JPH06124211A - プログラム解析装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】本発明は、Ｃソースプログラム部分が宣言か関
数定義かを判別するプログラム解析装置に関し、Ｃソー
スプログラム内の指定された関数の開始位置を、正確か
つ高速に特定できるようにすることを目的とする。 【構成】Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において、
直接宣言子または「；」の出現を検出するＤＤ検出処理
部１０を備え、ＤＤ検出処理部１０が「；」を検出する
ときには、そのＣソースプログラム部分を宣言と判定
し、一方、ＤＤ検出処理部１０が直接宣言子を検出する
ときにあって、該直接宣言子の次の入力が、「＝」
か「，」か「；」のいずれかの内の１つであることを検
出するときには、そのＣソースプログラム部分を宣言と
判定するとともに、該直接宣言子の次の入力が、それ以
外であることを検出するときには、そのＣソースプログ
ラム部分を関数定義と判定するように構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、Ｃ言語で書かれたソー
スプログラムを解析するプログラム解析装置に関し、特
に、ソースプログラム内の指定された関数名を有する関
数の開始位置を、正確かつ高速に特定できるようにする
プログラム解析装置に関する。

【０００２】プログラム言語によってソースプログラム
を記述し、それをコンパイラによって機械語に翻訳して
実行させると、プログラムミスにより、非所望の結果が
得られたり、実行途中で異常終了することがある。この
ときには、どのような条件でこの現象が発生したのかを
調べるとともに、プログラム中の誤りを発生させた原因
箇所を求める必要がある。

【０００３】その方法として、例えばデバッガと呼ばれ
る支援プログラムを用いる方法が広く用いられている。
この支援プログラムを用いると、異常終了時のＣＰＵの
レジスタや主記憶の状態をもとに、そのプログラムの中
で最後に実行されていた関数（サブルーチン）の関数名
を知ることができるので、上記の作業を効率よく実行で
きるからである。

【０００４】このような支援プログラムに加えて、指定
した関数名を有する関数の記述内容の見直しを支援する
会話型プログラムが用意されていれば、更に、その作業
効率が上がることが期待される。この会話型プログラム
は、関数名を指定してから解析を始めるまでの時間が早
いことが必要である。そのためには、指定された関数名
から、その関数の開始位置を迅速に求めることが要求さ
れる。

【０００５】

【従来の技術】Ｃ言語のプログラムは、宣言と関数定義
の集まりであるが、宣言や関数定義の区別を示したり、
それらの始まりと終わりを指示する特別の記号や文字列
は存在しない。このため、指定された関数の開始位置を
求めるには、プログラムの先頭から宣言や関数定義の終
了位置を順次画定していくことが必要である。その１つ
の方法は、プログラムの先頭から文法規則に照らして順
に解析する方法である。すなわち、コンパイラにおける
構文解析処理と同様に、解析木を生成しつつ、あるい
は、プログラムの細部に至るまでＣ言語の生成規則を適
用しながら、１つ１つの宣言や関数定義の終了位置を画
定していく方法である。

【０００６】また、別の方法としては、コンパイラが翻
訳処理を行った際に、各関数の開始行位置をシンポル情
報としてオブジェクトプログラムの中に出力してくるの
で、それを利用する方法もある。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、前者の
従来技術に従うと、プログラムの先頭から文法規則に照
らして順に解析しつつ、あるいは、プログラムの細部に
至るまでＣ言語の生成規則を適用しながら、１つ１つの
宣言や関数定義の終了位置を画定していくことから、目
的の関数に到達するまでに時間がかかるという問題点が
ある。

【０００８】また、後者の従来技術に従うと、前者の従
来技術よりも高速処理が可能であるものの、厳密な意味
での開始行を示さず、例えば関数名の存在する行を示す
ことがあるという問題点がある。また、Ｃ言語では、１
行に複数の関数を記述することも理論的には可能である
ことから、行位置によって関数の開始位置を示すことが
不可能な場合もあるという問題点もある。

【０００９】本発明はかかる事情に鑑みてなされたもの
であって、文法的に誤りのないことの保証されているＣ
言語のソースプログラムを処理対象として、そのＣ言語
のソースプログラム内の指定された関数の開始位置を、
正確かつ高速に特定できるようにする新たなプログラム
解析装置の提供を目的とする。

【００１０】

【課題を解決するための手段】図１に本発明の原理構成
を図示する。図中、１は本発明により構成されるプログ
ラム解析装置であって、Ｃソースプログラムをトークン
を単位として入力する構成を採って、入力Ｃソースプロ
グラム部分が宣言か関数定義かを判定するよう処理する
もの、２はスキャナ装置であって、プログラム解析装置
１の解析対象となるＣソースプログラムをトークンを単
位として分解して、その分解したＣソースプログラムを
プログラム解析装置１に入力するよう処理するものであ
る。

【００１１】本発明により構成されるプログラム解析装
置１は、入力Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外におい
て、直接宣言子または「；」の出現を検出するＤＤ検出
処理部１０と、ＤＤ検出処理部１０の検出結果を受け取
り、それに続く入力トークンの識別処理を実行すること
で、入力Ｃソースプログラム部分が宣言か関数定義かを
判定する識別処理部１１と、例えば識別処理部１１に展
開されて、宣言／関数定義の終了位置を検出する終了位
置検出部１２と、ユーザ定義の型名（int やcharに相
当）を管理する定義型名一覧表１３と、定義型名一覧表
１３への登録処理を実行する型定義処理部１４とを備え
る。

【００１２】

【作用】本発明では、ＤＤ検出処理部１０は、入力Ｃソ
ースプログラム部分の｛ ｝外において「；」の出現を
検出すると、その「；」までを１つの宣言と判定する。

【００１３】同時に、ＤＤ検出処理部１０は、入力Ｃソ
ースプログラム部分の｛ ｝外において直接宣言子の出
現を検出する。この直接宣言子の出現の検出処理は、具
体的には、入力Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外にお
いて、「struct」、「union」または「enum」の直後に
位置しない識別子（変数名や関数名に相当）の出現を検
出するときにあって、その識別子に続く「（ ．．）」
と「〔 ．．〕」とからなる並びを読み飛ばしていっ
て、その読み飛ばし部分の最後でもって直接宣言子の出
現を検出することで実行するとともに、入力Ｃソースプ
ログラム部分の｛｝外において、「（」の出現を検出す
るときにあって、その「（」の対となる「）」を検出し
て、その「）」に続く「（ ．．）」と「〔 ．．〕」
とからなる並びを読み飛ばしていって、その読み飛ばし
部分の最後でもって直接宣言子の出現を検出することで
実行することになる。また、上で「（」の検出は抑止
し、入力Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において、
「struct」、「union 」または「enum」の直後に位置し
ない識別子の出現を検出するときにあって、その識別子
の後に出現する「）」と「（ ．．）」と
「〔 ．．〕」とからなる並びを読み飛ばしていって、
その読み飛ばし部分の最後でもって直接宣言子の出現を
検出することで実行することになる。

【００１４】ＤＤ検出処理部１０が、入力Ｃソースプロ
グラム部分の｛ ｝外において直接宣言子の出現を検出
すると、識別処理部１１は、その直接宣言子の次の入力
が、「＝」か「，」か「；」のいずれかの内の１つであ
るか否かを識別して、この３つの内のいずれかであるこ
とを検出すると、入力Ｃソースプログラム部分を宣言と
判定する。このとき、終了位置検出部１２は、識別処理
部１１により直接宣言子の次の入力が「；」であること
が検出されると、その「；」までを１つの宣言と判定す
る。また、識別処理部１１により直接宣言子の次の入力
が「＝」か「，」であることが検出されると、それに続
く対称記号外、すなわち、「（ ．．）」、
「｛ ．．｝」、
「〔 ．．〕」、「”．．”」、「’．．’」外におい
て出現する「；」を検出して、そこまでを１つの宣言と
判定する。

【００１５】一方、識別処理部１１は、直接宣言子の次
の入力が上記の３つの内のいずれでもないことを検出す
ると、入力Ｃソースプログラム部分を関数定義と判定す
る。このとき、終了位置検出部１２は、識別処理部１１
により直接宣言子の次の入力が「｛」であることが検出
されると、その「｛」の対となる「｝」を検出して、そ
こまでを１つの関数定義と判定する。また、識別処理部
１１により直接宣言子の次の入力が、「；」、「＝」、
「，」、「｛」以外のものであることが検出されると、
それに続く対称記号外において出現する「；」と「｛」
との連続対を検出し、その連続対中の「｛ 」の対とな
る「｝」を検出して、そこまでを１つの関数定義と判定
する。

【００１６】また、ＤＤ検出処理部１０が、入力Ｃソー
スプログラム部分の｛ ｝外において直接宣言子の出現
を検出すると、識別処理部１１は、その直接宣言子の中
の最初の識別子の次が「（」であり、かつ、その直接宣
言子に続く入力が、「，」か「；」であるか否かを検出
して、この状態にあることを検出すると、入力Ｃソース
プログラム部分を宣言と判定する。一方、識別処理部１
１は、その直接宣言子の中の最初の識別子の次が「（」
であるものの、その直接宣言子に続く入力が、「，」と
「；」のいずれでもないことを検出すると、入力Ｃソー
スプログラム部分を関数定義と判定する。一方、識別処
理部１１は、その直接宣言子の中の最初の識別子の次が
「（」以外であることを検出すると、入力Ｃソースプロ
グラム部分を宣言と判定する。

【００１７】そして、ＤＤ検出処理部１０は、ユーザ定
義の型名がＣソースプログラムに含まれている場合に
は、その型名をＤＤ検出処理から排除するために、入力
Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において「typedef
」の出現を検出する構成を採る。ＤＤ検出処理部１０
は、「typedef 」の出現を検出すると、入力Ｃソースプ
ログラム部分を宣言と判定する。型定義処理部１４は、
この「typedef 」検出時に、「typedef 」の後に続くユ
ーザ定義の型名を定義型名一覧表１３に登録し、ＤＤ検
出処理部１０は、このようにして定義型名一覧表１３に
登録された型名については識別子として扱わないように
することで、識別子の検出処理からの排除を実現する。

【００１８】このように、本発明によれば、解析木を生
成することなく、かつ、プログラムの細部までＣ言語の
生成規則を適用することなく、かつ、コンパイラにより
得られるシンボル情報を用いることなく、Ｃソースプロ
グラム内の指定された関数の開始位置を求めることがで
きるので、Ｃソースプログラム内の指定された関数の開
始位置を正確かつ高速に求めることができるようにな
る。

【００１９】

【実施例】以下、実施例に従って本発明を詳細に説明す
る。図２に、デジタル計算機上で実現した本発明の一実
施例を図示する。

【００２０】図中、２０は外部記憶装置に格納される解
析対象のＣソースプログラムであって、インクルード処
理やマクロ展開されたＣ言語記述のソースプログラムで
あるもの、２１は外部記憶装置に展開される関数定義一
覧表出力域であって、本発明により求められたＣソース
プログラム２０中の関数定義の位置情報を管理するもの
である。

【００２１】３０は主記憶装置上に展開されるスキャナ
プログラム、３１は主記憶装置上に展開されるプログラ
ム解析装置プログラム、３２は主記憶装置上に展開され
るＣソース入力バッファ、３３は主記憶装置上に展開さ
れる開始位置退避域、３４は主記憶装置上に展開される
定義型名一覧表、３５は主記憶装置上に展開される関数
定義一覧表である。

【００２２】スキャナプログラム３０は、ＯＳに依頼し
て、外部記憶装置上に格納されるＣソースプログラム２
０をＣソース入力バッファ３２に読み込む。続いて、Ｃ
ソース入力バッファ３２に読み込んだ文字列から、連続
するいくつかの文字を１つのトークンとして切り出して
トークン情報を作成して出力する。スキャナプログラム
３０は、１つのトークン情報を作成する度毎に、この作
成したトークン情報をプログラム解析装置プログラム３
１に渡していくよう処理する。

【００２３】スキャナプログラム３０により切り出され
るトークンには、if，else等の予約語の他、プログラマ
が定義した変数名・関数名等の識別子や、定数や、文字
列や、＋，−等の演算子等がある。Ｃ言語でいう文字定
数（’．’）や、文字列（”．．”）を１つのトークン
として扱う方法と、単独の「’」や、「”」をトークン
として扱い、かつ対称記号の１つとして扱う方法とがあ
る。以下の実施例では、前者の方法、つまり文字定数や
文字列を１つのトークンとする方法を採るものとする。

【００２４】また、スキャナプログラム３０より出力さ
れるトークン情報には、図３に示すように、トークンの
種別（識別子，if，else，＋，−等の区分）と、トーク
ンの先頭文字のファイル中における文字位置、ソースプ
ログラム中の行位置、桁位置と、トークンリテラルであ
るトークンの文字列（識別子、定数、定義された文字列
の内容等）とが含まれるものである。

【００２５】一方、プログラム解析装置プログラム３１
は、プログラム間通信によって、あるいはスキャナプロ
グラム３０をサブルーチンとして呼び出すことで順次ト
ークン情報を得る。そして、１つの宣言又は関数定義の
先頭トークンについては、トークン中にある位置情報を
開始位置退避域３３に格納しつつ、以下に説明する処理
手順に従って、入手したトークンが関数定義か宣言かを
判別し、１つの関数定義が終わる度に、その関数名と開
始位置情報とを関数定義一覧表３５に出力する。そし
て、Ｃソースプログラム２０の最後まで解析すると、関
数定義一覧表３５に展開したデータを外部記憶装置の関
数定義一覧表出力域２１に出力して処理を終了する。

【００２６】図４に、この関数定義一覧表３５のデータ
構造を図示する。この図に示すように、関数定義一覧表
３５は、関数名と、Ｃソースプログラム２０上の開始行
位置を示す開始行位置と、Ｃソースプログラム２０上の
開始桁位置を示す開始桁位置と、その関数定義のファイ
ル中における開始文字位置を示すファイル中文字位置と
を管理するデータ構造を持つものである。

【００２７】次に、プログラム解析装置プログラム３１
の実行するＣソースプログラム２０に対しての解析処理
について詳細に説明する。図５及び図６に、プログラム
解析装置プログラム３１の実行するメインルーチン処理
の処理フローの一実施例を図示する。

【００２８】プログラム解析装置プログラム３１は、図
５の処理フローに従う場合には、先ず最初に、ステップ
１で、サブルーチンの開始位置退避処理を呼び出して、
先頭トークンの位置情報を開始位置退避域３３に退避す
る。次に、ステップ２で、サブルーチンのＤＤ検出処理
を呼び出して、入力されてくるＣソースプログラム２０
の｛ ｝外において、「；」、直接宣言子（ＤＤ）、
「typedef(ＴＤ）」、「EOF （end of file)」の出現を
検出する処理に入る。

【００２９】ステップ２のＤＤ検出処理に従っ
て、「；」を検出すると、その「；」までを宣言である
と判定してステップ１に戻る。一方、「typedef 」を検
出すると、宣言であると判定するとともに、ステップ３
に進んで、サブルーチンとして型定義処理を呼び出し
て、「typedef 」に続くユーザ定義の型名を定義型名一
覧表３４に登録してステップ１に戻る。ＤＤ検出処理
は、このようにして定義型名一覧表３４に登録された型
名については識別子として扱わないように処理すること
で、「typedef 」に続いて定義されるユーザ定義の型名
については識別子と扱わないように処理する。一方、
「EOF 」を検出すると、ステップ４に進んで、サブルー
チンの関数定義一覧表出力処理を呼び出して、関数定義
一覧表３５に展開したデータを外部記憶装置の関数定義
一覧表出力域２１に出力して処理を終了する。

【００３０】そして、ステップ２のＤＤ検出処理に従っ
て、直接宣言子（ＤＤ）を検出すると、ステップ５に進
んで、サブルーチンとして識別処理を呼び出して、その
直接宣言子の次のトークンが、「＝」か「，」か「；」
のいずれかの内の１つであるか否かを識別する。このス
テップ５の識別処理に従って、「；」を検出すると、そ
の「；」までを宣言であると判定してステップ１に戻
る。一方、「＝」か「，」を検出すると、ステップ６に
進んで、サブルーチンの終了位置検出処理を呼び出し
て、それに続く対称記号外において出現する「；」を検
出して、そこまでを宣言と判定してステップ１に戻る。

【００３１】そして、ステップ５の識別処理に従って、
直接宣言子の次のトークンが上記の３つの内のいずれで
もないことを検出すると、関数定義であると判定すると
ともに、ステップ７に進んで、サブルーチンの終了位置
検出処理を呼び出して、直接宣言子の次の入力が「｛」
であった場合は、その「｛」の対となる「｝」を検出し
て、そこまでを１つの関数定義と判定し、直接宣言子の
次の入力が「｛」以外のものであった場合は、それに続
く対称記号外において出現する「；」と「｛」との連続
対を検出し、その連続対中の「｛」の対となる「｝」を
検出して、そこまでを１つの関数定義と判定する。続い
て、ステップ８に進んで、サブルーチンの関数定義登録
処理を呼び出して、検出した関数名と、その関数の開始
位置情報を関数定義一覧表３５に登録してからステップ
１に戻る。

【００３２】このようにして、プログラム解析装置プロ
グラム３１は、図５の処理フローに従って、解析対象と
なるＣソースプログラム２０に記述される関数名と、そ
の関数の開始位置情報とを検出していくよう処理するの
である。

【００３３】一方、プログラム解析装置プログラム３１
は、図６の処理フローに従う場合には、先ず最初に、ス
テップ１で、サブルーチンのＤＤ検出処理を呼び出し
て、入力されてくるＣソースプログラム２０の｛ ｝外
において、「；」、直接宣言子の出現を検出する処理に
入る。

【００３４】ステップ１のＤＤ検出処理に従っ
て、「；」を検出すると、その「；」までを宣言である
と判定する。一方、ステップ１のＤＤ検出処理に従っ
て、直接宣言子の出現を検出すると、ステップ２に進ん
で、その直接宣言子の中の最初の識別子の次が「（」で
あったか否かをチェックし、続くステップ３で、このチ
ェック結果に従って、その直接宣言子の中の最初の識別
子の次が「（」でないことを判断するときには、入力さ
れてきたＣソースプログラム２０が宣言であると判定す
る。

【００３５】一方、ステップ３で、その直接宣言子の中
の最初の識別子の次が「（」であること判断するときに
は、ステップ４に進んで、その直接宣言子に続く次のト
ークンが「，」か「；」であるか否かを検出し
て、「，」か「；」であることを検出すると、入力され
てきたＣソースプログラム２０が宣言であると判定し、
「，」と「；」のいずれでもないことを検出すると、入
力されてきたＣソースプログラム２０が関数定義である
と判定する。

【００３６】図６に示す実施例においては、プログラム
解析装置プログラム３１は、図６の処理フローに従っ
て、解析対象となるＣソースプログラム２０の中の入力
部分が関数定義であるか、宣言であるかを判別すること
ができる。

【００３７】図７に、図５のメイン処理ルーチンの処理
フローに従う場合の状態遷移図を図示する。図中、○で
囲ってある１つ１つが状態を表しており、そこでは、同
じ名前の処理部が起動されることになる。

【００３８】初期状態は「はじめ」である。ここから、
トークン情報を読まずに、直ちに次の状態である開始位
置退避処理に移行する。ここで、先頭トークンを得て、
その位置情報を開始位置退避域３３に退避し、トークン
位置を１つ戻してからＤＤ検出処理の状態に移行する。
このようにして起動されると、ＤＤ検出処理は、トーク
ンを順次入力しつつ処理する。

【００３９】ＤＤ検出処理の結果がＴＤ終了、すなわ
ち、「typedef 」というトークンの検出であれば、図中
のＴＤを付した矢印に従って型定義処理の状態に移行す
る。ここでは、続くトークン列より、プログラマが定義
した型名を抽出して定義型名一覧表３４に追加する。型
定義処理が終了すると、再び開始位置退避処理の状態に
戻る。一方、ＤＤ検出処理により「；」が検出されると
きには、宣言終了の状態に移行し、そこまでのトークン
列が宣言であることを検出して再び開始位置退避処理の
状態に戻る。

【００４０】一方、ＤＤ検出処理の結果がＤＤ終了、す
なわち、直接宣言子の検出であれば、識別処理の状態に
移行する。ここでは、続くトークンを入力して、「；」
であるときには、宣言終了の状態に移行し、トークン列
が宣言であることを検出して再び開始位置退避処理の状
態に戻る。また、「＝」か「，」であるときには、待ち
Ｃの状態に移行して、それに続く、対称記号外において
出現する「；」を検出して宣言終了の状態に移行し、ト
ークン列が宣言であることを検出して再び開始位置退避
処理の状態に戻る。また、直接宣言子に続くトークンが
「｛」であったときには、待ちＢの状態に移行し、その
「｛」の対となる「｝」を検出し、関数終了に移行して
トークン列が関数定義であることを検出して、関数名／
関数開始位置情報を関数定義一覧表３５に登録してか
ら、再び開始位置退避処理の状態に戻る。また、直接宣
言子に続くトークンが「；」、「，」、「＝」、「｛」
のいずれでもなかった場合は、ＤＳ終了（Declaration
Specifire ／宣言指定子の検出）を行い、続いて待ちＡ
の状態に移行し、そこで、それに続く対称記号外におい
て出現する「；」と「｛」との連続対を検出すると、待
ちＢの状態に移行し、その連続対中の「｛」の対となる
「｝」を検出し、関数終了に移行してトークン列が関数
定義であることを検出して、関数名／関数開始位置情報
を関数定義一覧表３５に登録してから、再び開始位置退
避処理の状態に戻る。

【００４１】そして、ＤＤ検出処理の結果がＥＯＦ終
了、すなわち、解析対象となるＣソースプログラム２０
の終了を検出するときには、「おわり」の状態に移行し
て、関数定義一覧表３５に展開したデータを外部記憶装
置の関数定義一覧表出力域２１に出力して処理を終了す
る。

【００４２】図８に、図７中のＤＤ検出処理の詳細な状
態遷移図を図示する。初期状態は「はじめ」である。こ
こから、直ちに次の状態である「待ち」状態に移行し、
ここで、トークンを読む。この状態から出るいずれかの
矢印に付したトークンを読んだら、その矢印に従って次
の状態に移行する。それ以外であれば、同じ状態で次の
トークンを読む。

【００４３】「typedef 」というトークンを検出した場
合には、その入力トークン列は文法的には宣言に分類さ
れるが、処理の必要上、その先で型定義処理が呼ばれる
ことになる。

【００４４】「identifier」は識別子の意味である。こ
れは、英字か下線で始まり、英数字か下線からなる文字
の並びで、かつ予約語（キーワード）以外のもの（これ
を名前と呼ぶ）であるが、このような文字並びには定義
型名もある。この定義型名は、プログラマが定義した例
えば整数型int と同じように使える型の名前であり、
「typedef 」というトークンを伴った宣言において定義
されたものである。プログラムの中で、それ以前に型名
として定義された名前は型名と解釈される。それ以外の
名前は識別子と解釈される。本発明では、定義型名につ
いては識別子とは扱わないよう処理し、定義型名一覧表
３４に登録されているか否かに従ってそれを判定する。
すなわち、名前を検出する度に定義型名一覧表３４を検
索して、存在すれば型名、存在しなければ識別子と判定
するのである。

【００４５】「レベル」とは、レベル処理を意味する。
これは、例えば、「（」か「〔」か「｛」を読んだとき
に、内部のカウンタを＋１し、「）」か「〕」か「｝」
を読んだときに、そのカウンタを−１し、その結果、カ
ウンタの計数値が０になったときに復帰する処理であ
る。すなわち、対称記号の内側は外側よりもレベルが１
だけ高いと考えるのである。これは、「（」と「）」等
で囲まれた範囲を読み飛ばすのに使われる。レベル処理
の別の方法は、そこに移行した原因となった左対称記号
「（」、「〔」、「｛」の内の１つと、それに対応する
右対称記号「）」、「〕」、「｝」のいずれかのみをカ
ウントの対象とする方法である。例えば、「｛」によっ
て移行した場合には、以後「｛」によってカウンタを＋
１し、「｝」によって−１する。それ以外の対称記号で
は変化しない。「〔」や「（」についても同様である。

【００４６】「戻し」とは、入力するトークン位置を１
つ前に戻すことである。これによって、最後に読み込ん
だトークンが、次の読み込みで再びスキャナプログラム
３０より与えられることになる。

【００４７】この図８に示すように、「identifier（識
別子）」を検出すると、経過処理によって、続く
「〔 ．．〕」や「（ ．．）」がレベル処理に従って
読み飛ばされる。この意味は、ＤＤ（Direct Declarato
r 、直接宣言子）の最後まで読み飛ばすことである。ま
た、「待ち」において、「（」を検出すると、途中で識
別子の現れることを予期しつつ対応の「）」まで読み飛
ばした後、経過処理によって、続く「〔 ．．〕」や
「（ ．．）」を読み飛ばす。そして、はじめのレベル
処理の中で識別子が現れた場合、それが関数名となる可
能性があるので、関数名仮登録処理によって識別子名を
関数定義一覧表３５に追加する。これが、後で宣言であ
ると判明した場合には、その登録を削除する。

【００４８】図９に、図７に示した識別処理の詳細な状
態遷移図を図示する。この図に示すように、識別処理で
は、ＤＤ検出処理で検出された直接宣言子の次に読み込
んだトークンが「；」、「，」、「＝」、「｛」のいず
れかであったら、それぞれを終了原因として返し、それ
以外のトークンであったら、ＤＳ終了の情報を返すよう
処理するのである。

【００４９】図１０に、図７に示した「待ち」の処理の
詳細な状態遷移図を図示する。ここで、図１０（ａ）が
「待ちＡ」の状態遷移図、図１０（ｂ）が「待ちＢ」の
状態遷移図、図１０（ｃ）が「待ちＣ」の状態遷移図で
ある。

【００５０】この図１０（ａ）に示すように、「待ち
Ａ」では、対称記号「（ ）」、「〔〕」、「｛ ｝」
の外で、「；｛」というトークン列を検出したら処理を
終了する。また、図１０（ｂ）に示すように、「待ち
Ｂ」では、対称記号「（ ）」、「〔 〕」、
「｛ ｝」の外で、「｝」というトークンを検出したら
処理を終了する。これは、既に読み込まれた「｛」と対
をなす「｝」を検出するために使われる。また、図１０
（ｃ）に示すように、「待ちＣ」は、対称記号
「（ ）」、「〔 〕」、「｛ ｝」の外で、「；」と
いうトークンを検出したら処理を終了する。

【００５１】図１１に、図７中の各状態において検出さ
れたトークン列と、それが宣言であるか関数定義である
かの対応を図示する。図１２に、本発明の別の実施例を
図示する。図中、１は本発明に係るプログラム解析装置
であって、Ｃソースプログラムをトークンに分解するこ
となく、文字を単位として順次入力する構成を採って、
入力ソースプログラム部分が宣言か関数定義かを判定す
るよう処理するものである。２ａはフィルター処理部で
あって、入力文字列中より、対称記号内部の出力を抑止
し、名前を認識してまとめて出力し、また、数値定数を
認識して出力を抑止し、その他の特殊文字はその都度１
文字ずつ出力するものである。図中に示すＤＤ検出処理
部１０以下の処理は図１に示すものと同じである。

【００５２】図１２に示すモード指定は、フィルター処
理部２ａのモードを切り換えるもので、ＤＤ検出処理部
１０が「typedef 」という名前を検出した場合に、続い
て起動される型定義処理部１４が指示する。その後は、
フィルター処理部２ａを通して、ソースプログラムのす
べての文字がそのまま型定義処理部１４に渡される。型
定義処理部１４は、通常のＣコンパイラの解析処理を行
い、「typedef 」以下の宣言を解析し定義型名を登録す
る。その後、フィルター処理部２ａのモードを元（通常
モード）に戻す。

【００５３】図１３に、ディジタル計算機上で実現した
図１２の実施例の詳細構成を図示する。図中、３０ａは
フィルタープログラムで、フィルター処理部２ａの機能
を処理するものである。フィルター処理部２ａの出力
は、文字情報として、名前や特殊文字毎にプログラム解
析プログラム３１に渡される。図中に示すプログラム解
析プログラム３１以下の処理は図２に示すものと同じで
ある。フィルターには、モードとして通常モードと透過
モードとがあり、透過モードでは、「｛」等の対称記号
に属する特殊文字も出力される。

【００５４】図１４に、フィルタープログラム３０ａの
入出力情報を図示する。解析対象となるプログラムは、
Ｃソース文字情報として入力される。これを内部で対称
記号、名前、数値定数、空白類、特殊文字に分類し、そ
のうち最外の対称記号と名前と特殊文字を出力する。こ
こで、名前とは、識別子や定義型名であり、特殊文字と
は、＋− ．等の演算子である。

【００５５】次に、フィルタープログラム３０ａの機能
をより詳細に示す。フィルタープログラム３０ａは、Ｃ
ソースの文字を先頭から順に出力し、特殊文字と名前を
出力する。

【００５６】 ＊ 対称記号対〔 ．．〕、
｛ ．．｝、”．．”、’．．’の内部の出力を抑止す
る。 ＊ 下線か英字で始まり、下線と英数字が続く範囲を名
前として１回にまとめて出力する。

【００５７】 ＊ 数字で始まり、．＋−と英数字が続く範囲を数値定
数としてまとめ、出力を抑止する。 ＊ 空白類（空白、タブ、改行文字等）は出力を抑止す
る。

【００５８】＊ 特殊文字（英数字、下線、対称記号以
外）についてはそのまま出力する。 透過モードでは、対称記号の内部も出力する。なお、
（ ）は文法的には対称記号対であるが、ＤＤ検出処理
部１０がその内部を必要とするためここでは除外する。

【００５９】図１５に、フィルタープログラム３０ａの
出力情報形式を図示する。名前の場合は、図１５（ａ）
に示すように、種別を０として、その先頭文字の行番号
と名前の文字列が続く。特殊文字の場合は、図１５
（ｂ）に示すように、種別を１として、その行番号と文
字コードが続く。

【００６０】次に本発明に係るプログラム解析装置の処
理の正当性について検証する。以下は文法的に正しいＣ
プログラムのみを扱う。一般にＣソースプログラムは改
行文字などを含めて、全体が一つの文字列として格納さ
れているが、スキャナはその先頭からトークンとよばれ
る文字列の単位を取り出し、それを順にプログラム解析
装置に与えるものである。本発明の実施例としては、ほ
かにソースプログラムをスキャナを通さずに直接文字列
として入力する方法も可能である。

【００６１】図７に示す前記実施例におけるプログラム
解析装置が入力トークン列を function.definition（関
数定義）と declaration（宣言）に類別し、かつその終
了位置を検出することを示そう。

【００６２】この処理を繰り返すと、Ｃプログラムを構
成するすべての function.definitionと declarationが
抽出できることになる。トークンには、たとえば（，）
などの特殊記号や、if, else, for などの予約語、プロ
グラマが定義した変数名、関数名、数値定数、文字定数
などがある。トークンとトークンの間に、空白類とよば
れる文字が存在した場合、それはスキャナによって除去
される。Ｃ言語でいう文字定数（ '.'）や文字
列（"..." ）はスキャナによって一つのトークンとして
出力される。そのため、本発明の実施例では引用符 'や
"がトークンとして現れることはない。

【００６３】ただし、スキャナを使わない方法において
は、それらは対称記号として扱う必要がある。はじめ
に、プログラム言語に関する一般論を述べる。

【００６４】以下、言語は文脈自由言語であって曖昧で
ないものとする。Ｃ言語はこの条件を満足する。生成規
則、文脈自由文法、終端記号、非終端記号、開始記号、
解析木などの定義は省略する。これらの用語について
は、たとえば「コンパイラ（Ａ．Ｖ．エイホ、Ｊ．Ｄ．
ウルマン著、土居範久訳、培風館発行、初版１９８６年
３月３０日発行）」を参照されたい。

【００６５】Ｃ言語の生成規則は「プログラミング言語
Ｃ 第２版（カーニハン、リッチー著、石田晴久訳、共
立出版株式会社発行、初版１９８９年６月１５日発
行）」（以下、これをＫ＆Ｒと呼ぶ）の付録Ａに示され
ている。以後使用する記号はこれに基づいている。

【００６６】スキャナは文字定数 '.'をトークン const
ant として、また文字列 "..."をトークン string とし
て分類する。プログラム解析装置はそれぞれを constna
t, string として認識し、その内容は使用しない。

【００６７】以下、トークンと終端記号は同じ意味であ
る。 定義 終端記号と非終端記号を合わせて記号とよぶ、記号から
なる列を文形式という。 定義 Ａ：γを生成規則とし、αおよびβを任意の文形式とす
ると、文形式αＡβに対してこの生成規則（文法規則と
もいう）が適用できて、 αＡβ⇒αγβ である。生
成規則の適用を順にくりかえして α₁ ⇒α₂ ⇒ ・・
・⇒α_n となるならば、α₁ からα_n が導出されるとい
う。また上のような系列 α₁ ⇒α₂ ⇒・・・⇒α_n を
導出あるいは導出系列という。一つ一つの α_i ⇒α
_i+1 を導出ステップという。 注_. 記号：の左を左辺、右を右辺とよぶ。

【００６８】文脈自由言語の場合、左辺は一つの非終端
記号、右辺は文形式である。同じ左辺を持つ規則が複数
存在することもある。 記号：の代わりに→を使うことも多い。

【００６９】一つの導出ステップには一つの規則が適用
されている。 例 Ａ：ａｂｃ が生成規則（の一つ）であるとき、 ｐＡｑｒ⇒ｐａｂｃｑｒ である。ここでａ，ｂ，ｃ，
ｐ，ｑ，ｒは記号である。

【００７０】予約語とは、プログラミング言語において
あらかじめ定義された、固定した意味をもつ名前であ
る。たとえば if, struct, unionなどはＣ言語の予約語
である。以下、綴りが固定しているという意味で予約語
はすべて大文字で、 IF, STRUCT, UNIONなどのように示
す。一方、プログラマがその内容を自由に定義できるも
のは小文字で示した。また、非終端記号も translatio
n.unit などのようにすべて小文字で示した。また iden
tifier （識別子）や constant （定数）などは、プロ
グラマが内容を定義できるという意味で小文字で示し
た。しかしこれらは本実施例では終端記号として扱う。 定義 開始記号より導出される終端記号列を文という。

【００７１】Ｃ言語においては、開始記号は translati
on.unit である。文法的に正しいＣプログラムは一つの
文である。 定義 終端記号の対（ｘ_i,ｙ_i ）（i=1,,n）からなる集合であ
って、ｘ_i とｙ_i をすべて集めたとき重複するものがな
く、かつ、次の「対称記号対である条件」を満たすと
き、それらの対を対称記号対という。またｘ_i を左対称
記号、ｙ_i を右対称記号という。またそれらを単に対称
記号ともいう。 ［対称記号対である条件］ｘ_i およびｙ_i （j=1,,n）は
規則の右辺に現れるときは同時に現れ、かつその規則は
次の形をしている。

【００７２】Ｂ：αｘ_i βｙ_i γ ここで、Ｂは非終端記号、α，β，γはいずれもｘ_j と
ｙ_j （j=1,,n）を含まない文形式である。このような形
式の規則をＢ型とよび、右辺に対称記号を含まない規則
をＡ型とよぶことにする。

【００７３】 Ａ：α （Ａ型） Ｃ言語において｛ と ｝、（ と ）、［ と ］は
対称記号対である。 定義 ２つの対称記号ｘ_i とｙ_i が文α上で対応するとは、開
始記号からαへのある導出において、それらが同じステ
ップで生成されたものであることをいう。つまり、ｘ_i
とｙ_i がそこで適用された規則の右辺に存在したもので
あることをいう。

【００７４】従って、対応する対称記号の一方は左対称
記号、他方は右対称記号である。以下、ｘ_i とｙ_i を並
べて示した場合、とくに断らなければｘ_i を左対称記
号、ｙ_i を右対称記号とする。 補題１ 任意の非終端記号より導出される終端記号列において、
最初（最も左）に現れる対称記号は左対称記号である。 証明 非終端記号より終端記号列への導出系列を考える。対称
記号に関する仮定より、その上の各導出ステップにおい
て、ｘ_i かｙ_i が新たに現れるとすれば同時に、かつｘ
_i がｙ_i の左方に現れる。一方、導出の定義から明らか
なように、すべての導出ステップは以前の終端記号を消
去せず、かつそれらの順序を保存する。従って一旦導出
されたｘ_i とｙ_i の前後関係は変わらない。従って終端
記号列上最初に現れるのはいずれかのｘ_i つまり左対称
記号である。■ 補題２ 任意の非終端記号より導出される終端記号列において、
対称記号ｘ_i とこれに対応する対称記号ｙ_i よりそれぞ
れ解析木上で上（根の方）に枝を辿っていくと、あるノ
ードで合流するが、それらのｘ_i とｙ_i はそのノードの
子である。 証明 一方のトークンｘ_i の親ノードをＮとすると、Ｎにおい
て適用された規則によってこのｘ_i が生成されたことに
なる。対応の定義から、他方のトークンｙ_i も同じ規則
によって生成され、従ってＮの子である。よってｘ_i と
ｙ_i より上に辿るとＮで合流し、ｘ_i とｙ_i はともにＮ
の子である。■ 系 任意の非終端記号より導出される終端記号列において、
対応するｘ_i とｙ_i がそれぞれ異なる非終端記号の子孫
であることはない。

【００７５】たとえば、ａ⇒..ｂ..ｃ..⇒..ｘ_i ..
ｙ_i .. でｘ_i とｙ_i が対応し、かつそれぞれが非終端
記号ｂ，ｃの子孫であることはない。 定義 カウンタ処理 入力：終端記号列とその上の一つのトークン位置 処理：はじめ、内部のカウンタを０とする。与えられた
トークン位置（開始トークン位置）から、その位置のト
ークンを含めてトークンを順に右に見ていき、もし左対
称記号を見たらカウンタを＋１し、右対称記号を見たら
−１する。これを入力列の最後まで続ける。 とくに開
始トークン位置を示さない場合は、入力の先頭から行う
ものとする。 補題３ 対称記号を含まない文形式αより導出された終端記号列
ωに対して、ωの中の任意の左対称記号ｘ_i よりカウン
タ処理を開始した場合、ｘ_i に対応する対称記号はその
後カウンタ値が最初に０に戻ったときの記号である。 証明 ３段階に分けて証明する。 ［１］対称記号を含まない文形式αより導出された終端
記号列ωに対して、ωの先頭よりカウンタ処理を行う
と、ωの最後ではカウンタ値は０となる。

【００７６】カウンタ処理の定義から明らかなように、
ωの最後におけるカウンタの値はω中の左対称記号の個
数から、右対称記号の個数を引いたものに等しい。αよ
りωへの導出の各ステップにおいて適用された規則はＡ
型かＢ型かのいずれかである。Ａ型の場合はその前後で
左・右対称記号の数は変わらない。Ｂ型の場合は左対称
記号と右対称記号が１個ずつ増える。従って導出の各ス
テップにおいて左対称記号と右対称記号の個数の差は不
変である。はじめαに含まれる左・右対称記号の個数は
ともに０個で等しかった。従ってωにおいても左・右対
称記号の個数は等しい。従ってωに対してカウンタ処理
を行えば結果は０となる。 ［２］上のωに対するカウンタ処理の途中において、カ
ウンタ値は常に正か０である。

【００７７】αよりωへの導出ステップ数ｎに関する帰
納法で証明する。ｎ＝０ の場合、αとωは一致し、α
が終端記号列となり、仮定から対称記号を含まず、した
がってカウンタ値は最後まで常に０である。

【００７８】ｎ＞＝０の場合にカウンタ値が常に正が０
であると仮定して、ｎ＋１の場合にもそうであることを
示そう。αよりωへの導出において最初に適用されたＢ
型の規則を次のものとする。

【００７９】Ｂ：ｐｘ_i ｑｙ_i ｒ ここでｐ，ｑ，ｒは対称記号を含まない文形式である。
非終端記号ｐ，ｑ，ｒより、ω中の対応する部分への導
出ステップ数はいずれもｎ以下であるから、［１］およ
び帰納法の仮定よりｐ，ｑ，ｒに対するカウンタ処理の
最後の値は０で、途中の値は正か０である。

【００８０】ｐｘ_i ｑｙ_i ｒより導出されたωに対して
カウンタ処理を行うと、ｐの部分において正か０、ｘ_i
において１となり、ｑの部分においては単独にｑより導
出されたωの部分を入力した場合のカウンタ値に常に１
を加えた値を経過して最後に１となり、ｙ_i において１
から０となり、ｒの部分において常に正か０を経過す
る。結局ωにおいてカウンタ値は常に正か０である。 ［３］補題３の証明 αよりωへの導出の中で、ｘ_i を生成した導出ステップ
で適用された規則は次の形である。

【００８１】Ｂ：ｐｘ_i ｑｙ_i ｒ ここでｐ，ｑ，ｒは対称記号を含まない文形式である。
このｘ_i よりカウンタ処理を開始すると、ｘ_i において
カウンタが０から１となり、以後単独にｑを入力したと
きのカウンタ値に常に１を加えた値を経過する。ｑにお
いては［１］，［２］よりカウンタ値は１以上で最後に
１となる。そこでｘ_i ｑｙ_i においてカウンタ値が最初
に０に戻るのはｙ_i においてである。これはｘ_i に対応
する対称記号であった。■以上から、カウンタ処理によ
って、文ω上の指定された左対称記号ｘ_i に対応する対
称記号ｙ_i を求めることができることがわかる。以後、
ｘ_i ..ｙ_i と表記した場合、終端記号列上でｘ_i から対
応するｙ_i までの範囲を両端を含めて意味するものとす
る。注．終端記号列を意味することが文脈上明らかな場
合、非終端記号あるいは文形式によって、それより導出
される終端記号列を表すことがある。また文形式中の非
終端記号によって、その文形式より導出された終端記号
列の中の、その非終端記号より導出された部分を表すこ
とがある。

【００８２】declaration と言った場合、declaration
より導出される終端記号列を意味する。 補題４ Ｃプログラムは function.definitionと declarationか
らなる並びである。 証明 一つのＣプログラムは開始記号 translation.unit より
導出された文である。

【００８３】translation.unit を左辺に持つ規則は以
下のとおりである。 translation.unit： external.declaration translation.unit external.declaration ゆえに、Ｃプログラムは external.declaration の並び
である。また external.declaration を左辺に持つ規則
は以下のとおりである。

【００８４】external.declaration： function.definition (1) declaration ゆえに、Ｃプログラムは function.definitionとdeclar
ation からなる並びである。■ 注．上の規則(1) は、同じ左辺を持つ２つの規則をまと
めて示したものである。すなわち(1) は次の２つの規則
と同じである。 external.declaration : function.definition external.declaration : declaration 以下に、本発明のプログラム解析装置の実施例が図７に
示す各状態から出発して、以下の各規則の右辺を入力し
た場合に、それがどのような状態遷移をするかを示す。
またそれを証明する個所を補題nnとして示す。そのあ
と、これらの補題を順に証明する。 function.definition : declaration.specifiers_opt declarator compound.statement DD検出処理──────→ DD ───識別処理──→｛───待ちB ─→｝ 補題19 declaration.specifiers_opt declarator declaration.list compound.statement DD検出処理────→ DD ───識別処理─→DS─待ちA →; ｛─待ちB →｝ 補題19 declaration.list : declaration declaration.list declaration 待ちA ─────────────→補題5 識別処理──→DS─待ちA ────→(;) 「次」補題18 declaration : declaration.specifiers ; DD検出処理───────────→; 補題15 識別処理──→DS──待ちA ─→(;) 「次」補題16 待ちA ───────────→(;) 「次」補題17 declaration.specifiers init.declarator.list ; DD検出処理───────→DD─識別処理───────→; 補題15 DD検出処理───────→DD─識別処理─→＝─待ちC →; 補題15 DD検出処理───────→DD─識別処理─→, ─待ちC →; 補題15 識別処理──→DS───待ちA ─────────→(;) 「次」補題16 待ちA ────────────────────→(;) 「次」補題17 declaration.specifiers : DD検出処理────────→補題13 DD検出処理──────→ TD 補題13 識別処理→DS─待ちA ───→補題14 待ちA ──────────→補題5 init.declarator.list : init.declarator DD検出処理───────────→ DD 補題11 DD検出処理→DD─識別処理→＝─待ちC →補題11 待ちA ───────────────→補題5 待ちC ───────────────→補題6 init.declarator.list , init.declarator DD検出処理→DD─識別処理─→, ─待ちC ───→補題12 DD検出処理→DD─識別処理─→＝─待ちC ───→補題12 待ちA ───────────────────→補題5 init.declarator : declarator DD検出処理──────→ DD 補題9 待ちA ──────────→補題5 待ちC ──────────→補題6 declarator ＝ initializer DD検出処理→DD─識別処理→＝─待ちC ─→補題10 待ちA ────────────────→補題5 待ちC ────────────────→補題6 declarator : pointer_opt direct.declarator DD検出処理───────→ DD 補題9 待ちA ───────────→補題5 待ちC ───────────→補題6 pointer : DD検出処理─────→補題7 待ちA ───────→補題5 待ちC ───────→補題6 direct.declarator : DD検出処理───────→ DD 補題8 待ちA ───────────→補題5 待ちC ───────────→補題6 注. 規則の右辺を省略したものもある。その場合は左辺
を入力するものとする。

【００８５】「DD検出処理」や「識別処理」などは図７
に示す状態の一つであり、またそこではそれぞれ同じ名
前の部分処理が起動される。 DD は direct.declaratorの略、 DS は declaration.sp
ecifiers の略である。

【００８６】***_opt はその項目が存在する場合と存在
しない場合が可能なことを示す。すなわち、存在する場
合の規則と存在しない場合の規則をひとつまとめて示し
たものである。

【００８７】ａ→DD, ａ→DSなどは状態ａにおいてDDや
DSをそれぞれ検出することを示す。 待ちA ─→(;) 「次」は、「待ちA 」処理が入力列の最
後の記号である；を読んだあと、その中の途中の状態
「次」で停止することを意味する。

【００８８】最後が→で終わっている場合は、検出対象
トークンを検出しないうちに入力トークン列の終わりに
来ることを示す。補題の順序は原則として解析木の先端
（葉）の方を先にしてある。

【００８９】以上で「ωを読み飛ばす」とは、処理が終
了せずに入力トークン列ωを最後まで読み、かつ最後の
状態が初期状態と同一となり、次の入力位置はωの次と
なることを意味する。 仮定１ function.definition の右辺における declaration.spe
cifiers には TYPEDEFは含まれない。

【００９０】これは上記カーニハン、リッチーの本の付
録Ａには示されていないが設ける。実用にされているコ
ンパイラはこれに沿っているようである。型定義の意味
からも容認できることである。 補題5 「待ちA 」は次のトークン列を読み飛ばす。 (1) declaration.specifiers (2) init.declarator.list init.declarator declarator initializer pointer direct.declarator 動作：待ちA ───────→ 証明 待ちA は図１０に示す状態遷移図から明らかなように、
対称記号対（..）［..］｛..｝の外部において；｛ と
いうトークンの並びを検出したときのみ終了する。も
し、対称記号（［｛ のいずれかを読むと、カウント処
理によって対応する ）］｝まで読み飛ばす。この読み
飛ばしは補題2 により、一つの非終端記号より導出され
る終端記号列の範囲を出ない。従って入力トークン列の
中から右端を越えてまで読み飛ばすことはない。その他
のトークンは一つ一つ読み飛ばされる。そこで、上記各
非終端記号から導出されるトークン列の中に；｛ の列
が含まれないことを示せばよい。 (1) declaration.specifiers を左辺とする規則は次の
とおりである。

【００９１】 declaration.specifiers : storage.class.specifier declaration.specifiers_opt type.specifier declaration. specifiers_opt type.qualifier declaration. specifiers_opt 従って declaration.specifiers を構成する終端記号の
集合は storage.class.specifier, type.specifier, ty
pe.qualifierを構成する終端記号の集合の和集合であ
る。それらはＣ言語の文法規則から次のとおりであるこ
とが容易にわかる。

【００９２】 これらの中に、対称記号内を除くと；は現れない。よっ
て declaration.specifiers は待ちA によって読み飛ば
される。 注. S.U.E は、struct、union 、enumのいずれかに置き
換えて読むべきものである。 (2) 先に示した規則、あるいはＫ＆Ｒからわかるよう
に、init.declarator.listを左辺とする規則の右辺に i
nit.declaratorが含まれ、これを左辺とする規則の右辺
に declarator と initializerが含まれ、 declarator
を左辺とする規則の右辺に pointerと direct.declarat
orが含まれる。

【００９３】ゆえに、init.declarator.listを構成する
終端記号の中から、 init.declarator, declarator, in
itializer, pointer, direct.declarator が構成でき
る。よって、init.declarator.listを構成する終端記号
からなる任意の列が逐次読み飛ばされることを示せば、
上のあとの各非終端記号が読み飛ばされることが言え
る。

【００９４】init.declarator.listより導出される終端
記号は、対称記号内を除くと次のトークンから構成され
る。これは機械的に得られるので詳細は省略する。その
手続きを簡単に述べると、はじめ終端記号の集合Ａを空
とし、非終端記号の集合Ｂをinit.declarator.list た
だ一つからなる集合とする。Ｂの元を一つ取り出し、そ
れを左辺とする規則をすべて集め、それらの右辺に含ま
れる終端記号と非終端記号をそれぞれＡとＢに加える。
ただし対称記号に挟まれる記号は加えない。そして同じ
処理を繰り返す。一度使用した規則は使用しないことに
する。この手続きは有限で終了し、最後に得られた終端
記号の集合Ａが求めるものである。こうして次の結果を
得る。

【００９５】init.declarator.listを構成する終端記
号： * ＝ ／＝ ％＝ ＋＝ −＝＜＜＝ ＞＞＝ * CONST VOLATILE identifier ( )［ ］＝, ＆＝ ￣
＝ ｜＝ constant string. −＞ ＋＋ −− ＆
＋ − ¬ ！ SIZEOF ／ ％ ＜＜ ＞＞＜ ＞
＜＝ ＞＝ ＝＝ ！＝ ￣ ｜ ＆＆ ｜｜ ？ ：
｛ ｝ この中に；は含まれない。従って「待ちＡ」において上
記(2) の各々は読み飛ばされる。■ 補題6 「待ちC 」は次のトークン列を読み飛ばす。

【００９６】 動作：待ちC ─────→ 証明 待ちC は図１０に示すように対称記号
対（..）［..］｛..｝の外部において；を検出したとき
のみ終了する。その読み飛ばし動作は待ちA と同じであ
る。

【００９７】補題6 の証明から明らかなように、上に示
した init.declarator以下Ｂの各記号から導出される終
端記号列の中に、その対称記号外に；が現れることはな
い。よって待ちC はＢのそれぞれを読み飛ばす。■ 補題7 DD検出処理は pointerを読み飛ばす。 入力：pointer 動作：DD検出処理───→ 証明 DD検出処理は図８に従ってはじめ対称記号対｛ ｝,
［ ］の中を除いて、；か、STRUCT,UNION,ENUM の直後
に位置しないのidentifier、または（、または TYPEDEF
を検出しようとする。

【００９８】pointer より導出される終端記号列を構成
する終端記号は、補題5 に示したのと同じ方法で、以下
のトークンであることがわかる。 * CONST VOLATILE 従って pointerは *, CONST, VOLATILE からなる列であ
る。これらの記号はDD検出処理の定義から初期状態であ
る「待ち」の状態で逐一読み飛ばされる。従って point
erは読み飛ばされ、最後の状態は「待ち」となり、次の
読み込み位置は入力列の直後となる。■ 補題8 DD検出処理が direct.declaratorを入力するとその最後
まで読み、「DD検出」により終了する。 入力：direct.declarator 動作：DD検出処理───→DD 証明 direct.declarator を左辺とする規則はＫ＆Ｒにより次
のとおりである。 direct.declarator : identifier ( declarator ) direct.declarator ［ constant.expression _opt］ direct.declarator ( parameter.type.list ) direct.declarator ( identifier.list_opt ) ゆえに、direct.declarator から導出される終端記号列
は先頭が identifierか（..）であり、続く部分
は［..］と（..）からなる列である。

【００９９】DD検出処理の定義から、（ を入力した場
合はレベル処理に移行して、対応する ）を探し、続い
て経過処理に移行し、続くトークンｘを読み、ｘが (
か［であればレベル処理によって対応する ）あるいは
］を求め、次のトークンｘを読んでこれを続ける。ｘ
が（ でも［ でもなければトークン位置を一つ戻して
「DD検出」として終了する。初期状態で identifier を
入力した場合は続くトークンｘを読み、以下同様の処理
を行う。従ってDD検出処理は direct.declaratorを入力
するとその最後まで読み、「DD検出」により終了する。
■ 補題9 DD検出処理が declarator を入力すると、その最後まで
読み、「DD検出」により終了する。 入力：declarator 動作：DD検出処理────→DD 証明 declaratorを左辺とする規則は次のとおりである。 declarator : pointer_opt direct.declarator 補題7 により、DD検出処理はpointer を読み飛ばし、続
いてdirect.declarator の先頭より読む。補題8 によ
り、DD検出処理はその最後まで読み、「DD検出」により
終了する。■ 補題10 DD検出処理が次のトークン列を入力した場合、DDを検出
し、つづいて起動される識別処理が＝を検出し、つづい
て起動される「待ちC 」がその最後まで読み飛ばす。 入力：declarator＝initializer 動作：DD検出処理→DD─識別処理→＝─待ちC → 証明 DD検出処理は始めにdeclaratorを入力するので、補題9
により、declaratorの最後まで読み、「DD検出」により
終了する。つづいて起動される識別処理が＝を入力する
ので、図９に示す識別処理の定義からそこで＝検出によ
り処理を終える。次に図７に従って「待ちC 」が起動さ
れる。

【０１００】これは initializerを入力することになる
が、補題6 より、これは initializerの最後まで読み飛
ばす。■ 補題11 DD検出処理が init.declaratorを入力すると、次のいず
れかがおこる。 DD検出処理がその最後まで読んでDD検出により終了す
る。 DD検出処理がDD検出により終了し、つづいて起動され
る識別処理が＝を検出して終了し、つづいて起動される
「待ちC 」が init.declaratorの最後まで読み飛ばす。 入力：init.declarator 動作：DD検出処理→DD DD検出処理→DD─識別処理→＝─待ちC → 証明 init.declarator を左辺とする規則は次のとおりであ
る。 init.declarator : declarator (1) declarator＝initializer (2) (1)の場合、補題9 により本補題のがおこる。

【０１０１】(2)の場合、補題10により本補題のがお
こる。■ 補題12 DD検出処理が次を入力すると次の, のいずれかがお
こる。 入力：init.declarator.list , init.declarator DD検出処理がDDを検出して終了し、つづいて起動され
る識別処理が ，を検出して終了し、つづいて起動され
る「待ちC 」がその最後まで読み飛ばす。 DD検出処理がDDを検出して終了し、つづいて起動され
る識別処理が＝を検出して終了し、つづいて起動される
「待ちC 」がその最後まで読み飛ばす。 入力：init.declarator.list , init.declarator 動作：DD検出処理→DD─識別処理→, ─待ちC → DD検出処理→DD─識別処理→＝─待ちC → 証明 init.declarator.listを左辺とする規則は次のとおりで
ある。 init.declarator.list : init.declarator init.declarator.list , init.declarator 従って init.declarator.list は一つの init.declarat
orからなるか、それに，と init.declaratorからなる並
びが続くかのいずれかである。従って本補題の入力は i
nit.declaratorに ，と init.declaratorからなる並び
が続いたものである。したがってそれは init.declarat
or.list と一致する。

【０１０２】はじめにDD検出処理は init.declaratorを
入力する。補題11により、そこに示したかがおこ
る。続く入力列は ，と init.declaratorの繰り返しで
ある。

【０１０３】の場合、DD検出処理後に図７に従って起
動される識別処理がこれを入力することになる。, を入
力すると識別処理が終了し、続いて起動される「待ちC
」がinit.declaratorと ，からなる部分を入力するこ
とになる。補題6 により init.declaratorは読み飛ばさ
れ、また図１０に示すように「待ちC 」の定義から，も
読み飛ばされる。つまり「待ちC 」はこれらを読み飛ば
す。従ってが起こる。

【０１０４】の場合、既に起動されている「待ちC 」
が ，と init.declaratorの繰り返しを入力することに
なるが、同様にして「待ちC 」はそれを読み飛ばす。従
ってが起こる。■ 系 DD検出処理が init.declarator.list を入力する
と、補題11のまたは、または補題12のまたはが
おこる。 補題13 DD検出処理は TYPEDEFを含まない declaration.specifi
ers を読み飛ばす。また、TYPEDEF を含む declaratio
n.specifiers を入力すると、TD検出により終了する。 入力：declaration.specifiers 動作：DD検出処理─────→ DD検出処理─────→TD 証明 図８に示す通りDD検出処理の定義から、次の４つのトー
クン以外は順次読み飛ばされる。

【０１０５】TYPEDEF identifier ( ; また、 identifier も STRUCT, UNION, ENUM（今後、こ
れらを S.U.Eと表すことにする）に続く場合は読み飛ば
される。

【０１０６】declaration.specifiersより導出される終
端記号列は、補題５の証明で示したように次からなる並
びの形をしている。 DD検出処理において、はじめの状態は「待ち」である。
上の個別トークン AUTO ... VOLATILEのうち TYPEDEF以
外はDD検出処理の定義から、「待ち」の状態において一
個ずつ読み飛ばされる。

【０１０７】また、それ以外であるトークン列Ａも一つ
一つ読み飛ばされ、「待ち」の状態に戻り、またその次
の読み込み位置はその直後となる。なぜなら、 S.U.E identifier ｛..｝を入力した場合 「待ち」状態で S.U.Eを入力すると図８の「次」の状態
に移行する。「次」でidentifier を入力すると、それ
は名前に属するので元の「待ち」状態に戻る。次に｛
を入力すると、レベル処理によって対応する ｝まで読
み飛ばされ、「待ち」状態に戻る。この ｝は補題2 に
よって先の｛ とともに非終端記号 declaration.speci
fiers から同時に導出されたものである。従って S.U.E
identifier ｛..｝は読み飛ばされ、「待ち」に戻る。
次の読み込み位置は ｝の次である。 S.U.E｛..｝を入力した場合 「待ち」状態で S.U.Eを入力すると「次」の状態に移行
する。「次」で｛ を入力すると、トークン位置を前に
戻したあと「待ち」の状態に戻る。「待ち」では次の読
み込みによって再び同じ｛ を読むので、定義によって
レベル処理に移行する。そこで対応 ｝まで読み飛ばし
たのち「待ち」に戻る。従って S.U.E｛..｝は読み飛ば
され、「待ち」に戻る。次の読み込み位置は ｝の次で
ある。 S.U.E identifier X を入力した場合（但しX は｛
以外のトークンである） 「待ち」状態で S.U.Eを入力すると「次」の状態に移行
する。「次」で identifier を入力すると、元の「待
ち」状態に戻る。次にX を入力すると、トークン位置を
一つ前に戻したあと「待ち」の状態に戻る。次の読み込
みトークンはX である。

【０１０８】以上の〜から、「待ち」状態において
上の３つのトークン列が読み飛ばされることが言えた。
また、その直後の読み取り位置はそのトークン列に続く
位置である。

【０１０９】以上から、TYPEDEF を含まない declarati
on.specifiers はDD検出処理によって読み飛ばされ、最
後に「待ち」状態となり、次の読み込み位置はその直後
となる。

【０１１０】TYPEDEF を含む declaration.specifiers
を入力した場合は、上に示したトークンまたはトークン
列Ａを逐次読み進むうちに、TYPEDEF を読むことになる
ため、そこでTD検出として終了する。■ 補題14 識別処理が declaration.specifiers を入力すると、DS
検出により終了し、続いて起動される「待ちA 」がその
最後まで読み飛ばす。 入力：declaration.specifiers 動作：識別処理─→DS─待ちA ─→ 証明 補題５の証明で示したように、 declaration.specifier
s は次のトークンおよびトークン列の並びである。

【０１１１】 識別処理は上の各トークンまたはトークン列Ａの先頭
（STRUCT UNION ENUM ）を入力すると、図９に示したよ
うに、 ; ,＝｛ 以外であるため、DS検出によって終了
する。次に起動される待ちA は残りの部分を入力する
が、これもやはり上の各トークンまたはトークン列A の
並びであるため、 declaration.specifiersであり、補
題5 によってその最後まで読み飛ばされる。■ これがDS検出の名前の由来である。つまり、 declarati
on.specifiers を構成するトークンを検出対象としても
よいが、上記以外のトークンを読んだらDS検出としてよ
いのである。 補題15 プログラム解析装置が declarationを入力すると、次の
いずれかを認識する。 (a) ; (b)DD ; (c)DD , ; (d)DD ＝ ; 注. 図７に示した各部分処理の検出結果の系列を、プロ
グラム解析装置の認識とよぶ。 証明 declaration を左辺とする規則は次のとおりである。 declaration : declaration.specifiers ; (1) declaration.specifiers init.declarator.list ; (2) プログラム解析装置では図７に従って始めにDD検出処理
が起動される。DD検出処理が(1) を入力した場合、補題
13によって declaration.specifiers を読み飛ばす。次
に読まれるトークンは；で、DD検出処理はこれを検出す
る。従って(a) の系列を認識する。 (2) を入力した場合、補題13によって、DD検出処理は d
eclaration.specifiersを読み飛ばす。続く入力は ini
t.declarator.list ; である。補題12の系により、 ini
t.declarator.list を入力したとき次の, , ,
のいずれかがおこる。すなわち、 DD検出処理がその最後まで読んでDD検出により終了す
る。 DD検出処理がDD検出により終了し、つづいて起動され
る識別処理が＝を検出して終了し、つづいて起動される
「待ちC 」が init.declaratorの最後まで読み飛ばす。 DD検出処理がDDを検出して終了し、つづいて起動され
る識別処理が ，を検出して終了し、つづいて起動され
る「待ちC 」がその最後まで読み飛ばす。 DD検出処理がDDを検出して終了し、つづいて起動され
る識別処理が＝を検出して終了し、つづいて起動される
「待ちC 」がその最後まで読み飛ばす。 の場合、DD検出ののち、図７に従って次に起動される
識別処理が；を検出して終了する。従って認識は DD ; となる。これは(a) にあたる。 の場合、「待ちC 」が；を入力するので、これを検出
して終了する。この場合の認識は DD ＝ ; となる。これは(b) にあたる。 の場合も同様にして、認識は DD , ; となる。これは(c) にあたる。 の場合も同様にして、認識は DD ＝ ; となる。これは(d) にあたる。■ 補題16 識別処理が declarationを入力すると、DSを検出し、続
いて起動される「待ちA 」がその最後まで読み、最終状
態は「待ちA 」の中の状態「次」となる。 入力：declaration 動作：識別処理─→DS──待ちA ─→(;) 「次」 証明 declaration を左辺とする規則は次の通りである。

【０１１２】 declaration : declaration.specifiers ; declaration.specifiers init.declarator.list ; の場合 判別処理が declaration.specifiers を入力すると、補
題14より、識別処理がDS検出によって終了し、図７に従
って続いて起動される「待ちA 」が補題５の証明から分
かるようにその最後まで読み飛ばす。続いて「待ちA 」
はの最後である；を入力し、「待ちA 」の定義から、
これを読んで「待ちＡ」の中の状態「次」となる。 の場合 判別処理が declaration.specifiers を入力すると、補
題14より、識別処理がDS検出によって終了し、続いて起
動される「待ちA 」がその最後まで読み飛ばす。続いて
「待ちA 」が init.declarator.list を入力するが、補
題5 により、「待ちA 」はその最後まで読み飛ばす。続
いて「待ちA 」はの最後である；を入力し、これを読
んで状態「次」となる。■ 補題17 「待ちA 」が declarationを入力すると、その最後まで
読み、その中の状態「次」となる。 入力：declaration 動作：待ちA ──→(;) 「次」 証明 declaration を左辺とする規則は次のとおりである。

【０１１３】 declaration : declaration.specifiers ; declaration.specifiers init.declarator.list ; , のいずれの場合も、「待ちA 」は始めに declara
tion.specifiers を読む。

【０１１４】declaration.specifiersは補題5 に示した
ように、次の終端記号および終端記号列の並びである。 「待ちA 」は；｛ というトークンの並びを読んだとき
にのみ終了する。また；を読んだ直後にのみ状態「次」
となる。上のことから、「待ちA 」は declaration.spe
cifiers をその最後まで読み、最後の状態は初期状態と
同じである。の場合、「待ちA 」は次に；を読む。従
って「次」の状態で読み終わる。の場合、「待ちA 」
は次に init.declarator.list を読む。補題5 より、
「待ちA 」はそれを読み飛ばす。続いて「待ちA 」は；
を読むので、「次」の状態で読み終わる。■ 補題18 識別処理が declaration.list を入力すると、DS検出に
より終了し、続いて起動される「待ちA 」がその最後ま
で読み、その中の状態「次」となる。 入力：declaration.list 動作：識別処理──→DS──待ちA ──→(;) 「次」 証明 declaration.listを左辺とする規則は次のとおりであ
る。

【０１１５】declaration.list : declaration declaration.list declaration 従って、declaration.listは一つ以上の declarationの
並びである。

【０１１６】識別処理がはじめ declarationを入力する
と、補題16により、DS検出により終了し、続いて起動さ
れる「待ちA 」がその最後まで読み、その中の状態
「次」となる。

【０１１７】declaration.listがただ一つの declarati
onからなる場合はこれで入力の終わりとなるので、本補
題は成立する。declaration.listが複数の declaration
からなる場合は、「待ちA 」がその中の状態「次」よ
り、続く declarationを読む。

【０１１８】declaration の先頭に｛ が来ることはな
い。なぜなら、declaration を左辺とする規則は次のと
おりである。 declaration : declaration.specifiers ; declaration.specifiers init.declarator.list ; したがって declarationの先頭は declaration.specifi
ers の先頭からなる。declaration.specifiersは補題5
に示したように、次の終端記号および終端記号列の並び
である。

【０１１９】 それらの先頭に｛ は含まれていない。従って declara
tion.specifiers の先頭に、従って declarationの先頭
に｛ が来ることはない。

【０１２０】従って、「待ちA 」の状態「次」において
declarationの先頭を読むと、トークン位置を戻し、そ
の初期状態に戻る。以後、「待ちA 」は同じ declarati
onを先頭から読む。

【０１２１】補題17より、「待ちA 」が declarationを
入力すると、その最後まで読み、その中の状態「次」と
なる。こうして、さらに declarationが続くかぎり同じ
動作を行い、最後の状態は「次」となる。 補題19 プログラム解析装置が function.definitionを入力する
と、次のいずれかがおこる。 (a) DD検出処理がDD検出によって終了し、続いて起動さ
れる識別処理が｛ を検出して終了し、続いて起動され
る「待ちB 」が ｝を検出して終了する。 (b) DD検出処理がDD検出によって終了し、続いて起動さ
れる識別処理がDS検出により終了し、続いて起動される
「待ちA 」が；｛ を検出して終了し、続いて起動され
る「待ちB 」が ｝を検出して終了する。 入力：function.definition 動作：DD検出処理─→DD──識別処理─→｛─待ちB →｝ DD検出処理─→DD──識別処理─→DS──待ちA ─→ ;｛─待ちB →｝ 証明 function.definition を左辺とする規則は次のとおりで
ある。 function.definition ; declaration.specifiers_opt declarator compound.statement declaration.specifiers_opt declarator declaration.list compound.state ment プログラム解析装置では、初めDD検出処理が起動され
る。 の場合、DD検出処理はオプション項目である declara
tion.specifiers をもし入力すれば、補題13によりこれ
を読み飛ばす。

【０１２２】続いてDD検出処理は declarator を入力す
るが、補題9 により、その最後まで読み、DD検出により
終了する。続いて起動される識別処理が compound.stat
ement を入力するが、定義からその先頭の｛ を検出し
て終了し、続いて「待ちB 」が起動される。 compound.
statement を左辺とする規則は次のとおりである。

【０１２３】compound.statement :｛declaration.list
_opt statement.list_opt ｝ このため、「待ちB 」はdeclaration.list_opt statemen
t.list_opt ｝の列を入力するが、ここで「待ちB 」は定
義により、カウンタ値を１としてからカウンタ処理を行
い、カウンタ値が０である状態で ｝を読んだときに終
了する。

【０１２４】「待ちB 」は declaration.list や state
ment.list の中の記号 ｝によって終了することはな
い。記号 ｝は右対称記号であるから、 declaration.l
ist より導出される終端記号列に含まれるとすれば、対
応する左対称記号がその中の左方に存在する。したがっ
てそれらの｛ と ｝の間でカウンタ値は１以上であ
り、従って ｝を読んだときのカウンタ値は１以上であ
る。従って「待ちB 」は declaration.list の最後まで
読み飛ばす。また最後のカウンタ値は０である。 state
ment.list についても同様である。従って compound.st
atement の右辺の declaration.list や statement.lis
t を読み飛ばす。そして最後の ｝をカウンタ値０の状
態で読み、定義からそれを検出して終了する。

【０１２５】以上から、の場合、(a) がおこる。 DD｛ ｝ の場合、DD検出処理はオプション項目である declara
tion.specifiers をもし入力すれば、補題13によりこれ
を読み飛ばす。

【０１２６】つづいてDD検出処理が declarationを入力
するが、の場合と同様に、それを最後まで読んでDD検
出により終了する。続いて識別処理が起動され、 decla
ration.list を入力すると、補題18から、識別処理はDS
検出により終了し、続いて起動される「待ちA 」がその
最後まで読み、状態「次」となる。

【０１２７】つづいて「待ちA 」が状態「次」において
compound.statement を入力する。この先頭は｛ であ
るから、「待ちA 」の定義からそれは終了する。続いて
起動される「待ちB 」がdeclaration.list_opt statemen
t.list_opt ｝の列を入力するが、と同様にしてその最
後の ｝を検出して終了する。■ 以上により、本発明に係るプログラム解析装置の処理の
正当性について検証することができた。

【０１２８】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
Ｃ言語の文法規則に則して解析することなく、かつ、コ
ンパイラにより得られるシンボル情報を用いることな
く、Ｃソースプログラム内の指定された関数の開始位置
を求めることができるので、Ｃソースプログラム内の指
定された関数の開始位置を正確かつ高速に求めることが
できるようになるのである。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理構成図である。

【図２】本発明の一実施例である。

【図３】トークン情報の説明図である。

【図４】関数定義一覧表のデータ構造の説明図である。

【図５】プログラム解析装置プログラムの実行するメイ
ンルーチン処理の処理フローの一実施例である。

【図６】プログラム解析装置プログラムの実行するメイ
ンルーチン処理の処理フローの一実施例である。

【図７】プログラム解析装置プログラムの実行する処理
フローの状態遷移図である。

【図８】ＤＤ検出処理の詳細な状態遷移図である。

【図９】識別処理の詳細な状態遷移図である。

【図１０】待ち処理の詳細な状態遷移図である。

【図１１】トークン列と判別結果例の説明図である。

【図１２】本発明の別の実施例である。

【図１３】本発明の別の実施例である。

【図１４】フィルタープログラムの入出力情報の説明図
である。

【図１５】フィルタープログラムの出力情報形式の説明
図である。

【符号の説明】 １ プログラム解析装置 ２ スキャナ装置 １０ ＤＤ検出処理部 １１ 識別処理部 １２ 終了位置検出部 １３ 定義型名一覧表 １４ 型定義処理部

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 Ｃソースプログラムを文字またはトーク
   ンを単位として入力する構成を採って、各Ｃソースプロ
   グラム部分が宣言か関数定義かを判別するよう処理する
   プログラム解析装置であって、 Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において、直接宣言
   子または「；」の出現を検出するＤＤ検出処理部(10)を
   備え、 上記ＤＤ検出処理部(10)が「；」を検出するときには、
   そのＣソースプログラム部分を宣言と判定し、 一方、上記ＤＤ検出処理部(10)が直接宣言子を検出する
   ときにあって、該直接宣言子の次の入力が、「＝」
   か「，」か「；」のいずれかの内の１つであることを検
   出するときには、そのＣソースプログラム部分を宣言と
   判定するとともに、該直接宣言子の次の入力が、それ以
   外であることを検出するときには、そのＣソースプログ
   ラム部分を関数定義と判定するよう処理することを、 特徴とするプログラム解析装置。
2. 【請求項２】 Ｃソースプログラムを文字またはトーク
   ンを単位として入力する構成を採って、各Ｃソースプロ
   グラム部分が宣言か関数定義かを判別するよう処理する
   プログラム解析装置であって、 Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において、直接宣言
   子または「；」の出現を検出するＤＤ検出処理部(10)を
   備え、 上記ＤＤ検出処理部(10)が「；」を検出するときには、
   そのＣソースプログラム部分を宣言と判定し、 一方、上記ＤＤ検出処理部(10)が直接宣言子を検出する
   ときにあって、該直接宣言子の中の最初の識別子の次が
   「（」であり、かつ、該直接宣言子に続く入力
   が、「，」か「；」であることを検出するときには、そ
   のＣソースプログラム部分を宣言と判定するとともに、
   該直接宣言子に続く入力が、それ以外であることを検出
   するときには、そのＣソースプログラム部分を関数定義
   と判定し、 更に、上記ＤＤ検出処理部(10)が直接宣言子を検出する
   ときにあって、該直接宣言子の中の最初の識別子の次が
   「（」以外であることを検出するときには、そのＣソー
   スプログラム部分を宣言と判定するよう処理すること
   を、 特徴とするプログラム解析装置。
3. 【請求項３】 請求項１または２記載のプログラム解析
   装置において、 ＤＤ検出処理部(10)は、Ｃソースプログラム部分の
   ｛ ｝外において、「struct」、「union 」または「en
   um」の直後に位置しない識別子、または「（」、または
   「；」の出現を待ち、 Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において、「struc
   t」、「union 」または「enum」の直後に位置しない識
   別子の出現を検出するときにあっては、該識別子に続く
   「（ ．．）」と「〔 ．．〕」とからなる並びを読み
   飛ばしていって、その読み飛ばし部分の最後でもって直
   接宣言子の出現を検出し、 かつ、Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において、
   「（」の出現を検出するときにあっては、該「（」の対
   となる「）」を検出して、該「）」に続く「（．．）」
   と「〔 ．．〕」とからなる並びを読み飛ばしていっ
   て、その読み飛ばし部分の最後でもって直接宣言子の出
   現を検出するよう処理することを、 特徴とするプログラム解析装置。
4. 【請求項４】 請求項１または２記載のプログラム解析
   装置において、 ＤＤ検出処理部(10)は、Ｃソースプログラム部分の
   ｛ ｝外において、「struct」、「union 」または「en
   um」の直後に位置しない識別子、または「；」の出現を
   待ち、 Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外において、「struc
   t」、「union 」または「enum」の直後に位置しない識
   別子の出現を検出するときにあっては、該識別子に続
   く、「）」と「（ ．．）」と「〔 ．．〕」とからな
   る並びを読み飛ばしていって、その読み飛ばし部分の最
   後でもって直接宣言子の出現を検出するよう処理するこ
   とを、 特徴とするプログラム解析装置。
5. 【請求項５】 請求項１ないし４記載のプログラム解析
   装置において、 ＤＤ検出処理部(10)が「；」を検出するときには、そこ
   までを１つの宣言と判定し、 一方、ＤＤ検出処理部(10)が直接宣言子を検出するとき
   にあって、該直接宣言子の次の入力が「；」であるとき
   には、そこまでを１つの宣言と判定し、 ＤＤ検出処理部(10)が直接宣言子を検出するときにあっ
   て、該直接宣言子の次の入力が「＝」か「，」であると
   きには、それに続く対称記号外において出現する「；」
   を検出して、そこまでを１つの宣言と判定し、 ＤＤ検出処理部(10)が直接宣言子を検出するときにあっ
   て、該直接宣言子の次の入力が「｛」であるときには、
   該「｛」の対となる「｝」を検出して、そこまでを１つ
   の関数定義と判定し、 ＤＤ検出処理部(10)が直接宣言子を検出するときにあっ
   て、該直接宣言子の次の入力が、「；」、
   「＝」、「，」、「｛」以外のものであるときには、そ
   れに続く対称記号外において出現する「；」と「｛」と
   の連続対を検出し、該連続対中の「｛」の対とな
   る「｝」を検出して、そこまでを１つの関数定義と判定
   するよう処理することを、 特徴とするプログラム解析装置。
6. 【請求項６】 請求項１ないし５記載のプログラム解析
   装置において、 定義型名一覧表に型名を登録する型定義処理部(14)を備
   え、 かつ、ＤＤ検出処理部(10)は、定義型名一覧表に登録さ
   れる型名については識別子と扱わない構成を採るととも
   に、更に、Ｃソースプログラム部分の｛ ｝外におい
   て、「typedef 」の出現を検出する構成を採って、 上記ＤＤ検出処理部(10)が「typedef 」の出現を検出す
   るときには、そのＣソースプログラム部分を宣言と判定
   するとともに、上記型定義処理部(14)の起動を指示し、
   この指示を受けて、上記型定義処理部(14)は、該「type
   def 」の後に続く識別子を型名として定義型名一覧表に
   登録するよう処理することを、 特徴とするプログラム解析装置。
7. 【請求項７】 請求項５記載のプログラム解析装置にお
   いて、 「（ ）」と、「｛ ｝」と、「〔 〕」と、「 ”
   ”」と、「 ’ ’」とを対称記号とすることを、 特徴とするプログラム解析装置。
8. 【請求項８】 請求項７記載のプログラム解析装置にお
   いて、 「＼’」に含まれる「 ’」と、「＼”」に含まれる
   「 ”」とについては対称記号の対象として扱わないこ
   とを、 特徴とするプログラム解析装置。
9. 【請求項９】 請求項６記載のプログラム解析装置にお
   いて、 ＤＤ検出処理部(10)は、Ｃソースプログラム中の英字か
   下線で始まり、英数字か下線が続く文字範囲を名前とし
   て検出し、該名前のうち、Ｃ言語の予約語でなく、かつ
   定義型名一覧表に登録されていない名前を識別子と扱う
   ことを、 特徴とするプログラム解析装置。