JPH06501579A - プログラミング演算の効果と従属性とを表現する方法及び装置 - Google Patents

プログラミング演算の効果と従属性とを表現する方法及び装置

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JPH06501579A JP4506687A JP50668792A JPH06501579A JP H06501579 A JPH06501579 A JP H06501579A JP 4506687 A JP4506687 A JP 4506687A JP 50668792 A JP50668792 A JP 50668792A JP H06501579 A JPH06501579 A JP H06501579A
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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】 多４語最適化コンパイラ内のエフェクトを代表するインタフェイス 発明の背景 本発明はディジタル　コンピュータ　プログラム用のコンパイラ（翻訳編集装置 ）に関し、とくに複数の異なるコンピュータ　プログラムによって使用されるの に適しており、複数の異なる目標機器（ターゲット　マシン）用のコードを発生 するコンパイラ　フレームワーク（フレーム構造）に関するものである。
コンパイラは一般に特定の原言語（ソース　ランゲージ）を、特定の動作方式を 存する特定の目標機器を動作させるに用いるターゲット　コードに翻訳するよう に構成する。例えばフォートラン（Ｆｏｒｔｒａｎ）コンパイラは、ＶＭＳ動作 システムを使用するＶＡＸアーキテクチュア（構造）を有するコンピュータ用コ ードの発生に利用でき、あるいはＭＳ／ＤＯ３を実行する８０３８６コンピユー タ用のＣコンパイラとして利用できる。これらのランゲージ・アンド・ターゲッ ト・スペシフィック・コンパイラの中間部分は、大部分か共通の構造及び機能を それぞれ分担して持っている。このため、新規なコンパイラ構造は、既存のコン パイラの構成要素のいくつかを使用し、他のものを変形することによって構成で きる。それにも係わらず、ソースランゲージ及びターゲット　マシン、の各組合 せ用に新しいコンパイラを構成するのが従来のプラクティスであり、新規な高性 能コンピュータ　アーキテクチュア（構造）を設計するとき、一般に使用される ソース　ランゲージ（原言語）のそれぞれに対する再書込みコンパイラの任務（ タスク）か主要のタスクとなる。
コンピュータ　エイデツド　ソフトウェア　エンジニャ（ＣＡＳＥ）の分野は、 コンパ・ｒう技術に大きく依存している。ＣＡＳＥツール及びプログラミング環 境は、コア　コンパイラによって構成される。これに加えてコンピュータ　ハー ドウェアのパーフォーマンス仕様は、多くの場合、コンパイラ技術と一体に包含 される。プロセッサの速度は、一般に高レベルのランゲージ　ベンチマークによ って測定され、従ってコンパイラを最適化すると、新規なコンピュータ機器の価 格のパーフォーマンス係数に影響する。
種々の異なる高レベル　ランゲージ及び異なるコンピュータアーキテクチュアに 対し、コンパイラの機能を適合させるためには、コンパイラ　フレームワークの コア構成素子の共通性を高めることか望ましい。コンパイラのフロント　エンド （前置コンピュータ）はソースのコード　モジュールに直接アクセスするので、 パスカル（Ｐａｓｃａｌ）を通訳するように構成されたコンパイラのフロン１〜 　エンドはＣ方式を通訳することはできない。同様にコンパイラの後側端（バッ ク　エンド）内のコード発生器は、ターゲット　コンピュータ　アーキテクチュ アのインストラクション　セットを使用する必要かあるので、特殊マシンとなる 。従ってより一般的に構成できるのは、コンパイラの中間構成素子である。コン パイラのフロント　エンドは、第１にソース　コ−１・を中間ランゲージに翻訳 するのが一般である。従って高レベル　ソース　ランゲージにより初め書込れた ブ０グラムは、コンパイラの内部操作用のより要素的なランゲージとして現オ］ る。このフロント　エンドは、プログラムまたはルーチンのレプレセンテーショ ン（表示）を、中間ランゲージで、いわゆるグラフとして、シンボル　テーブル と共に形成するのか普通である。これら２つのデータ構造、すなわち中間ランケ ージ　グラフ及びシンボル　テーブルかコンパイラによって内部的に使用される プログラムを表わす。従って、ユニバーサルまたは一般特性の中間ランゲージ及 びシンボル　テーブル構造を形成すると、フロン１へ　エンドに後続する構成素 子かより一般的に構成できる。
コンパイラのフロント　エンドか中間ランゲージ　グラフ及びシンボル　テーブ ルを形成した後、種々の最適化技術を一般に導入する。フロー　チャートを再配 置する。すなわちプログラムの書直しを行い、ターゲット　マシンの実行速度を 最適化する。これらの最適化のいくつかは、ターゲットに応じた特定のもの（ｔ ａｒｇｅｔ−ｓｐｅｃｉｆ　ｉｃ）であるか、多くは一般的（ｇｅｎｅｒｉｃ） なものである。共通的に使用される最適化（ｏｐｔ　１ｍ１ｚａｔ　１ｏｎ）は 、コード　モーション、強度減少等である。コンパイラの次の内部構造は、レジ スタ及びメモリ配置である。この点迄は、データ基準は何れの場所に記憶される かに関係なく、ネームにより、またはアブストラクト内で可変及び一定である。
しかしその後は、データ基準（レファレンス）はより固定した位置、例えば特定 のレジスタ及びメモリ　ディスプレースメント（未たメモリ　アドレスなし）の 如くより固定した位置に割当てられる。
この点で、レジスタの配置形態て、レジスタ内のデータをより少ないレジスタ　 レファレンスで維持するための一層の最適化が可能である。このためプログラム を再度再配置し、レジスタの利用性を最適化させる。レジスタの配置もある程度 はターゲットのマシンにより定まり、このためコンパイラの一般特性は：ターゲ ットＣＰＵのレジスタ　セットの数、サイズ、特定の割当てを規定するものを存 する必要かある。レジスタ及びメモリ割当ての次にコンパイラは、コード発生フ ェースを行い、これにおいて、オブジェクト（目的）コード　イメージを形成す る。
これらのコースはターゲット　マシンのランゲージ、またはインストラクション 　セット、すなわち特定の機械のインストラクション　セットによること当然で ある。次で目的コード　イメージにリンクさせて実行可能なパッケージを形成し 、各種ラン・タイム　モジュールの加算等を行い、これらすへてはマシンにより 特定のものである。
典型的なコンパイラ構造では、中間ランゲージ　グラフの構造、及びレジスタ及 びメモリ配置の最適化は、一般化をもっとも行い易いものである。しかし乍ら現 在もっとも一般的に使用されている高レベル　ランゲージの大幅な相違、及びタ ーゲット　マシン構造（アーキテクチュア）の相違か一般的なコンパイラ　コア 構造の実現を妨げる障害となっている。
発明の概要 本発明の１実施例においては、コンパイラ　フレームワークにジェネリック（全 体的）“ジェノじまたは制御及びシーケンシング　メカニズムを設け、さらにジ ェネリック（全体）バック　エンドを設ける（ここでコード発生器はターゲット ・スペシフィックとすること当然である）。ジェネリック　バックエンドはオブ ティマイゼーション、レジスタ及びメモリ割当て貴べ　＋１　白竺小１ヒ△゛て 小１ｍ−１，’ノフを一※士ナス　・ノ゛ノ＋　１１．　壬−ｑ　＋＋。
ならびにコード発生の機能を有する。シェルは種々のホストコンピュータで実行 され、バック　エンドのコード発生機能は任意の数のコンピュータ　アーキテク チュアのターゲットとなる。フロント　エンドはそれぞれの異なるソース　ラン ゲージ用にテーラ−（顧客化）される。これらは例えばＣｏｂｏｌ。
Ｆｏｒｔｒａｎ、　Ｐａ５ｃａｌ、Ｃ，Ｃ＋＋、　Ａｄ　ａ等である。フロント 　エンドはソース　コード　モジュールを走査し、バーズ（分析）を行い、これ らよりソース　コート内に表わされているプログラムの中間ランゲージを発生す る。この中間ランゲージは、ユニバーサルな方法で、任意のソース　コード　ラ ンゲージを表わすように構成され、このためフロント　エンドとバック　エンド 間のインタフェイスは標準フォルマットとなり各ランゲージに特定のフロント　 エンドに対し書直しを必要としない。
フロント　エンドによって形成された中間ランゲージ　レプレゼンテーションは 、構成素子ユニットとしてタプル（ｔｕｐｌｅ−一組）を基礎としている。ここ では各タプルは、例えばロード（負荷）、ストア（蓄積）、加算（アット）、ラ ベル、ブランチ等の遂行すべき単一演算を表わす。各タプルに対しフロントエン ドにより、種々の必要情報のフィールドにデータ構造か形成される。タプルの順 番のシリーズに沿って、フロント　エンドは、普通のプラクティスにより変数（ ｖａｒｉａｂｌｅ）、ルーチン、フ′＼ル％　（Ｊ）　９へ（リレノアレノス各 −メ・」９φンノ小ル　Ｔ−ノル（記号表）を生成する。タプルはブロック内に 順番付けられたシーケンス（順番）に並んでおり、ブロックは、ルーチンまたは ラベルによって開始され、ブランチ内に終わるコードの一部であり、例えはブロ ックの出発点と終了点の間ではエントリー（入）　またはエキジット（出）は許 されないようになっている。各ブロックはさらにデータ構造またはノードとなっ ており、その後位及び前位のブロックへのポインタを有している（これらはシン ボル表内のシンボルである）。互いにリンクされたブロックにより、中間ランゲ ージ　グラフと称されるフロー　グラフか形成され、これはブロック　エンドに より用いられ、最適化、レジスタ及びメモリ割当て、等を行なうプログラムを代 表する。
本発明の特徴の１つは、フロント　エンドとバック　エンド間のインタフェイス 内のエフェクト（効果ｅｆｆｅｃｔ）及び従属性（ｄｅｐｅｎｄｅｎｃｉｅｓ） を表わすメカニズムである。タプルはメモリに書込むときはエフェクトを有し、 何れか他のノートか書込みを行なった位置より読出しを行なったときはディベン ゾンシイ（従属性）を有する。種々の高レベル　ランゲージは演算の表示に異な った方法かあり、１つのランゲージ内の同じシーケンスはある結果と従属性（デ ィベンゾンシイ）を許し、他のラン独立したあるいは関係のないメカニズムを設 け、プログラム遂行の効果を記載する。このメカニズムは、コンパイラ　フロン ト　エンドに詳細なランゲージ特定情報を形成する手段を具え、コンパイラ　バ ック　エンド内のマルチ・ランゲージ　オプテイマイザ（最適化装置）にこれを 送る。このメカニズムをグローバル　オプテイマイザによって用い、共通のサブ エクスプレッション（副表示）認識及びコード　モーションを含むリーガルで有 効な最適化を決定する。タプルの中間ランゲージ及び機構は、バック　エンド（ オプテイマイザ）かフロント　エンドに質問（中間ランゲージ　グラフより情報 を得る）しうるような情報を存しており、これによってバック　エンドはターゲ ット　マシンの１つのタプルに発生したコードの遂行の際、他のタプルに対しコ ードによって計算された値か悪影響を及はすかどうかを決定することかできる。
この点に関し、バック　エンドとフロント　エンド間のインタフェイスはランゲ ージ独立性ををする。　（ｌａｎｇｕａｇｅ　１ｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔ）バック 　エンドはその服従しているランゲージを知る必要かない。この利点は、種々の バック　エンド（及びシェル）は、各ソース　ランゲージで書込まれる必要かな いことてあり、その代り、最適化コンパイラか各ソース　ランゲージに対し指定 され、各ソース　ランゲージに対してフロント　エンドに異なるランゲージ毎に ティラー（仕立化）を行なうのみて良い。
本発明の１実施例の他の特徴は、コンパイラの最適化部分内でインダクション変 数（νａｒｉａｂｌｅ）を解析する方法を使用することである。変数かループを 通じ毎時１回づつインクレメントまたはデクレメントされ、毎回ループを通じ最 大で１回連行されるときはこれをインダクション変数と称する。最適化にはこの インダクシクン変数の検出に加えて、インダクティブ　エクスプレッション（ｅ ｘｐｒｅｓｓｉｏロー−一式１表示）を検出する。これはインダクシヲン変数の 直線関数として計算しうる式である。一般にいってこの最適化の目的は、倍算を 加算で置換することであり、これはより安くかつ高速であり、（はとんどの機構 で）強度減少として知られているものである。インダクション変数の検出には、 ポテンシャル　インダクション変数の“セット（組）”を用いる必要かあり、各 ループに対しこれをダイナミック（動的）に行なうのは高価かつ複雑となるので 、ＩＤＥＦセットの構成に用いられるサイド　エフェクト　セットを用いること により改良を行なっている。
本発明の１実施例の付加的特徴は、最適化の１つに“フォールディング常数（ｆ ｏｌｄｉｎｇ　ｃｏｎｓｔａｎｔ）”　（Ｋ倍またはＫ　Ｆ　ＯＬ　Ｄルーチン と称される）を行なう機構である。この機構は、式をＪ−＋　ＭＩ−１・７Ｌ　 イ・、　ｌｘ’　ｒ　−ｊｔすｂノーｆ／訓廿へ話１【マイ１Ｌ二りある一定数 に減少させ、ルーチン中のより多く時間を必要とする計算を行なう代わりに、コ ンパイル（翻訳編集）時間に計算しうるようにするものである。重要な特徴は、 ユーザにより符号化または計算を行なう代わりに、コンパイラのフレームワーク 自体によってＫＦＯＬＤコードを形成することである。ＫＦＯＬＤビルダはフロ ント　エンドの如く機能し、丁度他のランゲージ・スペシフィック　フロント　 エンドの如く機能するか、ソース　コード入力は無く、その代わり入力は中間ラ ンゲージ内であり、オペレータのすへてのリストとデータ　タイプのすへてのリ ストよりなるのみである。その利点は、より多くＫＦＯＬＤパッケージ通過か形 成され、これはより安価に行いうろことである。
さらに他の実施例の特徴は、ＴＤモジュールと称される型式規定（ｔｙｐｅ　ｄ ｅｆｉｎｉｔｉｏｎ）機構である。このモジュールは、フロント　エンドにより 使用されるメカニズム並びにバック　エンドのコンパイラを提供し、リンカ−ま たはデバガーにより用いられるオブジェクト　モジュールと協同させるプログラ ム　タイプ情報の構成に用いられる。“タイプ情報（型式情報）”の創生は、シ ンボル　テーブル　クリエーションの文脈に入り、フロント　エンドをしてバッ ク　エンドの特定及びプログラムタイプ情報のアブストラクト表現を許容する。
ＴＤモジュールは、フロント　エ、ノｉ・に全率ノイフ（型式）及びアフストフ クト　タイプを記述するサービス　ルーチンを許容する。
これに加えて、さらにある実施例は、コード　テンプレート（型板）を用いて、 複式パス方式でコートの形成を行なう方法を特徴とする。コンパイル（翻訳編集 ）工程中、コード　テンプレートの選択及び適用は４つの異なる時に生ずる。
（１）パターン選択またはＰＡＴＳＥＬＥＣＴフェーズはＣ０ＮＴ　Ｅ　Ｘ　Ｔ 　内のパターン　マツチを行い、最良のコード　テンブレー１・の選択にパスす る。
（２）　ＴＮＡ　Ｓ　Ｓ　Ｉ　ＧＮ及びＴＮＬＩＦＥはＣ０ＮＴＥＸＴの任務を 行い、選択したタンプレートのコンチクスト（文脈）アクションの使用を用い、 式の順序の評価を解析し、テンポラリ−ネーム（ＴＮｓ）をノンローカルなライ フタイムをもってコード　テンプレートに割当てる。
（３）ＴＮＢ　ＪＮＤは選択したテンプレートのパインディングアクションの使 用をパスし、コード　テンプレートにローカルなライフタイムを有するＴＮｓを 割当てる。
（・１）最後にＣ０ＤＥは選択されたテンプレートのユース　コート発生アクシ ョンをパスし７、オブジェクト　コードの発生に導く。
本発明の新規と信じられる特徴は添付の請求の範囲に記載されている。しかし本 発明の他の特徴及び利点は、添付図面と共に、以下の特定の実施例の記載を参照 すればより良く理解されよう。
第１図は、本発明の特徴を用いたコンパイラの概略図：第２図は、本発明の各種 特徴の方法か実行されるホスト　コンピュータのブロック図による電気回路図； 第３図は、第１図のコンパイラによって、ソース　コードフオーム、中間ランゲ ージ　フオーム、トリー　フオーム及びアッセンブリ　ランゲージ　フオームに 翻訳編集（コンパイル）されるへきコードを示す図： 第４図は、第１図のコンパイラで使用されるタプル（ｔｕｐｌｅ）のデータ構造 を示す図。
第５図は、第１図のシェルの演算の論理的フロー　チャート；第６図は、常数を 含む符号の例のりスト：第７図は、本発明の１つの特徴によるタイプ（型式）の 規定を説明するためのデータ　フィールドと関係（ポインタ）の国策１図におい て、本発明の１実施例によるコンパイラ　フレームワークＩＯは、ポータプルな 、再ターゲツト可能なコンノくイラ用のランゲージに無関係なフレームワ一つて ある。このコンパイラ　フレームワークｌＯは、シェル１１と称されるポータプ ル動作システム　インタフェイス１１と、再ターゲツト可能なオプテイマイザ（ 最適化装置）並びにコード発生器（）＜・ツク　エンド）１２よりなる。シェル １１はポータプル（機械語のプログラム生成デバイスの普遍性）であり、すなわ ち数個演算システム、例えばＶＡＸ／ＶＭＳ、Ｖ、、、等ホスト　コンピュータ て実行する任意のものに適合できる。このシェルは第２図に示す如く、ホスト　 コンピユーテイング（計算）システムで演算を行なうホスト演算システム１３に よって動作し、このシステムは主として、システム　バス１６によって主メモリ １５に結合され、かつＩ１０コントローラ１８によってディスクメモリ１７に結 合されたＣＰｔＪＩ４を含んでいる。シェル１１及びコンパイラ１２はフロント 　エンド２０と組合わされて、特定のソース　ランゲージに対するポータプルは 、再ターゲツト可能なコンパイラを創出する。従って本発明のフレームワーク１ ０に基つくコンパイラは３つの基本部分より成る。
これらはシェル１１、特定のホスト演算システム１４にテーラ−されている。こ れはコンパイラのホスト　エンノくイロメント（システム環境）を決定する。
特定のソース　ランゲージ（Ｃ，Ｃ＋＋、パスカル、フォルトラン、　Ａｄａ、 　ｏｂｏｌ、等）に対するフロント　エンド２０．−一これはコンパイラのソー ス　ランゲージを決定する：特定のターゲット　マシン（ＶＡＸ、ＲＩＳＣ等の 特定の構造）に対するバック　エンド１２．−−−これはコンパイラのターゲッ ト　マシンを決定する。
シェル１１、フロント　エンド２０及びバック　エンド１２間の各インタフェイ スは固定されているので、本発明によるコンパイラの各個別構成素子は自由に交 換することかてきる。すなわちフロント　エンド２０を複数の交換可能なフロン ト　エンド、例えば１つがＦｏｒｔｒａｍ用、１つがＣｏｂｏｌ用、１つかＰａ ５ｃａｌ用、１つかＣ用等で構成することかできる。同様にＶＡＸコンピュータ のＶＭＳで動作するように作製されたシェルｌｌを、ＲＩＳＣワークステーショ ンのＵ　ｎ　ｉ　ｘのオペレーティング　システムで動作するシェル１１て置換 することができ、この間フロント　エンド２０とバック　エンド１２は何等変更 を加えないようにすることができる。
シェル１１は、ホスト　オペレーティング　システム１３とその他のコンパイラ 間の固定インタフェイスとなる。本発明のシェルはいくつかの利点を有する。第 １にシェル１１は、演算システム１３の基本的特徴に対するポータプルなインタ フェイスを提供する。例えは、フロント　エンド２０は、ホスト演算システム１ ３のファイル　システム、コマンド　ノく一シング、あるいはテープ記憶配置等 の詳細を知る必要かない。これはこれらすへてのサービスは、シェル　ルーチン によりアクセスされ、シェルは使用する演算システム１３に合うように形成（テ ーラ−）されているからである。第２にシェル１１は、いくつかのコンパイラ素 子、例えはコマンド　ライン　ノく−シンク（構文解析）、ファイル組み込みプ ロセシング、ダイアグツステイク（診断）ファイル形成素子を単一で行う素子を 設けるような重複設備を排除しうる。第３に、これらの共通の素子を使用するこ とによって、フレームワーク１０を用いて創設されたコンパイラ間に一貫性ある いは両立性（ｃｏｎｓｉｓｔｅｎｓｙ）か保証されることである。このフレーム ワークｌＯを用いるよう形成されだすへてのコンパイラは、同じフォルマットで リスト　ファイルに書き込みを行い、コマンド　ライン　りオリファイヤに同じ 処理を行い、同形のエラー　メ・ソセーシを発行する等を行う。第４に、シェル １１内に共通のシェル装置を持つことによりコンパイラの内部積分か改良される 。これは、フロント　エンド２０とバック　エンド１２か同じシェル機能を存す るからである。例えばシェル　ロケータ　パッケージの使用は、ソース　ファイ ル位置かソース　リスティング、フロント　エンド発生ダイアゴノスティク、バ ック　エンド発生ダイアゴノスティク、オブジェクト　リスティング、デバッガ −情報に両立性か得られるからである。
フロント　エンド２０はフレームワーク１０によって構成されるコンパイラの構 成素子中、翻訳すべきソース　ランゲージを理解する唯一の素子である。このソ ース　ランゲージは、コンパイラの入力を規定するソース　コード　ファイル（ モジュール）２１のテキストを創出するのに用いられるソース　ランゲージであ る。フロント　エンド２０は第１にシェル１１を呼出し、コマンド　ライン情報 を得て、ソース　ファイル２１よりテキスト　ラインを得る。第２に、フロント 　エンド２０はシェル１１を呼出し、ファイルのりスティング、ダイアグツステ イク　メツセージの書込み、並びに場合によって特殊ランゲージ用の他のファイ ルへの書込みを行う。第３にフロントエンド２０は、語案、構文、意味の解析を 行い、ファイル２０内のソース　テキス１〜を、フロント　エンド２０とバック 　エンド１２間のインタフェイス２２によって使用されるランゲージに無関係な インターナル　レプレゼンテーション（内部表現）に翻訳する。第４に、フロン ト　エンド２０は、バック　エンド１２を呼出し、インターナル　レプレセンテ ーション内の情報よりターゲット　システム　オブジェクト　コード２３を形成 する。第５にフロント　エンド２０は、ルーチンを行い、これによってバック　 エンド１２はコール　バス２４を介して、バック　エンド処理中、バック　エン ドはランゲージ特定情報を呼出す。第１図のコンパイラ　フレームワークには含 まれていないか、遂行可能でターゲット　マシーン２５を駆動するイメージを形 成するオブジェクト　モジュールまたはイメージ２３をリンクさせるリンカ−を 含んでいる。
コンパイラのハック　エンド１２かコードを創造するターゲラ）−マシン２５は ある特殊構造のコンピュータである。すなわぢ例えば、これはある特定の番号の セットとデータ幅を存するレジスタであって、そのロジックは特定のインストラ クションは特殊のインストラクション　セットを遂行し、特殊なアドレス　モー ドか得られる等である。これらの例は、（１）既述の■ＡＸアーキテクチュアで あり、（２）はＭＩＰＳ　Ｉｎｃ、　より得られる部品番号Ｒ２０００またはＲ ３０００の３２ビツトＲＩＳＣチツプに基つ＜ＲＩＳＣ型のアーキテクチュアて 、プリンティスポール（Ｐｒｉｎｔｉｃｅ　Ｈａｌｌ＞　１９８７に、“ＭＩＰ Ｓ　Ｒ２０００ＲＩＳＣアーキテクチユア”どして記述されたものであり、（３ ）は１９９０年６月２９日出願の係属中出願番号第５４７５８９号に記載された ６４ヒツト　レジスタによるアドバンスｌ−ＲＩＳＣアーキテクチュアである。
その他種々のアーキテクチュアも同様に収容することができる。
一般にいって、フロント　エンド２０は、ソース　コードをインタフェイス２２ の内部表現に翻訳する際、オブジェクトコード２５が実行されるターゲット　マ シンのアーキテクチュアを考慮する必要かない。これは、この中間表現はターゲ ットマシン２５のアーキテクチュアより独立しているからである。
フロント　エンド２０の特徴のいくつかはターゲット　システムに適合するよう に特別仕様とする必要な場合かある。しかし、データ表現の一部の特徴、例えば 割当て（アロケーション）及び整合（アライメント）は、ターゲット　マシン２ ５のアーキテクチュアに適するように特別仕様とする方か好都合であり、またル ーチン呼出しの仮数メカニズムは、ターゲット　システムの呼出標準により定ま り、さらにルーチン　ライブラリ　インタフェイスは、各ターゲット　システム それぞれに対しおそらく異なったものとなる。
バック　エンド１２は、フロント　エンド２０によって形成された内部表現２２ を、ターゲット　システムのオブジェクトコード２３に翻訳するように機能する 。バック　エンド１２は、最適化２６、コード発生２７、蓄積およびレジスタ割 当て２８、およびオブジェクト　ファイル排出２９の基本機能を遂行する。最適 化機能は、コードか内部表現のとき、このコードに対し遂行される。ハック　エ ンド２０はさらにユーティリティ　ルーチンを含んでおり、これらはフロント　 エンド２０より呼出されて、シンボン　テーブル３０および中間ランゲージデー タ構造を創出する。
ユーザ（すなわち第２図のコンピュータ　システムのユーザで、コンピュータ　 システムは演算システム１３を遂行している）か第１図のコンパイラを呼出す（ 呼出し可能なインタフェイスを通ずるか、あるいは他の機構を通じて）と、シェ ル１１はその制御を受ける。シェル１１はフロント　エンド２０を呼出し、ソー ス　ファイル１５よりの入力ストリームをオブジェクト　ファイル２３に翻訳す る。フロント　エンド２０はバック　エンド１２を呼出し、オブジェクト　ファ イル２３内に各オブジェクト　モジュールを生成する。フロント　エンド２０は 、オブジェクト　モジュール２３内の各個別ルーチンに対するコー１〜の創出の ためハック　エンド１２を呼出すこともあり、またこれは全モジュールに対し一 度にコードを形成するバックエンド　ドライバーを呼出すこともある。
フロンＩ・　エンド２０はソース　コート２１のオペランド解析（ｐａｒｓｅ） を行い、ソース　コードで表わされたプログラムの中間ランゲージ版を形成する 。タプルはソース　ランゲージか１つの演算を行った表現（式）である。例えは 第３図を参照するとき、ソース　ランゲージで表わされた式、Ｉ　＝Ｊ＋１ は、中間ランゲージで表わされた４つの式に分解され、これらは＄１．　＄２． 　＄３および＄４である。ＩＬ（中間ランゲージ）によるこのようなコードの表 現方法は、フェッチ（取出し）オブジェクトを表わすシンボルＪを付したアイテ ム３１で表わされる第１タプル＄１を含む。次のタプルはリテラル、アイテム３ ２てあり、シンボル１で参照される。次のタプルはアト（ＡＤＤ）、アイテム３ ３であり、これはタプル＄１および＄２の結果を参照する。最後のタプルはスト ア、アイテム３４であり、タプル＄３の結果を参照し、この結果をノンポル　テ ーブル内にテンホルＩで記入する。この表現は第３図の論理ツリーによっても表 わされ、タプルは同じ参照番号で識別表示される。これと同じソース　コードの ラインはＲＩＳＣタイプのターゲット　マシンにおいて、第３図に見られるよう な一般形でレジスタ　ファイル内にＲＥＧ４の如きレジスタを用いて３つのイン ストラクション、ＬＯＡＤ・ＡＤＤ整数、および５ＴＯＲＥの集合で表わすこと かできる。あるいはＣｌ５Ｃマシンで、導出されるコードは、図示の如くの単な るインストラクションＡＤＤ、＃１、Ｊ、Ｉてもありうる。
この場合タプルはコンピュータ　プログラムの基本的語句であり、本発明におい て使用される形態では、データ構造３５であって、これは少なくとも第４図に示 される要素を含む。これらは （１）オペレータ（演算子）およびタイプ　フィールド３６で、例えばフェッチ 、ストア、アト（Ｆｅｔｃｈ、　５ｔｏｒｅ、　Ａｄｄ）等、（２）ロケータ３ ７、ソース　モジュール２１内の何処にこのタプルに対するソース等価か位置す るかを規定、（３）他のタプル、リテラル　ノードまたはシンボル　ノードに対 するオペランド　ポインタ３８、 例えは第３図のＩおよび＃１に対するポインタ、タプル＄１および＃２等である 。さらにタプルはアトリビュート（属性）フィールド３９を有し、これらは、例 えばラベル（Ｌａｂｅｌ）、条件ブランチ（Ｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ　Ｂｒａｎ ｃｈ）、アーギュメント（Ａｒｇｕｍｅｎｔ）（コールに対する）、またはＳｙ ｍ　Ｒｅｆ　（シンボル　テーブル内のシンボル）を含む。このタプルは、この タプルのブロック内の順番を表わす番号フィールド４０を有している。
フロント　エンド２０はソース　コードを解析してタプルを識別し、次いでコー ドの基本ブロックを識別する。コードのブロックは一連のタプルとして規定され 、第１タプルと最終タプルの間に入口または出口は存しない。一般に１つのブロ ックはラベルまたはルーチン　エントリーによって初まり、他のラベルへのブラ ンチにより終わる。フロント　エンド２０の任務は、ソース　コード２１を解析 し、タプルおよびブロックを識別することであり、これはフロント　エンドはそ のランゲージに対し特定（スペシフィック）であることか要求される。このため タプルは、フィールド４１を有し、これは当該タプルかブロックの初めであるか 、ブロックの終わりであるか否かを教える。
以下に詳細に説明するように、本発明の特徴の１つは、エフェクトの表現方法に ある。タプルは、メモリ位置（ＩＬレベルにおいて、シンボルで表わされる。） に記憶または書込みを行ったとき、または他のタプルがある位置に書込みを行っ たことに従属することによりエフェクトを有する。従って第３図の例で、タプル ＄４はエフェクト（■のストア）を有し、＄１は、従属性（内容Ｊ）を存する。
このため第４図に示されるデータ構造は、このタプルのこれらのエフェクトおよ び従属性を記憶するフィールド４２および４３を有する。
第１図のコンパイラの単一エクゼキューションは、第５図のフロー　チャートに 示されるようにしてシェル１１によって行われる。オペレーティング　システム １３を介してユーザにより、第１図のコンパイラか呼出されるとシェル１１は第 ５図のアイテム（項目）４５で示されるような制御を受ける。コマンド　ライン 内のユーザは、動作させるべきモジュール２１内のリストまたは”プラス　リス ト”を特定する。次のステップは、シェル１１によるフロント・エンド　ルーチ ンＧＥＭ＄ＸＸＩＮＴの呼出してあり、これはアイテム４６で示すようにフロン ト　エンドのすへての必要な初期化を行う。このフロント　エンド　ルーチンＧ ＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＴは付属書に説明されている。次いてシェル１１はグローバル （大域）コマンド　クオリファイヤ（修飾子）を解析し、アイテム４７に示され るようにフロント　エンド　ルーチンＧＥＭ＄ＸＸ　ＰＲＯＣＥＳＳＧＬＯＢＡ ＬＳを呼出す。次にこのコンパイラを含むオペレーティング　システム１３のレ ベルで使用されているコマンドライン内の各“プラス・リスト”に対し、シェル は一連の動作を遂行する。これはプラス・リストをチェックする決定点（デシジ ョン　ポイント）４８を用いるループによって実行される。
プラス・リスト内にアイテムか残っている限り、アイテム４９−５２に示される 動作か行われる。これらの動作は、アイテム４９て示される如く、コマンド　ラ インによって特定されるソース　ファイル２１の評価およびこれらに対する入力 ストリームの形成と、これに次いてアイテム５０て示される如く、このローカル 　タオリファイヤ（このプラス・リストに特定の）を解析し、ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｐ ＲＯＣＥＳＳ　ＬＯＣＡＬＳを呼出し、すべてのフロント　エンド決定プロセス を行い、これらのりオリファイヤにより規定された出力ファイルを開く。このル ープの動作は、さらにアイテム５１に示される如く、フロントエンド　ルーチン ＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＴＬＥを呼出し、入力ストリームを翻訳し、次いでアイ テム５２て出力ファイルをクローズする。ループか完結すると、プラス・リスト で示されたすへてのプロセスが行われたことを表示し、次いでアイテム５３てフ ロント　エンド　ルーチンＧＥＭ＄ＸＸ　ＦＩＮＩを呼出しフロント　エンド　 クリーンアップのすべての動作を行う。次いて実行か終了し、アイテム５４での インポーカ制御に入力ストリームを翻訳する。入力ストリームは、コンパイラコ マンド　ライン内の単一の“プラス　リスト”で規定されるモジュール２１また はソース　ファイルおよびこれに含まれるすへてのファイルまたはライブラリ　 テキストの連鎖を表わす。
コンパイラはフロント　エンド２０が入力ストリームの翻訳中、複数のオブジェ クト　ファイル２３を特定することを許さないが、該動作によって、単一人力ス トリームの翻訳より単に１つのオブジェクト　ファイル２３か形成されることか ある。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥを呼出す前に、シェル１１は入力ストリームを創 造し、ローカル　りオリファイヤを解析し、出力ファイルを開く。ＧＥＭ＄ＸＸ 　ＣＯＭＰＴＬＥの呼出後、シェル１１はすへての入力および出力ファイルをク ローズする。
（ＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥおよびこれにより呼出されるフロンｌ−エンド 　ルーチン）フロント　エンド２０は、入カスＩ−リームよりソース　レコード ２１を読出し、これらをインタフェイス２２（タプル、ブロック等の中間ランゲ ージ　グラフおよびシンボル　テーブルを含む）の中間レプレゼンテーションに 翻訳し、バック　エンド１２を呼出し、この中間レブレセンテーションをオブジ ェクト　ファイル２３内のオブジェクト　コードに翻訳する。
オブジェクト　ファイル２３は任意の数のオブジェクト　モジュールを具えて良 い。パスカル（ＰＡＳＣＡＬ）は全入カストリームに対し１つのオブジェクト　 モジュール（ＭＯＤＵＬＥまたはＰＲＯＧＲＡＭ）を創り出す。（１例として） ＯＲＴＲＡＮは入カストリーム内の各ＥＮＤステートメントに対し別個のオブジ ェク１〜　モジュールを創造する。ＢＬＩＳＳは各ＭＯＤＵＬＥに対し１つのす ブジェクト　モジュールを創造する。
オブジェクト　モジュール２３を創造するため、フロントエンドは入力ストリー ムおよびいくつかの後続ストリーム（゛ノース　モジュール２１と呼び得る）を インタフェイス２２の内部レプレゼンテーションに翻訳する。この内部レプレゼ ンテーションは、モジュールに対するシンボル　テーブル３０と各ルーチンに対 する中間ランゲージ　グラフ５５よりなる。次いでフロント　エンド２０はバッ ク　エンド　ルーチンを呼出し、オブジェク１〜　モジュール２３を初期化し、 メモリ（ストレージ）アロケーション２８を介してシンボル　テーブル３０内の シンボルに対しメモリの割当てを行い、このメモリを初期化し、エミッタ２９を 介しルーチン用のコードを形成し、オブジェクト　モジュール２３を完成させる 。
コンパイラはパッケージの集合によって構成され、これらパッケージのおのおの は、翻訳プロセスのいくつかのアスペクトに関するルーチンまたはデータ構造の 集合を規定する。各パッケージは、一般にパッケージ機能の略記号である２文字 コードで識別される。パッケージへのインタフェイスはスベシフィケーション（ 仕様書）ファイルで規定される。パッケージがＺＺの名前を付されているときは 、スベシフィケーション　ファイルはＧＥＭ＄ＺＺ、ＳＤＬとなる。
パッケージのスベシフィケーション　ファイルに付されているすべてのシンボル は、このパッケージより輸出（エクスポート）されたと称される。一般にいって パッケージＺＺより輸出された特定のプレフィックス記号は、ＧＥＭ＄ＺＺて始 まる名称を有する。グローバルおよびエクスポーテッド（輸出）ネームに対する 特定の前置記号（プレフィックス）の変換は表１に示しである。
シェル１１は共通のコンパイラ機能を支持するルーチンの集合である。これらの シェルの各成分は互い（こ相関しているので、何れかのシェル成分を使用するプ ログラムは全シェルに到達する。しかし、プログラムかシェル１１を使用し、バ ック　エンド１２を使用しないようにすることもできる。これは利用度の少ない プログラムを生産性上の特徴（入力ファイル連鎖および包含、すなわちコマンド 　ライン解析、診断ファイル形成、品物リスＩ・　ファイル、等）をもって書込 むのに便利な方法である。シェル１１はこれを使用する何れものプログラムにと っての実際トの“主プログラム”であり、アプリケーションの本体は以下に述へ る条約によってシェル１１より呼出されるものであることに留意され度い。ＢＬ ＩＳＳプログラムより、シェルパッケージＺＺを使用するには、ユーザはＬ　Ｔ 　ＢＲＡＲＹＧＥＭ＄ＺＺを行う。他のランゲージよりシェルを使用するには、 ユーザはまず第１にシェル　スペソフィケーション　ファイルを実行ランゲージ に翻訳するを要する。
シェル　パッケージは次の記述に要約できる。すなわちこれらは附属書（アラペ ンディクス）内の仕様書ファイルに文書化されている。多くのシェル　ルーチン 　アーギュメント（例えば、整数、ストリング等）は表２に述べるカテゴリーの １つに属する。
シェル１１よりフロント　エンド２０に至る間のインタフェイスにはいくつかの 要求か加えられる。第１図のコンパイラか呼出されると、シェル１１は制纒を受 けるので、フロント　エンド２０はエントリ　ポイントを宣言し、シェル１１か これを呼出しうるようにし、かつグローバル変数を宣言しフロントエンド　スペ シフィケーションをシェル１１に通過させる。フロント　エンド２０は１例とし て表３に記載されたグローバルルーチンを行う。これらのルーチンはパラメータ を持っておらず、結果なしくｎｏ　ｒｅｓｕｌｔ）に戻る。
バーチュアル　メモリ　パッケージ（Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｍｅｍｏｒｙ　Ｐａｃｋ ａｇｅ）（ＧＥＭ＄ＶＭ）： このバーチュアル　メモリ　パッケージは、仮想（バーチュアル）メモリの割当 てを行う標準インタフェイスを提供する。
これはＶＭＳ　ＬＩＢ＄ＶＮ機能のゾーン化したメモリ概念を支持する。実際上 ＶＭｓ、ＧＥＭ＄ＶＭ（７）下ニハ、ＬＩＢ＄ＶＭ上にほとんど透明な層か存す る。しかしＯＥＭ＄ＶＭインタフェイスは如何なるホスト　システム上でも変化 なく支持されることか保証されている。
ロケータ　パッケージ（ＯＥＭ＄ＬＯ）：ロケータ　パッケージは、ソース　テ キスト２１のレンジ長を記述する。（レンジ長はニスタートおよびエンド　ファ イル、行および列番号）。テキスト入力パッケージはロケータを読出すべきソー ス行（ライン）に戻す。ロケータは、シンボル　テーブル３０および中間ランゲ ージ　ノード４３にも用いられ、メツセージおよびデバガー　テーブル形成を行 い、かつリストファイルの何れの個所に遂行すべきりスティング　パッケージか 存するかを規定する。ロケータは長ワードにより表わされる。ロケータ　パッケ ージはロケータ　データベースを維持し、ロケータを創成し通訳するためのルー チンを作成する。さらにユーザ作成ロケータも設けられており、これはフロント 　エンドをして、自身のロケータを作成し、非標準ソースより到来するプログラ ム　エレメント（例えばＢＬＩＳＳマクロまたはＡｄａ一般例−“インスタンテ ィゼーション”）を記述する。
テキスト出力パッケージ（ＯＥＭ＄ＴＩ）：テキスト入力パッケージは、ソース 　ファイル２１．ネステッド（インクルーデッド）ソース　ファイル２１及び障 害及び関連ファイル　スベシフィケーションの連続をなし、一方でフロント　エ ンド２０を下側の演算システム１３のＩ１０機構より絶縁する。ソース　ファイ ルのテキストは同時に１ラインを読出される。テキスト入力パッケージＧＥＭ＄ ＴＩは、ロケータ　パッケージＯＥＭ＄Ｌ○と協動し、読出す各ソース　ライン を記述するロケータを形成する。
テキスト出力パッケージ（ＧＥＭ＄ＴＸ）：テキスト出力パッケージは、任意の 数の出力ファイル４４への出力を同時に形成する。テキスト入力パッケージと同 様に、その呼出側を演算システム１３より絶縁する。参照記号または記述子（デ スクリプタ）によって通過するストリングに書込みを行なう。自動ライン　ラッ ピングおよびインデンテーション（行末の字揃え）、ページ　ラッピングを行い 、ユーザにより設定されたページ開始ルーチンを呼戻す。
リスティング　パッケージ（ＯＥＭ＄ＬＳ）：リスティング　パッケージは、ソ ース　ファイル２１（テキスト入力パッケージＧＥＭ＄ＴＩにより読出された） のコピーを有する標準型式のリスト　ファイルを書き、これにロケータによって 特定される位置にフロント　エンド１１により設けられた注釈を付す。リスト　 ファイルはＧＥＭ＄ＴＸ出カフアイル４４として創設され、これにはフロント　 エンド２０は、ＧＥＭ＄ＴＸ出カル−チンを用いて直接書込みを行なう。
内部表現（インターナル　レプレゼンテーション）モジュール２１のインターナ ル　レプレゼンテーションは、ソース　モジュール２１の各ルーチンに対し、コ ンパクト中間ランゲージ　グラフ５５またはＣＩＬＧおよびモジュールに対する シンボル　テーブル３０を有する。これら両者は、ノートにより構成されている ポインター　リンクド　データ構造である。
第１図のフレームワークによりノードを説明する。フロントエンド２０とバック 　エンド１２間て用いられるほとんとすへてのデータ構造（並びにハック　エン ド１２によってプライペー）−に使用されるデータ構造）はノードである。本明 細書でいうノートなる語は、メモリの自己識別ブロックであり、一般にの集合形 を有する。カインド（Ｋｉｎｄ）は、ノードの一般形を識別するＧＥＭ＄Ｎ０Ｄ Ｅ　ＫＩＮＤＳの列挙より得られる値である。サブ力インドは、カントによって 特定されるノートの一般的クラス内の特定の種類のイードを識別するＧＥＭ＄Ｎ ０ＤＥ−ドは、そのカインド　フィールドによって決定される集合型式を有する 。例えは、カイントかＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ　Ｋ−ＤＥを有する。ノードに付随する 型式（タイプ）は上述の命名規約に従う必要かないことを記憶されたい。インタ フェイスのノード型式およびこれらに付随する列挙型式常数は表４のファイル内 に記載されている。
第１図のコンパイラ　フレームワークは簡単なツリー構造シンボル　テーブル３ ０をもっており、この内で各シンボル　ノードは、ブロック　ノードより離れた チェイン内で互いにリンクされており、これらかツリー状に配置されている。コ ンパイラによって使用されるべきすへてのシンボル情報は、このシンボル　テー ブル３０に含まれなけれはならない。さらに翻訳されたプログラムのリテラル値 を表わすリテラル　ノード：変数を割当てるメモリ　エリア（ＰＳＥＣＴおよび スタック　フレーム）を表わすフレーム　ノード、およびルーチン　エントリー 　ポイントのパラメータ　リスト内のエレメントを表わすパラメータ　ノードも 設けられている。シンボル　テーブル構造およびシンボル　テーブル　ノードの 内容について以下に説明する。
中間ランゲージは、すべてのソース　コード２１の内部表現に対して用いられる ランゲージである。フロント　エンド２０は、コンパクト中間ランゲージ　グラ フ５５またはＣＩＬＧとして翻訳されるべきルーチンのコードを記述する。これ は、単に第４図のＣＩＬタプル　ノード（単にタプル　ノード、あるいは略して タプルとも称される）のリンクしたリストであり、これらのおのおのは、演算を 代表し、オペランドを表わすタプルノードへのポインタ３８を有している。ノー トはシンボルテーブル　ノードへのポインタ３８をも有しうる。中間ランゲージ の詳細については以下に述べる。
フロンＩ・　エンド２０は、モジュール２１の中間レプレセンテーション２２を 同時１ノードて形成する必要かあり、またノートを互い（こりンクさせてシンボ ル　テーフ゛ル３０とＩＬデータ構造５Ｓとするを要する。このルーチンおよび 表５のマクロについても付属書に記載してあり、これらは内部レプレセンテーシ ョン２２のデータ構造の形成および実行に用いられる。
バック　エンド１２は、フロンＩ−エンド２０かブロックおよびシンボル　ネー ムをとのようにして表わすかについての推定を行なわない。その代り、フロント 　エンド２０は、バックエンドＩ２かこれらのネームを得るために用いうる標準 コール　バック　インタフェイスを形成するを要する。
各シンボル　ノーＩ〜は、フラッグＧＥＭ＄ＳＹＭ　ＨＡＳＮ　Ａ　Ｍ　Ｅを有 し、各ブロック　ノードはフラッグＧＥＭ＄ＢＬＫ　ＨＡＳ　ＮＡＭＥを有する 。フロント　エンド２０かシンボルまたはブロック　ノートを初期化するとき、 そのネームフラッグをセットして、これに対しネーム　スｌ−リングが存するか 否かを表示する必要がある。（シンボルおよびブロックのいくつか、例えばグロ ーバルおよび外部シンボルおよびトップレベル　モジュール　ブロックはネーム を有するを要する。）ドの呼出し前にこの変数をセットして、表５の記載に適合 するコールバック　ルーチンをアドレスしうるようにするを要する。
ＧＥＭ＄ＣＯＣＯＭＰＩＬＥ　ＭＯＤＵＬＥインタ７　エイスを用いてソース　 モジュールを呼出すため、フロント　エンド（すなわち、ルーチンＧＥＭ＄ＸＸ 　ＣＯＭＰ　ＩＬＥ）　は法部に述へる各操作を（順次）行なう。
１、内部レプレゼンテーションの創設 フロント　エンド２ｏの第１の任務は、ソース　モジュールの内部レプレゼンテ ーション２２を創設することにある。次いて、これはＯＥＭ＄ＴＩ　パッケージ を用いて、入力ストリームヨリソース　モジュール２１を読出し、ソース　モジ ュール２１の字句、構文、意味上の解析を行い：付属書に記載するＧＥＭ＄ＳＴ およびＧＥＭ＄ＩＬルーチンを用いて、上述のモジュールに対するシンボル　テ ーブル３ｏおよび中間ランゲージグラフ５５を作成する。
これに加えて、モジュールのソース　リストは、ＯＥＭ＄ＬＳシェル　パッケー ジへの呼出しをもって注釈され、モジュール内のエラーはＧＥＭ＄ＭＳパッケー ジへの呼で報告される。
ソース　モジュール２１かコードを形成し得ない程度の重大なエラーを含んでい るどきは、フロント　エンド２ｏはＯＥＭセンチ−ジョン２２に対し割当てられ だすへてのスペースを釈放するを要する。さもないと、これは次のステップに進 んでしまう。
２、コールバッグ　ルーチンの特定 フロン１〜　エン１〜２０は、ハック　エンド１２を呼出してモジュール２１を 翻訳する前に、ルーチンのアトしスを有する次のりＩＩきグローバル変数て、ハ ック　エンド１２より呼出される変数を初期化するを要する。
中　ＧＥＭ＄ＳＴ　Ｇ　ＧＥＴ　ＮＡＭＥ：上述の如くシンボル　テーブル３０ 内てンシボル名およびブロック　ノート名を付されるルーチンをア１〜レスする ため初期化するを要する。
（２１Ｇ　Ｅ　Ｍ　＄　Ｓ　Ｅ〜Ｇグローバル変数は、以下に説明する如くｌ− ス　ランゲージで規定されるサイド（側）効果解析を行なうルーチンのアドレス のため初期化するを要する。コンパイラは、前もって定められているサイド効果 ルーチンて、ＧＥＭ＄ＳＥ　ＤＥＦＡＵＬＴ　ＩＭＰＬＥＭＥＮＴＡＴＩＯＮを 呼出すことによって選択され、フロント　エンド２ｏの初期の発達中に用いるに 適したルーチンの所定の収集を行なう。
（３）　ＧＥＭ＄ＥＲＧ　ＲＥＰＯＲＴ　ＲＯＵＴＴＮＥｉ；！、バック　エン ド１２の検出エラーを報知するフロント　エンド２０のアドレスを有しており、 これについては以下に説明する。
３、翻訳（コンパイレーション）の実行内部レプレセンテーションが完全な場合 には、フロント　エンド２０１ｔＧＥＭ＄ＣＯＣＯＭＰＩＬＥ　ＭＯＤＵＬＥ（ 後述）を呼出すことかでき、これをターゲット　マシン　オブジェクト　レプレ ゼンテーション２３に翻訳する。次いて、フロ出す必要かあり、これによって入 力ストリームをリスト　ファッセンブリ　コード　リストを作成する。
要し、これによってソース　リスト２１は、バック　エンドの処理中に生ずるす べてのエラー　メツセージに注釈付けをすることかできるようにする。しかし、 フロント　エンド２０に、る。かくすることによって、バグ（プログラムの誤り ）かコンパイラをしてバック　エンド処理中にアボート（流産）をさせてもソー ス　リストに到達しうるようにすることかてきる。
ロセスに使用されていたスペースを釈放し、次いてＧＥＭ＄ＳＴ　ＦＩＮＩを呼 出して内部レブレセンテーションに使用されたスペースを釈放しなけれはならな い。
バック　エンド１２は、例えば初期化されない変数、到着しない符号、あるいは スタティック　メモリ初期化のコンフリクトの如き、ユーザに告知しなければな らないソース　プログラム内の状態を表わすと思われる条件を翻訳中に検出する ことかできる。しかし特定のフロント　エンド２０は、これらの条件のうぢの何 れを報告するか、または発行されるへき詳細なメツセージについて、顧客仕様と するを要する。
これを可能とするため、バック　エンド１２は、アドレスかグローバルな変数で あり、以下に説明するようなアーギュメントの並び（リスト）をもつＧＥＭ＄３ ４　Ｇ　ＲＥＰＯＲＴＲＯＵＴＩＮＥを呼出し、検出したすべての異例な状態を 報告するようにする。
付属書中に、ＧＥＭ＄　ＲＥＰＯＲＴ　ＲＯＵＴＩＮＥ、！：いう名で、フロン ト　エンドかその内に自分自身のルーチン報告アドレスを記憶していない限り、 そのアドレスはＧＥＭ＄ＥＲＧ　ＲＥＰＯＲＴ　ＲＯＵＴＩＮＥＣ−ある欠陥エ ラー報告ルーチンがある。この欠陥ルーチンは次の３つの用途かある。
（１）欠陥ルーチンは適正妥当なメツセージを生ずるので、フロント　エンドの 開発者は、特別に顧客要求で設ける必要がなけれは、フロント　エンドにそれ自 体のルーチンを設けることを考えなくて良い。
（２）　フロント　エンドの開発者か、報告ルーチンを作成する道を選んだ場合 、この欠陥ルーチンを見本（モデル）とすることかできる。
（３）　フロント　エンド　ルーチンはフィルタ作用をもって構成でき、これは 特定のエラーのみをプロセス（あるいは無視）し、他のすべてに対し先の欠陥ル ーチンを呼出す。
エフェクトを表わすインタフェイス 共通のサブエクスプレッション（Ｃ３Ｅｓ）、不変数エクスプレッション（式） 、並びにコート　モーションの機会を検出する重要なステップとして、バック　 エンド１２内のオプテイマイザ（最適化装置）２６は、２つのエクスプレッショ ン　タプルか同じ値を計算することを保証されているとき、これを決定しうるを 要する。この基本的判定基準は、次の場合に、エクスプレツシヨンＢかエクスプ レッションＡと同じ値を計算することである。
１、ＡおよびＢは同じ値のリテラル（直定数または数字定数）に対し、リテラル 参照を行い、Ｃ３Ｅは同じＣ３Ｅを参照し、またはシンボルは同じシンボルを参 照する場合、または、２、ａｔ　Ｂへのルーチンの開始時より、各制御フロー　 パス毎に八を評価し、かつ す、ＡおよびＢは同し演算とデータ　タイプを有し、かつｃ、Ｂのオペランドが 対応のＡのオペランドと同じ値の計算を行い（明らかに再帰的定義である）、か つｄ、Ａの評価よりＢの評価に至る何れもの通路に生ずるタプルか、Ｂの計算値 に影響を及はさないこと。
第１図のオプテイマイザ２６はそれ自身で基準（ｃｒｉ　ｔｅｒｉａ）１　＋　 ｔ−ａ　Ｔ　２　ｂおよび２ｃを評価てきる。しかし基準２ｄは、翻訳すべき言 語（ランゲージ）の意味によって定まる。すなわち、ソース　コード　モジュー ル２１のランゲージによって定まる。しかしバック　エンド内のコンパイラ１２ はランゲージ独立性である必要があるため、フロント　エンド２０に必要な情報 を伝達する一般的インタフエイスを設ける。１つのタプルの実行か、他のタプル によって計算された値に何時影響するか？インタフェイス２２は、オプテイマイ ザ２６をしてこの質問を発せしめ、フロント　エンド２０のコンパイラはこれに 答えなけれはならない。
このインタフェイス２２の下側のモデルはいくつかのタプルかエフェクトを持っ ており、他のタプルはデペンデンシイ（従属性）を存するものである。タプルは その１つ又は１つ以上のメモリ位置の内容を変化するときエフェクトを有する。
タプルはこのタプルにより計算された値がメモリ位置の内容に従属して定まる時 はこれをメモリ位置についての従属性を有する。従って１つのタプルの実行は、 他のタプルか従属しているメモリ位置をも変更するエフェクトを有しているとき 他のタプルによって計算された値に影響を及はす。
アドレス　アリスメテイックが分岐をしている場合および間接アドレスの場合に は、一般にタプルによって評価した特定のメモリ位置を決定するたとが不可能で ある。従って評価し得る可能性のあるメモリ位置のセットに対してはヒユーリス ティック（発展的）近似によってこれを行なわなけれはならない。
実際のインタフェイス２２はフロント　エンドに対し２つの機構を形成し、これ によってオプテイマイザ−２６に従属性情報を通信する。これらは直線的従属性 インタフェイスおよびエフェクト　クラス　インタフェイスである。
直線従属性インタフェイスにおいて直線コードの従属性を決定するためオプテイ マイザ−２６はフロント　エンド２０に次を質問する、（１）タプルをエフェク ト　スタック上に押上げこれを再び押し下げる。（２）実行がおそらく特定のタ プルによって計算された値に影響を及はすであろうエフェクト　スタック上の一 番」二のタプルを発見する。
オプテイマイザ−２６か任意のフロー　パスのリセットを通してプログラム流の 結果生じたエフェクトを計算するを要する場合、」二連の直線機構は適当てない 。このような状態では、フロント　エンド２０は特定の番号（初期には１２８） のエフェクト　クラスで各々かメモリ位置のいくつかのセット（おそらく決定的 ではない）の表わす特定番号を決定する。エフェクトクラスのセットはヒツト　 ベクトルによって代表される。例えはあるエフェクト　クラスは特定の変数の名 前を付され、手続コールによって変更されるメモリ位置、又は間接に参照番号（ ポインタ　デリファレンス）によって評価されるメモリ位置のセットによってエ フェクト　クラスは代表される。
エフェクト　クラス　インタフェイスに対し、オプテイマイザ−はフロント　エ ンドに次を質問する。（１）特定のタプルによって変更され得るメモリ位置を有 しているエフェクト　クラスのセットを計算する。（２）特定のタプルか従属し ていると思われるメモリ位置を有するエフェクト　クラスのセットを計算する。
このエフェクト　クラス　インタフェイスを用いてオプテイマイザ−は各基本ブ ロックに対しこの基本ブロック内の何れかのタプルによって変更され得るメモリ 位置を有しているエフェクト　クラスのセットを代表するビット　ベクトル（Ｌ ＤＥＦセットと称する）を計算することかできる。
オプテイマイザ−はさらにフロント　エンドに対し次を質問する。（３）特定の 可変シンボルをもったものに付随しているメモリ位置と思われるエフェクト　ク ラスのセットを計算する。
この情報は分割されている最適化フェース（以下参照）によって使用され、分割 された対象（キャンディデート）のライフタイムを計算する。
オプテイマイザ−２６はこれらの情報を次の如くして使用する。これらのインタ フェイスの存在理由は、バック　エンド１２内のすブティマイザーをして“Ａの 評価よりＢの評価までの何れのパスにもＢによって計算された値に影響を及はす タプルか発生しなくなる”時を決定させるためである。ＡおよびＢが同し基本ブ ロック内に発生した場合には、これは丁度“Ａ、８間に已によって計算された値 を変化させ得るタプルか存しない状態”を意味する。これは直線従属インタフェ イスを用いることによって容易に決定することかできる。
Ａを包含する基本ブロックが、Ｂを包含する基本ブロックより優勢である場合（ Ｂを有する基本ブロックへのルーチン　エントリー濃度よりの各フロー　パスは Ａを有する基本ブロックを通過する。）オプテイマイザ−は基本ブロックＸＩ、 　Ｘ２．−−Ｘｎを発見し、ここにおいてＸｌはＡを含んている基本ブロックで あり、Ｂを含んでいる基本ブロックであり、又各Ｘｉは直近のＸ（ｉ＋Ｉ）より も優勢である。この場合テストは２つの部分を有する。
１、Ａと基本ブロックＸＩの間にタプルは存してはならないか、又は基本ブロッ クＸｎの始めとＢの間に、これか存してはならないか、或いは基本ブロックＸ２ 、Ｘ３．−−−Ｘ（ｎ−１）の何れにもこれか存してはならない。なお、これら はＢによって計算した値を変化させうるちのである。これは直線従属インタフェ イスを使用することにより容易に決定することかできる。
２．２つの基本ブロックＸ１とＸ（ｉ＋Ｉ）の間にはＢによって計算された値を 変化させうるタプルを含むフロー　パスか存在してはならない。オプテイマイザ ーはこのことをエフェクト　クラス　メカニズムによりＸｉよりＸｉ＋１まての すべてのフロー　パスについて生ずる全部の基本ブロックのセットにつきＬＤＥ Ｆの統合を計算することにより試験し、これによってこのセットの交差かＢか従 属するであろうメモリ位置を含むエフェクト　クラスのセットとの交差を計算し 、これによりこの交差か空であるか否かを試験する。
以下にはこのインタフェイスの構造について説明する。インタフェイス　ルーチ ンはバック　エンド１２によって呼出される。フロント　エンド２０はこれかバ ック　エンド１２を呼出す前に利用可能なインタフェイスの具体化を行なう必要 がある。
フロント　エンド２０は標準グローバル変数のインタフェイスルーチン　エント リー　ポイントのアドレスを示すことによりこれを行なう。この場合オプテイマ イザ−２６はこれらのルーチンの１つよりこれらのルーチンの１つを呼出した場 合適当なグローバル変数よりルーチン　アドレスをロードする。以下においてイ ンタフェイス　ルーチンはＧＥＭ　ＳＥ　ｘｘｘて始まる名前を付けて表される 。フロント　エンドは各対応のインクレメンテーション　ルーチンのエントリー 　アドレスをグものとして記憶しなければならない。
エフェクトおよび従属性を有しているタプルかこのインタフェイスに関係する。
ＩＬタプルのうち極く僅かなものかこのようなエフェクトおよび従属性を用いる 。（大雑把に言ってメモリーを行なうタプルかエフェクトをもつことかてきる。
エフエッチをタプルか従属性を持つことかでき、ルーチンを行なうタプルはこれ らの両者をもつことかできる。）さらに細かく言うと各タプルは次の如きカテゴ リーの１つの範晴に入る。
１、　何等エフェクトを持たず、又何れのエフェクトにも従属しないダブル（例 ：　ＡＤＤ）。このクラスに属するタプルはエフェクト　スタック上に押し上げ られることはない。
を通過したこともない。
２、エフェクトを有し、しかし従属性を持たないタプル。
（例：　５ＴＯＲＥ）。
３、従属性を有しているか、何等エフェクト（影響）を生じないタプル（例：Ｆ ＥＴＣＨ）。
４、エフェクト（アウト　エフェクト）および従属性の個別のセット（イン　エ フェクト）の両方を有するタプル（例：プロセデュア　コール）。
５、エフェクトおよび従属性の両者を有するタプル。タプルが従属するエフェク トは、タプルか生ずるエフェクトと同一である。（例：　ＰＲＥ　ＩＮＣＲ）。
特殊なタプルすなわちＤＥＦ　ＩＮＦＳと称されるタプルを設け、フロント　エ ンド２０か何れのタプルとも対応していないエフェクトを特定することかできる 。ＤＥＦ　ＩＮＦＳの１つの可能な用途はタプルかＢＬＩＳＳ　Ｃ０ＤＥ　ＣＯ ＭＭＥＮＴ特徴を行い、これは最適化か許されない垣根を越えて行なうものであ る。Ｃ０ＤＥ　ＣＯＭＭＥＮＴの翻訳はＤＥＦ　ＴＮＥＳタプルてあり、これは すべてのエフェクトを有し、従ってすへてのタプルを無効化する。
アーギュメントを通過するタプル（例えはＡＲＧＶＡＬおよびＡＲＧＡＤＲ）は エフェクトおよび従属性を有する。しかし、パラメータ　タプルのエフェクトお よび従属性（ディベンゾンシイ）は実際上このパラメータ　タプルか属している ルーチンコールに属するものと考えられる。例えばＢＬＩＳＳ　ルーチン　コー ルＦ　（Ｘ、　Ｘ＋Ｙ）ではパラメータＸはＸを変化させるエフェクトを有する 。しかしこれは前に計算された、ｘ十、ｙの値を無効化させない。これはＦか呼 出されるまでエフェクトは実際に生じないからである。
第４図のデータ構造はあるタプルかフロント　エンド２ｏおよびハック　エン１ 〜１２の両者よりアクセスされた場合を示し、この構造のうちのつくつかのフィ ール１へはフロント　エンドおよびバック　エンドのみのアクセスに制限されて いる。
エフエフ１〜あるいはディベンゾンシイを用いる各タプルは１つ以上のロング　 ワード　フィールド４２又は４３を有し、こけられる。特殊のタプルに対し使用 されるフィールドの名前は中間ランゲージの章において説明する。バック　エン ド内のいずれのコードもこれらのフィールドを検査し変更することかない。これ らはフロント　エンドの使用に対しリサーブされている。シンボル　テーブル３ ０の各シンボル濃度内に同じようなロング　ワード　フィールドてＧＥＭ　ＳＹ Ｍ　ＥＦＦＥＣＴＳと名付けられたものかあり、これらのフロント　エンド２０ よりの使用に対しりサーブ（予約）されている。
直線従属性インタフェイスに対してのルーチンの説明を以下に行なう。フロント 　エンドは次の如くのルーチンの実行を行なう。
ＵＰＬＥパラメータ内のアドレスを存するＤＩＬタプルをエフエフＩ−スタック 上に押し上げる。
タックより一番上のＥＩＬタプルをポツプ（打ち抜く）する。
これはアドレスかＥＩＬ　ＴＵＰＬＥパラメータにあるタプルであるとを保証す る。これはこのパラメータか冗長性をもっていることを意味すること当然である 。しかしなから、フロントエンドかエフェクト　スタックに対し単一のスタック 動作を行なわないポツプ手続では記号を簡単化することかできる（以下のインク レメンテーション参照）。
最も最近に押されたタプルに戻る。スタック上の何れのタプルもかＥＩＬ　ＴＵ ＰＬＥに影響を及はさない時は零（０）に戻る。さらにこのパラメータ内で特定 された同じタプルに戻ることもあり得る。
ＧＥＭ　ＴＵＰＬＥ　Ｎ０ＤＥ）＝ ある最も最近に押されたダブルに戻る。スタック上のいずれものタプルかＥＩＬ 　ＴＵＰＬＥに影響を及はさない時は０（零）に戻る。同じパラメータで特定さ れた同じタプルに戻ることもるタプルによってのみ呼出すことかできる。
このフィールドは、ＥＩＬＧのウオーク内にタプルのインデックスをイアしてお り、この内の基本的ブロックは、ドミネータツリーの深度を第１にした予め定め た順番で訪問される。バック　エンド１２かＧＥＭ　ＳＥ　ＰＵＳＨＥＦＦＥＣ ＴをタプルＡによって呼出し、これに次いてタプルＢによってＯＥ　ＭＳＥ　Ｐ ＵＳＨＥＦＦＥＣＴまたはＧＥＭ　ＳＥ　ＦＩＮＤ　ＥＦＦＣＴを呼出し、この 際その中間にタプルＡによってＧＥＭ　ＳＥ　ＰＯＰ　ＥＦＦＥＣＴを呼はない と、同じ基本ブロック内てタプルＡがタプルＢよりも前にあるか、またはタプル Ａをもつ基本ブロックがタプルＢを持つ基本ブロックよりも正しく優位にあるこ とか保証される。従ってエフェクト　スタック上のＥＸＰＲＣ０ＵＮＴタプルの 値か、スタック深度の増加に従って減少する（すなわちより最近に押出されたタ ブＴより少ないかこれに等しいタプルＴに遭遇すると同時にエフェクト　スタッ クのサーチをショート　カットしうろことを意味する。これはＴより深くスタッ クされているすべてのタプルはＥＸＰＲＣ０ＵＮＴＳを有することを保証されて いるからである。
エフェクト　スタックの実現あるいは具体化に実際に用いられるメカニズムは完 全にフロント　エンド２０によって定まり、１つのタプルの実行が、他のタプル によって計算された値に影響するかしないかのフロント　エンドの決定には、通 例の如くのルール（法則）か用いられる。繊細なスタックの実現化も可能である 。但しこれは非能率であることか多い。より具体性のある実現化は、ハツシュ（ 寄せ集め）テーブルを囲んで構成することてあり、これによって多数の小スタ・ ツク（それぞれか１つまたは僅かの変数のみに関連する）を単一の大スタ・ツク の代わりに用いることかできる。
次（こエフェクト　クラス　インタフェイスについて説明する。
すべてのエフェクト　セットは、エフェクト　クラスのセ・ノドを表わすビット 　ベタ１−ルであり、１つのエフェクト　クラスは、メモリ位置のいくつかの任 意のセットを表わすことを想起されたい。典型的にエフェクト　クラスは次のも のの１つを代表する。
■、　単一のネームの変数。有効な最適化（例えは非アグレゲ−１−の）のため に、ルーチンにおいて頻繁に用いられるローカル変数は、これに専用とされたエ フェクト　クラスを持たせる。
２、　いくつかの共通の特性をもったネームのセ・ソト、例えは、ＦＯＲＴＲＡ Ｎでは、特殊のネームの共通プロ・ツク内のすへての変数。
３、　ルーチンの際迄決定されないか、いくつかの共通特性を有しているメモリ 位置のセット、例えは、当該ルーチンの外側では見られるすべてのメモリ位置、 （従ってルーチンコールによって変化しうるちの）；あるいはパスカル（Ｐａｓ ｃａｌ）においては、特定のタイプを有し、ＮＥＷコールにダイナミックに割当 てられるすべてのメモリ位置。
これはフロント　エンド２０か規定する明確なりラスの最大数である。初期具体 化（インブレメーション）においては、これＣＴＳ〕に展開するのはマクロであ る。従って宣言（デクラレーション）Ｘ・ＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦＥＣＴＳ　ＳＥ Ｔては次の各構成はすへて自然数となる。（たたし０≦Ｎ≦ＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　 ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳ−１）：Ｘ　ＣＮ）＝真：セットＸにエフェクト　クラ スＮを加算！Ｘ　ＣＮＩ　＝誤り、セットＸよりエフェクト　クラスＮを除去！ 仮にＸ　（Ｎ）であると−ｍ−セットＸ内にクラスＮをエフェクト！エフェクト 　クラス　インタフェイスに対するインタフェイス　ルーチンについて以下に説 明する。フロント　エンド２０は次のルーチンの実行を要する。
ＥＩＬ　ＴｔＪＰＬε　、イン　ＧＥＭ　ＴＬＩＰＬＥ　Ｎ０ＤＥフエクトの結 合を次に書込む エンド　クラスのセットを次に書込む。
りを含むと思われるエフェクト　クラスのセットを書込む。
ＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦＥＣＴＳはエフェクトを存するタプルのみにより呼出され る。
コンパイラは上述の如きインタフェイス　ルーチンに対する具体化を行なうを要 する。しかしこれらのルーチンは生産（本番）コンパイラ用のものではない。こ れらは効率か悪く、１つのタプルか他のタプルを無効にするときのルールは如何 なる特殊ランゲージの文意とも正確には一致しない。しかしこれらは生ずへき、 欠陥の有効な最適化を可能とし、しかもフロントエンド２０の他の素子を具体化 する。
各シンボル　ノードのＥＦＦＥＣＴＳフィールドは、３２とＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　 ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳの間でエフェクトクラス番号として処理される。フェッ チまたはストア　タプルのアドルス式かベース　シンボルを有するときは、この シンボルのＥＦＦＥＣＴＳフィールドをチェックする。もしこれが上述のエフェ クト　クラス具体化を用いるエフェクト　セラＡＳＳを呼出す。
このインプレメンテ−ジョン（具体化）は、エフェクトに対し単一のモデルを規 定することによってエフェクトに関する情報を提供する。
１、　多数かオーバーレイされていない。
２、　データ　アクセス演算が正規様式（ＣＴ、００６て規定された）でなく、 （メモリに対し）またはエフェクト０（フェッチに対し）に従属する。
３、　コール（呼）かエフェクト３２よりＧＥＭ　ＳＥ　ＫＭＡＸ　ＥＦＦＥＣ ＴＳを存する。ＡＲＧＡＤＲパラメータは、呼かそのアドレス　オペランド内に 書込みを行なったときのように処理される。
ＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳを通しるエフェクト　クラス０およ び３２かりサーブされるエフェクト０は参照された変数か識別できない（ポイン タ　デレファレンス、パラメータ等）ときのメモリを表わす。
正規ν式のデータ　アクセスを用いて変数か第１に表われるときは、この変数は ３２よりＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳまての範囲において、エフ ェクト　クラス番号ｎを割当てられる。この番号はシンボル　ノードのＥＦＦＥ ＣＴＳフールト内に記録される。このレファレンスの変数およびこれの後続のす へてのレファしンス変数はエフェクトまたはディベンゾンシイｎを有する。
この具体化は実験、試験（テスト）等に対し、いくつかのフックを含んでいる。
１、　エフェクトまたはディベンゾンシイを存するであろうタプルは、フ０ント 　エンド（こリザーブ゛されており、このタプルのエフェクトおよびディベンゾ ンシイを記録する１つ以上の“エフェクト　フィールド“　（ＥＦＦＥＣＴＳ。
ＤＥＰＥＮＤＥＮＣＩＥＳ、エフェクト−２等）を存する。
コンパイラ・サブライド　エフェクト　クラスはエフエフベクトルとする。すな わち、仮にこのフィールドのビットｎか真であると、ルーチンはタプルによって 計算されたエフェクトにエフェクト　クラスｎを加算する。
２、　フロント　エンドは、変数のシンボル　ノードのエフェクト　フィールド 内にｌとＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳ間のエフェクト　クラス番 号を書込むことによって、この変数に対するエフェクト　クラスを選択すること かてきる。ＥＦＦＥＣＴＳ　フィールドかゼロでない場合には、エフェクト　ク ラス　ルーチンはエフェクトクラスを割当てない。
３、　エフェクト　クラス１ないし３２はフロント　エンドの使用のためにリザ ーブされる。フロント　エンドはこれらのエフェクト　クラスに任意の解釈を割 当てることかできる。
上述の直線ディベンゾンシイ具体化に用いるため、フロントエンドはＧＥＭ　Ｄ Ｆ　ＤＡＴＡＦＬＯＷフェーズを呼出す前に、ＧＥＭ　ＳＥ　ＩＮＩＴ　ＥＦＦ ＥＣＴＳ　ＳＴＡＣＫを呼出す必要がある。このインプレメンテ−ジョン（具体 化）は、ＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦＥＣＴＳおよびＧＥＭ　ＳＥ　ＤＥＰＥＮＤＥＮ ＣＩＥＳにより形成される情報を使用し、無効の交差点か非セロである如くする 。
誘導変数 本発明の一特徴として、コンパイラの中における誘導変数の改良した処理方法が ある。第一に、誘導変数の定義及び検出について説明する。
整数の変数Ｖは次のような場合、即ちループＬ内に生ずるＶの各メモリーか次の 条件の場合にループＬの誘導変数と称する。
１、実行される各時間においてインクレメント（又はディクレメント）■か同じ 量の場合。
２、ループを通して各”完全トリップ”内で最大で１回実行される時、トリップ はこれかループのトップにフローバックするときに”完全（コンプリート）と称 する。
例えは、次のコードは、誘導変数Ｖを表すものである。
ラベルＬ　Ｖ＝１ Ｔ＝＋ ＩＦ　Ｖ＞１０ ＧＯＴＯＬＡ、ＢＥＬ　Ｍ ＬＳＥ ＰＲＴＮＴ　Ｘ ＥＮＤ　ＩＦ コンパイル（翻訳）機能において誘導変数の発見に加えて我々は、誘導式（エク スプレッション）にも関心をもっている。
誘導エクスプレッションとは、誘導変数の直線関数として計算できるエクスプレ ッションを称する。
次のプログラムについて考えてみる。
ＤＯＩ＝１．１００ ＥＮＤ　Ｄ。
エクスプレッション“Ｉ＊８”、“Ｉ−４”Ｔ”及び“Ｔ＊４”は、いずれもＩ の誘導関数として再計算できるので全てが誘導エクスプレッションである。
誘導変数に基づいて最適化の例として次のごとくの例を考える。
１−’ｌ　； Ｌ　：　Ｘ＝Ｘ十（４’　り Ｔ＝■＋ま ただし　Ｉ　＜＝１０００ＯＴＯＬ これはＤＯループのそれ自体であり、■はループ制御変数である。誘導エクスプ レッション１＊４はループを通ずる各１回のトリップごとに４たけ増加すること に留意されたい。新しい変数１２を導入することにより、倍算を加算によって置 き換えることかてき、これはより安価な演算である。これは、長い間にわたりコ ンパイラを最適化するのに用いられた強度減少として知られた最適化である。
ただし　Ｉ　＜＝］００　ＧＯＴＯＬ ここにおいて我々は、２つの変数（Ｉ及びＩ２）を有しているが、このうち１つ のみを使用していた。Ｉ２の代わりに■の使用に再注目することによって、オリ ジナルのループ制御変数を完全に消去することかできる。
Ｌ：　Ｘ＝Ｘ十ｌ２ Ｉ２＝Ｉ２＋４ ただし　Ｉ　＜＝４００　ＧＯＴＯＬ この最適化は誘導変数消去として知られている。
この最適化（強度減少及び誘導変数消去）は、誘導変数に直接動作する。これら の最適化に加えて誘導変数検出は、他の最適化、例えは、自動インク／デック（ ｉｎｃ／ｄｅｃ）、ベクトル化、ループ反ローリング等に対し、情報を形成する 。
第１図のコンパイラに使用されるモデルにおいて誘導変数は、ループ中に１回以 上インクレメントされる。更に、変化の数は、各繰り返しに対し、異なるように することさえもできる。実際上も、特種な繰り返しに対しては変化の数をゼロと するこもできる。ループの不変量のインクレメント値は、各個別メモリーにより 異なることもあるか、各個別メモリーは、実行されるごとに必ず同じ量たけ変化 をインクレメントする必要かある。
誘導変数にはいくつかの異なるカテゴリーが存し、これらは異なった特性をもっ ており、基本的誘導変数、誘導エクスプレッション、疑似誘導変数を含んでいる 。
基本的誘導変数は、誘導変数の最も簡単な形態である。これらは、ループ全体を 通じて適用される既知の特性を有してＩ、ｙる。
他の総ての誘導変数及びエクスプレッションは、基本的誘導変数の直線関数とし て常に構成される。基本的誘導関数は、一般にＩ＝Ｉ＋ｑ又はＩ＝Ｉ−ｑの形態 て変形され、ここにおいて“ｑ”はループ不変量である。しかしより一般的な要 求は、Ｉ＝ｆ　（１）の形を当てはめることである。ここで、ｆ（１）は係数１ をも一つたＩの直線関数である。
付属書内に示されたアルゴリズムにおいて特定のループの基本的誘導変数は、ル ープ　トップ内のセットして表されている。
このセラ１へに加えてループを通ずる各トリップごとには実行されないこともあ る条件付メモリである基本的誘導変数をも存在している。これはベクトル化を禁 止し７、より“好ましく”強度減少を行い得る。
誘導エクスプレッションとは、誘導変数又は他の誘導エクスプレッションの直線 関数を意味する。誘導エクスプレッションは、次の形態のいずれかである。
−ｆ　（Ｉ） ｆ　（１）　十ｇ　（１）　ｆ　（Ｉ）　−ｇ　（１）ｆ　（１）　＋Ｅ　Ｅ＋ ｆ　（１） ｆ　（Ｉ）　−Ｅ　Ｅ−ｆ　（１） ｆ　（１）”Ｅ　Ｅ’　ｆ　（１） ここでｆ（１）及びｇ（１）は、ループＬに関する基本的誘導変数より導かれ、 またＥはループＬ内の不変量である。ｆ（Ｉ）とこれがオペランドであるアリス メティック　オペレータ（算術的演算子）の間にメモリがない場合は、このアリ スマティックオペレータはループＬに関する基本的誘導変数Ｉより導かれる誘導 エクスプレッションである。
他のカテゴリーは疑似誘導変数である。ある特定の条件においては、変数は、ル ープを通ずる第１トリツプ以外の総てにおいて誘導変数のごとき特徴を呈する。
これらは、ループの第１繰り返しをビール（はかす）することにより誘導変数（ したがって、ベクトル化）に変形できる。このような変形を”疑似誘導変数”と 称する。これは、２つのみのメモリによってループ内でフェッチに到達し、これ ら２つのメモリのうちの１つは導出誘導変数を規定するものであり、他のメモリ は、ループ　トップを通じて値が通過するものであるときに生ずる。追加的にル ープ内の総てのメモリーは、トリップ当たりに１回ずつ実行されることを保証し なければならない。
Ａ＝１＋４ ループを通ずる第１１−リップにおいて、Ｄは■に割り当てた値として５０を有 する。次のトリップにおいてＤは、値５．６．７を有する。このループを１回ア ンロールすることにより次のトリップをベクトル化することかできる。ここにお いて得られるアルゴリズムは疑似誘導変数である誘導変数を見いたせない。
基本的誘導変数を識別するため、コンパイラはこれに対する総てのメモリを認識 し得る必要かある。“エイリアス（別名）メモリを存する”の欠如はこれの保証 に貢献し、したかって、“エイリアスメモリ存り”のない基本的誘導変数のみを 識別すれはよい。
基本的誘導変数の検出は、ポテンシャル誘導変数の“セット”の使用を必要とす る。各ループに対し、これをダイナミック的に行うのは高価でありかつ複雑な演 算どなる。これに代えてＩＤＥＦセットの構成に用いられているサイド　エフェ クト　セラ１〜をｆ重用する。
Ｘのフェッチかこれに応じて定まる総てのエフェクトかＳ内にある場合、変数“ Ｘ”はＩＤＥＦセットＳ“内”と称する。
即ち、ＧＥＴ　ＶＡＲＴＡＢＬＥ　ＤＥＰＥＮＤＥＮＣＩＥＳ（Ｘ）かＳのサブ セットである場合のみ、Ｘは、ＩＤＥＦセット内である。
基本的誘導セット内におけるＸの存在は、次の場合にのみあてはまる。
ａ）　Ｘが基本的誘導変数である。
ｂ）　Ｘかループ不変数であり、基本的誘導変数である少なくとも１つの変数を もったＴＤＥＦピットをシェアするとき。
付属書内に記載したアルゴリズムの説明は、その説明を簡単にするため、次のご とく　（あるいはこれより多くの省略を設けた）： （１）直線関数の定数部分の集合はオーバーフローを生じ得ない。（２）総ての メモリは、変数を完全に再規定し得ること。
付属書内に説明されているアルゴリズムはループ内で変形される総ての変数は基 本的誘導変数とみなしている。各ループトップは基本的誘導変数を有する。基本 的誘導変数に対する要求を満足しないメモリも存り得るので、ループ　トップの 基本的ＩＶ上セツトり変数を消去する。
誘導エクスプレッション及び導出された誘導変数は、常に基本的ＩＶの関数であ るため、基本的ＴＶ（誘導変数）のフェッチは誘導エクスプレツシヨンの原子的 形態であるといい得る。
即ち、誘導特性をもつへきエクスプレッションに対しては、これは誘導オペラン ドであるか或は基本的誘導変数のフェッチである。前に述へたルールを用いて、 基本的ＴＶに関する推定に基つき、簡単な誘導エクスプレッションより誘導エク スプレッションを構成する。誘導エクスプレッションの基本的ＩＶは、常にこの エクスプレッション（式中）に保持されている。従って、アルゴリズムか経過し た後、我々は、エクスプレッションか実際に誘導的であったか否かをこれを導出 した基本的ＩＶかループの基本的ＩＶセット内に依然として存するか否かをチェ ックすることにより真の誘導的であるか否かを決定できる。
付属書内に述べたＦＩＮＤ　ＩＶアルゴリズムは、ＤＡＴＡＦＬＯＷフェーズの 一部となりこれは第１ドミネータのスリーウオ一りの深部となる。
これて行われるダブル　プロセスの全体の要約を示す。
ＴＵＰＬＥ　［０ＰＣＯＤＥ］ ［ＦＥＴＣＨ］ ペースシンホルか依然としてＩＶベース　キャンディデートの場合 このタプルをインダクティブ（誘導性）としてマークする。
［５ＴＯＲＥ］ ■をメモリのヘースシンホルとする。
蓄積される値か誘導性でないか或は、 蓄積される誘導値の基本的ＴＶかＶてないか又は蓄積値の係数か１でない場合、 ループ　トップの基本的ＩＶよりＶを除去次いで、 ループ　トップの基本的ＩＶよりＶを除去、次いで、 メモリを誘導的とマークする。
［ＡＤＤ、ＳＵＢ、ＭＵＬ、　など］ １つのオペランドがインダクティブであり、他のオペランドかループ不変性であ る場合には、このタプルを誘導的とマークする。
このフィールドをタプルデータ構造に加算し、更に、このフィールドをフロー　 ノードに加算し、誘導変数検出をこれによって表６ａに述へるごとくして行う。
ＫＦＯＬＤ　（Ｋ倍）ＲＯＵＴＩＮＥの自動形成前述のごとく、第１図のプログ ラミング　ランゲージ　コンパイラはソース　ランゲージ内に書き込まれている プログラムをターゲット　マシン２５のマシン　ランゲージに翻訳する。
このコンパイラは、フロント　エンド２０を有し、これは、ソース　ランゲージ の知識を翻訳すべきモジュール２１内に導入し、更にバック　エンド１２を有し 、これは、ターゲット　マシン２５のマシン　ランゲージの知識を内蔵する。フ ロントエンドは、ソース　ランゲージのプログラムをＩＬＧ　５５の中間ランゲ ージに翻訳し、バック　エンドは、中間ランゲージよりのプログラムをターゲッ ト　マシン　ランゲージのプログラムに翻訳する。
中間ランゲージは一般にオペレータ（“演算子”例えは、ａｄｄ、５ｈｉｆｔ、 ｃｏｍｐａｒｅ、ｆｅｔｃｈ、５ｔｏｒｅ又はｔ　ａｎｇｅｎ　ｔ）の収集を行 い、またデータ　タイプ（“サイン付き３２ピット整数“、”ＩＥＥＥ　Ｓ−ｆ ｏｒｍａｔｆｌｏａｔｉｎｇ　ｐｏｉｎｔ″又は“ＣｈａｒａＣｔｅｒｓｔｒｉ ｎｇ”なと）の収集を行い、かつ、これらデータタイプの値のリプしセンチ−ジ ョン（表示）を行う。
オプテイマイザ（最適化装置）２６に含まれる最適化の１つは評価ルーチンのコ ンスタントの表示である。コンスタント表示（エクスプレッション）に関するソ ース　コード　リスティング（表）の１例は第６図に示してあり、ここにおいて Ａ及びＢは定数てあり、したかって、Ａ十Ｂも定数てあり、また■及びＪは両方 とも同し定数に等しい。コンパイラは計算Ａ十Ｂを行うことかでき、また、ラン 　タイム（運転時間）においてＡ及びＢのフェッチを個別に制御し、更に、ＡＤ Ｄ演算のセーブもこれと同時に行う。第６図の符号のＩ＝Ａ＋Ｂ及びＪ＝Ａ＋Ｂ の式は、−４二の理由により両方とも単に５ＴＯＰ＃９、■又は５ＴＯＲＥ＃９ 、Ｊて代表される。これは”コンスタント　ホールディングとして知られており 、それは、コンスタント即ち定数か検出され、翻訳時間中に計算され、かつ、オ ブジェクト　コード　イメージ中に”ホールディト（折り込み）”されるからで ある。これを行う機構は、Ｋホルト　ルーチンと称されるオプテイマイザ２６の 一部である。
第１図のコンパイラは、これらの定数表示を発見するため、中間ランゲージのエ クスプレッションを評価するにホルト　ルーチンを有している。一般に、中間ラ ンゲージの演算子か与えられ、かつそのオペランド値が与えられると、このルー チンは、これらの値に対し、割り当てられた演算子によって計算される同じ値に 対し、劣勢（弱い値−−−イールド）となる。このような定数式評価ルーチンは 、コンパイラ内で多くの用途を有する。
例えは次のごとくである。
（ａ）プログラムに対し発生されたマシン　コードの実行速度は、プログラムの ある式がコンパイラ自体で評価し得るときは、そのプログラムか実行されるとき よりも改良される。
（ｂ）いくつかのソース　ランゲージは、一定値を表すのに一定のオペランドを もった式を使用することを可能とする。このようなランゲージの翻訳には、コン パイラによりこのような式を評価するを要する。
（Ｃ）中間ランゲージ内に設けられた演算のレパートリ−がプログラム　ランゲ ージによって設けられた演算のセットよりもリッチであるか又はコンパイラか使 用される環境に比してリッチである場合には、このコンパイラ内で幾つかの計算 を遂行する最も便利な途は、これを中間ランゲージ内で表し、かつこれを定数エ クスプレッション評価ルーチンに提出することである。
定常エクスブレツノ３ン評価ルーティンの実行はかなり困難な仕事かも知れない 。１１、には、１０以上の演算（例えばＡＤＤ、　５ＵＢＴ。
Ｃ０３ＩＮＥ、等々）かあり得ようし、異なるデータ　タイプを考えるときには （例えはＩＮＴ３２．　ＮＩＮＴ６４．　ＦＬＯＡＴＡ、等々）、中間言語は数 百ないし数千の演算子を持つこともあろう。評価器は、コンパイラかその機能を 完全に若しくは正確に実行するのを失敗しないように、各演算を各データ　タイ プに正確に適用できるようになっていなけれはならない。特に、浮動少数点タイ プか係わっているときには、中間言語で表すことのできるすべての演算かコンパ イラの実行するプログラム用言語に直接通用するとは必ずしも云えないであろう 。その結果、定常エクスプレッション評価ルーティンは、数百に及ぶ異なった場 合を含み極端に長くなりかちて、高度に誤り易い傾向かある。
本発明の１つの実施例の重要な性質に従えは、中間言語の演算子の正確な意味が 常に簡潔且つ正確に特定できる言語はその中間３語それ自身であるという難点か ある。換言すれば、コンパイラのバック　エンドそれ自身か中間言語の任意の演 算子を正確に実行する符号を生成する能力を持たなければならない。
更に別の云い方をすれば、これは、コンパイラのバック　エンドか各中間言語の 効果を実現するのに必要な一連の機械語の命令の知識を既に具現しており、定常 エクスプレッション評価ルーティン中てこの同じ知識を再び異なる形で符号化し なければならないのは冗長であろう、というのである。
この概念に基づき本発明に従えば、定常エクスプレッション評価ルーティンの機 械的な生成は簡明なものとなる：最初のステップは、正常のコンパイラとして同 じバック　エンド１２を使うが、そのフロント　エンド２０は下記の特殊なフロ ント　エンドと置き換える図１の新しいコンパイラを創生することである。
（下記のように演算するコンパイラ用の特殊モードを具える、と云うのと等価で ある。） ２番目には、特殊のフロント　エンド２０又は特殊の演算モードは、ソース　プ ログラム２１を読み出し且つ翻訳することはしない。その代わりに、それは定常 エクスプレッション評価ルーティン用の中間言語を次のように生成する：（ａ） このルーティンは仮数リスト中で特定される中間言語演算子に基つき場合を選択 する条件付分枝を実行する。
（１＋）各場合は単一演算子用の符号を含む。それは被演算値をルーティンの仮 数リストからフェッチし、演算子をそれらに適用し、結果を返す。
（Ｃ）ルーティンは中間言語中で直接に生成されているから、各場合用の符号は 単に、被演算子を仮数リストからフェッチする中間３語演算子と、その次のこの 特定の場合用の中間言語演算子と、さらにその次の結果を返すための中間３語演 算子とから成る。
３番目には、この中間言語のグラフかコンパイラのバックエンドに服従し、定常 エクスプレッション評価ルーティンのための機械符号を生成するであろう。
いま述へた特殊のフロント　エンドでは、それに対して場合か生成さ第１なけれ はならず、各場合用に中間言語を機械的に生成できるすへての演算子のリストを 、フロント　エンドか含むことかできる。
しかし、しはしは生起するように、もしコンパイラのハックエンドか演算子情報 のテーブルを含むならは、処理は更に簡単化することかできる。（例えは、その ようなテーブルは、フロント　エンドにより生成された中間言語のグラフの正確 さをチェックするのに用いることかできる。）すると、特殊のフロント　エンド にとって、との場合か生成されるべきかを定めるために既にバック　エンドによ り設けられているこのテーブルを使うことか可能になる。
れるオブジェクト　モジュールに入っているプログラム　タイプ壓の情報を構築 するのにフロント　エンド２０及びバック　エンド１２により使用されるメカニ ズムを具えている。このタイプ特定化サービスは、プログラム　シンボル及びそ れに付随するタイプ情報を、ターゲット　オブジェクト　ファイル要求とは独立 のやり方で、オブジェクト　モジュール　ビルダー２９に記述することをフロン ト　エンド２０に許容することか意図されている。このタイプ特定化サービスは 、手続き的な「タイプの文法」として行動し、それによりコンパイラは抽象タイ プ特定化及びプログラム　シンボルに関連させることかできる。タイプ特定化イ ンタフェースか以下に定義され、ＧＥＭ　ＴＤササ−スの使用の多数の実例か引 用される。
タイプ情報の創生はシンボル　テーブル３０との関係で生じ、フロント　エンド ２０にプログラム　タイプ情報の抽象表現を特定することを許容する。オブジェ クト　モジュール　ヒルダー２９は後にこの情報をデバッグ　シンボル　テーブ ル情報を構築するのに用いるであろう。
ＧＥＭ　ＴＤモジュールはフロント　エンド２０に基礎タイプ及び派生タイプを 記述することを許容するサービス　ルーティンを具える。これらのルーティンは 特定化されたタイプ情報を記述する内部データ構造を典型的に構築する。新しい コンパイラノード　タイプＧＥＭ　ＴＤ［は、このタイプ情報を管理するために 定義されよう。タイプ　ノード　データ構造はコンパイラ１２に対して非公開で あり、フロント　エンド２０によって変えたり検討したりされることはできない 。タイプを定義するときフロント　エンド２０はタイプを定義するＧＥλｌ　Ｔ Ｄルーティンによって「ハンドル」かタイプ　ノードに戻される。ハンドルはフ ロント　エンドにプログラム　シンボルを持つタイプと連携することを許容する か、データ構造のフィールドを変えたり検討したりすることは禁止する。
タイプ　ノードはスコープにより創生され、管理されるであろう、すなわちタイ プ情報を送るときにフロント　エンド２０はタイプかその内部で宣言されるへき ブロック　ノードを特定するであろう、またシェルは該スコープの内部における タイプノードの管理に対し責任を持つであろう。シェルは、その中でタイプが定 義されているブ０ツク　ノートに根ざすリスト中のタイプ　ノードを管理するで あろう。ブロック　ノード　データ構造は、フィールドＴＹＰＥ　ＬＩＳＴ　Ｈ ＥＡＤ及びＴＹＰＥ　ＬＩＳＴ　ＴＡＩＬを定義するために拡張されよう。
フロント　エンド２０は、タイプ特定サービス　ルーティンにオン　ザ　フライ 呼を発することを選択してもよいし又はタイプ情報を生成するために全シンボル 　テーブルをパスオーバーすることを選択してもよい。
タイプを定義した後、フロント　エンドはこのタイプ情報をそのタイプのシンボ ルに連携させなければならない。シンボルノードは、シンボルをそのタイプに連 携させるのに使われたされたタイプ　ノード　ハンドルのアドレスを含むであろ う。
ＤＳＴ　ＴＹＰＥ　１ＮＦＯ値か０のシンボル　ノードは、タイプ情報を持たな いシンボルのためのターゲット特定行動様式を持つであろう。
図７を見れば、関数： ｉｎｔ　ｔｏｙ　ｐｒｏｃｌ） ｆｌｏａｔ　ｂ、ｃ： に対するデータ　フィールド及び相互関係か説明されている。
バック　エンド１２中で符号生成器２９による符号テンプレート２、遅延しない 行動−整合したＩＬＧ構造の処理をＣ０ＮＴＥＸＴパス、ＴＮＢ［ＮＤハス及び Ｃ０ＤＥパス中に決定する。遅延しない行動はテンプレートが各パス中で最初に 処理されるとき実行される。その結果、各ＩＬＧノードに対するテンプレート行 動は、各パスで１回宛計３回処理される。行動のうちのあるものは、１つのパス に対してのみ意味を持ち、その他のパスでは無視される。その他の行動は１つよ り多いパスで意味を持つか、各パスでて要求される処理はそれぞれ異なる。
３、遅延する行動−この場合にも整合した［ＬＧ槽構造処理をＣ０ＮＴＥＸＴパ ス、ＴＮＢ　［ＮＤババスびＣ０ＤＥバス中に決定する。遅延する行動は、テン プレート（こより計算された結果が他のテンプレートの葉（ｌｅａｆ）として最 初に処理されるとき各パスを実行する。遅延する行動は、アドレス　モードを持 っＶＡＸのようなターゲット機械上ては存益である。ＲＩＳＣのような単純なレ ジスタ機械は恐らく遅延する行動を重く用いないであろう。
ツー１−発生テンプレートのＩＬＧパターンは次の４つの情報から成る。
１、テンプレート発生コードにより計算された値の表現をエンコードする結果値 モード（後記の付録に記載した種々の実施例参照）。
２、このテンプレートにより符号化し得るＩＬＧノードの配列を記述するパター ンツリー。パターン　ツリーの内部ノードはＴＬオペレータであり、パターン　 ツリーの枝葉は値モードセットか、オペランドを持たないＩＬオペレータの何れ かである。
３、プール　テストのシーケンス。これらテストの全ては適用し得るパターンに ついて順序正しく評価する必要かある。
４、このテンプレートで発声されたコードの”コスト”を表わす整数。
パターン又はＰＡＴＳＥＬＥＣＴフェーズはテンプレートのパターンを有するＩ ＬＧサブツリーを照合する。２以上のテンプレートパターンを一つのＩＬＧノー ドて適用し得る場合は、パターン照合器はどのパターンか最低推定コード　コス トになるか知るまで択一的テンプレート間の選択を遅らせる。
３つの異なるアクション　インタブリート、即ち、Ｃ０ＮＴＥＸＴインタブリー タ、ＴＮＢＩＮＤインタプリータ及びＣ０ＤＥインタプリータがある。各テンプ レータのアクションは適正なインタブリートによりコンパイラの３つの異なるパ ス内で実行される。同一のテンプレートかこれら３つの全パス内で使用されるか 、アクションの意味はフェーズ依存であって各パスで異なることか行われる。多 くのアクションは３つのパスのうちの一つのみに意義かあり、他の２つのパスに は関係ない。他のアクションは２つ以上のパスに意義かあるか、一つのパスにお けるアクションの意味は、しはしは異なるパスにおける同一のアクションの意味 と著しく相違する。しかし、テンプレート内に１つのアクション　シーケンスを 有するたけにすると種々のパス間の従属性を理解し維持することか極めて容易に なる。
各テンプレートに対するアクション　シーケンスは２部分、即ち非遅延アクショ ン及び遅延アクションから成る。選択されたＩＬＧノートのパターンか最初に処 理されるときは非遅延アクションかイン・タブリートされる。ＩＬＧパターンか 別のＩＬＧパターンの枝葉として後に使用されるときは遅延アクションかインタ ブリートされる。
非遅延アクションのインタブリートの開始時に、オペランド変数のテーブルか生 起される。オペランド変数はテンポラリネーム（ＴＮ）、リテラル又はターゲッ ト　スペシフィック　アドレス　モートを含むことかできる。
各テンポラリネームは３つのクラス、即ち（１）永久ＴＮ、（２）遅延ＴＮ及び （３）ローカルＴＮはその寿命及び使用法により決まる。
各ＴＮは割当寿命を有する必要かある。割当寿命は適正なテンプレート　アクシ ョンにより開始され、ＴＨの最終使用に至る全フローパスに沿って及ぶ。永久ク ラスのＴＮはそのＴＮの生起後の将来において任意多量のコードを終了させる寿 命を有することかできる。遅延クラスの寿命は、そのＴＮか枝葉として使用され るときその短時間後にテンプレートの遅延アクションを開始させ終了させる必要 かある。ローカルＴＮの寿命は決して単一パターンのインタプリチージョンを越 えない。
ＴＮのクラスはそれかどのように処理されるかを決定する。
永久クラスＴＮはＣ０ＮＴＥＸＴパスにおいて１回生起され、全３個のパスに亘 って同一のＴＮデータ構造が維持され、これがＴＨの複雑な寿命記述をストアす るのに使用される。遅延クラスＴＮ及びローカル　クラスＴＮは極めて制限され た持続時間の寿命を有するため、これらＴＮはこの情報を追跡するのに永久デー タ構造を必要としない。この結果、遅延クラスＴＮ及びローカルクラスＴＮ用の ＴＮデータ構造はアクションをインタブリートする際に各パスごとに構成され、 各パスにおけるそれらの最終使用直後に消去される。各パスにおける同一のアク ション　シーケンスをインタブリートすることにより、これらクラスのＴＮに対 し各パスごとに同一のＴＮデータ構造を構成することが保証される。
種々のテンブレー１・　アクションの大きなリストがある。これらアクションの いくつかはターゲット　マシーン従属である。
後記の付録には提案の又は−例のテンプレート　アクションリストを含めである ので、ユーザはこれらのコート　テンプレート例を用いて特定の実施例に対し必 要な事項を決定することか図１のコンパイラ　フレーｌ、　ワーク１０に使用す る内部表現はシンボル　テーブル３０及び中間言語グラフ５５を具え、これらは ゛ノース　モジュール２１の構造データ及びコードを表わすために、フロントエ ンド２０により発生されるデータ構造である。以下に、シンボル　テーブル３０ 及びＩＬグラフ５５に使用する中間言語の仕様を含むこれらデータ構造の基本要 素であるノートについて説明する。図１につき説明するコンパイラでは、フロン ト　エンド２０か、ソース　モジュール２１に含まれるプログラムのブロック、 ルーチン、変数リテラル値等を記述するためにシンボル　デープル３０を発生す ると共に、実行可能コー１〜を記述するために１以上の中間言語グラフ５５を発 生する。これらの内部データ構造について以下に説明する。
一般に図１のコンパイラ、特にその中間言語及びシンボルテーブルの設計はＶＡ Ｘのような「コンブ１／ツクス　インストラクション　セット　コンピュータ（ ＣＩＳＣ）ＪからＰＲＩＳＭ、ＭＩＰＳ　（３２ピツト　マシーン）のような「 レデューストインストラクション　セットコンピュータ（ＲＩＳＣ）Ｊ又はアド バンスト６４ビツトＲＩＳＣアーキテクチヤまでの種々のアーキテクチャをアド レスするようにする。この設計はターゲット　マシーン２５のアーキテクチャか 所定の基本特徴を有するものと仮定する。最初に、バイト構成及びアドレサビリ ティを仮定すると共に“リトル　インディアン”ビット　オーダリングを用いる ２の補数２進演算を仮定する。更に“正当”アドレス表現、即ちレジスタにフィ ツトするアドレスも仮定する。
一般に、フロント　エンド２０はプログラムの中間表現を生成する際にターゲッ ト　アーキテクチャの詳細について知らなくてよい。中間表現の殆どの構成はタ ーゲット　アーキテクチャ２５と無関係の明確な意味を有する。しかし、フロン ト　エンド２０を実現するには解決しなければならないいくつかの問題かある。
第１に、以下に説明するように全てのデータ　タイプか全てのアーキテクチャに 使用できるわけてはない。第２に、以下に説明するように演算オーバフロー動作 及び“小整数”演算の表現か異なるアーキテクチャごとに変化することかある。
第３にいくつかのオペレータ（例えば演算シフト　オペレータ）の動作かオペラ ンド値のサブ　レンジに対し決められ、これらサブ　レンジに対し基本マシーン 命令か個々のアーキテクチャごとに決められている。この指定されたレンジ外の オペランド値に対してはこのようなオペレータは任意の特定のマシーンに対し良 好に動作するか、異なるマシーンには異なる動作をすることかある。最後に呼出 し規定かターゲット　システム２５ごとに異なり、フロン１〜　エンド２０か場 合により同一のソース言語構成に対し異なる中間表現を発生することが要求され る。
ここで、「巾間占゛語」とは実行可能コードを指定するアブストラクト（抽象） 言語を意味する。「中間言語グラフＪ　（ＬＥＧ）５５はこの言語で記述された 特定のプログラムである。
グラフ５５内の中間言語は実際はメモリ内のデータ構造の言語であり、構文構造 を与えるポインタを有する。しかし、デバッグ援助としてコンパイラにより書か れるＩＬダンプに対し使用されるＴＬＧのための近似テキスト表現もある。
ＩＬの基本コンセットは図４につき上述したタプルにあり、ＩＬＧ５５は実行す べきオペレーションを表わすタプル３５から成る。これらタプルは種々の関係を 表わすポインタ（例えはオペランド　ポインタ３８）により互いに結はれる。最 も重要な関係はオペレーターオペランド関係（オペレータからそのオペランドの 各々へのポインタ３８）及びＩＬＧの各基本プロ・ツク内の全てのタプルの線形 順序であり、この線形順序は公称実行順序を与える。この線形順序はブロック内 のタプル番号４０及びルーチン又はモジュールの全てのブロックをリンクするポ インタにより表わされる。
ＩＬＧ５５により定義される計算は次の通りである。
（１）ＩＬＧのＢＥＧ　ＩＮタプルにおいてスタートする。
（２）各タプルを線形順序で評価する。即ち、そのオペランドの保管結果をフェ ッチし、その結果を計算及び保管し、この結果に対し定義し得る任意の二次アク ションを実行する。（この簡単な評価規則には“フロー　ブーリアン”及び“条 件付き選択”オペレータに対し例外かある。）（３）分岐タプルの評価後にこの 分岐タプルにより選択されたラベルタプルにおいて評価を続ける。
これらの規則はＩＬＧグラフ５５の「意味」を定めるものと理解されたい。コー ド発生器２９はＩＬＧにより支持されるアクションを、それらの従属性を保存す る限り、次の規則に従って再配列することか許される。
（１）ＩＬＧ５５かエクスプレツシヨン（式）を含むと共にステートメントを含 み、その実行がこのエクスプレッションを評価することにより計算された値に影 響を与えるかもしれない場合には、このエクスプレッションに対する発生コード 及びこのステートメントに対する発生コードはこのステートメントとエクスプレ ッションかＩＬＧに発生した順序と同一の順序で実行しなければならない。
（２）ＩＬＧ５５か、２つのステートメントを含み、それらの実行かある共通の エクスプレッションを評価することにより計算される値に影響を与えるかもしれ ない場合には、この２つのステートメントに対する発生コードをこの２つのステ ートメントかＩＬＧに発生した順序と同一の順序で実行しなければならない。
ステートメントの実行かエクスプレッションの評価により計算される値に影響を 与えるかもしれない場合の問題は以下に記載するサイド　エフェクト　ヌカニズ ムを参照して解決される。
フロント　エンド２０により構成されるＩＬＧ５５はバックエンド１２により処 理されるＩＬＧと同一てない。フロントエンド２０はコンパクトＩＬグラフ（Ｃ ＩＬＧ）を発生するが、バック　エンド１２は拡張ＩＬグラフ（ＥＩＬＧ）を処 理する。
バック　エンド１２かルーチン用コードを発生するときは、これか最初にするこ とはこのルーチンのＣＩＬＧをＥＩＬＧに拡張することである。両形聾のグラフ の間にはいくつかの差異かある。第１に、ＣＩＬは“速記”タプルを提供し、こ れらタプルはＥＩＬの低レベル　タプルのシーケンスに拡張される。第２に、Ｅ ＴＬタプルを表わすノードはＣＩＬタプルを表わすノードより多くのフィールド を有する。追加のフィールドは、バック　エンド１２により使用される情報を含 むか、この情報はＣＩＬノード内のフィールドからＴＬ拡張器により計算するこ とかできる。第３に、ＣＩＬＧとＥＩＬＧとには異なる構造的制約かある。この 記載はコンパクトＩＬに向けられているが、この情報は一般にＣＩＬ及びＥＩＬ の両方にあてはまる。
シンボル　テーブル３０の構造はコンパイル中のモジュール２１の構造を表わす 。テーブル３０の中心はブロックを表わすブロック　ノードのツリー、及びモジ ュール２１の語い範囲であり、ツリー構造はそれらのネスティング関係を表わす 。各ブロック内に宣言されているシンボル　ノードのリストは各ブロック　ノー ドと関連する。シンボルノードは変数、ラベル又はエントリ　ポイントのような モジュール内のシンボリック　エンティティを表わす。コンパイル中の定数値は リテラル　ノードで表わされる。リテラル　ノードはシンボル　テーブル３０及 びＩＬＧ５５の双方から参照することかできる。タームリテラル　テーブルはコ ンパイル中に生起した全てのリテラル　ノードの集合体を参照するのにも用いら れる。フレーム　ノードはコード及びデータを割当てることかできる記憶区域を 表わす。
一般に、これらノードはルーチンのスタック　フレーム又はＰＳＥＣＴの何れか である。パラメータ　ノードはパラメータリストを作成するのに使用され、これ らリストはエントリ　ポイント　シンボルと関連する。各パラメータ　ノードは ルーチン内のパラメータ　シンボルをエントリ　ポイントのアーキテクチャ内の 位置と関連させる。
データタイプ グラフ５５て使用される中間表現はアブストラクト　マシーン２５に対するプロ グラムを記述し、このプログラムは下記のリストに記述する小セットのデータ　 タイプを有するのみである。これらデータタイプはフロント　エンド２０にのみ 関連するモジュール２１のソース言語のデータ　タイプと相違する。
各ターゲット　マシーン２５に対し、各ソース言語データ　タイプを表わすのに 使用するデータ　タイプを決定するのはフロント　エンド２０の応答性である。
データタイプ ヌル 符号付き整数 無符号整数 不動小数点 複素数 プール値 ヌルデータ　タイプは特殊データ　タイプで、値を計算しないタプルのタイプで ある。リブレセンテーショナル　データタイプは、その値がターゲット　マシー ン　アーキテクチャに固有の表現を有するタイプである。スヵラデータ　タイプ は、少数の固定数のメモリ位置又はレジスタで表わすことができる値を存するも のである。スヵラデータ　タイプはアドルス　データ　タイプ及び演算データ　 タイプに細分される。演算タイプは適当数のビットにフィットシ得るもの以外の 他の任意の種類のデータを表わすのに使用することもてきる点に注意されたい。
特に、ソース言語キャラクタ（文字）及び論理データタイプは整数データ　タイ プで表わす必要がある。単一アドルスデータ　タイプＡＤＤＲがある。タイプＡ ＤＤＲの値は３２又は６４ピツトの２進整数として表わされる。
符号付きデータ　タイプＩＮＴ８．ｌＮＴ１６．ＩＮＴ３２及びＩＮＴ６４があ り、ここでタイプＩＮＴｘ−１の値はＸ−１ビツトの符号付き２進整数として表 わされ、従ってこの値は−（２”−’）−−−−（２”−’−１）　（７）範囲 になる。タイプＩＮＴ８は？ＢＹＴＥと称することもできる。タイプＩＮＴ＋６ はＩＷＯＲＤと称すこともてきる。ＩＮＴ３２はＩｔＯＮＧと称すこともできる 。タイプＩＮＴ６４はＪＱＵＡＤと称すこともできる。
アドレスとして同数のビットを有する整数タイプはＩＡＤＤＲと称すこともてき る。ターゲット　アーキテクチャに対しサポートされる最大符号付き整数タイプ （ＩＮＴ３２又はＩＮＴ６４）はＩＭＡＸと称すこともてきる。任意の２進スケ ーリング（ＰＬ／Ｉにおけるような）をフロント　エンドにより提供する必要か あり、スケールド　バイナリ　データ　タイプに対するＩＬ規定はない。
無符号整数データ　タイプＵＩＮＴ８．ＵＴＮＴ１６．ＵＴＮＴ３２及びＵＩＮ Ｔ６４かあり、ここてタイプＵＩＮＴ”−’の値はｘ−１ビツトの無符号２進整 数として表わされ、従ってこの値はＯ−−−−（２”−’　）の範囲になる。タ イプＵＩＮＴ８はＵＢＹＴＥ又はＣＨＡＲ８と称すこともできる。タイプＵＩＮ Ｔ１６はＵＷＯＲＤ又はＣＨＡＲｌ　６と称すこともてきる。タイプＵＩＮＴ３ ２はＵＬＯＮＧと称すこともてきる。タイプＵＴＮＴ６４はＵＱＵＡＤと称すこ ともてきる。アドレスとして同数のヒツトを有する無符号整数タイプはＵＡＤＤ Ｒと称すこともてきる。ターゲット　アーキテクチャに対しサポートされる最大 無符号整数タイプ（ＵＩＮＴ３２又はＵＩＮＴ６４）はＵＭＡＸと称すこともて きる。
浮動小数点データ　タイプはＶＡＸ浮動小数点タイプＲＥＡＬＦ、ＲＥＡＬＤ、 ＲＥＡＬＧ及びＲＥＡＬＨと、ＩＥＥＥ浮：）　、、、　ｌ−Ｊ−１７４”、六 ｈ　７．　）（Ｔ＋亜吏１．ｔｆｆ　２　Ｔ）　Ｔ　／　Ｔ乃ｒｐｒｎｐ動小数 点タイプＲＥＡＬＳ、ＲＥＡＬＴ、ＲＥＡＬＱ及びＲＥＡＬＥとである。任意の 特定のターゲットアーキテクチャに対しこれらの全てをサポートする必要がある わけてはない。
複素数データ　タイプはＣＭＰＬＸＦ、ＣＭＰＬＸＤ、ＣＭＰＬＸＧ、ＣＭＰＬ ＸＳ及びＣＭＰＬＸＴである。複素値は複素値の実数部及び虚数部を表わす対応 する実数タイプの一対の値として表わされる。サポートされた浮動小数点タイプ に対応する複素数タイプのみか特定のターゲット　アーキテクチャにサポートさ れる。
集合体データ　タイプの値は連続要素のシーケンスから成る。
集合体値はその本体、シーケンス内の要素の実際の順番、長さ及び要素の数によ り特徴つけられる。集合体タイプは次のとおりである。
（ａ）タイプＣＨＡＲ８の要素を存するキャラクタ　ストリング、タイプ５ＴＲ ８； （ｂ）タイプＣＨＡＲ１６の要素を有する拡張キャラクタ　ストリング、タイプ ＳＴＲ１６； （Ｃ）できるだけ緊密にパックされた単ビットの要素を有するビット　ストリン グ、タイプＢＩＴＳ　。
（ｄ）デシマル　ディジット（頭に符号ディジットを有するバイトごとに２デイ ジツトづつパックされた４ビツトＢＣＤデイ一１＋／小中仁山ｌ＋辿質七躬１協 ｍ７古小ｈ）−一七ｈ　〜中七柄もノツｌ−ＣシＬ衣ｄ４し０ノ’Ｊ）　女＋で Ｔ−１９Ｑ　ｒ　Ｌ／　１　ｆｉＵ’ｕ　Ｕ　ＤＯＬデシマル　ストリング、タ イプＤＥＣＩＭＡＬ　：　（ＤＥＣＩＭＡＬ値はその精度、これか含むディジッ トの数（先頭の符号ディジットは数えない）及びそのスケール、１０進小数点後 に到来するディジットの数により特徴つけられる）。
集合体値の要素は零から出発する番号かつけられる。（これは多くのフロント　 エンドに、ソース　プログラム　ストリング　インデックスをＩＬストリング　 インデックスに変換する際に１を減算することを要求する点に注意されたい。） ストリング演算において処理し得る要素の数に制限はない。
将来においてフラグを導入してフロント　エンドが、その長さ６５５３５キヤラ クタを越えないことを保証されたキャラクタストリング　エクスプレッションを 指示し、このエクスプレッションをＶＡＸキャラクタ　ストリング命令で効率よ く計算することかできるよにすることかできる。メモリ内の長さか変化するスト リングの長さワードは以前として１６ビツトのみである。デシマル　ストリング は全てのターゲットマシーンに対し３１デイジツト（符号ディジットか加わる） に制限される。
種々のタードツト　マシーンに対するリプレセンテーショナル　タイプ　システ ムの詳細の一例を後記の表６に示す。
単一ブール　データ　タイプＢＯＯＬかある。これはプログ物理的表現を持たな い。例えば、プール値は２進整数の値、プロセッサ条件コードの値又はプロセッ サ　プログラム　カウンタの値で表わされ得る。特に、タイプＢＯＯＬはソース 言語内に存在し得る任意の論理又はブール　データ　タイプに対応しない。これ らはＩＮＴ又はＵＩＮＴ値として表わし、必要に応じ、タイプＢＯＯＬへ及びタ イプＢＯＯＬから変換する必要がある。
中間言語内の全てのタプルに共通の一般的特徴及びＩＬＧ５５の構造的特徴（中 間言語内のり−チン）について説明する。
ＩＬＧ５５はＩＬタプル　ノード（通常単にタプルと言われている）から成る。
全てのタプルは表７に示すフィールドを含んでいる。アトリビュートとして知ら れる他のフィールドは特定の種類のタプルにのみ生ずる。
フロント　エンド２０の仕様のために予約された任意の量のスペースを用いて割 当てることができるシンボル　テーブルノードと異なり、ＣＩＬタプル　ノード はここで指定されたフィールドを含むたけである。ＥＩＬタプル　ノードはタプ ルノード　アドレスから負方向にオフセットした位置にある追加のフィールドを 含み、これらフィールドはパック　エンド１２に専用である。
ＩＬＧの構造 ＩＬＧ内の１つのタプルを他のタプルに２つの方法で、オペランドとして又はア トリビュートとして参照させることかできる。オペレーターオペランド関係のみ を考察すると、ＣＩＬＧは非周期グラフ（ＤＡＣ）であるか、ＥＩＬＧはフォレ スト（森）（即ち゛フリーの集合体）である。
ア）・リビ、−ト　ポインタ３９はＩＬＧの追加の構造を生起すると共に、ＪＬ Ｇからシンボルテーブル３０への参照も許可する。最も重要な構造関係は次のダ ブル及び前のダブルのアトリビュート　ポインタにより決まるＩＬＧの線形順序 である。
ＣＩＬＧ内のタプルの全ては線形順序で決められた単一リスト内に生じる。ＥＩ ＬＧのタプルは各ブロックにつき１つの円形リストの集合体内に生ずる。
下記の規則をＩＬＧの構造に適用する。フロント　エンド２０かこれらの規則に 違反するＣＩＬＧを生成する場合には、バック　エンドか違反を検出しコイパイ ルを終わらせるよう試みるか、結果は予測不能になる。
（ａ）その結果タイプかＮＵＬしてあるタプルはステートメントタプルと称し、 その結果かＮＵＬしてないタプルをエクスプレッション　タプルと称す。
（ｂ）　ＣＩ　Ｌにおいて、 （ｉ）スカラ又はプール　エクスプレッション　タプルは１以上の他のタプルの オペランドとすることができる。集合体エクスプレッション　タプルは正確に１ つの他のタプルのオペランドとして使用しなければならず、この他のタプルは同 一の基本ブロック内にあるものでなければならない（下記参照）。
（ｉｉ）オペランドはエクスプレッション　タプル、シンボルノード又はリテラ ル　ノートとすることかできる。
（ｉｉ）オペランドとして用いるシンボル　ノードは常にタイプＡＤＤＲを有す る。オペランドとして用いるリテラル　ノードはリテラルのデータ　タイプを有 する。
（ｉｖ）レジスタに割当てられる変数を表わすシンボルは通常の意味ではアドレ スをもたない。しかし、このようなシンボルはメモリから読出す又は書込むタプ ル（ＦＥＴＣＨ又はＳＴ○ＲＥ）のアドレス　オペランドとして使用することが てき、この場合にはこのタプルは指示されたレジスタをアクセスする。
（ｖ）シンボルがスタック　フレーム内の変数を表わす場合には、このスタック 　フレームは現ルーチン又はシンボル　テーブル　ブロック　ツリー内のその祖 先の一つと関連していなけれはならず、さもなければ実行時にスタック　フレー ムを見つける方法がなくなる。
（ｃ）　Ｅ　Ｉ　してはオペランドはエクスプレッション　タプルでなければな らず、且つとのエクスプレッション　タプルも正確に１つの他のタプルのオペラ ンドでなけれはならない。
（ｄ）ステートメント　タプルは任意の他のダブルのオペランドにすることはで きない。
（ｅ）別のタプルのオペランドであるタプルはＴＬＧの線形順ＥＩＬＧではオペ ランド及びオペレータを同一基本ブロック内に生じさせる必要かあることを意味 する。）（ｆ）エクスプレッション　タプルはオペランドである全てのダブルを 支配しなけれはならない。即ち、ルーチンのエントリポイントからあるタプルへ 途中てこのタプルの全てのオペランドに出会うことなくたどりつくことかできな いようにしなけれはならない。
このセクションの次のパラグラフは中間言Ｊｈで使用し得るオペレーション及び これを表わすのに使用されるオペレータの種類を記軟する。個々のオペレータは 全て＜ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ〉（パー１−一タプルーディクショナリ）タプル辞書 と称されるデータ構造内に集められる。辞書内の各オペレータは構造フォーマッ トを用いて文書化される。表８はこのフォーマットにおける主カテゴリ、各カテ ゴリの下て与えられる情報及びこの情報を与えるのに使用されるフォーマットを 示している。
タプルのフォーマット　セクションはオペランドの数及び許容し得るオペレータ 、オペランド及び結果タイプを次の形態の単−行で指定する。
ｏ　ｐ−ｔｙｐｅ　（ｔｙｐｅ−１，−−−−ｔｙｐｅ　−ｎ　）　：　ｒｅｓ ｕｌｔここで、ｏｐはタプル　オペレータの名前であり、ｔｙｐｅは許容し得る オペレータ　タイプを指定する。“ｔｙｐｅ”が省略される場合には、オペレー タ　タイプはＮＵＬＬにする必要かある。そうてなけれは、ｔｙｐｅは次のうち の１つとする必要かある。
（ａ）固有タイプ名（ＡＤＤＲ，ＢＯＯＬ、ＢＩＴＳ、ＬＡＤＤＲ等）は指定さ れたタイプのみか許されることを示す。
（ｂ）ＩＮＴ、ＵＩＮＴ、ＲＥＡＬ、ＣＭＰＬＸ又はｓＴＲは指定されたファミ リーに属する任意のタイプが正当であることを示ス。例エバ、ＣＭＰＬＸｔｔＣ ＭＰＬＸＦＳＣＭＰＬＸＤ、ＣＭＰＬＸＧ、ＣＭＰＬＸＳ及びＣＭＰＬＸＴが全 て許されることを意味し、ＳＴＲは５ＴＲ８及び５ＴＲ１６が許されることを意 味する。
（ｃ）ＡＬＬはＮＵＬＬ以外の任意の他のタイプか正当であることを示す。
（ｄ）文字Ｔ、Ｕ、Ｒ，Ｃ，Ａ、Ｓ及びＢ（７）ストリングハコれら文字の−っ て表されるファミリーに属する任意のタイプか許されることを示し、次の通りで ある。
Ｉ　ＩＮＴ　Ａ　ＡＤＤＲ Ｕ　ＵＴＮＴ　Ｓ　５ＴＲ ＲＲＥＡＬ　Ｂ　ＢＴＴＳ ＣＣＭＰＬＸ “Ｔｙｐｅ−１−−−−Ｔｙｐｅ−ｎ”はタプルのオペランドの許容し得るタイ プを指定する。括弧内のリストかない場合には、オペレータは何のオペランドも 取らない。そうでない場合にはタプルは括弧内のリストの各タイプごとに１つの オペランドを有する必要かある。各Ｔｙｐｅ−ｉは次のうちの１つとする必要か ある。
（ａ）　Ｔは、このオペランド　タイプかオペレータ　タイプと同一である必要 かあることを意味する。
（ｂ）固有タイプ名（ＡＤＤＲ，ＢＯＯＬ、ＢＩＴＳ、ＩＡＤＤＲ等）はオペラ ンドか指定されたタイプを有する必要かあることを意味する。
（ｃ）タイプ　コート文字Ｉ、　Ｕ、　Ｒ，Ｃ，Ａ、Ｓ及びＢのスＩ−リングは タイプ指定子と同一の意味を有する。“任意の整数”を意味するタイプ指定子Ｉ Ｕを有するオペランドは一般に発生コードのタイプＩＭＡＸに変換される点に注 意されたい。
これかため、プログラム動作はこのようなオペランドの実際値をタイプＩＭＡＸ に交換し得ない場合には定義されない。
（ｄ）オペレータ及びオペランド　タイプ指定子がＲＥＡＬ及びＣＭＰＬＸ又は ＳＴＲ及びＣＨＡＲである場合には、実際のオペレータ及びオペランド　タイプ か一致しなければならない。例えば、タイプ指定“ＣＡＤＤ、ＣＭＰＬＸ　（Ｔ 、ＲＥＡＬ）：Ｔ″は、オペレータ　タイプがＣＬＰＬＸＦである場合には第２ オペランドかタイプＲＥＡＬＦを、オペレータタイプかＣＭＰＬＸＴである場合 には第２オペランドがタイプＲＥＡＬＳを持たなけれはならないことを示す。オ ペレータ　タイプがＳＢ、即ちキャラクタ　ストリング又はビット　ストリング である場合にはオペランド　タイプ指定子はＣＨＡＲであり、オペレータ　タイ プが５ＴＲ８である場合にはＣＨＡＲ８、オペレータ　タイプがＳＴＲｌ　６で ある場合にはＣＨＡＲｌ　６、オペレータ　タイプがＢ　ＩＴＳである場合には ＩＭＡＸでなければならない。即ち、ＩＭＡＸはストリング　タイプＢＩＴＳに 対応するキャラクタ　タイプとして処理される。
タプルの実際のオペランドは、その結果タイプがオペランドタイプ　リストによ り指定されたタイプと一致するタプルノートでなければならない。ＣＩしては、 実際のオペランドはタイプＡＤＤＲを有するものとして常に処理されるシンボル ノード又はデータ　タイプ　フィールドで指定されたタイプを存するものとして 処理されるリテラル　ノートとすることもてきる。
エクスプレッション“ＲＥＳＵＬＴ”は許容し得る結果タイプを指定する。これ かない場合には、オペレータはステートメン１へ　オペレータであり、タプルの 結果タイプはＮＵＬしてなけれはならない。そうでない場合には、オペレータは オペランド　タイプ指定子と同一の方法で正確にインタブリートされる。
アドレス及びメモリ　レファレンス アドレス　エクスプレッションは中間言語内のレファレンス（参照）の−っであ る。アドレス　エクスプレッションの最小フオームはシンボルである。即ち、タ プル　ノードのオペランド　フィールドはシンボル　ノートのアドレスを含み、 このシンボルと関連するメモリ　アドレス（又はレジスタ）を表わすことかでき る。アドレス値はこれをメモリ（“ポインタ変数”）からフエ’７チすることに より、演算値をキャスティングすることにより、又はプレインクリメン１へ　タ プル、ポストインクリメントタプル又はつぎのりストのタプルのうちの１つを評 価することにより得ることもてきる。
アドレス計算オペレータ ＡＭＩＮＵＳ　アドレスから整数を減算して新アドレスを発生せよ。
ＡＰＬＵＳ　アドレスに整数を加えて新アドレスを発生せよ。
ＢＡＳＥＰＲＥＦ　アドレスを評価して新アドレスを発生せよ。
ＬＩＴＡＰＤＲ指定されたリテラル値を含むリード　オンリ　メモリ位置のアド レスを発生せよ。
ＵＰＬ　ＩＮＫ　現ルーチン又は現ルーチンを含むルーチンに対するスタック　 フレームのアドレスを発生せよ。
データ　アクセス　タプルは値をメモリから又はメモリにロード又は記憶させる タプルである。（ここで、“メモリ”なる語はターゲットＣＰＵ２５のレジスタ 　セットのレジスタを含む。ＣＰＵ２５のレジスタとノーマル　メモリ位置との 唯一の差異はレジスタの“アドレス”はデータ　アクセス　タプルで使用し得る のみである点にある。）データ　アクセス　オペレータは表９にリスト　アップ しである。
全てのデータ　アクセス　タプルにおいて、第１オペランドはアドレス　エクス プレッションである。全てのデータ　アクセス　タプルはロング　ワード整数を 含むオフセット　アトリビュートも有する。アドレスすべきメモリ位置のアドレ スはランタイム　アドレス　オペランドとコンパイル　タイム　コンスタント　 オフセット　アトリビュートとの和である。
全てのデータ　アクセス　タプルは表ＩＯにリスト　アップされているアトリビ ュートのいくつか又は全てを存する。エフェクト、エフェクト２及びベースシン ボル　アトリビュートの使用については表現エフェクトのためのセクション　イ ンタフェースにおいて後に詳細に論じる。
レファレンスの他のタイプはアレー　レファレンスである。
ＡＰＬＵＳ及びＡＭＩＮＵＳタプルは全てのアドレス計算に対し充分である。し かし、これらタプルはアドレス計算の意味について何の情報も与えない。特に、 これらタプルはアレー　レファレンス及びソース　コードに存在しているかもし れないサブスクリプト　エクスプレッションについての情報を何も与えない。こ の情報はベクトル化に必要である。これかため、ＴＬはアレー　レファレンスを 詳細に記述するタプルを有する。
例えば、１ｏｃａｌ　Ｘどして宣言されたＢＬＩＳＳベクトル：ｖｅｃｒｏｒ： 　（２０，ｌｏｎｇ）か与えられると、Ｘ　（Ｉ）に対するレファレンスは、 ＄１・ＦＥＴＣＨ，ＩＮＴ３２　（Ｉ）；＄２：５ＵＢＳＣＲ，ＩＡＤＤＲ，（ ＄１．　（４）、（０）；ＰＯ３ＩＴＩＯＮ＝１）； ＄３　：ＦＥＴＣＨ，ＩＮＴ３２　（Ｘ、＄２）と表わすことができる。
ＶａｒＹとしてとして宣言されたパスカル　アレー；　ｐａｃｋｅｄ　ａｒｒａ ｙ（１−−１０，ｌ−−１０３ｏｆ　０−−−−２５５゜か与えられると、 ａｓｃｊｇｎｍｅｎｔ　Ｙ　［Ｌ　Ｊ）　＝Ｚは、＄１　：ＦＥＴＣＨ，ＩＮＴ ３２　（Ｄ　；＄２：５ＵＢＳＣＲ，ＩＡＤＤＲ（＄１．　（１）、（０）；Ｐ Ｏ３ｌＴｌ０Ｎ＝１）； ＄３　：ＦＥＴＣＨ，ＩＮＴ３２　（Ｉ）；＄４：５ＵＢＳＣＲ，ＩＡＤＤＲ（ ＄３．（１０）、＄２；ＰＯ８ＩＴＩＯＮ＝２）； ＄５　：ＦＥＴＣＨ，ＵＩＮＴ８　（Ｚ）；＄６　：５ＴＯＲＥ、ＵＩＮＴ８　 （＄４−１１．＄５）；と表わすことができる。
基本アレー　レファレンス　オペレータはＡＲＥＦ及び５ＵＢＳＣＲである。Ａ ＲＥＦはアレー内の指定要素のアドレスを発生する。５ＵＢＳＣＲはアレー要素 のオフセットを計算する。
第１オペランド又はＡＲＥＦタプルはアレーのペース　アドレスを表わすアドレ ス　エクスプレッションであり、その第２オペランドはベース　アドレスからア レーの要素までのハイドオフセットを計算する５ＵＢＳＣＲである。ＡＲＥＦタ プルは５ＵＢＳＣＲタプルの値をベース　アドレスに加えてインデックスされた 要素のアドレスを計算する。実際には、ＡＲＥＦ（オリジン、サブスクリプト） に対するコードはＡＰＬＵＳ（オリジン、サブスクリプト）に対するコードと同 一である。
５ＵＢＳＣＲタプルはアレー内の要素の一次元オフセットを計算する。そのオペ ランドは、 （ａ）要素インデックス：サブスクリプト　エクスプレッション内の個々のイン デックスはゼロ　オリジンに対し正規化されない。その代わりに、アレー宣言内 の非セロ下限を考慮したオリジン　オフセットをＡＲＥＦタプルのアドレス　オ ペランド又は要素アドレスを用いるダブルのオフセット　フィールドに加える必 要かある。
（ｂ）ストライド　これは連続する要素のアドレス間の一次元の差である。ロン グ　ワードの簡単なベクトルではストライドはリテラル４であるか、多次元アレ ーではアレーの高次元行（又は大面積）の“要素”間の差である。
（Ｃ）サブスクリプト　エクスプレッションの残部（即ち、サブ　スクリプト　 エクスプレッション内の残りのインデックス）に対するエクスプレッション：こ れは別の５ＵＢＳＣＲエクスプレツシヨンか、整数定数ゼロを表わすリテラル　 ノードの何れかである。
５ＵＢＳＣＲ（インデックス、スライド、残部）に対するコードはＡＤＤ　（Ｍ ＵＬ　（インデックス、スライド）残部）に対するコードと同一である。
５ＵＢＳＣＲタプルはアレー　レファレンスのサブスクリプト　リスト内のイン デックスの位置を示すポジョン　アトリビュートも有する。ポジション　ナンバ ーにより所定のアレーに対する全てのレファレンス内の同一のサブ　スクリプト 位置を識別する必要かある。最も有効なベクトル化においては、ポジションｌを 最も急速に変化するサブ　スクリプトにし、ポジション２を次に速く変化するサ ブ　スクリプトにするのが好ましい。
他のどのセクションにも実際に適合しないいくつかのタプルオペレータかある。
これらの種々のオペレータは次の通りである。
オペレータ　意味 ＡＤＩＦＦ　２つのアドレス間の整数差を計算せよ。
ＤＥＦＩＮＥＳ　ＩＬＧ内のサイド　エフェクト又は従属性を、何のコードも発 生させることなくエンコードせよ。
ＶＯＩＤ　エクスブｌ／ツションを評価するかその値を捨て捨てよ。
演算タプル 演算タプルは“演算値”−整数、実数及び複素数−を処理するのに使用される。
これはフェッチ、記憶及び変換、並びに加算及び乗算のような伝統的演算を含む 。
ＶＡＸ及びＲＩＳＣアーキテクチャ内のシフト命令は互いに相違し、フルアブス トラクトＩＬシフト　オペレータは一方及び双方のアーキテクチャに無効なコー ドを発生する。他方、ＩＬはシフティングをサポートする必要がある。その理由 は多くのソース言語かある種のシフト　オペレータを有するためである。妥協案 どして、ＩＬは次のオペレータを与える（これらシフトオペレータのとれも演算 オーバフロー例外を生じない）。
（ａ）ＳＨＬ、５ＨＲ１及びＳＨＡはそれぞれ左シフト、論理右シフト、及び演 算右シフトを生じさせて、正シフト　カウントを必要とする（即ちそれらの動作 はシフト　カウントが負の場合には不確定である）。これらはＣシフト　オペレ ータをサポートシ、ＲＩＳＣアーキテクチャ　シフト命令に直接マツプする。
（ｂ）ＳＲはそのオペランドか正である場合に左シフトを行い、そのオペランド が負の場合に演算右シフトを行う。これはＢＬＩＳＳシフト　オペレータをサポ ートし、ＶＡＸシフト命令に直接マツプする。
（Ｃ）ＲＯＴは回転オペレータである。これはＶＡＸ及びＲＩＳＣアーキテクチ ャにおいて異なる形で記述されるが、何れの場合にも実際の動作は左回転とする ことができ、その回転カウント値はカウント　オペランドの下位のｎビットで指 定され、ここでｎはレジスタ　サイズの２を底とする対数値である。（例えば、 ＶＡＸ及びＭＩＰＳでは回転カウントはカウント　オペランドの下位５ビツトで ある。）整数オーバ　フローは考察すべき別の事項である。ＩＬでの整数演算の ためのサイズを指定する試みにおいて問題があるため、全てのターゲット　マシ ーンに対し、ソース言語のセマンティクスを満足するコードを発生すると共にこ れらセマンティクスにより課される制約をできるだけ効率良く受けるようにする 。特に、いくつかのマシーン（例えばＶＡＸ）は幸運にもバイト及びワード演算 を行うか、ＲＩＳＣマシーンは代表的にはロング　ワード演算のみを行う。全て のサイズ変換を行うことはＶＡＸにはむだであるか、真バイト又はワード演算を エミュレートすることはＲＩＳＣマシーンにはむだである。
コード発生器が全てのターゲット　マシーンに対し正当なコ−Ｆを充分フレキシ ブルに発生し得るように次の規制を適用する（ＩＮＴタイプについての以下の説 明は全てＵＩＮＴタイプに等しく適用される）。
（ａ）エクスプレツシヨンの結果タイプかＩＮＴ″−１である場合には、コンパ イラは指示された計算をｙヒツト演算（ここてｙ≧Ｘ）で実際に実行することか できる。これは、原Ｘヒツト計算かオーバ　フローする場合にはＸ桁ビットより 多いビットを有するｙビット結果を生ずるかもしれないためである。
例えは、ＡＤＤ、ｌＮＴ１６を３２ピツト加算で実行する。
２００００＋３００００は１６ビツト加算ではオーバ　フローを生ずるが、３２ ビツト加算では正当な３２ピツト数５００００か生ずる。
（ｂ）全ての演算オペレータはオーバ　フロー抑制フラグを有する（このフラグ はタプル結果タイプかＩＮＴ又はＵＴＮＴであるときにのみ有意になる）。この フラグかセットである場合、タプルに対し発生されたコードは計算の結果と無関 係にいかなる種類のオーバ　フロー状態もレボ−１へする必要かなく、結果内に 外部高位ピッ１へか存在する可能性を無視することかできる（結果をＸＣＶＴタ プルのオペランドとして使用する場合を除く）。オーバ　フロー抑制フラグはオ ーバ　フローが決して起こり得ないタプル（例えはＩＡＮＤにおいても定められ る点に注意されたい。これらタプルに対するオーバ　）ローの抑制は特に容易で ある。オーバ　フロー抑制フラグは演算かオーバ　フローするのは意味的に正し くない状態に対し予定される。いくつかのアーキテクチャに対しコードか一層高 コストになり得る。（例えばＶＡＸアーキテクチャに対してはオーバ　フロー抑 制検出のために余分のコードか必要とされる。これがため、演算かオーバ　フロ ーするか否かは重要でない場合、又はフロント　エンドか特定の演算は決してオ ーバ　フローし得ないことを知っている場合にはこのフラグはクリアしてコンパ イラか最も有効なコードを発生し得るようにすべきである。
（Ｃ）ルーチン　ブロック　ノードは検出オーバ　フロー　フラグを有する。こ のフラグかクリアされている場合には、バック　エンドは整数演算におけるオー バ　フローを検出するコードを発生させる必要はない。しかし、オーバ　フロー を検出するフードを発生させることは、これか一層有効である場合には自由であ り、オーバ　フロー検出の強制的抑圧は特定のタプル内にオーバ　フロー抑制フ ラグをセットするたけて達成することができる。
（ｄ）検出オーバ　フローフラグかルーチン　ブロック　ノードにセットされて いる場合には、このとき発生されるコードは各エクスプレッション　ツリーに対 し、このエクスプレッションに対し計算された結果か妥当であることを保証する か、整数オーバ　フロー例外のシグナリングを保証しなければならない。これは 、オーバ　フローをエクスプレッションの全てのサブ　エクスプレッションにお いて検出することを要件としない。例えば、Ａ、Ｂ、Ｃ及びＸが１６ピツト変数 であり、且つＡか３２７６７、Ｂ及びＣが１であるものとする。
アサイメンｌ−Ｘ　＝　Ａ　十Ｂ　−Ｃにおいて、発生コードは３２ビット演算 を用いてＡ＋Ｂ−Ｃを計算し、次いてストアする前にその結果か１６ビツト結果 であるか否かチェックする。この場合には正しい答え３２７６９がストアされる か、１６ビツト演算で計算する場合には同一のエクスプレッションでも整数オー バ　フロー　エラーか生ずる。他方、アサイメントＸ＝Ａ＋Ｂは値３２７６８を 正しく計算するか、これをＸにストアしようとするときオーバ　フロー例外を生 ずる。オーバ　フローを検出しなければならない場所の集合体は明らかでないか 、ストアの右側及びルーチン　コール内のアーキテクチャを必ず含む。
（ｅ）ＸＣＶＴ変換オペレータはそのオペランドの値をリターンし、表現の外部 高位ビットを実オペランドの符号と一致させる。例えは、Ｅか３２ピツ（・演算 を用いて評価されたＵＩＮＴ８エクスプレッションである場合、ＸＣＶＴ−ＵＩ ＮＴ８（Ｅ　：　ｌＮＴｌ　６）はその高位の８ビツトが０である１６ビツト整 数になる。一般に、ＥがタイプＴのエクスプレッションである場合には、ＸＣＶ Ｔ−Ｔ　（Ｅ　：　Ｔ）を用いて値の表現をその公称サイズと一致させることか できる。
（ｆ）あるエクスプレッション内の整数オペランドあ表現がオペランドの公称サ イズを越える高位ビットを含む場合には、発生コードはフル表現値又は公称サイ ズの値の何れの使用も自由である。これか受け入れられないときは、フロント　 エンドはＸＣＶＴタプルを発生して表現から不所望な高位ビットを切り捨てる必 要がある。
ＩＬには浮動小数点（フローティング　ポイント）オーバフロー例外の検出をデ ィセーブルするメカニズムは何もない。
フローティング　ポイント　オーバ　フローは常に例外のシグナリングを生ずる 。フローティング　ポイント　アンダー　フローのシグナリングはルーチン　レ ベルでのみ制御される。ルーチン　ブロック　ノードは検出アンダ　フローフラ グを有する。このフラグかセットされている場合、コンパイラはこのルーチン内 に生ずるフローティング　ポイント　アンダー　フローを検出しレポートするコ ードを発生するよう要求される。さもなければ発生コードはフローティング　ポ イント　アンダーフローを無視しなけれはならない。
変換オペレータは別の演算タイプの値に関連する一つの演算タイプの値を計算す る。実数−整数変換用のＲＯＵＮＤ及びＴＲＵＮＣオペし一タ、実数−複素数変 換用のＣＭＰＬＸオペレータ、及び複素数−実数変換用のＲＥＡＬ及びＩＭＡＧ オペレータは全く普通のものである。（ＲＯＵＮＤ及びＴＲＵＮＣも実数結果ダ イブで定義される）。
ＣＴＶは汎用変換オペレータである。これは任意の２つの演算タイプ間の変換を 行う。しかし、直接行われる変換はＵＮＩＴ−ＴＮＴ、ＩＮＴ−ＲＥＡＬ及びＲ ＥＡＬ−ＣＭＰＬＸ　（及び当然のことなからｌＮＴ１６−ＩＮＴ３２のような タイプ内の変換）のみであることを承知していることか重要である。このことは 、例えは、ＣＭＰＬＸＧ−Ｕ　ＴＮＴＩ　６変換は実際にはＣＭＰＬＸＧ−ＲＥ ＡＬＧ、ＲＥＡＬＧ−ＩＮＴ３２、ＩＮＴ３２−Ｕ　ｌＮＴｌ　６の一連の変換 として行われることを意味する。これは直接実数−無符号整数変換を存するＶＡ Ｘパスカルの動作ではない。
ＸＣＶＴは整数タイプのみを処理する特別オペレータである。
ＣＶＴと同様に、このオペレータは算術的にそのオペランドに算しいその結果タ イプの値を発生する。しかし、このオペレータは最初にオペランドの表現の高位 ビットを変化させてオペランドの表現が算術的にその値に等しくなるようにする 特別の特徴を存する。
例えば、次のエクスプレッション（式）について考察する。
ＸＣＶＴ　（ＡＤＤ、ＵＩＮＴ８　（［Ｕ４ＮＴ８＝２５５）。
（ＵＩＮＴ＝２））：　ｌＮＴｌ　６）この式を３２ビツト演算で計算すると、 ＡＤＤの結果は％Ｘ０００００１０１　（２５７）を含むレジスタになるがもじ れない。この場合、ＸＣＶＴは高位ビットを捨て、正当な１６ビツト符号付き整 数である ％Ｘ０ＯＯＯＯＯＯＩ　（１）を残存させる。
ＣＡＳＴは実際には変換オペレータではない。その理由は値ではなくピット　パ ターンを処理するためである。ＣＡＳＴタプルはそのオペランドとして同一のピ ット　パターンを有するその結果タイプの値を発生する（必要に応じゼロ　ピッ トを切捨て又は連結する）。
もう１つのタイプは変数変更オペレータである。フオームＯＰＭＯＤ　（ここで ＯＰはＡＤＤ、ＩＡＮＤ等）の名を有するこれらオペレータは全てアドルス　オ ペランド及び値オペランドを有する。これらオペレータは指定されたアドレスか ら演算値をフェッチし、この演算値と値オペランドとの間の指示された演算を実 行し、その結果を同一のアドルスにストアさせる。これらオペレータは計算され た値も発生する。これらのオペレータはＣ言語ｏｐ（＝オペレータ）を実行する のに予定される。
例えば、コード　シーケンス ＄　ｌ　：ＡＯＤＭＯＤ、ＲＥＡＬＦ　（Ｘ、（％Ｆ０．１））；＄２　：５Ｔ ＯＲＥ、ＲＥＡＬＦ　（Ｙ、＄１）；は次のシーケンス ＄　ｌ　：　ＦＥＴＣＨ，ＲＥＡＬＦ　（Ｘ）；＄２　：ＡＤＤ、ＲＥＡＬＦ　 （＄　１．　Ｃ％ＦＯ，ｌ：］）：＄３　：５ＴＯＲＥ、ＲＥＡＬＦ　（Ｘ、＄ ２）；＄４　：５ＴＯＲＥ、ＲＥＡＬＦ　（Ｙ、＄２）；と同一の効果を有する 。これらのオペレータはＯＰＭＯＤＡ及びＯＰＭＯＤＸフオームも有し、これら はパックド　アレー要素又はピッ１〜　フィールド内の値をフェッチし、更新し 、置換する。
ＰＲＥ　ＩＮＣＲ，ＰＲＥ　ＩＮＣＲＡ、及びＰＲＥ　ＩＮＣＲＸオペレータは 、値オペランドの代わりにコンパイル　タイムコンスタント　インクリメント値 を含むアトリビュート　フィールドを有する点を除いて、ＡＤＤＭＯＤ、ＡＤＤ ＭＯＤＡ及びＡＤＤＭＯＤＸと本質的に同一である。これらオペレータはアドレ ス（ポインタ変数）並びに演算値に適用することができる。これらオペレータは Ｃ言語ブレインクリメント及びプレデクリメント　オペレータを実行するのに予 定される。
ＰＯ３ＴＩＮＣＲ，ＰＯ３ＴＩＮＣＲＡ及びＰＯ３ＴＩＮＣＲＸオペレータは、 タプルの値かメモリ位置に戻されて記憶された値となるというよりもむしろ、そ の値か更新される前にメモリ位置に保持されていた値となると云うことを除けば ＰＲＥＩＮＣＲ及びＰＲＥ　ＩＮＣＲＸＮＣ用と同じである。上記オペレータは Ｃのポスト　インクリメント及びポスト　デクリメント　オペレータを実行させ るものである。
ストリング： コンパイラのストリング（又は集合体）のタイプは、値が基本タイプからのシー ケンスの値となるタイプであり、これらのタイプには次のようなものかある。
５ＴＲ８，８ビツト　キャラクタのシーケンス（タイプＣＨＡＲ８）。
５ＴＲ１６，１６ビツト　キャラクタのシーケンス（タイプＣＨＡＲ１６）。
ＢＩＴＳ、単一ビットのシーケンス。
ＤＥＣＩＭＡＬ、１０進デイジツト及び関連精度のシーケンス。
キャラクタ、即ちビット　ストリングにおけるエレメントには０からｎ−１まで の番号を付ける。なお、ｎはストリング長である。８ビツトのキャラクタ　スト リングをメモリにアドレスＡにて表現させる場合、アドレスＡのバイトがストリ ングの第１キヤラクタを包含し、アドレスＡ＋１のバイトかストリングの第２キ ヤラクタを包含し、以下に同様にアドレスＡ十ｎ　−１のバイトがストリングの 最終文字を包含する。１６ヒツトのキャラクタ　ストリングをアドレスＡにてメ モリに表現させる場合、アドレスＡにおけるワードかストリングの第１キヤラク タを包含し、アドレスＡ＋２におけるワードかストリングの第２キヤラクタを包 含し、以下同様にしてアドレスＡ＋２（ｎ−１）におけるワードかストリング長 最終キャラクタを包含する。
ヒツト　ストリングをアドレス八にてメモリに表現させる場合、ストリングの最 初の８ビツトはアドレスＡ＋１等におけるバイトの下位から上位までのビットで ある。
一般に集合値はレジスタ内に発生し得るスカラー値とは別に、又は機械語命令に おけるリテラル　オペランドとしてメモリのとこかに表現させる必要かある。し かし、中間言語のセマンティック（意味論）モデルとはストリングをまさにスカ ラのようにフェッチし、処理して、記憶させることである。コンパイラは一般的 なものを割当てて、中間ストリング値を保持する責任がある。
なお、ストリング　オペし−ションように生成するコードは、オペランド間にオ ーバラップかある場合でも斯かるモデルと調和させる必要かある。たとえはＴＬ ステートメント（命令文）ＳＴＯＲＥＦ、５ＴＲ８（Ａ＋１．　（２ｏ））、Ｆ ＥＴＣＨＦ。
５ＴＲ８（Ａ、（２０））は２０個のキャラクタのストリングをメモリの１つの 位置の上に動かす。そうするたけてアドレスＡのキャラクタを２０回コピーする 必要かなくなる。
ストリングはその長さがＯである場合にはエンプティ（ｅｍｐｔｙ）（空）であ ると称する。ストリングのヘッド（ｈｅａｄ）はノン　エンプティ　ストリング の第１エレメント（要素）を戻す機能をし、テイル（ｔａｉｌ）はノン　エンプ ティ　ストリングの第１エレメント以外の全てのエレメントを包含しているスト リングを戻す機能をし、エンプティ　ストリングは成るストリングかエンプティ であり、さもなけれは誤りであるかどうかを確かめる機能をする。この場合に標 準の比較オペレータ（ＥＱＬ、ＮＥＱ。
ＬＳＳ、ＬＥＱ、ＧＴＲ，ＧＥＱ）によってテストされるような２つのストリン グＸとＹとの関係は次のように表される。
ｅｍｐｔｙ　（Ｘ）　Ａｅｍｐｔｙ　（Ｙ）の場合、Ｘ＝Ｙ。
ｅｍｐｔｙ　（Ｘ　）八ｍｅｍｌ）ｔＹ　（Ｙ）の場合、ＸくＹ０］ｅｍｐｔｙ 　（Ｘ）　Ａｅｍｐｔｙ　（Ｙ）の場合、Ｘ＞Ｙｏｍｅｍｐｔｙ　（Ｘ）Δ］ｅ ｍｐｔｙ　（Ｙ）Ａｈｅａｄ　（Ｘ）　＜ｈｅａｄ　（Ｙ）の場合、Ｘ＜Ｙｏ ］ｅｍｐｔｙ　（Ｘ）　Ａ　ｌｅｍｐｔｙ　（Ｙ）　Ａｈｅａｄ　（Ｘ）　＞ｈ ｅａｄ　（Ｙ）の場合、Ｘ＞Ｙｏ コｅｍｐｔｙ　（Ｘ）　Ａコｅｍｐｔｙ　（Ｙ）△ｈｅａｄ　（Ｘ）　＝ｈｅａ ｄ　（Ｙ）の場合、ｔｅｌ　（Ｘ、　Ｙ）　＝ｒｅｌ　（ｔａｉｌ）　（Ｘ）　 、　（ｔａｉｌ）　（Ｙ）。
パスカルの如き幾つかの言語におけるストリング比較オペレータは、長目のスト リングの長さに比へて短め目のストリングをパディングすることにより等しい長 さのストリングとする作用だけをする。従って、ＩＬもバッド　ストリング比較 オペレータＥＱＬＰ、ＮＥＱＰ、ＬＳＳＰ、ＬＥＱＰ、ＧＴＲＰ及びＧＥＱＰを 存している。
全てのストリング　オペレータを表１２にリストしである。
プール（Ｂｏｏ［ｅａｎｓ）　： 表現データ　タイプとは異なり、プール　データ　タイプはユニークな表現を有 していない。プログラムの実行中のプール値は２進整数の成るビット値により明 白に表すか、又はとられる特性のコード　パス（ｐａｔｈ）によって絶対的に表 現することかできる。プール　データにはユニークな表現がないから、ＩＬにプ ール変数を持つことは存り得ない。しかし、殆どのソース言語は表現値を論理的 に解釈し、しかも多くの言語が論理変数又はプール変数を宣言する。従って、オ ペレータをプール値と、それらのソース言語の２進表現との間で変えなければな らない。
ＬＢＳＥＴオペレータは整数をその下位ビットをテストすることによりプール値 として解釈し、又Ｎ０ＮＺＥＲＯオペレータは整数をその整数全体かゼロである か、否がをテストすることによりプール値として解釈する。ＬＳＢＩＴオペレー タはプール値をビット　パターンか＜　ｏ　ｏ−−−−ｏ　ｏ　＞が、又は＜０ ０−−−−０１　＞の整数として表し、又ＡＬＬＢ　ＩＴＳオペレータはプール 値をビットパターンか＜　００−−−−００　＞か、＜１Ｉ−−−−１１＞の整 数として表す。これらのオペレータは様々なソース言語におけるプール値を次の ように２進表現する。
Ａｄａ　ＬＢＳＥＴ　ＬＳＢＩＴ ＢＬＬＳＳ　ＬＢＳＥＴ　ＬＳＢＩＴ ＣＮ０ＮＺＥＲＯＬＳＢＩＴ ＦＯＲＴＲＡＮ　ＬＢＳＥＴ　ＡＬＬＢＩＴＳＰａｓｃａｌ　ＬＢＳＥＴ　ＬＢ ＳＥＴプール値はユニークな表現を持たず、従って普通のリテラルノードで表現 することはできなくても、全ての規則的なＩＬ変換をプール式に当てはめること のできるようにすることは極めて望ましいことである。従って、バックエンド１ ２が２つの特殊なリテラル　ノードを提供し、これらノードのアドルスをグロー バル変換ＧＥＭ＄ＳＴ　Ｇ　ＴＲＵＥ及びＧＥＭ＄ＳＴＧ　ＦＡＬＳＥに包含さ せる。これらのリテラル　ノードはスタティック　ストレージ　イニシャリゼー ション用には使用できないか、ＴＬＧにおけるオペランドとして使用することが できる。
ＡＮＤ及びＯＲオペレータを伴うプール式は全評価及びフロー又は短絡評価の２ 通りの異なる方法で評価することかできる。
全評価では双方のオペランドか十分に評価されて、実際のモート値を発生し、こ れらの値をＡＮＤ又はＯＲ命令にオペランドとして用いて、実モード結果を得る 。フロー又は短絡評価では第１オペランドを評価する。式の値を第１オペランド の値によって決定する場合には、第２オペランドをスキップさせる。そうしない と、第２オペランドか評価されて、式の値か第２オペランドの値となる。
ソース言語にはＡＮＤ及びＯＲ式の全評価を必要とするものかあり、ソース言語 には短絡評価を必要とするか、又はこの短絡評価用の特殊なすベレータを有する ものかあり、さらに他のソース言語には評価の種類を特定せず、コンパイラに選 択をまかせるものかある。これらのケースに対して次の３組のすベレータを準備 する。
（ａ）ＬＡＮＤＣ及びＬＯＲＣ（“Ｌｏｇｉｃａｌ　ＡＮＤ　Ｃｏｎｄｉｔｉｏ ｎａド及び“Ｌｏｇｉｃａｌ　ＯＲＣｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ”）はフロー　プー ル　オペレータである。これらのオペレータはそれらの第１オペランドを評価し 、且つそれらの第２オペランドの評価をバイパスさせることができる。
（ｂ）ＬＡＮＤＵ及びＬＯＲＵ　（“Ｌｏｇｉｃａｌ　ＡＮＤ　Ｌｌｎｃｏｎｄ ｉｔｉｏｎａド及び”Ｌｏｇｉｃａｌ　ＯＲＵｎｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ”）は 全評価プール　オペレータである。これらのすベレータは普通の２進オペレータ のように作用し、２つの全評価オペランド式から得られる値を計算する。
（Ｃ）ＬＡＮＤＵ及びＬ　ＯＲ（”Ｌｏｇｉｃａｌ　ＡＮＤ及びＬｏｇｉｃａｌ 　ＯＲ”）はＣＩＬオペレータであり、これらのオペレータは評価の種類もオペ ランドの順序も特定しない。上記オペレータはＩＬの拡張中にＬＡＮＤＣ及びＬ ＯＲＣか、ＬＡＮＤＵ及びＬＯＲＵタプルのいずれかと置き換えることかできる 。さらに上記オペレータをＬＡＮＤＣ及びＬＯＲＣタプルと置き換える際に、そ れらの第１オペランドを評価するコストかそれらの第２オペランドを評価するコ ストよりも高くなると思われる場合には、上記オペレータのオペランドを入れ替 えることができる。
ハック　エンド１２はＬＡＮＤ、ＬＯＲ，ＬＡＮＤＣ又はＬＯＲＣタプルの各オ ペランドに属するタプルを識別できるようにする必要かある。ＣＩしてはＦＬＯ ＷＭＡＲＫタプルをこの目的のために用いる。これらタプルの内の１つのタプル の第１オペランドに関連する全てのタプルは第２オペランドに関連する全タプル の直前に置く必要かあり、又第２オペランドに関連する全タプルはプール　オペ レータそのものの直前に置く必要かある。これらのタプルの内の１つのダブルの いずれかのオペランドに関連する第１タプルの直前にはＦＬＯＷＭＡＲＫタプル を置く必要かある。
例。
＄　ｌ　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　Ｉ第１オペランドの開始＄２　：　ＦＥＴ ＣＨ（Ｘ）； ＄３：ＧＴＲ（＄２．　（０））； ＄４・ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　！第２オペランドの開始＄５　：　ＦＥＴＣＨ（ Ｘ）； ＄６：ＬＳＳ（＄５．　（１０３）； ＄７　：ＬＡＮＤ　（＄３．＄６）！オペレータ　タプル選択オペレータはプー ル　オペランドの値に応じて２つの任意タイプの値の一方の値を選択する。論理 ＯＲ及びＡＮＤタプルと同様に次の３つの選択タプルかある。
（ａ）ＳＥＬＣは、その第１オペランドか真であるか、偽であるかに応してその 第２又は第３オペランドを評価する。
（ｂ）ＳＥＬＵはそのオペランドの内の３個のオペランドを全て評価してから、 その第２か又は第３オペランドの値を選択する。
（ｃ）ＳＥＬは評価の種類を特定しないＣＩＬオペレータである。
このオペレータはＩＬの拡張中に５ＥＬＣか、５ＥＬＵにより置き換えられる。
又、論理ＡＮＤ及びＯＲタプルと同様に、ＳＥＬ及び５ＥＬＣは、それらのオペ ランドに関連するタプルのオペランドの順序か連続し、しかもＦＬＯＷＭＡＲＫ タプルが前に置かれるようにする必要かある。
ＦＬＯＷＭＡＲＫタプル。
例 ＄　ｌ　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　、ｊ第１オペランドの開始＄２　：　ＦＥＴＣ Ｈ（Ｘ）； ＄３：ＧＥＱ（２，［：Ｏ））： ＄　４　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ；　！第２オペランドの開始＄　５　：　ＦＥＴ ＣＨ（Ｘ）； ＄ｓ　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ；　！第３オペランドの開始＄７　：　ＦＥＴＣＨ （Ｘ）； ＄８　：ＮＥＣ（＄７）； ＄９　：ＳＥＬ　（＄３．　＄５．　＄８）　！オペレータ　タプル又は ＄　１　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　、！第１オペランドの開始＄　２　：　ＦＥＴ ＣＨ（Ｘ）　； ＄３　：ＧＥＱ　（＄２．　（０））；＄４・ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　！第２オ ペランド用のコードかない。
＄５　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　ｊ第３オペランドの開始＄６・ＦＥＴＣＨ（ Ｘ）； ＄７：５ＥＬ（＄３．　（０）、＄６）！オペレータ　タプルーーーー第２オペ ランドに注意する プール　オペレータの全てを表１３にリストしである。
実行時間のチェック： チェック　オペレータはプログラムの実行中に成る条件か真であるか、どうかを チェックし、その条件が真でない場合には例外として除外する。ＡＳＳＥＲＴ以 外のチェック　オペレータの全てはそれらの第１オペランドの値を戻す。各チェ ックタプルは条件のフィールドを存しており、これは条件か真でなけれは例外で ある旨を知らせるべく特定化し、その例外の除外を知らせた後に制御を戻すべき か、どうかを指示するフィールドを続行させることかできる。制御か例外の除外 後にチェックタプルに戻れば、このチェック　タプルは除外か起こらなかった場 合に戻ることになる値と同じ値に戻る。これらのチェック　オペレータを表１４ にリストしである。
フロー制＠： ＩＬＧ５５は基本ブロックを構成する。基本ブロックは、ブランチ　ターゲット 　タプルで始まり、ブランチ　タプル又はフロー終了ダブルで終る一連のダブル である。基本ブロックはその冒頭部だけを入力させ、原則として前記冒頭部の全 てのコードは、制御か基本ブロックの終りまで進む前に実行させる（前記条件付 き評価についての説明参照）ＣＩＬＧては基本ブロックをエンド　ツー　エンド に連結する。基本ブロックの終りのブランチ　タプルは、制御かその基本ブロッ クからＬＡＢＥＬタプルで開始させなければならない次の基本ブロックに流れる 場合に省くことかできる。同様に、基本ブロックの冒頭におけるＬＡＢＥＬタプ ルは、それへのブランチがない場合に省くこかできる。（即ち、バック　エンド ブランチ　タプルにより先行されないＬＡＢＥＬタプルを見つける場合には、そ れにＢＲＡＮＣＨを挿入し、又バック　エンドかブランチ　ターゲット　タプル により後続されないブランチ　タプルを見つける場合には、同期ラベル　シンボ ル付のＬＡＢＥＬタプルを挿入する。）ＩＬ拡張フェーズは各基本ブロックに対 して、それらの相互関係を表現する別のフロー　グラフ　データ構造を存する円 形のタプル　リストを発生する。
基本ブロック内のフローは暗黙的にタプルの線形順序付けに準する。基本ブロッ ク間の全てのフローは明示フロー制御タプルで表現されるため、ＩＬＧの基本ブ ロックはルーチンの意味合いに影響を及はすことなく任意の順序で配列させるこ とかできる。
各基本ブロックの冒頭におけるブランチ　ターゲット　タプルはシンボル表にお けるラベル　シンボル又はエントリ　シンボル　ノードへのポインタを包含して いる。基本ブロック間の制御フローはブランチ　タプルの属性である宛先リスト によって表現される。宛先リストにおける各ノードはラベル　シンボル又はエン トリ　シンボル　ノードを示し、これは同じルーチンにおける成るブランチ　タ ーゲット　タプルによっても示され、制御を基本ブロックで始める基本ブロック に転送すべきことを指示する。
ブランチ　ターゲット　タプルは基本ブロックの開始をマークする。全ブランチ 　ターゲット　タプルは次のような属性をブロック　エントリ　これかそのスコ ープ（有効範囲）のエントリ基本ブロックであるか、どうか を示すフラグ。
このタプルに関連するラベル又はエントリ　シンボル　ノードへのラベル　シン ボル　Ａ　ポインタ。
スコープ　ブロック　シンボル表におけるブロック　ノードへのポインタ 揮発性　制御がこのルーチン用のＩＬＧにて表現されない（非ローカルＧｏ　Ｔ ｏの 如き）成る制御の転送によりこの基本 ブロックに到達できないことを示すフ ラグ。
ブランチ　タプルは基本ブロックの終りをマークし、且つその後続するものを指 定する。全てのブランチ　タプルは次のような属性を有している。
属性　意味 宛先リスト　ブランチ用の宛先リストへのポインタ。
ターゲット　シンボル　シンボル　ノードへのポインタ。このフィールドは数個 のブランチ　オペレ ータにしか用いられず、それぞれ異な る意味を有しているも、常にゼロか、 又はラベル　シンボル　ノードへのポ インタを包含する。
宛先リストは宛先ノードのリストてあり、このリストは宛先ノードの次のフィー ルドと一緒にリンクされる。ブランチ　タプルの宛先リスト　フィールドは斯種 のリストにおける第１宛先ノートへのポインタを包含している。（なお、宛先ノ ートは僅か１つの宛先リストに生じ得るたけてあり、宛先リストは１個のブラン チ　タプルたけて示すことかできる。２つのブランチの宛先か同じても、これら のブランチは別々の同じ宛先リストを持たなけれはならない。）各宛先ノードは ターゲット　フィールドを有しており、これはラベルまたはエントリ　シンボル 　ノードへのポインタを包含している。宛先ノードは、ブランチ　ターゲラＩ・ 　タプルのラベル　シンボル　フィールドか同じシンボル　ノードへのポインタ を包含している基本ブロックへ制御を予想転送することを表す。宛先ノードは２ 種類ある。
大抵の種類のブランチ　タプルは単純な宛先ノードを用いて、宛先リストにおけ るその位置に基つく宛先を選定する。しかし：ＢＲ３ＥＬタプルとセレクタ宛先 ノートを用いて、セレクタかタプルのオペランド値に整合する宛先を選定する。
セレクタ宛先ノードは低テスト値と高テスト値（これらはいずれも長いワードの 整数である）の追加のフィールドを有している。このセレクタ宛先ノートはオペ ランドの値か宛先の低テスト値と高テスト値との間に落ちる場合にオペランドの 値と一致する。
宛先リストて一組の宛先を指定してから、タプル　オペランドに基ついて１つの 宛先を選択する定型ブランチ　オペレータとは異なり、間接ブランチ　オペレー タ（ＪＵＭＰ及びＪＵＭＰＬＯＣＡＬ）はアドレス式（通常はラベル変数）によ って指定されるアドレスに制御を転送する。これらのオペレータはＧＯＴｏに指 定されたＦＯＲＴＲＡＮ又はラベル変数へのＰＬ／Ｉに用いられるオペレータで ある。
バック　エンドはさらに、間接ブランチ　タプルの可能な宛先を確かめてからル ーチン　フロー　グラフを正しく組立てることのできるようにする必要がある。
従って、間接ブランチタプルは定型ブランチ　オペレータと同じような宛先リス トを存する。しかし、これらの宛先リストは（ＪＵＭＰタプル用のオプションで ある）単一宛先を包含しているだけである。この宛先のターゲット　ラベルはＶ ＢＲＡＮＣＨタプルか直ぐ後に後続するＶＬＡＢＥＬを識別する。この場合、Ｖ ＢＲＡＮＣＨタプルの宛先リストは、間接ブランチのこのルーチンにおける実際 に有り得る宛先の全てをリストする。
ＶＬＡＢＥＬタプルとＶＢＲＡＮＣＨタプルとの斯かる組合わせのことを仮想基 本ブロックと称する。このブロック用のコードは発生させることはなく、これは ＶＬＡＢＥＬとＶＢＲＡＮＣＨとの間には他のタプルを設ける必要がないからで ある。
従って間接ブランチからの制御を後続する仮想ブロックのいずれかに通すことが できる。このようにすれば、多数の間接ブランチか同じ宛先を有する場合に、単 一の仮想基本ブロックでそれら全ての宛先を表現することかできるので有利であ る。
各ルーチンには他にもう１つの仮想基本ブロックがある。このブロックはＢＥＧ ＩＮ及びＢＮＴＲＹＰＴＲタプルから成るブロックかある。このブロック用のコ ードは、このブロックの実行を常にＥＮＴＲＹにて開始させるから発生させない が、そのブロックはバック　エンド用ルーチンのエントリ点を全て識別する。
基本ブロックはブランチ　タプル又はフロー終了タプルで終わらせることかでき る。制御かフロー終了タプルに達すると、その制御は現行ルーチンから完全に離 れる。フロー終了タプルは制御を現行ルーチンにおける宛先には転送しないから 、それらのタプルは宛先リスト及びターゲット　シンボルの属性を持たない。
なお、ＪＵＭＰオペレータは、それか宛先リストを持たない場合、このことは現 行ルーチンに可能な宛先かないことを意味することからして、実際上はフロー終 了オペレータである。ＪＵＭＰＳＹＭＢＯＬはフロー終了オペレータであり、こ れはＣＩＬにおける既知のラベルへのノン（非）ローカル　ＧＯＴＯを表現する のに用いられ、ＥＩしては上記オペレータはノンローカルＪＵＭＰと置き換えら れる。
フロー制御オペレータの全てを表１５にリストしである。
ルーチンの呼出し及びパラメータの受渡しニリンケージには制御、パラメータ、 復帰値に関する３種類の規約かある。“リンケージ規約”とは、呼出しルーチン と被呼ルーチンを適切に「互いに通信」させるジェネレーテツド　コードについ ての全ての規則のことを称する。これらの規則の内の幾つかはコード　ジェネレ ータ２９に組込む。他の場合には呼出し及び被呼ルーチンを一致させなければな らない選択性がある。これらの選択性の内の幾つかは（双方のルーチンにアクセ スする必要かある場合）シェルによって成され、他の選択はフロント　エンド２ ０により成されて、シンボル表３０及びＩＬＧ５５にてコード化される。
制御リンケージ規約は命令を規定し、これらの命令は呼出しルーチンから被呼ル ーチンへと制御を通して、被呼ルーチンの実行文脈を確立させて、制御を呼出し ルーチンへと戻すべく実行させる必要がある。制御リンケージ規約は呼出しルー チンにおけるＩＮＩＴＣＡＬＬ及びＣＡＬＬタプルと、被呼ルーチン用のエント リ　シンボル　ノードとにより決定される。
オペランドが外部レファレンスであるＣＡＬＬタプルは識別したコール（呼）で あり、ライン内の被呼ルーチンをコンパイルしたり、又は被呼ルーチンの個別化 したコピーを発生する範囲がどんなであれ、識別した呼に対するリンケージを選 択するのは全く自由である。識別されない呼に対しては、ＩＮＩＴＣＡＬＬタプ ルの呼出し規約フィールドか、その呼に使用すべき制御リンケージ規約を特定化 しなけれはならない。このフィールドの値ハ列挙しタタイブＧＥＭ＄ＣＡＬＬＩ ＮＧ　Ｃ０ＮＶＥＮＴＩＯＮからのものとする必要かあり、これらの定数を次の リストに定義する。
定数　意味 標準（Ｓｔａｎｄａｒｄ）　ターゲット　システムには標準の外部呼出し規約を 用いる。（これはＭＩＰＳ履行用に規定した呼出し規約に過ぎない。） 呼（Ｃａｌｌ）　ＣＡ　Ｌ　Ｌリンケージ（ＶＡＸたけ）を用いる。
Ｊｓｂ　Ｊ　Ｓ　Ｂリンケージ（ＶＡＸたけ）を用いる。
ルーチン　ブロック　ノードは標準のエントリ　フィールドを有しており、これ はこのルーチンへの非識別呼によって呼出される斯かるルーチンをコピーするの にどの制御リンケージ規約を用いるのかを指定する。このフィールドの値は列挙 したタイプＧＥＭ＄ＥＮＴＲＹ　Ｃ０ＮＶＥＮＴＩＯＮから来るものとする必要 かあり、その定数を次のリストに定義する。
定数　意味 Ｎｏｎｅ　ルーチンへの全ての呼は現行コンパイルで識別された呼であるため、 非識別呼がら呼出すべきルーチンの例を生成する必要はない。
５ｔａｎｄａｒｄ　標準エントリ規約を用いて呼出すことのできるルーチンを生 成する。（これはＭＩＰＳ履行用に規定した単なる呼出し規約である。） Ｃａｌｌ　ＣＡＬＬリンケージ（ＶＡＸだけ）を用いる。
Ｊｓｂ　Ｊ　Ｓ　Ｂリンケージ（ＶＡＸたけ）を用いる。
パラメータ　リンケージ規約は他のタイプのものである。ルーチン呼出しは被呼 ルーチンに利用できるアーギュメント　リストを作る。アーギュメント　リスト は一致により呼出し及び被呼ルーチンの双方に知られる位置（レジスタ又はアド レスが成る標準レジスタに包含されるメモリ　ブロックの位置）におけるスカラ 値（アドレス）を収集したものである。
被呼ルーチンの仮パラメータはパラメータ　フラグ　セットである可変シンボル 　ノードにより表現される。パラメータシンボルに関連するアドレスは、呼出し ルーチンによって指定される記憶位置か、呼出しルーチンか通過させたデータの コピーを包含するローカル記憶位置のことである。（“アドレス”とは実際には レジスタのことである。）上記仮パラメータはアーギュメント　リストから及び 下記に述べるようにパラメータシンボルのメカニズム及びセマンテイク　フラグ から取り出される。
パラメータは、そのパラメータの変数に関連するアドレスか呼出しルーチンによ って渡された記憶位置（実際の記憶位置）のアドレスである場合にバインド　セ マンテイクを有する。上記パラメータは、コンパイラかそのパラメータ用の記憶 位置を被呼ルーチン（ローカル記憶位置）に割当て、必要に応じ実際の記憶位置 とローカル記憶位置との間にコピーを生成する場合にコピー　セマンティクを有 する。（バインド　セマンテイクを有するパラメータのローカル記憶位置はその 実際の記憶位置と同じである。） コンパイラは、ｌルーチン内のパラメータの使用パターン及び表ｌ０−３にリス トしたフラグに基つくパラメータに対してバインＩ’　セマンティクを用いるの か、コピー　セマンテイクを用いるのかを選定する。（“エイリアス効果”につ いてはＣＴｏ、７０におけるＤａｔａ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｍｏｄｅｌに記述されて いる。）要するにエイリアス効果とは実際の記憶位置をパラメータ　シンボルを 介することなくアクセスする方法である。これは実際の記憶位置となり得る非ロ ーカル変数、即ち別の効果に対する直接レファレンスを含み、しかも実際の記憶 位置をアクセスすることのある他のルーチンを呼出す。
表１７は様々なソース言語をセットする際に用いるパラメータ　セマンティク　 フラグを示す。
パラメータ　メカニズムは、呼出しルーチンか被呼ルーチンへの引き渡しを希望 することと、アーギュメント　リストに実際上何を記憶させるのかとの関係を特 定化する。パラメータシンボルは、このパラメータに対する値を渡すのに用いら れるメカニズムを指定するメカニズム　フィールドを有しており、アーギュメン ト　タプルは、このアーギュメントを渡すべきメカニズムを指定するメカニズム 　フィールドを有している。これらの各フィールドの値は列挙したタイプＧＥＭ ＄ＭＥＣＨＡＮＩＳＭから来るものとする必要があり、これらのフィールドの定 数を表１８にリストしである。
パラメータ変数の未知のサイズ　フラグか偽である場合には、そのパラメータの サイズをコンパイル時に確認して、そのサイズ　フィールドによりパラメータ　 サイズを指定する。パラメータ　サイズの未知サイズ　フラグが真である場合に は、そのパラメータのサイズはコンパイル時に確認しなくて済む。未知サイズ　 パラメータのサイズは、それかアレイ　ストリング又はアドレス及び長さく長さ パラメータに関連するレファレンス）メカニズムを有する場合には、実行時に決 定することかできる。
別個の長さワードをアドレス及び長さメカニズムで渡し、且つパラメータか集合 データ　タイプのものである場合には、長さアーギュメントをハイド単位でなく 、エレメント（ビ・ノド又は文字（キャラクタ））のパラメータ　サイズとして 解釈する。
さらに、パラメータか文字ストリングであり、このストリングの表現か変化する 場合には、パラメータ　サイズはストリンクの現行サイズでなく、最大サイズと なり、そのストリングのテスト部分にのみ適用され、これはストリング長ワード 又はヌルターミネータに必要とされるベースには当てはまらない。なお、パラメ ータは、コンパイラかとの程度コピーするのか判らなけねは、コピー　セマンテ イクを有することはできない。実際のパラメータ　サイズかコンパイル時に判ら ず、実行時（こコンパイラによっても計算できない場合には、フロント　エンド かパラメータの必須バインド　フラグをセ・ノドして、）くインドセマンティク の使用を余儀な（させる必要かある。
他のタイプはリターン　）＜リュー　リンケージ規約である。
被呼ルーチンは２通りの方法で情報を呼出しルーチンに戻すことかできる。その 第１の方法は出力パラメータを用いる方法である。このパラメータは値以外のメ カニズムで渡される変数であるため、被呼ルーチンは値をそれに記憶させること かできる。
第２の方法は復帰値を用いる方法である。復帰値とは被呼ルーチンにより計算さ れて、呼出しルーチンに「戻される」値のことであり、この値は特定の結果タプ ルにより表現式の値として利用可能となる。
スカラ値はレジスタに戻すことかできる。たとえば、我々の殆ど全て言語は算術 関数値を標準レジスタに戻し、ＢＬＩＳＳ“出力パラメータ”の特徴は、成るル ーチンか任意のレジスタ値を戻すことにある。
ストリングを戻すルーチンの場合には、アーギュメント　リストにおけるタプル が復帰値を一時バッファに割当て、そのアドレスを被呼ルーチンに渡し、この被 呼ルーチンのタプルか復帰値をバッファに記憶させ、呼出しルーチンのタプルが バッファからその値を検索するようにする必要かある。
復帰ストリングのサイズを被呼ルーチンにより決定する場合には、呼出しルーチ ンかその結果に対するスペースを割り当てることはできない。その理由は、呼出 しルーチンは結果かとの程度の大きさになるのかを前もって知らないからである 。この場合の可能性に対するメカニズムは特定のタプルに対するものである。し かし、これらの可用性はターゲット環境についての呼出し標準規格に依存する。
呼出しルーチンは＝　（ａ）被呼ルーチンが固定バッファによる値を戻すことを 要求したり；　（ｂ）被呼ルーチンかスタックの値を戻すことを要求したり；　 （Ｃ）被呼ルーチンかダイナミック　ストリングによる値を戻すも、被呼ルーチ ンがそのような選定をする場合にはスタックに戻されたストリングを受け取るこ とを要求したりすることかできる。被呼ルーチンは固定バッファによるダイナミ ック　サイズの結果か、又は呼出しルーチンかそのダイナミック　サイズの結果 を必要とする場合に、スタックのダイナミック　サイズの結果を戻すへく常に用 意しておく必要かある。被呼ルーチンはダイナミック　ストリングによる結果、 呼出しルーチンかダイナミック　ストリングによる結果を要求する場合にスタッ クの結果を戻すべく用意しておく必要もある。
そこで、ＣＩしてのルーチン呼出しの表現につき考察する。
プロシャージャ又は機能を呼出すのに多数の個別の操作か行なわれる。それには 次の幾つかのステップが必要である。
（ａ）アーギュメント　リスト用のスペースを割当てる。
（ｂ）バスーバイーバリュ（ｐａｓｓ−ｂｙ−ｖａｌｕｅ）オペランド式用のス ペースを割当てる。
（Ｃ）記述子用スペースを割当てる。
（ｄ）アーギュメント記述子を作製する。
（ｅ）アーギュメント記述子を作製する。
（ｆ）結果値に対するスペースを割当てる。（結果値、即ち出力アーギュメント は、呼出し後まで存在しないアーギュメントである。ＩＬにおける機能は結果値 でプロシージャとして処理される。
（ｇ）アーギュメント　リストを作製する。
（ｈ）ルーチンを呼出す。
（ｉ）アーギュメント、記述子及びアーギュメント　リスト用に割当てられたス ペースを削除する。
（ｊ）呼出しによる結果値を得る。
（ｋ）結果値に対して割当てられたスペースを解除する。
Ｉしてとった汎用戦略は、呼出しをするのに伴われる様々な操作に対して別々の オペレータを与えることにあるが、これらのすベレータは特殊な形態でひとまと めにする必要がある。ＩＬのルーチン呼出しは次のようなもので構成する。即ち 、１、呼出しを行なう連続操作の冒頭にフラグを立てるＩＮＩＴＣＡＬＬステー トメント。
２、アーギュメント　リストを構成する一連のアーギュメント及び一時割当てス テートメント。
３、制御を被呼ルーチンに実際に転送する呼出しステートメント（ＣＡＬＬ又は ＢＰＣＡＬＬ）。
４　呼出しの復帰値をアクセス可能にする一連の結果タプル。
ＩＮＴＴＣＡＬＬ及びステートメントは必須のものであるか、アーギュメント　 リスト及び結果タプルは随意選択できるものである。呼出しに伴われるタプルは 全て同じ基本ブロック内に発生させる必要かあり、どの結果タプルも介在タプル なして呼出しタプルを直ぐ後ろに後続させる必要かある。ＩＮＩＴＣＡＬＬと呼 出しとの間にどんなタプルかあろうとも、他の制約は何もない。それても、ルー チン呼出し用のＩＬは他の呼出し用アーギュメント　リストＩＬ内に含めること かできる。
アーギュメント　リストの構成は、このアーギュメント　リストそのものに対す るアドレス及び記述子用及び引き渡す値を一時的に保持するため並びに出力アー ギュメント用のスペースを割当てる操作を佳う。これらの活動状態をアーギュメ ントタプルと一緒にＩＬに特定化する。全てのアーギュメント　タプルはＡＲＧ で始まる名前を有しており、これらのタプルは表２０にリストした属性を有して いる。
呼出しルーチンか引き渡す値を有する場合、このルーチンは名前かＡＲＧＶＡＬ で始まるアーギュメント　タプルの１つを用いる。実際のアーギュメント値はこ れらのタプルでアーギュメント　タプルのオペランドとして特定化される。なお 、このことは必ずしもアーギュメントを値メカニズムを用いて引き渡すことを意 味するのではない。メカニズムが値メカニズムである場合には、オペランド値を アーギュメント　リストに直接記憶させるか、さもなけれはテンポラリを割当て て、オペランド値をテンポラリに記憶させ、このテンポラリをレファレンス又は 記述子により引き渡すようにする。（これはＢＬＩＳＳにおける％ＲＥＦに似て いる）。値メカニズムはスカラタイプのＡＲＧＶＡＬタプル及びコンパイル時間 の大きさが一定のＡＲＧＶＡＬＡタプルでサポートされるだけである。
呼出しルーチンが既存の記憶位置に渡すアドレスを有する場合、このルーチンは 名前かＡＲＣ；ＡＤＲで始まるアーギュメント　タプルの１つを用いる。実際の 記憶位置のアドレスはこれらのタプルてアーギュメン１〜　タプルのオペランド として特定化される。従って、値メカニズムはこれらのタプルと一緒に用いるこ とはできない。アーギュメント　リストにこれらタプルの１つが発生すると、被 呼ルーチンを現行ルーチンに対する既知の記憶位置から呼出したり、その記憶位 置に書き込ませることができるから、これらのタプルは依存性及び副作用を有す ることができるため、オフセット効果及び基本シンボル　フィールドを有し、こ れらのフィールドは全てのメモリ　レファレンス　タプルに用いられ、又特殊な フラグのバルム（ｐａｒｍ）が読み取られたり、書き込まれたりし、これは被呼 ルーチンか記憶位置からの読み取り及び／又は記憶位置への書き込みをするよう にコンパイラをし向けるか、どうかを指示する。
アーギュメント　タプルかｌ凡用メカニズムを指定する場合には、コードを発生 させて記述子用スペースを割当てて、その基本アドレス　フィールド内にそのコ ートを入れる。フロントエンドは記述子内に初期化すべき他のいずれものフィー ルドを明確に指定させる必要かある。これはＤＳＣＦ　？ＬＤタプルを用いて行 なわれ、これらのタプルは汎用メカニズムで以前のアーギュメント　タプルに差 し戻され、そのアーギュメントに割当てられた記述子のフィールドに記憶させる 値を指定する。アーギュメント　ブロックの構成： 幾つかのＲＴＬリンケージはアーギュメントのコレクションをアーギュメント　 ブロックに渡す必要かあり、このブロックのア１−レスは普通のレファレンス　 パラメータのようにＲＴＬルーチンに受け渡す。こ第１は次の３つの特殊なタプ ルを用いて行なう。
（ａ）ＡＲＧＢＬＯＣＫは特殊サイズのブロックをスタックに割当てて、そのア ドレスを被呼ルーチンに渡すアーギュメント　タプルである。上記ブロックはＢ ＬＫＦＩＥＬＤタプルを用いて初期化することかできる。
（ｂ）ＡＢＬＫＦ　ＩＥＬＤタプルは、任意のタプルの代わりに以前のＡＲＧＢ ＬＯＣＫタプルを汎用メカニズムで差し戻すことを除けば、ＤＳＣＦ　ＩＥＬＤ と同じである。このタプルは値をアーギュメント　ブロックのフィールドに記憶 させる。
（ｃ）ＡＲＧＤＥＦ　ＩＮＥＳタプルは、それかコードを発生しないことを除け ば、アーギュメント　タプルと同じである。
このタプルはフロント　エンドを正規のアーギュメントタプルに関連しないアー ギュメント的な副作用を特定化させる。特に上記タプルはアーギュメント　ブロ ックに通過させたアーギュメントに関連する作用を指示するのに用いることがで きる。
ルーチンを集合値に戻すには、呼出しルーチンか割当てた位置にその値を記憶さ せる必要かある。名前がＡＲＧＴＭＰで始まるタプルは特定サイズの記憶ブロッ クを割当て、そのアドレスを被呼ルーチンに受け渡す。これらのタプルは、ＡＲ ＧＡＤＲタプルか既存の記憶ブロックのアドレスを渡し、又ＡＲＧＴＭＰタプル か呼出しに対して特別に割当てたテンポラリのアドレスを受け渡すことを除けば ＡＲＧＡＤＲと同じである。
ＡＲＧＢＵＦ、ＡＲＧＳＴＫ及びＡＲＧＤＹＮタプルはテンポラリを割当て、ダ イナミック　ストリング復帰値を得るのに必要な特殊な記述子を受け渡す。これ らのタプルは、いずれも通常のアーギュメン１−　タプルの属性を有しているか 、それらのメカニズムの属性は、そのメカニズムかダイナミック復帰値のメカニ ズムの使用により暗示されることからして無視される。
名前かＲＥＳＵＬＴて始まるタプルは呼出しルーチンでアクセス可能なルーチン 呼出しからの復帰値を作製する。これらのタプルの作用は、これらか被呼ルーチ ンにより戻されたテンポラリ位置、即ちしジスタからの出力パラメータをさらに 長持ちするテンポラリ位置に動かすことにある。結果タプルの値はそれか検索し た復帰値の値に過ぎない。呼出しに対する結果タプルには全て呼出しダブルを直 ぐ後続させる必要かある。
バウンド　プロノージャ　呼出シ・ バウンド　プロシージャ値、即ちＢＰＶは未知のルーチンを呼出すのに必要とさ れる状態を表す。ルーチンはアップ　レヘルのレファレンスを含み、割当て変数 を他のルーチンにスタックすることかできるため、バウンド　プロシージャ値に は呼出す・＼きルーチンのコード　アドレスたけてなく、そのだめのスタテック 　リンクを構成するのに十分な情報も組込む必要かある。
不都合なことに、ＢＰＶはそれらをどのように創成し、それらをとのように表現 し、それらをとのようにして呼出し、又それらかとんなに大きくても、それぞれ 異なるソフトウェア　アーキテクチュアで極めて異なる方法にて処理される。従 って、コンパイラは首尾一貫した表現を提供しようとはしない。その代わり、フ ロント　エンドはターゲット　ソフトウェア　アーキテクチュアに応して異なる コードを生成しようとする。
（ａ）ＶＡＸ及びＭ［’Ｓソフトウェア　アーキテクチュアにおけるＢＰＶは単 にコード　アドレス及びコンテキスト（文脈）値であり、バウンド　プロシージ ャ呼出しは、コンテキスＩ・値を特定のレジスタにロードさせてからコードアト ルスへの呼出しをして行なう。従って、フロントエンドはＢＰＶを一対のアドレ ス値として表現する責任がある。コード　アドレスはＢＰＬＩＮＫタプルて得ら れる。
ＢＰＶへの呼出しは、アドレス　オペランドをコード　アドレス値とするＣ　Ａ 　Ｌ　Ｌとして表現すべきてあり、この場合、コンテキスト値は、その値をアー キテクチュアのスタチック　リンク　レジスタに特殊なレジスタ　アーギュメン トとして受け渡すようにする。
（ｂ）ＲＩＳＣマシンては全てのプロシージャを成る追加の情報と一緒にコード 　アドレスを包含している記述子により表現し、ＢＰＶは実行時に構成される特 殊な記述子（これはコンテキスト　ポインタを包含している）のアトルス及びコ ンテキスト　ポインタにロードして、実ルーチンを呼出すＲＴＬルーチンのアド レスに過ぎない。フロント　エン１へは斯様な記述子そのものに対するスペース を割当てなければならず、そのスペースに記述子を入れるのにＢＰＶＡＬタプル を用いる。この場合、ＢＰＶは記述子のアドレスにより表現し、このＢＰＶへの 呼出しは上記アドレスへの呼出しにより表現すべきである。
バック　エンド１２にとって必要なことは、ルーチンの各入口点に対するパラメ ータか何であるかを知ることである。フロント　エンド２０は入口点のパラメー タ　リストを表すパラメータ　ノード（次のフィールドによりリンクされる）の リストにおける最初と最後のノートに対する点に各エントリ　シンボル　ノード のパラム　リスト及びパラム　リスト　テイル　フィールドをセットすることに よりルーチンの各入口のパラメータを知るようにする。
各パラメータ　ノートは、それらか　アーギュメント　タプル（表２０参照）で 行なうのと同し意味を有しているレジスタ及び特定のレジスタ　フィールドか受 け渡す入口点及びアーギュメント位置を含むルーチンのパラメータ　シンボル　 ２ノートを指すシンボル　フィールドを有する。従って、パラメータノードのリ ストは入口点のパラメータを全て識別すると共に、これらのパラメータが、その 入口点のアーギュメント　リストのどこに生ずるのかを識別する。
なお、パラメータ　シンボルは１つ以上のパラメータ　リストにて発生し、それ らは各々異なるアーギュメント位置にて発生する。しかし、メカニズムは特定ア ーギュメント　リストにそれが発生するというよりも、むしろパラメータ　シン ボルの属性と見なせるから、パラメータ　ノードはメカニズム　フィールドを有 していない。
ＲＥＴＵＲＮＲＧタプルは特定レジスタにおけるスカラ値を戻し、ＲＥＴＵＲＮ ＳＴＫ及びＲＥＴＵＲＮＤＹＮとはＰＲＩＳＭ呼出しスタンダードで与えられる ダイナミック　ストリング戻しメカニズムの１つを用いてストリング値を戻す。
なお、値をアーギュメント　テンポラリを経て戻すことと、値を普通の出力パラ メータに記憶させることは相違しないため、アーギュメント　テンポラリを経て 値を戻すのに呼出しルーチン用の特殊なタプルは必要でない。
パラメータ　シンボルに関連するアドレスはパラメータのローカル記憶位置のア ドレスである。被呼ルーチンはＤＥＳＣＡＤＤＲタプルを用いて汎用記述子のメ カニズムでパラメータ用記述子のアドレスを得ることかできる。実際のサイズを （記述°子又は別個のサイズ　パラメータの）アーギュメント　リストて得るこ とかできれは、未知のパラメータの実際のサイズを５ＩＺＥタプルを用いて得る ことかできる。
ルーチン呼出しに伴われるオペレータの全てを表２１にリストシである。
記憶配分及び範囲付け： 字句ブロックは一組の宣言が、例えはルーチン、サブルーチン、機能又は開始− 終了ブロックに有効であるソース　プログラムの範囲であり、ルーチンの字句構 造は、ルートがルーチンブロック　ノードとなるスコープ　ブロック　ノードの トリーにより表現される。ＴＬＧの各基本ブロックは単一字句ブロックに属する コードを包含する。基本ブロックの開始点におけるブランチ　ターゲソｌ−タプ ルはシンボル表における対応するブロック　ノードを指すスコープ　ブロック　 フィールドを存している。ルーチンの各字句ブロックはユニークなスコープエン トリ基本ブロックを持たなけれはならず、このブロックは字句ブロックの内で、 この字句ブロック以外のいずれかの基本ブロックから制御を受け渡すことのでき る基本ブロックである。斯かるスコープ　エントリ基本ブロックはブランチ　タ ーゲット　タプルのブロック　エントリ　フラグにより識別される。
ＣＩＬにおける可変シンボルに対するレファレンスは常に記憶位置のアドレス（ 即ち、レジスタの名前）をもたらす：即ち、１、スタティック変数は記憶域クラ スかスタティックか、グローバル　レフか、又は予約したものである。スタティ ック変数はコンパイル時に成るＰＳＥＣＴに位置付けられるため、このような変 数に対する各レファレンスは同じ位置に照合させる。
２、ローカル変数は、記憶域クラスかオートマチックか、スタック　ローカルか 、レジスタか、登用されたレジスタであって、しかも未知サイズ　フラグか偽で ある変数である。ローカル変数はそれらの字句単位有効範囲の単一実行中にしか 存在せず、それらの字句単位有効範囲の多数の実例を同時に実行する場合には多 数の実例を持つことかできる。ローカル変数はコンパイル時に割当てられて、そ れらのルーチンのスタック　フレームにおける位置を登録したり、又は知ったり する。
３、ダイナミック変数はローカル変数と同じ記憶域クラスのものであるが、未知 サイズ　フラグは真である。ローカル変数と同様に、ダイナミック変数は、それ らの字句単位有効範囲の単一実行中にしか存在せず、それらの字句単位有効範囲 の多数の実例を同時に実行する場合には多数の実例を持つことができる。ダイナ ミック変数は実行時にＣＲＥＴＥタプルによりスタックに割当てられ、しかもバ ック　エンドにより創成される関連するポインタ変数によりアクセスされる。
４、コピー　セマンティクスを有するパラメータは、それらの未知サイズ　フラ グのセツティングに応じてローカル又はダイナミック変数として作用する。
５、バインド　セマンティクスを有するパラメータは被呼ルーチンには全く割当 てられない。これらパラメータは、実際の記憶位置アドレスを保持するためにバ ック　エンドにより創作される関連するポインタ変数を経てアクセスされる。
字句ブロックにおけるタプルは、その字句ブロック又はシンボル　テーブル　ブ ロック　トリーにおけるいずれかのアンセスタにて宣言される任意の変数を参照 することかできる。現行のルーチンの変数を参照することに勿論何等問題はない 。他のルーチンのスタティック変数は直接参照することかできる。他のルーチン のローカル及びダイナミック変数は、変数を宣言するスタック　フレームを位置 付ける“スタティック　チェーン”を必要とする。しかし、フロント　エンドか ルーチン　ブロック及び変数を正しく注釈付けれは、バック　エンド１２はスタ ティック　チェーンを創成して、それを用いてコードを生成すへく応答すること かできる。
ダイナミック　スタックの割当てには次のような幾つかの種類かある。
１、ダイナミック変数用のスタック記憶域をＣＲＥＡＴＥダブルにより割当てる 。これはＣＲＥＡＴＥタプルと同じ字句ブロック内にない基本ブロックに制御を 受け渡すまではＣＲＥＡＴＥタプルの実行により存在する。（このことはダイナ ミック変数用のＣＲＥＡＴＥタプルを基本ブロックに割当てる必要かあることを 意味し、この基本ブロックの有効範囲ブロックは変数を宣言するブロックであり 、さもなければ、そのダイナミック記憶域は変数か有効範囲内にまだ字句的にあ る間釈放される。） ２、未知サイズ　コピー　パラメータ用のスタック記憶域を割当てるコードをＥ ＮＴＲＹタプルの直ぐ後に生成する。ＥＮＴＲＹタプルは主ルーチン　ブロック に必須であるため、この記憶域はルーチンか戻るまで存在する。
３、ダイナミック　テンポラリは集合式の値を保持するためにバック　エンドに より創成することができる。このテンポラリは少なくとも集合式の値を用いるタ プルを実行するまでその値を創成するタプルの実行により存在する。
４、集合ＡＲＧＶＡＬ！タプル用のアーギュメント値を保持するためにスタック 　スペースを割当てる。このスペースはＣＡＬＬタプルを実行するまてＡＲＧＶ ＡＬ、タプルの実行により存在する。
５、スタック　スペースをＡＲＧＴＭＰ、タプル用の戻り値を保持するために割 当てる。このスペースは戻り値をフェッチするＲＥＳＵＬＴ、の実行により存在 する。
本発明は上述した例のみに限定されるものではなく、幾多の変更を加え得ること 勿論である。
テーブルｌ （ただし、以下の全角英文字及び記号は実際は半角入力のものとし、全角アンダ ーライン２文字分は、実際は半角アンダーパー２個分とする。） パッケージからエクスポートされた名前式である。
・グローバル変数名は、ＧＥＭ＄ＺＺ　ｎａｍｅの形式である。
・リテラル名（グローバル又はエクスポーテッドのいずれであ列挙データ型式 ・すべての列挙データ型式は、固有の「型式名」を有する。
の形式の名前を有する。
集合データ型式 ・各集合データ型式は、固有の「型式名」を存する。
・集合型式の特定の変数のサイズは、 ・集合型式の全体としてのサイズ（即ち、最大変数のサイズ）はＧＥＭ＄ＸＹＺ 　５ＩＺＥである。
・名前ＧＥＭ＄ＸＹＺは、型式宣言マクロを参照し、その拡張は、 テーブル２ Ｗｉ数（Ｉｎｔｅｇｅｒ）　３２ビツト（ロングワード）の符号付き整数。値（ ｖａｌｕｅ）によって渡される（パスされる）。
ストリング（Ｓｔｒｉｎｇ）　可変ストリング（１６ビツトの長さの符号のない ワード＋テキスト）。レファ レンス（ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）によって渡される（パスされる）。
ハンドル（Ｈａｎｄｌｅ）　シェルルーチン（シェル内部データ構造のアドレス であることが多い）によ って割り込まれるがフロントエンドに 対しては意味をもたない３２ビツト（ロングワード）値。値（ｖａｌｕｅ）によ って渡される。
ブロック（Ｂｌｏｃｋ、）　シェルパッケージの仕様で構造か規定され、その内 容かフロントエンドとシ ェルどの間の通信に使用される若干の データブロック。レファレンスによっ て渡される。
カウントテッドベクトル（Ｃｏｕｎｔｅｄ　ｖｅｃｔｏｒ）３２ビツト構成要素 の特定数が付随す る３２ビツトの符号のないカウントワード。ベクトルの構成要素は、整数、変 化するストリングのアドレス、ハンド ル又はブロックのアドレス。レファレ ンスによって渡される。
テーブル３ （たたし、以下の全角英文字及び記号は実際は半角入力のものとし、全角アンダ ーライン２文字分は、実際は半角アンダーパー２個分とする。） ＧＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＩＴ これは、最初のアクションとしてシェル１１により呼び出さｍ）参照）をスター トし、デバッギングパッケージ（＜ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ＞　の（ｓｅｃｔ　５ｈ ｅｌｌ　ｄｂ）参照）を初期化し、“５ｔａｎｄａｒｄ　ｅｒｒｏｒ”　のアウ トプットファイルハンドＣＢを初期化する。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＩＴからの戻る際に、以下に列挙する全てのＧＥＭ＄ＸＸ７ ”ｌ：＋−パル変数は、適正に初期化される。他われ、又はＧＥＭ＄ＸＸ　ＰＲ ＯＣＥＳＳ　ＧＬＯＢＡＬＳ（以下を参照のこと）まで延期される。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＩＴの呼び出しを完了するまではシェル１１はいかなるコマ ンドライン処理を行わないため、ＶＡＸ／Ｅを呼び出してシェルか処理するコマ ンドストリングをセットさせることによってＤＣＬコマンドの代わりに外部コマ ンドでこれは、コマンドラインからのグローバル修飾子（ｇｌｏｂａｌｑｕａｌ 　ｉｆ　１ｅｒ）を処理した後であって何からのコマンドラインパラメータ又は ローカル修飾子を処理する前にシェルによって呼び出される。このルーチンは、 グローバル修飾子ブロックを検討し、アクションか適正である限りこのアクショ ンをとることかできる。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＰＲＯＣＥＳＳ　ＬＯＣＡＬＳこれは、コマンドラインからのロ ーカル修飾子を処理した後であって、ローカル修飾子によって特定されたファイ ル２１をオーブンする前にシェル１１によって呼び出される。このルーチンは、 ローカル修飾子ブロックを検討し、所望の内容を変化させることかできる。この ことにより、個別の修飾子ブロックでは表すことができない修飾子間の依存性を 可能にする。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥ これは、ローカル修飾子ブロックに充填されたパラメータプラスリスト及びその 修飾子を解析し、プラスリストによって特定された入力ストリームでＯＥＭ＄Ｔ Ｉを初期化した後にシェル１１によって呼び出される。このルーチンは、その入 力ストリームをコンパイルするよう応答することができる。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＦＩＮＩ これは、最終アクションとして抜は出るまえにシェルによって呼び出される。こ のルーチンは、フロントエンドの特定クリーンアップを行う。
フロントエンドは、以下のグローバル変数を宣言しなければならない。グローバ ル変数は、ＧＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＩＴが制御をシェル１１に戻す時間によって規定 されねはならない（グローバル変数はリンク時間て規定されるか、イメージ起動 時間てアドレスフィックスアップを必要とする）。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＧＬＯＢＡＬ　ＱＵＡＬＳこれは、コンパイラのグローバル 修飾子のための修飾子ブロックに対するポインタのカランテッドベクトルのアド レスを含む（＜ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ＞の （ｓｅｃｔ　５ｈｅｌｌ　ｃｐ）参照）。これらグローバル修飾子ブロックは、 シェルによって充填されてからこれは、コンパイラのローカル修飾子のための修 飾子ブロックに対するポインタのカランテッドベクトルのアドレスを含む（＜Ｒ ＥＦＥＲＥＮＣＥ＞の これらグローバル修飾子ブロックはシェルによって充填されてから、各グローバ ル修飾子ブロックかＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥを呼び出す。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＦＡＣＰＲＥＦＩＸこれは、コンパイラメソセージを構成す るのに使用される機能ストリングを含む可変ストリングのアドレスを含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＦＡＣＮＵＭＢＥＲこれは、コンパイラメツセージコードを 構成するのに使用する整数機能（ｉｎｔｅｇｅｒ　ｆａｃｉｌｉｔｙ）コードを 含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＩＮ　ＤＥＦＡＵＬＴＳこれは、コマンドラインパラメータ で特定されるソースファイルを開くときに使用するデフォルトファイル仕様を含 む可変ストリングに対するポインタのカランチットベクトルのアドレスを含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＬＩＢ　ＤＥＦＡＵＬＴＳこれは、／Ｌ　Ｉ　ＢＲＡＲＹ修 飾子でコマンドラインパラメータとして特定されたテキストライブラリーを開く ときに仕様するデフォルトファイル仕様を含む可変ストリングに対するカランテ ッドベクトルのアドレスを含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＰＲＯＤＵＣＴ　ＩＤこれは、作表（ｌｉｓｔｉｎｇ）ファ イルのヘッダラインに仕様されるプロダクト識別ストリングを含む可変ストリン グのアドレスを含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＰＲＥＦＩＸ　ＬＥＮ作表ファイルのソースラインに添付さ れるプレフィックスストリングのために確保されるコラム数を特定する整数を含 む。
ビジュアル　メモリ　パッケージ（ＯＥＭ＄ＶＭ）ビジュアル　メモリ　パッケ ージは、ビジュアルメモリを割り当てるための標準インターフェースを提供する 。
ＶＭＳ　ＬＩＢ＄Ｖ〜１ファシリティのゾーンメモリコンセプトを支援する。実 際ＶＭＳの下では、 Ｇ　Ｅ　Ｍ　＄　Ｖ　ＭはＬＩＢ＄ＶＭ上のほとんどＩ・ランスペアレントなレ イヤである。しかし、 ＯＥＭ＄ＶＭインターフェースはいかなるホストシステム上でも変更されずに支 援されるよう保証される。
ロケータ　パッケージ（ＯＥＭ＄Ｌ○）ロケータは、ソーステキスト１５の範囲 （起動ファイル及び終了ファイル、ライン、及びコラムナンバー）を記述する。
テキスＩ−人カパッケージは、ロケータをソースラインに戻してこのソースライ ンを読み取る。ロケータは、シンボルテーブル■６及び中間言語ノートにも使用 され、メツセージ及びデバッガ、テーブル生成を容易にし、また作表ファイルの とこで作表パッケージをアクションをとるかを特定するのに使用される。ロケー タはロンクワートとして表される。ロケータパッケージ１ま、ロケータデータペ ースを維持し、ロケータを生成し、ロケータに割り込むルーチンを提供する。
テーブル４ これは、幾つかの一般型式の定義を含み、以下に列挙するＳＤＬファイルの全て を含む。これはまた、ジェネリック（全体的な）ＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ集合体の型式 を含む。
ＧＥＭ　Ｃ０Ｎ５ＴＡＮＴＳ、ＤＡＴ これは、ノードの種類及びノートの副種類（ｓｕｂｋｉｎｄ）の列挙された型式 並びに種々の他の列挙された型式の定義を含む。
翻訳を行うＣ０Ｎ５ＴＡＮＴＳプログラムを記述するための付録（アペンディッ クス）Ｄを参照されたい。
ＢＬＫ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドにおけるむ。
ＳＹＭ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノート種類フィールドにおける含む。
ＦＲＭ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドにおけるＬＩＴ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドでの 義を含む。
ＰＲＭ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノート種類フィールドでの ＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ　Ｋ　ＰＡＲＡＭＥＴＥＲの値によって識別されるパラメータ ノード これは、ノード種類フィールドでの ＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ　Ｋ　ＣＩＬ　ＴＵＰＬＥの値によって識別される組（タプル ：Ｔｕｐｌｅ）ノードＤＥＳ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドでの ＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ　Ｋ　ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮの値によって識別される組（タ プル）ノード （ＧＥＭ＄ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　Ｎ０ＤＥ）の定義を含む。
ＧＥＭ＄ＮＤ、Ｌ３２ ＢＬＴＳＳでコード化されたフロントエンドにより使用されるライブラリファイ ルである。これは、上に列挙したファイルのＢＬＩＳＳ翻訳を含む。
テーブル５ シンボルテーブル及びＩＬシル−ン （モジュールのための中間表現を初期化する）ＯＥＭ＄ＳＴ　ＦＩＮＩ （モジュールの中間表現用に割当てられた全てのスペースを解除する。） （ＣＩＬ組ノードを割り当てる） （宛先ノードを割り当てる） ＧＥＭ＄ＩＬ　ＦＲＥＥ　ＤＥＳ　Ｎ０ＤＥ（宛先ノートの割り当てを解除する ） ＧＥＭ＄ＩＬ　ｌＮ５ＥＲＴ （一つの組又は組リストを組リストに挿入する）（組リストから一つの組を取り 外す） （ブロックノードを割り当てる） ＧＥＭ＄ＳＴ　ＡＬＬＯＣＡＴＥ　ＭＵＴＡＢＬＥ　ＳＹＭＢＯＬ （副種類を変更できるシンボルノードを割り当てる）ＧＥＭ＄ＳＴ　ＡＬＬＯＣ ＡＴＥ　ＰＡＲＡＭＥＴＥＲＮ。
Ｅ （パラメータリストノードを割り当てる）ＧＥＭ＄ＳＴ　ＡＬＬＯＣＡＴＥ　Ｓ ＹＭＢＯＬ　Ｎ０ＤＥ（副種類を変更できないシンボルノードを割り当てる）（ 特定リテラル値のためのリテラルノードを得る）ＧＥＭ３ＳＴ　ＬＯＯＫＵＰ　 ＰＳＥＣＴ（特定客を有するＰＳＥＣＳＥＣ前記−フレームノード）（ミュータ プルシンポルノードの副種類を変更する）（変数又はＰＳＥＣＴの初期値として シンボル又はＰＳＥＣＴアドレスを指定する） ＧＥＭ＄ＳＴ　５ＴＯＲＥ　ＢＵＦＦＥＲ（変数又はＰＳＥＣＴの初期値として バイトの任意ブロックを指定する） ＧＥＭ＄ＳＴ　５ＴＯＲＥ　ＬＩＴＥＲＡＬ（変数又はＰＳＥＣＴの初期値とし てリテラルノードの値を指定する） テーブル６ ＩＮＴ８　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ［ＮＴ１６　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＩＮＴ３２　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ［ＮＴ６４　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＵＩＮＴ８　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＵＩＮＴ１６　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　ＹｅｓＵＩＮＴ３２　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ （ＩｒＮＴ６４　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＦ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬＤ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬＧ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬ　Ｎｏ　Ｎｏ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬＳ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＴ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＱ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＥ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＣＭＰＬＸＦ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＣＭＰＬＸＤ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＣＭＰＬＸＧ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＣＭＰＬＸＳ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＣＭＰＬＸＴ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
型式サイズ ＡＤＤＲ３２６４３２ 型式同義語 ［ＡＤＤＲ［ＮＴ３２　ＩＮＴ６４　１ＮＴ３２ＵＡＤＤＲＵＩＮＴ３２　ＵＩ ＮＴ６４　ＵＩＮＴ３２ＩＭＡＸ　ＩＮＴ３２　［ＮＴ６４　［ＮＴ３２ＵＭＡ Ｘ　ＵＩＮＴ３２　ＵＩＮＴ６４　ＵｔＮＴ３２テーブル６ａ 帰納（Ｅｎｄｕｅ　ｔ　１ｏｎ）変数検出のための新規組（Ｔｕｐｌｅ）フィー ルドＩＶ　Ｉｓ　ＩＮＤＵＣＴＩＶＥ− ＴＵＰＬＥがループトップＴＵＰＬＥ　（ＩＶ　ＬＯＯＰ）により指定されるル ープに関して帰納表現であることを示すフラッグ。ＦＩＮＤ　ＩＶアルゴリズム の終わりに、この組（タプル）ハ、ＩＶ　ＢＡＳ　ＩＣかｌＶ　ｔ、ｏｏｐｒ指 定されるルーＴＵＰＬＥの基本帰納変数候補である。ＦＩＮＤ　ＩＶアルゴリズ ムか完了した後にＩＶ　ＢＡＳＩＣがＩＶ　ＬＯＯＰの基本帰納変数セットにな い場合、この組（タプル）は帰納的でない。
ＴＶ　ＬＯＯＰ ＴＵＰＬＥかループ内で帰納的である最も内側ループのループトップ。
各帰納表現Ｅは基本帰納変数１のリニア関数を定義する。即ち、Ｅは次式によっ てＩの項において再計算される。即ち、Ｅ＝　（ａ＊　Ｉ）＋ｂ たたし、「ａ」はリニア関数の「係数」であり、「ｂ」は「オフセット」である 。ＩＶ　Ｃ０ＥＦＦＴＣＩＥＮＴフイールドは、係数の定数部分を含む整数フィ ールドである。
分を有することを示すフラグである。
［この（Ｔｈｉｓ’）」ループトップにより表されるループのための基本帰納変 数候補セット・である。初めは、これはループにおいて変更されるすへての変数 セットである。
アルゴリズムＦＩＮＤ　ＩＶは基本帰納変数のルールに従わない変数を排除する 。ループトップに対してのみ有効である。
Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮＡＬ　５ＥＴ− ［この（Ｔｈｉｓ）Ｊループトップにより表されるループにより、各完全トリッ プ毎に正確に実行されない記憶を有する変数セット。このセットに存在すること は、変数か帰納変数であることを意味しない。ループトップに対してのみ有効で ある。
テーブル７ 共通組（コモンタプル：Ｃｏｍｍｏｎ　Ｔｕｐｌｅ　）フィールドＦｉｅｌｄ　 意味 種類（Ｋｉｎｄ） すべてのノードて生ずる総称ノード種 類フィード。
全体演算子（Ｇｅｎｅｒｉｃ　ｏｐｅｒａｔｏｒ）組（タプル）によって行われ る一般的 演算（オペレーション）。これはすべ てのノードで生ずる全体的側種類フィ ールドの他の名前である。
演算子型式（Ｏｐｅｒａｔｏｒ　ｔｙｐｅ）全体演算子に関連して組により 実行される特定演算を決定するデータ 型式。
演算子型式は、常にてはないが、組 における１個又はそれ以上のオペラン Ｉ＋七台青拙１ ド（特に第１番目のオペランド）のデ ータ型式と同一であるのが一般的であ る。組によって計算される値のデータ 型式とは必ずしも同じてはない。例え ば、ＡＤＤ、ｌＮＴ１６は２個のオペ ランドｌＮＴ１６を加算し、 結果ｌＮＴ１６を生ずるか、 ＬＳＳ、ｌＮＴ１６は２個のオペラン ドｌＮＴ１６を比較し、 結果ＢＯＯＬを生じ、 ５ＴＯＲＥ、ｌＮＴ１６は 値ｌＮＴ１６をメモリ位置に記憶し、 結果を持たない。
結果型式（Ｒｅｓｕｌｔ　ｔｙｐｅ） この組により計算される値の型式。
たいていの演算子に関しては、結果型 式は演算子型式によって決定されるが、幾つかの演算子に関しては、結果型式 は演算子型式とは独立しており、組に より実行される特定演算は双方の型式 ６式％ この組にコンパイルされたトークン テーブル８ 組辞書入口（タブルディクショナリエントリ）における見出しくヘッディング） 見出し　説明 演算子（Ｏｐｅｒａｔｏｒ）　演算子の名前は、辞書の頁のトップに現れる。こ の名前は、 ＧＥＭ＄ＴＰＬ　Ｋ　が前置され、 ＯＥＭコードで使用される実際の定 数を生成する。
オーバービュー（Ｏｖｅｒｖｉｅｗ）　組オーバービューは演算子の名前の直ぐ 下に現れる。これは、１個又 は２個のセンテンスにおいて、この 演算子を有する組が何をするかを説 明する。
フォーマツｌ□　（Ｆｏｒｍａｔ）　組フォーマットは組オーバービューに続く 。これは、演算子がとるオ ペランドの数、容認できる演算子型 式、オペランド要式及び結果要式を 特定する。
属性（Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓ）　属性は、テーブル７に列挙した共通フィールド 以外の組フィールドで ある。属性セクションは、フォーマ ットセクションに続き、組に使用さ れる属性の全てを列挙する。属性の 意味は、制限及び説明部分にほぼ要 約されている。
値（Ｖａｌｕｅ）　値セクションは属性セクションに続く。これはオペランドの 関数とし て組によって戻る値の詳細な説明を 与える。
制限（Ｒｅｓｔｒｉｃｔｉｏｎｓ）　値セクションに続くこれは、組の使用に関 する制限事項を説明する。
制限事項は以下のカテゴリーのう ちの一つに当てはまる。
（ａ）組はＣｒＬ又はＥＴＬでのみ使 用できる。
（ｂ）組はＩＬＧの特定の文脈におい て生しなければならない、又は特 定の種類の組のオペランドでなけ れはならない。
（Ｃ）組の所定のオペランドは特定の 演算子を有する組でなければなら ない。
（ｄ）組の所定の属性フィールドは特 定の種類ノードに対する所定のポ インタてなければならない。
ＩＬＧの形式の構造（構文）上の 制限は、このセクションに文書化 されている。ルーチン制限例えば、 サブストリング組の長さオペラン ドはネガティブであってはならな いという必要条件は、説明部分て 示されている。
説明（Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ）　説明部分は、制限部分に続き、組の効果を説 明する。更に、組に関す る雑多な情報例えば、オペランド値 に対するランタイム条件、起こりう るエラー条件、組を支援する特定の ソース言語構造を与える。
テーブル９ データアクセス演算子（Ｄａｔａ　Ａｃｃｅｓｓ　０ｐｅｒａｔｏｒ）ＦＧＴＣ ＨＡ　パックドアレイ（ｐａｃｋｅｄ　ａｒｒａｙ）素子から符号表現を有する 符号付き整数又 はゼロ拡張を有するアドレス整数又は 符号なし整数をフェッチする。
ＦＥＴＣＨＦ　特定の長さを有する文字ストリング、又はビットストリングをフ ェッチする。
ＦＥＴＣＨ３文字サブストリング又はビットサブストリング即ち、基本アドレス からオ フセットした特定の長さの特定の文字 又はビットを有するストリングをフェ ッチする。
ＦＥＴＣＨＶ　可変長文字ストリング即ち、長さがストリングのテキストに先行 するワー ドにある文字ストリングをフェッチす る。
ＦＥＴＣＨＸ　ビットフィールドから符号拡張を有する符号付き整数又はゼロ拡 張を有す るアドレス整数又は符号なし整数をフ ェッチする。
ＦＥＴＣＨ２空白終了（ｎｕｌｌ−ｔｅｒｍｉｎａｔｉｎｇ）文字ストリングを フェッチする。
ＦＥＴＣＨｚＡ　パックドアレイ素子からゼロ拡張を有する符号付き整数をフェ ッチする。
ＦＥＴＣＨ２Ｘ　ビットフィールドからゼロ拡張を有する符号付き整数をフェッ チする。
記憶演算子（Ｓｔｏｒｅ　０ｐｅｔａｔｏｒｓ）ＳＴＯＲＥＡ　パックドアレイ 素子の整数値又はアドレス値を記憶する。
５ＴＯＲＥＦ　文字ストリング又はビットストリングを記憶する。
５ＴＯＲＥＳ　文字サブストリング又はビットサブストリング即ち、基本アドレ スからオ フセットした特定の長さの特定の文字 又はビットを有するストリングを記憶 する。
５ＴＯＲＥＶ　可変長文字ストリング即ち、ストリングの長さを含むワードに付 随するス トリングのテキストを記憶する。
５ＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数値又はアドレス値を記憶する。
５ＴＯＲＥＺ　空白終了文字ストリング即ち、空白文字（全てのゼロビット）が 後に付随 するストリングのテキストを記憶する。
ＶＳＴＯＲＥ　算術値又はアドレス値を記憶し、記憶した値を生成する。
ＶＳＴＯＲＥＡ　パックドアレイ素子の整数値又はアドレス値を記憶し、記憶し た値を生成 する。
ＶＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数値又はアドレス値を記憶し、記憶した値 を生成す ＰＯ３ＴＩＮＣＲ変数から表現的値をフェッチし、コンパイル時定数増分をそれ に加算し、 この結果をメモリに戻して記憶し、初 期（非増分の）値を生成する。
ＰＯ３Ｔ　ＩＮＣＲＡ　パックドアレイ素子から表現的値をフェッチし、コンパ イル時定数増分を それに加算し、この結果をメモリに戻 して記憶し、初期（非増分の）値を生 成する。
ＰＯ３ＴＩＮＣＲＸ　ビットフィールドから表現的値をフェッチし、コンパイル 時定数増分をそ れに加算し、この結果をメモリに戻し て記憶し、初期（非増分の）値を生成 する。
ＰＲＥ　ＩＮＣＲ変数から表現的値をフェッチし、コンパイル時定数増分をそれ に加算し、 この結果をメモリに戻して記憶し、初 期（増分の）値を生成する。
ＰＲＥ　ＩＮＣＲＡ　パックドアレイ素子から表現的値をフェッチし、コンパイ ル時定数増分を それに加算し、この結果をメモリに戻 して記憶し、初期（増分の）値を生成 する。
ＰＲＥ　ＩＮＣＲＸ　ビットフィールドから表現的値をフェッチし、コンパイル 時定数増分をそ れに加算し、この結果をメモリに戻し て記憶し、初期（増分の）値を生成す る。
可変変更演算子（Ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｍｏｄｉｆｉｃａｔｉｏｎ　０ｐｅｒａｔ ｏｒｓ）これら演算子は、変数、パックドア レイ素子又はビットフィールドから値 をフェッチし、フェッチした値と他の オペランド値との間の算術的演算を行 い、算術演算の結果をオリジナルのメ モリに戻して記憶し、更新した値を生 成する。
ＤＤＭＯＤ ＡＤＤＭＯＤＡ ＡＤＤＭＯＤＸ （上の３つは成る値をメモリ位置の算 術的値に加算する。） ＩＶＭＯＤ ＤＩＶＭＯＤＡ ＤＩＶＭＯＤＸ （上の３つはメモリ位置の算術的値を 成る値で減算する。） ＩＡＮＤＭＯＤ ＩＡＮＤＭＯＤＡ ＩＡＮＤＭＯＤＸ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値の「論理積（Ａｎｄ）　Ｊをとる。）０ＲＭＯＤ １０ＲＭＯＤＡ ■○ＲＭ　ＯＤ　Ｘ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値の「論理和（叶）」をとる。） ＩＸＯＲＭＯＤ ＩＸＯＲＭＯＤＡ ＩＸＯＲＭＯＤＸ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値の「排他的論理和（叶）」をとる。）ＵＬＭＯＤ ＭＵＬＭＯＤＡ ＭＵＬＭＯＤＸ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値を乗算する。） ＥＭＭＯＤ ＲＥＭＭＯＤＡ ＲＥＭＭＯＤＸ （上の３つは成る値によりメモリ位置 の整数値を除算した剰余をとる。） ＨＲＭＯＤ ＳＨＲＭＯＤＡ ＳＨＲＭＯＤＸ （上の３つは成る値たけメモリ位置の 整数値を右側にシフトする。） ＳＵＢＭＯＤ ＳＵＢＭＯＤＡ ＳＵＢＭＯＤＸ （上の３つはメモリ位置の整数値から 成る値を減算する。） テーブル１０ データアクセス組（タプル）の属性 属性　意味 オフセット（Ｏｆｆｓｅｔ）　（フェッチ動作又は記憶動作のためのアドレスオ ペランドに加算すべきバイ トにおける）一定オフセット。
エフェクツ（Ｅｆｆｅｃｔｓ）　フロントエンドによって使用されるのに保存さ れるロングワードＧＥＭは、このフィールドは（ＩＬ拡張中にプロ グラミングするときを除いては）決し て検査しない。フロントエンドの場所 として、組によって影響された又はア クセスされたメモリに関する情報をセ ーブすることを意図する。詳細につい てはＣＴ、０２９を参照されたい。
Ｌ７．Ｚり’７　（Ｅｆｆｅｃｔｓ）２　Ｆ　Ｅ　Ｔ　ＣＨ及び５ＴＯＲＥの組 には使用されない。ＰＲＥ　ＩＮＣＲ。
ＰＯ３ＴＩＮＣＲＰ、ｏｐＭＯＤの組 に対してエフェクツは、組の「リード エフェクツ（ｒｅａ、ｄ　ｅｆｆｅｃｔｓ）Ｊ　（依存性）に付随するとともに 、エフエクツ２は ［ライトエフエクツ（ｗｒｉｔｅ　ｅｆｆｅｃｔｓ）　Ｊに付随する。
基本シンボル（Ｂａｓｅ　ｓｙｍｂｏｌ）基本シンボルはＣＴ、０７０のデータ アクセスモデルに説明されている。
マスト　リードＱｔｕｓｔ　ｒｅａｄ）ＳＴＯＲＥ組には使用されない。
Ｉしては他の方法では検出されない幾 つかのメカニズムにより先行のフェッ チ又は記憶に続いてフェッチされる変 数か書き込まれたこと、従って、先行 のフェッチ又は記憶のときの値と同一 の値をとってはならないことをオプテ イマイザに表示する。ＩＬ拡張は基本 シンボルか揮発性の書き込み属性を有 するフェッチのマストリードフラッグ を自動的にセットする。
マスト　ライト（Ｍｕｓｔ　ｗｒｉｔｅ）ＦＥＴＣＨの組には使用されない。
ＩＬでは他の方法では検出されない幾 つかのメカニズムによりその後の記憶 の前にフェッチされる変数か読まれた こと、従って、その後の記憶の前にフ ェッチか検出されない場合でもこの記 憶か実行されなければならないことを オプテイマイザに表示する。ＩＬ拡張 は基本シンボルが揮発性の読み出し属 性を有する記憶のマストライトフラッ グを自動的にセットする。
テーブル１１ 算術演算子（Ａｒｉｔｈｍｅｔｉｃ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＦＥＴＣＨＡ　パッ クドアレイ素子から符号拡張を有する符号付き整数又はゼロ拡張を有するアドレ ス又は符号のない整数をフェッチする。
ＦＥＴＣＨＸ　ビットフィールドからパックドアレイ素子から符号拡張を存する 符号付き整数又はゼロ拡張を有するアドレス又は符号のない整数をフェッチする 。
ＦＥＴＣＨ２Ａ　パックドアレイ素子からゼロ拡張を有する符号付き整数をフェ ッチする。
ＦＥＴＣＨｚＸ　ビットフィールドからゼロ拡張を有する符号付き整数をフェッ チする。
記憶演算子（Ｓｔｏｒｅ　０ｐｅｒａｔｏｒ）ＳＴＯＲＥＡ　パックドアレイ素 子の整数又はアドレス値を記憶する。
５ＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数又はアドレス値を記憶する。
ＶＳＴＯＲＥ　算術的値又はアドレス値を記憶し、記憶した値を生成する。
ＶＳＴＯＲＥＡ　パックドアレイ素子の整数又はアドレス値を記憶し、記憶した 値を生成する。
ＶＳＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数又はアドレス値を記憶し、記憶した値 を生成する。
算術的計算（Ａｒｉｔｈｍｅｔｉｃ　Ｃｏｍｐｕｔａｔｉｏｎ）ＡＢＳ　オペラ ンドの絶対値を計算する。
ＡＤＤ　オペランドの合計を計算する。
ＣＡＤＤ　複素数オペランドと実数オペランドの合計を計算する。
ＣＤＴＶ　複素数オペランドと実数オペランドの商を計算する。
ＣＥＩＬ　実数オペランドの値以上の最小整数を計算する。
ＣＭＵＬ　複素数オペランドと実数オペランドの積を計算する。
Ｃ０ＮＪＧ　オペランドの共役複素数を計算する。
計算する。
Ｃ３ＵＢ　複素数オペランドと実数オペランドの差を計算する。
ＤＩＶ　２個のオペランドの商を計算する。
ＦＬ○ＯＲ実数オペランドの値以下の最大整数値を計算する。
ＩＰＷＲ第１オペランドを整数の第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペラ ンドがセロの場合にエラーの信号を発生する。
ＩＰＷＲＯ第１オペランドを整数の第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペ ランドがゼロの場合に一方を生成する。
ＩＰＷＲＺ　第１オペランドを整数の第２オペランドの累乗に計算し、双方のオ ペランドがゼロの場合にゼロを生成する。
Ｍ　Ａ　Ｘ　オペランドの最大を計算する。
ＭＩＮ　オペラン１くの最小を計算する。
Ｍ　ＯＤ　オペランドの数学的係数を計算する（Ａｄａ及びＰＬ／ＩＭＯＤ演算 子）。
ＭＵＬ　オペランドの積を計算する。
ＮＥＣオペランドの負の補数又は２の補数を計算する。
ＰＭＯＤ　除数か正でなけれはならないオペランドの数学的係数を計算する（Ｐ ａｓｃａｌ　ＭＯＤ演算子）。
ＰＷＲ第１オペランドを第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペランドかセ ロの場合にエラーの信号を発生する。
ＰＷＲＯ第１オペランドを第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペランドか セロの場合に一方を生成する。
ＰＷＲＺ　第１オペランドを第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペランド かゼロの場合にゼロを生成する。
ＲＥＶ　オペランドの剰余を計算する （ＦＯＲＴＲＡＮ　ＭＯＤ関数、ＢＭＳＳＭＯＤ演算子、０％演算子、及びＰａ ５ｃａｌ及びＡｄａ　ＲＥＭ演算子）。
ＲＯＵＮＤ　実数の小数部分を近似整数値に丸める。
ＳＵＢ　オペランドの差を計算する。
ＴＲＵＮＣ実数の小数部分をセロに切り捨てる。
ＩＡＮＤ　２個の整数のピット論理積を計算する。
ＩＥＱＶ　２個の整数のピット等価を計算する。
Ｉ　ＮＯＴ　整数のヒツト補数を計算する。
！ＯＲ２個の整数のビット論理和を計算する。
ｌＸＯＲ２個の整数のヒント排他的論理和を計算する。
ＲＯＴ　整数値を回転させる。
ＳＨＬ　正の桁送り数（シフトカウント）によって整数値を左に桁送り（シフト ）する。
ＳＨＲ正の桁送り数（シフトカウント）によって整数値を右に桁送り（シフト） する。
ＳＨ桁送り数（シフトカウント）の符号に基ついて整数の値を左又は右に桁送り （シフｌ−）する。
数学的計算（八Ｉａｔｈｅｍａｔｉｃａｌ　Ｃｏｍｐｕｔａｔｉｏｎｓ）ＡＣＯ ３オペランドのラジアンのアークコサインを計算する。
ＡＣＯＳＤ　オペランドの度数（ｄｅｇｒｅｅｓ）のアークコサインを計算する 。
ＡＳ　ＩＮ　オペランドのラジアンのアークサインを計算する。
ＡＳＩＮＤ　オペランドの度数のアークサインを計算する。
ＡＴＡＮ　オペランドのラジアンのアークタンジェントを計算する。
ＡＴＡＮＤ　オペランドの度数のアークタンジェントを計算する。
ＡＴＡＮ２　２個のオペランドの比のラジアンでのアークタンジェントを計算す る。
ＡＴＡＮ２Ｄ　２個のオペランドの比の度数でのアークタンジェントを計算する 。
ＣＯ８ラジアンで特定されるオペランドの余弦を計算する。
Ｃ０３Ｄ　度数で特定されるオペランドの余弦を計算する。
Ｃ０３Ｈオペランドの双曲線余弦を計算する。
ＥＸＰ　オペランドの指数（ｅの累乗）を計算する。
ＬＯＧ　オペランドのｅを底とする対数を計算する。
ＬＯＧ２　オペランドの２を底とする対数を計算する。
ＬＯＧ　Ｉ　ＯオペランドのｌＯを底とする対数を計算する。
ＳＩＮ　ラジアンで特定されるオペランドの正弦を計算する。
５ＩＮＤ　度数で特定されるオペランドの正弦を計算する。
５ＩＮＨオペランドの双曲線正弦を計算する。
５ＱＲＴ　オペランドの平方根を計算する。
ＴＡＮ　ラジアンで特定されるオペランドの正接を計算する。
ＴＡＮＤ　度数で特定されるオペランドの正接を計算する。
ＴＡＮＨオペランドの双曲線正接を計算する。
変換（Ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎ） ＣＡＳＴ　若干の他の型式の幾つかの値として同一のビットパターンを有する算 術的型式の値を生成する。
ＣＭＰＬＸ　２個の実数オペランドから複素数を構成する。
ＣｖＴ　１個の算術的型式の値を他の算術的型式の値に翻訳する。
ＩＭＡＧ　複素数の虚数部分をとる。
ＲＥＡＬ　虚数の実数部分をとる。
ＲＯＵＮＤ　小数部分を丸めることにより実数を整数値に変換する。
Ｔ　ＲＵ　Ｎ　Ｃ小数部分をセロに切り捨てることにより実数を整数値に変換す る。
ＸＣＶＴ　変換した値の表現における過剰に大きいビットを切り捨てることによ り１個の整数型式の値を他の整数型式に変換する。
比較（Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｓ） ＥＱＬ　１個の算術的値が他の値に等しい場合にテストする。
ＧＥｏ　１個の算術的値か他の値より大きいか、又は等しい場合にテストする。
ＧＴＲ１個の算術的値か他の値より大きい場合にテストする。
ＬＳ３　１個の算術的値が他の値より小さい場合にテストする。
ＬＥＱ　１個の算術的値か他の値より小さいか、又は等しい場合にテストする。
ＮＥＱ　１個の算術的値か他の値とは異なる場合にテストする。
変数変更演算子（Ｖａｒｉａｂｌｅ　Ａｌｏｄｉｆｉｃａｔｉｏｎ　０ｐｅｒａ ｔｏｒ）ＤＤＭＯＤ ＡＤＤＭＯＤＡ Ａ　Ｄ　Ｄ　Ｍ　ＯＤ　Ｘ （上記３つは、メモリ位置における算術的値に成る値を加算する。） ＩＶＭＯＤ ＤＩＶＭＯＤＡ ＤＩＶＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値を成る値で除算する。） ＩＡＮＤＭＯＤ ＩＡＮＤＭＯＤＡ ＩＡＮＤＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数値を成る値て「論理積」をとる。） ＯＲＭＯＤ １０ＲＭＯＤＡ ＩＯＲＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数値を成る値で「論理和Ｊをとる。） ＩＸＯＲＭＯＤ ＩＸＯＲＭＯＤＡ ＩＸＯＲＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数値を成る値でｒ排他的論理和Ｊをとる。
） ＵＬＭＯＤ Ｍ　Ｕ　Ｌ　Ｍ　ＯＤ　Ａ ＭＵＬＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値を成る値で乗算する。） ＥＭＭＯＤ ＲＥＭＭＯＤＡ ＲＥＭＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値の成る値に対する剰余をとる。） Ｓ　ＨＬ　Ｍ　ＯＤ ＳＨＬＭＯＤＡ ＳＨＬＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数を成る値だけ左に桁送りする。） ＨＲＭＯＤ ＳＨＲＭＯＤＡ ＳＨＲＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数を成る値だけ右に桁送りする。） ＵＢＭＯＤ ＳＵＢＭＯＤＡ ＳＵＢＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値から成る値を減算する。） 増分演算子（Ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＰＯＳＴＩＮＣＲ ＰＯＳＴＩＮＣＲＡ ＰＯ３ＴＩＮＣＲＸ （上記３つは、それぞれ変数、パックドアレイ素子又はビットフィールドから表 現的値をフェッチし、フェッチしたものにコンパイル時定数増分だけ加算し、こ の結果をメモリ内に戻して記憶し、初期値（非増分値）を生成する。） ＰＲＥＩＮＣＲ ＰＲＥＩＮＣＲＡ ＰＲＥ［ＮＣＲＸ （上記３つは、それぞれ変数、パックドアレイ素子又はビットフィールドから表 現的値をフェッチし、フェッチしたものにコンパイル時定数増分たけ加算し、こ の結果をメモリ内に戻して記憶し、増分値を生成する。）テーブル１２ ＦＥＴＣＨＦ　特定長さの文字ストリング又はビットストリングをフェッチする 。
ＦＥＴＣＨ３特定長さ及び特定文字を存するストリングかペースアドレスからオ フセットする文字サブストリング又はビットサブストリングをフェッチする。
Ｆ　Ｅ　Ｔ　ＣＨＶ　長さがストリングのテキストに先行するワークにある可変 長さ文字ストリングをフェッチする。
ＦＥＴＣＨ２空白終了文字ストリングをフェッチする。
記憶演算子（Ｓｔｏｒｅ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＳＴＯＲＥＦ　文字又はビット ストリングを記憶する。
５ＴＯＲＥＳ　特定長さ及び特定文字を有するストリングがベースアドレスから オフセットする文字サブストリング又はビットサブストリングを記憶する。
５ＴＯＲＥＶ　可変長さ文字ストリングを記憶する即ち、ストリングがストリン グの長さを含むワードに後続する場合にテキストを記憶する。
５ＴＯＲＥＺ　空白終了文字ストリングを記憶する即ち、空白文字（全てのゼロ ビット）か後続するストリングのテキストを記憶する。
ストリング操作（Ｓｔｒｉｎｇ　Ｍａｍｉｐｕｌａｔｉｏｎｓ）ＣＯＮＣＡＴ　 他のストリングの全ての素子が後続するトリングを計算する。
ＦＴＬＬ　特定文字の複写（ｃｏｐｙ）を有する特定長さに埋め込んだ文字ス１ 〜リングの複写を生成する。
ＲＥＰＬＥＣＡＴＥ　他のストリングの特定数の複写連結であるストリングを生 成する。
５ＵＢＳＴＲ特定開始位置及び長さを有する特定ストリングからサブストリング を抜き出す。
ＴＲＡＮＳＬＳＴＥ　翻訳テーブルとして他の文字ストリングを使用して１個の 文字ストリングの複写を生成する。
Ｂ　Ａ　Ｎ　Ｄ　２個のヒツトストリングのビット論理ｆＩ　（”ｓｅｔ　１ｎ ｔｅｒｓｅｃｔｉｏｎ−）を計算する。
ＢＤＩＦＦ　２個のビットストリングのビット差（”ｓｅｔ　５ｕｂｔｒａｃｔ ｉｏｎ”　）を計算する。
ＢＥＱＶ　２個のビットストリングのビット等価（ｅｑｕｉｖａｌｅｎｃｅ）を 計算する。
ＢＮＯＴ　ビットストリングのビット否定（”ｓｅｔ　ｃｏｍｐｌｅｍｅｎじ） を計算する。
ＢＯＲ２個のビットストリングのビット論理和（”ｓｅｔ　ｕｎｉｏｎ−）を計 算する。
ＢＸＯＲ２個のビットストリングのビット排他的論理和（”ｓｅｔ　ｄｉｆｆｅ ｒｅｎｃｅ”）を計算する。
変換（Ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎｓ） ＥＬＥＭＥＮＴ　文字ストリング又はビットストリングから１個の素子を抜き出 し、ＣＨＡＲ又はＩＭＡＸゼロ又は１として生成する。
５ＣＡＳＴ　成る他の値と同一のビットパターンを有するストリングを生成する 。
ＵＳＴＲＩＮＧ　単独の文字よりなるストリングを生成す位置及びサイズ関数 ＩＮＤＥＸ　他のストリング内の１文字ストリングの第１出現位置を計算する。
ＬＥＮＧＴＨストリングの長さを計算する。
ＰＩＮＤＥＸ　他のストリング内の１個のストリングの第１出現位置を計算する か、双方のストリングか空の場合、１を生成する。
ＰＳＥＡＲＣＨ他の文字ストリング内にも見られる１文字ストリングの第１文字 の位置を計算するか、双方のストリングか空の場合、ｌを生成する。
ＰＶＥＲＩ　ＦＹ　他の文字ストリング内にも見られない１文字ストリングの第 １文字の位置を計算するが、双方のストリングが空の場合、１を生成する。
５ＥＡＲＣＨ他の文字ストリング内にも見られる１文字ストリングの第１文字の 位置を計算する。
ＶＥＲＩ　ＦＹ　他の文字ストリング内にも見られない１文字ストリングの第１ 文字の位置を計算する。
非理込み比較（Ｕｎｐａｄｄｅｄ　Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｓ）ＥＱＬ　１個のス トリングか他のストリングに等しい場合にテストする。
ＧＥＱ　１個のストリングが他のストリングよりも大きいか、又は等しい場合に テストする。
ＧＴＲ１個のストリングか他のストリングよりも大きい場合にテストする。
ＬＥＱ　１個のストリングか他のストリングよりも小さいか、又は等しい場合に テストする。
ＬＳＳ　１個のストリングか他のストリングよりも小さい場合にテストする。
ＮＥＱ　１個のストリングが他のストリンクとは異なる場合にテストする。
埋込比較（Ｐａｄｄｅｄ　Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｓ）ＥＱＬＰ　１個の埋め込み ストリングか他のストリングに等しい場合にテストする。
ＧＥＱＰ　１個の埋め込みストリングか他のストリングよりも大きいか、又は等 しい場合にテストする。
ＧＴＲＰ　１個の埋め込みストリンクが他のストリングよりも大きい場合にテス トする。
ＬＥＱＰ　１個の埋め込みストリングか他のストリングよりも小さいか、又は等 しい場合にテストする。
ＬＳＳＰ　１個の埋め込みストリングが他のストリングよりも小さい場合にテス トする。
ＮＥＱＰ　１個の埋め込みストリングか他のストリングとは異なる場合にテスト する。
セット構造子（Ｓｅｔ　Ｃｏｎ５ｔｒｕｃｔｏｒｓ）ＢＲＡＮＧＥ　ビットの連 続シーケンスを既存のヒツトストリングの一つにセットすることにより新規なビ ットストリングを生成する。
Ｂ５１ＮＯＬＥ　単独のビットを既存のビットストリングのうちの一つにセット することにより新規なビットストリングを生成する。
ＺＥＲＯＢ　ＩＴＳ　特定数のゼロビットのビットストリングを生成する。
セット叙述（Ｓｅｔ　Ｐｒｅｄｉｃａｔｅｓ）ＭＥＭＢＥＲビットストリングか 特定インデックスでの１ビツトを有するか否かをテストする。
５ＵＰＥＲ３ＥＴ　ビットストリング内の全ての１ビツトが他のビットストリン グの１ビツトでもあるか否かをテストする。
５ＵＢＳＥＴ　ビットストリング内の全ての１ビツトか他のビットストリングの １ビツトでもあるか否かをテストする。
テーブル１３ ＬＢＳＥＴ　整数値の最下位ビットがセットされているか否かをテストする。
Ｎ０ＮＺＥＲＯ整数値か非ゼロであるか否かをテストする。
表現（Ｒｅｐｒｅｓｅｎｔａｔｉｏｎ）Ａ　Ｌ　Ｌ　Ｂ　Ｉ　Ｔ　Ｓ　真に対し て整数−１（又は符号なしの等価値）を生成し、偽に対して０を生成する。
ＬＳＢ　ＩＴ　真に対して整数ｌを生成し、偽に対して０を生成する。
関係（Ｒｅｌｓｔ　１ｏｎｓ） ＥＱＬ　１個のスカラー値又はストリング値か他のものに等しい場合にテストす る。
Ｅ　Ｑ　Ｌ　Ｂ　Ｌ　Ｋ　メモリ内のハイドの２個のブロックか同一である場合 にテストする。
ＥＱＬＰ　１個の埋込みストリングか他のものに等しい場合にテストする。
ＧＥＱ　１個のスカラー値又はストリング値か他のものよりも大きいか、又は等 しい場合にテストする。
ＧＥＱＰ　１個の埋込みストリングか他のものよりも大きいか、又は等しい場合 にテストする。
Ｇ　Ｔ　Ｒ１個のスカラー値又はストリング値か他のものよりも大きい場合にテ ストする。
ＧＴＲＰ　１個の埋込みストリングが他のものよりも大きい場合にテストする。
ＬＥｏ　１個のスカラー値又はストリンク値か他のものよりも小さいか、又は等 しい場合にテストする。
ＬＥＱＰ　１個の埋込みストリングか他のものよりも小さいか、又は等しい場合 にテストする。
ＬＳ３　１個のスカラー値又はストリング値か他のものよりも小さい場合にテス トする。
ＬＳＳＰ　１個の埋込みストリングが他のものよりも小さい場合にテストする。
Ｍ　Ｅ　Ｍ　Ｂ　Ｅ　Ｒビットストリングが特定インデックスでの１ビツトを有 するか否かをテストする。
ＮＥＱ　１個のスカラー値又はストリング値か他のものと異なる場合にテストす る。
ＮＥＱＢＬＫ　メモリ内のバイトの２個のブロックが他のものと異なる場合にテ ストする。
ＮＥＱＰ　１個の埋込みストリングが他のものと異なる場合にテストする。
５ＵＰＥＲ３ＥＴ　ビットストリング内の全ての１ヒツトか他のビットストリン グの１ビツトてもあるか否かをテストする。
５ＵＢＳＥＴ　ビットストリング内の全ての１ビツトか他のビットストリングの １ビツトでもあるか否かをテストする。
論理関数（Ｌｏｇｉｃａｌ　Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ）ＬＡＮＤ　２個のプール値の 論理積を計算する。
ＬＡＮＤＣ第１オペランドが偽である場合に、第２オペランドを「短絡（ｓｈｏ ｒｔ−ｃｉｒｃｕｉｔｉｎｇ）ｉ評価して２個のプール値の論理積を計算する。
ＬＡＮＤＵ　第１オペランド及び第２オペランドの双方か評価されることを保証 して２個のプール値の論理積を計算する。
ＬＥＱＶ　２個のプール値の論理等価を計算する。
ＬＮＯＴ　２個のプール値の論理補数を計算する。
ＬＯＲ２個のプール値の論理和を計算する。
ＬＯＲＣ第１オペランドが真である場合に、第２オペランドを「短絡（ｓｈｏｒ ｔ−ｃｉｒｃｕｉｔｉｎｇ）Ｊ評価して２個のプール値の論理和を計算する。
ＬＯＲＵ　第１オペランド及び第２オペランドの双方が評価されることを保証し て２個のプール値の論理和を計算する。
ＬＸＯＲ２個のプール値の排他的論理和を計算する。
条件式（Ｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ　Ｅｘｐｒｅｓｓｉｏｎｓ）ＳＥＬ　ブールセ レクタに基づいて２個の値の一方を選択する。
５ＥＬＣブールセレクタに基づいて２個の式の一方を評価（ｅｖａｌｕａｔｅ） する。
５ＥＬＵ　ブールセレクタに基ついて２個の値の一方を選択するが、双方のオペ ランドが評価されることを保証する。
オペランドブリミタ（Ｏｐｅｒａｎｄ　Ｄｅｌｉｍｉｔｅｒ）ＦＬＷＭＡＲＫ　 ＬＡＮＤ、ＬＯＲ，ＳＥＬ、ＬＡＮＤＣ。
ＬＯＲＣ，又は５ＥＬＣの組（Ｔｕｐｌｅ）のオペランドのための組シーケンス の始まりをマークする。
フローコントロール（ＦＩＯＷ　Ｃｏｎｔｒｏｌ）ＡＳＳＥＲＴ　プール値か偽 である場合に、例外条件の信号を発生する。
ＢＲＣＯＮＤ　プール値に基ついて２個の宛先のうちの一方に分岐する。
テーブル１４ チｘツク演算子（Ｃｈｅｃｋｉｎｇ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）演算子　！然 ＡＳＳＥＲＴ　プール値が偽である場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＥＱＬ　２個の値が等しくない場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＧＥＱ　１個の値が他の値よりも小さい場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＧＴＲ１個の値が他の値よりも小さいか又は等しい場合、例外の信号を発 生する。
ＣＨＫＬＥＮＥＱＬ　スト１ルグの長さが特定整数に等しくない場合、例外の信 号を発生する。
ＣＨＫＬＥＮＧＴＲストリングの長さが特定整数よりも小さいか、又は等しい場 合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＬＥＮＬＳＳ　ストリングの長さか特定整数よりも大きいか、又は等しい 場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＬＥＱ　１個の値が他の値よりも大きい場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＮＥｏ　１個の値が他の値に等しい場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫ　ＲＡ　Ｎ　Ｇ　Ｅ　１個の値が、他の２個の値で区切られる包含範囲に ない場合、例外の信号を発生する。
５ＩＧＮＡＬＳ　例外の信号を無条件に発生する。
テーブル１５ ＢＥＧ　ＩＮ　ルーチンのためのＩＬＧの始めのマーク付けをする。
ＥＮＴＲＹ　ルーチンの入口ポイントを表示する。
ＬＡＢＥＬ　ブランチ目標を表示する。
ＶＬＡＢＥＬ　仮想基本ブロックを表示する。
ＨＡＮＤＬＥＲＴＢＳ ＢＲＡＲＩＴＨ算術的値が負か、ゼロか、正かに基づいて３個の宛先のうちの一 つに分岐する。
ＢＲＣＯＮＤ　ブール値か真か偽かに基ついて、２個の宛先のうちの一方に分岐 する。
ＢＲ３ＥＬ　下位テスト定数及び高位テスト定数か整数セレクタの値を囲む宛先 を選択する。
ＥＮＴＲＹＰＴＲルーチンのＢＥＧＩＨの組（ｔｕｐｌｅ）をＥＮＴＲＹの組に 関連させる。
ＥＳＴＬＡ、ＢＥＬ　ＴＢＳ ＥＳＴＥＮＴＲＹ　ＴＢＳ ＶＢＲＡＮＣＨＶＬＡＢＥＬを仮想基本ブロックノ実存しうる宛先のセットに関 連させる。
間接ブランチ（Ｉｎｄｉｒｅｃｔ　Ｂｒａｎｃｈｅｓ）Ｊ　Ｕ　Ｍ　Ｐ　外部ル ーチンのコンテキストの復元又はリストアを含む「バウンドラベル変数 （ｂｏｕｎｄ　１ａｂｅｌ　ｖａｒｉａｂｌｅ）Ｊを経て制御を転送する。
ＪＵＭＰＬＯＣＡＬ　カレントルーチンのラベルのアドレスとなる。
フロー終了（Ｆｌｏｗ　Ｔｅｒｍｉｎａｔｉｏｎ）ＪＵＭＰＳＹＭＢＯＬ　カレ ントルーチンを含むルーチンにおける特定ラベルシンボルに非局所的ｇｏｔｏを 行う。
ＲＥＴＵＲＮ　カレントルーチンを終了し、コールの直後にコールしたリターン に制御を戻す。
５ＴＯＰ　カレントルーチンを終了し、コールしたリターンに制御を戻す。更に 、このルーチンか再びコールされないこと（このリターンがプログラム実行を終 了すること）をＯＥ　Ｍに知らせる。
テーブル１６ 複写又はコピー（ｃｏｐｙ）セマンテイクスとノくインドセマンテイクス（Ｂｉ ｎｄ　Ｓｅｍａｎｔｉｃｓ）との間の選択に影響を与えるノくラメータシＭｕｓ ｔ　ｂｉｎｄ　パラメータをバインドセマンテイクスで実施することを要求する 。Ｍｕｓｔ　ｂｉｎｄが特定された場合、以後に列挙される他のフラグを無視す る。
Ｃｏｎｃｅａｌ　ａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃｔｓエイリアスエフェクトが起こって はならない、ことを指示する。基本的に、このことは、パラメータを複写セマン テイクスて実施することを要求する。
Ｅｘｐｏｓｅ　ａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃｔｓエイリアスエフェクトか見えるよう にしなけれはならないことを指示する。基本的に、このことは、パラメータをバ インドセマンティクスで実施することを要求する。
Ｃｏｎｃｅａｌ　ａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃｔｓ又はＥｘｐｏｓｅ　ａｌｉａｓ　 ｅｆｆｅｃｔｓのいずれも特定されない場合、ＧＥＭはａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃ ｔｓについて心配する必要はない（恐らく、スカラーパラメータのための複写セ マンティクス及び集合パラメータのだめのバインドセマンテイクスを使用する） 。フロントエンドかこれらフラグの双方をセットするのはエラーである。
Ｉｎｐｕｔ　呼出しくコール）に先立って、呼出しルーチンが実記憶位置を初期 化することを指示する。複写セマンティクスをこのルーチンに使用する場合、実 記憶位置はルーチン入口の局所記憶領域に複写されなければならない。
０ｕｔｐｕｔ　このフラグかセットされる場合、呼出しルーチンは実記憶位置が 呼出しから復帰した際にパラメータの最終値を含むことを予期する。
このフラグかセットされない場合、呼出しルーチンは、実記憶位置かこの呼出し によって影響を受けないことを予期する。
テーブル１７ 種々のソース言語のためのパラメータセマンテイツクフラグの設定（セツティン グ） ＢＬＩＳＳ　ｐａｒａｍｅｔｅｒｓ　Ｄｏｎ’　ｔ　ｃａｒｅ　ＩｎｐｕｔＣｐ ａｒａｍｅｔｅｒｓ　Ｄｏｎ’　ｔ　ｃａｒｅ　ＩｎｐｕｔＳｔａｎｄａｒｄ　 ＦＯＲＴＲＡＮ　ｐａｒａｍｅｔｅｒｓ　Ｄｏｎ’ｔ　ｃａｒｅ　Ｉｎｐｕｔｌ ｏｕｔｐｕｔ（Ｏｌｄ）ＶＡＸ　ＦＯＲＴＲＡＮ　ｐａｒａｍｅｔｅｒｓ　Ｅｘ ｐｏｓｅ　ＩｎｐｕｔｌｏｕｔｐｕｔＰａｓｃａｌ　ｖａｌｕｅ　ｐａｒａｍｅ ｔｅｒｓ　Ｃｏｎｃｅａｌ　ＩｎｐｕｔＰａｓｅａｉ　ｖＡＲｐａｒａｍｅｔｅ ｒｓ　Ｅｘｐｏｓｅ　ＩｎｐｕｔｌｏｕｔｐｕｔＡｄａ　ａｔｏｍｉｃ　ｐａｒ ａｍｅｔｅｒｓ　Ｃｏｎｃｅａｌ　ｓｅｅ　ＮｏｔｅＡｄａ　ａｇｇｒｅｇａｔ ｅ　ｐａｒａｍｅｔｅｒｓ　Ｄｏｎ’　ｔ　ｃａｒｅ　ｓｅｅ　ＮｏｔｅＰＬ／ Ｉ　ｐａｒａｍｅｔｅｒｓ　Ｅｘｐｏｓｅ’　ＩｎｐｕｔｌｏｕｔｐｕｔＮｏｔ ｅ：Ａｄａルーチン宣言におけるパラメータ仕様のＩＮ変更子、　ＯＵＴ変更子 、又はＩＮ　ＯＵＴ変更子によって特定される。
テーブル１８ ＧＥＭＳＭＥＣＨＡＮＩ　ＳＭ列挙型式％式％ 値（Ｖａｌｕｅ）　コーラ−（ｃａｌｌｅｒ）は引き数の値を渡す。実記憶位置 はパラメータリストの入口である。
リファレンス（Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ） コーラ−は成る記憶位置のアドレスを渡す。
実記憶位置は、アドレスかパラメータリストに渡される記憶位置である。
リファレンス（Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）パラメータは長さパラメータフィールドを 有し、同一ルーチンにおける他のパラメータシンボルを指すよう定義される。こ の他のパラメータ（データ型式ＩＭＡＸと値メカニズムを有していなければなら ない）は、未知のサイズのフラグがセットされると思われるリファレンス（Ｒｅ ｆｅｒｅｎｃｅ）パラメータの実際の長さを受け取ると仮定される。（リファレ ンス（Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）によって渡される記憶位置と値（Ｖａｌｕｅ）によ って渡される関連の長さとのこの組み合わせは、「アドレス及び長さくａｄｄｒ ｅｓｓ　ａｎｄ　ｌｅｎｇｈｔ）」と称される。
ストリング（Ｓｔｒｉ口ｇ） コーラ−は文字ストリング又はビットストリングのアドレス及び長さく可変文字 ストリングに対しては最大長さ）を含むデータ構造のアドレスを渡す。パラメー タシンボルに関連する記憶位置は、記述子データ構造における基底（ベース）ア ドレスフィールドの内容である。
アレイ（Ａｒｒａｙ）　コーラ−は文字ストリング又はビットストリングを一次 元アレイ又はビットアレイを記述するデータ構造のアドレスを渡す。パラメータ シンボルに関連する記憶位置は、記述子データ構造におけるベースアドレスフィ ールドの内容である。
ジェネラル（Ｇｅｎｅｒａｌ） コーラ−は成る記憶位置のアドレスを含むデータ構造のアドレスを渡す。パラメ ータシンボルに関連する記憶位置は、記述子データ構造におけるベースアドレス フィールドの内容である。
フロントエンドはコーラ−にコードを発生し、記述子データ構造のベースアドレ スフィールド以外の全てのフィールドを満たすこと及び被呼ルーチンにコートを 発生してこれらフィールドに割り込むことの責任を負う。被呼ルーチンはＤＥＳ ＣＡＤＤＲを使用して記述子のアドレスを得る。
テーブル１９ 動的ストリングリターンメカニズム メカニズム　記述 固定バッファ　コーラ−は、固定サイズのバッファを割当（Ｆｉｘｅｄ　Ｂｕｆ ｆｅｒ）　て、そのための記述子を渡す。被呼ルーチンは、バッファに入ったの と同じだけの集合を複写し、集合のオリジナルの長さを戻す。コーラ−はオリジ ナル長さをバッファ長さに比較し、リターン値がはしょられたか否かを判定する 。（このことは、長さに対するエキストラリターン値では、上述の固定サイズメ カニズムと等価である。） スタック　コーラ−は、記述子のアドレスを渡す。被（Ｓｔａｃｋ）　呼ルーチ ンはスタックに集合を放置し、スタックポインタを集合を指し示すままにし、集 合のアドレス及び長さを特定する記述子を満たす。
動的ストリング　コーラ−は、ヒープ割当てストリングの（Ｄｙｎａｍｉｃ　Ｓ ｔｒｉｎｇ）　ための記述子（動的ストリング記述子）を渡す。被呼ルーチンは 、記述子によって指し示されるストリングをオーバーライドするか、又はこのス トリングの割当てを解除し、他のストリングを割当て、また記述子を更新する。
テーブル２０ 引き数（Ａｒｇｕｍｅｎｔ）のタプル又は組（Ｔｕｐｌｅｓ）の属性（Ａｔｔｒ ｉｂｕｔｅＳ）属性　意味 Ｐａ５ｓ　ｂｙ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ 引き数か、特定のレジスタ又は特定ア ーキテクチャのシステムコール標準によって決定される位置に渡されるか否かを 指示する。真であれば、引き数は識別子（ＯＥＭ＄ＴＳ　ＲＥＧ列挙型式からの ）がａｒｇ位置フィールドにあるレジスタに渡される。偽であれば、ａｒｇ位置 は単にこのコールの全ての非しジスタ引き数のうちの１オリジンインデツクスで あり、ＯＥＭは適正な「標準」引き数位置を決定する。（ＯＥＭはａｒｇ位置で 特定される引き数位置をオーバーライドし、利用できる呼出ルーチン及び被呼ル ーチンの双方を育する場合にレジスタによって渡し、必要な分析を行う。） Ｓｐｅｃｉａｌ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ　Ｐａ５ｓ　ｂｙ　ｒｅｇｉｓｔｅｒが真で ある場合にのみ真であるとし、この場合、ＯＥＭは特定レジスタを使用しなけれ ばならない。
Ａｒｇ　１ｏｃａｔｉｏｎ２ Ｐａｓｓ　ｂｙ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ２ メカニズムかリファレンスである場合 のみ関連し、この場合、これらフィールドは、引き数長さか値によって渡される 引き数位置を特定する。Ａｒｇ　１ｏｃａｔｉｏｎ２に渡されない長さはＯであ る。
Ｐａｒｍ　ｉｓ　ｒｅａｄ　真である場合に、ＯＥＭが、被呼ルーチンは渡され る実際の引き数位置の内容を検査することを仮定する指示をするフラグ（メカニ ズムが値でない場合のみ意味かある。） Ｐａｒｍ　ｉｓ　ｗｒｉｔｔｅｎ　真である場合に、ＯＥＭが被呼ルーチンは渡 される実際の引き数位置の内容を修飾することを仮定する指示するフラグ（メカ ニズムか値でない場合のみ意味がある。） Ｄｅｓｃ　５ｉｚｅ　メカニズムがジェネラルである場合即ち、引き数を渡すよ う割当てる記述子のサイズである場合のみ意味がある。
０ｆｆｓｅｔ　実引き数アドルスを組のアトルスオベランドからオフセットする ことを特定する種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される。
Ｅｆｆｅｃｔｓ　引き数を渡すことにより生ずるｒ　ｒｅａｄ」サイドエフェク トを特徴付ける種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される。
Ｅｆｆｅｃｔｓ２　引き数を渡すことにより生ずるｒｗｒｉｔｅ　Ｊサイドエフ ェクトを特徴付ける種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される。
Ｂａ５ｅ　Ｓｙｍｂｏｌ　既知であるアドレスが渡されている変数のシンボルノ ードを指し示すポインタである種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される 。
テーブル２１ ルーチンコール、引き数渡し及び値戻し演算子（Ｒｏｕｔｉｎｅ　Ｃａ１ｌ。
Ａｒｇｕｍｅｎｔ　Ｐａｓｓｉｎｇ、ａｎｄ　Ｖａｌｕｅ　Ｒｅｔｕｒｎ　０ｐ ｅｒａｔｏｒｓ）コール初期化（Ｃａｌｌ　Ｉｎ１ｔｉａｌｉｚａｔｉｏｎ）Ｉ ＮＩＴＣＡＬＬ　ルーチンコールのためのＩＬの始めにマークを付け、引き数リ ストの割当てを行う。
値の引き渡しくＰａｓｓｉｎｇ　ａ　Ｖａｌｕｅ）ＡＲＧＶＡＬ　引き数として 表現的値を渡す。
ＡＲＧＶＡＬＡ　特定長さの文字ストリング又はビットストリングを渡す。
アドレスの引き渡しくＰａｓｓｉｎｇ　ａｎ　Ａｄｄｒｅｓｓ）ＡＲＧＡＤＲ表 現的値を含む記憶位置のアドレスを渡す。
ＡＲＧＡＤＲＡ　特定長さの文字ストリング又はビットストリングを含む記憶位 置のアドレスを渡す。
ＡＲＧＡＤＲ３特定アドレスの記憶位置のビットストリング又は文字ストリング のサブストリングを渡す。
ＡＲＧＴＭＰ　スカラー値のための空間を割当て、そのアドレスを渡す。
ＡＲＧＴＭＰＡ　特定サイズの文字ストリング又はビットストリングのための空 間を割当て、そのアドレスを渡す。
ＡＲＧＢＵＦ　特定サイズのビットストリング又は文字ストリングの空間を割当 て、固定バッファ動的リターンメカニズムで値を戻すことを必要とする記述子を 渡す。
ＡＲＧＤＹＮ　スタック動的リターンメカニズムで値を戻すことを必要とする記 述子を渡す。
ＡＲＧＳＴＫ　動的ストリングメカニズム又はスタック動的リターンメカニズム でビットストリング又は文字ストリングを戻すことを必要とする動的ストリング 記述子を渡す。
ＡＲＧＢＬＯＣＫ　特定サイズのブロックのための空間を割当て、そのアドレス を渡す。
ＢＬＫＦ　ＩＥＬＤ　スカラー値を先に割り当てられた引き数ブロックのフィー ルドに記憶する。
ＡＲＧＤＥＦ　ＩＮＥＳ　引き数ブロックに引き数を渡す属性のサイドエフェク トを記述する。
ＤＳＣＦ　Ｉ　ＥＬＤ　先に割り当てられた汎用記述子のフィールドにアドルス 値又は整数値を記憶する。
ＣＡＬＬ　特定アドレスでルーチンを呼び出す。
ＲＥＳＬＪＬＴＢＵＦ　ＡＲＧＢＵＦの組で割り当てられたテンポラリに戻され 、長さか特定のレジスタに戻された若しストリング又はビットストリングを検索 する。
ＲＥＳＵＬＴＤＹＮ　ＡＲＧＤＹＮの組（Ｔｕｐｌｅ）に応答して戻された文字 ストリング又はビットストリングのための動的ストリング記述子を生成する。
ＲＥＳＵＬＴＲＥＧ　特定レジスタからスカラー結果値を検索する。
ＲＥＳＵＬＴＳＴＫ　ＡＲＧＳＴＫの組（Ｔｕｐｌｅ）に応答してスタック上に 戻された文字ストリング又はビットストリングを検索する。
付　録 以下のアクションはアクション翻訳機の実行フローを制御する。
アクション（〈結果　パル　リスト〉：〈一時　パル　リスト〉）はテンプレー トのアクションシーケンスの開始をマークする。これはそれかオペランド変数を 割り付けるから、テンプレートの第１アクシヨンてなけれはならない。
双方のパル　リスト（ｖａｒ−１ｉｓｔ）の内容はテンプレートの残りの期間に オペランド変数の命名に使用された識別子のコンマで区切られたシーケンスであ る。もしテンプレートかいずれの結果オペランド（ｒｅｓｕｌｔ　ｏｐｅｒａｎ ｄ）もしくは一時オペランド（ｔｅｍｐｏｒａｒｙ　ｏｐｅｒａｎｄ　）を使用 しないなら、これらのパル　リストのいずれかは空である。
結果　パル　リザルト中の識別子は結果オペランドの名前である。ボイド　コン テキストのＩＬＧノードはＯ結果オペランドを有し、一方、他のたいていの表現 は１結果オペランドを有している。例外は、２もしくは３オペランド（１つはス トリング本体をアドレスし、１つはストリング長に対するものであり、そして他 の１つはストリング本体を保持する）を要求するストリング結果と、２オペラン ド（１つは実成分に対するもの、他は虚成分に対するもの）を要求する複合結果 とを含んでいる。
遅延（ＤＥＬＡｎは遅延しないアクションの終了と遅延されたアクションの開始 をマークする。遅延アクションが翻訳されると、現行テンプレートの処理は、対 応ＩＬＧサブツリーか親サブツリーのリーフとして使用されるまで一時停止され る。親サブツリーのテンプレートが対応リーフを遅延しないなら、翻訳は遅延ア クションに続くアクションを継続しよう。
イグジット（出口）はアクションシーケンスの翻訳を終了する。
イグジットアクションの翻訳は結果オペランドを戻し、残りのオペランド変数と 局部ＴＮを解放し、かっこのアクションシーケンスを遅延しないテンプレートに より翻訳を再開する。
終了　アクションはアクションシーケンスの終了をマークする。
それは翻訳されないから真のアクションではない。終了−アクションオペレーシ ョンはアクションシーケンスの字句的に最終の成分でなけれはならない。このオ ペレーションはアクションオペレーションで宣言されたオペランド識別子の範囲 の終端をマークする。
非遅延（リーフ、ｏｐｒｌ、ｏｐｒ２．　、、、、）は特定パターン「リーフ」 の遅延コンテキクスト　アクションを処理する。リーフの結果オペランドはｒｏ ｐｒ　ＩＪ　、ｒｏｐｒ２Ｊ等のオペランド変数にコピーされる。コピーされた オペランドの数はリーフのテンプレートの結果オペランドの数と整合しなければ ならない。
ラベル（名前）はアクションシーケンス中の現行位置に「名前」を標識（ｌａｂ ｅｌ）する。
ゴーツー（名前）は翻訳機を分岐し、かつ「名前」により特定されたラベルに続 くアクションで処理を継続する。
ンバ（Ｌｉｎｅａｒ　０ｒｄｅｒ　Ｎｕｍｂｅｒ）クロック変数を増分する。
使用（オペランド）は特定オペランド変数を参照する。このアクションはオペラ ンドが使用されるテンプレートの最後の場所をマークするのに使用され、かつ寿 命を適当に延永久クラスＴＮ　（ｐｅｒｍａｎｅｎｔ　ｃｌａｓｓ　ＴＮ）を創 生し、かつ特定［オペランド１変数により参照する。もし「サイズ」パラメータ か喪失されると、ＴＮＯサイズは現行テンプレートの結果データタイプにより決 定される。このアクションはコンテキストが通過する間にＴＮを創生ずるのみで ある。ＴＮバインド（ＴＮＢ　ＩＮＤ）およびコードか通過する間にいかにして このＴＮかアクセスされイトの遅延クラスＴＮを創生し、かつ特定「オペランド 」変数により参照される。もし「サイズ」パラメータか喪失すると、ＴＮのサイ ズは現行テンプレートの結果データ　タイプにより決定される。このアクション はコンテキスト、ＴＮバインドおよびコードの各々が通過する間にＴＮを創生す る。このアクションは実行されないか、一方、遅延されないアクションを翻訳す る。このＴＮの寿命はこのＴＮを使用する結果か使用される場合に終了局部クラ スＴＮを創生し、かつ特定「オペランド」変数により参照される。もし「サイズ 」パラメータか喪失すると、ＴＮのサイズは現行テンプレートの結果データタイ プにより決定される。このアクションはコンテキスト、ＴＮバインドおよびコー ドの各々が通過する間にＴＮを創生する。このＴＨの寿命はその創生と同じテン ブレー１・て終了しなければならない。
定されたＴＮをメモリにあってはならないようにマークする。このことはどのレ ジスタもＴＮか割り付けられない場合に利用可能でない限りレジスタへの割り付 けを一般に意味している。
されたＴＮをレジスタにあってはならないようにマークする。このことはスタッ ク位置への割り付けを一般に保変数で特定されたＴＮを割り付けなくてはならぬ ようマークする。
註・１オース−レジスタ、フォース−メモリおよびマスト−割り付けのす・＼で の３つか、これら３つの条件と同じＴＨ上で矛盾し、か一つすへて満足できない ようにすることは誤りである。
優先（ｏｐｒｌ、ｏｐｒ２）　もし「オペランド」かレジスタに割り付けられる なら、「オペランド２」は同じレジスタに割り付けられ、さもなけれは、「オペ ランド２」は「オペランド１」とは独立に割り付けられる。「オペランド２」を 「オペランド１」と同じレジスタに強制することは、たとえ「オペランド１」と 「オペランド２」が競合する寿命を有していても生起する。（優先アクションに 優先する「委任（ｍａｎｄａｔｏｒｕ）　Ｊに対抗して優先す「オペランド」に より特定されたＴＮの非割り付けのコストを増大する。
リザーブ　ＲＯ（ナンバー）は連続レジスタの「ナンバー」がレジスタ０による 開始を維持するようにする。
テスト　メモリ（オペランド、ラベル）は特定ｒオペランド」変数により参照さ れたＴＮをテストする。もしＴＮがメモリなら、アクション翻訳機は特定「ラベ ル」に分岐する。コンテキストとＴＮバインドか通過する間に、このアクション は、フォース　メモリか行われない限り、割り付けられないＴＮかメモリに存在 しないことを仮定すド」変数により参照されたＴＮをテストする。もしＴＮかレ ジスタなら、アクション翻訳機は特定「ラベル」に分岐する。コンテキストとＴ Ｎバインドか通過する間に、このアクションは、フォース　メモリがＴＮで行わ れない限り、割り付けられないＴＮかレジスタにあることを仮定する。
一ンにより整合された特定「ノート」のリテラル値を特定「オペランド」変数に 負荷する。もし「ノート」がリテラルでないなら、それは誤りである。
セーブ　ＴＮ（オペランド、ノード、フィールド）は「オペランド」変数により 特定された永久クラスＴＮへの参照をセーブする。コンテキストか通過する間に 、ＴＮポインターはテンプレートの特定「ノード」により整合されたＩ　Ｌ　Ｇ ラベル（Ｉ　Ｌ　Ｇ　ｔｕｐｌｅ）の成分「フィールド」でセーブされる。ＴＮ バインドとコードか通過する間に、この情報は特定「ノート」の特定の「フィー ルド」からフェッチされる。各永久クラスＴＮは、ＴＮバインドとコードか通過 する間に同じＴＮか位置できるように、コンテキストか適当なＩＬＧフィールド を通過する間にセーブされなけれはならない。遅延クラスと局部クラスＴＮはそ れらか決してセーブされるへきてないように各通過を再創生ずる。
の位置をセーブする。この情報はテンプレートの特定「ノード」により整合され たＩＬＧタペルでセーブされる。レジスタ値は成分「フィールドレジスタ」でセ ーブされる。ある種のレジスタ値は生起しなかった割り付けを符号化するか、あ るいはオペランドかレジスタの代わりにスタックに割り付けられる。もしオペラ ンドかスタックに割り付けられるなら、スタックオフセットは「フプレートパタ ーンにより整合された特定Ｆノード」の特定「フィールド」の特定「オペランド 」のレジスタナンバーをセーブする。このレジスタナンバーの組はどんなレジス タも割り付けられなかったということの符号化を含んでいる。もし特定のオペラ ンドがメモリ位置に割り付けられるなら誤りか生起する。
からｒ　Ｏｐｒ　ｄｓｔＪオペラン１〜の値を移動するコードを発生する。もし ｏｐｒ　ｓｒｃとｏｐｒ　ｄｓｔか同一てあり、かつこのアクションかそれらを 同一にする割り付はルーチン（ａｌ　１ｏｃａｔｏｒ）の指示（ｈｉｎｔ）であ るなら、とのコードも発生されない。
放出（オブコート、オペランド１、オペランド２．、、、、）は特定「オプコー ド」からなり、かつ命令のアドレスモードとして特定オペランド変数を使用する 目的命令を出カベラントを作る。これはＶＡＸアドレスモードを創生すれなけれ ばならない。
−」を表す「オペランド」に新しいアドレスを作る。
「ナンバー」かパターンにより整合されたノートでないリテラル値であることに 注意。その代わり、ＬＩＴＲＥ非常に簡単な付加テンプレートと非常に複雑なア ドレシングテンプレートを含むいくつかの実例か存在する。これらはテンプレー トを書くのに容易なものと困難なもの双方の実例を与えるへきである。
テンプレートの結果値モードとパターン整合リーフの値モードの組は目標アーキ テクチャ−のデータタイプ特性を使用する。
これらの値モードは値か符号化される種々のやり方の列挙（ｅｎｕｍｅｒａｔ　 １ｏｎ）である。この列挙は表現値が仮想計算機で符号化できる種々のやり方を 命名する。
ＶＡＸの実例 ＲＶ（レジスタ値） ＭＶ（インダイレクションとインデキシングの無いメモリ値） ＭＶＩＮＤ（インダイレクションはあるかインデキシングは無いメモリ値） ＭＶＩ（バイトコンテキストのあるメモリ値）ＭＶ２（ワードコンテキストのあ るメモリ値）ＭＶ４（長いコンテキストのあるメモリ値）ＭＶ８（カットコンテ キストのあるメモリ値）ＭＶＩ６（オクトコンテキストのあるメモリ値）ＡＭ（ インダイレクションとインデキシングの無いアドレスモード） ＡＭＩＮＤ（インダイレクションは無いかインデキシングも無いアドレスモード ） ＡＭＩＮＸＩ　（ハイドインデキシングのあるアドレスモード） ＡＭＩＮＸ２　（ワードインデキシングのあるアドレスモート） ＡＭＩＮＸ４　（長いインデキシングのあるアドレスモード）ＡＭＩＮＸ８　（ カッ１へインデキシングのあるアドレスモー１〜） ＡＭＩＮＸＩ６（オクトインデキシングのあるアドレスモート′） ＰＣＦＬＯＷ（偽ラベルあるいは真ラベルへのジャンプにより表されたフローブ ール） ストリングＧＶ（長さおよびメモリのアドレスとして符号化されたストリング値 ） ＶＡＲＹＶ　（長さワードのアドレスとして符号化された変動ストリング値） ボイド（サイド効果のみを持つ動作で使用されたどんな値も存在しない） ＶＡＸ上の単純ＡＤＤＬ３ 結果値モード：ＲＶ パターンツリー ０　：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　１，２ １　：ＬＥＡＦ　（ＲＶ、ＭＶ、ＭＶＩＮＤ、ＭＶ４）２　：ＬＥＡＦ　（ＲＶ 、ＭＶ、ＭＶＩＮＤ、ＭＶ４）アクション（結果、リーフｌ、リーフ２）：！　 「結果」は一時結果である ！　「リーフ１」はＬＥＡＦＩ　：　（左オペランド）！　「リーフ２ＪはＬＥ ＡＦ２：（右オペランド）非遅延（１，リーフｌ）； 非遅延（２，リーフ２）； 使用（リーフ１）： 使用（リーフ２）； 増分　ＬＯＮ； 放出（ＡＤＤＬ３．　リーフｌ、リーフ２．結果）；遅延； 註　レジスタ割り付はルーチンで使用されたヒユーリスティクスは、結果オペラ ンドかオペランド１あるいはオペランド２の１つに同等に割り付けられる高い確 率を保証する。そのような割り付けはＡＤＤＬ３命令の代わりにＡＤＤＬ２命令 となろう。
ＶＡＸ上の単純５ＵＢＬ３ 結果値モー１’　：　ＲＶ パターンツリー： ０：ＳＵＢ、ＩＮ”ｒ３２　１，２ １　：　ＬＥＡＦ　（ＲＶ、ＭＶ、ＭＶＴＮＤ、ＭＶ４１２　：　ＬＥＡＦ　Ｉ ＲＶ、ＭＶ、ＭＶ　ＩＮＤ、ＭＶ４１パターンテストノ ンコ スト アクション。
アクション（結果：リーフ１，リーフ２）：！　「結果」は一時結果である ！　「リーフｌ」はＬＥＡＦＩ：（左オペランド）！　「リーフ２」はＬＥＡＦ ２：（右オペランド）非遅延（１，リーフ１）： 非遅延（２，リーフ２）： 使用（リーフ２）； 放出（ＳＵＢＬ３，　リーフ２，リーフｌ，結果）；註：オペラント２を使用す る後ではあるか、しかしオペランドｌを使用する前のＬＯＮの増分は、レジスタ 割り付はルーチンのヒユーリスティクスかオペランド１と結果オペランドと、Ｓ ＵＢＬ３の代わりにＳＵＢＬ２命令となる同じ割り付けを与える確率を増大する 。
ンデクス　レジスタコアドレスモードを発生する。テンプレートは２つのオペラ ンドを保持するためにレジスタか使用されることをこのテンブレー［・の選択か 保証するＶＡＸ　フォルトラン規則に続く。
結果値モート・ＡＭＩＮＸｉ パターンツリー・ ０・ＡＤＤ、ＴＮＴ３２　１．２ １　：　Ｌ　ＩＴＲＥＦ、ＩＮＴ３２ ２：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　３，４ ３・ＬＥＡＦ　ｆＲＶ） ４　：　ＬＥＡＦ　（ＲＶ＋ アクション（結果：インデクス　レジスタ、ペース　レジスタ、リーフ４．リー フ３．　ｌｉｔ　）　；！「結果」は結果アドレスモートｌｉｔ　（ペースーレ ジスジスタである ある ！　「リーフ４」はＬＥＡＦ４である・　（インデクス　リーフ） ！　「リーフ３」はＬＥＡＦ３である。（ベース　リーフ）！　Ｎ１ｔＪはＬＴ ＴＲＥＦＩである。
遅延： ！　フォース　ＬＥＡＦ４　レジスタの中に！ 非遅延（４，リーフ４）： 使用（リーフ４）； ！　フォース　ＬＥＡＦ３：レジスタの中に非遅延（３，リーフ３）： 使用（リーフ３）。
！　アドレスモーＦｒ１ｉｔ（リーフ３）［リーフ４］」の発生 レジスタにＬＥＡＦを強制する７アクシヨンは多分ＶＡＸの共通オペレーション であることに注意。その結果、これらの７アクシヨンを結合する効果を有する「 マクロ」アクションか存在しよう。
結果値モード二Ｒ■ パターンツリー。
０　：ＡＤＤ、ＩＮＴ６４　１，２ １　：　Ｌ　ＩＴＲＥＦ、ＩＮＴ６４ ２　：　ＬＥＡＦ　［ＲＶ］ するなら続く ！　「結果」は一時結果である ！　「リーフ２」はリーフ２を記述する：！　「レジスタ２」はり−７２を保持 するスクラッチレジ！　ｒｌｉｔＪはリテラルｌである： 非遅延（２，リーフ２）： 使用（リーフ２）。
使用（レジスタ２）。
移動　値（レジスタ　結果、結果）： 遅延： 註：レジスタ割り付はルーチンのヒユーリスティックスは、リーフ２とレジスタ ２か同じレジスタを得る高い確率を有することを保証する。また、結果とレジス タ　結果は同じレジスタをつかまえるように見える。
ＶＡＸの長いコンテキストインデキシングこのテンプレートは、付加を後続する ４の乗算をｋ（リーフ３）［リーフ６］アドレスモードが行うことを保証する。
レジスタが２つのオペランドの保持に利用可能であることをこのテンプレートの 選択か保証しないＶＡＸパスカル規約にこのテンプレートは従う。もしレジスタ 利用可能でないなら、アドレスモードは一時メモリを使用してシミュレートされ る。
結果値モード：ＡＭＩＮＸ４ パターンツリー： ０　：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　１．２ １　：　Ｌ　ＩＴＲＥＦ＜　ｌＮＲ３２２：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　３，４ ３　：　ＬＥＡＦ　（ＲＶＩ ４　：ＭＵＬ、ＩＮＴ３２　５．　６ ５　・　ＬＩＴ、ＩＮＴ３２ ６　：ＬＥＡＦ　（ＲＶＩ メタ。リーフ６、リーフ３．ｌｉｔ、一時）：！　「結果」は結果アドレスモー ドである！　「リーフ６」はＬＥＡＦ６である・　（インデクス　リーフ） ！　「リーフ３」はＬＥＡＦ３である：　（ベース　リーフ）！　ｒｌｉｔＪは リテラルｌである： ある 非遅延（６，リーフ６）： 非遅延（３，リーフ３）； ！　レジスタでインデクスを確実にする移動−値（リーフ３．ベース−レジスタ ）：！　レジスタでペースを確実にする ！１ｉｔ５（ベース２）［インデクス１］！　一時レジスタインデクスなし 負荷　定数（２，一時）； 放出（ＡＳＨＬ、一時、リーフ６、インデクスーレジスタ）：！　ＡＳＨＬ　＃ ２．　リーフ６、インデクス　メモリ放出（ＡＤＤＬ２．　リーフ３．インデク スーレジスタ）：ｊ　ＡＤＤＬ２　リーフ３．インデクス　メモリ放出（ＡＤＤ Ｌ　２．　ｌｉｔ　、インデクス　レジスタ）：！　ＡＤＤＬ２．＃ｌｉｔ　、 インデクス　メモリ！　一時レジスタペースなし 時）： ！　インデクスは一時にない 放出（ＡＤＤＬ３．１ｉｔ　、リーフ３．ベース　レジスタ）：＃ｌｉｔ ！　＠ベース　メモリ　［インデクス　レジスタコ！　ペースレジスタはないか 、一時インデクスはあるｊ　ＭＯＶＡＬ　＠リーフ３　［インデクス　レジスタ コ。
る。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。Ｉ、０ＣＡＴＯ Ｒはヌルロケータ−であってもよい。
要素でなければならない。特に除外されるのはＢＯＯＬ。
ＢＩＴＳ、５ＴＲ８および５ＴＲ１６ＧＥＭ　ＴＹＰ　要素である。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ。
基本タイプとして文字（ｃｈａｒａｔｅｒ）を規定する。例えば、文字はＵＩＮ Ｔ８．ＵＩＮＴＩ６．ＵＩＮＴ３２等であってもよい。
ＤＥＣＬ　ＢＬＫはタイプか規定されるブロックノードである。
ＬＯＣＡＴＯＲはＧ　Ｅ　Ｎｓあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯ Ｒはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述する変 動ストリングであり、かつヌルてあってもよい。ＢＡＳＩＣＴＹＰＥは規定され ているタイプであり、かつ文字セットのサイズと表現を決定する。それはＧＥＭ 　ＴＹＰ列挙の要素でなければならず、かつサイズ８．１６および３２ビツトの 符号付きおよび非符号付き整数に制限され集合を規定する。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ。
タイプの文字であり、かつストリングは下側オペランドとである。ＬＯＣＡＴＯ ＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ− であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述する変動ストリングであり 、かつヌルであってもよい。５ＴＲＩＮＧ　ＴＹＰＥはス１へリンク表現であり 、かつ多数の列挙ＧＥＭＳ出しにより戻されたストリングの文字タイプに対して 創生されたタイプノードのあだ名（ｈａｎｄｌｅ）である。ヌル。５ＴＲＩＮＧ 　ＵＢと５ＴＲＩＮＧ　ＬＢはストリングの上限と下限である。
ＧＥＭ　ＢＬＯＣＫ　Ｎ０ＤＥ。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　ｌ　ｕ　ｅ。
十１要素からなるヒツトストリングを規定する。未知のすである。ＬＯＣＡＴＯ ＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ− てあっもよい。
と下限である。
Ｔ　ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥはタイプ化されたポインターあるいはタイプ化され ないポインターの定義を許容する。ＧＥＭＴＤ　ＳＥＴ　ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰ Ｅは、ポインターと関連するタイプかＧＥＭタイプ定義サービスで特定されたそ のタイプ情報を有した後で以前に特定されたポインターのタイプを設定する。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ。
新しいタイプ塩を規定し、かつそれをタイプノードＤＥＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭ あるいは異種のロケータ−である。
ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰブ定義て創生されたタ イプノードである。
ＴＹＰＥ　Ｎ０ＤＥ＝ ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ。
ポインタータイプを規定する。ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥは既存タイプ定義のタイ プノードであってもよく、あるいはタイプ化されないポインターを示すヌルであ ってもよグであり、かつヌルであってもよい。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは 異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。Ｄ ＥＣＬ　ＢＬＫはタイプか規定されるブロックノードである。
ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥ（れた既存のポインタ一定義に 対して、ポインターに関連するタイプを再規定する。ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥは ポインターを規定する既存のタイプノードのあた名である。ＮＥＷ　ＴＹＰＥは 既存のタイプ定義を創生したタイプノードのあだ名である。
ンジ、列挙、列挙要素およびセットを規定する。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　Ｉ　ｕ　ｅ。
レンジタイプを規定する。レンジはその基礎となるタイＬＯＷ　ＶＡＬとＲＡＮ ＧＥ　ＨＩＧＨＶＡＬにより示されＫはタイプか規定されるブロックノードであ る。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲ はヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述する変動 ストリングであり、ヌルてあってもよい。Ｒドへのポインターである。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ。
−ドである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケ−ターである。ＬＯＣ ＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＥＮＵＭ　ＴＹＰＥは既存の基本タ イプ定義を創生するタイプノードのあだ名である。
前端はまず最終順序の列挙定義に列挙要素を印加しな（ジればならない。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　ｌ　ｕｅ。
ｌ−のあだ名である。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である 。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ 　ＮＡＭＥは列挙要素を規定する変動ストリンク゛である。ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭ ＥＮＴ　ＶＡＬ’ＵＥは要素の値を規定するリテラルノＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　 ａ　１　ｕ　ｅ。
れるブロックノードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ− である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥ はタイプを記述する変動ストリングであり、かつヌルであってもよい。ＳＥＴ　 ＴＹＰＥは以下のものにより戻されたあだ名であってもよい。
０　ＧＥＭ　ＴＤ　ＴＹＰＥＤＥＦ ルーチンＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹとＧＥＭ　ＴＤＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ 　ＢＯＵＮＤＳはアレイとアレイ次元の限界の規定に使用てきる。アｌ／イ次元 の限界は固定され、調整可能であるかあるいは仮定的なものとして規定できる。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　Ｉ　ｕ　ｅ。
ツクノー１〜である。ＬＯＣＡＴＯＲはＧ　Ｅ　Ｍあるいは異種のロケータ−で ある。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥは タイプを記述する変動ストリンクであり、かつヌルであってもよい。ＡＲＲＡ定 するタイプノードのである。ＡＲＲＡＹ　ＤＩＭ　Ｃ０ＵＮＴはアレイの次元数 である。
次元カウントはリテラルノード以外の値の次元として伝送される。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　Ｉ　ｕ　ｅ。
元の限界を設定する。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である 。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケーターであってもよい。ＤＩＭ　ＩＮＤＥＸ　ＬＯ ＷとＤＩＭるのに使用されたタイプを規定するタイプノードのあだ名である。Ｄ ＩＭ　５ＴＲＩＤＥは規定されている次元の続いて起こる要素間のバイトで表し たサイズを規定する。ブランクＡ定数の上限あるいは下限はリテラルノードによ り特定される。非一定限界は限界値の位置を規定するシンボルノードにより示さ れる。
構造、バリアントおよびユニオンの定義以下のルーチンはバリアントとユニオン を含む構造を規定するのに使用される。バリアント成分を有する構造は以下のル ーチンを呼び出すことにより規定される。
Ｔ Ｔ ＯＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＲＡＮＥ ＯＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＤＥＦＯＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　Ｕ ＮＩＯＮ　ＭＥＭＢＥＲＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ。
構造あるいは記録を規定する。ＤＥＣＬ　ＢＬＫは構造が宣言されるブロックノ ードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣ ＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述 する変動ストリングであり、かつヌルてあってＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　１　 ｕ　ｅ。
ＥＬＥＭＥＮＴ　ＮＡＭＥ　：ｉｎ　ＶＳ　ＳＲ た構造の要素を規定する。この要素はＥＬＥＭＥＮＴ　ＮＡＭＥと命名されかつ タイプノードあた名ＥＬＥＭＥＮＴ−を規定しないなら要素の直接の親バリアン トあるいはヌルである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−であ る。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。その位置は定義されてい る構造のルートに関連し、構造要素のサイズはＥＬＥＭＥＮＴ　Ｓ　ＩＺＥ＋： よりピプログラム断片の構造要素ｃ１と０２の定義を支持するよう特定されてい る。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｍｌ　（ｃｈａｒ　ｃｌ　：　４； ｃｈａｒ　ｃ２　：　４； ）　； ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ。
記録のパリアンＩ・成分のセレクターを規定する。セレクターは構造のバリアン トを決定する構造要素である。セレクター要素はＥＬＥＭＥＮＴ　ＮＡＭＥと命 名され、かつタイプノードあだ名ＥＬＥＭＥＮＴ　ＴＹＰＥにより規定されたタ イプを有している。ＶＡＲＩＡＮＴ　ＰＡＲＥＮＴはセレクター要素の直接の親 バリアントであるか、あるいはもしもこの要素かバリアントのメンバーでないな らヌルである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯ ＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。その位置は規定されている構造の ルートに相対的であり、かつＥＬＥＭＥＮＴ　ＬＯＣＢＹＴＥとＥＬＥＭＧＥＭ 　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＵＣＴ　ＶＡＲＩＡＮＴ（ＳＴＲＵＣＴ　ＴＹＰＥ　： ｖａｌｕｅ。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ） 構造のバリアシトを規定する。５ＥＬＥＣＴＯＲＴＹＰＥはバリアントを選択す るタイプノートである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−であ る。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。バリアントを選択するセ レクターの値は次のものによって特定される。
ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＲＡＮＧＥとＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　 ５ＥＬＥＣＴＯＲＤＥＦＡＵＬＴ　ルーチン ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＲＡＮＧＥ（ＶＡＲＩＡＮＴ　ＴＹＰ Ｅ　：ｖａｌｕｅ。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　ｌ　ｕ　ｅ。
バリアントＶＡＲＩＡＮＴ　ＴＹＰＥのセレクターレンジを規定する。ＬＯＣＡ ＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケー タ−であってもよい。単一セレクター値を規定する場合にＲＡＮＧＥＵＰＰＥＲ ＢＯＵＮＤｉ；！ＲＡＮＧＥ　ＬＯＷＥＲＢＯＵＮＤと同じ値を有すべきである 。単一セレクターとレンジセレクターの結合はバリアントに印加してもよい。
ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＤＥＦＡＵＬＴ（ ＶＡＲＩＡＮＴ　ＴＹＰＥ　：ｖａｌｕｅ。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　Ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ）ぞのセレクターのすへての値か列挙さ れない場合にバリアシトタイプＶＡＲＴＡＮＴ　ＴＹＰＥを省略バリアント（ｄ ｅｆａｕｌｔ　ｖａｒｉａｎｔ）であると規定する。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあ るいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよ い。スカラーセレクター値を規定する場合にＲＡＮＧＥ　ＵＰＰＥＲＢＯＵＮＤ はＲＡＮＧＥ　ＬＯＷＥＲＢＯＵＮＤと同じ値を有すべきである。スカラーセレ クターとレンジの結合はパリアン１−に印加してもよい。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ。
を記述する変動ストリングであり、かっヌルであってもよい。ＬＯＣＡＴＯＲは ＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であ ってもよい。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　Ｉ　ｕｅ。
バーを含むユニオンのタイプノードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異 種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＭＥ ＭＢＥＲＮＡＭＥはメンバーの名前を規定する変動ストリングである。
ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＦＵＮＣＴＩＯＮ　ＴＹＰＥ（ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ 　Ｉ　ｕ　ｅ。
タイプノードＦＵＮＣＴＩＯＮ　ＴＹＰＥにより特定されたタイプである手順パ ラメータのタイプを規定する。これはエントリーシンボルのタイプの規定に使用 されず、むしろそれはルーチンのパラメータを記述することに注意。
ＤＥＣＬ　ＢＬＫはタイプか規定されるブロックノードである。ＬＯＣＡＴＯＲ はＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−で あってもよい。
ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述する変動ストリングであり、かつヌルであっ てもよい。
実例 以下の実例は多数のタイプとシンボルおよびＯＥＭにそれらを記述するのに使用 される機構を記述している。パスカルタイプのブーリアンはＧＥＭタイプユニッ ト３２にわたる列挙として規定されることに注意。
主要（）（ ｉｎｔ　ａ； 符号なしｉｎｔ　ｕａ； フロート　Ｘ； 二重　ＸＸ； 文字ストリング（）＝「ヘロー、ワールド＼ｎ」　：ＴＹＰＳＴＲＩＮＧ＝ＧＥ Ｍ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＳＴＲＩＮＧ（ＧＥＭ　５ＴＲＲＥＰ　Ｋ　ＡＳＣＩＺ。
ＴＹＰＣＨＡＲ８゜ ｌｉｔノード（ｆｅｎ　（ｓｔｒ　））　）；タイプブーリアンの定義の実例 手順ｂｔ； ブーリアン　マイフラグ： ＴＹＰＵＩＮＴ３２＝Ｃ；ＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＴＹＰＢＯＯＬ ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＥＮＵＭ　（ｂ　ｔブロック、ロケータ−９′ブーリ アン’　ＴＹＰＵＩＮＴ３２）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥ ＮＴ（ＴＹＰＢＯＯＬ、ロケータ−１′偽’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　Ｏ） ）　；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＢＯＯＬ、 ロケータ−１゛真’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１））　：文字およびビット 集合の実例 ルーチン　ｔｅｓｔｉｔ　（ｐａｒｍｌ、、、、、　）　＝開始 自己ステータス　二ピットベクトル［１５］　。
フラグビット：ビットベクトル［８］　；バインドｄビットベクトル＝、ｐａｒ ｍｌ　：ビットベクトル［］：ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝０）、ｌｉｔ　ノード （ｖａｌ＝　１４））　：ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝　０　）、ｌｉｔ　ノード （ｖａｌ＝　７　））　；ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝　０　）、ｌｉｔ　ノード （ｖａｌ＝　１　））　；構造　ｔノード　（ タイプｄｅｆｓ　構造　ｔノード　５ｓｖａｌ；ｔノード　＊ｉｐ； Ｚノード　＊ｚｐ； 構造　Ｚノード　（ ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ１＝構造ｔノードの定義！　ｔノードのアライアスとして５ ｓｖａｌを規定するｌ）。
！　「同義語」ポインターを規定し、次に構造２ノードを規定する。最後に ！　ポインタータイプ を修正する ＴＹＰＰＴＲ２＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＰＯＴＮＴＥＲ（！コーーブロック、 ロケーター１′ポインター′、ヌル）：ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ２＝構造Ｚノードの 定義ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥＥ（ＴＹＰＰＴＲ２，ＴＹ ＰＳＴＲＵＣＴ２）　；レンジ列挙とセットの実例 ボイド　ｍｙｐｒｏｃ（）　（ タイプ ｄｎｌ＝ｏ、、６； ｄ　ｎ　２　＝１００　、、１０５　；ｄ　ｎ　３　＝６６０００　、、６６０ ０１　；ウィークデー＝（月曜、火曜、水曜、木曜、金曜）：ｔ　タイプ　＝（ ｉｎｔ、ｒｅ、ｂｏｏ）；パル ｓｌ　：ｄｎｌのセット； ｓ２　：ウイークデーのセット： ｓ３　：ｔ　タイプのセット； ！　レンジｄｎｌを規定する ＴＹＰＵＩＮＴ８．ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝０）、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　 ６　）　； ！　レンジｄｎ２を規定する ＴＹＰＵ　ＩＮＴ８．１ｉｔ　ノード（ｖａｌ＝１００）、ｌｉｔノード（ｖａ ｌ＝　１０５）　： ！　レンジｄｎ３を規定する ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝６６０００）、ｌｉｔ　ノート（ｖａｌ　＝　６６０ ０１）　；ＰＥＮＵＭＩ、ロケータ−１゛月曜’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　 ０　））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵ ＭＩ、ロケータ−１′火曜’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ　＝　１　’））　：Ｇ ＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭＩ、ロケー タ−２゛水曜’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　２　））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥ Ｔ　ＥＮＵＭ　ＦＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭｌ、　ロケータ−２′木曜’ 　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　３　））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　 ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭＩ、　ロケータ−９′金曜’　、　ｌｉｔノ ード（ｖａｌ＝　４　））；ＰＥＮＵＭ２．ｌニアケータ−、’　ｉｎｔ’　、 ｌｉｔノード（ｖａｌ＝ＰＥＮＵＭ２．　ロケータ−、’　ｒｅ’　、ｌｉｔノ ード（ｖａｌ＝　１　））：ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ 　（ＴＹＰＥＮＵＭ２．　ロケータ−、’　ｂｏｏ’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ ＝２））　： ！　パルｓ１．ｓ２およびｓ３のセットを規定する。
ＴＹＰＳＥＴ　１＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　（ｍｙｐｒｏｃ　ブロック。
ロケータ−９′セツト’　、ＴＹＰＲＡＮＧＥ　１）；ＴＹＰＳＥＴ２＝ＧＥＭ 　ＴＤ　ＳＥＴ　（ｍｙｐｒｏｃ　ブロック。
ロケータ−１゛　セット’　、ＴＹＰＥＮＵＭＩ）；ロケータ−１°セット、Ｔ ＹＰＥＮＵＭ２）＋ｎｄ＝記録１８．。
パル ａｒｙｌ　：整数のアレイ［１、、１０］ａ　ｒ　）’　２　：整数のアレイ［ １、、１０，１００、、１１０］　；ａｒｙ３：ｎｄのアレイ［９００、、１７ ００］ａｒｙ４　：ｎｄのアレイ［’　ａ’　、、’　ｚ’］ＴＹＰＳＴＲＵＣ Ｔｌ＝記録タイプｎｄの定義！　アレイ１ｒａｒｙｌＪを規定する ＲＲＡＹ、ロケータ−、１，１ｉｔノード（ｖａｌ＝　１　）　、　ｌｉｔノー ド（ｖａｌ＝１０）　、　ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．１ｉｔノード（ｖａｌ＝　４　 ））：！　アレイｒａｒｙ２Ｊを規定する ＲＲＡＹ、ロケータ−、１，１ｉｔノード（ｖａｌ＝　１）　、ｌｉｔノード（ ｖａｌ＝１０）　、　ＴＹＰ　Ｉ　ＮＴ３２．　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　４　 ））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲＲＡＹ、 ロケータ−、２，ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１００）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ ＝１］０）、ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．　ｌｉｔノート（ｖａｌｕｅ＝　４０））　 ：！　代案として、ａｒｙ２のアレイ規格を次のように規定してＲＲＡＹＩ、ロ ケータ−、１，ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１００）　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１ １０）　、　ＴＹＰ　Ｉ　ＮＴ３２．　ｌｉｔノート（ｖａｌｕｅ＝１）： ＲＲＡＹ２．　ロケータ−、１，ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１　）　、　ｌｉｔ ノード（ｖａｌ＝ＩＯ）　、　ＴＹＰ　ＴＮＴ３２．　ｌｉｔノード（ｖａｌｕ ｅ＝！　アレイｒａ　ｒ　ｙ　３Ｊを規定するＴＹＰＡＲＲＡＹ＝ＧＥＭ　ＴＤ 　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ（ディマー　ブロック、ロケータ−、ヌル、ＴＹＰＡＲＲ ＡＹＩ、１）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲ ＲＡＹ、ロケータ−、１，１ｉｔノード（ｖａｌ＝９００）　、　ｌｉｔノード （ｖａｌ＝１７００）、　ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．　ｓ　ｉ　ｚ　ｅ　ｏ　ｆ　（ ｎ　ｄ））；調整可能なアレイ定義の実例 す１ルーチン　ｘ　（ｃｖ、ａｒｙｌ、ａｒｙ２．ａ、ｂ）文字＊（＊’）　ｃ ｖ 次元　ａｒｙｌ　（１：１０．　１　：ｂ）次元　ａｒｙ２　（ａ：ｂ、１：＊ ） ＩＮＴ３２）； ！　アレイｒＣＶＪを規定する ＴＹＰ　ＩＮＴ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ　（ｘ　ブロック、ロケー タ−、ヌル、ＴＹＰＣＨＡＲ，１）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯ ＵＮＤＳ　（ＴＹＰＡＲＲＡＹＩ、ロケータ−、１，ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　 １）　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１　）　、　ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．　ｌｉｔ ノード（ｖａｌｕｅ＝１））　： ！　アレイｒａｒｙ１．＋を規定する ブロック、ロケータ−、ＴＹＰＲＥＡＬＦ、２）：２、　ｌｉｔノード（ｖａｌ ＝４）　）　；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ　（ＴＹＰＡ ＲＲＡＹ、ｌ、ロケータ−、ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ二１）　、　ｌｉｔノード （ｖａｌ＝４０）、ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．Ｉｉｔ　ノード（ｖａｌｕｅ＝　４　 ））　：ンボル、ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．ｌｉｔノード（ｖａｌｕｅ＝　４　）　 ）　；＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊ ！　アレイｒａｒｙ２」を規定する ＴＹＰＡＲＲＡＹ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ　（ｘブロック、ロケー タ−、ヌル、ＴＹＰＲＥＡＬＦ、ＴＹＰＩＮＴ３２．　２．ｌ＋ｔノード（ｖａ ｌ＝４）　）　；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ　（ＴＹＰ ＡＲＲＡＹ、ロケータ−４１，ａ−シンボル、ｂ　シンボル、ＴＹＰ　ＩＮＴ３ ２．　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝４）　）　；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ 　ＢＯＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲＲＡＹ、ロケータ−、２，１ｉｔ）−ド（ｖａｌ＝ 　１　）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１）、ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．ｌｉｔ　 ノード（ｖａｌｕｅ＝　４　））；構造とパリアン１−の実例 ｎｄｐ　＝＠ｎｄ ｎｄ−記録 ネクスト：ｎｄｐ； ケース　１１　：１−タイプ　才ブ ｉｔ：（ｉｖ　整数）： ｒｅ　：　（ｒｖ：実数）： ｐｔｒ：　（ｐｖ：ｎｄｐ；和：整数）：さもなけれは：（ｉ　１　：整数：１ ２：実数）；終了： ！　実例に使用された基本タイプを規定するＴＹＰ　ＩＮＴ３２＝ＧＥＭ　ＴＤ 　ＤＥＦ　ＢＡＳ　ＩＣＴＹＰＥ　（ｔｙｐｅｉｔ−ブロック、ロケータ−９′ 整数’、ＧＥＭＴＹＰＥ　（ｔｙｐｅｉｔ−ブロック、ロケータ−９′実数’、 ＧＥＭＴ（ｔｙｐｅｉｔ−ブロック、ロケータ−、ヌル、ＧＥＭ　ＴＹＰ　ＫＮ ＩＬ）； ｊ　ｎｄ（：ｎｄｐポシンターを規定するＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｉｔ’ 　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　Ｏ））：ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬ ＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｒｅ’　、ｌｉｔノード（ｖａ ｌ＝　１　））；ＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｂｏｏ’　、ｌｉｔノード（ｖ ａｌ　＝　２　））　：ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ ＴＹＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｖｌ’　、１ｉｔ）−ド（ｖａｌ＝　３　］ ）：ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭ、ロ ケータ−、’　ｖ２’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　４　））：ＧＥＭ　ＴＤ　 ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭ、ｌ：１ケータ−、’　 Ｖ３’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝５））：！　構造定義ｎｄを規定する （ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、、ヌル、ロケータ−１°次ぎ゛、ＴＹ！　バリアントバ ートのセレクタを規定するＴＹＰＳＥＬ二ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＵＣＴ 　５ＥＬＥＣＴＯＲ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、ヌル、’ｔｔ’、ＴＹＰＥ（ｔ　ｔ ）　）　、　ｌｉｔノード（ビット　サイズ（１１））；！　省略（ｄｅｆａｕ ｌｔ）を含む構造のバリアントを規定するＶ１＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲ ＵＣＴ　ＶＡＲＩＡＮＴ（ＴＹＰＳＥＬ、ロケータ−）： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＲＡＮＧＥ（Ｖｌ、ロケータ−、ｌｉｔ ノード（ｖａｌ＝　０　）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ 、Ｖｌ、ロケータ−、’　ｉｖ’　、ＴＹＰ（ＴＹＰＳＥＬ、ロケータ−）； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＲＡＮＧＥ（Ｖ２、ロケータ−、ｌｉｔ ノード（ｖａｌ＝　１）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１）。
ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 Ｖ２．　ロケータ−、’　ｒｖ’　、ＴＹＰピッＩ−（ｒｖ）　）　、　ｌｉ↑ ノード（ビット　サイズ（ｒｖ））；Ｖ３＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＵＣ Ｔ　ＶＡＲＩＡＮＴ（ＴＹＰＳＥＬ、ロケータ−）； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＲＡＮＧＥ（Ｖ３、ロケータ−、ｌｉｔ ノード（ｖａｌ＝　２）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝２）： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 Ｖ３．ロケータ−、’　ｐＶ’　、ＴＹＰピッｌ”　（ｐＶ）　）　、　ｌｉｔ ノード（ビット　サイズ（ｐｖ））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　Ｅ ＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、Ｖ３．　ロケ−９−、’　和’　、ＴＹＰ ＰＴＲ。
ｌｉｔノード（１バイト（和）　）　、　ｌｉｔノート（１ビット（和）　）　 、　ｌｉｔノード（ビット　サイズ（和））：Ｖ４＝Ｃ；ＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　 ５ＴＲＵＣＴ　ＶＡＲＩＡＮＴ（ＴＹＰＳＥＬ、ロケータ−）： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 Ｖ４．ｃｔ’ｒ−９−、’　ｉビ、ＴＹＰビット（ｉ　１）　）　、　ｌｉｔノ ード（ビット　サイズ（ｉｌ））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬ ＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、Ｖ４．　ロケータ−９′　１２°、ＴＹＰビ ット（ｉ２））、ｌｉｔノード（ビット　サイズ（ｉ２））；ＧＥＭ　ＴＤ　Ｓ ＥＴ　ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥ（ＴＹＰＰＴＲ，ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ）： 構造　ディマー３　（ ）　； ユニオン　ａｎｏｎ　（ ｉｎｔ　１ｖａｌ； フロート　ｆｖａｌ； 文字　＊ｐｖａ　１ 構造　ディマー３　１ｏｃ； ）： 構造　ｎｌ　＜ ユニオン　ａｎｏｎａ； ユニオン　ａｎｏｎｂ； ユニオン　ａｎｏｎｃ； ）　： 構造　ｎ　１．　ｎｉｌ、ｎ１２．　ｎ１３；ＴＹＰＩＮＴ３２＝ＧＥＭ　ＴＤ 　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＴＹＰＲＥＡＬＦ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩ ＣＴＴＹＰＣＨＡＲ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＣＨＡＲＴＹＰＴＹＰＰＴＲ＝Ｇ ＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＰＯＩＮＴＥＲ（主！　構造「ディマー３Ｊを規定する ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＳＴＲＵＣＴＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥ Ｔ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、ヌル、ロケータ−、 ’　ｘ’　、ＴＹＰＩＮＴ３２゜ １ｏｃバイト（ｘ）、ｌｏｃビット（Ｘ）、ｌｉｔノード（Ｘ　サイズ））； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 ヌル、ロケータ−、’　Ｙ’　、ＴＹＰＩＮ　Ｔ　３２゜ １ｏｃバイト（ｙ）、ｌｏｃピット（ｙ）、ｌｉｔノード（ｙ　サイズ））： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 ヌル、ロケータ−、’　ｚ’　、ＴＹＰＩＮ　Ｔ　３２゜ １ｏｃバイト（ｚ）、ｌｏｃビット（ｚ）、ｌｉｔノード（Ｚ　サイズ））； ！　ユニオンｒａｎＯｎＪを規定する ＴＹＰＵＮＩＯＮ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＵＮＩＯＮ（主ズ））： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＵＮＩＯＮ　ＭＥＭＢＥＲ（ＴＹＰＵＮＩＯＮ、０ケー タ−、’１ｖａｌ°、ＴＲＰ　ＩＮＴ３２）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＵＮＩＯ Ｎ　ＭＥＭＢＥＲ（ＴＹＰＵＮＩＯＮ、ロケータ−、’ｆｖａｌ°、ＴＲＰＲＥ ＡＬＦ）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＵＮＩＯＮ　ＭＥＭＢＥＲ（ＴＹＰＵＮＮＯ Ｎ、ｏゲータ−、’　ｐｖａｌ’　、ＴＲＰＰＴＲ）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　 ＵＮＩＯＮ　ＭＥＭＢＥＲ（ＴＹＰＵＮ［）Ｎ、０ケータ−、’　ｌｏｃ　’　 、ＴＲＰＳＴＲＵＣＴ）；！　構造ｒｎｌ」を規定する ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＵＵ’ＩＧＥＭ　ＴＤ　Ｓ ＥＴ　５ＴＲｔＴＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰ　Ｓ　Ｔ　ＲＵ　ＣＴ　、ヌル 、ロケータ−、’　ａ’　、ＴＹＰＵＮＩＯＮ。
ｌｏｃバイト（ａ）、１ｏｃヒ−ｒ　Ｉ□　（ａ）　、　ｌｉｔノード（ａｌｌ Ｏｎ　サ・イズ））、 ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 ヌル、ロケータ−、’　ｂ’　、ＴＹＰＵＮＩＯＮ。
１ｏｃバイ）・（ｂ）　、　ｔｏｅビット（ｂ）　、　ｌｉｔノードＰＳＴＲＵ ＣＴ、ヌル、ロケータ−、’　ｃ’　、ＴＹＰＵＮＩＯＮ。
ｌｏｃバイト（ｃ）、ｌｏｃピット（ｃ）、ｌｉｔノードＯＵＲＣＥ Ｆ■（Ｊ 、　−ＰＣＴ／ｌｌｓ　９２１０１２９０フロントページの続き （３１）ｆ＊先先主主張番号６６２，４７７（３２）優先臼　１９９１年２月２ ７日（３３）（優先権主張国　米国（ＵＳ）（３１）優先権主張番号　６６２， ４８３（３２）優先臼　１９９１年２月２７日（３３）優先権主張国　米国（Ｕ Ｓ） （３１）優先権主張番号　６６２，４６４（３２）優先臼　１９９１年２月２７ 日（３３）優先権主張国　米国（Ｕ　Ｓ　）（８１）指定国　ＥＰ（ＡＴ、ＢＥ 、ＣＨ，ＤＥ。
ＤＫ、ＥＳ、ＦＲ，ＧＢ、ＧＲ，ＩＴ、ＬＵ、ＭＣ，ＮＬ、ＳＥ）、０Ａ（ＢＦ 、ＢＪ、ＣＦ、ＣＧ、ＣＩ、ＣＭ、ＧＡ、ＧＮ、ＭＬ、ＭＲ，ＳＮ、ＴＤ、ＴＧ ）、ＡＴ、ＡＵ、ＢＢ、ＢＧ、ＢＲ，ＣＡ、ＣＨ，Ｃ５，ＤＥ。
ＤＫ、　ＥＳ、ＦＩ、　ＧＢ、　ＨＵ、ＪＰ、　ＫＰ、　ＫＲ，ＬＫ、ＬＵ、〜 ｒＧ、ＭＮ、〜ｆＷ、ＮＬ、Ｎｏ、ＰＬ、ＲＯ、ＲＵ、ＳＤ、５Ｅ （７２）発明者　ブリックシュタイン　ディピッド　スコツト アメリカ合衆国　ニューハンプシャー州０３０５１　ハドソン　ロビンソン　ロ ード（７２）発明者　ホブス　ステイーブン　オーアメリカ合衆国　マサチュー セッツ州 ０１８８６　ウェストフォード　バターナツトロード　１０ （７２）発明者　デイビッドソン　キャロライン　ステイーブン アメリカ合衆国　ニューハンプシャー州０３０４９　ホーリス　ライドアウト　 ロード（７２）発明者　グラブ　リチャード　バリーアメリカ合衆国　マサチュ ーセッツ州 ０１８８６　ウェストフォード　キャリエイジウェイ　５ （７２）発明者　マーフィー　デニス　ジョセフアメリカ合衆国　マサチューセ ッツ州 ０１８８６　ウェストフォード　ディポットロード　８６

Claims (17)

    【特許請求の範囲】
  1. １．次の各ステップを有する符号翻訳方法：ランゲージに特定されたコンパイラ フロントエンドを用いてソースコードモジュールを評価するステップ、ソースコ ードモジュールは、ソースコードを高レベルプログラムランゲージとして含んで いる；前記コンパイラフロントエンドによって中間ランゲージのフローグラフを 形成するステップ、フローグラフは複数のタプルにより形成されており、ここで 各タプルは前記ソースコードモジュール内の単一のエクスプレッションを代表す る； 他のタプルヘのエフェクトを有するエクスプレッションを表わしている前記各タ プルに対して、該エフェクトの表示を前記タプル内に包含させるステップ； 他のタプルにディペンデンシイ（従属性）を有するエクスプレッションを代表す る前記各タプルに対して、前記ディペンデンシイの表示を前記タプル内に包含さ せるステップ。
  2. ２．前記タプル内のエフェクトまたはディペンデンシイの前記表示に応答するオ プティマイザによって、前記フローグラフを評価することにより前記コードの最 適化ステップを設けた請求の範囲１記載の方法。
  3. ３．前記タプルの順番によるシーケンスを有するブロックにより前記フローグラ フが形成された請求の範囲１記載の方法。
  4. ４．前記エフェクトのスタックおよび前記ディペンデンシイのスタックを創成す るステップを含む請求の範囲１記載の方法。
  5. ５．前記エフェクトのスタックを創成するステップは、前記タプルの生成時に前 記エフェクトのおのおのの表示を前記スタックの上に押し上げるステップを含む 請求の範囲４記載の方法。
  6. ６．前記エフェクトのスタックを創成するステップは、前記タプルの生成時に前 記エフェクトのおのおのの表示を前記スタックの上に押し上げるステップを含む 請求の範囲５記載の方法。
  7. ７．次の各手段を有してなる符号翻訳装置：ランゲージに特殊なコンパイラフロ ントエンドを使用して、ソースコードモジュールを評価する手段、ソースコード モジュールは、ソースコードを高レベルプログラムランゲージとして有している ； 前記コンパイラフロントエンド内で、中間ランゲージのフローグラフを形成する 手段、このフローグラフは複数のタプルによって構成され、各タプルは前記ソー スコードモジュール内の単一のエクスプレッションを代表する；ここにおいて、 他のタプルヘのエフェクトを有するエクスプレッションを表わしている前記各タ プルのおのおのに対し、該エフェクトの表示を前記タプル内に包含させる手段； さらに 他のタプルヘのディペンデンシイを有するエクスプレッションを表わしている前 記タプルのおのおのに対し、前記ディペンデンシイの表示を前記タプル内に包含 させる手段。
  8. ８．前記タプル内のエフェクトまたはディペンデンシイの前記表示に応答するオ プティマイザにより、前記フローグラフを評価することによって、前記符号を最 適化する手段をコンパイラバックエンド内に設けた請求の範囲７記載の装置。
  9. ９．前記タプルの順番付シーケンスを有するブロックによって前記フローグラフ が構成されている請求の範囲７記載の装置。
  10. １０．前記エフェクトのスタックおよび前記ディペンデンシイのスタックを創成 する手段を含む請求の範囲７記載の装置。
  11. １１．前記エフェクトのスタックを創成する手段は、前記タプルが形成されたと き前記各エフェクトの表示を該スタック上に押上げる手段を含む請求１０記載の 装置。
  12. １２．前記エフェクトのスタックを創成する手段は、前記タプルが形成されたと き前記各エフェクトの表示を該スタック上に押上げる手段を含む請求１１記載の 装置。
  13. １３．次の各ステップを有しコンパイラ内で符号を最適化する方法： ランゲージスペシフィックコンパイラフロントエンドを用いて中間ランゲージ内 にフローグラフを創成するステップ、このフローグラフは複数のタプルで構成さ れ、ここで各タプルはソースコードランゲージ内の単一のエクスプレッションを 代表する； 他のタプルヘのエフェクトを有するエクスプレッションを表わしている各前記タ プルに対し、該タプル内に前記エフェクトの表示を包含させるステップ： 他のタプルヘのディペンデンシイを有するエクスプレッションを表わしている各 前記タプルに対し、該タプル内に前記ディペンデンシイの表示を包含させるステ ップ；前記タプル内のエフェクトまたはディペンデンシイの前記表示に応答する オプティマイザによって前記フローグラフを評価するステップ。
  14. １４．前記タプルの順番付シーケンスを有するブロックにより前記フローグラフ が形成される請求の範囲１３記載の方法。
  15. １５．前記エフェクトのスタックと前記ディペンデンシイのスタックとを創成す るステップとを含む請求の範囲１３記載の方法。
  16. １６．前記エフェクトのスタックを創成するステップは、前記タプルの形成時に 前記各エフェクトの表示を前記スタック上に押上げるステップを含んでなる請求 項１５記載の方法。
  17. １７．前記エフェクトのスタックを創成するステップは、前記タプルの形成時に 前記各エフェクトの表示を前記スタック上に押上げるステップを含んでなる請求 項１６記載の方法。
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