JPS61282935A - プログラムにおける属性割当て検査方法及び装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 以下の順序で本発明を説明する。

Ａ、産業上の利用分野 Ｂ、従来技術 Ｃ０発明が解決しようとする問題点 り０問題点を解決するための手段 Ｅ、実施例 ｅｌ、本発明の概要 ｅ２．文脈自由文法（第２〜１１図） ｅ３．グループ２文法（第１２〜２１図）ｅ４．グルー
プ３文法（第２２〜３１図）ｅ５．グループ４文法（第
３２〜４１図）ｅ６．グループ５文法 ｅ７．属性プロセッサの動作（第４３図）Ｆ０発明の効
果 Ａ、産業上の利用分野 この発明は、コンパイラに使用される属性解析技術に関
し、特にパーサ（コマンド解析機能）に基づく、コンパ
イラ用の属性解析技術に関するものである。尚、この発
明はＰＬ／Ｉプログラミングにより記述されるが、これ
は−例にすぎず、本発明が他のプログラミング言語にも
適用できることが明らかであろう。

Ｂ、従来技術 汎用コンピュータ上で走行するプログラムを作成する際
、プログラムは先ずソース・コードで記述され、次に、
そのソース・コードをオブジェクト・コードまたは機械
語に変換するコンパイラを通過させられる。最終的にオ
ブジェクト・コード出力を発生する前にコンパイラによ
って実行されるいくつかのタスクがあるが、これらのタ
スクのうちの１つは、コンパイラの前端部の″属性プロ
セッサ”により実行されるタスクである。さらに詳しく
述べると、ＰＬ／Ｉソース・プログラムを書く際、プロ
グラムで使用されるデータ項目にはさまざまな″属性”
が割り当てられる。すなわち、変数かまたは定数かの属
性、及びＰＡＲＡＭ［ＥＴＥＲ，Ｃ０ＮＴＲ０ＬＬＥＤ
または５ＴＡＴＩＧの属性を割りあてることができる。

これらの属性を割りあてる最も一般的な方法は宣言ステ
ートメントによることであるが５例えばデータ記述ステ
ートメント、ＬＩＫＥステートメントまたはおそらくデ
ータ項目を、ある属性を要求する文脈中で使用すること
などの他の技術によっても属性を割のあてることができ
る。第１図に概略的に示すように、ＰＬ／Ｉソース・プ
ログラムのコンパイルの間にＰＬ／Ｉコンパイラの属性
プロセッサによって実行されるタスクは次のようなもの
がある： （ａ）定義的なＰＬ／Ｉ宣言ステートメント中の宣言さ
れた各データ項目に対応して記述された属性のシンタッ
クス的な正しさのチェック。

（ｂ）　ｆｆｆｌｉ約内部表記に有効な属性の初期セッ
トを表示すること。

（ｃ）最終属性セットの無矛盾性と完全性をチェックす
る間に、不在の属性の適当なデフォールト値を与えるこ
とにより各データ項目の初期属性セットを完成すること
。

属性プロセッサのタスクは、米国規格協会（ＡＮＳＩ）
のＰＬ／Ｉ規格の特に第４章に定義された統語的文法（
ｓｙｎｔａｘ　ｇｒａｍｍａｒ）に基づき実行されなく
てはならない。属性無矛盾のテストはその８３〜８５ペ
ージの８４．３．６．１に示されている。属性無矛盾検
査の目的は、データ項目が矛盾する属性、例えば実数と
複素数を割り付けられていないことを保証することにあ
る。デフォールト値をもつ属性セットの完成はＡＮＳＩ
　　ＰＬ／■規格の８６〜８８ペ一ジｇ４．３．６．３
〜５４．３．６．５に記述されている。最終属性セット
が完全であり無矛盾であることを判断するためのチェッ
クは、ＡＮＳＩ　　ＰＬ／Ｉ規格の９３ページの８４．
３．７．１に記述されている。ＰＬ／エコンパイラの前
端の属性プロセッサにより実行されるタスクはＡＮＳＩ
　　ＰＬ／Ｉ規格の上記で引用した項に示されているス
テップのみに限定されないが、これらの項は、属性プロ
セッサ中で守られなくてはならない文法的規則を例示す
るものである。

従来のＰＬ／Ｉコンパイラにおいては、デフオール１−
値が追加される一方で、さまざまな特定目的用の技術に
より属性解析が実行され、プログラムを小さい部分に分
解して内側から外側ヘチェツクする等の特殊化された処
理を用いることによって最終的な属性セットのチェック
が行なわれる。

このためには、典型的にはプログラムの手操作により作
成される大量のコードの記述が必要であるこのことは時
間がかかり退屈であるのみならず、ラグが通常必要とさ
れる。きわめて長いプログラムのリスト中のエラーを見
出し訂正することは時間のかかる作業である。

さらに、動作するコンパイラが得られた後も、新規なま
たは変更された言語の特性に適合させるために時々はコ
ンパイラを更新することが必要である。もとのコンパイ
ラ・プログラムの生成と同様に、複雑な文法規則を実行
する長大なオブジェクト・コード・リストを更新しデバ
ッグすることは、プログラムの相当な作業時間を要する
。

上述の理由から、従来の技術によってコンパイラ・プロ
グラムの属性プロセッサ部分を生成することは、エラー
を生じやすく、新規なまたは変更された言語特性に適合
させるのが不十分且つ困難である。

Ｃ０発明が解決しようとする問題点 この発明の目的は、属性プロセッサを実行するための簡
易化された技術を提供することにある。

Ｄ９問題点を解決するための手段 手短かに述べると１本発明の上述及びその他の目的は、
属性プロセッサを、テーブル駆動属性パーサ（コマンド
解析機能）として実行させることにより実現される。本
発明は、属性プロセッサ中にテーブル駆動パーサを有す
るのみならず、シンタックス・テーブルと、属性パーサ
を作成するオペランド解析ドライバとを形成するための
技術を有している０本発明のパーサに基づく属性解析に
おいては、ＰＬ／Ｉ宣言−の属性の無矛盾がチェックさ
れ、十分且つ信頼の置けるＬＡＬＲ（１）コマンド解析
技術に基づき、欠落属性のデフォールト値が加えられる
。ＡＮＳ　Ｉ規格に記述された属性解析文法は、ＬＡＬ
Ｒ（１）文法プロセッサに入力として与えられる文脈自
由文法の用語で表現される。よく知られた方法により、
文法プロセッサは、シンタックス・テーブル及びオペラ
ンド解析ドライバとからなる有限状態マシン（ＦＳＭ）
を生成する。これらはコンパイラの前端部に含まれ、属
性セットの無矛盾性と完全性をチェックすると同時に必
要なデフォールト属性を付与するために使用することが
できる。

本発明のパーサに基づく属性解析は、系統的であり、有
効であり、特殊な場合を扱わなくともよいという点で従
来の方法よりも相当な改善となっている。さらにまた、
パーサ生成手段は、シンタックス・テーブルとオペラン
ド解析ドライバとを生成するために使用されるので１本
発明の技術は、プログラマに手操作による多量のオブジ
ェクト・コードの作成を要求する従来の技術よりもはる
かにエラーを被りにくいという長所がある。また、その
属性プロセッサは、追加的な統語規則または意味論的チ
ェックに対応して容易に変更可能である。

Ｅ、実施例 ｅｌ、本発明は、ＡＮＳ　Ｉ規格で定義されているよう
なＰＬ／Ｉ宣言の属性は、文脈自由文法として表現され
うる統語的構造をもつという発明者の認識に基づいてい
る。さらに、この文法のシンタックスは、属性の無矛盾
性を検証するために必要な意味論的チェックをも含むよ
うに変更することができ、また、そのシンタックスは任
意の欠落した属性が、ユーザーが定義した、またはシス
テムのデフォールトのセットから自動的に供給されるよ
うにも育成することができる。そのような属性チェック
を行う文法によれば、テーブル駆動属性パーサ、すなわ
ち、シンタックス・テーブルと、属性セットの無矛盾性
と完全性をチェックすると同時に必要なデフォールト属
性を追加し得るオペランド解析ドライバとからなる有限
状態マシン（ＦＳＭ）を作成するために使用することが
できる。

テーブル駆動属性パーサが生成された後は、適正な順序
で各初期属性セットからの属性を属性パーサに供給する
ことができるような簡単な属性スキャナを与えることが
必要なすべてである。この適正な順序とは、属性が属性
文法中で定義され、完全な属性解析を行うために属性パ
ーサを使用することができるような順序である。もし矛
盾が存在するなら、パーサはそのストリームを拒絶する
ことになる。そして、各システム・デフォールト属性の
追加が、そのパーサによって検出された特定の縮約と関
連づけられる。

本発明の属性パーサ作成の第１ステツプは、パーサ生成
手段によって使用することのできる属性チェック文法を
得ることである。パーサ生成手段は１例えば米国カリフ
ォルニア州すンタ・クルーズのメタウェア（ｍｅｔａｗ
ａｒｅ）社からＴｒａｎｓｌａｔｏｒＷｒｉｔｉｎｇ　
Ｓｙｓｔｅｍの名称で入手可能なＬＡＬＲ（１）文法プ
ロセッサなどの、従来知られているタイプの文法プロセ
ッサである。よ（知られていることだが、この文法プロ
セッサは、適当な文脈自由文法の定義を与えたときに、
その文法中で作成されたステートメントをオペランド解
析することができるテーブル駆動パーサを生成する。

ＰＬ／Ｉコンパイラの場合、無矛盾性のチェックと属性
デフォールトの付与、及び例えば″標準”ＰＬ／Ｉへの
所望の拡散を含む異なる言語レベルのために使用な変更
を施してなる。ＡＮＳＩ　　ＰＬ／Ｉ規格＠４．３．６
．１中で定義された文法に基づく文脈自由文法を得るこ
とが必要である。

文脈自由文法を得るにあたっては、４ステツプの手法が
行なわれる。前述したように、ＡＮＳ　Ｉ標準ＰＬ／Ｉ
は、データ属性のセットが無矛盾である時期を判断する
ためのシンタックスを与える。

無矛盾性チェックは、″テスト属性無矛盾性″と題する
規格のｆｉ４．３．６．１のステップ４．５及び６に関
与する。このステップ４及び５は意味論的チェックであ
り、ステップ６はシンタックスに関するものである。こ
のように、所与の属性セットの無矛盾性を単にテストす
る目的には、ＡＮＳＩシンタックスは不完全である。し
かし、このシンタックスを変更することによって、ＡＮ
ＳＩ意味論的無矛盾性をそのシンタックス中に含ませる
ことができ、そのシンタックスをＬＡＲ（１）とするこ
とができる。

ＡＮＳＩ属性シンタックスは先ずグループ１文法で表現
され１次にグループ２文法で″再び″順序づけられる。

このグループ２シンタツクスは、ＡＮＳ　Ｉ規格の＠４
．３．６．１のステップ中の意味論的限定を統語的に組
み込んでなる。

無矛盾性チェックのための完全なシンタックスは、グル
ープ２シンタツクスからの合法酌交のすべての部分集合
を許容するものでなくてはならない。このことは、各キ
ーワード上を選択的にスキップするとともに多重的空白
経路を禁止するグループ３シンタツクスで実行される。

次に、規準的順序でエンコードされたデータ属性を生成
する″辞書的スキャナ″が使用されるならば、無矛盾性
をチェックするために標準ＬＡＬＲ（１）パーサを使用
することができる。ユーザー供給のデフォールトが存在
する場合、この無矛盾性チェック手段は、ユーザー・デ
フォールトを処理するための標準ＡＮＳ　Ｉアルゴリズ
ムで使用することができる。

このシンタックス中で生成物を適正に構成することによ
り、システム・デフォールト属性の必要な追加に厳密に
対応するように、空白規則または欠落成分に関する規則
の低減をはかることができる。このための統語的ダイア
グラムがグループ４文法中に示され、このダイアグラム
はシステム・デフォールト・ステートメン１〜への参照
を含む。

こうして、属性のセットはその無矛盾性をチェックされ
、システム・デフォールト属性を本質的に１ステツプで
加えられる。最後の“グループ５”バージョンは、バッ
カス・ナウア形式（ＢａｃｋｕｓＮａｕｒ　Ｆｏｒｎ＋
　：　Ｂ　Ｎ　Ｆ　）を用いてグループ３及び４を結合
することにより得られる。これは、パーサ生成手段で使
用される最後のシンタックスである。

このシンタックスは１５５の規則をもち、ＵＮＩＸシス
テム上のＹＡＣＣパーサ生成手段によって処理されたと
き、１６８の状態と、２４０エントリがゼロでないよう
な３０６のテーブル・エントリを作成する。

ユーザーが供給したデフォールトの後システムデフォー
ルトが存在する場合、すなわち”　Ｎ　ＯＮＥ　Ｊ＋が
使用されていない場合、上述の無矛盾チェック手段を用
いてユーザー・デフォールト属性を追加することができ
、その後、得られた属性上で最終チェックを行うために
、システム・デフォールトを追加するための本発明の処
理を使用することができる。このことは、それらがユー
ザー・デフォールトであるかのようにシステム・デフォ
ールト処理の不十分さを回避する。

標準的な無矛盾チェックに加えて、ＡＮＳＩＰＬ／Ｉ規
格の８４．３．７．１のパチェック属性完全性及び削除
属性中にいくつかの゛′最終チェック”が存在する。こ
れらは、すべてのデフォールト属性が追加された後で実
行される。これらの最終チェックのうちのいくつかは最
終シンタックス中に含まれているが、それ以外の最終チ
ェックは統語的にではなく意味論動作として一層容易に
追加することができる。

ｅ２．文脈自由文法 さて、ＬＡＬＲ（１）パーサ発生手段で使用される文脈
自由文法を完全に導出することについて詳細に説明する
。

第１のステップでは、ＰＬ／Ｉ規格９４，３゜６．１に
記述された、ＰＯ３ＩＴＩＯＮを有する“Ｐ”、くスト
リング〉、ＰＲＥＣＩＳＩＯＮとＡＲＥＡを有する５Ｉ
ＺＥ、及びＰＲＥＣＩＳＩＯＮを有する５ＣＡＬＥとい
う値の属性を付与されてなるもとのＡＮＳ。１文法から
、第２〜１１図に図示された文脈自由″グループ１″文
法が作成される。さらに、もとのＡＮＳ　Ｉ文法の拡張
としてＧＲＡＰＲＩＣ属性が付与されている。この文法
は、所与の属性セットが無矛盾であることをチェックす
るためにのみ使用され得たものである。

また、グループ１文法はＬＡＬＲ（１）タイプのパーサ
生成手段の入力には不適合である。

ＡＮＳＩ　　ＰＬ／Ｉ規格の＠４．３．６．１に記述さ
れた、属性無矛盾チェックは、各属性が、く無矛盾記述
〉、く無矛盾リテラル定数〉またはく無矛盾宣言〉のど
れかに根ノードをもつシンタックス木のある経路からの
属性の部分集合に含まれていることを検証することによ
って無矛盾性のチェックを行う。第２図及び第５〜１１
図はく無矛盾宣言〉根ノードのシンタックス木をあられ
し第３及び７図は、く無矛盾リテラル定数〉根ノードの
シンタックス木をあられし、第４図及び第６〜９図は、
〈無矛盾記述〉根ノードのシンタックス木をあられす。

ｅ３．グループ２文法 文法導出の第２段階では、″グループ２″文法が作成さ
れる。このグループ２文法は、第１２〜２１図に示され
ており、それらは順次第２〜１１図に対応する。グルー
プ２文法は、ＡＮＳ　Ｉに記述された属性使用上の意味
論的制約のうちのいくかを組み込むようにグループ１文
法を再配列することにより得られる＠ＡＮＳＩ　　ＰＬ
／Ｉ規格の１４．３．６．１を参照すれば見てとれるこ
とではあるが、くデータ記述〉に５ＴＲＵＣＴＵＲＥ属
性が割りあてられそれと同時に〈データ記述〉を〈境界
合せ〉データとして定義することが可能である。一方、
く境界合せ〉データにはＡＬＩＧＮＥＤまたはＵＮＡＬ
ＩＧＮＥＤ属性を割りあてることができる。それゆえ、
グループ１属性を図式化するときには、５ＴＲＵＣＴＵ
ＲＥと〈境界合せ〉属性が同一の経路にあられれること
になろう。しかし、ＰＬ／Ｉ規格のｉｉ４．３．６．１
のステップ５は、５ＴＲＵＣＴＵＲＥ属性とく境界合せ
〉属性をともに記述することができないという意味論的
制約を課すのである。この意味論的制約は、５ＴＲＵＣ
ＴＵＲＥ属性を含む経路から異なる経路上にく境界合せ
〉属性を移動させることにより、すなわち第６図のく境
界合せ〉属性を第１６図の左側の枝に移動させることに
よりグループ２文法に組み入れられる。

次に、ＤＩＭＥＮＴＩＯＮが、〈変数〉中でＥＮＴＲＹ
、ＦＩＬＥ、ＦＯＲＭＡＴ及びＬＡＢＥＬの前に生じ、
（第５，６及び９図参照）。一方〈定数〉中でそれらの
同一の属性の後に生じるという点でＤＩＭＥＮＴＩＯＮ
が矛盾的に配列されていることに注意されたい、こうし
て、ＤＩＭＥＮＴＩＯＮがくデータ記述〉（第６図）及
び〈定数〉（第１０図）からくくり出されて、その代わ
りに第１２図に加えることができる。また、ＭＥＭＢＥ
Ｒもく変数〉属性中でくデータ記述〉より前に生じ、一
方、〈無矛盾記述〉（第４図）中ではくデータ記述〉の
後に生じているという点で矛盾的に配列されている。こ
うして第１４図に示すように、ＭＥＭＢＥＲは第４図に
おいて移動されうる。

以下で説明するこの後の導出ステップで選択的な“スキ
ップ”が追加されるときは、さらに先読み（ｌｏｏｋａ
ｈｅａｄ）の問題が点在する。先ずＩＮＩＴＩＡＬはく
変数〉にのみ付属するので、Ｃ０Ｎ５ＴＡＮＴが欠落し
ている場合く定数−〉から〈変数〉を分離するためにＩ
ＮＩＴＩＡＬは第６図において前方へ移動されなくては
ならない。このことは第１６図に示されている。また、
変数としてのＥＮＴＲＹの場合、同様の状況がＲＥＴＵ
ＲＮと０ＰＴＩＯＮＳについて存在し、従ってこれらは
第９図のくアクセス・タイプ〉ダイアグラムでＥＮＴＲ
Ｙの前に移動されるべきである。このことは第１９図に
示されている。さらにまた、くファイルセット〉（第１
１図）中のキーワードが定数ＦＩＬＥを識別し、これに
よりそれらのキーワードは第１０図のく定数〉ダイヤグ
ラムのＦＩＬＥの前に来るべきである。このことは第２
０図に示されている・ 最後に、以下で説明する、ＥＸＴＥＲＮＡＬ、ＧＥＮＥ
ＴＩＣまたはＭＥＭＢＥＲに関与する意味的制約の処理
を支援するために、ＩＮＴＥＲＮＡＬまたはＥＸＴＥＲ
ＮＡＬ記述が移動される。

グループ２文法は、所与の属性セットが無矛盾であり、
すべての組み込まれた意味論的制約を満たすことをチェ
ックするために有効であると思われる。

文法導出の次の段階は、グループ２文法をめいめいの属
性とともに使用することのできる属性のすべての部分集
合を許容するように拡張することによって得られるグル
ープ３文法である。より詳しく述べると、グループ２文
法は、グループ２文法の任意の特定″経路″に従うこと
によって生じ得るべきすべての属性のリストをもたらす
けれども、所与の属性セットにおけるすべての属性を記
述される必要がある訳ではない。グループ３文法は、許
容し得る属性の部分集合を受け入れるべく、ある選択的
な属性をバイパスするために必要な“スキップ″を組み
入れる。グループ２文法から省略されたいくつかの付加
的な意味論的限定もまたグループ３文法には組み入れら
れる。

ｅ４．グループ３文法 グループ３文法は第２２〜３１図に示されており、これ
らはそれぞれ順次に第１２〜２１図に対応する。第２２
〜３１図に図示されているシンタックスは、グループ２
文法により許容されたキーワードの任意の部分集合を許
容すること以外は、第１２〜２１図のグループ２文法と
基本的には同一である。不明瞭さを防止するためには、
何らかの属性分配及びその他の変更が必要である。単一
性のためのいくつかの選択は、後の文法導出ステップで
追加されるべきＤＥＦＡＵＬＴ処理を容易ならしめるた
めに行なわれる。例えば、単独で発生する（すなわちＩ
ＮＩＴＩＡＬ、ＡＬＩＧＮＥＤまたはＵＮＡＬＩＧＮＥ
Ｄを伴うことなく）　ＥＮＴＲＹまたはＦＩＬＥはく定
数〉のシンタックスにのみ属しく第２０図及び第３０図
）、一方単独で発生する（すなわちＣ０Ｎ５ＴＡＮＴを
伴うことなく）ＦＯＲＭＡＴまたはＬＡＢＥＬ！！＜変
数〉内のくアクセス・タイプ〉（第１９図）にのみ属す
る（第１５〜１９図）。このように、単独で発生するＥ
ＮＴＲＹ及びＦＩＬＥはくデータ記述〉（第１６〜１９
図）内のくアクセス・タイプ〉から除去され、く記述〉
が残される（第２６〜２９図）、＜データ記述〉とく記
述〉のダイアグラムをさらに比較すると、ストリング及
びピクチャーの境界合わせ属性が後述する特殊処理のた
めに分離され、ＥＮＴＲＹ及びＦＩＬＥ属性が単独では
発生できないように（さもないとそれらはく定数〉ダイ
アグラムに属することになろう）、それらが特別に処理
される。

さらに、経路は、ＥＸＴＥＲＮＡＬがＧＥＮＥＲＩＣま
たはＭＥＭＢＥＲとともには決して発生しないことを定
めるＡＮＳＩ　　ＰＬ／Ｉ規格の９４．３．６．１のス
テップ４に基づき変更される。

変更の残りの部分は、明確なスキップを与えることを含
む。さらに詳しく述べると、属性の部分集合を許容する
１つの方法は、各キーワード上に選択的なスキップを与
えることである。しかし、このことは、多重空白経路を
発生することにより、ＬＡＬＲ（１）文法プロセッサに
適合しないあいまいさをもたらすことになろう。この問
題を避けるために、第４２図に示されているような構成
が使用される。第４２図に示されている構成はＸとＹの
どちらかまたはその両方を許容するが、空白経路は許容
しない。尚、例えば、第３１図のくファイル・セット〉
ダイアグラムが空白経路を含まないが、許容可能な経路
はくファイル・セット〉中のキーワードの任意の順序づ
けられた部分集合を含むことに注意されたい。

第２２〜３１図のグループ３文法は、たとえそのいくつ
かの属性が欠落していても所与の属性セットが無矛盾で
あることをチェックするために使用できるとともに、そ
のセットがすべてのＡＮＳＮＳ法論的制限に適合するこ
とをチェックするためにも使用することができる。

文法導出における次のステップは、デフオールト属性の
セットを参照してグループ３の文法シンタックスを増補
し、ＡＮＳＩ　　ＰＬ／Ｉ規格の５４．３．７．１にあ
る最終完全性チェックのいくつかを含ませることにより
グループ４文法を導出することである。

ｅ５．グループ４文法 第２２〜３１図に順次個別に対応する第３２〜４１図に
おいては、スキップ経路における数が下記のシステム・
デフォールト・テーブルに示されているシステム・デフ
ォールト・ステートメントを参照する。尚、このテーブ
ルにおいて記号″１″′は論理ＯＲをあられし、記号“
〜”はＮＯＴをあられす。

第３７図のく算術〉ダイアグラムにおいては、５ＩＺＥ
のまわりの各２重スキップが所与のデフォールトを使用
することに注意されたい。というのは、もしＰＲＥＣＩ
　　５ＩＯＮのみが存在するなら、ＡＮＳＩ　　ＰＬ／
Ｉ規格の８４．３．６゜２に記述されている“テスト無
効複写”手続が５ＩＺＥまたは５ＩＺＥ及び５ＣＡＬＥ
（７）追加を許容するからである。

デフォールト・テーブル呑号を追加し、第３５図中のく
変数〉の左側でスキップ経路を分離することの他に、第
２２〜３１図のグループ３文法からの唯一の変化は、Ａ
ＮＳＩ　　ＰＬ／Ｉ規格の５４．３．７．１にある１′
最終”チェックにより不当であると判断されたいくかの
場合を除外するためのいくつかの経路の変更である。例
えば、５４゜３．７．１のステップ３はＥＸＴＥＲＮＡ
ＬがＡＵＴＯＭＡＴＩＣ，ＢＡＳＥＤ、ＤＥＦＩＮＥＤ
。

ＰＡＲＡＭＥＴＥＲまたはＢＵＩＬＴＩＮに伴って発生
できないことを記述し、＠４．３．７．１ノステップ４
はＥＸＴＥＲＮＡＬとＣＯＮＳＴＡＮＴの組み合わせが
ＦＯＲＭＡＴまたはＬＡＢＥＬとともには発生できない
ことを記述する。また、いくつかの不当な単一属性、す
なわち、ＰＯＳ　ＩＴＩ○Ｎ、Ｃ０Ｎ５ＴＡＮＴ、ＥＮ
ＶＩＲＯＭＥＮＴ、ＶＡＲＹＩＮＧ、Ｎ０ＮＶＡＲＹＩ
ＮＧ、ＬＯＣＡＬ及びＯＰＴ’ｌ０ＮＳ＋Ｊ除去される
。

尚、第３３図のく無矛盾リテラル定数〉のシンタックス
においては、く算術〉が〈作成された定数〉に変更され
ていることに注意されたい。このく作成された定数〉は
、変数のデフォールト規則とは異なるデフォールト規則
を有するリテラルを識別する。リテラルのデフォールト
属性を追加することは慣用的な方法で実行されるか、ま
たはリテラルのシンタックスをデフォールトする属性を
、ＡＮＳＩ　　ＰＬ／Ｉ規格の８４．４．７の１′定数
作成″から導出することができる。この導出は上述の変
数について記述した方法に類似する方法で実行されるの
で、ここで詳述する必要はないと考える。

次のステップは、グループ４文法をグループ３文法と組
み合わせて、無矛盾性のチェック・デフォールトの付与
、及び最終属性セットが完全であることを検証するため
に使用すべき“グループ５″文法を作成することである
。このグループ５文法は、後述するＢＮＦ文法中で示さ
れる。

Ｃ６，グループ５文法 グループ５文法は、無矛盾性と完全性をチェックするた
めの基本的な規則に加えて、サブセット（部分集合）規
則とデフォールト規則からなる。

いくつかの状態変数を使用することにより、サブセット
規則とデフオール１〜規則のどちらか、また、は両方を
効率的に非活動化することができる。結局、１つの文法
を次のような複数の目的に使用することができる。

基本：無矛盾性と完全性のチェック。

基本及び部分集合：無矛盾性チェックのみ。

基本及びデフォールト：デフォールト属性付与（一度に
すべて）を伴う無矛盾性及び完全性チェック・ 基本１部分集合及びデフォールト：デフォールト属性付
与を伴う無矛盾性チェック。

ＰＬ／Ｉ属性シンタックス構造を文脈自由文法で定義し
終えると、その文法記述はよく知られた方法でバッカス
ーナウア形式（ＢＮＦ）文法に変換され、好適にはＬＡ
ＬＲ（１）プロセッサである文法プロセッサに供給され
る。そしてＬＡＬＲ（１）プロセッサは、本発明に基づ
くテーブル駆動パーサを形成するシンタックス・テーブ
ルとパース・ドライバを生成することになる。ＬＡＬＲ
（１）プロセッサの動作においては、エンコードされた
属性を、正準的な順序、すなわちシンタックスに適合す
る順序に従うトークン（ｔｏｋｅｎ　）として文法プロ
セッサに供給するために“辞書的スキャナ”が使用され
る。例えば、そのトークン配列は、以下のトークン順序
テーブルで与えることができる。

この順序を用いると、ＢＮＦ文法は次のように定義する
ことができる。

尚、非接続部はすべて小文字であり、それに関という記
法は、存在する属性（ａｔｔｒｉｌｒｕｔｅ）に関連す
る特定の属性のシステム・デフォールト付与を示す、′
サブセット生成規則はコメント区切り、すなわち／串１
０．傘／内にあり、′デフォールト″規則は関連する“
ａｄｄ”動作に伴われている。

コメント中のサブセット生成規則は、無矛盾性のチェッ
クには正当であるが、追加すべきそれ以上のユーザー・
デフォールト属性がない場合は正当ではない。

ｅ−一 の　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　α
Φ 一 本一〇・ 上記に定義したようにＢＮＦ文法が与えられたとき、Ｌ
ＡＬＲ（１）文法プロセッサの動作は周知であり詳細に
説明する必要はないと考える。

一般的には、正準的な順序でトークンを供給する辞書構
造に関連づけられた辞書的スキャナが存在する。辞書ま
たは記号テーブル・アブストラクション（ａｂｓｔｒａ
ｃｔｉｏｎ）　　“ｄｉｅｔ”が制御アブストラクショ
ンまたは繰返し手段（ｉｔｅｒａｔｏｎ）を有すること
ができる： すべての属性（ａｔｔｒｓ）　＝　Ｉ　ＴＥ　Ｒ（ｒ　
：参照名）が属性を返却する。この構成は次のようにし
て使用される： ｃｏｍｐｌｅｔｅ　ａｔｔｒｓ（ｒ）　：１ｎｉｔｉａ
ｌｉｚｅ　１ｎｔｅｒｎａｌ　５ｔａｔｅ　；ＦＯＲａ
：　　ａｔｔｒ　ＩＮ　ｄｉｃｔ、ａｌｌ　ａｔｔｒｓ
（ｒ）Ｏ 生成されたテーブルから 標準オペランド解析アルゴリズム が走る ＥＮＤ　； ＥＮＤ　　ｃｏｍｐｌｅｔｅ　　ａｔｔｒｓ；ｅ、７　
　属性プロセッサの動作 先ず、以下の記述で使用されるいくつかの用語を定義し
た後で１本発明の属性プロセッサの動作を説明する。

任意のＰＬ／Ｉソース・コード・プログラムは“プログ
ラム木″′の形式で表現することができ、これはそのプ
ログラムを表現するさまざまなノードの非サイクル的（
ループのない）グラフである。

例えば、第４３図に概念的に示されているように。

手続及び開始ブロックを表現するノードや、実行可能な
ステートメントや、表現が存在する。

以下では“Ｂ　Ｌ　ｏ　ｃ　ｋ−ｍ”がプログラム木の
ノードを指すものとする。このとき各手続毎及び開始ブ
ロックには１個のＢＬｏｃｋ−ｍがＰＬ／Ｉソース・プ
ログラムで定義されている（プログラム全体を包含する
主外部手続を含む）。各Ｂｌｏａｋ　　ｍノードはまた
宣言テーブルと呼ばれるデータ構造を識別する。宣言テ
ーブルは、対応保る手続または開始ブロックで宣言され
たデータ項目を記述する。

所与のＰＬ／Ｉソース・プログラム中で定義された各手
続及び開始ブロックには１つの宣言チー！ プルが存在する。その各テーブルはＤｅｃ、！ｓｍエン
トリのセットであり、その１つのエントリは。

手続または開始ブロック中の各宣言データ項目には、手
続または開始ブロック中で宣言されたデータ項目の特定
の１つに対応する。各Ｄｅｃｌｒｎエントリは、対応す
るデータ項目に割りあてられた属性を識別する。これら
の割りあてられた属性には、例えばＰＬ／Ｉソース・プ
ログラム中のＤＥＣＬＡＲＥステートメントによって明
示的に割りあてられたものもあり、また例えばデフォー
ルト値などの、間接的に割りあてられた属性もある。

データ項目に対応する属性のセットの表現は、属性レコ
ードと呼ばれる構造の形式にあり、属性レコードの要素
はそのセット中で属性を識別し記述する。例えば、所与
の属性レコードの属性セット要素は、このデータ項目に
対応してどの属性が明示的に定義されているかを示す。

これは簡単な属性、例えばＡＵＴＯＭＡＴＩＣ，ＢＩＮ
ＡＲＹなど、及び関連する別の独立な宣言を有する複合
属性、例えばＢＡＳＥＤ、ＤＥＦＩＮＥＤなどを含む。

属性レコードのサブノード（Ｓｕｂｎｏｄｅ）　　・セ
ット要素は、属性レコードにおけるどの複合属性が属性
サブノードと呼ばれる追加的な記述子を有しているかを
示し、その属性レコードのサブノード要素は、属性サブ
ノードを有するデータ・ベース・オブジェクトを識別す
る。

他の用語については、以下のテーブル駆動パーサの動作
の記述において、必要に応じて説明する。

属性解析アルゴリズムは、ソース・プログラム木の横断
の間にコンパイラによって実行される。

属性解析は、別の解析機能、例えば名称参照（ｎａｍａ
　ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）の解析が実行されているプログ
ラム木の横断の間に実行することができる。この横断の
間に実行された動作と、各動作で作成された対応データ
は以下のように記述される。

ト、ツブ・ダウン経路の間で、手続をあられす特定のＢ
ｌｏｃｋ　　ｍノードを処理している時に、この手続の
形式的なパラメータがＤｅｃｉ　　ｍエントリによって
識別され表現される。これらのエントリは、Ｂｌｏｃｋ
　　ｍの宣言テーブルに配置される。さらに、各パラメ
ータに対応する属性の初期セットが属性レコードによっ
て表示され、一方複合属性は属性サブノードによって表
示される。

各属性レコードは、対応するＤｅｃｌ　　ｍエントリに
配置される。

コンパイラの、ソース・プログラムを介するボトム・ア
ップ経路では、属性解析アルゴリズムの残りの部分が、
各Ｂ−ｃｋ−ｍノードの宣言テーブルに表示されたすべ
てのデータ項目について実行される。これは次のような
動作を含む＝ＬＩＫＥ属性をもつデータ項目の場合、こ
れらの属性は拡散され、そうして得られた追加的データ
項目がＤｅｃｌ　　ｍエントリによって表示される。さ
らに、そのような各項目の初期属性セットが属性レコー
ドによって表示され、複合属性も属性サブセットによっ
て表示される。各属性レコードは対応するＤｅｃｉ　　
ｍエントリ中に配置される。こうして、この時点で、宣
言テーブルは、属性パーサによる最終的な属性解析にか
けられるべきすべてのデータ項目を表示する。

次に、最終の宣言テーブルに表示されためいめいのデー
タに対して１次のステップを実行するために属性パーサ
が呼び出される。： （ａ）初期属性セットをオペランド解析して、そのシン
タックスを検証し、初期意味論的チェックを実行し、 （ｂ）デフォールト値を加えることにより属性セットを
完成し、 （ｃ）最終属性セットの無矛盾性と完全性をチェックす
る。

これらの機能はすべて、ＬＡＬＲ（１）パーサ発生手段
によって、ＰＬ／Ｉ文脈自由属性チェック文法から生成
したシンタックス・テーブル及びパーサ・ドライバを用
いて、テーブル駆動属性パーサによって実行される。コ
ンパイラからのパーサの呼び出しは、コンピュータ・プ
ログラミングの分野の熟練した当業者には説明の要もな
い簡単な方法によって行なわれる。

Ｆ０発明の効果 上記の説明から理解されるように５本発明に基づき、属
性文法を、既知の文法プロセッサに適合する文脈自由文
法に変換することにより、コンパイラの前端で属性解析
を実行するために多量のオブジェクト・コードを作成す
るという退屈な作業を回避することができる。標準的な
文法、例えば英語の文法のシンタックス・チェックを行
うためのシンタックス・テーブルとパーサ・ドライバを
生成するためにそのような文法プロセッサを使用する方
法は知られており、その同一の技術はソース・プログラ
ムにおいて属性のシンタックスと完全性をチェックする
ためにも使用することができる。尚、テーブル駆動パー
サの動作は、実質的に慣用的な動作を、今まで認識され
ていなかった応用技術に適用されたものであるから、こ
こでは詳細に説明する必要はないと考える。本発明によ
れば、コンパイラ前端の属性解析部分に対応して多量の
オブジェクト・コードを手作業で作成するという負担の
大きい作業が、属性文法を１文法プロセッサに適合する
文脈自由文法として表現するだけの簡単な作業に置き換
えられる０次に１文法プロセッサは効果的で信頼性の高
い方法でテーブル駆動パーサを生成する。さらに本発明
によれば。

コンパイラを、プログラミング言語における後の変化に
適合させることが比較的容易になり、新しいコンパイラ
を生成するために必要な時間が実質的に減少する。

尚、上記においてはテーブル駆動属性パーサを生成する
ためにＬＡＬＲ（１）文法プロセッサを利用するものと
して説明がなされているが、別の文法プロセッサも使用
可能であることが明らかであろう。

また、本発明はＰＬ／Ｉコンパイラに用いるものとして
説明されているが、属性文法が、Ｌ、ＡＬＲ（１）また
はその他の適当な文法プロセッサに適合する文脈自由文
法として表現し得るような他のプログラム言語にも適用
可能であることを理解されたい。

【図面の簡単な説明】

第１図は、コンパイラの動作を示す概念的な図、第２〜
１１図は、本発明で使用される文脈自由ＰＬ／Ｉ文法の
導出の間のグループ１文法を示す図。 第１２〜２１図は、本発明で使用される文脈自由文法の
導出の次の段階におけるグループ２文法を示す図、 第２２〜３１図は、本発明で使用される文脈自由文法の
導出のさらに次の段階におけるグループ３文法を示す図
、 第３２〜４１図は、本発明で使用される文脈自由文法の
さらに次の段階におけるグループ４文法を示す図 第４２図は、グループ３文法で゛′スキップ″の追加の
際に空白経路を回避するために使用される構成を示す図
。 第４３図は、典型的なコンピュータ・プログラムに特徴
的な形式を示すフローチャートである。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗ＦＩＧ。　
１ く＊牧　〉く理数　＞　ＢＵＩＬＴＩＮ　　Ｃ０ＮＤＩ
ＴＩＯＮ　　ＧＥＮＥＲＩＣＦ工Ｇ。２ く　無−Ｐ盾すテラＩ＋−之牧　　〉 墓 Ｃ０Ｎ５ＴＡＮＴ く算術　＞　　ＢＩＴ　　ＣＨＡＲＡｃＴＥＲＧＲＡＰ
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マシーンズ會コーボレーム・鱈シ＜ｌｌ　　術　〉 ＦＩＧ。８ ＦＩＧ。７ ＜、ｉ牧　〉 ＦＩＬＥ　　　　　　　　　　　　ＥＮＴＲＹ　　　　
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Ｔ　　ＵＰＤＡＴＥく　　無　セト　盾　　Ｉ　　〉 く　無−Ｐ盾り干うル之数　〉 Ｃ０Ｎ５ＴＡＮＴ ＜　　　］　　　ｉ　　　＞　　　　　　　　　　　　
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ルＣ１〉 ＢＩＮＡＲＹ　　　　ＤＥＣＩＭＡＬ ＦＩＸＥＤ　　　　　　ＦＬＯＡＴ ＩＺＥ ＦＩＧ。　］７ 〈ストリング又【；ピクチャー〉 ＰＩＧ　　１８ ＦＩＧ。　１つ く走数°〉 ｃＯＮＳＴＡＮＴ く無身盾宜文〉 〈オ術＞　　　ＣＨＡＲＡＣＴＥＲＧＲＡｐＨＩＣＢＩ
Ｔ、ＦＩＧ。２３ 〈′Ｐ、矛Ｉｔ己這〉 くアクセス・９イブ〉 ＦＩＧ、２９ く変数〉 くに述＞　　　　　ＥＮＴＲＹ　　ＦＩＬＥＦＩＧ。２
６ 〈Ｘ＃〉 ＦＩＧ。２７ くストリレゲ又℃ゴピケ千七−〉 ＦＩＧ。２８ く理数〉 ＦＩＧ。３０ 〈無千盾宜さ〉 ＣＨＡＲＡＣＴＥＲ＜イ乍ｆ＆、され丁；地歌＞　　Ｇ
ＲＡｐＨＩＣＢＩＴＦＩＧ。３３ く変数〉 〈記述＞　　　　　　　　　ＥＮＴＲＹ　　　ＦＩＬＥ
く翼桁〉 くアクセス・タイフロ〉 く”ｈイル・セν擾

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. （１）プログラム・セグメントにより相互接続された複
   数のノードをもつプログラム木によって定義されたプロ
   グラムのプログラミング言語に関連する属性文法規則に
   従って、該プログラム中で属性割りあての無矛盾性をチ
   ェックするための方法において、 （ａ）各プログラム・セグメントに対応して、その対応
   するプログラム・セグメントで宣言されたすべてのデー
   タ項目をリストする宣言テーブルを生成し、 （ｂ）上記各宣言テーブルにリストされた個々のデータ
   項目に対応して、上記対応するプログラム・セグメント
   で宣言された対応するデータ項目に割当てられた属性の
   初期セットを有する複数の属性レコードを生成し、 （ｃ）上記属性の初期セットのシンタックスを検証し、
   且つ上記属性の初期セットが上記属性文法に含まれてい
   る意味論的制約に適合することを検証するために各デー
   タ項目毎に上記属性の初期セットをオペランド解析し、 （ｄ）上記各データ項目毎に最終の属性セットを得るた
   めに選択された属性レコードにデフォールト値を追加し
   、 （ｅ）上記属性文法規則に基づき、各最終的な属性セッ
   トにおける各属性の無矛盾性と各最終的な属性セットの
   完全性をチェックする段階を有するプログラムにおける
   属性割当て検査方法。
2. （２）属性割当てのための属性文法規則を有するプログ
   ラミング言語で書かれ、データ項目に属性を割当ててな
   るソース・プログラムを受け取ってコンパイルするため
   のコンパイラを有し、該コンパイラは該プログラムによ
   って特定のデータ項目に割当てられた属性の無矛盾性を
   チェックし上記データ項目にデフォールト属性を選択的
   に割当てるための属性解析手段を具備する装置において
   、上記属性解析手段は、上記属性割当てが上記属性文法
   規則に従うことを検証するためのシンタックス・テーブ
   ルとパーサ・ドライバを含むテーブル駆動属性パーサを
   具備することを特徴とするプログラムにおける属性割当
   て検査装置。
3. （３）上記テーブル駆動属性パーサが、各データ項目毎
   に最終的な属性セットを得るために上記デフォールト値
   を加えるための手段を含む特許請求の範囲第（２）項記
   載の装置。
4. （４）上記テーブル駆動属性パーサが、上記属性文法規
   則に基づき上記最終的な属性セットにおけるさまざまな
   属性をチェックし、且つ上記最終的な属性セットの完全
   性をチェックするための手段を含む特許請求の範囲第（
   ３）項記載の装置。