必要とす
る。これらの操作は時間のかかるものであり、インタプ
リタに関連する実行速度の低下のほとんどを説明するも
のである。

本発明は第１０図に示すように、命令形式を簡素化する
。命令に必要な唯一の情報は定数のアドレス５５０であ
る。この命令は第１ビツト（符号ビット）をテストする
ことによって、上述のオブジェクトと区別される。

情報のワードが負（１ビツト）である場合には、命令が
存在する。情報のワードが正（０ビツト）である場合に
は、プロローグ・オブジェクトに対するポインタが存在
する。それゆえ、この例においては、命令の第２の引数
が情報のワードとして符号化され、このワードの第１ビ
ツトはゼロにセットされ、情報の他の３１ビツトは定数
ｒｈｅｌｌＯ」のアドレスを含むポインタである。

インタプリタは他の予備処理なしでｇｅｔ　　ｃｏｎｓ
ｔａｎｔ命令を実行するに必要なすべての情報を有して
いる。ｇｅｔ　　ｃｏｎｓｔａｎｔに使用されるレジス
タは、レジスタの現在の割振りに基づいてインタプリタ
によって暗示的に割り当てられる。命令によるレジスタ
の明示の割当てはない。

命令のレジスタ・フィールドをｄ　（Ｕ＊Ｖ、Ｘ。

（ＤＵ＊Ｖ）＋　（Ｕ＊ＤＶ））　に対するＷＡＭが生
成したコードから省略することができる。

２６− ｇｅｔ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　”’／２．ＡＩ　　　　
　Ｘ　ｄ（”２（ｕｎｉｆｙ　　ｖａｒｉａｂｌｅ　　
Ａｌ　　　　　　　　　　　χ　ロ。

ｕｎｉｆｙ　　ｖａｒｉａｂｌｅ　　ＹＩ　　　　　　
　　　Ｘ　　Ｖ）。

ｇｅｔ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｙ２．Ａ２　　　　　　　
　Ｘ　Ｘ。

ｇｅｔ　　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　　’＋’／２．Ａ３　
　　　　　　　Ｎ　　＋／２（ｕｎｉｆｙ　ｖａｒｉａ
ｂｌｅ　Ａ４　　　　　　　　　Ｘ　ＳＳＩ。

ｕｎｉｆｙ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ａ５　　　　　　　　
％　５Ｓ２）＋ｇｅｔ−ｓｔｒｕｃｔｕｒｅ　”’／２
．Ａ４　　　　Ｘ　ＳＳＩ　＝　”／２（ｕｎｉｆｙ　
ｖａｒｉａｂｌｅ　Ａ３　　　　　　％　ＤＩ。

ｕｎｉｆｙ　ｖａｌｕｅ　ＹＩ　　　　　　　　　　　
Ｘ　Ｖ）＋ｇｅｔ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　”’／２．Ａ
５　　　　　Ｘ　ＳＳ２　＝　”／２（ｕｎｉｆｙ　ｖ
ａｌｕｅ　Ａｌ　　　　　　　　　　％　Ｕ。

ｕｎｉｆｙ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｙ３　　　　　　　　
Ｘ　Ｄυ）上記を以下に示す２つの新しい命令を追加し
て、本発明の符号化手法によって置き換えることができ
る。

ｕｎｉｆｙ　　５ｔａｃｋ ｕｎｉｆｙ　　５ｔａｃｋはｕｎｉｆｙ　　ｖａｒｉ　
ａｂ　ｌ　ｅと同様な作用をするが、引数をレジスタに
記憶するのではなく、引数をスタックに記憶２７ する。

ｐＯｐ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　　Ｆ ｌ）ｏｐ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　　Ｆはｇｅｔ　　５ｔ
ｒｕｃｔｕｒｅ　　Ｆ＋　Ａｉと同様な作用をするが、
スタックからワードを取り出し、Ａ　１の代わりにこの
ワードを使用する。

これらの命令によって、上記の従来のコードを次のよう
に書き換えることができる。

ｇｅｔ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　”’／２．Ａ１　　　　
＊　ｄ（”／２（ｕｎｉｆｙ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ａｌ
　　　　　　！　Ｕ。

ｕｎｉｆｙ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｙｌ　　　　　　！　
Ｖ）＋ｇｅｔ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｙ２＋Ａ２　　　　
　　％Ｘ。

ｇｅｔ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　’＋’／２．Ａ３　　　
　Ｘ　＋／２（ｕｎｉｆｙ　５ｔａｃｋ　　　　　　　
　　　％ｕｎｉｆｙ　５ｔａｃｋ　　　　　　　　　　
％ｐｏｐ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　”’／２　　　　　％
　＝　’／２（ｕｎｉｆｙ　ｖａｌｕｅ　Ａｌ　　　　
　　　　χＵ。

ｕｎｉｆｙ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｙ３　　　　　　！　
Ｄｔｌ）ｐｏｐ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ　″’／２　　　
　　χ＝　”／２（ｕｎｉｆｙ　ｖａｒｉａｂｌｅ　Ａ
３　　　　　　％　ＤＬＩ。

ｕｎｉｆｙ　　ｖａｌｕｅ　　Ｙｌ　　　　　　　　　
　　％　Ｖ）。

上記のコードにおいて、最初のｇｅｔ　　、、。

命令は常にＡ１を使用し、次のｇｅｔ　　、、、命令の
インデックスｉはＡｔを使用する。ｔｒｙｌｏ、などの
命令によってリセットされ（述語の処理の開始前に）、
ｇｅｔ　　、、、命令が実行されるたびに１増加される
レジスタＳＯを加えることができる。それゆえ、各ｇｅ
ｔ　　、、、はレジスタ引数として、レジスタのインデ
ックスＳＯを使用するので、この引数を命令の一部とし
て明示的に符号化する必要はない。同じステップはｐｕ
ｔ　　、、、命令にも同様に有効である。

プロローグ命令ｂ（ｈｅｌｌｏ）の節の最後の述語の最
初の引数はｐｕｔ　　ｃｏｎｓｔａｎｔｈｅｌｌｏ、Ａ
１である。第１１図は最初の引数の伝統的な符号化を示
している。命令５θ０のＣｏｄｅ　　ｏｌ）はｐｕｔ　
　ｃｏｎｓｔａｎｔ命令を示す値である。

ｃｏｄｅ　　ｏｐ５ＥｔＯの後ろにはレジスタへの参照
が付けられ、これは操作５７０及び定数に対するインデ
ックス５８０に使用される。フィールドの各々を別々に
解析し、正しい情報が与えられていることを検査しなけ
ればならない。また、５８０などのインデックス・フィ
ールドでは、インデックス・フィールドに含まれている
値を適切なオフセット・レジスタに加え、定数のアドレ
スを得る必要がある。これらの操作は時間のかかるもの
であり、インタプリタに関連した実行速度の低下のほと
んどを引き起こすものである。

他の方法はオフセットまたはアドレスとして完全な定数
を符号化する代わりに、これを命令に入れることである
。この手法は定数の取出しを若干早くするが、大きな命
令を生成する。

第１２図は本発明による最初の引数の符号化を示す。定
数ｒｈｅｌｌｏＪのアドレスだけが命令に必要なのであ
るから、ゼロにセットされた符号ビットの付いた情報の
ワードが、最初の引数に必要な情報を完全に伝えるのに
充分なものとなる。

この場合も、引数の値の明示の記述は、インタプリタが
命令を実行するのに必要なくなる。さらに、０ 定数のアドレスを得るのに、間接インデクシングの処理
時間は必要なくなる。

あるいは、すべてのアブストラクト命令が１バイトのｏ
ｐコードで始まり、プロローグ・オブジェクトが最初の
バイトがタグであるタグ付きワードであるから、ｕｎｉ
ｆＹ　　ｃｏｎｓｔａｎｔ命令のＯｐコードに対して、
タイプ・アトムの値を選択することができる。それゆえ
、ｕｎｉｆｙ　　ｃｏ　ｎ　ｓ　ｔ　ａ　ｎ　ｔ　”　
ｈ　ｅ　Ｉ　Ｉ　ｏ　”命令をアトム「ｈｅｌｌｏＪの
表示によって置き換えることができる。また、これをタ
イプ・スケルトンを使用して、ｇ　ｅ　ｊ　　ＣＯｎ　
Ｓ　ｊ　ａ　ｎ　ｊ　％　ｐｕ　ｊ　　ＣＯｎ　Ｓ　ｔ
ａ　ｎ　ｔｌｐｕ　ｊ　　Ｓ　ｉ　ｒ　ｕ　Ｃｊ　ｕ　
ｒ　ｅ及びｇｅｔｓｔｒｕｃｔｕｒｅに対して行なうこ
とができる。

この変形をｕｎｉｆＶ　　Ｃ０ｎ５ｊａｎｊ１ｐｕｔ　
　ｃｏｎｓｔａｎｔ及びｇｅｔ　　ｃｏｎｓｔａｎｔの
すべてに適用した場合、問題はこれらの命令の各々がま
ったく同じ表示を有していることである。この問題は第
１３Ａ図ないし第１３Ｃ図に示すような有限オートマト
ン・プロセッサを用１− いることによって解決される。個々の命令は４主要状態
オートマトンを使用することによって区別される。状態
はアーク、構築、読取り、書込みである。オートマトン
はｕｎｉｆｙ　　、、、命令のいずれかの処理中の実行
モード（読取り／書込み）の明示テストを行なうステッ
プを回避する。

場合によっては、オートマトンに次の命令のモードを予
測させるには、文脈が充分でないことがある。たとえば
、解釈しなければならないアトムが、後にｇｅｔ　　ｖ
ａｒｉａｂｌｅが続いたｕｎｉｆｙ　　ｃｏｎｓｔａｎ
ｔを有している場合、オートマトンにはｇｅｔ　　ｖａ
ｒｉａｂｌｅを□アープ・モードで実行しなければなら
ないことがわかる。

しかしながら、ｕｎｉｆＹ　　ｃｏｎｓｔａｎｔとして
解釈しなければならないアトムの後に、他のアトムが続
いている場合には、これは第２のアトムをｕｎｉｆｙ　
　ｃｏｎｓｔａｎｔとして解釈しなければならないので
あれば、充分であるが、ｇｅｔ　　ｃｏｎｓｔａｎｔと
して解釈しなければならないのであれば、コード・ジェ
ネレータはこれらの命令の間にｐｏｐ　ｈｅａｄ命令を
挿入しなければならない。ｐｏｌ）　　ｈｅａｄはエミ
ュレーシヨンをさらにアーク・モードで行なわなければ
ならないことを意味する。

プロローグの命令は一般にｏｐｃｏｄｅと、上記のｇｅ
ｔ　　ｃｏｎｓｔａｎｔ及びｐｕｔ　　ｃ。

ｎ５ｔａｎｔ命令と類似した複数のフィールドを含む形
式を有している。これまで明示レジスタ表記または暗示
アドレス計算、あるいはこの両方を必要としていた命令
は、本発明によって変位される引数を復号する必要性を
抑制することによる実行時に、大幅な改善を実現する。

第１３Ａ図ないし第１３Ｃ図は本発明による命令処理に
関連した論理をグラフィック式に表した流れ図である。

割込み処理 プロローグ・システムの発明による特徴の１つはプロロ
ーグにおける割込みの新しい概念である。

ある程度のマルチタスク機能がプロローグに必要である
が、プロローグが事前割り振りされた線形スタックを必
要とするため、割込み処理を追加することはきわめて困
難である。それゆえ、システムの保全性を確保するには
、各プロローグ・タスクに対するスタック全体の複写が
必要である。割込み処理は実現が容易であるが、これは
割り込まれたプログラムのすべてが同一のスタックを共
用できるからである。

割込み処理は割込みの発生を登録するフラグをセットす
ることによって可能となる。次いで、新しい述語が出現
するたびに、フラグ・トラッキングの割込みをチエツク
し、割込みが生じたかどうかを判定し、割込みの処理を
開始しなければならない。このアーキテクチャは割込み
処理を、プロローグ・システム処理内の単一のロケーシ
ョンに制限し、したがって標準のプロローグ述語処理機
構を活用する。述語の実行を他の述語の実行によってい
つでも優先使用可能とすることは、プロローグに対する
最適化コンパイラの作成をきわめて困難にする。

２種類の割込みの導入を使用して、この問題を３４− 拡散する。第１のタイプ１は実行を変更するので、現在
の述語Ｃ（、、、）の代わりに、述語ｐ　（Ｘ）などの
割込みが活動化された場合に、実行されるゴールは次の
ようになる。

ｐ　（Ｘ）　＆ｃ　（、、、） 注：ｐ（Ｘ）の実行は失敗するか、何らかのバックトラ
ック・ノードを作成する。

第２のタイプ２は実行を変更するので、現在の述語Ｃ（
、、、）の代わりに述語ｐ　（Ｘ）などの割込みが活動
化された場合に、実行されるゴールは次のようになる。

（ｐ（Ｘ）＆ｆａｉｌｉｔｒｕｅ）＆ｃ（、、、）注：
　（ｐ（Ｘ）＆ｆａｉｌ；ｔｒｕｅ）の実行がバックト
ラックを生じたり、あるいはプロローグ変数のインスタ
ンシェーシ日ソ状態を変更することはない。

タイプ１は比較的ランダムにバックトラック導入ノード
に割り込み、完全にコンパイルされたコードでこれらを
使用することは、特定の割込みの小さなサブセットに限
定される。プロローグ・スタフ＝　３５− りの内容は、タイプ２の割込みの実行の前後においてま
ったく同一であるから、プロローグはこれがコンパイル
されたプログラムの長期の最適化を行なう場合に、タイ
プ２の割込みを無視できる。

それゆえ、タイプ２の割込みを活動化してから、コンパ
イルされたプロローグのコードの任意の述語の活動化を
行なうことができる。

割込みはプロローグにおいて次のことを行なうのに有益
である。

１、凍結された述語を活動化する ２、段階的にデバッグする ３、ガベージ・コレクションを活動化する４、ユーザが
非同期事象を処理できるようにする込み処理に　する　
ポーリング プロローグ・システムは実行の最適化を行なう実行の際
に、割込みに対するソフトウェア・ポーリングを回避し
なければならない。論理割込み及びデーモンを使用して
、非ポーリング割込み処理をもたらす。論理割込みはソ
フトウェアの混成物であって、プロローグ・プログラム
の実行中に発生する非同期事象の発生セグメントを登録
する。

事象は最終的に、プロローグによって定義された、ある
いはユーザ・プロローグ・プログラムによってカストム
化されたデーモンという他のプロローグ・プログラムを
開始する。伝統的なコンピュータ処理においてデーモン
に最も類似しているのは、タスクである。タスクはしば
しば単一の目的のための一連の命令であって、この目的
は実行に特定の入力をしばしば必要とする。タスクを抑
制し、抑制されたタスクに情報を供給できる他のタスク
の完了を待つことができる。プロローグのデーモンを開
始して、述語の間の指定時間中に割込みを処理する。論
理割込み処理のいくつかの例を以下に挙げる。

１亙豆貞 事前定義プロローグ論理割込みは遅延評価を含んでいる
。遅延評価は凍結変数のインスタンシェーションである
。凍結変数はその処理を完了するために、他のゴールの
完了を待っている変数である。

デーモンはこの例において待機述語である。凍結変数は
特殊アンバウンド変数である。値をこの変数に与えた場
合、ユーザ定義のプロローグ述語はトリガされる。

ガーベジ・コレクシロン 論理割込みはトレール・スタック・オーバフローのグロ
ーバルであり、デーモンはガーベジ・コレクタである。

スタックのオーバーフローが生じた場合、スタックのサ
イズは少量増加し、次のタイプ１の割込みが検出される
まで、プロローグ処理が継続することが可能となる。次
いで、ガーベジ・コレクタはスタックを処理し、スペー
スを回復する。トレール・スタックに１つ、グローバル
・スタックに１つという小さな増加域が、スタックが開
始されたときに事前割り振りされる。

スタック・オーバーフローが生じた場合、ガーベジ・コ
レクションを行なうことはできないが、これは次の述語
の活性化時に発生する。これは計算の途中における活動
要素の不確実度によるものである。

　３８− 段階的デバッガ 論理割込みはある述語から次の述語までのステップであ
り、デーモンはデバッガそのものである。

−外謳ｌｌ」肌改点 論理割込みは端末入力によるユーザの活動であり、デー
モンは端末割込みのハンドラとして上述したプロローグ
・ユーザ・コードである。

割込み処理論理 割込み事象は論理割込み処理によって、正規のプロロー
グ実行から非同期的に取り込まれる。しかしながら、事
象は実行「セーフ・ポイント」だけで分析処理される。

「セーフ・ポイント」はある述語から次の述語への切換
え時に発生する。その時点で、プロローグはチエツクを
行なって、何らかの待機割込みが注目を必要としている
かどうかを判定しなければならない。この判定はメモリ
・ロケーション（フラグ）、すなわち次の約２つの命令
のテストのみを必要とする。

１、待機割込みに対するフラグのテスト２、論理割込み
ハンドリング・ルーチンに対する３９− フラグにおける分岐 プロローグが待機論理割込みを明示的にテストせずに、
これらを取り扱うよりよい方法を必要としていることは
明らかである。本発明はすべてのプロローグ・システム
において使用されている述語処理の共通呼出し機構を活
用する。割り込まれたか、逓増コンパイルされたか、あ
るいは完全にコンパイルされたかにかかわりなく、すべ
ての述語は、ｒｃｓＩＮＴＪという永続読み書き域に共
通して配置された命令の同一の（短い）シーケンスを使
用する。ｒＣ８ＩＮＴＪ内のロケーションｒＥＸＥｃＪ
で、述語の呼出しが開始される。

待機している論理割込みがない場合、シーケンスは次の
述語実行アドレスを見つけだし、正規の実行に対する述
語へ分岐する。これは標準的なプロローグの述語処理で
ある。しかしながら、論理割込みが待機している場合に
は、このシーケンスの最初の命令は、論理割込みハンド
ラ・ルーチンへの分岐によって置き換えられる。

置換は非同期事象が発生したとき、すなわち論理割込み
が記録されたときに発生する。割込みトラップをｒＥＸ
ＥＣＪ命令に設定する他に、論理割込みは外部論理割込
み待ち行列に入れられる。

ｒＥＸＥｃＪから分岐した場合、論理割込みハンドラは
外部待ち行列の内容を内部論理割込み待ち行列へ移し、
外部待ち行列は空にされる。外部待ち行列を慎重に使用
することが、論理割込み記録ルーチン及び論理割込みハ
ンドリング・ルーチンにおけるその変更がｒｃｓＪ命令
（比較及びスワップ）を用いるようにするために必要で
ある。

外部待ち行列から内部待ち行列への移行中に、論理割込
みは優先順依願に配列される。次いで、最も高い優先順
位を存する待機論理割込みが待ち行列解除され、その関
連デーモンが実行のためにスケジユールされる。

内部待ち行列が待ち行列解除によって空にされると、割
込みトラップはその正規の値を逆転し、正規の次の述語
を実行する。

詳細な割込み論理 述語ｐ　（Ｘ、Ｙ、ｋ　（０））に関連した割込みが検
出された場合、第１４図に示す制御ブロックがヒープ・
スタックに作成され、論理割込みを処理する。ＩＴ　　
ＢＬＯＣＫ　　８００はｐ　（＊、　＊。

＊）の述語記述子のアドレスである。＜−−−ＩＮＴＥ
Ｘ　　８０５は次の割込み制御ブロックのアドレスに対
するポインタであるか、あるいは処理を必要としている
他の割込みがなければゼロである。Ｘ　８１０はＸに対
するグローバル化情報に対するポインタである。Ｙ　８
１５はＹに対するグローバル化情報に対するポインタで
ある。ｋ（０）　　８２０はｋ（０）に対するグローバ
ル化情報に対するポインタである。

共通記憶域内の２つのグローバル・ワード、ＷＡＩＴＩ
ＴＳおよびＷＡＩＴＩＴＵを使用して、割込みの発生事
象にフラグを付ける。ＷＡ　Ｉ　Ｔ　ＩＴＳはバックト
ラッキングに敏感な割込みにフラグを付けるために使用
され、ＷＡＩＴＩＴＵはバックトラッキングに鈍感な割
込みにフラグを付けるために使用される。ワードＷＡ　
Ｉ　Ｔ　Ｉ　ＴＵ／ＷＡＩＴＩＴＵは割込みが発生して
いない場合にはゼ２− 口を、また割込みが発生している場合には最初の割込み
制御ブロックに対するアドレスを含んでいる。ＷＡ　Ｉ
　Ｔ　Ｉ　ＴＵまたはＷＡＩＴＩＴＵが非ゼロの場合に
、割込みトラップがセットされる。バックトラックに敏
感な割込み及びバックトラックに鈍感な割込み両方の使
用法がある。たとえば、システム・コマンド５ｔｏｐ　
　Ｐｒｅｄｉｃａｔｅ（ＳＰ）に関連したプロローグ割
込みがある場合、及び割込みに関連した述語プロローグ
が「現在のコマンドの実行を停止する」と定義されてい
る場合、誰かがＳＰコマンドを入力した後、関連するプ
ロローグ割込みが活動化され、実行を停止する。

バックトラックがＳＰコマンドの入力と関連する割込み
の実行の間に活動化されても、プログラムは停止する。

それゆえ、この種の割込みはバックトラック処理に鈍感
である。

バックトラッキングに敏感でなければならない割込みの
例を以下に示す。

ａ（４，０）。

ａ（、）。

　４３− ニー　ｇｅ（Ｘ、０）　　ｗｈｅｎ　ｎｏｔ　ｖａｒ（
Ｘ）、ａ（Ｘ、１）。

’ｇｅ（Ｘ、Ｏ）　　ｗｈｅｎ　ｎｏｔ　ｖａｒ（Ｘ）
’ａｃｔｉｖａｔｅｓ　ｔｈｅｉｎｔｅｒｒｕｐｔ　ａ
ｓｓｏｃｉａｔｅｄ　　ｗｉｔｈｇｅ（Ｘ、０）ａＳ　
５ｏｏｎ　ａｓ　Ｘ　ｒｅｃｅｉｖｅｓ　ａ　ｖａｌｕ
ｅ。

この例において、実行はゴールニーａ（Ｘ、１）がａ（
Ｘ、１）をａ　（４，Ｏ）にユニファイしようとするこ
とである。これを行なうために、実行はＸを４にバイン
ドする。これはｇ　ｅ　（Ｘ＋　Ｏ）に関連する割込み
をトリガする。ｇｅ　（４，０）であるから、ｇｅ　（
４＋　　Ｏ）が活動割込みのリストに追加される。次い
で、プロローグは１とＯをユニファイしようと試みる。

このステップが失敗するので、バックトラックが活動化
する。このバックトラックはＸをフリー状態に復元する
。Ｘが変数でないことに、割込みｇｅ　（Ｘ、Ｏ）が関
連付けられたら、ｇ　ｅ　（Ｘ＋　　Ｏ）を活動割込み
のリストから除去して、エラーを避けなければならない
。

この種の割込みがバックトラックに敏感でなければなら
ないのは明らかである。

ＷＡＩＴＩＴＵ／ＷＡＩＴＩＴＳワードの更新後、第１
４図と同様な割込み制御ブロックがＷＡＩＴＩＴＵ／Ｗ
ＡＩＴＩＴＳに含まれているアドレスによってアンカさ
れた割込み制御ブロックの連係されたリストの終わりに
追加される。初期割込み制御ブロックがすでに存在して
いる場合には、ゼロに等しい次の割込みポインタ８０５
が見つかるまで、次の割込みポインタ８０５のチエイン
が横切られる。ゼロにされた次の割込みポインタ８０５
は新しい割込み制御ブロックのアドレスによって更新さ
れる。次いで、割込み後に処理を復元するために、バッ
クトラッキングが必要な場合には、バックトラッキング
のための情報がトレール・スタックに乗せられるので、
バックトラックは割込み処理後に適切な値を復元する。

プロローグＥＸＥＣ述語プロセッサが変更され、ＷＡＩ
ＴＩＴＳ／ＷＡＩＴＩＴＵの内容をチエツクしてから、
次の述語を処理する。非ゼロ値が検出されると、最初の
割込み制御ブロックが活動化され、ＷＡＩＴＩＴＳ／Ｗ
ＡＩＴＩＴＵワードがＩＴＮＥＸＴ　　８０５で見つか
る次の割込み制御ブロックによって更新される。

更新がＷＡＩＴＩＴＳにおけるものである場合ニハ、ト
レール・スタックも更新される。次に、新しいフレーム
が割振り命令を実行し、Ｐｒｏｃの述語記述子及びＰｒ
ｏｃの引数をローカル・フレームに押し込むことによっ
て作成される。ｐ（＊、　＊、　＊’）の引数が割込み
制御ブロック８１０．８１５及び８２０からＡｔレジス
タにロードされる。次いで、継続ポインタがシステム・
アドレスＩＴＲＥＴにセットされ、割込みに関連する節
が活動化される。

割込み処理が完了すると、プロローグはＩＴＲＥＴのア
ドレスに戻り、次の操作を行なう。まず、Ａｔレジスタ
が以前のフレームから、継続ポインタを用いることによ
って再ロードされる。次いで、述語記述子、Ｅ及びＰポ
インタがフレームから再ロードされる。最後に、実行が
述語付き記述子によって指定されたアドレスから開始さ
れる。

第１５Ａ図ないし第１５Ｆ図は本発明によるプロローグ
への割込み処理の追加に関連する論理を４６− 示すブロック図である。プロローグのスタック及びその
他の要素は上記で詳述した。

第１５Ａ図は割込みが活動していないときに、割込みに
対するテストを行なってから、述語の例ａ（Ｖ、ｂ）を
実行する場合のプロローグの状態を示す。

第１５Ｂ図は述語ｐ　（Ｘ、Ｙ、ｋ　（０））に関連し
たタイプ２の割込みが待機しているときの、述語ａ　（
Ｖ、ｂ）の実行の直前の割込み実行に対するテストの前
のプロローグの状態を示す。

第１５Ｃ図は述語ａ　（Ｖ、ｂ）の実行前に、述語ｐ　
（Ｘ、Ｙ、ｋ　（０））に関連したタイプ２の割込みが
処理されている場合のプロローグの状態を示す。

第１５Ｄ図は述語ａ　（Ｖ、ｂ）の実行前の割込みのテ
スト前のプロローグの状態を示す。待機している述語ｑ
（３）に関連したタイプ１の割込みがある。

第１５Ｅ図は述語ａ　（Ｖ、ｂ）の実行前に、述語ｑ（
３）に関連したタイプ１の割込みが処理さ７− れている場合のプロローグの状態を示す。

第１５Ｆ図は述語ａ　（Ｖ、ｂ）の実行直前に、述語ｑ
（３）に関連したタイプ１の割込みが処理されている場
合のプロローグの状態を示す。

共通呼出しシーケンスの最初の命令の経路指定は、何の
ポーリング・オーバーヘッドもないプロローグの論理割
込み処理を容易とする。

汎用言語インタフェース 他のプログラミング言語にインタフェースするためにプ
ロローグが使用するデータ構造の詳細を以下に示す。デ
ータ構造はプロローグから他の言語へのデータ引数の変
換に用いられる。本明細書で説明するデータ構造及びそ
の他の処理は、プロローグでこれまで見られなかった機
能を提供する。

ｌ」ｌｂＪ五 プｏｏ−グはｃｓ　Ｃ０ＢＯＬ１ＦＯＲＴＲＡＮ及びＰ
Ｌ／Ｉで作成したプロシージャを呼び出すことができる
。プロローグは引数を、言語の必要に応じて様式化され
たプロシージャに伝えることができる。

プロローグ形式から、プロシージャが期待している形式
にデータ引数を変換するために、プロローグはプロロー
グの形式を、目標言語が受は取ると考えている形式にマ
クロ拡張した処理を用いた、記述子テーブルを使用する
。

記述子テーブルによって、プロローグが言語に無関係な
形態で、引数を他の言語に変換することを可能とする。

この手法は融通性が高い新しいバージョンにも適合する
。プロローグは実際には、言語に無関係なものとなって
いるが、これは個々の言語の変形がデータ構造に配置さ
れるからである。

言語の新しいリリースが利用できるようになった場合に
、ユーザ・プログラムに対する変更は必要ない。関連す
るテーブルの変更だけが必要である。それゆえ、ソース
・コードの変更は最小限となる。また、記述子テーブル
の設計の一般化は、すべてのデータ形式、アレイ、及び
構造をサポートする。

一般的な背景 プロローグの場合、外部拡張は別個にコンパイルされた
プログラム・モジュールである。これはプロローグ外部
拡張として認識可能であるが、それはこれが外部拡張ヘ
ッダを含んでいるからである。ヘッダは外部拡張の外部
述語セット・タイプに対する識別子として役立つ。すべ
ての外部述語または外部コンピュータプル式を、その名
前、アリティ類に記述し、また他の言語の外部式の場合
には、その期待される引数で記述する。

アセンブラで作成した外部拡張プロローグのデータ構造
を直接処理できることもあるが、他の言語で作成した外
部拡張はそのデータを、その言語に該当する形態で受は
取らなければならない。この要件は言語の外部拡張への
インタフェースがプロローグのデータ構造を、コンパイ
ルされた外部拡張による処理に適した形態に変換しなけ
ればならないことを意味する。さらに、インタフェース
は外部拡張によって戻された結果をプロローグに戻さな
ければならない。

言語の外部述語ないし外部コンピュータプル式はサブプ
ログラムである。Ｃ０ＢＯＬの場合、こ　５０− れは入力を意味し、ＦＯＲＴＲＡＮの場合には、サブル
ーチンまたは関数を意味し、ＰＬ／Ｉの場合には、プロ
シージャを意味し、Ｃの場合には、関数を意味する。サ
ブプログラムが期待するパラメータは名前で宣言され、
外部拡張ソース・ファイルのサブプログラムをオープン
する他の言語のステートメントでは、タイプで宣言され
る。

汎用外部述語または外部コンピュータプル式の外部拡張
ヘッダの一部として、ＰＲＯＤＥＣＥマクロ命令はすべ
ての外部拡張−外部コンピュータプル式を順に記述する
。外部拡張を言語タイプの外部拡張として記述した場合
、ＰＲＯＤＥＣＥマクロのＡＲＧＳ：ＤｅＳＣｒｉｐｔ
ｏｒ　　Ｌａｂｅｌは特定の外部述語または外部コンピ
ュータプル式のＰＲＯＡＲＧＳマクロ命令をポイントす
る。

ＰＲＯＡＲＧＳマクロの記述 ＰＲＯＡＲＧＳマクロ命令は次の形式を有している。

’−−−−−　ＰＲＯＡＲＧＳ　ＦＯＲＭＡＴ　−−一
−−−−−−−−−−−−−−−−−Ｌａｂｅｌ　ＰＲ
ＯＡＲＧＳ　Ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ　１．Ｄｅｓｃｒｉ
ｐｔｏｒ　２−５１− Ｌ−−−−−Ｅｎｄ　　ｏｆ　　ＰＲＯＡＲＧＳ　　Ｆ
ｏｒｍａｔ　　−−−−−−−−−−−−−Ｊただし、
すべての記述子は言語のサブプログラムの１つのパラメ
ータを順に記述するか、あるいはＣプログラミング言語
の場合には、ストラクト内のネスティング及びフィール
ドを記述する。１つの記述子は次の４つの形式の１つを
有している。

１）（ｃの場合のみ）Ｃストラクトのレベルをオープン
する。

２）（ｃの場合のみ）Ｃストラクトのレベルをクローズ
する。

３）（ＤＡＴＡ　　ＴＹＰＥ　　ＩＯＴＹＰＥ）は１つ
のスカラ・パラメータを記述する。あるいは、（ｃの場
合のみ）ストラクトの１つのスカラ・パラメータを記述
する。

４）（ＤＡＴＡ　　ＴＹＰＥ　　ＩＯＴＹＰＥ　　ＤＩ
ＭＥＮＳ　Ｉ　０ＮＳ）は１つのアレイ・パラメータを
記述する。あるいは、（ｃの場合のみ）ストラクトの１
つのアレイ・フィールドを記述する。

Ｄａｔａ　　Ｔｙｐｅは可能な変換目標タイプを指定す
る。これは標準／ＸＡデータ・タイプに属している。第
１６図はＤａｔａ　　Ｔｙｐｅ　　９００と、３７０／
ＸＡアセンブラ９０５、Ｃ９１０、Ｃ０ＢＯＬ　　９１
５、ＦＯＲＴＲＡＮ　　９２０、及びＰＬ／Ｉ　　９２
５との間の対応を示す。

１０　　’ｒｙｐｅは引数が言語のサブプログラムに対
する入力であるか、あるいはこれからの出力であるかを
指定する。Ｃストラクトで使用した場合、ストラクトの
すべてのＩＯ’ｒｙｐｅは同じ値を取らなければならな
い。ＩＯＴｙｐｅは以下の値を取ることができる。

■　　パラメータ・リストのメンバであり、サブプログ
ラムへの入力である。Ｃの場合、ポインタによって渡さ
れる引数で、＊パラメータとして使用される。

０　　パラメータ・リストのメンバであり、サブプログ
ラムの結果である。Ｃの場合、ポインタによって渡され
る引数で、＊パラメータとして使用される。

ＩＯパラメータ・リストのメンバであり、サブ■ プログラムによって変更されたサブプログラムへの入力
、及びサブプログラムの結果である。Ｃの場合、ポイン
タによって渡される引数で、＊パラメータとしては使用
されない。

レジスタ戻り引数（ＦＯＲＴＲＡＮ関数、ＰＬ／Ｉプロ
シージャ、、、ＲＥＴＵＲＮＳ（、、、）、及びＣ関数
）。サブプログラムの結果。Ｃの場合、値によって戻さ
れる引数で、＊パラメータとしては使用されない。

（ｃの場合のみ）パラメータ・リストのメンバ。サブプ
ログラムへの入力。値によって戻される引数で、＊パラ
メータとしては使用されない。

（ｃの場合のみ）レジスタ戻り引数（ｃ関数）。ポイン
タによって戻されるサブプログラムの結果で、＊パラメ
ータとして使用される。値によって戻されるサブプログ
ラム引数で、＊パラメータとしては使用され４− ない。

最後に、ディメンションが指定された場合、これは引数
またはＣストラクト・フィールドがアレイであることを
示す。ディメンションはアレイの正確なデイメンシロン
を記述する１つまたは複数のＮ１または他の記述子、す
なわち引数／ストラクト・フィールドの増加シーケンス
内のランクの１つが実際のディメンションを含むことを
指定するＡＲＧＮ　（ディメンション参照）である。

第１７図には、本発明のインタフェースの例に対するＣ
サブプログラムが示されている。第１８図はＣサブプロ
グラムに対するＰｒｏｌｏｇ　　Ｐｒｏａｒｇｓインタ
フェースを示す。第１７図において、Ｕｃ　　９５０は
入力、ＳＩ　　９５５は入力、Ｄｖ　　９５７は入力、
［）ｐ　　９５９は入力及び出力であり、Ｃｐ　　９Ｅ
ｔｌは入力、Ｆａ９６３は出力、Ｉｐ９６５は入力及び
出力であり、ＳＩ　　９５５はアレイＩｐ９Ｅｆ５の実
際のデイメンシロンを含んでいる。対応するＰＲＯＡＲ
ＧＳマクロ命令を、第１８図に示す。

５５− 引数記述子の形式 ＰＲＯＡＲＧＳマクロ命令は、プロローグ言語インタフ
ェースがプロローグのデータを他の言語の形式に変換す
るのに使用する一連の２進記述子に変換される。インタ
フェースはこれらの２進記述子の汎用インタプリタであ
る。

２進記述子の形式を第１９図に示す。変換処理は記述子
駆動型であり、完了するまでに６つのステップを取る。

ステップ１ ０　記述子のＲｅａｄ　　Ｗｒｉｔｅ記憶域に複写する
。

Ｏ”ＦＯＲＣＤＩＭＩ“参照フィールドを再配置する。

Ｏ’ＦＯＲＦＤＩＭ、ＦＯＲＦＤＥＦ”フラグを設定す
る。

ＯＣのフィールド整合規則にしたがって、“ＦＯＲＤＡ
Ｌ２．ＦＯＲＤＡＬ４．ＦＯＲＤＡＬ８“′フラグを設
定する。

ＯＣのフィールド整合規則に合わせた、Ｃストラット・
ネスティングのすべてのレベルに対するアリティ″ＦＯ
ＲＤＳＫＥ　”のコンビュテーシロン。

Ｏ外部述語または外部コンピュータプル式のアリティを
チエツクする。

ステップ２ ０　すべでのＩ／ＩＯ／Ｖ引数の変換 ステップ３ ０　すべでの０引数に対する記憶域の割振りステップ４ ０　ｖ引数がある場合には、パラメータ・リスト及びＶ
引数を一緒に複写する。

ステップ５ ０　実際の言語呼出し ステップ６ ０　すべでのｌ０１０／Ｒ／Ａ引数の逆変換プロローグ
と他の言語の間のインタフェースは、コンパイルされた
プログラムが期待する形式でデータを構築するためにＰ
ＲＯＡＲＧＳマクロによって提供される情報に広範囲に
依存している。すべての既知のタイプのデータ（２進、
浮動小数点、文字）、任意数のアレイ・デイメンシロン
及び任意のアレイ・デイメンシロン、−度だけ固定され
たデイメンシロン、またはコンパイルされたプログラム
が他の引数、値ごと、アドレスごと、またはレジスタご
とのパラメータ引渡し、入力として渡される、または出
力として戻される、あるいはその両方であるパラメータ
、ネストされたストラクトを含むあらゆる種類のＣ構造
を、自動整合チエツクとともに処理するのに、この形式
は充分豊富なものであり、またこれに充分強力な変換ル
ーチンである。

インタフェースの詳細 本発明のプロローグ・システムはコンパイルされた言語
で作成されたルーチンに対する汎用インタフェースを提
供する。このインタフェースの値の１つは、広範囲のコ
ンビュテーションをサポートする際のプロローグの欠点
を助成するものである。プログラマはアプリケ−シロン
の数値計算部分を、より適する言語で実施するために予
約する８− ことができる。インタフェースによって、プロローグの
アプリケ−シロンがＦＯＲＴＲＡＮサブルーチンまたは
関数、ＰＬ／Ｉ非ＭＡ　Ｉ　Ｎプロシージャ、及び他の
言語の同様な機構を、決定論的なプロローグの述語とし
て、あるいはプロローグの式として用いることを可能と
なる。プロローグ・インタフェースはコンパイルされた
プログラムのオペレーティング・システム依存部分も管
理し、かつプロローグ・データ・タイプとコンパイルさ
れた言語の同等物との間の変換を行なう。

ＦＯＲＴＲＡＮの例 基本的なＶＳ／ＦＯＲＴＲＡＮの例がＺＩＦＯＲＴＩ　
　ＦＯＲＴＲＡＮで提供される。同様な機能がＣ０ＢＯ
Ｌ１ＰＬ／Ｉ、ＰＡＳＣＡＬｌＧ及びアセンブラなどの
他のプログラミング言語に提供される。他の言語に対す
るインタフェースの間の相違は、別の節で論じる。

外部述語の編成 １、　コンパイルされた言語の１つまたは複数の関数／
サブルーチンを作成する。たとえば、ソー５９− スをＭＹＦＯＲＴＩ　　ＦＯＲＴＲＡＮにｉｔ＜ことが
できる。同一のソース・ファイルに、プロローグ・プロ
グラムが使用するすべてのサブルーチン及び関数をまと
め、環境設定専用の時間を最適化することが、宵月であ
る。

さらに、ＦＯＲＴＲＡＮ及びＣ０ＤＯＬ言語は一時に単
一の活動プログラムのみを認める。

この制限はＰＡＳＣＡＬやＰＬ／Ｉなどの「ブロック構
造コンパイル化言語」には適用されない。

２゜　ソース・コードのメイン・プログラム・ステート
メントの後に、第２０図に示す情報を付加する。他の言
語においては、メイン・プログラムＺＩＭＡＩＨに命名
し、メイン・プログラムに引数のないＺＩＣＯＭＨのみ
を呼び出させる。これらの名前は固定される。

注：メイン・プログラムは任意のグローバル宣言及び初
期設定を含んでいなければならない。ＦＯＲＴＲＡＮに
おいては、これはＣ０ＭＭ０Ｎ域の宣言と初期設定を意
味する。ＺＩＣＯＭＨへの呼び出し前に、この処理を行
なわなければならない。

必要な場合には、グローバル・クリーンナ・ツブもＺＩ
ＣＯＭＨへの呼び出し後に行なわなければならない。

３、　次の章の命令にしたがって、ＭＹＦＯＲＴＯＡＳ
ＳＥＭＢＬＥという名前のＡＳＳＥＭＢＬＥ記述子ファ
イルを作成する。

４、、　　ＦＯＲＴＲＡＮソース・ファイルをコンパイ
ルし、ＭＹＦＯＲＴＩ　　ＴＥＸＴを生成する。

５、　　ＡＳＳＥＭＢＬＥ記述子ファイルをＭＡＣＬＩ
Ｂ：プロローグによってＡＳＳＥＭＢＬＥ記述子ファイ
ルをアセンブルし、ＭＹＦＯＲＴｏ　　ＴＥＸＴを生成
する。

６、　以下の３つのファイルを、この順序で、１つのＴ
ＥＸＴファイル、たとえばＭＹＦＯＲＴＴＥＸＴに連結
する。

ａ、　コンパイルされた記述子ファイルから得られたＴ
ＥＸＴファイル（ＭＹＦＯＲＴＯＴＥＸＴ） ｂ、　プロローグによって提供されるＺＩＣＯＭＰＩ　
　ＴＥＸＴファイル ｃ、　　ＦＯＲＴＲＡＮソース・ファイルをコンパイル
することによって生成されるＴＥＸＴファイル（ＭＹＦ
ＯＲＴＩ　　ＴＥＸＴ） コンパイルされた言語ライブラリに対するＧＬＯＢＡＬ
　　ＴＸＴＬＩＢに連係を提供する（ＶＳ／ＦＯＲＴＲ
ＡＮ　　Ｖ２の場合、これはＶＳＦ２ＦＯＲＴという名
前となる）。

８、　連結されたＴＥＸＴファイルをオプションＮ０Ａ
ＵＴＯＣＬＥＡＲＲＬＤＳＡＶＥによってＬＯＡＤする
。

９、　連結されたテキスト・ファイルをＧＥＮＭＯＤす
る。

１０、次の形式のファイルＰｒｏｌｏｇ　　ＮＡＭＥＳ
に項目を追加する。

’−−ＦＯＲＴＲＡＨＮＩＣＫＮＡＭＥ　ＩＮ　Ｐｒｏ
ｌｏｇ　ＮＡＭＥＳ−：　ｎ　ｉｃｋ　、　ＭＹＦ（Ｉ
ＲＴ ：ｔｙｐｅ、ＰＲＥＸＴＥＲＮ ７゜ ２− ：ｆｉｌｅ、）ＩＹＦＯＲＴ　　ＭＯＤＵＬＥ　　ＡＬ
−ＥＮＤ　　ＦＯＲＴＲＡＮ　　ＮＩＣＫＨＡＭＥ　　
ＩＮ　　Ｐｒｏｌｏｇ　ＮＡＭＥＳ−Ｊｌｌ、コンパイ
ルされた言語に必要な場合には、ＧＬＯＢＡＬ　　ＬＯ
ＡＤＬＩＢまたはＧＬＯＢＡＬ　　ＴＸＴＬＩＢを維持
することを忘れてはならない（ｖＳ／ＦＯＲＴＲＡＮ　
Ｖ２におけるＧＬＯＢＡＬ　　ＬＯＡＤＬＩＢ　　ＶＳ
Ｆ２ＬＯＡＤ）。

１２、以下のように述語及び式を使用する。

１３、実行の完了時に、コンパイルされた言語によって
捕捉されたエラーの何らかのログを期待する。

パラメータの引渡し プロローグ・インタフェースは各種のプログラミング言
語が使用するデータ・タイプの大多数に適合するように
設計されている。それゆえ、ＦＯＲＴＲＡＮが認識する
すべてのデータ・タイプを、プロローグとＦＯＲＴＲＡ
Ｎの間の両方向で交換できる。

ＦＯＲＴＲＡＮが実行できる命令のタイプには、３ 制限はない。すなわち、Ｃ０ＭＭ０Ｎ管理、ファイルま
たは端末ＩＯ，ＦＯＲＴＲＡＮが回復したエラー１００
．はすべて認められる。しかしながら、ＦＯＲＴＲＡＮ
プログラムはＦＯＲＴＲＡＮに割り当てられたデータ域
にアクセスできるだけである。それゆえ、ＦＯＲＴＲＡ
ＮアプＴＲ−ションからプロローグ域への直接アクセス
は、呼出しインタフェースによるものを除き、認められ
ない。

コードの例 第２１図、第２２図、及び第２３図にいくつかの例を示
す。第２１図は５ＴＵＰ　ＩＤという関数のソース・コ
ードを示す。関数５ＴＵＰＩＤはインタフェースおよび
ＦＯＲＴＲＡＮエラＴＲ後をテストするために使用され
る。第２２図はＺＩＦＯＲＴＯＡＳＳＥＭＢＬＥのソー
ス・リストによる５ＴＵＰ　ＩＤ関数の宣言を示す。第
２３図はプロローグ・プログラムの実行中に５ＴＵＰ　
Ｉ　Ｄが呼び出された場合に表示される情報を示す。

アレイを宣言するには、そのタイプ及び入出力制御の他
に、引数の記述子にディメンション情報を入れる。アレ
イの各ディメンションに対し、このディメンションが固
定されているのであれは、数値を入れるか、あるいはデ
ィメンションを含んでいるＦＯＲＴＲＡＮ引数の位置を
記述するＡＲＧｎ（ただし、ｎは正の整数）などの参照
を入れる。

以下の規則がアレイの定義を規定する。ディメンション
が参照の場合、対応する引数のタイプは４バイトの整数
（Ｉ４）でなければならない。アレイはプロローグ・リ
ストから変換され、双方向アレイはリストのプロローグ
・リストから変換される。アレイがＩＯ制御ＩまたはＩ
Ｏを有している場合には、インタフェースはプロローグ
・リストからアレイのディメンションを計算できる。そ
れゆえ、デイメンシロンを含んでいるＦＯＲＴＲＡ　Ｎ
　引数はインタフェースによって構築され、述語に現れ
ることはできない。アレイがＩＯ制御ＯまたはＲを有し
ている場合には、インタフェースは結果アレイに対して
記憶域を割り振らなければならず、ディメンションを含
んでいるＦＯＲＴＲＡＮ引数はインタフェースによって
構築され、述語に現れなければならない。

デイメンシロンの記述子は行の主要順序の左から右へ、
すなわち複数ディメンションのアレイをスィーブする標
準的方法で配置される。それゆえ、Ｃ，ＦＯＲＴＲＡＮ
、ＰＡＳＣＡＬ、ＰＬ／Ｉ及びＣ０ＢＯＬは、第２４図
に示すプロローグ記述と比較して逆の順序でプログラム
に現れるディメンションとインタフェースする。

総称宣言の例 各ＦＯＲＴＲＡＮサブルーチン及び関数に述語名を使用
する代わりに、プロローグ・アプリケーションはＦＯＲ
ＴＲＡＮに対するすべての呼出しに１つの述語のみを使
用する。これをＧＥＮＥＲＩＣ形式と呼ぶ。これを使用
するために、ＡＳＳＥＭＢＬＥ記述子ファイルの内部に
特別なＰＲＯＤＥＣＥマクロが存在しなければならない
。たとえば、プロローグ・アプリケーションは１つの述
語名と１つの式を介してすべてのＦＯＲＴＲＡＮサブル
ーチンと関数を使用しようとする。この場　６６− 合、記述子ファイルは第２５図に示す情報を含んでいる
。

総称記述子ファイルを使用するために、アプリケーショ
ンは次のインタフェースを使用する。

ｇｏａｌｓ　ｅｘｔ　ｐｒｅｄ（ｐｒｅｄ　ｇｅｎｅｒ
ｉｃ（”、、、）、　ｍｙｆｏｒｔ。

ｐｇｅｎｅｒｉｃ）；　ａｎｄ　ｅｘｔ　ｆｕｎｃ（ｆ
ｕｎｃ　ｇｅｎｅｒｉｃ（”、、、）＋ｍｙｆｏｒｔ、
　ｆｇｅｎｅｒｉｃ）。

次いで、 ＜−”　：＝　ｍｙ　５ｔｕｐｉｄｅ（２）といったゴ
ールを使用する場合、これは次のものによって置き換え
られる。

＜−”　：＝　ｆｕｎｃ　ｇｅｎｅｒｉｃ（ｓｔｕｐｉ
ｄｅ、２）、。

さらに、 ＜−ｔｅｓｔｔａｂ　ｌ　（［１００，１０１、１０２
，１０３）、　［［２００，２０１］　、　［３００゜
３０１］、［４００，４０１］］、［’Ｃｈａｉｎｅｌ
’、’Ｃｈａｉｎｅ２’ｌ）を使用した場合、これは次
のものによって置き換えられる。

＜−ｐｒｅｄ　　ｇｅｎｅｒｉｃ（ｔｅｓｔｔａｂｌ、
［１００，１０１，１０２，１０３］。

［［２００，２０１１、［３００，３０１１、［４００
，４０１１１、［’Ｃｈａｉｎｅｌ’　。

’　Ｃｈａ　１ｎｅ２’　］）　、− ６７− 総称述語及び式はアプリケージリンが用いるサブルーチ
ンまたは関数を定義する特別な第１引数を使用する。こ
れは総称ＰＲＯＤＥＣＥが現れる外部モジュールのＰＲ
ＯＤＥＣＥマクロのＮＡＭＥフィールドと比較されるア
トムまたは文字ストリングを含んでいる。

コンパイルされた述語と関 ＦＯＲＴＲＡＮサブルーチンを述語として使用させ、Ｆ
ＯＲＴＲＡＮの関数を式として使用させる１対１の関係
はない。実際には、サブルーチン及び関数を両方ともプ
ロローグの述語として使用できることがある。唯一の相
違は関数がＩＯ制御Ｒを使用するＰＲＯＡＲＧＳ宣言に
あり、宣言はまずＰＲＯＡＲＧＳリストに現れなければ
ならない。関数をプロローグの述語として使用した場合
、関数によって戻される結果は述語の第１引数によって
ユニファイされる。この意味で、関数を呼び出す述語は
結果を受は取るために、関数が期待するものよりも１つ
多い引数を使用する。

同一の論理で、サブルーチンと関数の両方を、これらが
次の規則に従うことを条件として、式として使用するこ
とができる。

１．１つの引数をＩＯ制御０．ｌ０１Ｒ（関数の場合の
み）のいずれかによって宣言し、式の結果を与える。

２、　他のすべての引数を工０制御Ｉによって宣言する
。コンパイルされた述語とコンパイルされた式の間の相
違は、次のリストを含んでいる。

ａ、　コンパイルされた述語がプロローグから変換され
ただけの引数を受は入れるのに対し、コンパイルされた
式は評価され、次いでプロローグから変換された引数を
受は取る。

ｂ、　コンパイルされた式によるグローバル・スタック
の管理は、コンパイルされた述語よりも経済的であり、
これはグローバル・スタックのオーバフローが起こりに
くいことを意味する。

上記の第１項の例として、第２６図に示すような式を書
く。この例はＯ＋０などのコンパイルされた式の使用法
を示しており、これは式の引数の自動内部評価を実証し
ている。

相違点 ０ＢＯＬ １、　メイン・プログラムは別な処理手順部でなければ
ならない。

２、　サブルーチンを１つの処理手順部に集めなければ
ならないが、この場合すべてのサブルーチンは別のＥＮ
ＴＲＹステートメントを使用する。ＺＩＣＯＢＯＬＩ　
　Ｃ０ＢＯＬを調べる。

３、１０進形式（ＰＡＣＫＥＤまたはＺＯＮＥＤ）を使
用したデータ・タイプへの変更はできない。Ｃ０ＢＯＬ
の場合、これは非２進整数タイプを意味する。

ＰＡＳＣＡＬ １、　　ＰＡＳＣＡＬ構造またはポインタへの変換はで
きない。

２、　データの編成により、ＰＡＳＣＡＬにおける＝７
０ パラメータ引渡しはＰＡＳＣＡＬスタックにおけるＰｌ
ｉｓｔのＣ０ＰＹを引き起こす。

これは行５２からのｚＩＰＡＳＣＯＡＳＳＥＭＢＬＥで
行なわれる。

ＰＬ／１ １、　　ＰＬ／Ｉ構造またはポインタへの変換はできな
い。

２、　　ＰＬ／Ｉが総計のためのＰｌｉｓｔにおける引
数の代わりに記述子を期待するため、すべての総計をＲ
ＡＳＥＤ属性及びＡＤＤＲビルトインによってＢＩＮ　
　ＦＩＸＥＤ（３１）として宣言しなければならない。

プロローグからＣへ プロローグはＣプログラミング言語に対する強力なイン
タフェースを備えている。インタフェース情報に関して
上述したことはすべて、Ｃインタフェースに適用される
。Ｃインタフェースの例を第２７図に示すＺＩＣＩ　Ｃ
で与えられる。

Ｃの編成 １．１つまたは複数のＣ関数をＣソース・ファイ１− ル、たとえばＭＭＣＩ　　Ｇに書き込む。

２．　この同じソース・ファイルに、第２８図に示す＃
ＩＮＣＬＵＤＥ宣言を追加する。

この同じソース・ファイルに、第２９図に示すようなＣ
コードのＭＡＩＮ関数を追加する。

これは呼出しＰｒｏｌｏｇ　　ＩＮＩＴを含んでいなけ
ればならない。Ｐｒｏｌｏｇ　　ＩＮＩＴの前に、Ｃコ
ードのグローバル・データを初期化するＣコードを追加
することもできるｏ　Ｐｒｏｌｏｇ　　ＩＮＩＴの後に
、グローバル・クリーンナツプ・コードを追加すること
もできる。

４、　以下の命令にしたがって、ＭＹＣＯＡＳＳＥＭＢ
ＬＥという名前のＡＳＳＥＭＢＬＥ記述子ファイルを作
成する。

コンパイラ・オプションＲＥＮＴによってＣソース・フ
ァイルをコンパイルし、ＭＹＣＩＴＥＸＴを作成する。

６、　　ＭＡＣＬＩＢ：ＰｒｏｌｏｇによってＡＳＳＥ
ＭＢＬＥ記述子ファイルをアセンブルし、３゜ ５゜ ＭＹＣＩ　　ＴＥＸＴを生成する。

７、次の順序の次の４つから、ＣコンパイラのＣＰＬＩ
ＮＫユーティリティによって、たとえばＭＹＣＴＥＸＴ
という第３０図に示すようなＴＥＸＴファイルを１つ構
築する。

ａ、　　ＡＳＳＥＭＢＬＥ記述子ファイル（ＭＹＣｏ　
　ＴＥＸＴ）から得られるＴＥＸＴファイル ｂ、　プロローグが提供するＺ　Ｉ　ＣＯＭＰ　ＩＴＥ
ＸＴＴＥＸＴ フアイルロローグが提供するＺＩＣＯＭＰ２ＴＥＸＴフ
ァイル ｄ、　　Ｃソース・ファイル（ＭＭＣＩ　　ＴＥＸＴ）
から得られるＴＥＸＴフアイル ８、　　ＧＬＯＢＡＬ　　ＴＸＴＬＩＢをＣ言語ライブ
ラリ、ＬＩＢ及びＣＢＡＳＥに割り当てる。

９、　　ＣＰＬＩＮＫが作成したＴＥＸＴファイルを、
オフ’ショアＮ０ＡＵＴｏ　　ＣＬＥＡＲＲＬＤＳＡｖ
ＥによってＬＯＡＤする。

１０、プログラムをＧＥＮＭＯＤする。

１１、次の形態のファイル、プロローグＮＡＭＥｓに項
目を追加する。

’−−−　ＣＮＩＣＫＨＡＭＥ　Ｅ　Ｐｒｏｌｏｇ　Ｈ
ＡＭＥＳ　−−−−−−−：ｎ１ｃｋ、ＭＹＣ ：　ｔｙｐｅ　、　ＰＲＥＸＴＥＲＮ ：ｆｉｌｅＣＭＯＤＵＬＥΔ Ｌ−−ＥＮＤ　ＯＦ　ＣＮＩＣＫＮＡＭＥ　ＩＮ　Ｐｒ
ｏｌｏｇ　ＮＡＭＥＳ　−Ｊ１２、Ｃコードの実行中に
、ＧＬＯＢＡＬ　　ＬＯＡＤＬＩＢ　　ＣＬＩＮＫおよ
びＧＬＯＢＡＬＴＸＴＬＩＢ　　ＣＢＡＳＥを連結する
。

１３、何らかのＣコードを使用する前に、ＥＸＥＣＤＬ
ＩＢ　　ＬＯＡＤを使用する。Ｃおよびプロローグが完
了したら、ＢＸＥＣＤＬＩＢＵＮＬＯＡＤを使用する。

１４、以下に示すように述語と式を使用する。

１５、＜−ｆｉｎ、によるファンクション・コールの実
行時に、コンパイルされた言語によって捕捉されたエラ
ーの何らかのログを期待する。

パラメータの引渡し及び宣言 第２１図に示す関数５ＴＵＰＩＤのＦＯＲＴＲ７４ ＡＮのサンプルはＣに変換され、第３１図に示される。

引数ＩＯ制御Ｉ、ＯまたはＩＯを、Ｃがポインタとして
受は取ることに留意されたい。これはこの例のＴＳＩが
常に、Ｃ＊参照解除演算子によって使用されることを説
明する。

Ｃの５ＴＵＰＩＤ関数の実行によって、第３２図に示す
情報が与えられる。

Ｃに対するサポート関数 外部述語の場合にのみ、インタフェースは３つの分野に
分類されるサポート関数をもたらす。

１、　記憶域管理 ２、　バックトラッキングまたはエラー・ハンドリング
、あるいはこれら両方の制御 ３、　プロローグ・データ・オブジェクトの分析記憶域
管理 インタフェースはＰＲＯＩ　Ｎ　Ｉマクロによって定義
されるような、ＣＯＭＡＲＥＡに対するアクセスを提供
する。また、これはバックトラック全体にわたって保持
される作業記憶域を見つけだす特別なデータ・タイプＡ
ももたらす。

＝７５＝ Ｐ　ｒ　ｏ　１　ｏ　ｇ　　ＧＥＴ　　ＣＯＭＡＲＥＡ
　（）この関数はポインタを、外部式の記憶域ローディ
ングの一部として永続的に割り振られるＣＯＭＡＲＥＡ
に戻す。ＣＯＭＡＲＥＡはローディング時にインタフェ
ースによってゼロにされるが、それ以降に変更されるこ
とはない。これはＣコードによって自由に使用されるも
ので、外部式のすべてのＣ関数に共通である。

ＰＲＯＡＲＧＳ、、、（ＡＮ、Ｉ）、、。

インタフェースは要求に応じ、Ｃ関数が使用する作業記
憶域を割り振る。記憶域はデータ・タイプＡによってＰ
ＲＯＡＲＧＳマクロに記述され、ユーザ定義のデータ長
ｎ（たとえば、２５６バイトの作業域の場合、（Ａ２５
８．１））及びＩＯ制御Ｉを有している。対応するＣ関
数はｃｈａｒ＊パラメータを有するこの引数を受は取る
ことができる。

作業記憶域は、ＰＲＯＡＲＧＳマクロにこれを定義する
特定のＣ関数専用である。これはＣ関数が正常に呼び出
された場合にゼロにされ、この間数のバックトラック呼
出し全体にわたって維持される。Ｃ関数のバックトラッ
ク呼出し全体にわたってデータを維持するために使用で
きる。

バックトラッキング／エラー管理 Ｃ関数は省略時に、決定論的述語としてプロローグに対
して定義される。Ｃのファンクシロン・コールはインタ
フェースによって提供される若干の関数によって、この
挙動を変更する。第１セツトは戻り処理特性を決定する
ために使用される。この情報はプロローグによって、Ｃ
関数がインタフェースに戻ったときに、成功するか、失
敗するか、あるいはエラーを生じるかを判定するために
使用される。

この関数は正規の成功状態に戻る。それゆえ、プロロー
グの実行は通常、Ｃ関数のＣ戻りステートメントの後に
進む。

Ｐｒｏｌｏｇ　　ＳＥＴ　　ＢＡＣＫ（）この関数はＣ
関数のＣ戻りステートメントの直後に、プロローグの実
行を失敗させる。

Ｐｒｏｌｏｇ　　　ＳＥＴ　　　ＥＲＲＯＲ（ＥＲＲＯ
ＲＣＯＤＥ） この関数はＣ関数のＣ戻りステートメントの後で、タイ
プＥｒｒｏｒ　　Ｃｏｄｅのエラーで、プロローグの実
行を停止させる。いくつかの事前定義Ｅｒｒｏｒ　　Ｃ
ｏｄｅがＰｒｏｌｏｇ、Ｈインクルート・ファイルによ
って提供される。

Ｐｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲＧＬＯＢＡＬ グローバル・スタックのオーバフロー Ｐｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲＬＯＣＡＬ ローカル・スタックのオーバフロー Ｐｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲＴＲＡＩＬ トレール・スタックのオーバフロー Ｐｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸ 構文エラー また、プロローグ・オブジェクトを分析するサポート関
数のいくつかは、上述のＥｒｒｏｒ　　Ｃｏｄｅをセッ
トする。

Ｐｒｏ　ｌ　ｏｇ　　ＴＥＳＴ　　ＥＲＲＯＲ（）この
関数はＥｒｒｏｒ　　Ｃｏｄｅセットがある７８ かどうかを判定する。Ｅｒｒｏｒ　　Ｃｏｄｅが検出さ
れた場合には、エラー・コードに等しい非ゼロ値を戻す
。

第２のセットはＣ関数が将来、バックトラッキング処理
の一部として再度呼び出されるかどうかを決定するため
に使用される。たとえば、Ｃ関数は選択ポイントを作成
した。関数が選択ポイントを作成するかどうかが、サポ
ート関数の第１セツトによって管理されるその戻り状！
！Ｊ（成功、失敗またはエラー）に無関係であることに
留意されたい。しかしながら、関数が失敗し、選択ポイ
ントを作成した場合、この選択ポイントが最新のもので
あるため、これが直ちに再呼び出しされる。

Ｐｒｏｌｏｇ　　ＲＥＳＥＴ　　ＣＨＯＩＣＥ（）この
関数は正規の選択なしポイント状態に戻る。

この関数は活動選択ポイントを作成する。バックトラッ
キングが生じた場合、Ｃ関数が同じ引数によって再度呼
び出される。

７９ Ｐｒｏｌｏｇ　　　ＴＥＳＴ　　　ＣＨＯＩＣＥ　　（
）この関数はＣ関数が正常に呼び出されたか、あるいは
バックトラッキング処理の一部として呼び出されたかを
判定する。後者が真の場合には、非ゼロ値を戻す。Ｃ関
数がバックトラッキング処理の一部として正常に呼び出
された場合には、活動選択ポイントをもはや有していな
いことになる。

バックトラックによって呼び出された関数が再帰的な場
合には、選択ポイントを再作成しなければならない。

プロローグ・データ・オブジェクトの分析このセットの
関数はプロローグ・オブジェクトを記述し、プロローグ
・オブジェクト内部のサブオブジェクトを選択し、プロ
ローグ・オブジェクトをＣに、またＣ変数をプロローグ
・オブジェクトに変換し、複数のプロローグ・オブジェ
クトをユニファイする。

ＥＣＴ） この関数はＰｒｏｌｏｇ　　０ＢＪＥＣＴのタイプを返
す。Ｐｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＥが理解するプロローグの
タイプの完全なリストは、Ｐｒｏｌ。

ｇ　　ＴＹＰＥ　　０ＴＨＥＲに関連した値を戻す。

未知のタイプはＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＶＡＲＩＡ
ＢＬＥに関連した値を戻す。正規のプロローグ変数はＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＮＩＬに関連した値を戻す。

ＮＩＬアトムはＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＡＴＯＭに関連
した値を戻す。ＮＩＬ以外のアトムはＰｒｏｌｏｇ　　
ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧに関連した値を戻す。文字スト
リングはＰｒｏｌｏｇＴＹＰ　　ＩＮＴに関連した値を
戻す。浮動小数点数はＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＬＯ
ＮＧＩＮＴに関連した値を戻す。有理数はＰｒｏｌｏｇ
　　ＴＹＰＲＡＴＩＯＮＡＬに関連した値を戻す。スケ
ルトンはＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　５ＫＥＬＥＴＯＮ
に関連した値を戻す。拡張スケルトンはＰｒｏｌ。

ｇ　　Ｔ　Ｙ　Ｐ　　Ｅ　Ｘ　Ｔ　Ｅ　Ｎ　Ｄ　Ｅ　Ｄ
　Ｓ　Ｋ　Ｅ　Ｌ　Ｅ　Ｔ　ＯＮに関連した値を戻す。

リスト・ペアはＰｒｏｌ。

ｇ　　ＴＹＰ　　ＬＩＳＴに関連した値を戻す。

Ｐｒｏｌｏｇ　　　ＦＵＮＣＴＯＲ（ＰｒｏｌｏｇＯＢ
ＪＥＣＴ） この関数はＰｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔ形式のＰｒｏ
ｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔのファンフタを戻す。

○　オブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＳＫ
ＥＬＥＴＯＮまたはタイプＰｒｏｌ。

ｇ　　ＴＹＰ　　ＥＸＴＥＮＤＥＤＳＫＥＬＥＴＯＮの
ものである場合、関数は項ファンクタを戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＬＩＳ
Ｔのものである場合、関数はアトム四、′″を戻す。

ＯオブジェクトがＮＵＬＬポインタの場合、関数はＣ関
数を呼び出すのに使用された外部述語のファンフタを戻
す。

Ｏ上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、ＮＵＬ
Ｌポインタを戻す。

Ｐｒｏｌｏｇ　　　ＡＲＩＴＹ（Ｐｒｏｌｏｇ　　　０
ＢＪＥＣＴ） この関数はＣｉｎｔ形式で、ＰｒｏｌｏｇＯｂｊｅｃｔ
のアリティを戻す。

Ｑ　オブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＳＫ
ＥＬＥＴＯＮまたはタイプＰｒｏｌ。

ｇ　　ＴＹＰ　　ＥＸＴＥＮＤＥＤＳＫＥＬＥＴＯＮの
ものである場合、関数は項のアリティを戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＬＩＳ
Ｔのものである場合、関数は数字２を戻す。

ＯオブジェクトがＮＵＬＬポインタの場合、関数はＣ関
数を呼び出すのに使用された外部述語のアリティを戻す
。

Ｏ上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、−１と
いう値を戻す。

　８２− ８３− Ｐｒｏｌｏｇ　　　ＰＲＥＦＩＸ（Ｐｒｏｌｏｇ　　　
０ＢＪＥＣＴ） この関数はＰｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔ形式で、Ｐｒ
ｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔの接頭部を戻す。

ＯオブジェクトがＮＵＬＬポインタの場合、これはＣ関
数を呼び出すのに使用された外部述語の接頭部を戻す。

Ｏ上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、ＮＵＬ
Ｌポインタを戻す。

Ｐｒｏｌｏｇ　　ＡＲＧ（Ｐｒｏｌｏｇ　　０ＢＪＥＣ
Ｔ、ＲＡＮＫ） この関数はＰｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔ形式で、Ｐｒ
ｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔのランク番目のサブオブジェ
クトを戻す。

○　オブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＳＫ
ＥＬＥＴＯＮまたはタイプＰｒｏｌ。

ｇ　　ＴＹＰ　　ＥＸＴＥＮＤＥＤＳＫＥＬＥＴＯＮの
ものである場合、これはランク番目のサブオブジェクト
を戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＬＩＳ
Ｔで、ランクが０または１である場合、関数はランク番
目のサブオブジェクトを戻す。

○　上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　Ｃｏｄｅを
Ｐｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、ＮＵ
ＬＬポインタを戻す。

この関数はＰｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔ形式で、ラン
ク番目の要素を戻す。最初の要素のランクは０である。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＬＩＳ
Ｔのものであり、選択がＰｒｏｌ。

ｇ　　ＬＳＴ　　ＶＡＬＵＥの場合、関数はリストのラ
ンク番目の要素を戻す。

○　オブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＬＩ
ＳＴのものであり、選択がＰｒｏｌ。

ｇ　　ＬＳＴ　　ＮＥＸＴの場合、関数はランク＋１番
目のリスト・ペアを戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＬＩＳ
Ｔのものであり、選択がＰｒｏｌ。

ｇ　　ＬＳＴ　　ＣＵＲＲＥＮＴの場合、関数はランク
番目のリスト・ペアを戻す。

Ｏ上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、ＮＵＬ
Ｌポインタを戻す。

Ｐｒｏｌｏｇ　　ＬＩＳＴ　　ＬＥＮＧＴＨ（Ｐｒ。

ｌｏｇ　　０ＢＪＥＣＴ） この関数はリストを形成するために連鎖されたリスト・
ペアの数をカウントし、これを戻す。Ｐｒｏｌｏｇ　　
０ｂｊｅｃｔがリスト・ペアである場合、カウントはゼ
ロである。関数が非リスト・ペアとともに、リスト・ペ
ア（正規のリストの終了ニル、またはリスト・ペア以外
のその他のＰｒｏｌｏｇタイプ）の第２フイールドとし
て提示された場合には、カウントは終了する。

Ｐｒｏｌｏｇ　　ＣＯＭＰ　　ＦＬＯＡＴ（ＦＬＯＡＴ
ＩＮＧ　　ＰＯＩＮＴ、ＦＬＯＡＴＩＮＧ　　ＰＯＩＮ
Ｔ） Ｃの倍数形式の２つの浮動小数点数が現行のＰｒｏｌｏ
ｇファズ値よりも互いに近い場合に、この関数は非ゼロ
値を戻す。

Ｐ　ｒ　ｏ　］　ｏｇ　　Ｃ０Ｎ５ＴＡＮＴ　（ＲＡＮ
Ｋ）この関数はＰＲＯＣＯＮＳマクロのセットで定義さ
れるランク番目の定数オブジェクトを戻す。

最初の定数オブジェクトのランクはＯである。定数がＰ
ＲＯＣＯＮＳ　　ＬＩＳＴまたはＰＲＯＣＯＮＳ　　５
ＫＥＬの場合には、プロローグ変数が埋め込まれた新し
いリスト・ペア、または右側のファンフタ及びアリティ
ならびに引数としてプロローグ変数を備えた新しいプロ
ローグ類が、グローバル・スタックに割り振られる。

この関数はランクの事前定義値を存する定数オブジェク
トも備えている。

Ｐｒｏｌｏｇ　　Ｃ８Ｔ　　ＮＩＬ 特別なプロローグ・アトム・ニル Ｐｒｏｌｏｇ　　Ｃ８Ｔ　　ＬＩＳＴ 変数引数を備えた、新たに割り振られたリスト・ペア ６− ８７ Ｐｒｏｌｏｇ　　　Ｃ８Ｔ　　　ＥＭＰＴＹ空のプロロ
ーグ文字ストリング グローバル・スタックがオーバフローした場合、これは
Ｅｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲＧＬ
ＯＢＡＬにセットし、ＮＵＬＬポインタを戻す。

ｌｏｇ　　　０ＢＪＥＣＴ） し、整数を戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＩＮＴ
のものである場合には、これはオブジェクトの整数形式
値を戻す。

○　上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　Ｃｏｄｅを
Ｐｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、ゼロ
値を戻す。

ｒｏｌｏｇ　　　０ＢＪＥＣＴ） し、この倍数を戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＦＬＯ
ＡＴのものである場合には、これはオブジェクトの倍数
形式値を戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＬＯＮ
ＧＩＮＴまたはＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＲＡＴＩＯ
ＮＡＬのものである場合には、これはオブジェクトの倍
数形式変換値を戻す。

Ｏ上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、ゼロ値
を戻す。

この関数はオブジェクトをＣのｃｈａｒ＊形式に変換し
、このｃｈａｒ＊を戻す。

ＯオブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＳＴＲ
ＩＮＧのものである場合には、関数はオブジェクトのｃ
ｈａｒ＊形式で変換した値を戻す。

Ｑ　オブジェクトがタイプＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰＡＴ
ＯＭまたはＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＮＩＬのもので
ある場合には、関数はオブジェクトのＰｒｉｎｔ−Ｎａ
ｍｅのｃｈａｒ＊形式で変換した値を戻す。

○　ローカル・スタックがオーバフローした場合、これ
はＥｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰｒｏｌｏｇＥＲＲＬＯＣ
ＡＬにセットし、ＮＵＬＬポインタを戻す。

Ｏ上記以外の場合、関数はＥｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸにセットし、ＮＵＬ
Ｌポインタを戻す。

Ｔ　　　ＯＲＣ０ＢＪＥＣＴ、ＴＹＰＥ　　　ＤＥＳＴ
） この関数はオブジェクトを、タイプＴｙｐ　ｅＤｅｓｔ
のＰｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔに変換し、変換された
Ｐｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔを戻す。

Ｔｙｐｅ　　ＯｒｇはＰｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔの
Ｐｒｏｌｏｇ　　’ｒｙｐｅであり％　ＰｒｏｌｏｇＴ
ＹＰ　　０ＴＨＥＲとして指定できる。しかし０− ながら、オブジェクトがＣのオブジェクトである場合に
は、Ｔｙｐｅ　　Ｏｒｇを指定しなければならず、また
次のセットに属さなければならない。

Ｐｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＢＩＮＡＲＹＳＴＲＩＮＧ Ｃｃｈａｒ＊形式の文字ストリング Ｐｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＢＩＮＡＲＹＩＮＴＣのｉ
ｎｔ形式の整数 Ｐｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＢＩＮＡＲＹＦＬＯＡＴＣ
の倍数形式の浮動小数点数 サポートされている変換を以下に列挙する。

ＯＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＢＩＮＡＲＹ　　５ＴＲ
ＩＮＧからＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧへ ＯＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＢＩＮＡＲＹＳＴＲＩＮ
ＧからＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＡＴＯＭへ ＯＰｒｏｌｏｇ　　　ＴＹＰ　　　ＢＩＮＡＲＹＳＴＲ
ＩＮＧからＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＮＩＬへＯＰｒ
ｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧからＰ　９１− ｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧへＯＰｒｏｌｏ
ｇ　　ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧからＰｒｏｌｏｇ　　Ｔ
ＹＰ　　ＡＴＯＭへ ○　Ｐｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧがらＰｒ
０１０ｇ　ＴＹＰ　ＮＩＬへ ＯＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＡＴＯＭがらＰｒ。

ｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＡＴＯＭへ ＯＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＡＴＯＭがらＰｒ。

ｌｏｇ　　ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧへ ＯＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＮＩＬがらＰｒｏｌｏｇ
　　ＴＹＰ　　ＮＩＬへ ○　Ｐｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＮＩＬがらＰｒｏ　１
ｏｇ　　ＴＹＰ　　５ＴＲＩＮＧへ ＯＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＩＮＴがらＰｒｏ　１ｏ
ｇ　　ＴＹＰ　　ＩＮＴへ ＯＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＢＩＮＡＲＹ　　ＩＮＴ
からＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＩＮＴへ○　Ｐｒｏｌ
ｏｇ　　ＴＹＰ　　ＦＬＯＡＴがらＰｒｏｌｏｇ　　Ｔ
ＹＰ　　ＦＬＯＡＴへ ○　Ｐｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＢＩＮＡＲＹＦＬＯＡ
ＴからＰｒｏｌｏｇ　　ＴＹＰ　　ＦＬＯＡＴクローバ
ル・スタックがオーバフローシタ場合、これはＥｒｒｏ
ｒ　　ＣｏｄｅをＰｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲＧＬＯＢＡＬ
にセットし、ＮＵＬＬポインタを戻す。これ以外の場合
には、関数はＥｒｒ。

ｒ　　ＣｏｄｅをＰｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲ５ＹＮＴＡＸ
にセットし、ＮＵＬＬポインタを戻す。

る。成功した場合、これは最初のユニファイされたバー
ジョンすなわちＰｒｏｌｏｇ　　０ｂｊｅｃｔを戻す。

失敗した場合、バックトラッキングが生じる。パフォー
マンス上の理由から、プロローグの単純な非凍結変数、
プロローグ整数、アトム、及びストリングは動的に処理
される。しがしながら、他のタイプがＣからプロローグ
への文脈切換えを行ない、完全なプロローグ・ユニファ
イアを呼び出してから、Ｃへの文脈再切換えを行なうこ
とができる。

トレール・スタックがオーバフローシタ場合、関数はＥ
ｒｒｏｒ　　ＣｏｄｅをＰｒｏｌｏｇ　　ＥＲＲＴＲＡ
ＩＬにセットし、ＮＵＬＬポインタを戻す。

既存のアプリケーション プロローグへの連絡を必要とする既存のアプリケーショ
ンについては、このようなアプリケーシヨンからプロロ
ーグへのインタフェースもある。ＦＯＲＴＲＡＮかられ
かるように、インタフェースは第３３図に示すＴ　Ｅ　
Ｘ　Ｔ　７　ｙ　イア１／、ＺＩＣＯＭＰＦ　　ＴＥＸ
Ｔである。インタフェースは「ＩＮＴＥＧＥＲ関数」と
いうプロローグをもたらす。

ＩＮＴＥＧＥＨの結果は要求の戻りコードである。

ｒ−−−−−ＦＯＲＴＲＡＮ　ＣＡＬＬ　ＦＯＲＭＡＴ
　ＳＡＭＰＬＥ　−−−−−−−−Ｃ−−Ｗｅ　ｄｅｃ
ｌａｒｅ　ｔｈｅ　ｅｘｔｅｒｎａｌ　Ｆｕｎｃｔｉｏ
ｎＩＮＴＥＧＥＲＰｒｏｌｏｇ Ｃ−−ＩＪｅ　ｒｅｓｅｒｖｅ　５ｐａｃｅ　ｆｏｒ　
ｔｈｅ　Ｒｅｔｕｒｎ　ＣｏｄｅＩＮＴＥＧＥＲＲＥＴ
ＣＯＤＥ Ｃ−−Ｗｅ　ｕｓｅ　ａ　ｓａｍｐｌｅ　Ｃａ１ｌ　ｔ
ｏ　ｓｈｏｗ　ｔｈｅ　Ｆｏｒｍａｔ４− ＲＥＴＣＯＤＥ　＝　Ｐｒｏｌｏｇ（ｊＳＴＡＲＴ’、
’Ｐｒｏｌｏｇ’、　　　　Ｃ’ＰｒｏｌｏｇＷＳ’、
　　’ＲＥＵＳＥ’、”）Ｌ−ＥＮＤ　　ＯＦ　　ＦＯ
ＲＴＲＡＮ　　ＣＡＬＬ　　ＦＯＲＭＡＴ　ＳＡＭＰＬ
Ｅ　　−−−−〜」注：　ＦＯＲＴＲＡＮが空の文字ス
トリングをサポートしないので、空の文字ストリングを
１スペ一ス文字のストリングと置き換える必要がある。

プロローグに対するＣインタフェース Ｃインタフェースは第３３図に示すＺＩＣＯＭＰＣＴＥ
ＸＴというＴＥＸＴファイルに示されている。このイン
タフェースはプロローグというｒｉｎｔ関数」をもたら
す。ｉｎｔの結果は要求の戻りコードである。

「−ＣＣＡＬＬ　ＦＯＲＭＡＴ　ＳＡＭＰＬＥ　−一−
−−−−−−−−−−−−−−−／ｌ″−Ｄｅｃｌａｒ
ｅ　ｔｈｅ　ｅｘｔｅｒｎａｌ　Ｆｕｎｃｔｉｏｎ−−
−−−−−−”／旧ｎｃｌｕｄｅ　　＜Ｐｒｏｌｏｇ、
Ｈ＞／”−−Ｒｅ５ｅｒｖｅ　５ｐａｃｅ　ｆｏｒ　ｔ
ｈｅ　Ｒｅｔｕｒｎ　Ｃｏｄｅ　−−−”／ｉｎｔ　Ｒ
ｅｔｃｏｄｅ； ／”−−Ｕｓｅ　ａ　ｓａｍｐｌｅ　Ｃａ１ｌ　ｔｏ　
ｓｈｏｗ　ｔｈｅ　Ｆｏｒｍａｔ−’／Ｒｅｔｃｏｄｅ
＝Ｐｒｏｌｏｇ（”５ＴＡＲＴ−”Ｐｒｏｌｏｇ　。

”ＰｒｏｌｏｇＷＳ−”ＲＥｕＳＥ”％”’）ｉ５− Ｌ−−ＥＮＤ　　ＯＦ　　ＣＣＡＬＬ　　ＦＯＲＭＡＴ
　ＳＡＭＰＬＥ−一−−−−−−−ＪＣＯＢＯＬ ＣＯＢＯＬからプロローグへのインタフェースは第３５
図に示すＺＩＣＯＭＰＢ　　ＴＥＸＴのソース・リスト
に示されている。要求の戻りコードはＣＡＬＬ　ｒプロ
ローグ」ステートメントの最初の引数として戻される。

また、Ｃ及びＦＯＲＴＲＡＮが文字ストリングを使用で
きる場合には、Ｃ０ＢＯＬは文字ストリング自体ととも
に文字ストリングの長さを供給しなければならない。

ｒ−−−−−Ｃ０ＢＯＬ　ＣＡＬＬ　ＦＯＲＭＡＴ　Ｓ
ＡＭＰＬＥ　−−−−−−−−”　Ｗｅ　Ｒｅ５ｅｒｖ
ｅ　５ｐａｃｅ　ｆｏｒ　ａｌｌ　ａｒｇｕｍｅｎｔｓ
ｏｌ　ＲＥＴＣＯＤＥ　ＰＩＣ５９（０９）ＢＩＮＡＲ
Ｙ。

０１５ＴＡＲＴ−ＳＴＲＣＴ。

０５５ＴＡＲＴ−ＬＧＴＨＰＩＣ９ （０４）ＢＩＮＡＲＹ　ＶＡＬＵＥ　５゜０５　　５Ｔ
ＡＲＴ−ＳＴＲＰＩＣＸ （０５）ＶＡＬＵＥ　”５ＴＡＲＴ” ０１　Ｐｒｏｌｏｇ−ＳＴＲＣＴ。

０５　Ｐｒｏｌｏｇ−ＬＧＴＨＰＩＣ９（０４）ＢＩＮ
ＡＲＹ　ＶＡＬＵＥ　５゜０５　Ｐｒｏｌｏｇ−ＳＴＲ
ＰＩＣＸ （０５）ＶＡＬＵＥ　　”Ｐｒｏｌｏｇ　　。

０１　　ＰｒｏｌｏｇＷＳ−ＳＴＲＣＴ。

０５　Ｐｒｏｌｏｇ−ＬＧＴＨＰＩＣ９（０４）ＢＩ）
ＩＡＲＹ　ＶＡＬＵＥ　７゜０５　Ｐｒｏｌｏｇ−ＳＴ
ＲＰＩＣＸ （０７）ＶＡＬＵＥ　　”Ｐｒｏｌｏｇ”ＩＪＳ−０１
ＲＥＵＳＥ−ＳＴＲＣＴ。

０５　　ＲＥＵＳＥ−ＬＧＴＨＰＩＣ９（０４）ＢＩＮ
ＡＲＹ　ＶＡＬｔｌＥ　５゜０５　　ＲＥＵＳＥ−ＳＴ
ＲＰＩＣＸ （０５）ＶＡＬＵＥ　　”ＲＥＵＳＥ”。

０１　　　　０ＰＴＩＯＮ−ＳＴＲＣＴ。

０５　０ＰＴＩＯＮ−ＬＧＴＨＰＩＣ９（０４）ＢＩＮ
ＡＲＹ　ＶＡＬＵＥ　Ｏ。

”　　Ｓａｍｐｌｅ　Ｃａ１ｌ　　ｔｏ　Ｓｈｏｗ　ｔ
ｈｅ　ＦｏｒｍａｔＣＡＬＬ　　”Ｐｒｏｌｏｇ”　　
ＵＳＩＮＧ　　ＲＥＴＣＯＤＥ、５ＴＡＲＴ−ＳＴＲＣ
Ｔ。

Ｐｒｏｌｏｇ−ＳＴＲＣＴ、ＰｒｏｌｏｇＷＳ−ＳＴＲ
ＣＴ、ＲＥＵＳＥ−ＳＴＲＣＴ。

０ＰＴＩＯＩ（−ＳＴＲＣＴ。

じ−ＥＮＤ　ＯＦ　Ｃ０ＢＯＬ　ＣＡＬＬ　ＦＯＲＭＡ
Ｔ　ＳＡＭＰＬＥ−ｖまとめの検討では、Ｃの構文を連
絡媒体として使用する。

プロローグへの言語インタフェースは４つの基本コマン
ドを備えている。

５ＴＡＲＴ　　　プロローグを初期設定し、まだロード
されていなければ、新しいワー クスペースを新しいセツションに ロードし、ワークスペースの初期 ゴールを活動化する。

５ＴＯＰ　　　　プロローグのセ・νションを完了し、
関連する記憶域を解放する。

ＣＡＬＬ　　　　呼出しプログラムから変換されたデー
タによってプロローグの述語 を実行し、述語が成功した場合に は、結果を呼出しプログラムに変 換する。

ＲＥＣＡＬＬ　　Ｒ新のＣＡＬＬコマンドの次の解８　
− を要求し、述語が成功した場合に は、結果を呼出しプログラムから、 元のＣＡＬＬコマンドによって供 給されるデータに変換する。

５ＴＡＲＴコマンド ５ＴＡＲＴコマンドはすべて文字ストリングの５つの引
数を必要とする。構文は以下の通りである。

ｒ−ＣＩＮＴＥＲＦＡＣＥ　５ＴＡＲＴ　ＣＯＭＭＡＮ
Ｄ　−−−−−−−−−−Ｒｅｔｃｏｄｅ　＝　　　　
Ｐｒｏｌｏｇ（”５ＴＡＲＴ”、　Ｔｏｋｅｎ。

Ｗｏｒｋｓｐａｃｅ、　　５ｈａｒｅ、　　０ｐｔｉｏ
ｎｓ）；ビーＥＮＤ　ＯＦ　ＣＩＮＴＥＲＦＡＣＥ　５
ＴＡＲＴ　ＣＯＭＭＡＮＤ　−−−Ｊただし、ＴＯＫＥ
Ｎは８文字以下のセツション・トークンであり、プログ
ラムがＣＡＬＬｌＲＥＣＡＬＬ及び５ＴＯＰコマンドを
サブミツトした場合に、プロローグのセツションを識別
するのに使用される。

ＷＯＲＫＳＰＡＧＥは８文字以下のワークスペース名で
あり、ファイルタイプ・プロローグＷＳの既存のファイ
ルを識別する。アプリケーションが９９＝ プロローグが供給した元の初期ワークスペースである場
合には、プロローグＷＳという名前を使用する０ ８ＨＡＲＥは８文字以下のセレクション・ストリングで
、値ＮＥＷまたはＲＥＵＳＥを取らなければならない。

ストリングが空の場合、省略時価（ＮＥＷ）が取られる
。

ＯＰＴ　Ｉ　ＯＮＳは５ＴＡＲＴコマンドによってＬＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＸＥＣに供給されるオプションを含ん
でいる文字ストリングである。

ＮＥＷシェア・セレクションが使用中の場合には、５Ｔ
ＡＲＴコマンドはセツション名トークンによってあらゆ
るセツションを５ＴＯＰする。次いで、５ＴＡＲＴはフ
オームＬＰｒｏｌｏｇ　　ＮＡＭＥ　）−クンＷＳワー
クスペース・オプションの０ＭＳ１７ンドを出す。ＬＰ
ｒｏｌｏｇ　　ＥＸＥＣの処理中に、プロローグは初期
化される。それまでに行なわれていなければ、コマンド
は必要な任意のオプションを付けた、プロローグＷＳか
ら読み取られたワークスペースによってネーム・トーク
ンのセツションを構築する。

５ＴＡＲＴＪ７７ドはＬＰｒｏｌｏｇ：＋マントの戻り
コードを、それ自体の戻りコードとして戻すか、コマン
ドの構文が無効であったことを示すプロローグのエラー
・コードを戻すか、あるいはＬＰｒｏｌｏｇコマンドを
ｗｉ築するのに必要な記憶域割振り要求が失敗した場合
には、プロローグ外部記憶域障害を戻す。

ＴＯＰ ＳＴＯＰコマンドは２つの文字引数を必要とする。構文
は次のとおりである。

’−−−−−　ＣＩＨＴＥＲＦＡＣＥ　５ＴＯＰ　ＣＯ
ＭＭＡＮＤ　−−−−−−−Ｒｅｔｃｏｄｅ　＝　Ｐｒ
ｏｌｏｇ（”５ＴＯＰ”、　Ｔｏｋｅｎ）；Ｌ７−−−
−ＥＮＤ　ＯＦ　ＣＩＮＴＥＲＦＡＣＥ　５ＴＯＰ　Ｃ
ＯＭＭＡＮＤ　−Ｊただし、ＴＯＫＥＮは８文字以下の
セツション・トークンで、５ＴＡＲＴコマンドにおける
プロローグ・セツションを識別する。

５ＴＯＰコマンドはフオームＮＵＣＸＤＲＯＰトークン
の０ＭＳコマンドを出す。次いで、ＮＵＣＸＤＲＯＰコ
マンドの処理中に、ネーム・トークンのセツションは完
了し、その記憶域は解除される。他のプロローグ活動セ
ツションがなければ、プロローグ自体がメモリから除去
される。

５ＴＯＰコマンドはＮＵＣＸＤＲＯＰコマンドの戻りコ
ードをそれ自体の戻りコードとして戻すか、あるいはコ
マンドが無効であれば、プロローグ構文エラーを戻す。

ＣＡＬＬコマンド ＣＡＬＬコマンドは少なくとも５つの文字引数を必要と
し、その最初の５つは文字ストリングである。構文を以
下に示す。

ｒ−−−−−ＣＩＮＴＥＲＦＡＣＥ　ＣＡＬＬ　ＣＯＭ
ＭＡＮＤ　−−−−−−−Ｒｅｔｃｏｃｌｅ　＝　Ｐｒ
ｏｌｏｇ（”ＣＡＬＬ”、　Ｔｏｋｅｎ、　Ｐｒｅｆｉ
ｘ。

ｐｒｅｄｉｃａｔｅ、　Ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ、　Ａｒ
ｇｕｍｅｎｔｓ　、、、）；Ｌ−−−−−ＥＮＤ　ＯＦ
　ＣｒＮＴＥＲＦＡｃＥ　ＣＡＬＬ　ＣＯＭＭＡＮＤ　
−Ｊただし、ＴＯＫＥＮは８文字のセツション・トーク
ンで、５ＴＡＲＴコマンドにおけるプロローグ・セツシ
ョンを一意に識別する。

ＲＥＦＩＸ 呼び出された述語の接頭部である。空ストリ０２　− ングとして供給された場合には、述語には接頭部は与え
られない。この場合、述語名の優先述語が呼び出され、
述語は呼び出される述語の名前であり、文字ストリング
で、大文字小文字の区別がある。

ＤＥＳＣＲＩ　ＰＴＯＲ 入力及び出力引数の変換の記述子文字ストリングである
。ゼロ・アリティの場合には空であってもかまわないが
、その場合には、プロローグ呼出しの記述子の後に引数
があってはならない。

ＡＲＧＵＭＥＮＴＳ 述語の呼び出し前にプロローグ・データ構造に変換され
なければならす、またこの述語の引数として渡されなけ
ればならない、ゼロまたはそれ以上のデータ引数である
。

結果の引数については、述語は対応する位置に変数を受
は取り、述語が成功した場合には、これらの変数におか
れたプロローグ・データは呼出しプログラムの形式に逆
変換される。

１０３ ＣＡＬＬコマンドは呼出しプログラムから変換された入
力引数及び変数として供給された出力号数の付いたプロ
ローグの述語または接頭部：述語を実行する。プロロー
グ・エラーがあった場合には、ＣＡＬＬコマンドは戻り
コードとして、エラー・コードを戻す。述語が失敗した
場合には、ＣＡＬＬコマンドはそれ自体の戻りコードを
戻す。

述語が成功した場合には、ＣＡＬＬコマンドは変数によ
ってユニファイされたプロローグ・データからの出力引
数を逆変換し、その戻りコードとしてゼロを戻す。ＣＡ
ＬＬコマンドが無効な場合には、プロローグ構文エラー
をそれ自体の戻りコードとして戻す。

ＲＥＣＡＬＬコマンド ＲＥＣＡＬＬコマンドは２つの文字引数を必要とする。

構文を以下に示す。

ｒ−−−−−ＣＩＨＴＥＲＦＡＣＥ　ＲＥＣＡＬＬ　Ｃ
ＯＭＭＡＮＤ　−−−−−−−Ｒｅｔｃｏｄｅ　＝　Ｐ
ｒｏｌｏｇ（”ＲＥＣＡＬＬ”、　Ｔｏｋｅｎ）；Ｌ−
−−−−ＣＩＮＴＥＲＦＡＣＥ　ＲＥＣＡＬＬ　ＣＯＭ
ＭＡＮＤ　−−−−−ｍ−−，，。

ただし、ＴＯＫＥＮは８文字のセツション識別子である
。ＲＥＣＡＬＬコマンドは最新のＣＡＬＬコマンドから
次の解を要求する。これはＣＡＬＬコマンドと同じ戻り
コードを戻す。述語が再度成功した場合には、解の結果
をＣＡＬＬコマンドが供給する出力引数に戻す。

呼出し記述子 記述子はゼロまたはそれ以上の引数の文字ストリングで
ある。これはＰＲＯＡＲＧＳ構文のサブセットを使用す
る。ＰＲＯＡＲＧＳ構文の以下の場合をＣＡＬＬ記述子
に使用することはできない。

データ・タイプ０４、ＡＮ ＩＯ制御Ｖ１Ｒ，Ａ また、ＩＯ制御入力及び出力は呼び出されたプロローグ
述語に関するものであり、呼び出されたコンパイルされ
た言語の外部述語に関するものではない。ＰＲＯＡＲＧ
Ｓマクロの２つの形式（正規記述子及びＣストラクト記
述子）は有効である。

データ・タイプＢ１、Ｂ２、Ｂ４．１１、Ｉ２、Ｉ４、
Ｂ４、Ｂ８、Ｊ４、Ｊ８、ＣＮ１ＣＯ１Ｉ、Ｏｌ　ＩＯ
及び ディメンシジン記述子Ｎ、ＡＲＧＮ ディメンションをＡＲＧＮとして記述した場合、Ｎ対応
引数はデータ・タイプエ４でなければならず、ＩＯ制御
Ｉでなければならず、またプログラム・データとして正
しい値を付けて供給されなければならない。述語は多デ
ィメンション・アレイに対するＬｉ５ｔ；すなわちリス
トのリストの形式のアレイと、スカラ数としてのディメ
ンションの両方を受は入れる。ディメンション数が述語
に渡されるのに対し、プロローグからコンパイルされた
言語へのインタフェースにおいては、呼出しプロローグ
の述語がこれらを入力アレイに供給する必要はない。コ
ンパイルされた言語からプロローグへのインタフェース
においては、アレイが入力であって、リストとして与え
られるのか、あるいは出力であって、変数として与えら
れるのかのディメンション数が述語に与えられる。

ディメンション数によって供給されるサイズと正確に同
じ出力アレイを構築するには、述語が必要である。ない
場合には、逆変換は失敗し、エラー１０６ となる。

プロローグから外部プロセスへ プロローグから外部プロセスへの通信の論理を第３６Ａ
図ないし第３６Ｃ図に示す。実行は９７０で始まり、機
能ブロックに示す１つの引数を有する述語ｍＶ　　５ｔ
ｕｌ）ｉｄが外部Ｎｏｎ−Ｃ。

ｎｎｅｃｔｅｄとして定義される。その実行アドレスは
プロローグのシステム域のＡＴＴＡＣＨＦをポイントす
る。機能ブロック９７１において、プロローグはまず、
ｍＶ　　５ｔｕＩ）ｉｄｅ　（３）に対する参照に遭遇
する。制御が外部プロセスに対する参照を処理するため
にＡＴＴＡＣＨＦに渡される。外部プロセスが構築され
たファイル名を含んでいるファイルが、機能ブロック９
７２において、プロローグが処理しようとしている特定
の外部プロセスについて探索される。ファイルは外部プ
ロセスがユーザ定義されたファイル名を含んでいる。こ
れはＭＹＦＯＲＴＯＡＳＳＥＭＢＬＥの複数のＭＡＣＲ
ＯＰＲＯＤＥＣＥによって作成された述語リストを含ん
でいる。外部プロセ０７− スを実行するのに必要な情報は、リストに記憶される。

この情報は外部プロセスの実行アドレスを含んでいる。

機能ブロック９７３において、外部プロセスは以前にロ
ードされていなければ、メモリに入れられる。次いで、
機能ブロック９７４において、ＭＹＦＯＲＴＯＡＳＳＥ
ＭＢＬＥのＭＡＣＲＯＰＲＯＩＮＩ　（上述）によって
作成された外部プロセスのヘッドが調べられる。ヘッダ
はバナー及びプロローグのバージョン数を含んでいる。

バナーは外部プロセスに対する正しい識別情報について
テストされ、バージョン番号は現行のプロローグのバー
ジョンが活動していることを確認するために問合せを受
ける。

機能ブロック９７５において、外部プロセスに対するア
ドレス情報を得るために、述語リストが探索される。述
語リストはＭＹＦＯＲＴＯＡＳＳＥＭＢＬＥの１つまた
は複数のＭＡＣＲＯＰＲＯＤＥＣＥによって構築済みで
ある。５ＴＵＰＩＤは外部ＦＯＲＴＲＡＮ名であり、５
ＴＵＰＩＤＥはｅｘｔ　　ｆｕｎｃの３番目の引数とし
て使用される名前である。次いで、機能ブロック９７６
において、述語ｍｙ　　５ｔｕｐｉｄｅ（＊）は外部接
続されたものとして定義され、ＡＴＴＡＣＨＦは接続ア
ドレスに分岐する。これはＡＴＴＡＣＨＦ処理を完了す
る。

機能ブロック９７７において、連係コードは外部プロセ
スの入口点アドレス、メインＦＯＲＴＲＡＮアドレス及
びＰＲＯＡＲＧＳテーブルのアドレスを、一連の事前定
義レジスタに記憶する。次いで、制御は事前定義アドレ
スＩＴＦＦＯＲＴ２でプロローグに戻される。外部プロ
セスが期待する形式へのプロローグの引数の変換は、Ｐ
ＲＯＡＲＧＳテーブルによって管理される。機能ブロッ
ク９８０において、保全性チエツクがＰＲＯＡＲＧＳテ
ーブルで行なわれる。次いで、述語の呼出しをチエツク
して、引数のカウントを検査する。

機能ブロック９８２において、各引数が変換ループ９８
３を介して渡され、プロローグからの引数を外部プロセ
スが期待する形式に変換する。次いで、すべての出力引
数が機能ブロック８８４及び処理ループ９８５において
、メモリに割り振られる。ＰＲＯＡＲＧＳテーブル内の
情報がこの処理を管理する。

判断ブロック９８６において、外部プロセス環境の状態
の照会が行なわれ、これがまだ活動していなければ、機
能ブロック９８７に示すように開始される。外部環境が
活動化すると、特定の外部プロセスが、これの期待する
変換されたパラメータ・リストによって活動化される。

外部プロセスが実行を完了した場合、外部引数は機能ブ
ロック９９２に示すように、プロローグ形式に逆変換さ
れる。最後に、制御がプロローグに戻され、述語が機能
ブロック９９３に示すように進行する。

外部プロセスからプロローグへ プロローグから外部プロセスへの通信の論理を、第３７
Ａ図ないし第３７Ｃ図に示す。第３７Ａ図において、実
行はｔｏｏｏで始まり、アプリケーションはＡＰＰＬと
いうワークスペースを有するＡＰＰＬという名前で、プ
ロローグをスタートし−１１０− ようとする。プロローグ連係ル−チンはコマンドを走査
し、５ＴＡＲＴを認識し、アプリケーション名とワーク
スペース名を抽出する。連係ル−チンハ機能ブロック１
０１０に示すコマンドを、オペレーティング・システム
に対して出すことしこよってプロローグをスタートし、
制御をアプリケージ日ソに戻す。

アプリケーションは述語ｒｌ）ｒｅｆｉｘ：ｐｒｅｄｉ
ｃａｔｅＪを実行しようとし、機能ブロック１０１２に
示す変換された引数をこれに与えようとする。変換は記
述子テーブル内の情報、及びＰＲＯＡＲＧＳ　　ＭＡＣ
ＲＯ内の形式に基づく。

連係ルーチンはコマンドを走査し、ＣＡＬＬを認識する
。連係ルーチンはシステム・コールを、コマンドＡＰＰ
Ｌ　　ＨＬＬならびに引数の接頭部、述語、記述子、及
び引数を用いて、スーパー／（イザ・コールを介して、
機能ブロック１０１６に示すようなプロローグに様式化
する。

プロローグのシステム・コールＡＰＰＬ　　ＨＬＬは変
換処理を呼び出して、外部プロセスからの−１１１− 引数を、機能ブロック１０１８に示すようなプロローグ
の内部形式に変換する。機能ブロック１０２０は変換処
理へループ・バックし、引数の各々の変換を容易とする
。入力引数が変換されると、述語が機能ブロック１０２
５に示すように実行される。次いで、述語が成功した場
合には、各出力引数が機能ブロック１０３４及び１０３
６のループに示すような外部プロセス形式に逆変換され
、制御が外部プロセスに戻される。外部プロセスへの逆
変換は、正しい様式化のために記述子テーブルを用いる
。述語が失敗した場合には、プロローグのシステム・コ
ールは１０３２で終了し、制御をエラー・コードを付け
て外部プロセスに戻す。

外部プロセスは機能ブロック１０４０に示すような処理
によって、以前の呼出しの次の解を獲得する。連係コー
ドはプロローグ・システム・コールを機能ブロック１０
４２に示すように出す。連係情報の以前のセットを使用
して、プロローグと連絡する。それゆえ、プロローグ・
システムは機能ブロック１０４４に示すような以前の述
語を戻す。次いで、判断ブロック１０４６でテストされ
て、述語が成功した場合には、出力引数は機能ブロック
１０５２において外部プロセス形式に逆変換され、プロ
ローグ・システムは制御を外部プロセスに戻す。述語が
失敗した場合には、プロローグのシステム・コールは終
了し、エラー〇コードを戻す。

外部プロセスがプロローグ処理を完了し、セツションを
クリーンアップしようとした場合には、機能ブロック１
０５６に示すように５ＴＯＰコマンドを出す。プロロー
グの連係ルーチンは５ＴＯＰを認識し、セラシロン名Ａ
ＰＰＬを抽出する。

連係ルーチンはオペレーティング・システムに対して機
能ブロック１０５８に示すコマンドを出すことによって
、ＡＰＰＬというセツションを終了する。

Ｅ０発明の効果 本発明はプロローグ・インタプリタ／コンパイラに割込
み処理を提供する。

【図面の簡単な説明】

第１図は、オブジェクトを表す従来技術のプロローグ・
レコードの図である。 第２図は、本発明によるタイプ・ポインタのプロローグ
・ワードを示す図である。 第３図は、本発明によるタイプ記述子のプロローグ・ワ
ードを示す図である。 第４図は、プロローグ・オブジェクトの伝統的な従来技
術の手法の流れ図である・ 第５図は、本発明によるプロローグ・オブジェクト処理
の流れ図である。 第６図は、本発明によるフリー変数のブローログの表示
を示す図である。 第７図は、本発明によるブローログの定数を示す図であ
る。 第８図は、本発明によるプロローグのスケルトンを示す
図である。 第９図は、従来技術のプロローグｇｅｔ　　ｃ。 ｎ５ｔａｎｔ命令を説明する図である。 第１０図は、本発明のプロローグｇｅｔ　　Ｃ０１４ ｎｓｔａｎｔ命令を説明する図である。 第１１図は、従来技術のプロローグｐｕｔ　　Ｃｏｎ５
ｔａｎｔ命令を説明する図である。 第１２図は、本発明によるプロローグｐｕｔｃｏｎｓｔ
ａｎｔ命令を説明する図である。 第１３Ａ図ないし第１３Ｃ図は、本発明による命令処理
の論理を表す流れ図である。 第１４図は、本発明による割込み処理に用いられるデー
タ構造を説明する図である。 第１５Ａ図ないし第１５Ｆ図は、本発明によるプロロー
グに対する付加割込み処理に関連した論理を示すブロッ
ク図である。 第１６図は、本発明による各種の言語におけるデータ・
タイプの相関テーブルである。 第１７図は、本発明によるＣプログラムのソース・リス
トである。 第１８図は、本発明によるＰｒｏｌｏｇ　　Ｐｒ□ｇａ
ｒｇｓのソース・リストである。 第１９図は、本発明による２進記述子形式のアセンブラ
のソース・リストである。 −１１５− 第２０図は、本発明による主プログラムのＦＯＲＴＲＡ
Ｎのソース・リストである。 第２１図は、本発明によるサンプル関数のＦＯＲＴＲＡ
Ｎのソース・リストである。 第２２図は、本発明によるＦＯＲＴＲＡＮ関数５ＴＵＰ
ＩＤのプロローグ宣言を説明する図である。 第２３図は、本発明によるＦＯＲＴＲＡＮ関数５ＴＵＰ
ＩＤの実行のリストである。 第２４図は、本発明による記述子宣言の例を示す図であ
る。 第２５図は、本発明による記述子ファイルの例を示す図
である。 第２６図は、本発明による式の例を示す図である。 第２７図は、本発明によるＣプログラムの例を示す図で
ある。 第２８図は、本発明によるＣインクルート・ファイルに
対するプロローグの例を示す図である。 第２９図は、本発明によるＣ主プログラムに必要なＣコ
ードの例を示す図である。 第３０図は１本発明によるＣＰＬＩＮＫ関数に対するＣ
テキスト・ファイルのリストである。 第３１図は、本発明による５ＴＵＰＩＤのＣバージョン
のリストである。 第３２図は、本発明による５ＴＵＰＩＤのＣ実行のリス
トである。 第３３図は、本発明によるＦＯＲＴＲＡＮ−プロローグ
・インタフェースの例を示す図である。 第３４図は、本発明によるＣ−プロローグ・インタフェ
ースの例を示す図である。 第３５図は、本発明によるＣ０ＢＯＬ−プロローグ・イ
ンタフェースの例を示す図である。 第３６Ａ図ないし第３６Ｃ図は、本発明による外部プロ
セスに対するプロローグ通信の論理を示す流れ図である
。 第３７Ａ図ないし第３７Ｃ図は、本発明によるプロロー
グに対する外部プロセス通信の論理を示す流れ図である
。 次の形のレコードによってプロローグ・オブジェクトを
表す代りに□　　ＣＰＵワード ４−ｍ−ワード・タイプ・ポインタ　□タイプ記述子の
ワード 第４図 フリー変数の表示 峰−ｍ−ワード・タイプ・ポインター−プロローグ変数
の表示 □ワード・タイプ・ポインタ□ ５００千「）−５１０ □　ワード・タイプ記述子−一←−その他のワード　−
−−スケルトンの表示 □ワード・タイプ・ポインタ□ ４００ｆ■ト４１０ ド・タイプ記述子−−チ（□−その他のワードまた１１ ド・タイプ記述子　　　　　　　　−その他のワード第
８図 第９図 第１０図 第１１図 １１１１２図 ＦＯＲＣＴＡＲＧ ＦＯＲＣＦＬＡＧ ＦＯＲＣＤＥＰＴ ＦＯＲＣＦＲＥＥ ＦＯＲＣ５ＡＤＤ ＦＯＲＣＥＡＤＤ ＦＯＲＣＤＳＫＥ ＦＯＲＣＤＩＭＣ ネ ＦＯＲＣＤＩＭｌ ＊ ＤＳＥＣＴ　　。 ＤＳ　　　　ＩＸ フラグ・バイト この引数はアレイのディメンションであるこの引数はＩ
Ｎアレイのディメンションであるこの引数はＩＮまたは
ＩＯの１８部分であるＤＳ ＤＳ ＦＯＲＣＤＩＭＣフィールドはディメンションを含むこ
の引数は工０である この引数はレジスタ（ＲまたはＡ）であるこの引数は値
（ＶまたはＲ）による この記述子はａ＜ｏｒ＞である タイプ／サイズ・タイプ ＦＯＲＣＴＹＰＥバイトのタイプ・マスクＦＯＲＣＴＹ
ＰＥバイトのサイズ・マスクこの引数タイプは符号骨ぎ
整数である この引数タイプは符号なし整数である この引数タイプは実浮動小数点数であるＩＸ この引数タイプは複素浮動小数点数であるこの引数タイ
プは文字−１である この引数タイプはプロローグ・オブジェクト−４である
この引数タイプは選択域−１である ネスティング・バイト この記述子はパラメータを開く この記述子はパラメータを閉しる この記述子けａく、ルベル・アップであるこの記述子は
ａ〉、ルベル・ダウンであるこの＜ｏｒ＞記述子は８つ
のアラインメントが必要このくｏ「〉記述子は４つのア
ラインメントが必要この＜ｏｒ＞記述子は２つのアライ
ンメントが必要この記述子の最初のフリー・バイトをオ
フセットする変換済み引数記憶開始アドレス Ａ 変換済み引数記憶終了アドレス 現１テネステイング・レベルに対するアリティ、＜ｏｒ
＞多重度（省略時は１、Ｊでは２、Ｃｎならｎ）、また
は参照記述子の場合には、実際のディメンション参照デ
ィメンション記述子に対するポインタ、またけ固定デイ
メンシコンの対向 １６ ヰ　＼ 娃 ９８６ 第６６Ｂ図 手続補正書（方式） 平成２年１１月９日

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）コンピュータを含んでおり、該コンピュータが複
   数のハードウェア・レジスタ及びメモリを有しており、
   該メモリが複数の命令からなるプログラムを含んでいる
   、連係されたリスト処理環境において割込みを処理する
   方法において、 （ａ）割込みを認識し、関連する割込み処理ルーチンに
   対するアドレスを含んでいる割込み制御ブロックをメモ
   リ内に構築し、 （ｂ）割込みの発生を示すフラグをメモリにセットし、 （ｃ）次いでフラグをテストし、 （ｄ）フラグ内のアドレス及び割込み制御ブロック内の
   情報によって、割込み処理ルーチンに分岐し、 （ｅ）割込みを処理する ステップからなる方法。 （２）バックトラック処理に対するサポートをさらに含
   んでいる、請求項１記載の方法。（３）変数の遅延評価
   に対するサポートをさらに含んでいる、請求項１記載の
   方法。 （４）ガーベジ・コレクションに対するサポートをさら
   に含んでいる、請求項１記載の方法。 （５）デバッグに対するサポートをさらに含んでいる、
   請求項１記載の方法。 （６）非同期事象に対するサポートをさらに含んでいる
   、請求項１記載の方法。 （７）コンピュータを含んでおり、該コンピュータが複
   数のハードウェア・レジスタ及びメモリを有しており、
   該メモリが複数の命令からなるプログラムを含んでいる
   、連係されたリスト処理環境において割込みを処理する
   装置において、 （ａ）割込みを認識し、関連する割込み処理ルーチンに
   対するアドレスを含んでいる割込み制御ブロックをメモ
   リ内に構築する手段と、 （ｂ）割込みの発生を示すフラグをメモリにセットする
   手段と、 （ｃ）次いでフラグをテストする手段と、 （ｄ）フラグ内のアドレス及び割込み制御ブロック内の
   情報によって、割込み処理ルーチンに分岐するための手
   段と、 （ｅ）割込みを処理する手段 とからなる装置。 （８）バックトラック処理をサポートする手段をさらに
   含んでいる、請求項７記載の装置。 （９）変数の遅延評価をサポートする手段をさらに含ん
   でいる、請求項７記載の装置。 （１０）ガーベジ・コレクションをサポートする手段を
   さらに含んでいる、請求項７記載の装置。 （１１）デバッグをサポートする手段をさらに含んでい
   る、請求項７記載の装置。 （１２）非同期事象をサポートする手段をさらに含んで
   いる、請求項７記載の装置。