JPS6155736A

JPS6155736A - プロロ−グマシン

Info

Publication number: JPS6155736A
Application number: JP17680084A
Authority: JP
Inventors: Kaoru Kiriyama; 桐山　薫; Shigeo Abe; 阿部　重夫; Kenichi Kurosawa; 黒沢　憲一; Tadaaki Bando; 忠秋坂東; Hiroaki Nakanishi; 宏明中西
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1984-08-27
Filing date: 1984-08-27
Publication date: 1986-03-20

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】〔発明の利用分野〕本発明は、知識処理に適したプロローグマシンに関する
ものでちる。

〔発明の背景〕

プロローグ言語は論理型言語と呼ばれ、事物の性質や事
物間の関係を述語で表わし、これらの述語を事実や規則
の文にしてプログラムを構成するもので、知識処理の研
究に適した言語と言われている。このプロローグ言語に
は、ある述語が成功するための規則が複数個存在した場
合、どれか一つを選択してその規則に従って実行する途
中で失敗が生じると、他の規則を選択しなおしてそれに
従って実行を試みるというバックトランク機能が付与さ
れている。例として下記を考える。

（１）好物（Ａ、Ｘ）ニー色（Ｘ、赤）、形（Ｘ。

丸い）（２）色（トマト、赤）（３）形（トマト、丸い）（１）は”Ｘの色が赤でかつＸの形が丸いならば、Ａは
Ｘを好む″という規則を示している。（２）は１トマト
の色は赤”、（３）は１トマトの形は丸い２という事実
を示している。これらの（１）〜（３）は節と呼び、節
（１）は特に規則、節（２）、（３）は事実、好物、色
、形等は述語と呼ぶ。また節（１）の中で　＠、　　ｍ
より左辺の好物（Ａ、Ｘ）は頭部、゛ニー″よシ右辺の
色（Ｘ、赤）、形（Ｘ、丸い）は本体と呼び、またこの
頭部、本体はいずれもゴールと呼ぶ。

述語の後のかっこ内の引数の内、赤、丸い、トマト等（
通常これらは小文字の英単語で書かれる）は定数と呼び
、Ａ、Ｘ等の大文字は変数と呼ぶ。

更に例えば）ｉ：ｖａｎ　’Ｉ’ｉｃｋ　＆、　］）ａ
ｖ　ｉｄ　Ｗａｒｒｅｎ着の’Ｉ’ｏｗａｒｄｓ　ａ　
ｐｉｐｅｌｉｎｅｄ　Ｐｒｏｌｏｇ　ｐｒｏｃｅｓｓｏ
ｒ（２ｎｄ　工ｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｓｉｍｐｏ
ｓｉｕｍ　ｏｎ　Ｌｏｇｉｃｐｒｏｇｒａｒｒｍｉｎｇ
　Ｆｅｂ、　８４）においては頭部に１回だけ、本体に
１回だけ、もしくは頭部と本体の最初にだけしか現われ
ないものを一時変数（例えば（１）節のＡ　）　、その
他を大域変数（例えば（１）節のＸ）と呼ぶ。これらに
対応して、実行の際に呼びだし側の引数を格納するため
のアーギュメントレジスタ（Ａ−ｒｅｇ）と、大域変数
や呼びだし側のゴールが別辞をもつときのアーギュメン
トレジスタの内容をつむためのローカルスタック（ＬＳ
）を設ケる。そして、ローカルスダックのメモリ容量の
削減を図るために、節の最後のゴールを呼ぶためのアー
ギュメントレジスタのセットが終った段階で、その節の
別辞がないときは、ローカルスタック上の大域変数を解
放する方式を採っている（これｌ’ｌ’ａ！１　ｉ（、
ｅｃｕｒｓｉｏｎという）０しかしながら、この方式で
は、頭部のゴールに現われない大域変数（これを非安定
変数という）であってその値がまだ与えられていない時
は、メモリ上に別エリアを確保してそこヘコピーしてか
らローカルスタッフ上の当該変数領域を解放する必要が
あった。即ち、この時アーギュメントレジスタの当該変
数対応のエリアにはローカルスタックへのポインタがタ
グｒｅｆとともに残っておシ（値がバインドされていれ
ばこれはポインタではなく定数になっている）、従って
ローカルスタックの方だけを無条件に解放してしまうと
このポインタの行先が失われてしまうからである。この
ため、この方式では、メモリアクセスの回数が増えると
ともに、コピーエリアを確保するという操作が必要とな
っていた。このことを例によって説明する。今３つの節（４）好物（Ａ、食べる）ニー色（Ｘ、赤）、形（Ｘ、
丸い）（５）色（Ｐ、赤）（６）形（トマト、丸い）と考え、このプログラムに対して？−好物（タロ、Ｑ）という質問をしたとする。そうすると（イ）まず、質問文の変数領域（Ｑ）をローカルスタッ
ク（ＬＳ）上に生成する。この状況Ｓ１は第１図に示さ
れており、タグ部のｕｎｄｆはそのデータが値の定まっ
ていない（束縛されていない）変数であることを示して
いる。

（ロ）質問文（？−好物（タロ、Ｑ））の引数をアーギ
ュメントレジスタ（Ａ−ｒｅｇ）上に第１図状ｍｔ８２
のように積む。アーギュメントレジスタ上のＱのタグは
、そのデータ部がポインタである゛ことを示すｒｅｆと
なっておシ、既にローカルスタック上に生成されている
Ｑへのポインタが入っていることを示している。

Ｇ−→　ここで？好物（タロ、Ｑ）と一致する節を順番
に探すと、節（４）の頭部と一致するから、ローカルス
タック上に節（４）の非安定変数であるＸの変数領域が
第１図状８８３のように生・成される。ここでタグｕｎ
ｓａｆｅ　ｕｎｄｆはその変数がまだ値を与えられてい
ない非安定変数であることを示している。

に）　？好物（タロ、Ｑ）と好物（Ａ、食べる）のユニ
イフイケーションを試してみることによシ、アーギュメ
ントレジスタの人１に積まれたタロと頭部第１引数の人
とがマツチし、Ａ２に積まれたＱと食べるのマツチング
が成功し、これによってローカルスタック上のＱには′
食べる″が入る（そのタグは定数を示すａｔｏｍ）。但
し変数Ａは一時変数であるのでローカルスタック、アー
ギュメントレジスタの内容には関係しない。この状態は
第１図８４に示されている。

（ホ）次に節（４）の本体の第１ゴールに移り、？−好
物（Ｘ、赤）の引数をアーギュメントレジスタ上に積む
と第１図状態Ｓ５となる。アーギュメントレジスタ上の
Ｘのタグはｒｅｆとなって、そのデータ部には既にロー
カルスタック上に生成されているＸへのポインタが入る
。

（へ）　ここで？−色（Ｘ、赤）と一致する節を順番に
探すと節（５）と一致することがわかる。そこで色（Ｘ
、　赤）と色（Ｐ、赤）のユニフイケーシヨンを試みる
ことにより、ＸとＰが対応しくＡｌ’　）赤と赤が対応
づいて（Ａ２’　）成功する。この時レジスタ等の状態
は第１図８５と同じである。またＰに関しては一時変数
なので、ローカルスタック、アーギュメント上にあられ
れない。

（ト）さらに、形（Ｘ、丸い）の引数をアーギュメント
レジスタ上に積むが、このゴールは節（４）の最後のゴ
ールであり、節（４）の本体の他のゴール、すなわち色
（Ｘ、赤）には別辞がない。従って前述したようにロー
カルスタック上の大域変数Ｘの解放が行われるが、その
前に非安定変数でその値が束縛されていないＸに対して
は、その参照先をメ′モリ上の別エリアに生成しておく
（第１図ｆｓ６）。

（イ）この別エリアの生成を終って実際にローカルスタ
ック上のＸが解放される。

以上のように、従来の方式では未束縛な非安定変数を確
保するために、メモリ上に別のエリアを必要とし、かつ
そのエリアの生成のためにメモリアクセスの時間がかか
るという欠点があった。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、スタック解放時にメモリ上の別エリア
にマツプする必要のない機構をもつプロローグマシンを
提供することにある。

〔発明の概要〕

本＠明は、節の最後のゴールの引数の値をアーギュメン
トレジスタにセットする時には非安定変数はその節円の
前ゴールやその節を呼びだしたゴールに参照されること
はなく、またその最後のゴールから呼びだされる節に対
しては、そのときセットしたアーギュメントレジスタか
ら値を参照することができることに着目し、もしその節
の最終ゴールをのぞく別のゴールに別辞がない場合には
セットするアーギュメントレジスタの非安定変数の領域
のタグｕｎｄｆ″をセットするようにしたことを特徴と
するものである。即ち、（１）非安定変数が他のゴールの値とマツチする場合を
考えてみる。

（ａ）ＡＣ）ニーＢ（Ｙ、　　）、Ｃ（Ｙ、　　’）上
の（ａ）節のゴールＣを呼ぶ前に、その引数はアーギュ
メントレジスタにセットされる。ここで非安定変数Ｙが
ゴール人の引数とマツチするのは、Ａｔ−呼ぶゴールが
含まれる節の大域変数が第２図のように結ばれているか
、又は、Ｙにゴール人で決まった値が入った場合であシ
、また非安定変数ＹがゴールＢの引数とマツチしてアー
ギュメントレジスタのＹに渡した値は、その後のユニフ
ィケーションで必要としない。

Ｃ）（４Ａ（）ニーＢ（Ｙ、　　　）、Ｃ（Ｙ、　　　）の
）Ｃ（ａ、　　　）ニー〜上に示すプログラムの場合、（ａ）節のゴールＣによっ
て（ｂ）節が呼ばれ、Ｙが定数ａとマツチしてその後の
ユニフィケーションに関係しない。

（ａ）Ａ（）ニーＢ（Ｙ、　　　）、Ｃ（Ｙ、　　　）
（ｃ）Ｃ（Ｚ、　　）ニー〜（２は一時変数）上に示す
プログラムの場合、（ａ）節のゴールＣによって（Ｃ）
節が呼ばれ、Ｙが一時変数２とマツチしたら、アーギュ
メントレジスタの書きかえとともにＹの値は不要となる
。

Ｃａ）ＡＣ）ニーＢ（Ｙ、　　）、Ｃ（Ｙ、　　　）（
ｄ）Ｃ（Ｚ、　　）ニー〜（２は大域変数）上に示すプ
ログラムの場合、（ａ）節のゴールＣによって（ｄ）節
が呼ばれ、Ｙが大域変数２とマツチしたら、（ｄ）節の
読み出しによってローカルスタック上につくられる大域
変数の領域を使用するようになυ、アーギュメントレジ
スタ上の領域はいらなくなる。

以上のようた、いずれの場合も従来のようにメモリ上の
別エリアを確保してアーギュメントレジスタ上の当該変
数の領域のポインタを残しておく必要はないことを本発
明は利用したものである。

〔発明の実施例〕

第３図は、本発明のマシンの、ハードウェアの一実施例
を示したもので、演算回路１００には、レジスタ１１０
．８ビツトのＡＬＵ　１２０、セレクタ１３０，３２ビ
ツトのＡＬＵＩ　４０．アーギュメントレジスタ１５０
、メモリライトレジスタ（ＭＷＲ，）　１６０、メモリ
アドレスレジスタ（ＭＡＲ）１７０、メモリリードレジ
スタ（Ｍｌ）１８０、メモリ１９０を有し、一方マイク
ロプ四グラムコントローラ２００は、マイクロプログラ
ムメモリ２１０、マイクロプログラムインストラクショ
ンレジスタ（ＭＰＩＲ）２２０、マイクロプログラムア
ドレスレジスタ（ＭＰＡＲ）２３０　　ＭＰＡＲ２３０
の内容を＋１する加算器２４０、セレクタ制御信号発生
回路２５０、セレクタ２６０を有している。ＡＬＵ１２
０，１４０の演算結果のステータスを示す信号線３００
，３１０はセレクタ制御信号発生回路２５０へ入力され
、信号線３２０からの信号は演算ユニット１００の各部
を制御する。内部データの一語は８ビツトのタグ部と３
２ビツトのデータ部よυ構成され、メモリは４０ビツト
長からなる。メモリ１９０にはＭＲＲ１８０から読みだ
された値、又はＡＬＵ１２０，１４０で演算された値の
どちらかが、ＡＬＵ１２０゜１４０からの出力によυ定
められたＭＡＲ１７０の示すアドレスにＭＷＲ１６０ｔ
−介して書きこまれる。ＡＬＵ１２０，１４０には、Ｍ
ＲＲ１８０又はレジスタ１１０の値と、Ｍ′ｆＬＲ１８
０又はＡＲ１５０の値がそれぞれのタグとデータにわか
れて入力される。ＡＬＵ１２０，１４０で演算、比較さ
れた結果は、ＡＲ１５０やレジスタ１１０又はＭＡＲ１
７０に入力できる。

演算回路１００はマイクロプログラムコントローラ２０
０によって制御される。マイクロプログラムメモリ２１
０の読みだしアドレスは、ＭＰＡＲ２３０の値に加算器
２４０で＋１加えたアトしスかＭＰ工几２２０からのア
ドレスのどちらかが、ＭＰＩＲ２２０のデータとＡＬＵ
１２０，１４０からのステータス信号３００，３１０と
に従って、セレクタ制御信号発生回路２５０によって選
択され、ＭＰＡＲ２３０にセットされる。このアドレス
によシメモリ２１０の内容がＭＰＩＲ２２０に読み出さ
れる。

第４図は、第３図のマシン上で、ローカルスタックの解
放時に、メモリ上の別エリアにマツプを作らないスタッ
ク処理、りまシ本発明の特徴とする処理を実現するため
のプロローグの実行手順を示す。同図に於て各処理Ｐ１
〜Ｐ１７の内容は次のようである。

（Ｐｌ）　まず質問文の変数をローカルスタックＬＳ上
に積む。

（Ｐ２）　これからユニフィケーションを実行しようと
するゴール引数をアーギュメントレジスタ１５０に引数
の順序と同様につむ。

（Ｐ３）　このゴールにマツチする節を探しだす。

これは述語名と引数の数によって実行する。

（Ｐ４）　　Ｐ３の探索で一致する節があればＰ６へ、
なければＰ５へすすむ。

（Ｐ５）　バックトラックが可能であれば、別辞の求め
られるところまでバックトラックを実行し、Ｐ２へもど
る。もしバックトラックが不可能ならば失敗して処理は
おわる。

（Ｐ６）　ここでマツチした節の種類を判断する。

もし事実（ｆａｃｔ）であればｐＨへ、規則（ｒｕｌｅ
）　　であればＰｌにすすむ。

（Ｐｌ）　マツチした節が規則のとき、まずその節の大
域変数をローカルスタック上につむ。

（Ｐ８）　アーギュメントレジスタ１５０につまれた呼
び側のゴールの引数と等しい述語を有した頭部ゴールの
引数とのユニフィケーションを行ない、定数どうしの時
はそれらが一致するか否かを調べ、変数と定数のときは
変数に定数を代入し、変数どうしの時はそれらをポイン
タでむすぶ。

（Ｐ９）　　以上のユニフィケーションの結果が成功す
ればＰＩＯへ、失敗すれば別辞を得てＰ３へもどる。

（１）　１０　）　　頭部の成功により、次に本体の第
１のゴールが呼びだされ（Ｐ２）へもどる。

（ｐＨ）　　処ｉＰ６の判定で、節の種類が事実のとき
は、規則の場合と同様にユニフイケーションを行なうが
、このとき大域変数は存在してい々いので、ローカルス
タック上には変数はつまない。

（ＰＩ３）　　このユニフィケーションの結果が成功す
ればＰＩ３へ、失敗すれば別辞を得てＰ３へもどる。

（ＰＩ３）　　呼びだしたゴールが質問文かどうかを調
べ、もし質問文であれば全ての処理が終了し、成功して
終了であるが、そうでなければＰＩ３へ進む。

（ＰＩ３）　　次のゴールを得てＰＩ３へ。

（ＰＩ３）　　もし、当該節の最後のゴールを処理した
後であれば、次のゴールが筒中に存在しないので次のゴ
ールを得るためにＰＩ３へ。

（ＰＩ３）　　さらにその節を呼びだしたゴールを得て
ＰＩ３にもどる。同じ節で次のゴールを得たらＰＩ３へ
すすむ。

（ＰＩ３）　　ローカルスタックの解放処理、つまシス
タック処理の実行か否かを決めて処理を行う。

このスタック処理の手順は第５図に示されるよりにｑ１
〜ｑ７よシ成る。

（ｑｌ）　まずアーギュメントレジスタにつむゴールが
最後のゴールか否かを調べ、最後のゴールであればｑ３
へ、そうでなければｑ２へ進む。

（ｑ２）　新しいゴールの引数をアーギュメントレジス
タにつんでｑｌへすすむ。

（ｑ３）　現在のゴールを呼びだした節に別辞があった
かどうかを調べる。別辞がおれば筒中の大域変数は解放
できないのでｑ２へすすみ、別辞がなければｑ４へすす
む。

（ｑ４）　この節が非安定変数をもつかどうかを調べる
。非安定変数がなければ筒中の大域変数は無条件で解放
できるのでｑ５へ進み、もし非安定数があればｑｌへ進
む。

（ｑ５）　新しいゴールの引数をアーギュメントレジス
タにつんで、ｑｌへすすむ。

（ｑ６）　非安定変数に対応するアーギュメントレジス
タ上の内容ｔ−ｕｎｄｆにかきかえてｑｌへ。

（ｑｌ）　筒中の大域変数をローカルスタックから解放
（次に大域変数をつむポインタを変える）してスタック
処理を終了する。

′以上の本発明のマシンの動作を前述したプログラム（
４）、　（ｓ）、　（６）を例として具体的に説明する
と以下のようである。スタック処理は規則を表わす（４
）節の最後のゴールを呼びだしたときにおこる。第３図
のメモリ１９０の内容は第６図に示すようにセットされ
ている。スタック処理が開始されるとき、次のゴールと
して節（４）の１０番目１にフェッチしている。即ちメ
モリ１９０からＭＲＲ，１８０にこの１０番目の内容を
読み出し、ＡＬＵ１２０゜１４０を通してタグ部を切り
だしてこのゴールが最後のゴールかどうかを判定する。

この場合“形”は最後のゴールであることがわかる。同
様にしてデータ部を切りだし、この述語に等しい述語を
頭部とした節をさがす。先頭アドレステーブルの５査目
よ９節（６）の先頭アドレス１番目を得る。また、この
筒中に別辞がなかったかどうかは、メモリ１９０内にあ
る制御情報をのこすためのスタック（これをコントロー
ルスタックという）よシわかる。この例の場合、別辞は
存在しない。このあとアーギュメントレジスタ１５０に
呼びだし側のゴールをつむ。このゴールの引数の数は２
個である。

節（４）の１２番目をＭＡＲ１７０に設定し、メモリ１
９０からＭＲＲ１８０へその内容を読みだし、人ＬＵ１
２０，１４０ｔ−使ってその判定をする。

この時タグは非安定かつｕｎｄｆ　（未定義）なので、
アーギュメントレジスタ１５００Ａ１にレジスタ内に設
けである”　ｕｎｄｆ″ｔ−ＡＬＵＩ　２０．１４．０
を通して代入する。続いて節（４）の１３番目をＭＡＲ
１７０に設定し、メモリからＭＲＲ１８０へ読み出して
、ＡＬＵ１２０，１４０ｔ−使ってそのタグを判定する
。このときのタグはａｔｏｍなので、アーギュメントレ
ジスタのＡ２にメモリの内容をＭＲ８１８０とＡＩ、Ｕ
１２０，１４０を通して代入する。この時のタグ部の内
容によるアーギュメントレジスタ１５０へのデータの移
動は第７図に示したようになっている。つまりメモリ１
９０上のタグ部によって第８図のようにアーギュメント
レジスタ１５０（Ａ−ｒｅｇ）をセットする。即ち、タ
グ部がａｔｏｍであれば、そのときの”タグと対応する
データはその；ままアーギュメントレジスタにセットし
、変数ｖａｒの時はローカルスタックＬＳ上に設けた大
域変数のアドレスがポインタとしてアーギュメントレジ
スタのデータ部に入シ、非安定変数でちればアーギュメ
ントレジスタにｕｎｄｆｉセットし、ｕｎｄｆ時はその
ままアーギュメントレジスタ上もｕｎｄｆとする。以上
のように本発明の方式で実行すると、プログラム実行結
果が第１図の状態Ｓ６から第７図に示したようになる。

つｇ非安定変数Ｘのアーギュメントレジスタ上のタグが
ｕｎｄｆに変更されて、この変数用の別エリアをメモリ
上にとらなくてもローカルスタックからこの変数を解放
できる。

〔発明の効果〕

以上の冥施例から明らかなように、本発明によれば、メ
モリ容量の削減と、処理の高速化を図かることができ、
特に自分が自分自身を呼ぶ再帰的呼び出しが多数ある場
合には大きな効果がおる。

【図面の簡単な説明】

第１図はローカルスタックの動きを説明した図、第２図
は大域変数の結合例を示す図、第３図は本発明のマシン
のハードウェアの実施例を示す図、第４図及び第５図は
本発明を実施するだめの手順を説明した図、第６図はプ
ログラム例のメモリ上での構成を示した図、８ｇ７図は
本発明を実施したときのアーギュメントレジスタとロー
カＡ／　スルツクの内容例を示した図、第８図はアーギ
ュメントレジスタへのタグ及びデータの設定方法を説明
した図である。１００・・・演算回路、１２０，１４０・・・演算ユニ
ット、１５０・・・アーギュメントレジスタ、１９ｏ・
・・メモリ、２００・・・コノトローラ。

Claims

【特許請求の範囲】

１、プロローグ言語で記述されたプログラムを格納する
メモリと、演算ユニツトと、ユニフイケーシヨン時の呼
び出側の引数を保持するためのアーギユメントレジスタ
と、規則を記述した１つの文中に１回だけ現われるか或
いは頭部及び本体の最初にだけ現れる一時変数以外の変
数である大域変数を記憶するためのローカルスタツフと
、コントローラとを有するとともに、該コントローラは
、規則文の最後のゴールの実行時に、上記大域変数の内
本体のみに現れる非安定変数でかつその値がまだ与えら
れていないものがあれば当該非安定変数に対応するロー
カルスタツフ上の未定義タグを上記アーギユメントレジ
スタ上の対応位置に記入したのち上記ローカルスタツフ
から上記非安定変数を解放するというスタツフ処理機能
を有したことを特徴とするプロローグマシン。