JPH04500132A - ２進符号の機械語のプログラムを別の２進符号の機械語に翻訳する機械処理 - 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】 ２進符号の機械語のプログラムを 別の２進符号の機械語に翻訳する機械処理発明の背景 この発明はコンピュータ・プログラムを１つのコンピュータ言語から別のコンピ ュータ言語に翻訳する機械処理、および特に、コンピュータ・プログラムを１つ の２進符号の機械語から別の２進符号の機械語に、あるいは１つのアセンブリ語 を別のアセンブリ語に翻訳する方法に関する。

従来技術の説明 コンピュータ・プログラムを１つのコンピュータ言語から別のコンピュータ言語 に（「トランスレータ」）に翻訳する機械処理に関する技術は数多くの文献によ りよく明らかにされている。下記の本文はその関連技術を簡潔に説明している。

コンパイラは技術上周知である。それらは、コンパイラ、フォートランまたはパ スカルのように、高度な言語で書き込まれたプログラムをアセンブリ語または２ 進符号の機械語のいずれにも翻訳する。同様にアセンブラは技術上周知であり、 それらはアセンブリ言語を２進符号の機械語に翻訳する。

一般に、コンパイラは人間が読み出し得る、つまり高レベル言語（「命令」）の 単一ラインを複数のアセンブリ言語または複数の２進符号の機械命令に翻訳する 。アセンブラは、一方では一般に１つのアセンブラ語ラインを１つの機械命令（ コメントおよびアセンブラ指令は省略）に翻訳する。

したがって、アセンブラを伴わないコンパイラによる最適化の範囲がある。良好 な、すなわち最適化するコンパイラは、通常平均コンパイラより少ない命令の特 別なシーケンス用機械命令を発生させる。この技術的に周知のぼう大な配列の技 法は［グローバル流れ分析」を含むコンパイラ・コード発生を最適化するために 開発されてきた。コンパイラ設計用標準手引書は、アホ−（Ａｈｏ）、アール・ セティ（Ｒ，＋ｅ！ｈｉ）およびジエイ・ニールマン（ＬＵｌｌｍａｎ）　（１ ９８６年のウェスレイ（Ｗｅ＋ｌＢ）の追加を含む）により特に第１０章の最適 化技法に記載されている。

インタプリタはコンパイラと同じであるが、プログラム・ソースを機械言語にた やすく翻訳する代りをし、インタプリタは各命令を翻訳し、それから翻訳された コードを実行し、それから次の命令を翻訳かつ実行し、以下同様に実行する。イ ンタプリタは一度に１つの命令のみを処理するので、設計上、同じ言語用コンパ イラをより簡素化できるが、最適化範囲はそれ以上床がらない。したがって、イ ンタプリタ・プログラムはコンパイラ・プログラムよりもはるかに低速で実行さ れがちである。

他のトランスレータ形式も次々と開発されている。多数の高度トランスレータ（ 例えば、パスカルからコンパイラへのトランスレータ）はそれらが高レベル言語 である限りほとんどどうどうめぐりであった。アセンブリ言語でのトランスレー タ（例えばアセンブラ・コード８０８０〜８０８６）も報告されるが、まれにし かみられない。明らかにコンパイラの最適化技法はそのようなトランスレータに は適さなかった。

いま２進符号の機械語ソース・ファイルを考えてみると、逆アセンブラは長年デ バッグ用ツールの標準的機能とされておりかつこれは技術的に周知である。それ らは２進符号の機械語の部分をアセンブリ言語の命令と等価な群に翻訳する。そ れらは複数の周知の問題、特に「段階問題」および「データ問題」、のために使 用の制限を受けている。

大部分のコンピュータの２進命令の書式の長さは変化するので、段階問題が生じ る。したがって、１つの命令が終了する場所及び別な命令が開始する場所を知る ことは時として困難である。特に、逆アセンブラ工程が命令の始めで正しく開始 されたか、あるいは途中で開始されたかどうかを知ることは困難である。後者の 場合においては、続いて起こるすべての逆アセンブラ命令は一般に誤まりである 。多くの問題が、命令を挿入されたデータのバイトまたは語を含むので、データ 問題が起こる。

逆アセンブラは、ビットの特別なパターンが実際に命令であるのか、数バイトの データだけであるのかを決定するのが困難である。そしてもちろん、データ・エ リヤ問題が段階問題を悪化させるのは、逆アセンブラを正しい位置で再開始する 前にアセンブラがデータ区域の長さを正確に定めなければならないからである。

逆アセンブラと同様に、シミュレータは２進符号の機械語のソースファイルを処 理する。しかし、シミュレータは、ソースファイルを同時に翻訳しかつ実行する 点でインタプリタと同じである。それらが実行すると、あたかもソースの２進プ ログラムは異なる機械語により別々のコンピュータで実行されるような効果を持 つ。シミュレータは、ソフトウェアを用いてもとのコンピュータの実行を実行用 コンピュータで正確にシミュレートするとこの効果を達成できる。シミュレータ はほとんど成功しなかったか、それは１つの周知の問題すなわち主としてそれら が極めて低速だからである。まれに数百側ものシミュレータ命令がソースプログ ラム内の各々の命令のために実行する必要があり、最良シミュレータでさえソー ス命令毎に１０個から２０個のシミュレータ命令を必要とする。逆アセンブラに 伴う前述の問題により、明らかに２進−２進を最適化するトランスレータの例は ない。つまり、１つの２進符号の機械語を効率よくもう１つの２進符号の機械語 に翻訳するプログラムの例はない。従って、シミュレータがインタプリタの２進 −２進と等価であるのでコンパイラと等価な２進−２進は存在しない。

発明の概要 この発明は、効率のよいコンピュータ・プログラムによって１個の２進符号の機 械語を別の２進符号の機械語に翻訳する効率的な機械処理を提供する。この機械 処理はｒ２進コンパイラ」として呼ばれる。それはデジタルコンピュータ用プロ グラム内で実行することができる。

その技法は１個のアセンブリ言語を別のアセンブリ言語に翻訳することにも使用 することができる。２進コンパイラは、コンパイラがインタプリタでなければな らないシミュレータと同じ関係を持つ。さらにちょうどコンパイラが通訳された コードよりも速く実行するコードを作るので、２進コンパイラで変換されたアプ リケーションプログラムはシミュレータによる作動より速く実行する。

本発明の２進コンパイラ処理は、ソース２進プログラムを逆アセンブリすること 、大域流れ分析データを用いて逆アセンブリ処理を完成するように、この「大域 流れ分析」データを作る２進プログラムを分析すること、および大域流れ分析デ ータを用い最適の２進コードを作るようにソース２進プログラムの翻訳された２ 進符号の機械語型を作ることを含む。本発明が１つのアセンブリ言語から別のア センブリ言語への翻訳に使用される場合、逆アセンブリ段階は省略されるが、大 域流れ分析は依然として実行される。出力は、最適化された２進コードの代りに 最適化されたアセンブリ・コードを作る大域流れ分析データを使用する。

図面および一覧表の簡単な説明 本発明の完全な理解ならびにその上述および他の長所はその図示された実施例の 下記詳細な説明から得られるが、その実施例はインテル（Ｉｎｌｅｌ）　８０８ ６マイクロプロセツサ（ｒ８ＯＮコード」）の２進符号の機械語からモトローラ （Ｍｏｔｏ＋ｏｌａ）　６８０２０マイクロプロセツサ（ｒ６８０２０コード」 ）の２進符号の機械語にプログラムを変換する。

第１図は本発明に従ってデータ処理を実行する機械アルゴリズムの図を示す一般 化された流れ図を示し、第２図は第１図のアルゴリズムの処理手順（ＰＲＯＣＥ ＳＳＰＲＯＣＥＤＵＲＥ）部分のより詳細な流れ図を示し、第３図は第２図のア ルゴリズムの１つの手順（ＰＲＯＣＥＳＳＡ　ＰＲＯＣＥＤＵＲＥ）部分のより 詳細な流れ図を示し、第４図は第３図のアルゴリズムのビルド・ベーシック・ブ ロック（ＢＵＩＬＤ　ＢＡＳＩＣＢＬＯＣＫ）部分のより詳細な流れ図を示し、 第５図は第３図のアルゴリズムの前方流れ分析（ＦＯＲＷＡＲＤ　ＦＬＯＷ　Ａ ＮＡＬＹＳＩＳ）部分のより詳細な流れ図を示し、 第６図は第３図のアルゴリズムの後方流れ分析（ＢＡＣＫＷＡＲＤ　ＦＬＯＷ　 ＡＮＡＬＹＳＩＳ）部分のより詳細な流れ図を示し、 第７図は第３図のアルゴリズムの未知分析（ＵＮＫＮＯＷＮＳＡＮＡＬＹＳＩＳ ）部分のより詳細な流れ図を示し、第８図は第１図のアルゴリズムの分析完成流 れ図（１へへ、へＬＹＳＩＳ　ＣＯλＩＰＬＥＴＥＤ　ＦＬＯＷＧＲＡＰ）１１ 部分のより詳細な流れ図を示し、 第９図は第８図のアルゴリズムのリブ／デッド分析（ＬＩＶＥ／ＤＥＡＤ　ＡＮ ＡＬＹＳＩＳ）部分のより詳細な流れ図を示し、第１０図は第１図のアルゴリズ ムの変換命令（ＴＲＡＮＳＬＡＴＥＩＮｓＴＲＵｃ丁１ＯＮ）部分のより詳細な 流れ図を示す。

詳細な説明 第１図の流れ図により表わされたアルゴリズムの第１段階は、表わされた処理を 実行するために必要な入力データ１０４を読出すことである。このデータは２進 符号の機械語８０８６個および任意なアプリケーション固有データ（ａｓｄＮ］ ２および関連ソース２進プログラムを含む。読取りデータ入力は、第１図のブロ ック１０４で表わされる。

データの入力に続き、処理は第１図の処理手順のアルゴリズムブロック１２０に 入る。この処理手順１２０の目的はソース２進プログラムを、制御の変化（呼出 し、飛越しまたは復帰）により終了された順次命令の「基本ブロック」にまとめ られるそのコンポーネント命令で分析することである。処理手順１２０は、基本 ブロック間の制御の流れを表わすデータ構造である「流れグラフ」をも作成する 。各基本ブロックとそれぞれ組み合わされたデータ構造は、ブロック内のすべて の命令のリストと共に、ブロック内のレジスタ、フラッグ、スタック、およびメ モリの使用についての情報を含む。基本ブロックは、コール命令から入力される 「手順」にまとめられ、かつ復帰で終了する。

処理手順アルゴリズム１２０が実行されてから、処理は第１図のブロック１２４ で表わされる分析完成流れ図アルゴリズムに入る。分析完成流れ図１２４の目的 は、数種の異なる方法で処理手順１２０で作られたデータ構造を分析し、かつ翻 訳命令ブロック１３２にこの分析結果を送ることである。分析完成流れ図１２４ は５種類の異なる分析、すなわち「呼出し、復帰（コール・リターン）分析」、 レジスタの「リブ−デッド分析」、フラグの「リブ−デッド分析」、および「整 列分析」を実行する。この分析結果は最適化された翻訳コードを発生させる翻訳 命令１３２により使用される。

分析完成流れ図アルゴリズム１２４が実行されてから、処理は翻訳命令アルゴリ ズム・ブロック１３２に入る。翻訳命令】３２０目的は、翻訳コード順序を最適 に短縮させるために分析完成流れ図１２４で作られたデータを用いながら、基本 ブロックの命令リストにある分析された命令を６８０２０２進符号の機械語の等 価命令に翻訳して翻訳コードの順序を最適に短縮することである。翻訳命令１３ ２を適用した結果は、２進プログラム１４０を作ることである。第１図の処理手 順１２０、分析完成流れ図１２４、および翻訳命令１３２の諸アルゴリズムを、 これから詳細に説明する。

第２図は処理手順工程１２０の全体図を示す。そのオペレーション中に、処理が 最大３つの異なるキューまで、すなわち新手順キュー、上方手順キュー、および 下方手順キューまで連結できる手順ブロック（ＰＢｓ）　と呼ばれるデータ構造 物を操作する分析中のプログラムが存在し、各々の手順に対して１つのＢＳが存 在する。

第２図で示されるように、処理手順工程１２０の第１段階は、新手順キューによ り空のＰＢを作ることである。この段階は第２図のブロック２０４で表わされる 。ブロック２０８で表わされる次の段階は、新手順キューにどのようなＰＢでも 存在するかどうかを決めることである。（もちろん、ループを経た第１回目の回 答はイエスである。）ＦＢがキューに存在すれば、処理は、新手順キューから空 のＰＢを除去しかつそれを初期設定し、すなわちＰＢ内に始動値を充填する働き をする処理がブロック２１０に移行する。ブロック２１（ｌで表わされた段階後 、処理は、処理手順アルゴリズムを表わすブロック２２０に移る。このアルゴリ ズム２２０は分析中の現時点でできることと同じ程度に、ＰＢで表わされた手順 の処理を多く実行する。基本ブロックはこの手順で見８せるのと同程度に多く作 られる。

このアルゴリズムのオペレーションの１つの結果は、新しい手順キューに新しい ＦＢを置かせたり、既存の（現在のものを含む）　ＰＢを下方の手順キューまた は上方の手順キューのいずれかに置くようにされる。

このアルゴリズムの完成後、処理はブロック２０８で表わされる決定段階に戻る 。この段階は、どのようなＰＢでも新手順キュー（あるものは処理へ手順アルゴ リズムで作られている）に存在するかどうかを再決定する。この場合もまた、工 程はブロック２１０に移り、さらに２２０に移り、もしＰＲがキューに発見され るならば２０８に戻るが、このループは新しいＦＢが新しい手順キューに残らな いようになるまで実行する。

この点で、処理は、どのようなＰＢでも下方の手順キューにあるかどうかを決定 するブロック２１２で表わされる決定段階に移る。どのようなＰＢが見い出され ても、処理はＰｉｔを処理のためにキューから移動し、さらにブロック２１４に 移り、続いてブロック２２０（処理人手類）に移る。

この段階の結果は新しいＰＢを作ることになり、したがって、処理は２０８に戻 り、かつこのサイクルはすべてのｌ’Ｂが新手順キューおよび下方手順キューの 双方から移動されるまで続く。

それから、処理はブロック２１６で表わされる段階に移り、さらにどのようなＰ Ｂでも上方手順キューにあるかどうかを決定する。もしそうであれば、３つのキ ューのどれにてもＰＢが残らなくなるまで、下方キューのＰＲによく似た処理を され、そのとき完全な処理手順アルゴリズムが存在する。

第３図は第２図で示された処理へ手順ブロック２２Ｇの詳細を示す。これらの段 階の経過中、２進コンパイラは、基本ブロック（ＢＢ）と呼ばれる４種のデータ 構造物の４つのキューを操作する。これから述べるように、その４種のキューと は、新キュー、形状キュー、未知キュー、使用キューである。１つのＢＢは手順 内の各基本ブロックと組み合わされる。第３図で示されるようにこの処理の第１ 段階は手順（３０Ｃで識別できるすべてのＢＢを作ることである。それから前方 流れ分析は（ブロック３０８）を実行され、さらに後方流れ分析（３１２）　、 および最終的に未知分析（３２０）が実行される。少しでもＢＢが３段階（ブロ ック３２０参照）後の４種のキューのどれにでも残る場合、処理は段階３０４〜 ３１６を繰り返し、さらにこのループはどのキューにもＢＢがなくなるまで繰返 される。

それから処理は、手順自体のＦＢの後方流れデータのどれでもが変形（３２４） されたかどうかを見るために試験する。それが変形される場合、この手順をコー ルするすべての手順のＰＢは第２図に示されるブロック２１６および２１８で引 き続き処理される上方手順キューに置かれる。

第４図は第３図のビルド・アルゴリズム基本ブロック３０４の詳細を示し、それ は手順内で識別できるすべてのＢＢを作る。第１段階（ＬＯ２）は最初に利用で きるＢＢを新キュー（上述の４種類のキューのうちの１種類）からの第１利用可 能ＢＢをとることであり、それから、ジャンプ、コール、リターン、または割込 み命令（終了命令として知られている）で始まる連続ディスアセンブラ命令は、 始動アドレスで開始する連続ディスアセンブラ命令を続けてディスアセンブルす る。ディスアセンブラ命令の符号表示は、ＢＢと組み合わされた命令リストと呼 ばれるデータ構造物に蓄積される。

次の段階（４０４）は、現在のＢＨの終了命令（このＢＢは即時サクセサと呼ば れる）の後で、そのコードが直ちに開始するＢＢと共に現在のＢＢと連結するこ とである。即時サクセサＢＢがまだ作られていない場合、いま工程は、このアド レスを持つ新しいＢＢを作り、それを現在のＢＢに連結し、かつ新キューにもそ れを置く。即時サクセサが既に存在している場合は、それは形状キュー（４種類 のＢＢキューの内の別の１種類）に置かれる。

次の段階（４０８）は、現在のＢＢ内の前方流れ分析を行なうことである。これ は、現在のＢＢより論理的に先行しかつそれらの値をＢＢの命令で実行されるす べてのデータの変形を行いながら、ＢＢを経てその終りまで伝搬する前方データ （レジスタ値、スタック値、フラグ値、メモリ値）をすべてＢＢ内に蓄わえるこ とを意味する。現在のＢＢに先行するＢＢはすべてそのプレデセッサと呼ばれる 。それらは前節の意味におけるどの即時プレデセッサでもあり、あるいは現在の ＢＢへの制御の伝達において生じた終了命令を持つＢＢでもある。この操作の結 果、ＢＢと組み合わされたデータ構造物に蓄えられる現在のＢＢの前方データが 生じる。

次の段階は、現在のＢＢの終了命令がコール、計算されたジャンプ、または割込 み（ブロック４１２）であるかどうかに左右される。それが（４２０）である場 合、ＢＢは未知キュー（４種類のＢＢキューの中の別の１種類）に置がれる。

それが（４２０）でない場合（すなわち終了命令が単一ジャンプである場合）　 、ＢＢはジャンプの目標アドレスでコードと組み合わされたＢＢに連結される。

ＢＢがそのアドレスにない場合、新しいＢＢが作られて新キューに置かれる。

既存のＢＢは形状キューに置かれる（４１６参照）。

結局、すべての場合（４２４）において、現在のＢＢは使用キュー（４種類のＢ Ｂキューの中の最後の１種類）に置かれる。次に新キューが空である（４２８） かどうかを見るために、チェックが行なわれる。それが空でない場合は、新キュ ーが空になるまで、処理は段階４２０〜４２８を繰り返して行う。

第５図は、手順内のすべてのＢＢに関する前方流れ分析を行うブロック３０８に よって表わされる、第３図の前方流れ分析アルゴリズムの詳細を示す。第１段階 （５０４）はＢＢを形状キューから離すことである。それから、すべてのプレデ セッサからＢＢへの前方データは、ＢＢを経て伝搬されかつその前方データ構造 物（ブロック５０８および５１２）内に蓄えられる。即時プレデセッサがコール 命令によって終了する場合、ＢＢを経て伝搬される前にデータはコールされた手 順を経てまず伝搬される。それから、現在のＢＢの前方データが修正されている かどうかを決定するチェックが行われる。修正されていれば、すべてのサクセサ ＢＢは形状キューに置かれる。どちらの場合も、どのようなりＢが形状キュー（ ５２４）に残されるかどうかのチェックが行なわれ、さらにＢＢが残されている と、ＢＢが形状キューからなくなるまで、５０４から５２４までループ全体か再 び繰り返えされる。

第６図は、手順のすへてのＢＢの後方流れ分析を行なうブロック３１２により表 わされる第３図の後方流れ分析アルゴリズムの詳細を示す。第１段階（６０４） はＢＢを使用キューから離すことである。それからすべてのサクセサからＢＢへ の後方データ（式のリスト）は、ＢＢを経て逆伝搬されかつその後方データ構造 物（ブロック６０８および６１２）に蓄えられる。どのようなサクセサでもコー ル命令内で終了する場合、データはＢＢを経て伝搬される前に、コールされた手 順を経てまず伝搬される。それから、現在のＢＢの後方データが修正されている かどうかを決定するチェックが行われる（６１６）。修正されていれば、すべて のプレデセッサＢＢは使用キュー（６２０）に置かれる。いずれの場合にも、ど のようなりＢでも使用キュー（６２４）に残されるかどうかを知るチェックが行 なわれ、さらにＢＢが残されていると、ＢＢが使用キューからなくなるまで、６ ０４から６２４までのループ全体は再び繰り返し実行される。

第７図は、手順内の未知ＢＢに関する分析を実行するブロック３１６により表わ される第３図の未知分析アルゴリズムの詳細を示す。第１段階（７０４）は、Ｂ Ｂを未知キューから離すことである。それから、必要ならばａｓｄファイルにあ るデータを用いて、計算されたジャンプまたはコール・アドレスを計算する試み がなされる（７０６）。それから、処理はこの試みの結果に左右されて分けられ る（７　］　２７　。計算が目標アドレスを具合良く定めた場合、目標ＢＢへの 連結が作られる。そのアドレスに対してＢＢが存在しないと、新ＢＢは新キュー により作られ、すなわち存在するＢＢは形状キューに置かれる。（ブロック７２ ４参照。）それから、ＢＢ自体は使用キューに置かれ、かつその入力は手順のＰ Ｂ　（７２４）の未知リストから除去される。

目標アドレスを計算する試みが不成功の場合（７２０）　、ＢＢは未知キューに 置き直され、かつ入力は手順のＰＢの未知リスト内に作られる。どの場合にも、 どのようなりＢでもその未知リスト入力が処理されなかった未知キューに残るか どうかを知るチェック（７２８’ｌが行われる。ＢＢが少しでも残ると、不成功 ＢＢが未知キューからなくなるまで７０４カら７２８への全体のループが再び繰 返される。

第８図は、コード発生段階のための準備における完成された流れグラフのグロー バル流れ分析を行うブロック１２４により表わされた第１図の処理の分析完成流 れグラフ・アルゴリズムの詳細を示す。第１段階８０４は基本ブロックの完成し た組が、標準分類アルゴリズムに用いられる増加中のアドレスによる命令に分類 される段階である。この特別な実行においては、分類アルゴリズムは、デー・イ ー・ヌース（Ｄ、　Ｅ、　Ｋｎｕ　ｌｈｌ　発行のコンピュータ・プログラム技 術の第３巻、１９７３年マサチューセッツ版８０〜１２０頁のアディソン・ウニ スリー（Ａｄｆｌ目ｏｎ−Ｗｅｓｌｙ）著「分類および探索」で説明された分類 アルゴリズムの記事の解説を用いている。分類段階の完成後、処理は、８０８６ コードから５８０２０コードへの特別な場合の翻訳プログラムに対してジャンプ 、コール、およびリターン・アドレス使用を最適化する任意の段階（８０８）に 進む。この段階は一般の場合には与えられない。

ブロック８０８で表わされた段階の後、処理は、リブ・デッド分析アルゴリズム を表わすブロック８］２に移る。

この段階は、分析完成流れグラフ・アルゴリズム１２４により行なわれる最適化 の中核をなす。この段階は、レジスタおよびフラグ用「リブ・デッド」データを 計算する完成された流れグラフのグローバル流れ分析を行なう。

このデータは、ソース機械調節フラグ（例えば、キャリーまたはオーバーフロー ）およびレジスタが次の命令（「リブ」）で使用されるか、あるいは（「デッド 」）で使用されないかどうかを明白にする。この情報は、最適化された目標コー ドを作る第１図の次のトランスレート命令アルゴリズム１３２により、かつリブ 調節フラグ値を維持しあるいはシミュレートする命令を作るだけで、ならびにデ ッド・レジスタ内のデータを維持しないことにより使用される。それから処理は 、８０８６コードから６８０２０コードへの翻訳プログラムの特別な場合に左右 される色々な「のそき穴」の最適化を行なうもう一つの段階（１１６）　に移る 。

第９図は第８図のブロック８１２、すなわち、リブ・デッド分析アルゴリズムに より表わされる段階の詳細を示す。この段階の経過中、手順ブロック（ＰＢ）の ２種類のキュー〔上方キューおよび下方キュー〕ならびに基本ブロックｕＢ）の １種類のキューは完成される。第１段階（９０４）は、下方キューのすべての非 復帰手順（すなわちもう１つの手順に戻らない）のためにＰＢを置くことである 。次の段階（９０８）　は、下方キューに少しでもＰＢがあるがどうかをチェッ クすることである。ＦＢがなければ、処理は上方キューに少しでもＦＢがあるか を調べるチェック（９１２）をする。どのキューにもＰＢが少しでもある場合、 工程は、リブ・デッド・データおよび手順のための伝達機能（すなわち手順が他 の手順から入るリブ・デッド・データを有する作用）を計算する段階９１６を続 行する。手順が完全に分析されあるいは工程が前もって分析されていない手順は 、コールされたコール命令に出合うときに、この段階は終了する。

それから処理は、手順か完全に分析されたり、分析されない手順へのコールか得 られたりする理由で段階９１６か終了したかどうかを定める段階９２０に続く。

手順が完成された場合、上方キューの完成された手順をコールするすへての手順 のためにＰＢを置く。未分析手順に対するコールが得られたという理由で段階９ １６が終了した場合、未分析手順のＰＢは段階９２８の下方キューに置がれる。

どの場合も、すへての手順が十分分析されるまで、処理は段階９０８に戻り続け かつそれを繰り返す。

第１０図は、６８０２０コ一ド発生を実行するブロック１３２で表わされる第１ 図の工程のトランスレート命令アルゴリズムの詳細を示す。第１段階（１２０４ ）は、段階８０４て作られる増加するアドレス命令内に配列されるＢＢの輪がら １つのＢＢを得ることである。それから、命令の符号化オプコード・アドレス・ モード、および属性はＢＢと組み合わされた命令リストから読み出される（１２ １１８）。これらの符号化された値は、表から翻訳された６８０２０の２進コー ド（ちょうど１つの命令となる場合が多い）の短いセグメントを選択するための 指標として使用される（１２１２）。

６８０２０コードはデータ構造物（１２＋　６）に蓄えられ、それから、ＢＢの 命令リスト内に命令がまったくなくなるまで、処理は１２２０を経て段階１２０ ８に繰り返し戻ることで次の命令の翻訳を始める。

この点で、ＢＢを表わす６８ＯＮ命令は、ファイルの出力である（１２２２）。

それから、翻訳すべきＢＢがなくなるまで、工程は次のＢＨに移りかっ１２２４ を経て段階１２０４を遂行する。

言うまでもなく、上記の実施例およびプログラム実行は、本発明の原理の応用を 具体的に説明しただけである。

数多くの変形は本発明の主旨および範囲を逸脱せずに当業者によって考案するこ とができる。

特表千４−５００１３２　（１０） 国際調査報告

Claims (22)

【特許請求の範囲】
1. １．１つの２進符号の機械語内に１つ以上の基本ブロックを有する第１コンピュ ータ・プロを、プログラム式ディジタル・コンピュータを使用して、別の２進符 号の機械語内の第２コンピュータ・プログラムに翻訳し、かつその内部メモリに コンピュータを実行させるプログラムを蓄積させる機械処理であって、 ａ）前記第１コンピュータ・プログラムの１個の前記基本ブロックを逆アセンブ ルする段階と、ｂ）グローバル流れ分析データを作るために１つの基本ブロック を分析する段階と、 ｃ）前記第１コンピュータのすべての前記基本ブロックが逆アセンブルしかつ分 析されるまで、前記（ａ）および（ｂ）段階を続行する段階と、 ｄ）前記グローバル流れ分析データを使用して、前記第２コンピュータ・プログ ラムを作る段階と、を含む、ことを特徴とする機械処理。
2. ２．ディスアセンブラ段階を含む処理であって、ａ）ブランチ、コール、または リターン命令が達成されるまで前記１つの基本ブロックの命令を絶えずディスア センブルする段階と、 ｂ）各ディスアセンブラ命令のオプコードおよびアドレス・モードの表示を維持 する段階と、 をさらに含む、ことを特徴とする請求項１記載の処理。
3. ３．前記分析段階を含む処理であって、ａ）ブランチ、コール、リターン命令の 目標アドレスを計算し、かつ蓄える段階と、 ｂ）次のアドレスを未調節ブランチ命令に蓄える段階と、をさらに含む、ことを 特徴とする請求項２記載の処理。
4. ４．前記続行段階を含む処理であって、ａ）蓄えられたアドレス（ブランチ、コ ール、またはリターンの目標アドレス、あるいは調節されたブランチの後に続く 次のアドレスのいずれも）における逆アセンブラを続行する段階と、 ｂ）この請求項４の前記（ａ）段階が常に逆アセンブルされているコードのみに 遭遇し、あるいはソース・プログラムが終結するかのどちらまでもクレーム２・ ３の段階を繰り返し実行すること、 をさらに含む、ことを特徴とする請求項３記載の処理。
5. ５．前記発生される段階を含む処理であって、ａ）命令内の逆アセンブラ・コー ドの部分をそのアドレスにより分類する段階と、 ｂ）各逆アセンブラ命令のための２進符号の機械語翻訳を発生させる段階と、 をさらに含む、ことを特徴とする請求項４記載の処理。
6. ６．計算段階を含む処理であって、 ａ）「グローバル流れ分析」を作るために第１コンピュータ・プログラムの現在 分っている内容を絶えず計算しかつ新しく入れ替える段階と、 ｂ）ブランチ、コール、およびリターンの目標アドレスを計算するために前記グ ローバル流れ分析スタック・データを使用する段階と、 をさらに含む、ことを特徴とする請求項３記載の処理。
7. ７．計算段階を含む処理であって、 ａ）「低分析レジスタ・データのグローバル」を作るためにプログラムのレジス タを絶えず計算しかつ新しく入れ替える段階と、 ｂ）ブランチ、コールおよびリターンの目標アドレスを計算するために前記グロ ーバル流れ分析レジスタ・データを使用する段階と、 をさらに含む、ことを特徴とする請求項３記載の処理。
8. ８．計算段階を含む処理であって、 ａ）「グローバル流れ分析メモリ・データを作るために第１コンピュータ・プロ グラムのキー・メモリ位置の現在分っている内容を絶えず計算しかつ新しく入れ 替える段階と、 ｂ）ブランチ、コールおよびリターンの目標アドレスを計算するために前記グロ ーバル流れ分析メモリ・データを使用する段階と、 をさらに含む、ことを特徴とする請求項３記載の処理。
9. ９．計算段階を含む処理であって、 ａ）クレーム６・７または８の方法では計算できないブランチ、コールまたはリ ターン目標アドレスを計算するためにアプリケーション限定データを使用する段 階と、 をさらに含む、ことを特徴とする請求項３記載の処理。
10. １０．スタック、レジスタまたはメモリ位置の内容を決定するために使用される 前記アプリケーション限定データを含む、ことを特徴とする請求項９記載の処理 。
11. １１．前記グローバル流れ分析データは、ソース機械調節フラグ（例えば、キャ リーまたはオーバー・フロー）が次の命令（「リブ」）により使用されるかある いは（「デッド」）により使用されないかどうかを計算するために使用され、そ れからこの情報が、リブ調節フラグ値を維持またはシミュレートするために発生 する命令のみにより最適化された目標コードの発生に使用されることを含む、こ とを特徴とする請求項５記載の処理。
12. １２．前記グローバル流れ分析データは、ソース機械レジスタが次の命令（「リ ブ」）により使用されるかあるいは（「デッド」）により使用されないかどうか を計算するために使用され、それからこの情報は、デッド・レジスタ内の維持さ れるデータによらず最適化されたコードを発生するために使用されることを含む 、ことを特徴とする請求項１１記載の処理。
13. １３．前記グローバル流れ分析データ（スタック、レジスタ、またはメモリ）は 、次の命令（「リブ」）により使用されるかあるいは（「デッド」）により使用 されないかどうかを計算するために使用され、それからこの情報は、翻訳された 命令によって必要となる一時的な変化を保つためにデッド・レジスタの目標機械 等価物の使用により、最適化されたコードを発生させるために使用されることを 含む、ことを特徴とする請求項５記載の処理。
14. １４．前記グローバル流れ分析データは、ソース機械のメモリ内のデータが、異 なるデータ・タイプの長さ（例えば１６ビット量および８ビット量）をオペレー トする２つ以上の命令により基準とされているかどうかを計算するために使用さ れ、かつ目標機械語およびソース機械語が半語内のバイト、および１語内の半語 の順序と異なる場合に、この情報が最適化されたコードを発生させるために使用 されることを含む、ことを特徴とする請求項５記載の処理。
15. １５．前記グローバル流れ分析データは、ソース機械のメモリ内のデータが、デ ータ長さ（例えば、２バイトまたは４バイト）の倍数であるアドレスに並べられ るかどうかを計算するために使用され、それから、そのような配列を要求するこ れらの目標機械のために、単一メモリは、データが配列され、かつ、データが配 列されずあるいは配列が決定できないときのみ基準の倍数が発生される場合に、 データを呼出すことを基準とすることを特徴とする請求項５記載の処理。
16. １６．前記グローバル流れ分析レジスタ・データは、コールされたときに現在の レジスタ内容の効力により、２進符号の機械語に割り込まれたオペレーティング ・システム・コールを識別するために使用されることを含む、ことを特徴とする 請求項７記載の処理。
17. １７．入口地点を有するコンピュータ・アセンブラ言語内の第１コンピュータ・ プログラムを、その内部メモリにコンピュータを実行できるプログラムを蓄えら れるプログラムされたデジタル・コンピュータを使用して第２コンピュータ・ア センブラ言語に翻訳する機械処理であって、 ａ）前記入口地点で開始し、第１プログラムが終結するまでグローバル流れ分析 （スタック、レジスタ、とメモリのすべてまたは１つ）を絶えず計算する段階と 、ｂ）前記グローバル流れ分析データ（スタック、レジスタ、またはメモリ）は 、第１プログラム調節フラグ（例えばキャリーまたはオーバーフロー）が次の命 令（「リブ」）により使用されるかあるいは（「デッド」）により使用されない かどうかを計算するために使用される段階と、 ｃ）リブ調節フラグ値を維持あるいはシミュレートするために発生された命令の みにより、この情報を使用した最適化されたアセンブラ・コードを発生させる段 階と、 を含む、ことを特徴とする機械処理。
18. １８．前記段階（ａ）が、 ａ）アドレス命令内の第１プログラムを読み出す段階と、ｂ）入口地点で開始し 、ブランチ、コールまたはリターン命令が達成されるまでグローバル流れ分析デ ータ（スタック、レジスタ、メモリのすべてまたは１つ）を計算する段階と、 ｃ）ブランチ、コール、またはリターン命令の目標アドレスを計算しかつ蓄える 段階と、 ｄ）無条件ブランチ命令を次の順次アドレスに蓄える段階と、 ｅ）蓄えられたアドレス（ブランチ、コール、またはリターンの目標アドレス、 あるいは条件付ブランチ後の次の順次アドレス）でグローバル流れ分析データを 計算し続ける段階と、 ｆ）段階（ｅ）が既に完全分析されたコードにのみ遭遇したり、ソース・プログ ラムが終結したりするまで、この請求項の段階（ｂ）〜（ｅ）を繰り返し実行す る段階とをさらに含む、ことを特徴とする請求項１７記載の機械処理。
19. １９．コンピュータにプログラムを実行させる内部メモリに記憶されたプログラ ム式デジタル・コンピュータを用いて、入力点を持つコンピュータ・アセンブラ 言語の第１コンピュータ・プログラムを第２コンピュータ・アセンブラ言語に翻 訳する機械処理であって、ａ）前記入力点で始動し、第１プログラムが終結する までグローバル流れ分析データ（スタック、レジスタ、メモリのすべてまたは１ つ）を絶えず計算する段階と、ｂ）前記グローバル流れ分析データ（スタック、 レジスタ、またはメモリ）を用いて第１プログラム・レジスタが次の命令（「リ ブ」）によって使用されるか、あるいは（「デッド」）により使用されないかど うかを計算する段階と、 ｃ）デッド・レジスタにあるデータを蓄えないことによって、この情報を用いな がら、最適化されたアセンブリ・コードを発生させる段階とを含む、ことを特徴 とする機械処理。
20. ２０．入力点を持つコンピュータ・アセンブラ言語の第１コンピュータ・プログ ラムを、コンピュータにプログラムを実行させる内部メモリに記憶されたプログ ラム式デジタル・コンピュータを用いて第２コンピュータ・アセンブラ言語に翻 訳する機械処理であって、ａ）前記入口点で始動し、第１プログラムが終結する までグローバル流れ分析データ（スタック、レジスタのすべてまたはメモリ）を 絶えず計算する段階と、ｂ）前記グローバル流れ分析データ（スタック、レジス タまたはメモリ）を用いて、次の命令（「リブ」）によって第１プログラム・レ ジスタが使用されるかあるいは（「デッド」）により使用されないかどうかを計 算する段階と、 ｃ）翻訳された命令によって要求された一時変数を保持するために、デッド・レ ジスタの第２プログラムの等価を用いて、この情報を使用する最適化されたアセ ンブラ・コードを発生させる段階とを含む、ことを特徴とする機械処理。
21. ２１．入力点を持つコンピュータ・アセンブラ言語をコンピュータにプログラム を実行させる内部メモリに蓄えられたプログラム式デジタル・コンピュータを用 いて第２コンピュータ・アセンブラ言語に翻訳する機械処理であって、 ａ）前記入力点で始動し、第１プログラムが終結するまでグローバル流れ分析デ ータ（スタック、レジスタ、およびメモリのすべてまたは１つ）を絶えず計算す る段階と、 前記グローバル分析命令（スタック、レジスタまたはメモリ）を用いて、 ｂ）異なるデータ形式長さ（例えば１５ビットの量および８ビットの量）で操作 する２個以上の命令によって原始機械のメモリにあるデータが参照されるかどう かを計算する段階と、 ｃ）この情報を用いて最適化されたコードを発生させ、この場合第２プログラム の機械語と第１プログラムの機械語の半語の中のバイトの順序および１語の中に 複数の半語がある点で異なる段階とを含む、ことを特徴とする機械処理。
22. ２２．入力点を持つコンピュータ・アセンブラ言語にある第１コンピュータ・プ ログラムを、コンピュータにプログラムを実行させる内部メモリ内に蓄えられた プログラム式デジタル・コンピュータを用いて、第２コンピュータ・アセンブラ 言語に翻訳する機械処理であって、ａ）前記入力点で始動し、第１プログラムが 終結するまでグローバル流れ分析データ（スタック、レジスタ、メモリのすべて または１つ）を絶えず計算する段階と、ｂ）前記グローバル流れ分析データ（ス タック、レジスタ、またはメモリ）を用いて、データ長さ（例えば２バイトまた は４バイト）の倍数であるアドレス上に原始機械のメモリにあるデータが整列さ れているかどうかを計算する段階と、 ｃ）データが整列されている場合データを呼び出す単一メモリ基準を発生させ、 かつデータが整列されないときのみ、またはその整列がそのような整列を要求す る第２言語を決定し得ない場合に倍数基準を発生させる段階 とを含む、ことを特徴とする機械処理。