JPS61103247A

JPS61103247A - 翻訳プログラム作成システム

Info

Publication number: JPS61103247A
Application number: JP60201908A
Authority: JP
Inventors: ローレンス・エドワード・ラーソン
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1984-10-24
Filing date: 1985-09-13
Publication date: 1986-05-21
Also published as: CA1223663A; US4729096A; EP0179334A2; EP0179334A3

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】以下の順序で本発明を説明する。

Ａ、産業上の利用分野Ｂ、開示の概要Ｃ１従来の技術り３発明が解決しようとする問題点Ｅ１問題点を解決するための手段Ｆ、実施例Ｆｌ、　　全般的説明（第１図および第２図）Ｆ　２．
　　用語の説明Ｆ　３．　　翻訳プログラム作成プログラムの要部の説
明（第１図および第２図）Ｆ　４．　　翻訳プログラム作成プログラムの詳細な説
明（第３Ａ図〜第６Ｂ図）Ｇ１発明の効果Ａ、産業上の利用分野本発明はコンピュータシステムに係り、詳細には翻訳プ
ログラムの生成と該翻訳プログラムの検査に必要なテス
トケースの生成を自動化するコンピユータシステム内部
の装置に係る。

Ｂ、開示の概要ユーザの原始コードを目的コードに変換しうる翻訳プロ
グラムを生成するための翻訳プログラム作成システムが
開示される。原始コードの言語は、独特の形式、すなわ
ちバッカス記法（ＢａｃｋｕｓＮｏｕｅｒ　　Ｆｏｒｍ
ｓ略してＢＮＦ記法）にまとめられる。原始コードのＢ
ＮＦ記法は、この原始コードを目的コードに変換するた
めに、翻訳プログラム作成システムによシ利用される。

ＢＮＦ記法は、原始コードの言語に関連した属性仕様、
ならびに原始コードの言語文法における属性仕様の相互
作用を考慮に入れている。翻訳プログラム作成システム
は、有効なテストケース生成プログラムを含み、このプ
ログラムはユーザの原始コードの言語において可能なあ
らゆる正しいプログラムステー”□　　　　　　　トメ
・トを使用して、生成された翻訳プ・グラ・を検査する
。更に、翻訳プログラム作成システムは誤りのある無効
なテストケース生成プログラムをも含み、このプログラ
ムはユーザの原始コードの言語において可能なあらゆる
誤シのある無効なプログラムステートメントラ使用して
、生成された翻訳プログラムを検査する。その結果、生
成された翻訳プログラムを検査するのに必要な労力すな
わち工数が著しく減少した。

Ｃ１従来の技術］ンパイラおよびインタプリタは、１組の原始コードを
計算機が読取りうる１組の目的コードに変換するために
、コンピュータシステムによって利用される。一般に、
コンパイラ／インタプリタは、データ処理システムと、
該システムに記憶された翻訳プログラムとを含む。この
翻訳プログラムの制御下にあるデータ処理システムは、
ユーザの原始コードを受取り、これを計算機が読取りう
る目的コードに変換する。　　　　　　　　　　　　　
　　　　１翻訳プログラムは、その生成後に検査を行な
う必要があシ、この検査には数人年を要することがある
。

翻訳プログラムを生成し且つ検査するのに要する時間を
減少するために、翻訳プログラム作成システムが開発さ
れている。これらの作成システムは、コンパイラ／イン
タプリタによシ必要とされる翻訳プロゲラ・ムを生成す
るためのものである。

しかし、従来の翻訳プログラム作成システムには、次の
ような欠点がある。

すなわち、すべての翻訳ソフトウェアは、コンパイル機
能の実行に際し、一定の基本的な規則を利用しなければ
ならない。例えば、“Ａ＋Ｂ☆Ｃ″と表示された演算で
は、”十−の演算を”☆”の演算の前または後のいずれ
で実行するかを決定せねばならない。この決定に当シ、
プログラム言語の記号ストリングを構築するための１組
の規則を利用しなければならない。この１組の規則はそ
の言語の文法として知られている。更に、前述の演算で
は、意味解析を行なうことにより、演算“十”および１
☆”によりどのような動作が指定されているかを決定す
る。すなわち、意味解析は、ユーザの原始コードの意味
を決定するのである。更に、ユーザの原始コード中にあ
る記号の意味は、その属性にニジ表現される。可能な属
性として、原始−テキスト行番号、型、次元の数、各次
元の長さ、内部的な木構造、および記憶クラスなどがあ
る。

コンパイル機能を実行する際に翻訳ソフトウェアが利用
するこれらの基本的な規則のより詳細な情報については
、ピータ・カリンガートの著簀“アセンブラ、コンパイ
ラ、およびプログラム翻訳”、コンピュータ・サイエン
ス・フレス社発行（”Ａｓｓｅｍｂｌｅｒｓ、Ｃｏｍｐ
ｉｌｅｒｓ、ａｎｄ　ＰｒｏｇｒａｍＴｒａｎｓｌａｔ
ｉｏｎ”　　ｂｙ　Ｐｅｔｅｒ　　Ｃａｌｉｎｇａｅｒ
ｔ％Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　　５ｃｉｅｎｃｅ　　Ｐｒｅｓ
ｓｓ　Ｉｎｃ、）を参照されたい。

Ｄ１発明が解決しようとする問題点従来の翻訳プログラム作成システムにより生成された翻
訳プログラムは、コンパイル中の原始コードの言語によ
って必要とされる属性仕様を考慮に入れていなかったし
、該原始コードの言語に関連した文法の属性仕様の相互
作用をも考慮に入れていなかった。更に、これらの翻訳
プログラム作成システムによって生成された翻訳プログ
ラム中に、前述の意味解析に関連した意味モジュール呼
出しを、人手で配置する必要があった。意味モジュール
呼出しを人手で配置することは、重大な問題を提起した
。以下にその理由を示す。すなわち、翻訳プログラム作
成システムは、最初に入力された文法がコンパイル・プ
ロセスを経て変換された文法になるという点で、コンパ
イラ自体として動作する。従来はこれらの作成システム
により生成した翻訳プログラム中に意味モジュール呼出
しを人手で配置していたために、システムが使用する変
換された文法と最初に入力した文法とを関連づける方法
がなかった。更に、翻訳プログラムを生成し、これをそ
の関連するデータ処理システムの環境に記憶すると、翻
訳プログラムを検査するの”　　　　ＶＣ＊ＡＩＦ−＊
ヶ。ヤ、、、７よヶあ、おい。

したがって、本発明の目的は、従来の翻訳プログラム作
成システムに関連した欠点を取除くように設計された、
改良された翻訳プログラム作成システムを提供すること
である。

本発明の他の目的は、新規なテストケース生成および検
査能力を備えた、改良された翻訳プログラム作成システ
ムを提供することである。

本発明の他の目的は、原始コードの言語を表わす言語記
述（この言語のＢＮＦ定義）に応じて翻訳プログラムを
生成する、頃良された翻訳プログラム作成システムを提
供することである。

本発明の他の目的は、原始コードの言語のＢＮＦ定義が
この言語に関連した属性仕様、ならびにこの言語の文法
中における属性仕様の相互作用を考慮に入れるようにし
た７・、改良された翻訳プログラム作成システムを提供
することである。

本発明の他の目的は、前記言語のＢＮＦ定義が意味モジ
ュール呼出しを、生成された翻訳プログラム中に正しく
かつ自動的に配置するようにした、改良された翻訳プロ
グラム作成システムを提供することである。

Ｅ１問題点を解決するための手段本発明の前記およびその他の目的に従って、ユーザの原
始コードの言語を表わす言語記述（前記言語のＢＮＦ定
義）に応じて翻訳プログラムを生成する、改良された翻
訳プログラム作成システムが提供される。この翻訳プロ
グラム作成システムは、入力言語記述に応じて翻訳プロ
グラムを生成するように、データ処理システムに記憶さ
れた翻訳プログラム作成プログラムによって特徴づけら
れる。生成された翻訳プログラムは、例えば、ユーザの
原始コードを対応する目的コードに変換するためにコン
パイラによって使用される。目的コードはコンピュータ
システムによう使用され、該コードにより定義された一
定の機能の実行を制御する。前記言語のＢＮＦ定義のフ
ォーマットは一意的であって、ユーザの原始コードの言
語で必要な一定の属性仕様と、該原始コードに関連した
文法中の属性仕様の相互作用とを考慮に入れている。

更に、この翻訳プログラム作成システムは、生成された
翻訳プログラム中に意味モジュール呼出しを自動的に配
置する。更に、本発明の翻訳プログラム作成システムは
、テストケースを生成し質問する能力も有する。この翻
訳プログラム作成システムは、正確な１組の言語ステー
トメントおよび、誤りのある１組のステートメントを含
むデータベースを有する。正確なステートメントは本発
明の翻訳プログラム作成システムにより生成され、前記
コンパイラによって使用される生成済みの翻訳プログラ
ムを検査するためと、その検査結果を分析するために利
用される。誤りのあるステートメントは、生成済みの翻
訳プログラムを検査して、その検査の結果、適切なエラ
ーメツセージのすべてが生成されるかどうかを判定する
ために利用される。この翻訳プログラム作成システムは
翻訳プログラム作成プログラムを含み、該プログラムは
そのデータ処理システムに関連して、ユーザの原始コー
ドのＢＮＦ定義に応じてコ／パイッ／インタプリタによ
シ使用される翻訳プログラムを生成する。

Ｆ、実施例Ｆ　１．　　全般的説明（第１図および第２図）第１図
は本発明による翻訳プログラム作成システム１０を示す
。翻訳プログラム作成システム１０は以下で説明するよ
うに、主としてソフトウェアで実現される。しかしなが
ら、このソフトウェアは・本発明の独特の機能を実行す
るため（Ｃハードウェアシステムによって利用される。

翻訳プログラム作成システム１ｏば、本発明の独特の機
能を実行するためにハードウェアでも実現することがで
きる。翻訳プログラム作成システム１ｏは、データ処理
システムと該データ処理システム内に記憶された翻訳プ
ログラム作成プログラム１０ａｌを含む。データ処理シ
ステムは、システムバスと、該システムバスに接続され
翻訳プログラム作成プログラム１０ａｉ（コンパイル・
マシントモいう）およびコンパイラ／インタプリタシス
テム１０ａ２（実行マシンともいう）ｔ−記憶する主記
憶１０ａと、システムバスに接続されたプロセノ−’）
−１０’ｔｒと、システムバスに接続されユーザの原始
コードのＢＮＦ定義をソフトウェア形式で記憶するＡＴ
ＢＮＦデータ入力および記憶手段１０ｃと、システムバ
スに接続されユーザの原始コードを入力するユーザコマ
ンド入力手段１０ｄと、システムバスに接続され１組の
結果を印刷するプリンター０ｅとを含む。前述のデータ
処理システムの機能を実行するのに利用しうる代表的な
データ処理システムは、ＩＢＭ社のマニュアル“ＩＢＭ
システム／６７０動作原理”　（”　Ｉ　Ｂ　Ｍ　　Ｓ
ｙｓ　ｔｅｍ／３７０Ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓ　　ｏｆ　
　０ｐｅｒａｔｉｏｎ＝）、ＦｏｒｍＮｏ、ＧＡ２２−
７０００、に示されている。

第２図は第１図の翻訳プログラム作成プログラム１０’
ａｌの構成を示す。第２図において、翻訳プログラム作
成プログラム１０ａ１は、ＡＴ　ＢＮＦプロセッサ１０
ａ１Ａ、コード生成プログラム１０ａｌＢ、”良いテス
トケース”生成プログラム１０ａｌＣおよび”悪いテス
トケース”生成プログラム１０ａｌＤを含む。

前述のように、ユーザの原始コードは、該原始コードの
入力言語記述、すなわちこのコードのＢＮＦ定義によシ
表現される。ＢＮＦ定義の言語は一意的かつ明確であシ
、その詳細はウィリアム・マツキーマンほかの著書１コ
ンピユータ生成プログラム”、フレンチイス嗜ホール社
（ＷｉｌｌｉａｍＭｃｋｅｅｍａｎ　　ｅｔ　　ａＬ　
＠Ａ　ＣｏｍｐｕｔｅｒＧｅｎｅｒａｔｏｒ”、、Ｐｒ
ｅｎｔｉｃｅ　Ｈａｌ　ｌ　）に記載サレテイル。ＢＮ
Ｆ定義の言語は、ダビット・グリースの著書１デイジタ
ルコンピユータのコンパイラ構造″ジョン・ウィリー・
アンド・サンズ社（Ｄａｖｉｄ　　Ｇｒｉｅｓ　　−Ｃ
ｏｍｐｉｌｅｒ　Ｃｏｎ５ｔｒｕｃｔｉｏｎｆｏｒ　Ｄ
ｉｇｉｔａｌ　　Ｃｏｍｐｕｔｅｒｓ’ｓ　ＪｏｈｎＷ
ｉｌｅｙ　　ａｎｄ　　Ｓｏｎｇ、Ｉｎｃ）にも記載さ
れている。

第２図において、ＡＴＢＮＦデータ入デーよび記憶手段
１０ｃは、ユーザの原始コードをソフトウェアプログラ
ム形式で記憶する。ユーザの原始コード自体は、第２図
のユーザコマンド大刀手段１０ｄ中の記憶装置に記憶さ
れる。コンパイラ／インタプリタシステム１０ａ２はユ
ーザの原始コードを受取シ、コンパイラの場合には、こ
の原始コードを目的コードに変換するとともに、これを
第２図に示す゛ユーザの結果″１８として供給する。

次に、第１図および第２図に示す本発明の動作について
説明する。

第１図および第２図分参照するに、ユーザの原始コード
のＢＮＦ定義は、ＡＴＢＮＦデータ入力および記憶手段
１０ｃｉ介して翻訳プログラム作成システム１０に入力
され、そして主記憶１０ａに記憶される。翻訳プログラ
ム作成プログラム１０ａ１の一部分であるＡＴＢＮＦプ
ロセッサ１０ａＩＡはＢＮＦ定義を受取シ、該定義をコ
ンパイルすることによシ、このＢＮＦ定義をコード生成
プログラム１０ａＩＢが読取シうる形式に変換する。そ
の結果、変換されたＢＮＦ定義（すなわち、変換された
文法定義）が生成される。コード生成プログラム１０ａ
１Ｂは変換されたＢＮＦ定義をＡＴＢＮＦプロセッサ１
ｑａＩＡから受取シ、翻訳プログラムを生成する。翻訳
プログラムは主記憶１０ａに記憶され、コンパイラ／イ
ンタプリタシステム１０ａ２の一部分を形成する。コン
パイラ／インタプリタシステム１０ａ２は、前記翻訳プ
ログラムを利用して、ユーザコマンド入力手段ＩＤｄ’
ｉ介して入力されたユーザの原始コードを目的コードに
変換する。この目的コードは第２図の“ユーザ″の結果
１８によシ表わされる。

１良いテストケース”生成プログラム１０ａ１Ｃは、本
質的に、ユーザの原始言語で記述された多くのプログラ
ムステートメント例を含むデータベースである。プログ
ラムステートメント例は正しい形式で記述されるので、
有効なプログラムステートメントを表わす。このデータ
ベース内に含まれたプログラムステートメントの数およ
び種類に関し、可能な正しいプログラムステートメント
または言語例が少くとも１回生じる。

す：　　　　　　　“悪いテ〜トケーへ”生成プ・グラ
ム１ｏ・１Ｄもデータベースであるが、このデータベー
スはユーザの原始言語で記述した多くの正しくないか、
さもなければ無効なプログラムステートメントを含む。

このデータベース内に含まれたプログラムステートメン
トの数と種類に関し、可能な正しくない、無効なプログ
ラムステートメントまたは言語例が少くとも１回生じる
。

翻訳プログラムが主記憶１０ａのコンパイラ／インタプ
リタシステム１０ａ２の部分に記憶されると、ＡＴＢＮ
Ｆプロセッサ１０ａｌＡは、５良いテストケース″生成
プログラム１０ａ１Ｃに対し、記憶されている正しいプ
ログラムステートメントを使用して翻訳プログラムを質
関し検査するように命令する。翻訳プログラムは正しい
プログラムステートメントを受取って、これを目的コー
ドに変換する。それによシ、第２図の゛良い結果″２０
に示す１組の結果が生じる。かくて、ユーザは”良い結
果”２０を分析することにより、翻訳プログラムおよび
コンパイラが正しく動作していることを確認することが
できる。

次にＡＴＢＮＦプロセッサ１０ａＩＡは“悪いテストケ
ース”生成プログラム１０ａｌＤに対し、記憶された、
正しくない無効なプログラムステートメントを利用して
翻訳プログラムを質関し検査するように命令する。翻訳
プログラムは正しくないプログラムステートメントを目
的コードに変換しようと試みる。しかしながら、コンパ
イラ−／インタプリタシステム１０ａ２は、目的コード
の代りに、コイパイル動作を受ける無効な正しくないプ
ログラムステートメントを表わす多数のエラーメツセー
ジを生成する。これらのエラーメツセージは第２図の“
悪い結果”２２として示されている。次にユーザは゛悪
い”結果２２を分析することにより、すべての正しくな
い無効なプログラムステートメントにそれぞれ対応する
適切なエラーメツセージがすべて、コンパイラ／インタ
プリタシステム１０ａ２によシ生成されていることを確
認する。このようにして、翻訳プログラムおよび関連ス
るコンパイラ／インタプリタシステム１０ａ２が正しく
動作しているかどうかを判定することができる。

Ｆ　２．　　用語の説明次に、翻訳プログラム作成プログ−）　ムｉ　０　ａ　
１の構造および動作の詳細な説明（後述）の理解を容易
にするため、当業者が用いる棟々の用語の意味について
説明する。

文（ｓｅｎｔｅｎｃｅ）を図解する場合、この文の構造
すなわち構文が表わされる。しかしながら、図解された
文は、その文自体の意味を表わさない。

このような文の構文的記述を文法と呼ぶ。一般的な規則
として、図解された文では主部と述部が使用される。こ
のような一般的な規則は、下記の数学的記号：く文＞：：＝＜主部〉〈述部〉により記述することができる。ただし、記号”：：＝″
は”その左側の部分がその右側の部分にｊ：＃）構成さ
れうる″ことを意味する。文の文法はこのような規則を
２以上含むことがある。代替的Ｋ、もしこれと同様の１
組の規則が（前述の数学的記号の形式を利用して）考案
され、コンピュータ言語を原始コード形式で記述するな
らば、′これらの規則は、コンピュータ言語の原始コー
ドを生゛成するだめに用いることができる。これらの規
則は、生成規則と呼ばれることが多い。“記号”および
゛トークン″は同義語として使用され、その各々は有限
で、非空の１組の要素を表わす。記号またはトークンの
列はストリングと呼ばれる。特定の文法規則が与えられ
ると、規則の左の部分として現わバる記号は非終端（ｎ
ｏｎｔｅｒｍｉｎａｌ）記号と呼ばれ、その他の記号は
終端（ｔｅｒｍｉｎａｌ）記号と呼ばれる。例えば、（
ｄ　ｉ　ｇ　ｉ　ｔ　＞　：　：　”　５の規則では、
非終端記号は“（ｄ　ｉ　ｇ　ｉ　ｔ　）″であり、終
端記号は“６″である。非終端記号はブラケット記号＜
９．〉により識別される。もしＵ＝ｘ、Ｕ＝ｙ、および
Ｕ＝ｚであれば、これらの等式の意味を、より簡単な表
現：Ｕ：：＝ｘｌｙｌｚで表わすことができる。この表現を利用すると、成る言
語の文法を下記の形式で記述することができる。

′１１＜　ｎ　ｕ。、。ｒ）：：＝３゜。

＜ｎｏ＞　　　　：：＝（ｎｏ＞（ｄｉｇｉｔ＞ｌ（ｄ
ｉｇｉｔ）＜ｄｉｇｉｔ）：：＝０１１１２１３１４１
５１前述の言語形式’１ＢＮＦ記法と定義する。前述の
数字の例は文法定義におけるデータ属性の仕様および変
換の必要性を示す。−例として、“２″および“５”の
数列は通常、数２５とみなされる。

同様に、含まれている文字が数字だけの場合、このよう
な結合（ａｓｓｏｃｉａｔｉｏｎ）は有効である。

従って、２とそれに続く５は２５と解されるが、２とそ
れに続くｚはふつうは数字２ｚにはならない。更に、こ
れらの数字は、コンピュータプログラムが処理可能な形
式に符号化されねばならない。

属性情報は、表記Ａ（数字）を使用することにより文法
定義中で指定される。この表記Ａは、当該言語中のこの
点で必要とされるデータ属性が数字でなければならない
という宣言である。

２つの文字を、コンピュータが識別可能な１つの数字へ
変換することは、Ｆ（ＸＸＸ）により指定される。ただ
し、ＸＸＸは変換を行なうルーチ　　　　　１ン名であ
る。処理可能な形式に変更されたくｎｕｍｂｅｒ）のた
めの文法は、次のようになる。　　　・（ｎｕｍｂｓｒ
：）：：　＝Ｆ（ｃｔｙ＝０）（ｎｏ＞＜ｎｏ＞：：＝
（ｎｏ＞Ｆ（ｃｔｒ２＝ｃｔｙ）＜：ｄｉｇｉｔ、＞Ａ
（ｎｕｍ）Ｆ（ｃｔｒ＝ｃｔ７２☆１０＋ｃｔｒ）　　
Ｉ　　（ｄｉｇｉｔ＞Ａ（ｎｕｍ）（ｄｉｇｉｔ）：：
＝　　”０”　Ｆ（ｃｔｙ＝０）Ｆ（ａｔｔｒ＝ｎｕｍ
）１″１＝　　Ｆ（ｃｔｒ＝１）Ｆ（ａｔｔｒ＝ｎｕｍ
）　　！”２’　　Ｆ（ｃｔｒ＝２）Ｆ（ａｔｔｒ＝ｎ
ｕｍ）　　！”５’　　Ｆ（ｃｔｙ＝３）Ｆ（ａｔｔｒ
＝ｎｕｍ）　　！”４”　　Ｆ（ｃｔｒ＝４）Ｆ（ａｔ
ｔｙ＝ｎｕｍ）　　ｊ”５″　Ｆ（ｃｔｒ＝５）Ｆ（ａ
ｔｔ、ｙ＝ｎｕｍ）　　ｊこのように変更された文法は
ＡＴＢＮＦ仕様の数字文法であり、属性仕様および機能
変換（意味）情報の両者を含む。ここでコンピュータプ
ログラムは、数字ストリングに関連した値が変数”ｃｔ
ｒ”中にあるという定義に応じて作成されることに注意
されたい。

前述の各項の意味についてのより詳細な情報は、タヒツ
ド・グライスの著書、”ディジタルコンピュータのコン
パイラ構造”、ジョン・ウィリー・アンドΦサンズ社（
Ｄａｖｉｄ　Ｇｒｉｅｓ、−ＣｏｍｐｉｌｅｒＣｏｎｓ
ｔｒｕｃｔｉｏｎ　　ｆｏｒ　Ｄｉｇｉｔａｌ　　Ｃｏ
ｍｐｕｔｅｒ”、Ｊｏｈｎ　Ｗｉｌｅｙ　ａｎｄ　５ｏ
ｎｓｓ　Ｉｎｃ、　）に記述されている。

Ｆ６．翻訳プログラム作成プログラムの要部の説明（第
１図及び第２図）次に、本発明の翻訳プログラム作成システム１０を構成
する翻訳プログラム作成プログラム１０ａ１の最も重要
な要素を説明する。

（ａ）　　！Ｊストの抽象データ構造はＢＮＦ’記法の
ような言語仕様を含む。

（ｂ）　　アレイの抽象データ構造は”生成する（ｐｒ
ｏｄｕｃｅ）’％　　”後続する（ｆｏｌｌｏｗ）”ｓ
および“終了する（ｅｎｄ−ｗｉｔｈ）”の中間の関係
を含む。これらの構造は、翻訳プログラムを生成する方
法？翻訳プログラム作成システム１０に知らせる。

（Ｃ）　　キューおよびデキューの抽象データ構造は、
翻訳プログラムおよびテストケースの生成されたコード
ストリングを含む。

（ｄ）　　スタック向き計算機の抽象データ構造は、翻
訳プログラムの実現目標として作用する。

翻訳プログラム作成プログラム１０ａ１は、次のように
動作する。すなわち、翻訳プログラム作成システム１０
は、ＡＴＢＮＦデータ入力および記憶手段１０ｃｆｃ介
して、ユーザの原始コードのＢＮＦ定義を表わす１組の
生成規則を与えられる。

これらの生成規則は、原始コードの構文記述、該生成規
則で用いた記号の属性制約、および言語処理時に呼出さ
れる処理モジュールの宣言（意味情報）ｆｃ含む。翻訳
プログラム作成プログラム１０ａ１のＡＴＢＮＦ’プロ
セッサ１０ａ１Ａは、言語変換およびステートメントの
属性くくり出しくｆａｃｔｏｒｉｎｇ　）手法の組合せ
によシ、ＢＮＦ定義の複雑さを減じ、かくて処理が容易
な変換されたＢＮＦ定義を生成する。この変換は、ユー
ザの′１・　　　　ヮヨ３−１．。８工お、、ｊ□１お
、。工、ワ−ル仕様の存在に起因する。変換されたＢＮ
Ｆ定義からなる簡略化された生成規則は、翻訳グログラ
ム作成プログラム１０ａ１のコード生成プログラム１０
ａＩＢによシ読取られる。その結果、生成規則の選択値
が計算される。これらの選択値は選択すべき生成規則を
一意的に決定するものであって、当該言語内の終端記号
および適用可能な属性制約の定義から成る。コード生成
プログラム１０ａ１Ｂは、ユーザの原始コードを処理す
る翻訳プログラムを生成する。生成された翻訳プログラ
ムは下記の５項目の特性を有する。

ｆａ）　　翻訳プログラムの各生成規則は、ブロック構
造手順を生成する。この手順の終りにするりダーンステ
ートメントは、呼出しプログラムに制御を戻す。

（ｂ）　　言語内の終端文字を含む生成規則選択値は、
文字ストリング中の値を検査するＩＦ’ステートメント
を生成する。

（ｃ）　＠＃Ｍ＠Ｏ’Ａｆ！Ｊ！＃に’１Ｒｕ８ｈｈ“
５５１　　　。

うなデータ属性を含む生成規則選択値は、属性スタック
に記憶された属性値を検査するだめのＩＦステートメン
トを生成する。

Ｃｄ）　　非終端文字を指定する翻訳プログラムは、生
成規則基に関連するコード化された名前を有する手順へ
のＣＡＬＬステートメントを生成する。

（ｅ）　　意味ルーチン呼出しを含む翻訳プログラムの
言語仕様の部分は、指定された動作を実行するためにモ
ジュールのＣＡＬＬステートメント呼出しに変換される
。翻訳プログラムの生成を完了した後、翻訳プログラム
作成プログラム１０ａ１は２組のテストケースを生成す
る。第１組のテストケースは、１良いテストケース”生
成プログラム１０ａＩＣにより生成され、指定されたユ
ーザの原始言語で有効な言語ステートメントから成る。

関連する言語は通常、大きさが束縛されていないから・
生成プロセスは、あらゆる言語例が少なくとも１回確実
に生じる゛ように強制される。この第１組テストケース
は生成された翻訳プログラムにより処理される。もしあ
らゆる検査ランが成功すれば、生成された翻訳プログラ
ムは、指定された原始言ｍｔサブセットとして含む言語
を処理する。

第２組のテストケースは、６悪いテストケース“生成プ
ログラム１０ａＩＤにより生成され、指定された原始言
語では有効ではない言語ステートメントを含む。このテ
ストケース生成プロセスは、あらゆる非言語例か少なく
とも１回確実に生じるように強制される。この第２組の
テストケースは、生成された翻訳プログラムにより処理
される。もし、この第２組のあらゆるテストケースが翻
訳プログラムによって拒絶されるならば、指定された非
言語のサブセットが翻訳プログラムにょシ正確に拒絶さ
れたことになる。これらの２つの検査の結果、翻訳プロ
グラムは指定された原始言語を、しかも指定された言語
だけを実現することになる。

Ｆ４　翻訳プログラム作成プログラムの詳細な説明（第
６Ａ図〜第６Ｂ図）次に、本発明の翻訳プログラム作成プログラム１０ａ１
の構造および機能動作の詳細について説明する。

第５Ａ図乃至第３Ｐ図は翻訳プログラム作成プログラム
１０ａ１におけるＡＴＢＮＦプロセッサ１０ａ１Ａの機
能を表わす詳ＩｗＥを流れ図である。

そのうち、第３Ａ図はＡＴＢＮＦプロセッサ１０ａｌＡ
の全体的な流れ図を示す。第３Ａ図の個々のブロックの
詳細な流れ図は第６Ｂ図乃至第６Ｐ図に示されている。

第６Ａ図において、翻訳プログラム作成プログラム１０
ａ１におけるＡＴＢＮＦプロセッサ１０ａＩＡの部分は
、図示の順序に従って次のように動作する。すなわち、
ユーザの原始コードのＢＮＦ定義を受取る場合、ブロッ
ク６１で“コーナー（ｃｏｒｎｅｒ）”と“使用”の関
係を確立する。ブロック６６では、第Ｎ次の再帰性（ｒ
ｅｃｕｒｓｉｏｎ）を除去する。ブロック６５では、単
純な再帰性を除去する。ブロック３７では、冗長なコー
ドストリングを除去する。ブロック６９では、関係“生
成規則を生成する“を計算する。

ブロック４１では、関係”で直接開始する”を構築する
。ブロック４３ａでは、ＢＤＷの推移的閉包（ｔｒａｎ
ｓｉｔｉｖｅ　　ｃｌｏｓｕｒｅ）を計算する。

’％ｌ　　　　　　ブロック４５ａおよび４５ｂでは、
関係“に直接後続する″および”で終了する″を順次に
計算する。ブロック４３ｂでは、関係“の終了”を計算
する。ブロック４７では、関係“に後続する”を順次に
計算する。ブロック４９では、生成規則セレクタを生成
する。ブロック５１によって示されるように、衝突（ｃ
ｏｎｆ　ｌ　ｉｃ　ｔ　）が存在する場合は、ブロック
５６で、事例を計算し、ブロック３５に戻って前述のプ
ロセスを順次に反復実行する。一方、衝突が存在しない
場合は、コードを生成する、すなわちユーザの原始コー
ドの変換されたＢＮＦ’定義を生成する。

第６Ｂ図は、第５Ａ図のブロック６１で“コーナー”と
“使用″を確立するのに必要なステップを表わす流れ図
である。第３Ｂ図のブロック５１ａでは、最初の生成規
則を指定する。すべての生成規則が処理されていない場
合、ブロック３１ｂの各ステップを実行する。一方、す
べての生成規則が処理されている場合は、ブロック３１
ｃを実行する。

第６Ｃ図は、第６Ａ図のブロック３６で第Ｎ次の再帰性
を除去するのに必要なステップを表わす流れ図である。

第６Ｃ図のブロック５５ｄでは最初の非終端記号を指定
する。すべての非終端記号が処理されていない場合、ブ
ロック５３　ｅ　ｔＤ各スステップ実行する。一方、す
べての非終端記号が処理されている場合は、ブロック５
５ｆで、最初の生成規則を指定する。すべての生成規則
が処理されていない場合、ブロック３６ｇの各ステップ
を実行する。一方、すべての生成規則が処理されている
場合は、３つのブロック３３ａ１５５ｃおよび３３ｂの
サブルーチンを順次に呼出して実行する。これらのサブ
ルーチン、すなわちブロック５３ａのＳＯＲＴＸＦＭ、
ブロック５３ｃのＢＵＩ　ＬＤＳ　ＥＣ，およびプ０ツ
ク３３ｂ（ＤＨＯＬＤＸＦＭは、第Ｎ次の再帰性を除去
するプロセスで利用される。第３Ｄ図は、ブロック６３
ｃ（第６Ｃ図）のＢＵＩ　ＬＤＵＳ　ＰＣサブルーチン
の詳細流れ図を示す。

第３Ｅ図は、プａｙり３６ｂ（第６ｃ図）ノＨＯＬＤＸ
ＦＭサブルーチンの詳細流れ図を示す。

このサブルーチンは、最初の生成規則を指定するブロッ
ク６３ｂ１で始まる。すべての生成規則が処理されてい
る場合、このサブルーチンはブロック３３ｂ２で終了す
る。一方、すべての生成規則が処理されていない場合は
、ブロック３３ｂ６で、生成規則を一時領域に置く。若
し、この生成規則が所要の生成規則なら、ブロック３５
ｂ４で、これを出力領域に置き、ブロック６６ｂ５で、
次の生成規則に進む。すべての生成規則が処理されるま
で、ブロック６３ｂ６．３６ｂ４、および６３ｂ５が反
復実行される。若し、この生成規則が所要の生成規則で
ないが、１回だけ使用されているなら、ブロック３６ｂ
５にスキップする。若し、この生成規則が１回だけ使用
されているものではないなら、ブロック３６ｂ６で最初
のトークンを指定し、そしてブロック３３ｂ７ですべて
のトークンが検査されているかどうかを調べる。若し、
すべてのトークンが検査され、かつ生成規則が短かすぎ
るなら、ブロック６３ｂ８でＰをナルに変更する。次い
で、ブロック３３ｂ９では、結果を出力領域に加え、ブ
ロック３６ｂ５にスキップする。若し、この生成規則が
短かすぎないなら、ステップ３６ｂ９では結果を出力領
域に加え、ステップ６３ｂ５にスキップする。ブロック
６６ｂ７によって示されるように、すべてのトークンが
検査されていないが、当該トークンが１回使用されてい
るなら、ブロック３５ｂ１０ではトークン使用を定義に
置換え、ステップ３３ｂ１１で次のトークンに進み、そ
してブロック６３ｂ７にスキップする。若し、このトー
クンが１回も使用されていないなら、ブロック３３ｂ１
１にスキップして、次のトークンに進み、次いでブロッ
ク６６ｂ７にスキップする。

第３Ｆ図は、第６Ａ図のブロック４９で生成規則セレク
タを生成するのに必要なステップを表わす流れ図である
。第６Ｆ図のブロック４９ａでは、最初の生成規則を指
定する。すべての生成規則が処理されている場合、この
サブルーチンは終了す埼　　　　　　る。一方、すべて
の生成規則が処理されていない場合、ブロック４９ｂで
はその生成規則基および右の部分”を引出す。ブロック
４９ｃでは“右の部分″の最初のト＝クンを指定する。

若し、すべてのトークンが処理されているなら、ブロッ
ク４９ｄを実行し、さもなければ、ブロック４９ｅの各
ステップを実行する。

第６Ｇ図は、第３Ａ図のブロック５６で事例を計算する
のに必要なステップを表わす流れ図である。事例を計算
するだめには、６つのサブルーチンを実行せねばならな
い。これらのサブルーチンの中の２つは、ブロック５５
ｔｈのｌＮ５ＴＡＮＣＥサブルーチン、およびブロック
５５ｂのＣＨＫＣＯＮＦＬＩＣＴサブルーチンである。

ブロック５３ａおよび５３ｂの詳細な動作の流れ図は、
第３Ｈ図および第３１図にそれぞれ示されている。

もう１つのサブルーチンＳＯＲＴＸＦＭ（ブロック３６
ａ）は第３Ｃ図に示されている。

第３Ｈ図において、ｌＮ５ＴＡＮＣＥサブルーチンは先
ず、ブロック５３ａ１で最初の生成規則を指定する。す
べての生成規則が処理されている　　　　　　１場合、
ブロック５６ａ２で終了する。一方、すべての生成規則
が処理されていないが、当該生成規則に衝突がないなら
、ブロック５３ａ３でこの生成規則を出力に置き、ステ
ップ５６ａ４で次の生成規則に進むとともに、前述のす
べての生成規則の処理を判定するブロックに戻る。これ
らの動作は、すべての生成規則が処理されるまで反復実
行される。一方、当該生成規則が衝突を有する場合は、
ブロック５３ａ５で最初の非終端記号を探し、見つから
なかった場合は、ブロック５６ａ６でこの生成規則を出
力に置き、そしてブロック５３ａ４にスキップする。一
方、最、初の非終端記号が見つかった場合は、ブロック
５６ａ７で最初の生成規則を指定する。次に、すべての
生成規則が検査されている場合、ブロック５３ａ４にス
キップする。一方、すべての生成規則が検査されておら
ず、［７かも当該生成規則の名前が非終端記号なら、ブ
ロック５３ａ８で定義を置換え、ブロック５３ａ９で結
果を出力に置き、そしてブロック５６ａ１０で、次の生
成規則に進むが、若し当該生成規則の名前が非終端記号
ではないなら、ブロック５３ａ１０にスキップする。

第３１図のＣＨＫＣＯＮＦＬＩＣＴサブルーチンは、ブ
ロック５３ｂ１で、ｉ’（最初の非終端記号の名前にセ
ットする。すべての非終端記号が検査されている場合、
このサブルーチンはブロック５３ｂ２で終了する。一方
、すべての非終端記号が検査されていない場合は、ブロ
ック５３ｂ５で、名前ｉを有する生成規則のすべての発
生に対するセレクタを引出す。若し、任意の終端記号が
２回以上使用されているならば、ブロック５３ｂ４では
衝突を有する生成規則のりストに：　ｉ　ｋ加え、ブロ
ック５３ｂ５ではｉを次の非終端記号の名前にセットし
、そしてすべての非終端記号を検査したかどうかを判定
するブロックに戻る。若し、任意の終端記号が２回以上
使用されていなければ、ブロック５３ｂ５にスキップす
る。以上の動作はすべての非終端記号が検査されるまで
反復実行される。

第３Ｊ（ａ１図は、第６Ａ図のブロック６５で、単純な
再帰性を除去するＲＥＣＵＲＳサブルーチンの詳細な流
れ図である。第３Ｊ（ａ）図のブロック６５ｂは、最初
の生成規則と指定する。すべての生成規則が処理されて
い２場合、ブロック３５ｃは一時リストの最初の生成規
則を指定する。一方、すべての生成規則が処理されてい
ない場合は、ブロック３５ｄで最初の生成規則の名前を
取得する。

若し、それが左再帰的でなければ、ブロック３５ｅでこ
の生成規則全一時リストの末尾に加え、そして次の生成
規則に進む。最初の生成規則が左再帰的であるが、短か
い生成規則ではない場合（ブロック３５ｆ）、ブロック
３５ｇでこの生成規則を一時リストの前部に置くととも
に、次の生成規則に進む。しかしながら、最初の生成規
則が左再帰的であるが、短かい生成規則であるなら（ブ
ロック３５ｆ）、直接、次の生成規則に進む。ブロック
３５ｃの後で、すべての生成゛規則が処理されている場
合、このサブルーチンから抜は出す。一方、すべての生
成規則が処理されていない場合は、当１・１　　　　　
該生成規則を一時リストから除去する。若し、この生成
規則が左再帰的であれば、ブロック３５ｈで、一時的な
名前Ｔを取得し、ブロック３５ｉで生成規則（Ｔ−ＡＴ
）を出力するとともに、Ｔ−ナルを出力し、ブロック３
５ａで、一時リストに残っている生成規則を修正する。

一方、当該生成規則が左再帰的ではないなら、ブロック
６５ｊでこの生成規則を出力の末尾に加える。ブロック
３５ａまたは３５ｊに続いて、すべての生成規則が処理
されているかどうかを再び判定する。

第３Ｊ（ｂ）図は、第５Ｊ（ａ）図のブロック３５ａの
Ａ　Ｐ　Ｐ　ＥＮＤサブルーチンの動作を示す。ブロッ
ク３５ａ１は最初の生成規則を指定する。すべての生成
規則が処理されていない場合、ブロック６５ａ２では一
致する生成規則をＸと命名して、ブロック３５ａ３では
ＸとＡＴを置換し、そして次の生成規則に進む。すべて
の生成規則が処理されている場合、このサブルーチンは
終了する。

第６に図は、第３Ａ図のブロック３７で冗長なコードス
トリングを除去するＦＡＣＴＯＲサブルーチンの流れ図
である。ブロック５７ａは最初の生成規則を指定し、ブ
ロック５７ｂはこの生成規則を引出す。若し、当該生成
規則が空であるが（ブロック３７ｃ）、すべての生成規
則が処理されていなければ（ブロック３７ｄ）、当該生
成規則を比較に置き（ブロック５７ｅ）、比較点＝Ｑと
しくブロック３７ｆ）、ブロック５７ｂに戻って生成規
則を引出す。若１〜、この生成規則が空ではなく（ブロ
ック５７ｃ）、そしてすべての生成規則が処理されてい
るならば、ブロック３７ｇで比較を出力し、ブロックろ
７ｈで終了する。一方、すべての生成規則が処理されて
おらず、関係“比較するものめシ”が真で（ブロック３
７１）、しかも関係”前と同じ”もまた真である場合に
は（ブロック３７ｊ）、ブロック５７にでＴ←共通部分
を出力する。次いで、ブロック３７ｂに戻り、生成規則
を引出す。若し、関係゛比較するものあり”が偽なら（
ブロック３７ｉ）、比較を出力し、生成規則を比較に置
く（ブロック６７ｅ）。若し、関係“前と同じ″が偽で
あれば（ブロック６７ｊ）、ブロック３７１１で一時的
な名前を取得し、ブロック５７ｍでＴ−比較の共通部を
出力し、ブロック３７ｎでは比較の一意的部分−比較、
Ｔを生成し、ブロック５７ｐではＴ−生成規則の共通部
を出力し、ブロック５７ｑでは共通部の長さを変更【７
てブロック３７ｂに戻シ、そして生成規則を引出す。

第３Ｌ図は、第６Ａ図のブロック６９で関係“生成規則
を生成する“を計算するＣ０ＬＬＥＣＴＴＯＰサブルー
チンの流れ図である。ブロック３９ａでは関係“生成す
る”の最初のアレイを構築し、最初の生成規則を指定す
る。すべての生成規則が処理されている場合、ブロック
３９ｂでは推移的閉包を計算して終了する。若し、すべ
ての生成規則が処理されていないなら、ブロック５９ｃ
では最初のトークンを生成する命名された生成規則を記
録し、そしてブロック３９ｄでは次の生成規則に進む。

第３Ｍ図は、第３Ａ図のブロック４１で関係“で直接開
始する”を構築するＢＵＩＬＤＢＤＷサブルーチンの流
れ図である。まず最初の生成規則を指定する。すべての
生成規則が処理されていない場合（ブロック４１ｂ）、
ブロック４１ａでは最初のトークンを生成する命名され
た生成規則を記録し、そしてブロック４１ｃでは次の生
成規則に進む。一方、すべての生成規則が処理されてい
る場合は、このサブルーチンはブロック４１ｄで終了す
る。

第３Ｎ図は、第６Ａ図のブロック４５ａおよび４５ｂで
、ＢＤＷの推移的閉包および関係“の終了＃を計算する
ＣＬＯ８ＵＲＥサブルーチンの流れ図である。ブロック
４５（１）でｚ＝Ｘとし、ブロック４３（２）でＹ＝Ｚ
とする。ブロック４３ｆ３）ではｚ＝ｉ＋ｘ−ｙを計算
する。若し、ｙ＝ｚなら、このサブルーチンは終！する
。若し、Ｙが２に等しくないなら、ブロック４３（２１
に戻り、前述の動作を反復実行する。

第３０図は、第３Ａ図のブロック４５ｂで関係“で終了
する”を計算するＢＵＩＬＤＥＯサブルーチンの流れ図
である。このサブルーチンでは、まず最初の生成規則を
指定する。すべての生成規）％、　　　　　　則が処理
されていない場合、ブロック４５　（ｂ）　１では最後
のトークンで終了する命名された生成規則を記録し、そ
してブロック４５ｔｂ）２で次の生成規則に進む。前述
の動作は、すべての生成規則が処理されるまで反復実行
され、すべての生成規則が処理されると、このサブルー
チンは終了する。

第６Ｐ図は、第５Ａ図のブロック４５ａで、関係“に直
接後続する“を計算するＢＵＩＬＤＦＢサブルーチンの
流れ図である。まず最初の生成規則を指定する。すべて
の生成規則が処理されていない場合、ブロック４５　（
ａ）　１では名前に後続するトークンを指定する。若し
、当該生成規則にトークンが後続しなければ（ブロック
４５（ａ）２）、ブロック４５（ａＨで次の生成規則に
進む。さもなければ、ブロック４５（ａ）４で後続トー
クンのあるトークンを記録し、ブロック４５ｔａ）５で
、次のトークンに進み、ブロック４５（ａ）２を反復す
る。すべての生成規則が処理された場合は、このサブル
ーチンは終了する。

第４Ａ図は翻訳７°°′う”作成′°′う”ｉｏ　　　
　　　　　。

ａｉ（第２図）におけるコード生成プログラム１０ａＩ
Ｂの全体的な流れ図を示す。この部分を構成する動作ス
テップは、出力ファイルをオープンするブロック５５、
すべての生成規則が処理されている場合に出力ファイル
をクローズするブロック５７、およびすべての生成規則
が処理されていない場合に当該生成規則のコードを生成
するブロック５９を含む。ブロック５９の動作はすべて
の生成規則が処理されるまで反復実行され、すべての生
成規則が処理されると出力ファイルはクローズされる。

ブロック５９の詳細な動作を、第４Ｂ図の流れ図に示す
。

第４Ｂ図を参照するに、ブロック５９ｊで関係“環境生
成規則”が真の場合、ＰＧＥＮサブルーチンは終了する
（ブロック５９ｋ）。さもなければ、当該項目（エント
リ）が最初の項目である場合（ブロック５９ｃ）、ブロ
ック５９ｄで“非最初”をセットする。若し、当該項目
が最初の項目でなく（ブロック５９ｅ）、前の生成規則
基が真であるか（ブロック５９ｅ）、または“非最初“
をセットしたときは、ブロック５９ｆで再帰性が含まれ
ているかどうかを調べる。再帰性が含まれている場合、
ブロック５９ｇで、リターンおよび手順（ＰＲＯＣ）終
了を出力し、そしてブロック５９ｈで手順名を出力する
。一方、再帰性が含まれていない場合は、ブロック５９
ｈで手順名を出力する。次のブロック５９ｉで、ゴール
ステートメントを検査し、これが真ではない場合、ブロ
ック５９ａのＧＥＮＩＦサブルーチンでＩＦステートメ
ントを生成し、次いで、ブロック５９ｂのＧＥＮＣＡＬ
ＬサブルーチンでＣＡＬＬステートメントを生成する。

一方、ゴールステートメントが真の場合は、ブロック５
９ｂにスキップしてＧＥＮＣＡＬＬサブルーチンを実行
する。また、前の生成規則基が真ではなく（ブロック５
９ｅ）、再帰的な生成規則も真ですま°ない場合（ブロ
ック５９Ｌ）、ブロック５９ｍでプリントタブ変位（ｄ
ｉｓｐｌａｃｅｍｅｎｔ　）をセットし、ブロック５９
ｂのＧＥＮＣＡＬＬサブルーチンを実行する。若し、前
の生成規則基は真ではないが、再帰的な生成規則が真な
ら、ただちにブロック５９ｂのＧＥＮＣＡＬＬサブルー
チンを実行する。ＧＥＮＣＡＬＬサブルーチンが完了す
ると、ブロック５９ｃのＧＥＮＥＬＳＥサブルーチンを
実行して、残つている結果を出力し、ＰＧＥＮサブルー
チンは終了する。

第４Ｂ図のＧＥＮＩＦサブルーチン（ブロック５９ａ）
、ＧＥＮＣＡＬＬサブルーチン（ブロック５９ｂ）およ
びＧＥＮＥＬＳＥサブルーチン（ブロック５９ｃ）の詳
細な動作を、第４Ｃ図、第４Ｄ図および第４Ｅ図でそれ
ぞれ説明する。

第４Ｃ図を参照するに、ＧＥＮＩＦサブルーチンのブロ
ック５９ａ１では、選択文字を引出す。

ブロック５９ａ２で再帰性が含まれている場合、ブロッ
ク５９ａ３では”Ｄｏ　　ＷＨＩＬＥ’構造を出力し、
ブロック５９ａ４で終了する。一方、再帰性が含まれて
いない場合、ブロック５９ａ５では“ＩＦ″構造を出力
し、ブロック５９ａ６でタブ変位を計算し、ブロック５
９ａ７で終了する。

第４Ｄ図を参照するに、ＧＥＮＣＡＬＬサブル“１１１
　　　　　　　−チンのブロック５９ｂ１で、”再帰的
またはゴール”が真ではない場合、ブロック５９ｂ２で
゛ＤＯ″構造を出力し、ブロック５９ｂ３で、生成規則
中の最初のトークンを指定する。若し、”再帰的または
ゴール”が真なら、ブロック５９ｂ６にスキップする。

ブロック５９ｂ４で、すべてのトークンが処理されてい
る場合、ブロック５９ｂ５では”ＩＦ　　属性　ＥＬＳ
Ｅ　　エラー”を出力し、ブロック５９ｂ６で”］１ｍ
ＮＤ″を出力し、ブロック５９ｂ７で終了する。一方、
すべてのトークンが処理されていない、場合、“言語終
端記号”が真ではなく（ブロック５９ｂ８）、しかも属
性検査も真ではないなら（ブロック５９ｂ９）、ブロッ
ク５９ｂｌＯで、機能の呼出しを出力し、ブロック５９
ｂ　１５で次のトークンを指定する。一方、言語終端記
号が真の場合は、ブロック５９ｂ１２で”ＩＦ　　文字
走査　ＥＬＳＥ　　エラー”を出力し、ブロック５９ｂ
１３で次のトークンを指定する。若し、言語終端記号は
真ではないが、属性検査が真であるなら、ブロック５９
ｂ１１でタブ変位を計算し、ブロック５’９ｂ１５で次
のトークンを指定する。ブロック５９ｂ１３で次のトー
クンを指定した後、ブロック５９ｂ４に戻、す、前述の
動作を反復実行する。

第４Ｅ図を参照するに、ＧＥＮＥＬＳＥサブルーチンの
ブロック５９ｃ１で、再帰性が含まれている場合、ブロ
ック５９ｃ２で終了する。再帰性が含まれておらず、か
つ関係“ゴール記号”が真ではない場合（ブロック５９
ｃ５）、ブロック５９ｃ４で“ＥＬＳ　Ｅエラー呼出し
”を出力し、ブロック５９ｃ５で新しいタブ変位を計算
し、ブロック５９ｃ６で手順の最終リターン終了を出力
し、ブロック５９ｃ７で終了する。若し、関係“ゴール
記号”が真なら、ブロック５９ｃ６にスキップする。

第５図ｒｉ翻訳プログラム作成プログラム１０ａ１にお
ける“良いテストケース”生成プログラム１０ａＩＣ部
分の全体的な流れ図を示す。

テストケースの生成は、言語定義を記述する収集された
内部データを使用するような初期設定プロセスに依存す
る。例えば、コンパイラ／インタプリタの実行時間環境
で使用すべき生成規則を決定するために、選択値が用い
られる。更に、生成規則に関係する他の４デ一タ項目、
すなわち大域的な使用ベクトル（ＵＧ　Ｌ局所的な使用
ベクトル（ＵＬ）、生成規則の使用ウェイトのベクトル
（ＵＷ）、および大域的な障害使用ベクトル（ＵＦ）が
生成される。ＵＧはテストケース生成プロセス中の使用
程度、ＵＬは特定のテストケース生成中の成る生成規則
の使用程度、ＵＷは特定の生成規則を使用すべきか、ま
たは使用すべきではない程度、ＵＰは特定の生成規則に
ついて障害テストケースが生成されている程度を示す。

第５図のブロック６０は初期設定ステップであって、ベ
クトルＵＧ、ＵＬおよびＵＦを０に初期設定する。

第５図のブロック６２は、ベクトルＵＷＯ値を計算する
。ＡＴＢＮＦプロセッサ１０ａＩＡ（第２図）はベクト
ルＵＷを利用して、テストケースのコピーを生じる再帰
性の程度を制限する。再帰的な生成規則のＵＷ項目はト
ークン（終端記号、非終端記号、属性および変換）の数
に等しい。非再帰的な生成規則てはＵＷ項目１が与えら
れる。

このように、コンパイラ／インタプリタの実行を検査す
るために生成されるテストケースの数は、扱いやすい大
きさに維持される。

ブロック６４は、〈ゴール〉記号を有する再帰的プロセ
ス５を呼出す。良いテストケースは、くゴール〉記号で
始まる生成規則の走査を開始するような、再帰的プロセ
スによって生成される。

ブロック３６ｕ、生成規則の記号を走査する。

各再帰手続ごとに、すべての生成規則のリストラ走査し
、どの生成規則が一致する名前を有するかを調べる（ブ
ロック６７ａ）。一致する名前が見つからない場合、Ｂ
ＮＦ言語定義中にエラーがあるので、ブロック３７ｂで
エラーメツセージを出し、テストケース生成プロセスを
中止する（ブロック６７ｃ）。

一方、一致する名前が見つかった場合、ブロック６８で
は最小のＵＧおよびＵＬベクトルを有する最初の一致す
る生成規則を見つける。すなわち、１．１、　　　　　
識別された組の生成規則から、最小のＵＧおよびＵＬベ
クトルを有するような生成規則を選択するのである。最
小のものが２つある場合は、最初に見つかった方を使用
する。

ブロック４０では、ベクトルＵＧおよびＵＩＪ−ベクト
ルＵＷの値だけ増加する。すなわち、当該生成規則のＵ
ＧおよびＵＬはベクトルＵＷの対応する項目により増加
されるのであり、そして新しい生成規則がトークンごと
に走査される。

ブロック４２は、最初のトークンを指定するようにポイ
ンタを初期設定する。若し、当該トークンが属性または
変換であれば、選択的にこのトークンをテストケース仕
様に入れる。このトークンが終端記号である場合（ブロ
ック４５　（１１）、これを同様にテストケース仕様に
入れる。一方、このトークンが非終端記号の場合（ブロ
ック４　！＋　（２）　）、新しいトークンを開始点と
して用いて再帰的プロセスを呼出す。

ブロック４４では、次のトークンに進む。トークンを検
査し、走査を再開始する再帰的プロセスは、各生成規則
の終りに来るまで、すなわちすべてのトークンが処理さ
れるまで続く。すべてのトークンが処理されると、ベク
トルＵＬがＵＷだけ減少され、そして生成規則を指定す
るトークンを参照することによりプロセスを再開する。

テストケース生成プロセスのすべての再帰的ステップが
完了した場合、すべての生成規則が大域的に使用されて
いないことがありうる。この−場合、テストケースのプ
ロセスは、ＵＧの項目を不変のままにして再開する。Ｕ
Ｇを検査し再開するこのプロセスは、ＵＧのすべての項
目が０に等しくなるまで続く。

ベクトルＵＧがすべての項目について非０であるという
ことは、言語仕様のあらゆる生成規則が少なくとも１回
使用されたことを保証し、それと同時に、当該生成規則
の動作環境が実行時間環境で機能することを保証する。

第６Ａ図および第６Ｂ図は、翻訳プログラム作成プログ
ラム１０　ａ−１（第２図）における悪いテストケース
生成プログラム１０ａｌＤの流れ図を示すつ第６Ａ図のブロック４６では、ベクトルＵＧ、ＵＬ、Ｕ
Ｆ’ｉ０に初期設定し、ブロック４８ではベクトルＵＷ
の値を計算する。これらのブロックの動作は、第５図の
ブロック３０および３２の場合と同じでるる。第５図の
ブロック３０および３２に関連した前述の説明は第６Ａ
図のブロック４６および４８にもあては“造る。

ブロック５０では、再帰的プロセス１３′ｆｒ、〈コー
ル〉記号により呼出す。同様に、障害テストケースも、
〈ゴール〉記号で生成規則の走査を開始する再帰的プロ
セスにより生成される。

ブロック５２では、生成規則の記号を走査する。

各再帰ごとに、すべての生成規則のリストを走査して、
どの生成規則（およびオプション）が一致する名前を有
するかを判定する。一致する名前が見つからない場合、
言語定義中にエラーが存在するので、このテストケース
生成プロセスを中止する。ブロック５４では、最小のＵ
Ｇｋよび［ＪＬベクトルを有する最初の一致する生成規
則を見つける。すなわち、識別された１組の生成規則か
ら、最小のＵＧおよびＵＬベクトルを有する生成規則が
選択されるのである。最小のものが２つあった場合には
、最初に見つけた方を使用する。

ブロック５６では、生成規則ＵＦが０に等しいかどうか
を調べる。これは障害を表わすベクトルを検査して、こ
の名前を有する生成規則が障害テストケースを生成する
ために既に使用されたか否かを調べるためである。既に
使用されていない場合、当該生成規則のベクトル項目（
ＵＦ）をＵＷだけ増加して、障害テストケースを生成す
る。

ブロック５８では、違法な終端記号を選択する。

生成規則の最初の位置では生じえない生成規則セレクタ
から文字または属性を決定することにより、障害テスト
ケースが生成される。若し、このような文字または属性
が存在すれば、かかる文字または属性を追加の障害テス
トケースとして出力行に付加する。一方、このような文
字または属性が存在しない場合は、この生成規則の範囲
では障害状態に到達しないことになる。

〜１７°０−）ｐ６ｃＪｃＩｄ・００ゝ１び０１に０７
を加える。すなわち、当該生成規則のベクトルＵＧおよ
びＵＬはベクトルＵＷの対応する項目だけ増加されるの
であシ、そして新しい生成規則がトークンごとに走査さ
れるのである。トークンが変換ノ場合、選択的にトーク
／をテストケース仕様に入れる。

第６Ａ図のブロック６８では、ベク）ルＵＦＯどれかが
０であるかどうかを調べる。テストケース生成プロセス
のすべての再帰的ステップが完了する場合、障害テスト
ケース生成プロセスですべての生成規則が大域的に使用
されていない（ＵＦの少なくとも１つの項目が依然０で
ある）ことがありうる。この場合、テストケース生成プ
ロセスはＵＦの項目を不変のままにして再開する。ＵＦ
の検査および再開プロセスは、ＵＦのすべての項目が非
０になるまで続行する。

第６Ｂ図では、まずポインタを最初のトークンに初期設
定する。すべてのトークンが処理されている場合（ブロ
ック６１）、ブロック６（ＳＡではベクトルＵＬをＵＷ
だけ減少し、リターンする。

一方、すべてのトークンが処理されていない場合　　　
　　ｉは、ブロック６６でトークンを検査し、このトー
　　　　□クンが非終端記号の場合はブロック６２でト
ークンによりプロセス１６を呼出す。すなわち、新しい
トークンを開始点として使用することによシ、再帰的プ
ロセスが呼出される。

若し、トークンが非終端記号ではないなら（ブロック６
３）、ブロック６５でトークンを調べ、このトークンが
終端記号または属性である場合は、エラーを引起こすよ
うな属性または文字が生成され、ブロック６４で非一致
終端記号または属性を選択する。一方、このトークンが
属性である場合は、出力行が生成され、有効な文字が属
性に続く。

トークンが終端記号でも属性でもない場合、ブロック６
７でこのトークンがディスプレイであるかどうかを調べ
る。ディスプレイである場合は、ブロック６６Ｂでトー
クンを出力領域に加える。

トークンを検査し、走査を再開する再帰的プロセスは、
生成規則の終りに達するまで続行する。生成規則の終り
に達すると、前述のように、ＵＬがＵＷだけ減少され、
生成規則を指定するトークンを参照してこのプロセスが
再開する。

ＵＦ’があらゆる項目に対し非０であるという事実は、
言語仕様のあらゆる生成規則が少なくとも１回は使用さ
れていること、そしてプロセッサが指定された言語だけ
をサポートすることを保証し、それと同時に、生成規則
の動作環境がエラー人力の存在する実行時間環境で役立
つことを保証する。

本発明の翻訳プログラム作成システム１０と比較すると
、従来の翻訳プログラム作成システムは、データ属性仕
様またはそれらの文法上の相互作用を考慮に入れていな
かった。従来のシステムは、意味モジュール呼出しの人
手による配置を必要としたので、その実行時間環境で翻
訳プログラム実現を検査し確認するテストケースを生成
するためのサポートヲ与えていなかった。翻訳プログラ
ム作成プログラム１０ａ１を含む、本発明の翻訳プログ
ラム作成システム１０は、並列的なインタプリタ／実行
装置環境を形成するのに容易に変更可能なように構築さ
れ、かつ、言語に関する十分な構文、意味および属性情
報を含み、仕様がいったんＢＮＦ形式の言語仕様に変換
されると、アプリケーションプログラムおよびオペレー
ティングシステムの生成を可能にする。

Ｇ０発明の効果以上詳述したように、本発明の翻訳プログラム作成シス
テムによれば、生成された翻訳プログラムの検査に必要
な時間を大幅に減少することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図はデータ処理システムおよび翻訳プログラム作成
を含む本発明の翻訳プログラム作成システムを示すブロ
ック図、第２図は翻訳プログラムを生成するように第１
図のデータ処理システムに記憶された翻訳プログラム作
成プログラムと、この翻訳プログラムを使用してユーザ
の原始コードから目的コードを生成するようにデータ処
理システムに記憶されたコンパイラ／インタプリタシス
テムの構成図、第６Ａ図は第２図のＡＴＢＮＦプロセッ
サ部分を表わす流れ図、第３Ｂ図は第３Ａ図の）１）　
　　　　　　ブロック３１の詳細な流れ図、第６Ｃ図は
第６Ａ図のブロック３３の詳細な流れ図、第６Ｄ図は第
３Ｃ図のブロック３５ｃの詳細な流れ図、第６Ｅ図は第
３Ｃ図のブロック３３ｂの詳細な流れ図、第３Ｆ図は第
６Ａ図のブロック４９の詳細な流れ図、第３Ｇ図は第５
Ａ図のブロック５６の詳細な流れ図、第３Ｈ図は第６Ｇ
図のブロック５３ａの詳細な流れ図、第３１図は第３Ｇ
図のブロック５３ｂの詳細な流れ図、第３Ｊ（ａ１図は
第５Ａ図のブロック５５の詳細な流れ図、第５Ｊ（ｂ）
図は１ｄ５Ｊ（ａ）図のブロック５５ａの詳細な流れ図
、第３に図は第３Ａ図のブロック３７の詳細な流れ図、
第３Ｌ図は第６Ａ図のブロック６９の詳細な流れ図、第
３Ｍ図は第６Ａ図のブロック４１の詳細な流れ図、第５
Ｎ図は第６Ａ図のブロック４５ｍおよび４３ｂの詳細な
流れ図、第３０図は第６Ａ図のブロック４５ｂの詳細な
流れ図、第３Ｐ図は第６Ａ図のブロック４５ａの詳細な
流れ図、第４Ａ図は第２図のコード生成プログラム部分
を表わす流れ図、第４Ｂ図は第４Ａ図のブロック５９の
詳細な　　　　　　ｊ流れ図、第４Ｃ図は第４Ｂ図のブ
ロック５９ａの詳細な流れ図、５ｇＡＤ図は第４Ｂ図の
ブロック５９ｂの詳細な流れ図、第４Ｅ図は第４Ｂ図の
ブロック５９ｃの詳細な流れ図、第５図は第２図の良い
テストケース生成プログラム部分を表わす流れ図、第６
Ａ図および第６Ｂ図は第２図の悪いテストケース生成プ
ログラム部分を表わす流°れ図である。１０・・・・翻訳プログラム作成システム、１０ａ・・
・・主記憶、１０ａ１・・・・翻訳プログラム作成プロ
グラム、１０ａｌＡ・・・・ＡＴＢＮＦプロセッサ、１
０ａＩＢ・・・・コード生成プログラム、１０ａ１Ｃ・
・・・良いテストケース生成プログラム、１０ａ１Ｄ・
・・・悪いテストケース生成プログラム、１０ａ２・・
・・コンパイラ／インタプリタシステム、１０ｂ・・・
・プロセッサ、１０ｃ・・・・ＡＴＢＮＦデータ入力お
よび記憶手段、１０ｄ・・・・ユーザコマンド入力手段
、１０ｅ・・・・プリンタ。

Claims

【特許請求の範囲】ユーザの原始コードを目的コードに変換する翻訳プログ
ラムを生成するための翻訳プログラム作成システムであ
つて、ユーザの原始コードに関連した適切な特性を表わすプロ
グラムを前記翻訳プログラム作成システムに導入するた
めの入力手段と、前記プログラムに応答して前記翻訳プログラムを生成す
るための生成手段とを備え、該生成手段は、前記ユーザの原始コードに対応する有効
な複数のプログラム・ステートメントを利用して前記翻
訳プログラムをテストするための有効テスト・ケース生
成手段と、前記ユーザの原始コードに対応する無効な複
数のプログラム・ステートメントを利用して前記翻訳プ
ログラムをテストするための無効テスト・ケース生成手
段を含んでいる翻訳プログラム作成システム。