JPH05505692A - 変換コードを実行するための効果的エラー報告 - 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】 変換コードを実行するための効果的エラー報告本発明はスコツトＧ、ロビンソン 及びリチャードＬ、サイツによる１９９！年３月７日付は合衆国比８第０７／６ ６６、０２５号「変換されたプログラムコードの命令細分性ヲ保存スルタメノ効 果的システムと方法（ＩＬＩＰＲＯＶＥＤ　ＳＹＳＴＥＭ　ＡＮＤ　ＩＪＥＴＨ ＯＤＦＯＲＰＲＥＳＥＲＶｆＮＧ　ｌＮ５ＴＲＵＣＴ［ＯＮ　ＧＲＡＮＵＬＡＲ ＩＴＹ　ＦＯＲＴＲＡＮＳＬＡＴＥＤ　ＰＲＯＧＲ店Ｃ０ＤＥ）@Ｊの −Ｂ継続出願である。

関連特許出願の表示一本明細書における開示は下記の米国特許出願に関連してお り、その内容が参考として本明細書に含まれる。

スコツトＧ、ロビンソン及びリチャードＬ、サイフによる１９９１年３月７日付 は合衆国圧１！第０７／６６６、０７１号［変換されたプログラムコードの命令 状態微細性を保存するための効果的システムと方法（ＩｌｌｒＰＲＯＶＥＤ　５ ＹＳＴＥＩＪ　ＡＮＤ　ＭＥＴＩ（ＯＤ　ＦＯＲＰＲＥＳＥＲＶＩＮＧ　ｌＮ５ ＴＲＵＣＴＩＯＮ　５ＴＡＴＥ−ＡＴ（ＷＩＣＴＹ　ＦＯＲＴＲ団ＳμＴＥＤ　 ＰＲＯＧ循Ｃ０ＤＥ）Ｊ。

本特許出願の誼渡人に譲渡される、コード変換に関する下記の各特許出願も参考 として本明細書に含まれる。

リチャードＬ、サイフによる１９９１年３月７日付は合衆国出願第０７／６６６ 、０７０号「逆方向記号実行ヲ介する分岐導出（ＢＲＡＮＣＨＲＥＳＯＬＬｒｒ ｌＯＮ　ＶＩＡ　ＢＡＣＫＷＡＲＤＳ”ＡＩＢＯＬＩＣＥＸＥＣＩｊｒｌＯＮ） 　Ｊ。

リチャードＬ、サイフによる１９９１年３月７日付は合衆国出願ｊＮＯ７／６６ ６、２１６号「連続フード実行および翻訳によるプログラムコードの位置決め（ ＬＯＣＡＴＩＮＧＰＲＯＧＲＡＭ　Ｃ０ＤＥ　ＢＹ　５ＵＣＣＥＳＳＩＶＥ　Ｃ ０ＤＥ　ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ　ＡＮＤ　ＩＮＴＥＲＰＲＥＴＡＴＩＯＮ）　ＪB リチャードＬ、サイフによる１９９１年３月７日付は合衆国出願第０７／６６６ 、２１０号ｒｆｆｆｃねＸさを利用しｔ：ａｍ−ｒ−ドの誤り識別（ＵＳＥ　Ｏ Ｆ　５ＴＡＣＫ　ＤＥＰＴＨＴＯＩＤＥＮＴＩＦＹ　ＭＡＣＨ［ＮＥ　Ｃ０ＤＥ 　ＭＩＳＴＡＫＥＳ）　Ｊ。

リチャードＬ、サイフによる１９９１年３月７日付は合衆国出願第０７／６６６ 、２２３号「プログラムコードの相互イメージ参照（ＣＲＯＳＳ−［＆［ＡＧＥ 　ＲＥＦＥＲＥＮＣ［ＮＧ　ＯＦＰＲＯＧＲＡＭ　Ｃ０ＤＥ）　Ｊ。

トーマスＲ，ベンソンによる１９９１年３月７日付は合衆国出願第０７／６６６ 、０８３号「積重ね高さを利用した、機械コードのアーキテクチュアおよび呼出 探準従属性ノａＱ　（ＵＳＥ　ＯＦ　５ＴＡＣＫ　ＤＥＰＴ）Ｉ　Ｔｏ　ＩＤＥ ＮＴＩＦＹ　ＡＲＣＨＩＴＥＣＴＵＲＥ　ＡＮＤ　ＣＡＬＬＩＮＧ５ＴＡＮＤＡ ＲＤ　ＤＥＰＥＮＤＥＮＣＩＥＳ　ＩＮ　ＭＡＣＨＩＮＥ　Ｃ０ＤＥ）Ｊ。

トーマスＲベンソンによる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６６、 ０８４号「コンパイルされた３２ビツトコードを６４ビツト環境でサポートする 、レジスタ利用トラッキング（ＲＥＧＩＳＴＥＲＵＳＡＧＥ　ＴＲＡＣＫＩＮＧ 　Ｔｏ　５ＵＰＰＯＲＴ　ＣｏλＩＰＩＬＥＤ　３２−ＢＩＴＣＯＤＥ　ＩＮ　 ６４−ＢＩＴ　ＥＮＶＩＲＯ隘旧任）」。

トーマスＲ，ベンソンによる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６６ 、８５号「異なるマシン構成のコードを変換をする場合のマツピングアセンブリ 言語引数ｔ５照表（＆（ＡＰＰＩＮＧ　ＡＳＳＥＡＩＢＬＹ　ＬＡＮＧＥＡＧＥ 　ＡＲＧ［ａｒ　ＬＩＳＴ　ＲＥＦＥＲＥＮＣＥＳ　ＩＮＴＲＡＮＳＬＡＴ［Ｎ Ｇ　Ｃ０ＤＥ　ＦＯＲＤＩＦＦＥＲＥＮＴ　＆（ＡＣＨ［ＮＥ　ＡＲＣＨ［ＴＥ ＣＴＵＲＥＳ）　Ｊ。

トーマスＲ，ベンソンによる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６６ 、０８２号「異なるマシン構成のコード変換をする場合のトラッキング条件コー ド（ＴＲＡＣＫＩＮＧ　Ｃ０ＮＤ［Ｔ［ＯＮ　Ｃ０ＤＥＳ　ＩＮ　ＴＲＡＮＳＬ ＡＴＩＮＧ　Ｃ０ＤＥ　ＦＯＲＤＩＦＦＥＲＥＮＴ　ＭＡＣＨmＮＥ ＡＲＣＨ［ＴＥＣＴＵＲＥＳ）　Ｊ。

ダニエルし、マーフィによる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６６ 、０２３号「プログラム起動時のプログラム単位のリンク（ＬＩＮＫ［ＮＧ　Ｏ Ｆ　ＰＲＯＧＲＡＭ　ＵＮＩＴＳＡＴ　ＰＲＯＧＲＡＭ　ＡＣＴＩＶＡＴＩＯＮ ）Ｊ。

リチャードＬ、サイフによる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６６ 、１９６号「プログラムの分析および変換のための自動流れ図生成（ＡＵＴＯＩ ＪＡＴ［ＣＦＬＯＷＧＲＡＰＨＧＥＮＥＲＡＴＩＯＮ　ＦＯＲＰＲＯＧＲ店ＡＮ ＡＬＹＳ［Ｓ　ＡＮＤ　ＴＲＡＮＳＬＡＴｒＯＮ）」。

本特許出願の誼渡人に請渡される下記の各特許出願も参考として本明細書に含ま れる。

マークＡ、ハーデグ、ジェームスＡ、ウールドリッジ、スコツトＧ、ロビンソン 、ロナルドＦ、ブレンダ、ミツシェルＶ、アイリスによる１９９１年３月７日付 は合衆国出願下０７／６６６、０３９号［コードデバッグ機能によって多重構成 環境で複数コードを実行するための効果的なシステムと方法（［ＭＰＲＯＶＥＤ 　ＳＹＳＴＥＭ　ＡＮＤＭＥＴＨＯＤ　ＦＯＲＥＸＥＣＵＴＩＮＧ　ＩＪＵＬＴ ｒＰＬＥ　Ｃ０ＤＳ　ＩＮ　Ａ　ＩＪＵＬＴＩ−ＡＲＣＨｒＴＥＣＴＵＲＥ　Ｅ ＮＶhＲＯＮＭＥＮＴ ＷＩＴＨＣ０ＤＥ　ＤＥＢＵＧＧＩＮＧ　ＣＡＰＡＢＩＬｆＴＹ）　Ｊ。

ダニエルし、マーフィによる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６６ 、０２８号「二つの異なるプログラム単位間で呼出規定を自動インタフェースす るシステムコスト（ＳＹＳＴＥＭ　ＡＮＤ　ＭＥＴＨ叩ＦＯＲＡｔｊＴＯＭＡＴ ＩＣＡＬＬＹ　、　ＩＮＴＥＲ−ＦＡＣＩＮＨＣＡＬＬＣＯＮＶＥＮＴＩＯＮＳ 　ＢＥＴＷＥＥＮ　ＴＷＯＤＩＳＳ［ＭＩＬＡＲＰＲＯＧＲＡＭ　ＬＮ［ＴＳ） 　Ｊ。

ジェームスＡ、ウールドリッジ、ロナルドＦ、ブレンダ、ヘンリＮ　グリープ■ による１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６５．８８８号「多重構成 環境においてコードデバッグに特に適した効果的なソフトウェアデバッグシステ ムと方法（［ＭＰＲＯＶＥＤ　５ＯＦＴＷＡＲＥ　ＤＥＢＡＧＧＩＮＧ　ＳＹＳ ＴＥＭ　ＡＮＤ　ＭＥＴＨＯＤ　ＥＳＰＥＣＩＡＬＬＹ　ＡＤＡＰsＥＤ　ＦＯ Ｒ ＣＯＤＥ　ＤＥＢＵＧＧＩＮＧ　ＷＩＴＨ［Ｎ　Ａ　ＭＵＬＴＩ−ＡＲＣＨ［Ｔ ＥＣＴＵＲＥ　ＥＮＶ［ＲＯ［）　Ｊ。

マークＡ、ハーデグと、ミツシェルＶ、アイリスによる１９９１年３月７日付は 合衆国出願下０７／６６６、０２２号「複数のコード実行におけるコード実行に 最適な効果的シミュレータシステムと方法、ならびに、多重アーキテクチャ環境 におけルテ／＜　ッ’Ｉ　シ：）、テム（ＩＭＰＲＯＶＥＤ　５ＩＩＪＵＬＡＴ ＯＲ５ＹＳＴＢＪ　ＡＮＤ　ＭＥＴ）ｔＯＤ　ＥＳＰＥＣ［ＡＬＬx ＡＤＡＰＴＥＤ　ＦＯＲＣ０ＤＥ　ＥＸＥＣＵＴＩＮ　ＩＮ　Ａ　ＭＵＬＴＩ− ＣＯＤＥ　ＥＸＥＣ石［ＯＮ祠ＤＥ囮印ＩＮＧ　５ＹＳＴ囮ＷＩＴＨＩＮ　Ａ　 ＭＩＬＴ［ＡＲＣＨＩＴＥＣＴｔＪＲＥ　ＥＮＶ［ＲＯ［）　Ｊ　。

？−ニアＡ、ハーデグ、スコツトＧ、ロビンソン、ロナルドＦ、ブレンダ、ミツ シェルＶ、アイリスによる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６６、 ０７２号「複数コード実行時にジャケットするコードインタフェースに適した相 互定義域命令呼出とデータ基準とを検出するための効果的なシステムと方法、な らびに、多重アーキテクチャ環境におけるデバッグシステム（ＩＭＰＲＯＶＥＤ 　ＳＹＳＴＥＭ　ＡＮＤＭＥＴＨＯＤ　ＦＯＲＤＥＴＥＣＴＩＮＧ　ＣＲＯＳＳ −ＤＯＭＡｒＮ　［Ｎ−３ＴＲＵＣＴＩＯＮ　ＣＡＬＬＳ　ＡＮＤ　ＤＡＴＡ　 ＲＥeＥＲＥＮＣＥＳ ＥＳＰＥＣ［ＡＬＬＹ　ＡＤＡＰＴＥＤ　ＦＯＲＣ０ＤＥ　ＩＮＴＥＲＦＡＣＥ 　ＪＡＣＫＥＴ［ＮＧ　ＩＮ　Ａ　１．［ＵＬＴｔ−ＣＯＤd　ＥＸＥＣＬｒｒ ［０Ｎ ＡＮＤ　ＤＥＢＵＧＧ［ＮＧ　ＳＹＳＴＥＭ　ＷＩＴＨＩＮ　Ａ　ＭＵＬＴＩ− ＡＲＣＨｌＴＥＣＴＵＲＥ　ＥＮＶ［ＲＯＮＭＢＪＴ）　ＪB ロナルドＦ、ブレンダ、ミツシェルＶ、アイリスによる１９９１年３月７日付は 合衆国出願下０７／６６６、７５２号「複数コード実行における相互定義域呼出 のジャケラティングに効果的なシステムと方法、ならびに、多重アーキテクチャ 環境にオケ６　テハック’、ｉステＬ　（ｒＭＰＲＯＶＥＤ　５ＹＳＴＥｌｉｌ 　ＡＮＤ　ＭＥＴＨＯＤ　ＦＯＲＪＡＣＫＥＴ［ＮＧ　ＣＲＯＳＳ| Ｄ（１（Ａ［Ｎ　ＣＡＬＬＳ　ＩＮ　Ａ　ＷＬＴ［−ＣＯＤＥ　ＥＸＥＣＵＴ［ ＯＮ　ＡＮＤ　ＤＥＢＵＧＧ［ＮＧ　５ＹＳＴＥｌｔｌ　ＷhＴ）Ｉ［Ｎ　Ａ ＆ＩＵＬＴ［−ＡＲＣＨ［ＴＥＣＴＵＲＥ　ＥＮＶ［ＲＯＮｌｌｌＥＮＴ）　Ｊ 。

ロバートｖ、ランダウ、ジェームスＥ、ジョンソン、ミツシェルＶ、アイリスに よる１９９１年３月７日付は合衆国出願下０７／６６５．８８６号［ソフトウェ アの開発および試験用の新改良手順を採り入れた新コンピュータシステムを開発 するたメツ高速処Ｅｉ　（ＦＡＳＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳ　ＦＯＲＤＥＶＥＬＯＰ ＩＮＧ　ＮＥＷ　ＣＯ＆ＩＰＵＴＥＲ５ＹＳＴＥＡＩＳａ［ＰＬＯＹ［ＮＧ　Ｎ ＥＷ　ＡＮＤ　ＢＥＴＴＥＲＰＲＯＣＥＤＵＲＥＳ　ＦＯＲ５ＯＦｒＷＡＲＥ　 ＤＥＶＥＬＯＰＭＥＮＴ　ＡＮＤＴＥＳＴＩＮＧ）Ｊ。

発明の背景 ｌ、技術分野 本発明は、プログラムコードを異なるコンピュータシステム上で実行可能に適合 させるシステムおよび方法に係り、特に、ソースプログラム変換実行時にソース プログラム中の誤りを報告するシステムおよび方法に関する。

２、背景技術 初期のコンピュータプログラミングでは、コンピュータプログラムの命令は、マ イクロコードレベルで作成されていた。コンピュータプログラムの命令は、ソフ トウェア技術の発達と成長に伴って更に多くのタスクと組合わされ、複雑な命令 に対応する設計のハードウェア構造を備えたコンピュータで実行される、複雑な 単一命令となった。

コンピュータハードウェアの原価増大と共に性能か向上していく環境においては 、命令が複雑になることによって性能対価格比の受益が増す。その結果、複雑命 令セットコード（ＣＩＳＣ）が広く容認されてきた。

しかしながら、命令の複雑化が進行するのに従って、実行速度を向上させたシス テムハードウェアの設計が難しくなってきた。Ｃｌ５Ｃに代わって、縮小命令セ ットコード（ＲＩＳＣ）をＲＩＳＣコンピュータのハードウェアアーキテクチャ と結合したところ、メカニズムとしては合格で性能対価格比が大幅に向上された 。

ＲＩＳＣシステムは通常、簡素化された基本命令を用いて所望の動作を指令する 。１個のＲＩＳＣ命令は一般に、−回のメモリアクセスで一動作を指定する。

また、ＲＴＳＣシステムは通常、一つの基本命令に−レジスタを提供する。ＲＩ ＳＣ命令セットの命令は、このようにマイクロコードよりも高いレベルである。

これに対して、典型的なＣｌ５Ｃシステムでは、１個の命令によって一連の複雑 な動作を指定でき、また、メモリへの直接アクセスが何回もできる。このように 、１個のＣｌ５Ｃ命令で遂行される動作が、いくつものＲＩＳＣ命令を必要とす ることがある。

ＲＴＳＣシステムは、一般に、利用できるハードウェアの原価と性能に関して、 より高速なシステム動作、よりよい全体システム性能、より低いシステムコスト を提供する、最適化ハードウェアおよびソフトウェアトレードオフで設計されて いる。

ｃｒｓｃシステムからＲＩＳＣシステムへ変換する場合の障害の一つは、Ｃ［Ｓ Ｃシステム用に開発さｔＬＳＲＩＳＣシステムでは利用できない数多のソフトウ ェアライブラリの存在である。コンピュータシステムのユーザが新しいコンピュ ータシステムの入手を選択する場合、ユーザが第一に考えることは、ユーザのア プリケーションプログラムのライブラリが新しいコンピュータシステムで使用ま たは使用可能に変換できるかどうか、また、ライブラリを交換した場合にかかる コスよりよい性能価格比を達成したいコンピュータシステムユーザにとっては、 ＲＩＳＣコンピュータシステム上で実行できるアプリケーションプログラムのユ ーザライブラリに適合または「移行）する経済的かつ効果的なメカニズムが提供 されることが、極めて重要である。

プログラムを移行する場合、ユーザはいくつかの方法を選択できる。再コンパイ ルまたは記録という方法があるが、これらの技術は通常、詳細機械依存性を有し ない、または、既存機械依存性を備えるが手動プログラミング修正によって削除 可能な、ＦＯＲＴＲＡＮなど高級關で書かれたプログラムの移行に用いられる。

また、再コンパイルまたは記録の際の、プログラム変更およびプログラム挙動保 証に関する全責任はユーザにある。

この他に翻訳という方法も利用できるが、この方法は通常、プログラム性能を実 質的に低下させるという欠点かある。更に詳しく述べれば、翻訳手順とはソフト ウェアプログラムのことであって、このプログラムは、１台のコンピュータ上で 作動し、一連の主体命令（異なる機種のコンピュータの命令であってもよい）を データとして読み込み、各主体命令ごとに指定動作を実行する。かかる翻訳手順 では、通常、１個の主体命令を変換するのに、１台のコンピュータで１０〜１０ ０個の機械語命令が実行される。このように、１台のコンピュータ上テ機能的に 同等なコードを直接実行する場合と比較すると、実質的には翻訳手順の方がプロ グラム性能が劣る。

最も効果的かつ効率的な移行には、コード変換という方法もある。コード変換で は、既存プログラムからの各命令は移行先の機械の言語による命令に翻訳される 。従って、ｃｒｓｃプログラムからＲＩＳＣプログラムへの変換、更に総括的に は、変換後のコードが相対的縮小命令セットを有するようなプログラム変換では 、変換前はコード１個であった命令に対して、変換後は「複数」または「数多Ｊ のコードの命令が必要になる。

Ｃｌ５ＣからＲＩＳＣへのコード変換に起因する問題の一つは、変換されたプロ グラムの実行がエラーによって打ち切られる場合、通常、エラーはＲＩＳＣマシ ンの状態に基づくものである、という点である。しかしながら、高級Ｃｌ５Ｃソ ースコード関連のデバッグプログラムでは、エラーに関する情報はＣｌ５Ｃｖシ ンの状態によるものであると仮定する。デバッグプログラムでは、例えばＣ＋Ｓ ＣソースコードをＣｌ５Ｃオブジエクトコードにコンパイルするときに生じるデ バッグ情報を利用する。デバッグ情報には、通常、記号（ＡＳＣＩＩ）名と、数 字Ｃｌ５Ｃプログラムおよびデータアドレス記号とを対応する情報が含まれてい る。

デバッグプログラムはこの記号名の情報を利用し、記号名によって指定されるア ドレスのＣｌ５Ｃマシンのメモリ内容の検査をプログラムに指示する。デバッグ 情報には、通常、Ｃｌ５Ｃオブジエクトコードの数字アドレスに対応するＣｌ５ Ｃソースコードの行ぬに関する追跡情報も含まれている。Ｃｌ５ＣマシンでＣｌ ５Ｃプログラム実行中にエラーか発生すると、Ｃｌ５Ｃマシンのオペレーティン グシステムはＣｌ５Ｃマシンのハードウェアレジスタを読み込み、エラーの原因 となったＣＴＳＣ命令のアドレスを判定する。オペレーティングシステムはこの アドレスをエラー報告プログラムに渡し、エラー報告プログラムは追跡１ｆＮを 参照してエラーを生じたＣｌ５Ｃソースコードの行Ｎαをプログラマに報告する 。

Ｃｌ５Ｃソースコードのコンパイルに関わるデバッグプログラムは、Ｃｌ５Ｃオ ブジエクトコードのアドレス、ｃｒｓｃ命令、および、ｃｒｓｃマシン中のハー ドウェアに基づくものであるため、ＲＩＳＣマンン上での変換プログラム実行中 はＣｌ５Ｃソースコードのデバッグを実施しない。ＲＩＳＣマシン上で対応ＲＴ ＳＣオブジェクトプログラム実行中のＣｌ５Ｃソースコードのデバッグは、Ｃｌ ５ＣソースプログラムをＲＩＳＣオブジェクトコードに直接コンパイルすること によって生じたデバッグ情報を参照するデバッグプログラムによって実行される が、この技術にはＣｌ５Ｃソースコードの再コンパイルが必要である。また、Ｃ ｌ５Ｃソースコードが失われたり、破壊されて再コンパイルが不可能になること もある。

発明の要旨 本発明は、概略的には、第一コンピュータプログラムを変換して第二コンピュー タプログラムを取得するとき、第二コンピュータプログラム実行中に発生したエ ラーを第一コンピュータプログラムの文脈に報告させるものである。これは、エ ラー発生時に第二コンピュータプログラムの実行が打ち切られると、エラーを生 じた第二コンピュータプログラム中の命令のアドレスである第一アドレスを判定 し、第二コンピュータプログラム中の命令の変換元の第一コンピュータプログラ ム命令の第ニアドレスを第一アドレスから判定し、エラーの発生を報告し２、第 ニアドレスを使用して当該エラーが第一コンピュータプログラム中の命令を関係 があることを示すことによって実施される。

第ニアドレス利用して、第一コンピュータプログラムがソースコードからコンパ イルされるときに生成される追跡情報と記号名情報を参照することによって当該 エラーが第一コンピュータプログラム中の命令と関係のあることを示せば、なお 好ましい。追跡情報は、第一コンピュータプログラム中のコンパイルされた命令 に対応するソースコードの行Ｎαを示すために参照されへ記号名情報は、第一プ ログラム中の命令を含むルーチンの名前または当該命令が利用する変数の名前と いった、エラーと関係のある記号名を示すために参照される。

好適実施例においては、第一プログラム中の命令のアドレスは、第ニブログラム 中の命令のアドレスからアドレス相関表と境界命令ビットマツプを参照すること によって確認される。このアドレス相関表は、第一プログラムの各命令のアドレ スと、前記各命令から変換された第ニブログラム中の命令セットにおける第一命 令のアドレスとを有するデータ項目を具備している。第一プログラム中の各命令 から変換された、第ニブログラム中の命令セットにおける第一命令は、　「境界 命令」と呼ばれる。第ニブログラム中の境界命令は、境界命令ビットマツプにお いてフラグによって第ニブログラム中の他の命令と区別される。第ニブログラム 中の第一アドレスと対応する第一プログラム中の命令の第ニアドレスを発見する には、アドレス相関表で第一アドレスを探して表から第ニアドレスを直接見つけ るか、あるいは、第一アドレスよりも小さい第二プログラム中最大のアドレスを 見つけるかする。表から第ニアドレスを直接見つけられない場合、第一アドレス と前記最大アドレス間の境界命令の数を数えながら境界命令ビットマツプを精査 する。次に、前記最大アドレスも含む表データ項目のアドレスの命令で始まる第 一プログラム中の同数の命令を精査しながら命令アドレスポインタを進めること によって、第ニアドレスを発見する。

図面の簡単な説明 本発明の他の目的および利点は、以下の詳細説明を読み、次の各図面を参照する ことによって判るであろう。

第１図は、（ａ、）　（第一命令セットを備え、Ｘと指定される）第一コンピュ ータシステムで実行するアプリケーションプログラムを作成し、（ｂ、）相対的 縮小命令セットを有する（Ｙと指定される）別のコンピュータシステムでこのア プリケーションプログラムを実行するために変換する、一般的方法を示す全体機 能ブロック図である。

第２図は、好適Ｘ−Ｙ変換プログラムと、Ｘ−Ｙ翻訳プログラムを実行してＸ命 令の細分性で入力ＸアプリケーションコードからＹ実行可能アプリケーションコ ードを生成する汎用コンピュータシステムの、一般的機能ブロック図である。

第３図は、第２図で示したＸ−Ｙ変換プログラムの一般的流れ図である。

第４図は、Ｘコード変換によって取得さｔｘＸ命令の細分性の保存を保証するた めにＹコードの実行を監視する命令細分性制御（）ＧＣ）プログラムと共に実行 用ＹコンピュータにロードされるＹアブリケーンヨンコードを備えたＹコンピュ ータシステムの、機能ブロック図である。

第５図へ、！：第５図Ｂは、ＩＯＣプログラムで実行される好適機能ステップを 表す。

第６図は、Ｘ−Ｙコード命令変換とそれに対する非同期事象の関係とを記号化し た図である。

第７図は、例外事項に応答するＹコンピュータ中のハードウェアのブロック図で ある。

第８図は、第４図のハードウェアと、Ｙコンピュータのによって実施されるオペ レーションシステム例外ハンドラルーチンとによって実施される動作の流れ図で ある。

第９図は、Ｙコンピュータのユーザモード例外レーチンで実行される手順の流れ 図である。

第１０図は、ＸアプリケーションコードからＸアプリケーションコードへの変換 中に生成され、本発明のエラー報告性実行時にＹコード命令のアドレスから与え られるＸコード命令のアドレスをめるために利用されるＸ−Ｙアドレス相関表の 概略図である。

１１１図は、ＸアプリケーションコードとＸアプリケーションコードの命令と、 第１Ｏ図のアドレス相関表に記載されているＸアドレスとＹアドレスの間の関係 を表す概略図である。

第１２図は、ＸアプリケーションコードからＸアプリケーションコードへρ変換 時に生成され、本発明の好適方法実施中に使用される境界命令ビットマ、ノブの 概略図である。

第」３図は、本発明の好適な方法実施時に第１０図のＸ−Ｙアドレス相関表と第 １２図の境界ビットマツプを使用するための手順の流れ図である。

第１４図は、Ｘアプリケーションプログラムのソースコードをコンパイルすると きに生成されるデバッグ！ｉＦ報のブロック図である。

第１５図は、エラーがＸアプリケーションフードの命令のいずれか一つと関係か あることを第１４図のデバッグ情報を用いて示すための手順流れ図である。

本発明は種々の変更および代替態様か考えられるが、その特定実施例を例として 図示し、本明細書において詳述する。但し、それによってこの発明を記載特定態 様にのみ限定しようとするものではなく、むしろ、本願の請求項の定める発明の 範囲を逸脱しないあらゆる変更、同等、代替態様を網羅するものであると理解さ れたい。

好適実施例の説明 第１図に示したように、ソースコードで書かれたアプリケーションプログラムＩ Ｏは、Ｘコンピュータシステム１２で実行されるユーザプログラムライブラリの 数多のアプリケーションプログラムのうちの一つである。Ｘコンピュータシステ ム１２のハードウェアアーキテクチャは、プログラム１０またはユーザライブラ リの他のアプリケーションプログラムの実行可能形式生成時に採用されたＸ命令 セットによる動作に適合されている。

プログラム１０をＹコンピュータシステムで使用できるように適合するためには 、プログラムｌＯの実行可能形式が、Ｘコンピュータシステム２０のハードウェ アアーキテクチャに適したＸ命令セットを採用するＸ実行可能コード２２として 提供される必要がある。

Ｘ命令セットが採用する基本命令は、通常、Ｘ命令セットのものより少なく、Ｘ コードからＹコードへの変換する場合、「１個の命令を多数個の命令へ」変換す る必要かある。例えば、具体的説明のために第１図に詳細図示したように、Ｘシ ステムで■でアーキテクチャを採用し、Ｙシステムで米ディジタル・イクイップ メント社ＲＩＳＣアーキテクチャと呼ばれる縮小命令セットアーキテクチャを採 用することができる。いずれのアーキテクチャも、本願壌渡人である米ディジタ ル・イクイップメント社か制作した機器に実施されている。

第１図に示すように、間接経路または直接経路のいずれかでアプリケーションプ ログラムをＸ実行可能コード２２に移行することができる。直接移行は、Ｙコン パイラ２８とＸリンカ３０を利用することによって実行される。結果のＸ実行可 能コードは、参照数字２２Ｂによって示す。Ｙコンパイラ２８とＸリンカ３０か 開発されなかった場合、または、利用できない、あるいは、関連不利益のために 直接移行経路２６を使用しない選択をユーザかした場合、間接経路２４を使用し てＸアプリケーションプログラムをＹシステムに移行し、プログラム投資節約お よびシステム性能向上の両方を達成できる。

間接経路では、Ｘコンパイラ】６とＸリンカ１８によってプログラム１０がＸコ ンピュータシステム１２に合った実行可能コード１４に変換される。その結果、 Ｘコンピュータシステム１２で実行できるＸ実行可能コード１４ができる。Ｘ− Ｙ翻訳プログラム３２は、Ｘ実行可能コードを参照番号２２Ａで示されるＸ実行 可能コードに変換する。Ｙコードは縮小命令セントに基づいたものであるが、Ｙ コードを実行してＸ命令細分性でＸコード演算結果が正確に得られるようにコー ド変換が行われる。

第４図に参照される翻訳プログラム３２を実行する際に、好ましくは、第２図の コード変換システム４０を採用する。該変換システム４ｏには、プロセッサ４２ 、記憶装置４４、変換のためにＸアプリケーションコード４３を入力する種々の 入出力装置（図示せず）を有する普通の汎用コンピュータが含まれる。

変換結果は本発明に従って、変換対象コードのハード保証を保存し、特に、実際 にＹコードを実行するときにＸ命令細分性の保証保存を容易にするように並べら れるＹコード４５として、生成され−る。ハードｃｒｓｃ保証についてはＶＡＲ ”保証によって実証される。但し、ＶＡＲ″′保証については、冒頭に参照され た出願ＰＤ９２−００６３／１８７０−４０９で十分に説明されている。

記憶装置４４には、普通のデータ記憶部４６とコンピュータのオペレーティング システム記憶部４８などが含まれる。Ｘ−Ｙコード変換で利用する基本構成要素 は、別の記憶部に記憶されている翻訳プログラム５０である。入力Ｘコード４３ は、Ｘコードリスト６２として記憶される。また、Ｘ命令の順序付けを制御する ためにＸ命令配列基準５２が記憶さね、命令動作規制子および命令オペランド規 制子の両方を変換可能にするためにＸ−Ｘ命令コードパターン５４が記憶される 。

翻訳プログラムの一般的な流れ図の選好様式を第３図に示す。プログラム６０で は、プログラムループ６４を通る処理のために格納Ｘコードリスト６２から逐次 Ｘ命令か順次入ってくる。

ループ６４では、現在処理中のＸ命令に対応し、且つ、格納Ｘ−Ｙフードパター ン（第２図）によるＸ命令動作およびオペランド規制子が、機能ブロック６６で 生成される。次いで、機能ブロック６８で示されるように、後続の実Ｙコード実 行時にＸ命令細分性の保存を容易にする所定の基準に従って、結果のＹコードか 順序付けられる。

第６図はＸ−Ｘ命令変換を図解したものである。

各Ｘ命令は、通常、人力データを得て、これを変更し、その結果を一時記憶に入 れ、メモリおよびレジスタのロケーションに適した状態に更新する、という単体 タスクを提供する。

１個のＸ命令が「多数個」のＸ命令に変換される場合、Ｘ命令を好ましく編成す るために用いられる配列基準５２（第２図）は、現在変換中のＸ命令（グラニユ ール）に対応するＹコードのＸ命令を下記の通りに分類して順序付ける。

１、Ｙコードの命令で、入力データを入手して仮想記憶に配するものを第一グル ープＧｌとする。

２、　Ｙコートの命令で、入力データに関して動作し、変更結果を生成し、これ ら変更結果を仮想記憶に格納するものを第ニゲループＧ２とする。

３、Ｙコードの命令で、Ｘの状態（メモリまたはレジスタ）を更新し、且つ、（ 以下に定めた）予想例外に該当するものを第三グループＧ３とする。

４、　Ｙコードの命令で、Ｘの状態（メモリまたはレジスタ）を更新し、且つ、 （以下に定めた）予想例外に該当しないものを第四グループＧ４とする。

Ｘ状態には、Ｘメモリ状態とＸレジスタ状態が含まれる。Ｘメモリ状態９４およ びＸレジスタ状ｆｉ９７は、各々、Ｙマシン中の、被定義Ｘコードの記憶位置専 用に使用するメモリおよびレジスタ構造のことである。Ｘメモリ状態およびＸレ ジスタ状態は、Ｘアーキテクチャから見えるメモリ状態およびレジスタ状態とも 言える。

Ｘ−Ｙコード変換に好適Ｘ命令配列基準を導入すると、次の理由からＸ命令細分 性の保存が容易になる。

ｌ　第６図の図中矢印７Ｉで示される、Ｘ命令の最初の２グループＧｌと０２の いずれか実行中のＹコード実行時に非同期事象が生じた場合、非同期事象処理を 許可して、Ｘ命令のグラニユール境界である次のバックアップＸ命令（第６図Ｙ Ｏ）にＹ命令カウンタＰＣをバックアップすることによってＸ命令細分性か保持 される。

再試行のために現Ｙコードシーケンスの実行を打ち切ることによって、現Ｙコー ドシーケンスのいずれかのＧ３グループ命令において予想される状態アクセス障 害か回避されるので、Ｘ命令細分性の破損が防止される。但し、Ｙコードが配列 されているため、消去されるのは仮想記憶位置のみで、Ｘ命令細分性は保存され る。これは、非同期事象処理完了後、命令細分性で処理可能になるまで現Ｙコー ドのグラニユールを待たせておいたからである。

２．０１およびＧ２グループのＸ命令が実行された後で非同期事象が発生し、Ｇ ３グループにＸ命令かない場合、あるいは、第６図の図中矢印７３で示されるよ うに、Ｇ３グループの全Ｘ命令か実行された後で非同期事象が発生した場合、Ｇ ４グループの命令は、いずれの状態例外もあり得ない、という洞察に基づいて実 行されているので、非同期事象の処理を短時間遅らせることができる。再び、Ｘ 命令細分性で処理か行われる。

Ｇ３グループに複数のＸ命令が含まれており（第６図では図示せず）、１個のＸ 命令実行後に非同期事象が生じたが、Ｇ３グループにはこれから実行するＸ命令 か１個以上残っている場合、Ｘ命令細分性を保存するために現Ｙコードグラニユ ールにメモリ微細性が提供される。

メモリ微細性は、本質的に、Ｘ命令の全メモリアクセスが起こる、または、全く 起こらないように見えることを要求する。また、メモリ微細性は、Ｘ命令細分性 に必要である。

メモリ微細性と、他の特殊ケースと同様、かかるケースでメモリ微細性を得るメ カニズムについては、本願と同時に提出される相互参照出願（１，８７０−０４ ０９）で十分に考察されている。単純なワンライティングＸを扱う好適実施例に おいては、Ｘメモリ微細性とＸ命令細分性が同時に得られる。

再び第３図を参照する。Ｘ命令コード機能がブロック６８によって上述の通りに 順序付けられる。次いで、ブロック７０で、現Ｙ命令は、それが導出されたＸ命 令の境界であるのか、「Ｘグラニユール」マーカであるのが、判定される。連続 的に処理されるＸ命令について検出されるイエスまたはノーのビットは、機能ブ ロック７２でＸ境界命令ビットに記憶される。

試験ブロック７４では、変換処理の指定があるＸ命令が残っているかどうかチェ ックする。そのようなＸ命令がある場合、ループが繰り返される。すべてのＸ命 令の変換か終わるとループ繰り返しか終了さ楳機能ブロック７６で示す通り、蓄 積されたＹコードが出力可能になる。

下記の２つの特殊例はＶＡＲ’アーキテクチャのＣｌ５Ｃ命令によって、本発明 による変換機能を例証する。

例■： ＩＮＣＬ　（Ｒ１）＋ この命令は、アドレスがＲ１に含まれているメモリの長ワード（４バイトまたは ３２ビツト）に１を加え、次いで、次の長ワードを指定するようにＲ１を増加さ せる。下記のＲＩＳＣ（Ｙ）コードは、既に説明済みの配列基準で動作する翻訳 プログラムから生成したものである。

ｌｄｌ　ｒ２３．（ｒｌ）　：　アドレス（Ｒ１）−Ｒ２３のメモリ内容をロー ドする。

ａｄｄｌ　ｒ２３．　Ｉｌ、　ｒ２４　：　Ｒ２３に−１を加えてＲ２４にする 。

ｓｔｌ　ｒ２４．（ｒｌ）　：　アドレス（Ｒ１）のメモリにＲ２４を格納する 。

Ｉｄａ　ｒｌ、４ｃｒｌ）：　次の長ワードを指定するように、Ｒ１に４を加え る。

例２： ＭＯＶＬ　（Ｒ１）　十、（Ｒ２）＋ この命令は、Ｒ１の内容によってアドレス指定されたメモリの長ワードを、Ｒ２ の内容によってアドレス指定された長ワードに移動するものである。Ｒ１とＲ２ は、いずれも、命令開始時に最初に１つの長ワードを指した後、次の長ワードを 指定するように増加させる。下記のＲＩＳＣ（Ｙ）コードは、既に説明済みの配 列基準で動作する翻訳プログラムから生成したものである。

ｌｄｌ　ｒ２３．（ｒｌ）　：　アドレス（Ｒ１）−Ｒ２３のメモリの内容をロ ードする。

ｓｔｌ　ｒ２３．　（ｒ２）　：　（Ｒ２）の位置のメモリにＲ２３の内容を格 納する。

ｌｄａ　ｒｌ、４（ｒｌ）　：　次の長ワードを指定するように、Ｒ１に４を加 える。

１ｄａｒ２．４（ｒ２）　；　次の長ワードを指定するように、Ｒ２に４を加え る。

保証Ｘ命令細分性で結果Ｙコードを実行するために、Ｙコンピュータシステム２ ０（第１図）に対応するＹプロセッサ８０によって、保存保証Ｘ命令細分性で結 果Ｙコードが実行される。Ｙプロセッサ８０には、普通のデータ入出力装置８２ とインタバルクロックが結合されており、これらの装置は、折々、Ｙコード実行 からプロセッサ動作の一時転換を要求する非同期事象を構成する割込みを発生す る。（第４図）保証Ｘ命令細分性が無ければ、前記たたは他の割込みによって生 じるプロセッサの転換で、Ｙコード実行のＸ命令細分性が破壊されることもある 。これは通常、割込み後（但し、現Ｙ命令によってメモリ状態が変更される以前 ）の予想Ｙ命令入力の変化のために生ずる。

第４図に示した通り、ブロック８６は、入力装置から、Ｙプロセッサ８ｏに結合 されたメモリシステム９０の１セクシヨン８８への生成Ｙコードの入力を示し、 ブロック８７は、Ｙコード実行の結果として出力装置用に生成されるデータ出力 を示す。メモリシステム９０には、普通のデータ部９２、および普通のオペレー ティングシステム部９４も含まれる。

命令細分性制御プログラム（ＴＧＣ）９６は、参照番号９６で示される別のメモ リ部に記憶される。Ｙコード実行時のＩＯＣプログラム９６の動作は、第５＠Ａ および第５図Ｂの流れ図で更に完全に表示される。

ＩＯＣプログラム９６（第５図Ａ）は、非同期事象の発生の指示９８から開始す る。非同期事象は、一般に、変換されたＸコードから見えるＸ状態変化を潜在的 に発生できる割込みによるＹ命令ストリームの転換、と定義される。非同期事象 とＹ命令のＸグラニユールとの関係を図示する第６図を再び参照する。下記はＹ 命令ストリームで非同期事象の相互作用を例示するものである。

正常な実行：　ＹＯＹ２　Ｙ２　Ｙ４　Ｙ５Ｘ命令境界 非同期事象実行：　ＹＯＹＩ　Ｙ４７　Ｙ４８　Ｙ４９事象発生 ＩＯＣプログラム９６は、Ｘ状態において何らかの変更が実行される以前に、Ｙ 命令アドレスをＹｌ（Ｙ２か以下に定義の通りに予想例外を有していれば）また はＹ３（Ｙ２が予想例外を有していなければ、Ｙ２を実行することによって）ζ 二境界合わせしなくてはならない。

再び、第５図Ａの流れ図を参照する。機能ブロック１００で非同期事象処理時に 一次保留が設けられており、機能ブロック１０２で、非同期事象時に処理される （ＰＣ−ＡＥで示されている）Ｙ命令のメモリアドレスか記録される。

次に、ブロック１０４で、先に参照されたビットマツプがチェックさね、Ｙ命令 ＰＣ−１３がＸ命令境界であるかどうか、判断される。Ｘ命令境界である場合、 試験ブロック１０６と、ＩＧＣプログラムを経路１０７経由で、Ｘコード命令細 分性を壊さずに非同期事象の処理を再開するブロック２０ｇに送る。

Ｙ命令ＰＣ−ＡＥがＸ命令境界でない場合、機能ブロック１１ｏはＹ命令カウン タＰＣを、Ｘ命令境界である前後のＹ命令に合わせる。上述の非同期事象処理の ため、プログラム９６はプログラム経路１１１を通ってＸコード命令細分性を壊 さずに非同期事象の処理を再開するブロック１０８に進む。この例では、Ｙ命令 のすべてがＸ命令グラニユール内で実行されずに、Ｘ命令細分製の保存がプログ ラムブロック１１０の動作によって得られた時点で非同期事象が発生した。詳細 は、第５図Ｂに記載されている。第一５図Ａ中のマーカ“Ａ″と“Ｂ”は、第５ 図Ｂの詳細ブロックを第５図Ａの流れ図に入れる位置を示す。

第５図１において、Ｘ命令境界である次のＹ命令を見つけるためにプログラムル ープ２１３の機能ブロック】１２でＹ命令の順方向精査を実施する。試験ブロッ ク１１４で、順方向に精査されたＹ命令をチェックして、残っているＹ命令を実 行する前の割込み処理によって、同一非同期事象の組付けで対応Ｘコードを実行 させた場合に生じた結果と異なるＹコード実行結果を出せるかどうか、判定する 。

各順方向Ｙ命令試験において、非同期事象の処理が許可されてＹコードシーケン スの実行が再開された場合に、Ｙ命令の試行によって例外状態が生じるかどうか を試験ブロック１１４で判断することが好ましい。一般的には、ある命令を完了 できない場合、その命令は例外を有している。下記は、順方向Ｙ命令に特定した 場合に、Ｘ境界である次の先行Ｙ命令に対してＹコード打切りを発生する例外の 一般分類である。

１、）アクセス制御違反、ページ障害といった記憶域管理例外。

２、）浮動小数点オーバフロー障害、またはゼロ障害による分割のような、演算 例外 ３、）違反命令コードまたは旬切点命令コードといった、命令例外本発明の好適 実施例においては、変換されるコードに適用される例外のリストを、実行中にＩ ＯＣプログラムにアクセス可能な記憶装置に置いた。実行の判定は、このように 、記憶されている例外リストに各々の順方向精査Ｙ命令を対照することによって 行われる。

下記は例外ケースの例である。

非同期事象によって共有メモリ位置が増加される。

ＩＮＣＬ＠＃３３でロケーション３３を増加する。

ＲＩＳＣ命令は次の通りである： ＩＤＬ　Ｒ２３，３３（Ｒ３１）　：　Ｒ２３をロケーション３３からロードす る。

［ＤＡ　Ｒ２３，１（Ｒ２３）　；　Ｒ２３の内容に１を加える。

ＳＴＬ　Ｒ２３，３３（Ｒ３１）　：　Ｒ２３の結果をロケーション３３に記憶 する。

ＬＤＡ命令とＳＴＬ命令の間に非同期事象が生じ、非同期事象の処理によってロ ケーション３３を増分する場合、非同期事象時の増分は、ＳＴＬ命令で命令スト リームが再開されるときに失われる。

下記は、非例外ケースの例である。

ＴＮＣＬ　Ｒ１でＲ１を増加する。ＲＴＳＣ命令は次の通りである：ＩＤＡ　Ｒ １，１（Ｒ１）　；　Ｒ１を増加させる。

この場合、例外の機会はない。

順方向精査の連続Ｙ命令試験において、例外を示すＹ命令が無い場合（ブロック １１６）　、残りのＹ命令が実行された後に、上述のようにＸ命令細分性が損な われることなくブロック１０８（第５図Ａ）による非同期事象処理が可能になる 。

一方、順方向精査Ｙ命令かブロック１１８の試験で例外を示した場合、機能ブロ ック１１８はＸ命令境界である次のバックアップＹ命令にＹプログラムカウンタ をバックアップするので、Ｘ命令細分性が損なわれることなくブロック１０Ｂ（ 第５図Ａ）による非同期事象処理が可能になる。この方法により、Ｘ命令細分性 の破損可能性は排除されるため、Ｘ命令細分性が保証される。

状態に対する書込みを有しない命令、また、単一整列長フルワードまたはりオツ ドワード書込みだけの命令を変換する場合を要約すれば、バイト書込みまたは非 整列書込みの問題、および、インタロックに関する問題はない。唯一の問題は、 全シーケンスが実行しているように見えるか、いずれのシーケンスも実行してい ないように見えるか、のいずれかしかない、という点である。Ｃｌ５Ｃ−ｔｏ− ＲＩＳＣの場合のように制限された変換の場合、ＲＩＳＣ命令の第一および第ニ ゲループがメモリまたはレジスタ状態の更新以外のあらゆるＣｌ５Ｃ作業を実施 し、ＲＩＳＣ命令の第三グループに完全整列長ワードまたはクオツドワードに対 するゼロまたは１個のＲＩＳＫ記憶命令を含み、ＲＩＳＣ命令の第四グループに 単純なレジスタ移動だけを含む。

第二命令グループ完了以前に中断された変換シーケンスは、各々の変換Ｃ［ＳＣ 命令のコードの最初を示すビット表を用いてシーケンスの最初から強制再開させ られる。第二命令グループが完了後で、第三命令グループ完了以前に中断された 変換シーケンスは、単純なレジスタ移動で第三命令グループを強制的に完了させ られる。

実影響は、他の中間変換シーケンスを伴わずに最初から最後までシーケンスを実 行するか、第二命令グループ完了前にシーケンスを中断して、後で最初から再試 行するか、という点である。この場合も、単一プロセッサマシン上の１または２ バイト非インタロック書込みを適用する。変換シーケンスは状態書込−イ１正− 書込シーケンスを含み、単一書込みは第三グループの命令である。

本発明は、更に細目には、Ｘコンピュータシステムの変換であるＹコンピュータ プログラムの実行中に、第１図のＹコンピュータシステムを作動する方法に関す る。換言すれば、本発明は、更に詳細には、ソースプログラムｌＯか間接経路２ ４に沿ってＹ実行可能コードに移行されるときのエラーの報告に関する。このと き、Ｘコンパイラ１６によって発生されるデバッグ情報には一般的にＸ実行可能 コード中の命令のアドレスか含まれる。下記に更に詳しく説明するが、例外ハー ドウェアおよびＹ実行可能コード２２Ａが編成さね、Ｙコードアドレス上で動作 する。本発明は、エラーを生じるＸコード命令の第一アドレスと、該変換Ｘコー ド命令に対応するＸコード命令の第ニアドレスとの間を連結するものである。

この連結は、Ｙプロセッサ（第４図８０）のハードウェアの例外信号で開始し、 Ｘコード命令の指示に関係するエラーの報告で終了するエラー処理手順て利用さ れる。

第４図によれば、複数の例外人力１３１のいずれか１個の例外信号に応答するた めのＹプロセッサ（第４図８０）のハードウェアは、１３ｏで概括的に指定され ている。例外信号には、例えば、ハードウェアの故障を知らせるパリティニラ− 信号、メモリアクセス命令に起因するメモリ例外、演算命令に起因する演算論理 からの演算例外が含まれる。

本発明は、更に詳細には、演算論理装置ｔ１３２からの演算例外のような例外を 生じるアプリケーションプログラムのエラーを報告することに関する。演算例外 には、例えば、大きすぎて所定の整数または浮動小数点の形式に収めきれないこ とによる、整数または浮動小数点オーバフロー、供給除数が０である、０による 整数または浮動小数点除算、小さすぎて所定の浮動小数点の形式で表せないこと による、浮動小数点下位けたあふれ、が含まれる。

たりするものと、例外状態による例外信号の発生を可能にするものがある。この 機能は、ＡＮＤゲート１３３によって第７図に図示されている。

Ｙプロセッサが応答できるのは、随時、ただ１個の例外入力に対してだけである 。複数の同時例外信号が発生するような状況を処理するために、いくつかの信号 の中から１個の信号を選択する優先順位エンコーダ１３４で例外人力１３１を受 信する。優先性が認められた例外信号は、優先順位エンコーダ１３４によって提 供されるコードで指示される。

例外人力１３１は、ＯＲゲーＨ３５と組み合わせられて、制御論理１３６で認識 される例外信号を提供する。制御論理１３６は、Ｘコード命令の実行を一時的に 中断し、個々のレジスタまたは伝送ゲート１３７．１３８．１９８からの例外に 関するデータ収集を制御する。例外に関するデータには、例外を生じる命令のＹ コードアドレス（ＰＣ−ＡＥ）である「例外ＰＣＪ、例外を生じる命令実行時に プロセッサの状態を示すプログラム状態長ワード、例外の種別を定義する例外種 別情報が含まれる。演算例外の場合、例えば、演算論理装置１３２によって演算 例外種別を示すコードが提供される。優先性のある例外のコードに対して、マル チプレクサ＋４０が優先順位エンコーダ１３４で選択された例外の例外種別情報 を選択する。

制御論理１３６により、例外情報は、データバス１４】上に順次置かれ、核スタ ックメモリ蓄積される。次いで、優先順位エンコーダ１３４で選択された例外の コードに対して、例外ディスバッチ表１４２から対応例外ベクトルが読み取られ 、プログラムカウンタ１４３にロードされる。次いで、制御論理１３６はプログ ラムカウンタ１４３の例外ベクトルで始まる命令実行を開始する。

第８図には、例外処理のためのオペレーティングシステムルーチンと関係のある 第４図のハードウェアの動作を詳細に示す流れ図１５０が示されている。第７図 の説明で記載した通り、例外が生じると、第７図のハードウェアは、第８図のス テップ＋５１に記載のように命令の実行を中断し、ステップ１５２に記載のよう に核モードスタック上に例外ＰＣ１例外ＰＳＬ、例外種別情報を置き、ステップ １５３に記載のようにディスパッチ表の対応例外ベクトルでプログラムカウンタ をロードする。この場合、例外ベクトルは、オペレーティングシステムの「核モ ード」の例外ハンドラである。オペレーティングシステム例外処理ルーチンは、 ステップ１５４にて、該例外が、ただのオペレーティングシステムではなくユー ザプログラムによって処理される「ユーザモード例外」であるかどうかをチェッ クすることによって開始する。命令の実行に対して発生するハードウェアエラー は、例えば、通常はユーザモードエラーでは育り得ず、オペレーティングシステ ムはステップ１５５にて例外を処理する。ユーザモード例外の場合、ステップに て、核モードスタックおよびＹプロセッサ中の汎用レジスタ上に置かれた例外情 報がユーザモードスタック上に置かれる。最終的にステップ１５７にて、実行は 、例外処理ように定義されたユーザモード例外ルーチンにジャンプする。

第９図には、ユーザモード例外ルーチンのフローチャート１６０が示されている 。最初のステップ１６１で、Ｘマシン状態情報が集められる。換言すれば、Ｘマ シン状態の適応モデルはＹマシンレジスタおよびユーザメモリにて再構成される 。ＩＮＣＢ−（Ｒ１）Ｘ−ｃｏｄｅ命令のＹコードの特定例について下記に詳細 説明されるように、Ｘコード命令は、ステップ１６１にて、Ｘマシン状態の適応 モデルが再構成できるような様式でＹコードに変換される。つぎにステップ１６ ２にて、例外を有するＸコード命令のＹアドレスが、本発明による方法で後でエ ラー報告に利用できるように、メモリロケーションＹ　ＡＤＤＲにセーブされる 。

第５１ｆｆＪＡのステップ１０６と１１０に関連して上記に説明された通り、Ｙ −アドレスポインタＰＣ−ＡＥはステップ１６３と１６４にてＸグラニユール境 界に合わせられる。これによって、状態ハンドラプログラムがあるときに境界合 わせされたＹ−アドレスポインタＰＣ−ＡＥからプログラム実行を回復および継 続できる。例外種別に対する状態ハンドラの可用性は、ステップ１６５にてチェ ックされる。かかる状態ハンドラが使用可能である場合、実行はステップ１６６ の状態ハンドラに分岐する。使用不可能な場合はステップ１６７にて、ユーザモ ード例外ルーチンが、エラーを生じた変換Ｘコード命令に対応するＸコード命令 のアドレスに入手する。Ｙ　ＡＤＤＲに対応するＸ命令アドレスを入手するため の好ましい方法は、第１３図に関連して下記に詳述する。

ステップ１６８にて、エラーはＹ　ＡＤＤＲに対応するＸアドレスを有するＸて 下記に詳述する。一般に、ステップ１６８を実施するＹコードプログラムを入手 するには、Ｘコード計算装置でＸコードアプリケージタンプログラムが実行され るときに発生するエラーを報告するための既知のＸコードプログラムを変換する 。また、エラー原因の命令のアドレスとしてＸ命令のアドレスを引用するように 、引用する他のＸマシン状態情報がステップ１８１で収集されたＸマシン情報で あるように、該変換プログラムを多少修正する。従って、本発明の重要利点の一 つは、既存のＸコードデバッグルーチンが翻訳し、Ｙコードコンピュータシステ ム上で作動する変換アプリケーションプログラムのデバッグのために多少の修正 を施して利用できるようにすることである。

本発明の好適実施例においては、Ｙ　ＡＤＤＲに対応するＸ命令アドレスを入手 するためにＸ−Ｙアドレス相関表を使用する。第１Ｏ図に示すように、Ｘ−Ｙア ドレス相関表１７０には、Ｘコードアプリケーションプログラムの個々の命令の アドレス１７２と、Ｘコードアプリケーションプログラムから変換されたＸコー ドアプリケージタンプログラムの対応命令のアドレス１７３とを各々存する項目 １７１が含まれている。例えば、各アドレス１７２．１７３は、３２ビツトの長 ワードである。表中の各Ｘアドレスの命令がＹコードアプリケーションブログラ ムの一連のＸコード命令に変換された場合、表中項目の対応Ｘコード命令アドレ スは、一連の命令の最初のアドレスである。

Ｘコードアプリケーションプログラムの命令アドレスは、必ずしもすべてがＸ− Ｙアドレス相関表１７０に含まれていない方が好ましい。さもなければ、表が大 きくなりすぎてかなりのメモリ空間を費やし、表のサーチに長い時間を労するこ とになる。本発明によるエラー報告を利用すれば、更に、Ｘコードアプリケーシ ョンプログラムの部分変換を実行する際にＸコードインタープリタからリターン するために表１７０を使用できる。常時完全な変換が望ましいが、Ｘコードアプ リケーションプログラム中ですべてのＸコードを発見することの困難さにより、 必ずしもいつも完全な変換ができるわけではない。そのような場合、表１７０の Ｘコードアドレスが、Ｘコードアプリケーションプログラム中のＸコードの基本 ブロックのエントリポイントに一致すれば、Ｘコードインタプリタは、変換のＹ コードの実行に効率的にリターンできる。各基本ブロックは、該基本ブロックの 最初の既知の単一エントリポイントを育する一連の連続命令で構成されている。

実行は、基本ブロックの最初にのみ転送さネヘまた、基本ブロックの最後からの み転送される。このような状況下での部分変換およびインタープリタの動作は、 冒頭に参照したリチャードＬ、サイフによる１９９１年３月７日付は合衆国出願 第０７／６６６１９６に詳しく記載されており、該明細書の内容は参照として本 明細書に含まれている。

第１１図には、　ｒＭＡＩＮ」と呼ばれるＸコードアプリケーションプログラム の一部例が、プログラムの基本ブロックを図示するため、流れ図で記載されてい る。第一基本ブロックは、Ｘ　−ｌＮ５ＴＲＵＣＴＩＯＮ−１から成っている。

第二基本ブロックは、Ｘ−ｌＮ５ＴＲＵＣＴ［ＯＮ　−２，Ｘ−［Ｎ５ＴＲＵＣ ＴＩＱＮ　−３，Ｘ−１ＮｓＴＲＵｃＴＩＯＮ　−４から成っている。第三基本 ブロックは、Ｘ　−ｌＮ５ＴＲＵＣＴＩＯＮ　−５から成っている。

第四基本ブロックは、Ｘ　−ｌＮ５ＴＲＵＣＴＩＯＮ　−６から始まっている。

第ｉｆ図に示されているＸコード命令と、それに対応するＹコード命令Ｙ−ＩＮ ＳＴＲＵＣＴ［ＯＮ　−１〜Ｙ−ＩＮＳＴＲＵＣＴＩＯＮ　−１４の相関は、第 １０図のＸ−Ｙアドレス相関表１７０のＸコードアドレスとＸコードアドレスの 間の相関である。

本発明好適実施例においては、Ｘ−Ｙ相関表の項目でＹ　ＡＤＤＲか見つけられ ない一般的な状況において、Ｙ　ＡＤＤＲ命令に対応するＸアドレスを入手する ために境界命令ビットマツプも使用する。第１２図に、境界命令ビットマツプ１ ８５の好ましい形式か示されている。フラグ１８６のような単一ビットフラグが 長ワード１８６のような長ワードにバックされている。各フラグは１個のＸコー ド命令に対応しており、該フラグは対応Ｘコード命令が境界命令である場合に翻 訳プログラム（第１図３２）によってセットされる。

境界命令ビットマツプ１８３中のフラグもセットされてＶＡＸ”　Ｘコードの「 人為Ｊグラニユール境界を指示することが好ましい。人為グラニユール境界を指 示することは、　「正確な」　トラップを有するＶＡＸ”　Ｘコード命令を、正 確なトラップを育しないＲＩＳＣＸコード命令に変換する場合に特に育意義であ る。

命令の実行によって、例外の可不可に関係なく（例外信号の発生を除く）例外状 態が生じたときに同じ結果が出るなら（ｆ、その命令は正確なトラップを育して いる。好ましいＲＩＳＣコンピュータシステムにおいては、付加回路の複雑さと 実行サイクルで、例外状態検出後に演算命令の計算を完了する必要があるので、 演算命令は正確なトラップを育しない。但し、プログラマが正確なトラップのエ ミュレートを希望すれば、一対の命令で実現される。動作は、最初に、命令によ ってトラップを不可能にした状態でコーディングさ渋次に命令によってトラップ を可能にした状態でコーディングされる。ＲＩＳＣＹコードのＸ命令細分性を保 存するために、命令によってトラップが可能になった後で、［ドレーントラップ Ｊ　（ＤＲＡ［ＮＴ）命令がコーディングされる。ＲＩＳＣコンピュータシステ ムでは、トラップを可能にする命令と該トラップを可能にする命令の次の命令と を一緒に含む、複数の命令が同時に実行されることがあるので、ＤＲＡＩＮＴ命 令は、トラップが発生時にＸマシン状態か容易に第９図ステップ１６１に収集さ 札変換されたＸコード命令の完了に対応する適応Ｘマシン状態を形成できること を確認する。

Ｘコード命令から、トラップ可能Ｘコード命令を含む一連のＸコード命令への変 換の一特殊例を下記に示す。

タイトル　増分バイト例コード 二次のコードを複製　ＩＮＣＢ−（Ｒ１）、ＶＡＸ”細分性、結果の記憶にＰＡ Ｌルーチン使用；＝＝＝＝＝）グラニユールＶＡＸ”境界ＢＩＳ　Ｒ３１，Ｒ３ １，Ｒ２４；干渉の計数をクリアＴＯＰ：ＲＳ　Ｒ３１；割込みまたは例外を試 験するためのＰＡＬルーチンで使うフラグをセッ ト ＬＤＱＵ　Ｒ１６，−１（Ｒ１）；恐らく境界合わせされていないＬＤＡ　Ｒ１ ７，−１（Ｒ１）；バイトの境界合わせに用いるアドレス ＥＸＴＢＬ　Ｒ１６，Ｒ１７，Ｒ１８；バイトを０ＯＯＯＯＯＯＡにＳＬＬ　Ｒ １８，＃５６．　Ｒ２８、バイトをＡＯＯＯＯＯＯＯにＢＩＳ　Ｒ３１，＃１． ＲＩ９．定数１を入れるＳＬＬ　ＲＩ９．＃５６．Ｒ１９；　１０００００００ ＡＤＤＱ　Ｒ１８，Ｒ］９．Ｒ１６；ＢＯＯＯＯＯＯＯに増分（トラップ無し） ＳＲＬ　ＲＩ９．　＃５６．　ＲＩＲ、バイトをＡＯＯＯＯＯＯＯにＣＡＬＬ　 ＰＡＬ　ＴＲＮ　ＳＴＢ　、Ｒ１７の７ドレスでＲ１６のバイトを記憶 ＢＥＱ　ＲＯ，［ｌｆＴ’ＥＲＦＥＲＥ　：失敗、１分＋１１ｔ６；フールブラ ンチ予測 ５ＵＢＱ　Ｒ１，＃１．Ｒ１：自動減分（トラップ無し）を実施；　＝＝＝＝＝ ）人為グラニユール境界ＡＤＤＱ／Ｖ　Ｒ１８，Ｒ１９，Ｒ１６：動作を繰り返 し、あればオーバフロートラップを入手 ＤＲＡＩＮＴ　、あればトラップのために待機；　＝＝＝＝＝＞グラニユールＶ ＡＸ”境界：ループ反復が多すぎないか確認 ＩＮＴＥＲＦＥＲＥ；ＡＤＤＱ　Ｒ２４，＃Ｉ、Ｒ２４；　；干渉増加：：計数 ＣＭＰＵＬＥ　Ｒ２４，＃２５５．　ＲＯ、；Ｌばら＜コニｌ：？ＢＮＥ　ＲＯ ，ＴＯＰ　；　；再試行 ＢＵＧ　ＣＨＥＣＫ　；　；打切り、、。

、ＥＮＤ 本例では、ＡＤＤＱ命令は、完全な演算結果を提供するために最初はトラップ不 可状態で発生し、２度目は一連のＹコードの最後にトラップ可能状懸でＤＲＡＩ ＮＴ命令の直前に発生する。このトラップ可能命令のアドレスは、上記で「人為 グラニユール境界Ｊと記載されており、そｐ対応フラグは、境界命令ビットマツ プにセットされている。これにより、Ｘコード命令（可能トラップ以外）の結果 は人為グラニユール境界で完了するため、割り込み処理時の効率が向上する。従 って、トラップの直前に割り込みが発生したような場合、ＰＣＡＥは第５図Ａの ステップ１１０にて人為グラニユール境界に合わせらｔｔ、Ｘコード命令から変 換されたＹコードの最初において境界命令を完全バックアップすることなくＸコ ード命令細分性を保存できる。

第１３図に、Ｘ−Ｙアドレス相関表（第１０図］７ｏ）と境界命令ビットマツプ （第４２図１８５）を用いてＹコードアドレスＹ　ＡＤＤＲに対応するＸコード アドレスを発見する好ましい手順の流れ図１９０を示す。最初のステップ１９１ にて、Ｘ−Ｙアドレス相関表を探し、Ｙ　ＡＤＤＲに等しいか、それより小さい 表中最大Ｘコードアドレス（Ｙ　ＡＤＤＲＭＡＸ）を発見する。次に、ステップ １９２にて、メモＩＪロ’ｒ−ソーｘンＸ−ＡＤＤＲＥＳＳの内容を、Ｙ　ＡＤ ＤＲＭＡＸを含む表項目のＸコードアドレスと等しく設定する。次に、ステップ １９３において、Ｙ　ＡＤＤＲＭＡＸかＹ　ＡＤＤＲと等しい場合、Ｘ−ＡＤＤ ＲＥＳＳ中の所望のＸコードアドレスで第」３図の手順が終了される。等しくな い場合は、ステップ１９４にて、メモリロケーションＣ０ＵＮＴの内容がクリア され、Ｙ　ＡＤＤＲとＹ　ＡＤＤＲＭＡＸの間のＹコード境界命令数の計数が開 始される。これは、境界命令ビットマツプ精査中に実行される。

ステップ１９５にて、（Ｙ　ＡＤＤＲ）に対応する位置でビットマツプのフラグ か試験される。フラグかセットされると、ステップ＋９６にて命令の操作符号Ｙ 　ＡＤＤＲ＋４で（Ｙ命令アーキテクチャでは命令の長さは４バイトなので）検 査され、ＤＩ’２ＡＴＮＴ命令かどうか確認される。この場合、Ｙ−ＡＤＤＲの 命令はトラップ可能な命令であり、ステップ１９５で発見されてセットされた対 応フラグは、人為グラニユール境界のフラグである。フラグでセットされたが、 人為グラニユール境界のフラグではない場合、ステップ１９７にてＣ０ＵＮＴか ｌだけ増加される。

かどうかを試験するために、Ｙ　ＡＤｐＲとＹ　ＡＤＤＲＭＡＸを比較し、ＹＡ ＤＤＲがＹ　ＡＤＤＲＭＡＸより大きい場合、ステップ１９５にて精査が続く。

小さい場合、ステップ２００にて、Ｃ０ＵＮＴの値がゼロと比較される。

計数がゼロである場合、Ｘ　ＡＤＤＲＥＳＳの値はＸコード命令の所望のアドレ スであり、第９図のステップ１６８にて実行が継続される。ゼロでない場合、ス テップ２１０にて、Ｘ　ＡＤＤＲＥＳＳはＸコード命令デコードポインタとして 使用され、Ｘ命令１個を構文解析することによって進められ、ステップ２０２に てＣ０ＵＮＴが１だけ減ぜられる。計数された数のＸ命令の構文解析が終わるま でステップ２００．２０１，２０２が繰り返され、Ｘ　ＡＤＤＲＥＳＳは所望の アドレスに進められる。

第１４図に、Ｘコードアプリケーションプログラムがコンパイルされた場合に発 生されるデパック情報２２０のブロック図を示す。任意のＸコード命令アドレス に対応するソースコードの吊０．を報告可能にするため、デパック情報には追跡 情報２２１が含まれる。追跡情報には、例えば、ソースコードの容量０．に関係 のあるＸコードアドレス範囲の記録リストが含まれる。Ｘコードアドレス範囲は 、ソースコード行からコンパイルされるＸコード命令のアドレス範囲を示す。

コンパイラによっては、リンカ（第」図１８）によってリンクされるソースコー ドモジュールを分離するものもある。この場合、コンパイラはモジュール名と関 連Ｘコードアドレス範囲を記載するモジュール表（図示せず）を生成する。この 場合、コンパイラは、各モジュールごとに独立した追跡情報表も生成する。

デパック情報２２０には、また、Ｘコードアプリケーションプログラムで参照さ れたメモリアドレスとスタックロケーションを備えたアプリケーションソースコ ードにて発生する記号名と関係のある記号名情報も含まれる。記号名情報ｚ２に は、例えば、ソースコードの各大域変数と関係のあるＸコードアドレスの記録と 、ソースコードの各ルーチンに関係のあるＸコードアドレス範囲の記録が含まれ る。また、各ルーチンは、ルーチン内の各局所変数のスタックフレームオフセッ トの記録数とルーチンを関連付けることもある。記号名情報２２２の記録には、 ＡＳＣＥ　Ｉ　Ｘコードで記号名を含む記号例２２３に対するポインタも含まれ る。

第１５図では、第１４図のデパック情報を利用して、エラーと、エラーを生じた Ｘコード命令のＸ−ＡＤＤＲＥＳＳ々の関連を報告する、好ましい手順をしめす 。ステップ２３１において、追跡情報（第４４図２２１）の記録を調べ、Ｘ−Ａ ＤＤＲＥＳＳを含むアドレス範囲の記録を探す。かかる記録か発見されたら、ス テップ２３２にて、記録中のソースコードの行Ｎｏ、がプログラマまたはユーザ に報告される。ステップ２３３にて、例外種別情報からエラ一種別が判定さ娠プ ログラマまたはユーザに報告される。次に、ステップ２３４にて、記号名情報の 記録からエラーと関係かある記号名が調査される。例えば、ルーチンの記録から 、Ｘ−ＡＤＤＲＥＳＳを含むアドレス範囲の記録が調査される。関係のあるルー チンの名前が発見されると、ステップ２３５にて、その種別とＡＳＣＩＩ記号列 で報告される。記号名がサブルーチンである場合、ステップ２３６にて、エラー 報告はステップ２３７へ続く。ステップ２３７では、（第９図のステップ１６１ で収集された）Ｘマシン状態情報のスタックか調べられてサブルーチンで終わる 呼出ルーチンのチェインが追跡さね、それをプログラムまたはユーザに報告する 。

ステップ２３４と２３５では、また、エラーに関係のある大域変数および局所変 数を発見して報告する。例えば、オーバフローまたは下位けたあふれ算術エラー の場合、Ｘ−ＡＤＤＲＥＳＳのＸコード命令と、後続の命令をい（つか検査して 、演算結果が格納される大域または局所変数の結果アドレスを特定しようとする こともできる。ゼロによる除算エラーの場合は、その直前の命令をいくつか検査 して、除数が発生した大域または局所変数のソースアドレスを特定しようとする こともてきる。

第１５図の手順を利用して報告されるエラーメツセージの例には、下記か含まれ る。

ＬＩＮＥ　２００　ＩＮＴＥＧＥＲ０ＶＥＲＦＬＯＷ　ｔＮ　５ＵＢＲＯｔＪＴ ＩＮＥ　”　ＤＩＶ［ＤＥＤ″ＷＨＥＮ　ＣＡ比εＤＢＹＲＯＵＴＩＮＥ　″貼 ＩＮ　−ＡＴ　ＬＩＮＥ　５０　、ＲＥＳＵＬＴ　５ＴＯＲＥＤ　ＩＮ　ＬＯＣ ＡＬ　ＶＡＲｉＡＢＬＥ″ＴＯＴＡＬh。

ＬＩＮＥ　５００　ＦＬＯＡＴＩＮＧ−ＰＯ［ＮＴ　ＤＩＶＩＤＥ　ＢＹ　ＺＥ Ｉ’？ＯＩＮ　５ＵＢＲＯＵＴＩＮＥ　’　５ＴＯＣＫ　”@ＷＨＥＮ ＣＡＬＬＥＤ　ＢＹ　ＲＯＵＴＩＮＥ　ＭＡＩＮ　″　ＡＴ　ＬｔＮＥ　７５　 、Ｄ［ＶＩＳＯＲＦＲＯＭ　ＧＬＯＢＡＬ　ＶＡＲＩＡＢＬd “５ｔ（ＡＲＥＳ　”　。

以上の観点から、Ｘコードアプリケーションプログラムが変換された、変換元の Ｘコードアプリケーションプログラムの文脈において、Ｘコードアプリケーショ ンプログラム実行時に発生するエラ二を報告する方法とシステムを説明した。

本発明は、エラーを生じたＸコード命令に対応するＸコード命令のＸコードのア ドレスを、Ｘコード実行完了時のＸコードマシンの状態に関する適応情報と共に 、提供するものである。従って、ＸコードからＹコードに変換され、Ｘコードア プリケーションプログラムのソースコードのコンパイル中に発生したデバッグ情 報を使用するデパックルーチンによって、エラーが報告されるのである。

ｒ４０ ＦＩＧ、５Ｂ ｒフッ０ ＦＩＧ、１０ ＦＩＧ、ＩＩ 、”　２２０ 要約書 第１のコンピュータプログラムを変換して第２のコンピュータプログラムを得る に際して、第２のコンピュータプログラムの実行時におけるエラーの発生が第１ のプログラムの文脈中に報告される。そのようなエラーが発生すると、第２のコ ンピュータプログラムの実行は打ち切られ、第２のコンピュータプログラム中の エラーを発生させる原因となった命令のアドレスである第１のアドレスを判定し 、この第１のアドレスを基に第２のコンピュータプログラムが変換された元の第 」のコンピュータプログラムのアドレスを判定し、エラーが発生したことを報告 し、第２のアドレスを用いて第１のコンピュータプログラムの命令と関連するエ ラーを指し示す。好適には、第２のアドレスは、トレースバックおよび、第１の コンピュータプログラムがソースコードからコンパイルされるときに生成するシ ンボリック名情報を参照するのに用σ）られる。トレースバック情報は第１のコ ンピュータプログラムがコンパイルされた元のソースコードの行番号を提示する 。

また、シンボリック名情報は第１のプログラムの命令を含んでいるルーチンの名 前、あるいはその命令が使っている変数名を提示する。

国際調査報告 １＋＋＋＋＋−ＡｉＮ＋　ＰＣ工／ＵＳ　９２１０１７１４

Claims (22)

【特許請求の範囲】
1. １．第一コンピュータプログラムの変換である第二コンピュータプログラム実行 中に発生するエラーを報告するためのディジタルコンピュータを動作する方法で あって、前記第一コンピュータはプログラム第一命令アーキテクチャに基づいて 設定された第一命令からの命令を含み、前記第一コンピュータプログラムの前記 各命令は各々アドレスを有し、前記第二コンピュータプログラムは第二命令アー キテクチャに基づいて設定された第二命令からの命令を含み、前記第二コンピュ ータの前記各命令は各々アドレスを有し、前記第一コンピュータの前記命令のい くつかは前記第二コンピュータの複数の前記各命令に変換され、前記エラーは前 記第二コンピュータプログラムの前記命令のいずれか１個を実行することによっ て生じ、下記の各ステップから構成されることを特徴とする前記方法： （ａ）前記エラー発生時に前記第二コンピュータプログラムの実行を打ち切るス テップ、 （ｂ）前記第二コンピュータプログラムの前記命令のうちのいずれか１個の第一 アドレスを決定するステップ、 （ｃ）前記第二コンピュータプログラムの前記命令の前記いずれか１個が変換さ れた、変換元の前記第一コンピュータプログラム中の前記命令のいずれか１個の 第二アドレスを前記第一アドレスから決定するステップ、（ｄ）前記発生エラー を報告し、前記第一プログラムの前記命令の前記いずれか１個と前記エラーが関 係があることを示すために前記第二アドレスを使用するステップ。
2. ２．請求の範囲第１項に記載の方法であって、前記第一コンピュータプログラム がソースプログラムからコンパイルされ、前記第一コンピュータプログラムがコ ンパイルされるときに追跡情報が生成され、前記行数のソースコードのいずれか 対応する１個からコンパイルされた前記第一コンピュータプログラムの命令のア ドレスを備えた前記ソースプログラムのソースコードの行の行Ｎｏ．に関係ある 前記追跡情報であって、前記第一コンピュータプログラムの前記命令の前記いず れか１個がコンパイルされたソースコードの行Ｎｏ．を示すことによって前記第 一コンピュータプログラムの前記命令の前記いずれか１個と前記エラーが関係が あることを示すために前記第二アドレスが前記追跡情報と共に使用されることを 特徴とする前記方法。
3. ３．請求の範囲第１項に記載の方法であって、前記第一コンピュータプログラム がソースプログラムからコンパイルされ、前記第一コンピュータプログラムがコ ンパイルされるときに記号名情報が生成され、前記記号名情報は前記ソースプロ グラムの記号名を前記第一コンピュータプログラムのアドレスとを関連づけ、前 記エラーと関係のある記号名を特定するために前記記号名情報を参照するステッ プ、前記エラーと共に前記記号名を報告するステップを備えることを特徴とする 前記方法。
4. ４．請求の範囲第１項に記載の方法であって、前記第二コンピュータプログラム を入手するために前記第一コンピュータプログラムの変換中にアドレス相関表が 生成され、前記アドレス相関表は前記第一コンピュータプログラムの個々のアド レスと前記第二コンピュータプログラムの命令セットの第一命令のアドレスとを 有するデータ項目が含まれており、前記第二コンピュータプログラムの前記命令 セットは前記第一コンピュータプログラムの前記個々の命令から変換されたもの であり、前記第一アドレスから第二アドレスを決定する前記ステップ（ｃ）に前 記第一アドレスで前記アドレス相関表を参照するステップを含んだことを特徴と する、前記方法。
5. ５．請求の範囲第４項に記載の方法であって、前記第一コンピュータプログラム の命令のアドレスのすべてが前記相関表のデータ項目に含まれているわけではな く、前記第二コンピュータプログラムを入手するための前記第一コンピュータプ ログラム変換中に境界命令ビットマップが生成され、前記境界命令ビットマップ は前記第一コンピュータプログラムの各命令から変換された命令セットで始ます 前記第二コンピュータプログラムの命令を示し、前記第一アドレスから第二アド レスを決定する前記ステップ（ｃ）に、前記第一アドレスに対応する前記ビット マップの第一位置と前記相関表のデータ項目にある前記第二コンピュータプログ ラムのアドレスに対応する前記ビットマップの第二位置の間の前記境界命令ビッ トマップを精査するステップ、前記アドレス相関表の前記データ項目から、前記 第一コンピュータプログラムの第三アドレスを読み取るステップ、前記第三アド レスと前記命令の計数から前記第二アドレスを決定するステップ、を含んだこと を特徴とする、前記方法。
6. ６．請求の範囲第５項に記載の方法であって、前記第三アドレスから始まる選択 個数の命令の構文解析によって前記第三アドレスから前記第二アドレスが決定さ れ、前記選択個数は前記命令の計数に基づいたものである、を特徴とする方法。
7. ７．請求の範囲第５項に記載の方法であって、前記境界命令ビットマップにトラ ップ可能の前記第二コンピュータプログラムの命令の指示を含み、前記トラップ 可能の前記第二コンピュータプログラムの前記命令の指示は、前記命令の計数を 入手するための前記第一位置と前記第二位置の間の前記ビットマップの前記指示 計数中に計数されない、を特徴とする方法。
8. ８．第一コンピュータのプログラムの変換である第二コンピュータプログラム実 行中に発生するエラーを報告するためのディジタルコンピュータを動作する方法 であって、前記第一コンピュータはソースプログラムをコンパイルすることによ って生成され、前記第一コンピュータプログラムには第一命令アーキテクチャに 基づいて設定された第一命令からの命令を含み、前記第一コンピュータプログラ ムの前記各命令は各々アドレスを有し、前記第二コンピュータプログラムは第二 命令アーキテクチャに基づいて設定された第二命令からの命令を含み、前記第二 コンピュータの前記各命令は各々アドレスを有し、前記第一コンピュータの前記 命令のいくつかは前記第二コンピュータの複数の前記各命令に変換され、前記エ ラーは前記第二コンピュータプログラムの前記命令のいずれか１個を実行するこ とによって生じ、下記の各ステップから構成されることを特徴とする前記方法： （ａ）前記エラー発生時に前記第二コンピュータプログラムの実行を打ち切るス テップ、 （ｂ）前記第二コンピュータプログラムの前記命令のうち前記いずれか１個の第 一アドレスを決定するステップ、 （ｃ）アドレス変換表を参照して前記第二コンピュータプログラムの前記命令の 前記いずれか１個が変換された変換元の前記第一コンピュータプログラムの前記 命令のいずれか１個の第２アドレスを前記第一アドレスから決定するステップ、 （ｄ）前記発生エラーを報告し、前記第一プログラムの前記命令の前記いずれか １個と前記エラーが関係があることを示すために前記第二アドレスを使用するス テップ、 （ｅ）前記第一コンピュータプログラムの前記命令の前記いずれか１個がコンバ イルされた前記ソースプログラムのソースコードの位置を特定するために追跡情 報を参照するステップ、 （ｆ）前記発生エラーを報告し、前記第一コンピュータプログラムの前記いずれ か１個がコンパイルされた前記ソースプログラムの前記ソースコード位置を示す ステップ。
9. ９．請求の範囲第８項に記載の方法であって、前記第一コンピュータプログラム がコンパイルされるときに記号名情報が生成され、前記記号名情報は前記ソース プログラムの記号名を前記第一コンピュータプログラムのアドレスとを関連づけ 、前記エラーと関係のある記号名を特定するために前記記号名情報を参照するス テップ、前記エラーと共に前記記号名を報告するステップを備えることを特徴と する前記方法。
10. １０．請求の範囲第８項に記載の方法であって、前記記号名の少なくとも１つ以 上の前記記号名が、前記第一コンピュータプログラムの前記命令の前記いずれか １個がコンパイルされたソースコードを含む前記ソースプログラムのルーチンの 名前であることを特徴とする方法。
11. １１．請求の範囲第８項に記載の方法であって、前記アドレス相関表に前記第一 コンピュータプログラムの各命令のアドレスと前記第二コンピュータプログラム の前記命令セットの第一命令のアドレスとを有するデータ項目を含まれており、 前記第二コンピュータプログラムの前記命令セットは前記第一コンピュータプロ グラムの前記個々の命令から変換されたものであり、前記第一コンピュータプロ グラムの命令のアドレスのすべてが前記相関表のデータ項目に含まれているわけ ではなく、前記第二コンピュータプログラムを入手するための別記第一コンピュ ータプログラム変換中に境界命令ビットマップが生成され、前記境界命令ビット マップは前記第一コンピュータプログラムの各命令から変換された命令セットで 始まる前記第二コンピュータプログラムの命令を示し、前記（ｃ）に、前記第一 アドレスに対応する前記ビットマップの第一位置と前記相関表のデータ項目にあ る前記第二コンピュータプログラムのアドレスに対応する前記ビットマップの第 二位置の間の前記境界命令ビットマップを精査し、命令の計数をにゅうするため に前記第一位置と前記第二位置の間の前記ビットマップの前記境界命令ビットマ ップ計数指示を精査するときに、前記第一コンピュータプログラムの前記アドレ ス相関表の前記データ項目から前記第一コンピュータプログラムの第三アドレス を読み取るステップ、前記第三アドレスと前記命令の計数から前記第二アドレス を決定するステップ、を含んだことを特徴とする、前記方法。
12. １２．請求の範囲第１１項に記載の方法であって、前記第三アドレスから始まる 選択個数の命令の構文解析によって前記第三アドレスから前記第二アドレスが決 定され、前記選択個数は前記命令の計数に基づいたものである、を特徴とする方 法。
13. １３．請求の範囲第１１項に記載の方法であって、前記境界命令ビットマップに トラップ可能の前記第二コンピュータプログラムの命令の指示を含み、前記トラ ップ可能の前記第二コンピュータプログラムの前記命令の指示は前記命令の計数 を入手するための前記第一位置と前記第二位置の間の前記ビットマップの前記指 示計数中に計数されない、を特徴とする方法。
14. １４．第一コンピュータのプログラムの変換である第二コンピュータプログラム 実行中に発生するエラーを報告するためのディジタルコンピュータを動作する方 法であって、前記第一コンピュータプログラムには第一命令アーキテクチャに基 づいて設定された第一命令の命令を含み、前記第一コンピュータプログラムの前 記各命令は各々アドレスを有し、前記第二コンピュータプログラムは第二命令ア ーキテクチャに基づいて設定された第二命令からの命令を含み、前記第二コンピ ュータの前記各命令は各々アドレスを有し、前記第一コンピュータの前記命令の いくつかは前記第二コンピュータの複数の前記各命令に変換され、前記変換によ ってアドレス相関表と境界命令ビットマップを生成し、前記アドレス相関表は前 記第一プログラムの命令の各アドレスと前記各命令から変換された前記第二プロ グラムの命令セットの第一命令のアドレスを各々有するデータ項目を含み、前記 第一コンピュータプログラムの命令のアドレスのすべてが前記アドレス相関表の データ項目に含まれるのではなく、前記第一コンピュータプログラムの各命令を 変換することによって入手される命令セットの第一命令である第二プログラムの 命令を示すフラグを前記境界命令ビットマップに含み、前記エラーは前記第二コ ンピュータプログラムの前記命令のいずれか１個の実行によって生じ、下記の各 ステップから構成されることを特徴とする方法：（ａ）前記エラー発生時に前記 第二コンピュータプログラムの実行を打ち切るステップ、 （ｂ）前記第二コンピュータプログラムの前記命令のうち前記いずれか１個の第 一アドレスを決定するステップ、 （ｃ）アドレス変換表を参照して前記第二コンピュータプログラムの前記命令の 前記いずれか１個が変換された変換元の前記第一コンピュータプログラムの前記 命令のいずれか１個の第二アドレスを前記第一アドレスから決定するステップ、 但し、前記第二アドレスは、前記アドレス相関表を参照して前記相関表にて前記 第一アドレスより小さい前記プログラムの命令の最大アドレスと、前記最大アド レスと同じ表データ項目の前記第一プログラムの命令の対応アドレスを探し、 前記第一アドレスと前記最大アドレスの間のアドレスを有する前記第二プログラ ムの前記フラグによって命令の計数を入手するために前記境界命令ビットマップ を精査し、 前記対応アドレスから開始する前記第一プログラムの命令の前記計数を解析する ことによって決定される、 （ｄ）前記発生エラーを報告し、前記エラーが前記第一プログラムの前記命令の 前記いずれか１個と関係があることを示すために前記第二アドレスを使用するス テップ。
15. １５．請求の範囲第１４項に記載の方法であって、前記第一コンピュータプログ ラムはソースプログラムからコンパイルされ、追跡情報は前記第一コンピュータ プログラムがコンパイルされるときに生成され、前記追跡情報は前記ソースプロ グラムのソースコードの行Ｎｏ．と前記各ソースコード行からコンバイルされた 前記第一コンピュータプログラムの命令とを関連づけ、前記第一コンピュータプ ログラムの前記命令の前記いずれか１個がコンパイルされたソースコードの行Ｎ ｏ．を示すことによって前記第一コンピュータプログラムの前記命令の前記いず れか１個と前記エラーが関係があることを示すために前記追跡情報と共に前記第 二アドレスが使用されることを特徴とする方法。
16. １６．請求の範囲第１４項に記載の方法であって、前記第一コンピュータプログ ラムがソースプログラムからコンパイルされ、前記第一コンピュータプログラム がコンパイルされるときに記号名情報が生成され、前記記号名情報は前記ソース プログラムの記号名を前記第一コンピュータプログラムのアドレスとを関連づけ 、前記エラーと関係のある記号名を特定するために前記記号名情報を参照するス テップ、前記エラーと共に前記記号名を報告するステップを備えることを特徴と する方法。
17. １７．請求の範囲第１４項に記載の方法であって、前記境界命令ビットマップの 前記フラグがトラップ可能な前記第二コンピュータプログラムの命令も指示し、 前記トラップ可能な前記第二コンピュータプログラムの前記命令は前記精査中に 計数されないことを特徴とする方法。
18. １８．第一コンピュータのプログラムの変換である第二コンピュータプログラム 実行中の発生エラーを報告するディジタルコンピュータシステムであって、前記 第一コンピュータプログラムは第一命令アーキテクチャに基づいて設定された第 一命令の命令を含み、前記第一コンピュータプログラムの前記各命令は各々アド レスを有し、前記第二コンピュータプログラムは第二命令アーキテクチャに基づ いて設定された第二命令からの命令を含み、前記第二コンピュータの前記各命令 は各々アドレスを有し、前記第一コンピュータプログラムの前記命令のいくつか は前記第二コンピュータの複数の前記各命令に各々変換され、前記エラーは前記 第二コンピュータプログラムの前記命令のいずれか１個の実行によって生じ、下 記の各手段を組み合わせて構成されることを特徴とする前記ディジタルコンピュ ータシステム： （ａ）前記エラー発生時に前記第二コンピュータプログラムの実行を打ち切る手 段、 （ｂ）前記第二コンピュータプログラムの前記命令の前記いずれか１個の第一ア ドレスを決定する手段、 （ｃ）あどれす変換表を参照して前記第二コンピュータプログラムの前記いずれ か１個が変換された変換元の前記第一コンピュータプログラムの前記命令のいず れか１個の第二アドレスを前記第一アドレスから決定する手段、（ｄ）前記第一 コンピュータプログラムの前記命令の前記いずれか１個がコンパイルされたソー スプログラムのソースコードの場所を特定するために追跡情報を参照する手段、 （ｅ）前記発生エラーを報告し、前記第一コンピュータプログラムの前記命令の 前記いずれか１個がコンパイルされたソースプログラムのソースコードの場所を 指示する手段。
19. １９．請求の範囲第１８項に記載のディジタルコンピュータシステムであって、 前記エラーと関係のある記号名を特定するために記号名情報を参照し、前記エラ ーと共に前記記号名を報告する手段を備えることを特徴とするディジタルコンピ ュータシステム。
20. ２０．請求の範囲第１８項に記載のディジタルコンピュータシステムであって、 前記アドレス相関表に前記第一コンピュータプログラムの各命令のアドレスと前 記第二コンピュータプログラムの前記命令セットの第一命令のアドレスとを有す るデータ項目が含まれており、前記第二コンピュータプログラムの前記命令セッ トは前記第一コンピュータプログラムの前記個々の命令から変換されたものであ り、前記第一コンピュータプログラムの命令のアドレスのすべてが前記相関表の データ項目に含まれているわけではなく、前記第二コンピュータプログラムを入 手するための前記第一コンピュータプログラム変換中に境界命令ビットマップが 生成され、前記境界命令ビットマップは前記第一コンピュータプログラムの各命 令から変換された命令セットで始まる前記第二コンピュータプログラムの命令を 示し、前記アドレス変換表を参照する前記手段に、前記第一アドレスに対応する 前記ビットマップの第一位置と前記相関表のデータ項目にある前記第二コンピュ ータプログラムのアドレスに対応する前記ビットマップの第二位置の間の前記境 界命令ビットマップを精査する手段、命令の計数を入手するために前記第一位置 と前記第二位置の間の前記ビットマップの前記境界命令ビットマップ指示を計数 する手段、前記アドレス相関表の前記データ項目から前記第一コンピュータプロ グラムの第三アドレスを読み取る手段、前記第三アドレスと前記命令の前記計数 から前記第二アドレスを決定する手段、を含んだことを特徴とするコンピュータ システム。
21. ２１．請求の範囲第２０項に記載のディジタルコンピュータシステムであって、 前記第三アドレスから前記第二アドレスを決定する手段に前記第三アドレスから 始まる選択個数の命令を解析する手段を含み、前記選択個数は前記命令の計数に 基づいて選択されることを特徴とするディジタルコンピュータシステム。
22. ２２．請求の範囲第２０項に記載のディジタルコンピュータシステムであって、 前記境界命令ビットマップにトラップ可能な前記第二コンピュータプログラムの 命令の指示も含み、計数のための前記手段がトラップ可能な前記第二コンピュー タプログラムの命令の指示を計数しないことを特徴とするディジタルコンピュー タシステム。