JPS62216043A - 論理型言語処理装置 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、プロログ（Ｐｒｏｌｏｇ）等の論理型言語を
用いて知識処理、推論処理を行うのに通した論理型言語
処理装置バックトラック方式に関する。

〔従来の技術〕

論理型言語プロログはバックトラックを用いた非決定的
なプログラムが容易に記述できることで知られている。

このような例として、家康の息子に関する知識と将軍に
関する知識から宝庫の息子で将軍になった人物を求める
問題を考える。例えば、よく知られたプロログ記法（ｒ
Ｐｒｏｌｏｇプログラミング」中村克彦訳（マイクロソ
フトウェア））によれば、“信服は宝庫の息子である”
と“秀忠は宝庫の息子である”という２つの知識は次の
節で表すことができる。

息子（宝庫、信服）。

息子（宝庫、秀忠）。

また、“宝庫は将軍である”、“秀忠は将軍である”と
いう２つの知識は次の２つの節で表すことができる。

将軍（宝庫）。

将軍（秀忠）。

さらに、“宝庫の息子で将軍となった人物Ｘは誰か”と
いう問題は下記の質問節で表すことができる。

？−息子（宝庫、Ｘ）、将軍（Ｘ）。

プロログの処理形は質問節が与えられると以下のように
動作する。質問節の角ゴール“息子（宝庫、Ｘ）”、“
将軍（Ｘ）　　”について左から右に述語呼び出しを行
う。ゴール“息子（宝庫、Ｘ）”の述語呼び出しが行わ
れると同一の述語名を持つ節のうち、先ず上位にある節
“息子（宝庫、信服）、”が選ばれ、節の先頭のゴール
（以下頭ゴールと呼ぶ）と呼び出し側のゴールとのユニ
フィケーションが試みられる。ユニフィケーションは与
えられた２つのゴールを同一のものにする操作で、この
場合は変数Ｘを信服に置き換えることにより達成される
。２つのゴールが同一のものにできたとき２つのゴール
はユニフィケーションしたという。呼び出し側のゴール
と呼ばれた側の節の頭ゴールとのユニフィケーションが
成功すると、呼ばれた側の節が他のゴールを含んでいれ
ば残りのゴールを左から右に実行する。この場合は呼ば
れた側の節が頭ゴールしか含まないので、呼び出し側の
ゴールと頭ゴールがユニフィケーションした段階で述語
呼び出しを終了する。そして、次に呼び出し側の次のゴ
ール“将軍（Ｘ）　　”の述語呼び出しが開始される。

このとき、変数Ｘには前の述語呼び出しで“信服”が代
入されているので、呼び出し側のゴールは“将軍（信服
）”として扱われる。“将軍（信服）”が実行されると
同様にして、始めに節“将軍（宝庫）、′が選ばれる。

この節の頭ゴールと呼び出し側のゴールとは同一のゴー
ルにできないのでユニフィケーションは失敗する。ユニ
フィケーションに失敗すると次の節“将軍（秀忠）、”
が選ばれるがこれも同様に失敗する。そして全ての節が
失敗すると呼び出し側のゴール“将軍（信服）”が失敗
となり、バックトランクが引き起こされる。バックトラ
ックが生じると変数Ｘは再び未定義状態に戻された後、
前のゴール“息子（宝庫、Ｘ）”がもう一度実行され、
今度は節“息子（宝庫、秀忠）、”が選ばれる。そして
、同様にしてＸに“秀忠”が代入され、今度はゴール“
将軍（秀忠）”として実行される。

このゴールに対しては、節“将軍（秀忠）、”があるの
で述語呼び出しは成功する。そして、質問節の全てのゴ
ールが成功してプログラムの実行は終了する。

バックトラックはこのように非決定的な処理を実現する
のに有効である。しかしながら、実用的な問題は常に非
決定的な処理を必要とする訳ではな（、唯一つの解のみ
を求めれば良い問題もある。

例えば、要素が与えられたリストの中に含まれているか
否かをチェックする述語ｍｅｍｂ　ｅ　ｒはＰｒｏｌｏ
ｇで次のように書ける。

ｍｅｍｂｅｒ　（Ｘ、　　（Ｘ　Ｉ　Ｙ）　）　。

ｍｅｍｂｅｒ　（Ｘ、　　［Ｙ　Ｉ　Ｚ）　）　　：　
−ｎ＋ｅｍｂｅｒ　（Ｘ、　　Ｚ）　。

ここで、ゴールｍｅｍｂｅｒ　（ａ、　　（ａ、ｂ、ｃ
〕）を実行すると最初のクローズによりこのゴールは成
功するが、第２クローズが代替解として残っているので
バックトラックが生じると、次に残りのリストの中にａ
があるかどうかをチェックしようとする。しかしながら
、与えられたリストの中にａが入っていたことはすでに
１度チェックしているので、残りのリストの中にａが含
まれていることをチェックするのはこの場合明らかに冗
長である。

ｐｒｏｌｏｇではこのような冗長なバックトラツクを除
去するためにカットオペレータ（！で示す）が導入され
ている。カットオペレータは実行されると、その述語の
残りの選択点を除去する働きをする。例えば、ｍｅｍｂ
　ｅ　ｒの例はカットオペレータを用いて以下のように
記述すれば、冗長なバックトラックをしないように定義
できる。

ｍｅｍｂｅｒ　（Ｘ、　　（Ｘ　ＩＹ）　）　　：　　
ｌ。

ｍｅｍｂｅｒ　（Ｘ、　　（Ｙ　Ｉ　Ｚ）　）　　：　
−ｍｅｍｂｅｒ　（Ｘ、　　Ｚ）　。

しかしながら、上記に示したようなカットオペレーショ
ンはその有効範囲が手続きの中に限られるため、プログ
ラム変換でクローズの一部を展開したりする操作が行い
にくいという問題点がある。

例えば、カットがなければ次のように、本体部にＯＲゴ
ールにで示される）を含むクローズはＯＲゴールを含ま
ないクローズ群に展開してもプログラムの意味は変わら
ない。

（ＰＬ）ＯＲゴールを持つクローズ ｐ：　Ｑ、　（ｒ；ｓ、ｔ）。

ｐニーｕ、ｗ。

（Ｐ２）ＯＲゴールを持たない（Ｐｌ）の展開形ｐニー
ｑ＋ｄ。

ｐニーｕ、ｗ。

ｄニーｒ。

ｄニーｓ、ｔ。

しかしながら、以下の（Ｐ３）のように展開されるゴー
ル群の中にカットオペレータが含まれている場合は以下
の（Ｐ４）のように展開するとプログラムの意味が変わ
ってしまう。

（Ｐ３）ＯＲゴール内にカットを持つクローズ１）：　
　Ｑ、　　（ｒ、！；ｓ、ｔ）。

ｐニーｕ、ｗ。

（Ｐ４）ＯＲゴールを持たない（Ｐ３）の展開形ｐニー
ｑ、ｄ。

ｐニーｕ、ｗ。

ｄニーｒ、！。

ｄニーｓ、ｔ。

すなわち、（Ｐ３）のプログラムではｑ＋　　ｒが成功
するとｐの選択点がカットされるが、（Ｐ４）ではｑ、
ｒが成功してもｄの選択点しかカットされず、ｐの選択
点は残ってしまう。

この問題は選択点をカットしたい範囲が述語名で指定可
能なラベル付カットオペレータを用いることにより解決
される。例えば、（Ｐ３）の例では、以下の（Ｐ５）の
ように、述語ｐの選択点までをカットすることをｃｕｔ
（ｐｌｏ）で明示的に示せば、以下の（Ｐ６）のように
ＯＲゴールを持たないクローズに展開してもプログラム
の意味は変わらない。

（Ｐ５）ラベル付カットオペレータをＯＲゴール内に持
つクローズ ｐニーｑ、　（ｒｌ　ｃｕｔ　（ｐｌｏ）；ｓｌ　ｔ）
。

ｐニーｕ、ｗ。

（Ｐ６）ＯＲゴールを持たない（Ｐ５）の展開形ｐニー
ｑ、ｄ。

ｐニーｕ、　ｗ。

ｄ　ニーｒ、　　ｃ　ｕ　ｔ　（ｐｌｏ）　。

ｄニーｓ、ｔ。

上記で述べたようなラベル付カットオペレータを実現す
るためには、述語を呼び出した際に生成される選択点フ
レームに述語識別子を持たせ、述語識別子を鍵として選
択点フレームをカットする選択点フレームカット手段を
用意すれば良い。第２図（１）、　　（２）はラベル付
カットオペレータを実現する従来技術を説明するｔｉｔ
図である。例として、（Ｐｌ）のプログラムの実行を考
える。

（Ｐｌ） ｐ：　　−ｑ、ｒ・ ｐニーｓ。

ｑニーｔ、ｕ。

ｑ・ ｔ　ニーｃｕｔ　　（ｑ／１）。

ｔ。

’ｉ’−ｐ、ｙ。

始めに、述語ｐが呼び出されると、制御スタック５０上
に述語ｐの選択点フレーム１０が生成され、同様にして
、述語ｑ、ｔの選択点フレーム２０および３０が生成さ
れる（第２図（１））。ここでｃｕｔ　　（ｑ／１）が
実行されるとｔの選択点フレーム３０だけでなく、ｑの
選択点フレーム２０もカットされ、制御スタック５０上
にｑの述語識別子フレーム４０が生成される（第２図（
２））。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上記方式ではラベル付カットを実現するために述語が呼
び出された際には常に選択点フレームが生成される。例
えば、以下の（Ｐ８）のプログラム （Ｐ８） ｐ　：　　　ｑ＋ｒ。

ｐ　：　〜　Ｓ。

ｑニーｔ、ｕ。

ｔ　　ニーｃｕｔ　　（ｑ／１）。

ｔ。

’ｉ’−ｐ、ｙ。

において、ｃｕｔ（ｑ／１）を正常に動作させるために
は、ｑの呼び出しにおいても選択点フレームが定義され
ていなければならない。しかしながら、上記ｑのように
１つのクローズからなる述語の場合は選択点フレームを
生成しなくても良いようにできれば冗長なバックトラッ
クを減らすことができ、より高速な処理が可能となる。

同様な問題は引数の定数を鍵として、ユニフィケーショ
ン可能なりローズをあらかじめ選択するクローズインデ
クシングを通用した際にも生じる。

例えば、以下の例において、 ｐ　（ａ）ニーｑ。

ｐ　　（ｂ）ニーｒ。

ｐ　（ｃ）ニーｓ。

呼び出しゴールがｐ　（ｂ）のように定数を含んでいる
場合には、ｂを引数に持つクローズのみを実行すれば良
いので、選択点フレームを生成しなければより高速な処
理が可能となる。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明は、代替解を求めるためのバックトラック情報と
このバックトラック情報を生成した述語の識別子を保持
する選択点フレームと述語の識別子を格納する述語識別
子フレームをリンクで結んで管理する制御スタックと、
前記選択フレームを生成して前記制御スタックのリンク
の最後に付け加える選択点フレーム生成手段と、述語識
別子を鍵として選択点フレームおよび述語識別子フレー
ムを検索し、選択点フレームが先に検索されたときはこ
の選択点フレームを同一の述語識別子を持つ述語識別子
フレームに置き換え、この述語識別子フレームをリンク
の最後のフレームとし、述語識別子フレームが先に検索
されたときはこの述語識別子フレームをリンクの最後と
する選択点フレームカット手段と、述語呼び出しが失敗
したときに前記制御スタックのリンクの最後のフレーム
からたどって最初の選択点フレームのバックトラック情
報を用いてバックトラックするバックトラック実行手段
を備えた論理型言語処理装置において、代替解を持たな
い述語が呼ばれた際に前記述語識別子フレームを生成し
て前記制御スタックのリンクの最後に付け加える述語識
別子フレーム生成手段を備え、代替解を持たない述語を
呼び出した際に選択点フレームを生成せずに述語識別子
でカットする選択点の範囲が指定できることを特徴とし
ている。

〔作用〕

従来のラベル付カットオペレータの実現法の問題点は、
代替解を持たない述語を呼び出した際にもこの述語が呼
び出されたことを保証するために、選択点フレームを生
成しなければならない点にある。この問題は代替解を持
たない述語か呼び出された際には、選択フレームの代わ
りに述語識別子フレームを生成することにより解決され
る。例えば、以下の（Ｐ９）のプログラム （Ｐ９） ｐニーｑ、ｒ。

ｐニーｓ　。

ｑニーｔ、ｕ。

ｔ　ニーｃｕ　ｔ　（ｑ／１）　。

ｔ。

？−ｐ、■。

において、述語ｑが呼ばれた際に、述語識別子フレーム
を生成しておけば、ｃｕｔ（ｑ／１）が実行されたとき
にＣｕｔする範囲が見つからな（なるということはない
。また、ダミーの選択点フレームを生成しないため、冗
長なバックトランクをしなくて済み、より効率のよい実
行が可能となる。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例を図面を用いて詳述する。

第１図は本発明の一実施例である論理型言語処理装置の
機能ブロック図である。第１図に図示された論理型言語
処理装置は選択点フレーム、述語識別子フレームを保持
する制御スタック１００と、代替解を持つ述語を呼び出
した際に選択点フレームを制御スタック１００上に生成
する選択点フレーム生成手段１１０と、述語識別子を用
いて選択点フレームをカットしこの選択点フレームラ述
語識別子に置換える選択点フレームカット手段１２０と
、制御スタック１００上の最後の選択点フレームを用い
てバックトランク処理を行うバックトラック実行手段１
３０と、代替解を持たない述語を呼び出した際に制御ス
タック１００上に述語識別子フレームを生成する述語識
別子フレーム生成手段１４０と、図示されていない他の
スタックや入出力装置を用いてｐｒｏ　１　ｏｇプログ
ラムの実行に必要なユニフィケーション処理、入出力処
理ならびに算術演算等の処理を行う処理ユニット１５０
と、制御スタック１００１選択点フレーム生成手段１１
０９選択点フレームカット手段１２０゜バックトラック
実行手段１３０．述語識別子フレーム生成手段１４０．
処理ユニフ）１５０を結ぶ内部バス１６０と、制御スタ
ック１００に格納された選択点フレーム、述語識別子フ
レームのリンクの最後を保持するリンクレジスタ１７０
より構成される。

第３図（１）、　　（２）は本実施例において、以下の
（Ｐ　１０）のプログラムを実行したときの制御スタッ
ク１００およびリンクレジスタ１７０の変化を示す概念
図である。

ＣＰＩＯ） ｐニーｑ、乙 ｐニーｓ。

ｑニーｔ、ｕ。

ｔ　ニーｃｕｔ　　（ｑｌｏ）、ｗ。

ｔ。

？−ｐ。

始めに、質問節により述語ｐが呼ばれると述語ｐは代替
解を持つので選択点プログラム生成手段１１０により述
語識別子ｐ１０　（ｏは引数の個数を表す）を持つ選択
点フレーム２１０が生成され、次に、述語ｑが呼ばれる
と述語ｑは代替解を持たないので述語識別子フレーム生
成手段１４０により述語識別子ｑ１０を持つ述語識別子
フレーム２２０が生成され、次に述語ｔが呼ばれ、同様
にして選択点フレーム２３０が生成される（第３図（１
））。

このとき、リンクレジスタ１７０は選択点フレーム２３
０を指しており、次にｃｕｔ（ｑｌｏ）が呼ばれると選
択点フレームカット手段１２０によりリンクレジスタ１
７０よりリンクをたどって述語識別子ｑ１０を持つフレ
ームとして述語識別子フレーム２２０か探され、このフ
レームを指すポインタがリンクレジスタ１７０にセット
される（第３図（２））。

そして、この状態でゴールＷが失敗するとバックトラッ
ク実行手段１３０によりリンクレジスタ１７０からたど
った最後の選択点フレーム２１０に格納されたバックト
ラック情報を用いてバンクトランクし、次にｐの代替解
が求められる。以上の動作より代替解を持たない述語ｑ
を呼び出した際に選択点フレームを生成せずに述語ｑま
での選択点をカットするラベル付カットオペレータが実
現される。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ラベル付カットオペレータを実現する
にあたって、代替解を持たない述語を呼び出した際に、
選択点フレームの代わりに述語識別フレームを生成する
ことにより、冗長なバックトラックの発生を抑え、より
高速な処理を実現し、メモリ消費が減らせるという効果
がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示す機能ブロック図、 第２図は従来技術を説明するための例を示す概念図、 第３図は第１図の実施例の動作を説明するための例を示
す概念図である。 １００　　・・・・・制御スタック １１０　　・・・・・選択点フレーム生成手段１２０　
　・・・・・選択点フレームカット手段１３０　・・・
・・バックトラック実行手段１４０　　・・・・・述語
識別子フレーム生成手段１５０　　・・・・・処理ユニ
ット １６０　　・・・・・内部バス

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）代替解を求めるためのバックトラック情報とこの
   バックトラック情報を生成した述語の識別子を保持する
   選択点フレームと述語の識別子を格納する述語識別子フ
   レームをリンクで結んで管理する制御スタックと、前記
   選択フレームを生成して前記制御スタックのリンクの最
   後に付け加える選択点フレーム生成手段と、述語識別子
   を鍵として選択点フレームおよび述語識別子フレームを
   検索し、選択点フレームが先に検索されたときはこの選
   択点フレームを同一の述語識別子を持つ述語識別子フレ
   ームに置き換え、この述語識別子フレームをリンクの最
   後のフレームとし、述語識別子フレームが先に検索され
   たときはこの述語識別子フレームをリンクの最後とする
   選択点フレームカット手段と、述語呼び出しが失敗した
   ときに前記制御スタックのリンクの最後のフレームから
   たどって最初の選択点フレームのバックトラック情報を
   用いてバックトラックするバックトラック実行手段を備
   えた論理型言語処理装置において、代替解を持たない述
   語が呼ばれた際に前記述語識別子フレームを生成して前
   記制御スタックのリンクの最後に付け加える述語識別子
   フレーム生成手段を備え、代替解を持たない述語を呼び
   出した際に選択点フレームを生成せずに述語識別子でカ
   ットする選択点の範囲が指定できることを特徴とする論
   理型言語処理装置。