JPS63317843A - プログラム内容解析装置 - 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、マイクロフンピユータなどを作動するために
用いられるプログラムの内容を解析するｖｔ置に関する
。

従来技術 マイクロコンピュータ用などに設計されたプログラムの
点検は、以下のように行なわれる。まずシンタックスエ
ラーなどの基本的なバグを取除いた後、プリントアウト
されたプログラムリストに基づいて、人手によって、該
プログラムの構造と、該プログラムに基づ（各種入出力
装置の動作とを把握し、これを仕様書の記載内容と照合
する。さらに該プログラムが用いられるバーＰウェアに
実際に組込み、プログラムの大行によって要′ｆｃされ
る各種入力条件を入力して、シミュレーションさせ、プ
ログラムの動作状態を確認する。

発明が解決しようとする問題点 しかしながら実際のプログラムは膨大なステップ敗に及
」ζことがあり、その中にはやはり膨大な分岐命令が含
まれている。したがってこれらの分岐命令に基づく処理
の流れの敗はやはり膨大な数となり、上記人手に上る内
容把握作業では実現が困難である。したがって前述した
ようなシミュレーションまたはエミュレーションによる
チェックが行なわれがちになり、仕様書の内容の遺漏や
バグなどを完全に解消するには、むやみに時間を要して
いた。また、前述したようなシミュレーションやエミュ
レーションを行なうには、実際のプログラム作動時にお
いて必要とされる入力要求をすべて充足させねばならず
、繁雑な手間を要していた。

本発明の目的は、上述の問題点を解決し、仕様書など、
プログラム内容のチェックの基準となる物との照合が穿
易な形態にプログラム内容を解析できるとともに、チェ
ック対象となる該プログラムを実行することなく、プロ
グラム内容の解析を行なうようにできるプログラム内容
解析装置を提供することである。

問題点を解決するための手段 本発明は、機能語のみまたは機能語とオペランドとの組
合せなどの命令列を記憶手段から順次読出して分岐命令
を検出し、分岐先命令を検出し、該分岐命令および分岐
先命令のプログラム中における配置位置をそれぞれ特定
する情報の対を記憶するようにしたことを特徴とするプ
ログラム内容解析装置である。

好ましい実施態様では、上記分岐命令を検出したとき、
命令列の配列方向と反対方向に各命令を読取り、分岐命
令に指定されるフラグを変化させ得る命令を検出し、 検出された命令において、上記フラグの変化を規定する
要素を検出し、 上記反対方向に沿って、上記要素に関する入力命令を検
出し、 入力命令以降分岐命令までの実行内容をオペランドを用
いて表わし、 分岐命令の分岐条件を上記オペランドによる実行内容の
形式で記憶するようにしたことをｖｆａとする。

作　　用 機能語のみまたは機能語とオペランドとの組合せなどの
命令列から成る被解析プログラムを準備する。このプロ
グラムに対して本発明のプログラム内容解析ｖ装置は、
先頭命令から順次読出して分岐命令と当該分岐命令に対
応する分岐先命令とを検出する。このような分岐命令お
よび分岐先命令のプログラム中における配置位置をそれ
ぞれ特定する情報の対を記憶する。このような情報の対
によって、プログラムの処理の流れの経路を容易にａ！
識することができる。

実施例 ｔｊ４１図は本発明の一実施例のプログラム内容解析装
置（以下、解析装置と称する）１の構成を示すブロック
図である。第１図を参照して、解析装置１は、従来技術
の項で述べたようなチェックが行なわれる被解析プログ
ラムが、シーケンシャルな形式で記憶されている磁気テ
ープ記録／再生装置く以下、磁気テープ装置ｎと称する
）２と、ランダムな記憶が行なわれる磁気ディスクｖ装
置３と、たとえばランダムアクセスメモリ（ＲＡ　Ｍ　
）などによって実現される内部記憶装置４と、たとえば
ＣＲＴ（陰極Ｍ　ｆＦ　）ｉ　ｒ！１や液晶表示装置な
どによって実現される表示装ｒ！１５と、インパクト形
または非インパクト形などの印字装置６と、各種キーや
スイッチ類などによって実現されるキー人力ＶｃｒＩＩ
７と、これらによって入力される情報を処理し、またこ
のような情報の入力／出力動作を制御するマイクロプロ
セッサなどを含んで構成される処理装ｆｆｆ　８とを含
む。

仕様書の内容に従って作成されたプログラムは、従来技
術の項で述べたように、まずシンタックスエラーなどの
基本的なバグを取除いた後、磁気テープ装置２に記憶さ
れろ。磁気テープ装ｒｆ１２の被解析プログラムは、解
析装置１の内部記憶装置４へ転送され、後述するような
チェック処理が行なわれる。その結果は再び磁気テープ
装置２へ記憶され、または磁気ディスク装置３へ記憶さ
れる。

またこのような記憶処理とともに、表示装置５へ表示出
力され、また印字装置６によって印字出力される。

第２図は磁気テープ装置２や磁気ディスク装置３などの
記憶装置の記録状態を示す系統図である。

処理装置８にバス９などを介して接続された磁気テープ
装置２の記憶領域１０は、前記被解析プログラムの実行
′ＮＸとなるたとえばマイクロコンピュータに関するア
ーキテクチャが記憶されるアーキテクチャ記憶領域１０
ａや、この被解析プログラムによる制御の対象となる人
力／出力に用いられるアナログ信号をデジタル信号に変
換する際の比較電圧値など、このようなアナログ／デジ
タル変換器の諸元などを記憶するＡ／Ｄ変換器諸元記憶
領域１０ｔ＋や、本被解析プログラムの実行対象となる
マイクロコンピュータの有する各端子の信号の出力状態
と、この端子に接続される各人力／出力装置の動作状想
との関係の定ａ（たとえばマイクロコンピュータの成る
ビンがらハイレベルの信号が導出されると、ＬＥＤ（発
光ダイオード）が点灯する、などの定義）が、記％Ｌさ
れろ定義記憶領域１０ｅなどを含んで構成される。

第３図は第１図示の解析１置１の基本的動作を説明する
７０−チャートであり、第４図は解析装置１の表示装置
ｎ５の表示例を示す図である。１１図〜ｆｊＳＡ図を参
照して、解析装置１の基本的動作について説明する。　
Ｍｌ／ｆｔ装置１の電源が投入されると第３図ステップ
１１１　　以降の処理が１１始され、表示装置５」二に
各種入力要求を表示する。ステップ１１２　　では、こ
のような入力要求に対応して、解析されるプログラムの
実行対象となるマイクロコンピュータの名称を入力する
。この様子は１４図（１）に示される。

続くステップｎ３　　では、入力された名称のマイクロ
コンピュータのアーキテクチャが、アーキテクチャ領域
１０ａに存在するがどうかを判断する。

存在していればステップｎ　４で当該アーキテクチャを
呼出し、たとえば内部記憶４に転送し、ス、テップｎ５
　　でアナログ／デジタル変換器の名称を入力する。一
方、前記ステップｎ３　　の判断が否定であれば処理は
ステップ１１６　　に移り、解析装置１は、入力された
名称に対応するアーキテクチャが記憶されていないこと
を表示し、新規登録を要求する。

この後、処理はステップｎ　５　　へ移る。

ステップｎ５　　のアナログ／デジタル変換器の名称入
力の様子は、ＰｔｒＪ４図（１）に示される。続くステ
ップｎ７　　では、解析されるプログラムが動作対策と
するマイクロコンピュータに設定される各ボートの状態
と外部状態との関係を、第４図（２）に示すように人力
する。たとえばＬ）ＯＲＴ１７がハイレベルとなれば、
スタートスイッチがオン状態に切換わり、ＰＯＲＴｌＧ
がハイレベルになるとサーモスイッチがオン状態に切換
わる。ステップｎ８　　では、前記マイクロコンピュー
タの割込み端子の状態と、外部状態との関係の入力が、
表示装置５上で要求される。またアナログ／デジタル変
換器チャンネル用ボートについては、キー人力装置７に
よって所定の゛バ項を入力し、第４図（３）に示すよう
に所定のデータ項口を入力して各ボートを定義する。

ステップｎ９では、ステップｎ７．ｎ８での各種入力が
正しく実行されたがどうかを１！４１Ｉｉする。判断結
果が否定であれば処理はステップｎ７　に戻り、上記入
力されたデータを訂正する。を１断結果が＋？定であれ
ばステップｎｌＯに移り、たとえば磁気テープ装置ｎ２
に記憶されている被解析プログラムを内部記憶装置４に
転送して読取る。ステップｎ１１では、後述するような
被解析プログラムを解析し、ステップｎ１２　　で解析
結果を出力して処理を終了する。

第５図はＰＩＳ３図のステップｎｉｌ　　のプログラム
の解析処理の内容を説明するフローチャートである。第
５図を併せて参照して、解析装ｒ１１１の繰作について
説明する。上述したように本発明は、たとえばマイクロ
コンピュータ用にたとえばアセンブラ言語によって作成
されたプログラムの内容を解析する装置に関する。被解
析プログラムは、解ＪｆｒＨｒｆｌ　１の磁気テープ装
置２に記憶されており、第３図ステップ１１１０　　で
説明したように、このようなプログラムは磁気テープ装
置２からたとえば内部記憶装置４へ転送される。

本実施例では、被解析プログラムを以下の第１表に示す
プログラムと想定して説明する。

（以下余白） 第　１　表（プログラムリスト） 上記第１表のプログラムの内容は、ｔｊＳＧ図および第
７図の７０−チャートに示される。第６図および１７図
のステップ番号ａｌ　、ａ２　、・・・！ａ２１は１上
記第１表のプログラムリストの行番号に対応している。

また、第ｉｓの全２１行の各命令の実行に関する各７ラ
グの状態を示すコンディションコードレジスタ　（以下
、ＣＣＲと称する）は、下記第２表に示される。ここで
は、符号７ラグＮ１ゼロ７ラグＺ、オーバ７０−７ラグ
■およびキャリ７ラグＣの状態を示す。

（以下余白） 第２表 （注１）第２表中、記号ｒｔＪＪ・」汀ＲＪ、ｒＳ　Ｊ
はそれぞれ「結果によってセットまたはリセットされる
」、　「変化しない」、「リセット（クリア）される」
および「セットされる」を表わす。

（注２）上記プログラムには、レジスタ名称の定義、割
込み制御レジスタの設定、ボート入出力方向の設定、割
込みベクトルの設定等は省略されているが、割込みはＣ
ＡＰＴ　１のみ許可、その割込みアドレス（ラベル）は
ＣＡＰ　１’とする。

上記第１表のプログラムリストで、 （１）入カニＰＯＲＴ１の第６ビツトにスイッチ入力（
スイッチＯＮでハイレベルに変化）：　ＰＯＲＴ２の第
Ｏビットに可変周波信号入力 および、 （２）出カニ　ＰＯＲＴＩの第７ビツトから発光ダイオ
ード出力　（出力ハイレベルで発光グイオード点灯）の
入出力操作が行なわれる、と定義しておく。

これは第３図ステップｎ　７で行なわれる。

」ユ記第１表のプログラムリストが読込まれた解析装ｒ
ｆ１１では、ｆｊＩＪ５図ステップｗＡ１　　でプログ
ラムの流れｖｔ造の解析が行なわれる。

上述したように、第１表に示すプログラムリストは、第
６図および第７図に示す動作内容を有している。しかし
ながら、第１表のプログラムリストから第６図およびｔ
ｊＳ７図示の７０−チャートを得るには、人手によって
、各命令が単なる処理命令か条件文による分岐命令かを
把握する作業と、分岐命令の場合にはその分岐先の検出
作業などが含まれ、これらの作業に基づいて上記７０−
チャートが作成される。

本発明の眼目の１つは、任意のプログラムリストから、
該プログラムの分岐命令と、該分岐命令によって定めら
れる分岐先命令とを把握した後、該プログラムの処理の
流れの構造の把握を人間の頭脳による作業を介すること
なく、解析装置によって自動的に行なうことができるよ
うにしたことである。またこれによって、後述するよう
に上記７０−チャートと類似の形態の出力を得ることが
できる。

このような流れの構造を把握する処理を、第８図の７０
−チャートにおいて示す。第８図ステップ＋１１では、
命令行番号を示すパラメータｋを［１］に初期化し、ス
テップｂ２で第に命令（第１表における行番号にの命令
）の読取りを行なう、続くステップ１）３では、この読
取られた第に命令が分岐命令であるかどうかを判断する
。このｆ４断はたとえば、第１表における命令を構成す
る二一モニックを読取ればよい。すなわち上述したよう
に、所望のマイクロコンピュータのアーキテクチャを呼
出した段階で、解析Ｈｒｖｌｌの内部記憶４には、当該
マイクロコンピュータに用いられるアセンブラ言語のコ
マンドや、コマンドに関連するフラグなどのテーブルが
別途記憶され、これを参照することによって、第１表の
各命令が分岐命令であるか否かを容易にｔＶ断できるか
らである。

上記ステップｂ３　　の判断結果が否定であれば、ステ
ップ１〕４でパラメータｋを＋１インクリメントし、処
理をステップ１】２　　に戻し、上述の説明と同様な処
理を行なう、このとき第１表のプログラムリストに従え
ば、第４命令を読取ったとき、アーキテクチャが参照さ
れ、この第４命令がゼロ７ラグＺの状！！（ｒｌＪまた
は「０」）を条件とする分岐命令であることが把握され
る。したがって、第８図の処理において第４命令が読取
られたときステップｌ＋３の判断は肯定となり、処理は
ステップｂ５に移る。

ステップｌ＋５　　では、第１表の第４命令のオペラン
ド１−ＬＯＯＰＪと対応するラベル名を検索する。

第１表のプログラムリストでは、第２命令に上記オペラ
ンドと同一のラベルが付されており、したがって第４Ｉ
ｆｉｒ令の分岐先は、第２命令であることが理解される
。ステップｂ６　　では、一般に分岐命令の行番号にと
、これに対応する分岐先命令行番号−との対（以下、ブ
ロック化情報と称する）（ｋｔｍ）を、内部記憶装ｆｉ
４に記憶する。この後、処理はステップｂ４　　に移り
、行番号を＋１インクリメントして次の行へ処理を進め
る。

このような処理を行なうことによって、第１２１２のプ
ログラムリストにおける分岐命令と分岐先命令との行番
号の対（ｋ、（至））に関して、下記第３表のような結
果が得られる。

第　３　表 この段階で解析装置１は、第１表に示すプログラムリス
トの流れ＃Ｒ造が把握できたことになる。すなわち第３
表として得られた結果を揉作者が容易に理解できる形式
に出力する場合、たとえば第１表のプログラムリストの
行番号１〜２１を第９図に示すように一列に配列し、上
記第３表に基づいて、行番号ｋから行番号−へ向かう分
岐矢符をこれに付すことによって、プログラムリストの
流れ構造として第９図示のような出力が得られる。これ
によって揉作者も、第１表のプログラムリストの流れ構
造を容易に把握することができる。こうして第５図ステ
ップ鰺１　の処理は終了する。

次に第５図ステップ謙２では、ステップ輸１で得られた
被解析プログラムの流れ構造の認識に基づいて、該プロ
グラムをブロックに区分する処理を行なう。このような
ブロック化処理には、以下のような利点がある。本発明
のプログラム内容解析処理が行なわれる被解析プログラ
ムは、一般にはたとえば数百ステップのような場合もあ
り、このようなプログラムには、各種分岐命令も大量に
含まれている。したがって、このような分岐命令の条件
の成立の是非に関する組合わせの数が膨大な数になるこ
とは、容易に想定される。このような膨大な組合わせ数
のプログラムの系統を逐次的に考察の対象とし、各系統
ごとに全命令のコンディションコードレジスタ（ＣＣＲ
）を記憶するのは、極めて繁雑であるとともに膨大な記
憶容量が要求される。

したがって本発明の眼目の１つは、被解析プログラムを
後述するような条件の下で、複数のブロックに区分し、
各ブロックに対して第５図ステップｌｌｌ３　　の分岐
条件摘出処理、ステップ論４　の書込み命令単位の入出
力結合処理、およびステップ１５のパイルの結合処理な
どから成る同一内容の処理を施すようにしたことである
。このようなブロックの区分点は、プログラムにおける
分岐命令行か分岐先命令行であり、１ブロツクは分岐命
令行または分岐先命令行で始まり、これらのいずれかで
終了し、かつその間にはこれら分岐命令＊たは分岐先命
令行を含まないように選よ。

すなわち全プログラムは、このような複数のブロックの
結合として表現され、同一ブロック内のプログラムの異
なる流れのａｍも極めて少数となる。これにより各ブロ
ックごとの内容解析を格段に容易に行なえるようになり
、全プログラムの内容解析は、ブロックごとに得られた
内容解析結果の結合として示される。

このようなブロック分は処理は、第１０図の７０−チャ
ートに示される。このとき、前記ｆＩＳ８図を参照して
一説明した第５図ステップ帷１　の流れ構造の解析処理
によって得られたブロック化情報対（ｋ、ｍ）について
、第１表の全プログラムについて行なうことによって、
ＰＪＪ３表に示したような結果が得られる。すなわち、
このようなブロック化情報対（ｋｌ　＝ａｌ　）−（ｋ
２　、＊２　）、・・・、（ｋｓ、論Ｓ）　（本実施例
では５＝４）が、第１図示の内部記憶装置４に記憶され
ている。以下に説明する第１０図の処理には、このブロ
ック化情報対列を用いる。なお上記ブロック化情報列の
各数値ｋｌ　、に２　、・・・ｗｋｓ：ｍ　１１曽２．
・・・。

輪Ｓについて総称する場合には、それぞれ記号に、−を
用いて示す。

第１０図ステップＣ１では、第１表のプログラムの行番
号を示すパラメータｉを「１」ｔこ初〕υ１化する。ス
テップＣ２では上記行番号ｉに関して、この行番号ｉに
等しい上記ブロック化情報ｋまたはブロック化情報論が
存在するか否かをｔｇ断する。この判断が肯定であれば
、ステップＣ３でブロック化情報に、　ｍによるブロッ
ク化処理を行なう。

このブロック化処理は、以下のように行なわれる。まず
ステップＣ３において、判断がＹｒ定となるブロック化
情報に、論が記憶される。次にステップｃ４で行番号ｉ
が＋１インクリメントされ、ステップｃ５では行番号ｉ
がこのような行番号の最終値すなわちＭＡＸ（ｉ）を超
えたかどうかの判断を行なう。

判断結果が否定であれば、第１０図に示すブロック化処
理は被解析プログラムの最終行まで到達していないこと
になり、ステップＣ２に戻る。以下、同様の処理が繰り
返し行なわれ、ステップＣ２のｔｑ断が１〒定となるブ
ロック化情報に、　ｍがあった場合、直間ステップＣ２
のｔｑ断を１７定としたブロック化情報に、ｌを呼び出
し、これらを組み合わせてブロック情報対（ａ＋β）と
して記憶する。以下、このような処理がプログラムの最
終行まで繰り返し行なわれる。

上記ステップｃ１〜Ｃ５で行なわれる処理は、たとえば
第１表のプログラムの第１行から第２１行までをＭ８に
たどって、その中でブロック化情報（ｋ、ｍ）として示
される分岐命令行および分岐先命令行に関して、行番号
の増加方向において隣接する命令列の組をブロック情報
（ａ、β）として記憶する処理である。

上記ステップＣ５の判断が肯定となれば、処理はステッ
プｃ６　に移り、上記ブロック化情報列（ｋｊｅｍｊ）
　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（
１）ｊ＝１．２．・・・、Ｓ によるブロック化処理を行なう。

このブロック化処理は、第１表のプログラムリストにお
いて、分岐処理を実現するブロックを決定する処理とな
る。すなわち第３表のブロック化情報（ｋ、論）におい
て、たとえばブロック化情報対（４，２）は、第４命令
から第２命令へ処理が分岐する系統を規定している。し
たがって、これらのブロック化情報対（ｋ、　ｍ）を、
前記ブロック情報対（α、β）と異なる内容をなす分岐
ブロック情報対（α、β）ｂｒとして再定義することに
より、第１表のプログラムリストに関して、分岐を行な
う系統を網ｍ’ｔ’きる。ステップＣ６による分岐ブロ
ック化処理が終了すると、第１１図に示すブロック分は
結果が得られる。

また上述のように、ブロック情報対（α、β）と、分岐
ブロック情報対（α、β）ｂｒとを定義することにより
、第１表のプログラムリストのたとえば第９命令、第１
０命令および第１１命令からなるブロックと、第９命令
と第１１命令とからなる分岐ブロックとを明瞭に区分で
きる。このようなブロック情報対（α、β）および分岐
ブロック情報対（’ｙｔβ）ｂｒを、下記の第４表に示
す。

以下、得られた各ブロックを示すに際して、第１１図に
示すように記号■、■、・・・、■　をもって示す。す
なわちブロック■は、行番号１．２の命令群を示してい
る。このような記法に従い、第１表のプログラムは第１
２図および第１３図で示されるように表現される。ここ
で、第１表のプログラムを第１２図および第１３図の２
つの図に区分したのは、第１２図は行番号１〜１２のメ
イン処理ルーチンを表わし、第１３図は行番号１３〜２
１の後述するような割込み処理ルーチンを表わし、これ
らは相互間に亘って分岐関係が存在しない独立な内容だ
からである。このようにして、第５図ステップｍ２　　
のブロック分は処理が終了する。

第５図ステップ鴫３　では、分岐条件摘出処理が行なわ
れる。このような分岐条件摘出処理は、第１４図の７０
−チャートに示される。第５図ステップｄ１　　では、
上述したようなブロック化処理を行ない、各ブロック情
報対（α、β）、（α、β）１１「を得る。ステップｄ
２では変敗ｊを「１］に初期化する。ステップｄ３　　
以降の処理では、分岐条件として第１ブロツク■、第２
ブロツク■、第３ブロツク■、・・・、第１３ブロツク
■を処理が通過する条件を求めることになる。

（１）第１ブロツク■を通る条件 第１ブロツク■は第６図に明らかなように、第１２命令
の無条件ジャンプ命令によって処理が無条件に通過する
ブロックである。

（２）第２ブロツク■を通る条件 第１４図ステップｄ３　　では、第３表を参照して第ｊ
番目（現時点ではｊ＝１）のブロック化情報対（ｋ。

輸）を参照する。ステップｄ４では、ステップｄ３にお
けるブロック化情報対（ｋ、ｍ）において、第に命令の
分岐条件を支配するフラグを検出する。第４表によれば
、ｊ＝１のときに＝４であり、第１表のプログラムの第
ｋ（＝　４　）命令ｒｎＮＥ、Ｊの分岐条件を支配する
フラグの検出を行なう、これはアーキテクチャによって
、各命令それ自体に規定される条件となる。すなわち上
記第４命令の場合には、ゼロ７ラグＺである。

ステップｄ５　　では、命令列の配列方向と反対方向に
一命令を読取る。この命令が上記フラグ（ゼロ７ラグＺ
）を変化させる命令であるかどうかのステップｄ６　　
における判断が否定であれば、ステップｄｓ、ｄＧを繰
り返す、ｊ＃定であればステ゛ツブｄ７　　に移り、フ
ラグを変化させる命令を記憶する。

第１表のプログラムリストと第２表のＣＣＲとを参照す
れば、この命令は第３命令ｒＣＭＰＡ　　Ｃ０ＵＮＴＪ
であり、ゼロ７ラグＺを変化させる命令であることが判
断される。ステップｄ８　　では、第１表のプログラム
リストを参照して、ゼロ７ラグ２に関する当該第３命令
中のパラメータを検出する。すなわち第３命令は７キユ
ムレータＡに関する命令であり、パラメータとしてアキ
ュムレータＡが検出される。

ステップｄ９　　では、該命令が該パラメータを変化さ
せる命令か否かを判断する。この判断は前記アーキテク
チャに含まれる前記ＣＣＲを参照して行なわれる６判断
が１〒定であれば、ステップｄ１０に移り当該命令が記
憶され、ステップｄｌｌ　　に移る。第３命令［ＣＭＰ
ＡＪはアキュムレータＡの内容を変化せず、′ステップ
ｄ９　　の判断が否定となり、ステップｄ１０を経るこ
となくステップｄ１１に移る。

ステップｄ１１　　では、現在検討中のブロックが第１
表のプログラムリスト中でループを構成するブロックか
どうかを判断する。現時点では、解析装ｆｉｌは第４命
令および第３命令しか認識しておらず、この判断は否定
となり、処理はステップｄ１２に移り、ステップｄｌＯ
で記憶した命令が、前記パラメータの入力命令であるか
どうかを判断する。このｆ１断が肯定であれば、ステッ
プｔＪ１５に移る。一方、上記ステップｄｉ　１　　の
判断が肯定であれば、ステップｄ１４　　で分岐条件に
後述するようなループ要素を追加し、処理はステップｄ
１５に移る。

ステップｄ１５　　では、当該分岐命令が第９図に示す
ような本実施例における被解析プログラムの構造におい
て、ネスティング構造に含まれるものであるかどうかを
判断する。判断結果が肯定ならば、ステップｄ１６　　
で後述するようなネスティング要素を追加し、ステップ
ｄ１３　　で記憶したブロック列の種類がすべて終了し
たがどうかを判断し、ｔ１断結果が肯定であればステッ
プｄ１７　　で分岐対のパラメータｊをプラス１インク
リメントし、処理はステップｄ３に戻る。前記ステップ
ｄ１５の判断が否定であれば、ステップｄ１６　を経る
ことなく、処理はステップｄ１３　　に移る。

第３命令［ｃＭＰＡＪについて、前記ステップｄ１２の
？！断は否定となり、処理はステップｄ１９に移り、現
在検討中の命令が当該命令を含むブロックの先頭である
かどうかを判断する。第３命令について判断結果は否定
であり、ステップｄ２０で命令列の配列方向と反対方向
に一命令を読取り、処理はステップｄ９　に移り、前述
の処理を繰返す。

前記ステップｄ１９　　で？ｌ判断結果肯定ならば、ス
テップｄ２１　　に移り、当該ブロックに処理が到達す
るブロック列の種類を記憶する。すなわち当該ブロック
に至るルートの種類を記憶する。ステップｄ２２　　で
は、記憶したブロック列中がら−ブロック列を選択し処
理はステップｄ２０に戻る。

第１表のプログラムリストにおいて、ｍ４命令から上述
の処理が繰り返される。このとき、ｆｊＳ１命令［ＬＤ
ＡＡＪを解析する段階で、ステップｄｌ。

で記憶されてきた命令は、オペランドで記述すると、 Ａ＝Ｔ　ＩＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋１）　　　・・・（２
）になる。

またステップｄｉ　１　　の判断は１′ｒ定となり、＠
２式の分岐条件にステップｄ１４　　でループ要素が付
加され、下記第３式の分岐条件が得られる。すなわちル
ープを１１回繰返せば上記第２式は、Ａ＝ＴＩＭＥ　　
（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）　　　−（３）と表される。この実
行内容がループを構成する条件は、第４命令で分岐条件
が成立すること、すなわちゼロ７ラグＺに関して、 Ｚ＝Ｏ・・・（４） が成立する場合である。したがって上記ステップｄｌＯ
では最終的に、 Ｔ　Ｉ　Ｍ　Ｅ　　（ＣＯＵ　Ｎ　Ｔ　＋ｎ）≠０　　
・・・（５）の条件が得られる。これは第２ブロツク■
を処理が通過する条件となる。

（３）第３ブロツク■を通る条件 この場合、第１表のプログラムリストにおいて、処理が
第２ブロツク■に進行しない条件、ナなわち、上記第５
式の条件の否定 Ｔ　Ｉ　ＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）＝Ｏ＝−（６）が求
めるべき条件となる。

（４）第４ブロツク■を通る条件 ステップｄ３　　では、ＰｔｔＪ４ブロック■の最終行
番号９をブロック化情報にとする対（ｋ　、　１１１）
が、ｊ＝２の場合として、第３表より（８，１１）とし
て読出される。この第８命令に対して、上記第２ブロツ
ク■を通る条件を求めた処理と同様な処理が行なわれる
。ステップｄ４　　では、ｔｊＩＪｌｉのプログラムの
第ｋ（＝　８　）命令［１３ＭＩＪの分岐条件を支配す
るフラグの検出を行なう。すなわち、上記第８命令の場
合には、符号７ラグＮである。

ステップｄ５．ｄ６では、この符号７ラグＮを変化しう
る最近の命令を検索する。上記第１表および第２表を参
照すれば、第７命令［ＬＤＡＢ　　ＰＯＲＴＩＪが対応
することが検出される。ステップｄ８　　では、この符
号７ラグＮ１．：ｌ！ｉする第７＃令中のパラメータを
検出する。すなわち第７命令は７キユムレータＢに関す
る命令であり、このアキュムレータＢがパラメータとし
て検出される。

ステップｄ１２　では、パラメータとしての７キユムレ
ータＢの入力命令を検出する。第１表のプログラムリス
トを参照すれば、上記第７命令自身が７キユムレータＢ
の入力命令であることが検出される。したがってステッ
プｄ１２　　の判断は肯定となり、ステップｄ１５　　
でのネスティング構造判断は否となるため、第３ブロツ
ク■の実行内容をオペランドによって表現すれば、求め
る分岐条件は、 ＰＯＲＴ１７＝Ｏ・・・（７） となる。ここで表記ｒＰＯＲＴ１７＝ＯＪは、入出カポ
−）ＰＯＲＴＩの第７ビツトが［０］となる状態を表現
する。この後、処理はステップｄ１３　　に移り判断が
否定となり、前述のような処理を経て処理はステップｄ
３に戻る。

（５）第５ブロツク■を通る条件 ステップｄ３では、ｊ＝３の場合としてブロック化情Ｙ
ＪＩＮ　（ｋ、輸）＝　（９、１１）カミＡ出％　し、
ステップＪ４では第ｋ（＝　９　＞命令ｒＢＥＱ　　Ｎ
ＡＮＮＯＩＪの分岐条件を支配するフラグすなわちゼロ
７ラグＺが検出される。続いてステップｄ５．ｄ６では
、このゼロ７ラグＺを変化しうる最近の命令として、第
１表および第２表を参照して、第７命令ｒＬＤＡＢＪが
検出される。

このロード命令はアキュムレータＢに［ＰＯＲＴＩＪの
内容を読込む内容であり、このアキュムレータＢに関す
るゼロ７ラグＺの成立の是非が分岐条件となる。したが
って、前述のような処理が繰り返された後、ステップｄ
ｌＯでは、ＰＯＲＴ　１の少なくとも１つのビット＝１
・・・（８） が得られる。この後、処理はステップｄｉ　１　　に移
り、第５ブロツク■がループ構造の一部をなすかどろか
が判断され、これは否定となる。

続（ステップｄ１２　　の判断は肯定となり、ステップ
ｄ１５　　で第５ブロツク■がネスティング構造の一部
を成すかどうかが判断される。第５ブロツク■は２重の
ネスティング構造を構成しており、ステップｄｌＧ　　
で上記第８式の分岐条件にネステイング要素が付加され
る。

すなわち、第１２図に明らかなように、第５ブロツク■
は、１４ブロツク■を通過しなければ到達しない処理ブ
ロックであり、したがって第５ブロツク■の通過条件は
、第４ブロツク■の通過条件と上記第８式の条件との論
Ｊ！＋！積となる。すなわち、 ＰＯＲＴ１７＝０ かつ、 ＰＯＲＴＩの少なくとも１つのビット＝１・・・（９） の分岐条件が得られる。この後、ステップｄ１３におい
て、記憶したブロック列はないので、処理はステップｄ
３に戻る。

（６）第６ブロツク■を通る条件 第１４図の７０−チャートにおいて、ステップｄ３でｊ
＝４のとき、対応するブロック化情報に、−が、第３表
を参照して存在しないことが判断される。したがって、
本件実施例のプログラム内室解析装置１は、現在のｔｊ
ＳＧブロックの分岐条件を、以前の直鎖ブロックと同−
分岐条件として設定する。すなわち現在の第６ブロツク
■の分岐条件は、以前の直鎖ブロックである第３ブロツ
ク■の分岐条件、すなわち上記第６式の条件として設定
される。この後、処理は前記パラメータｊを＋１インク
リメントした後に、ステップｄ３に戻る。

（７）第７ブロツク■を通る条件 第７ブロツク■は、上記第２ブロツク■の分岐条件を考
察した段階で、第２ブロツク■と組合されてループ構造
を構成するブロックとして把握されている。したがって
第７ブロツク■の分岐条件は、上記！＠３ブロックで挙
げたループ処理の離脱条件の否定の形式の条件である上
記第５式の条件として示される。

（８）第８ブロツク■を通る条件 第８ブロツク■は、第３表および第４表に示す分岐ブロ
ック情報対（８＝１１　）ｂｒで示される。したがって
第１表第８命令の分岐条件より、第８ブロツク■を処理
が通る条件は、第４ブロツク■を通る条件の否定、すな
わち、 ＰＯＲＴ１７＝１　　　　　　　　　　　　　　　　・
・・（１０）となる。

（９）第９ブロツク■を通る条件 第９ブロツク■も、第３表および第４表から分岐ブロッ
ク情１１（９−１１）ｂｒによって規定されるブロック
であり、したがって前記第５１ａツク■を通る条件を考
察した際に検討した第１表第９命令の分岐条件（第８式
）の否定の条件と、第４ブロツク■を通る条件（第７式
）との論理積となる。すなわち、 ＰＯＲＴＩの　全ビット＝０ かつ　ＰＯＲＴｌの第７ビツト＝Ｏ・・・（１１）の条
件が得られる。

（１０）第１０ブロツク［相］を通る条件第１０ブロツ
ク［株］は、第６ブロツク■と分岐命令を介在すること
なく線形に続くブロックであり、したがって第１０ブロ
ツク［相］を処理が通る条件は、第６ブロツク■を通る
条件、すなわち第３ブロツク■を通る条件（上記第６式
）と同一になる。

（１１）第１１ブロツク■を通る条件 第１表のフラグラムリストがら明がなように、第１３命
令〜第２１命令は、第１命令〜第１２命令のメインルー
チンに対する割込み処理ルーチンである。その内容から
、上記第２表の欄外に付した入力／出力の定義において
、ＰＯＲＴ２の第０ビツトに立ち上がりエツジまたは立
ち下がりエツジの信号が入力された状態を表わす割込み
ベクトルの条件、 ＩＲＱ２＝０　　　　　　　　　　　　　　　　・・・
（１２）が得られる。

（１２）ｍ　１２ブロツク＠を通る条件上記第４ブロツ
ク■を通る条件が導出された処理と同様な処理を経て、
第１８命令［ＢＮＥＪでゼロ７ラグＺ＝１となる条件が
求められればよい。

すなわち第１８命令からフラグラムリストをさがのぼり
、当該分岐命令を支配するフラグであるゼロ７ラグＺを
変化させる最近の命令を検出する。

これは第１７命令でストア命令ｊｓＴＡＡＪが検出され
、パラメータとして７キユムレータＡが検出される。ア
キュムレータへの入力命令として、第１３命令でロード
命令「ＬＤＤＪが検出される。したがって第１３命令〜
第１８命令の実行内容をオペランドで記述すれば、 ＩＣＡＰＴＩ（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの上位バイト
＝０・・・（１３） が得られる。

（１３）第１３命令■を通る条件 この場合、第１表のプログラムリストにおいて、第１３
命令以降の処理の進行において、処理が第１２ブロツク
■に進行しない条件、すなわち上記第１３式の条件の否
定、 （ＣＡＰＴＩ（Ｄ）　−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌノ上位ハイ
ド≠Ｏ・・・（１４） が求めるべき条件となる。

このようにして第５図ステップ論３　において摘出され
るべき分岐条件は、各ブロック■〜■を処理が通る条件
として導出された。これ以降、処理は第５図ステップ峻
４に移る。

ステップｍ４　　では、書込み命令単位の入出力結合処
理が行なわれる。ここに言う書込み命令とは、ストア命
令と、オペランドの直接毘作命令（たとえばオペランド
の数値を＋１増加させるインクリメント命令ｊＩＮｃＪ
なと）とを指す。このような命令の検出は、第１表のプ
ログラムリストにおいて、各命令を読取ることによって
直ちに実現できる。

このような入出力の結合処理は、第１５図の７０−チャ
ートに示される。第１５図　ステップｅｌ。

Ｃ２では、第１表で示されるプログラムに対して、前述
したブロック化処理と分岐条件の生成処理とを行なう、
この後、ステップｅ３　　Ｃ′は、第１表に示されるプ
ログラムにおいて、書込命令が検出される。このような
書込み命令としては、第２命令［ＩＮｃＪ、第６命令ｒ
ｓＴＡＡＪ、第１１命令「５ＴＡＡＪ、第１６命令「５
ＴＸＪ、第１７命令「５ＴＡＡＪおよび第２０命令「５
ＴＡＡ」が、後述するように検出される。

（１）第２命令［ＩＮｃＪについて 第１５図ステップｅ４　　では、当該命令に関するパラ
メータを検出する。上述した残余の書込命令、たとえば
第６命令ｒＳＴＡＡＪでは、このようなパラメータとし
てたとえば７キユムレータＡが検出されるが、第５命令
のようなメモリの直接繰作命令では、本ステップを行な
うことなく、ステップｅ５　　で当該命令がその命令の
所属するブロックの先頭であるかどうかを判断する。否
定であれば、ステップｅ６　　に移って、命令列の配列
方向と反対方向に一命令を検出する。肯定であればステ
ップｅ７　で、当該ブロックに至るブロック列の種類、
すなわち当該ブロックに至る処理の系統の種類を記憶す
る。

第２命令に関しては、ｔｊＳ２命令を含む第２ブロツク
■に至るブロックは、上記ブロック化処理から得られた
第１２図および第１３図の処理の流れ図に示されるよう
に、第１ブロツク■および第７ブロツク■である。ステ
ップｅ８　　では、このような記憶したブロック列中か
ら−ブロック　（たとえば第７ブロツク■）を選択し、
処理はステップｅ６に移る。

ステップｅ６　　では、選択されたブロックにおいて、
命令列の配列方向と反対方向に一命令を検出し、現時点
では第４命令［ＢＮＥＪを検出する。これによりステッ
プｅ９．ｅｌ　１　、　ｅｌ　２の２１断は、それぞれ
すべて否定であり、したがって処理はステップｅ５　　
に戻る。このようにして上述した処理を繰り返し行ない
、ステップｅ６　　で第２命令が読取られたとさ、ステ
ップｅｌ　１　　でループになったことが判断され、ス
テップｅ１３　　でループ要素が追加される。すなわち
第２命令の実行内容は、Ｃ０ＵＮＴ←Ｃ０ＵＮＴ＋１　
　　　　・・・（１５）であるが、この処理がループ構
造にしたがってｎ回実行される場合を想定すると、 Ｃ０ＵＮＴ４−Ｃ０ＵＮＴ４ｎ　　　　　−（１６）と
なる、これが第２命令の実行内容の一般形である。

このときの実行条件は、上記第７ブロツク■を通る条件
、すなわち上記第５式の条件となる。したがって第２命
令に関しては、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−（ｎ＋　Ｃ０ｔｌＮＴ）≠０ｔｈ
ｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ４−Ｃ０ＵＮＴ＋Ｉ＋　　　　　　
　−（１７）となる。

（２）第６命令について ステップｅ３　　では、次の書込命令である第６命令を
検出し、ステップｅ４　　で第６命令に関するパラメー
タすなわちアキュムレータ八を検出する。

ステップｅ５の判断は否定となり、ステップｅ６でｔｊ
Ｓ５命令１−ＣＬＲＡＪを検出する。

ステップｅ９　　では、この＃ｔＪ５命令が上記パラメ
ータであるアキュレータＡを変化させる命令であること
が判断され、ステップｅｌｏ　　で第５命令が記憶され
る。ステップａｌｌ　　では、当該第５命令がループ構
造に含まれないことが判断され、ステップｅ１２　　で
は、第５命令が７キユムレータへの入力命令であること
が↑畷断される。この後、ステップｅ１４　　の判断で
１′ｒ定となり、処理はステップｅ１５に移る。

したがって実行内容は、 Ｃ０ＵＮＴ←０　　　　　　　　　　・・・（１８）と
なり、実行条件は、処理が第３ブロツク■を通る条件、
すなわち上記第６式で示される条件と同一になり、これ
らを整理すれば、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ＋Ｃ０ＩＮＴ）＝　Ｏｔｌ
＋ｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ　←Ｏ・＝（１９）め結果が得ら
れる。

く３）第１１命令について 第１１命令については、第１５図に示されるステップｅ
３　　で当該命令が検出された後、ステップｅ４　　で
パラメータとしてアキュムレータＡが検出される。ステ
ップｅ５　　では、上記第３表および第４表を参照して
、第１１命令が第６ブロツク■の先頭であることが↑曜
断され、処理はステップｅ７に移る。この判断によって
、第１表のプログラムリストにおいて、第１１命令に到
達するにはｔｐＪ５ブロック■、第９ブロツク■および
第８ブロツク■をそれぞれ通る３つの経路が存在するこ
とが認識される。以下、後述する実行内容の検出と実行
条件の検出とを各経路毎に行ない、それらの結果が論理
和として出力される。

（７）第５ブロツク■を通る経路の場合ステップｅ４　
　でパラメータであるアキュムレータＡを検出し、プロ
グラムをさかのぼると、第１０命令で７キユムレータＡ
に関するロード命令が検出される。ここで第１１命令は
、入出力ポートへの書込み命令であり、論理演算として
扱う、したがって第１０命令および第１１命令による実
行内容は、第１表のプログラムリスト上の表現では、Ｐ
ＯＲＴＩ←￥８０　　　　　　　　・・・（２０）と表
現されるが、論理演算の結果としては、上記第１０式と
同等な ＰＯＲＴ１７←１　　　　　　　　　・・・（１０）な
る論理式が得られる。

このときの実行条件は、第５ブロツク■を処理が通る条
件（上記第９式）と、第２ブロツク■および第７ブロツ
ク■からなるループを処理が離脱する条件、すなわち処
理がＰｔ５３ブロツク■を通る条件（上記第６式）との
ｗ７１理積となる。したがって、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−
（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７”
ＦＯ ａｎｄ　　ＦＯＲＴ１ｐ！￥００ ＬＩ＋ｅｎ　　ＰＯＲＴ１７＋１　　　　　　　　　　
・＝（２１）なる論理式出力が得られる。

（イ）第８ブロツク■を通る場合 ステップｅ６　でプログラムをさかのぼると、第６命令
でストア命令［５ＴＡＡＪが検出される。したがって求
める実行内容は、前述の第６命令の場合と同様にして、
ＰＯＲＴＩ←￥００が求められる。

また実行条件は、前述したループの離脱条件すなわち第
３ブロツク■を通る条件（第６式）と、第８ブロツク■
を処理が通る条ｒト（第１０式）との論Ｊ！！！積であ
る。したがってこれらをまとめて、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ
　　（ｎ＋Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７
＝１ ｔｂｅｎ　　ＰＯＲＴ１←￥００　　　　　　　　　　
・（２２）の論理式出力が得られる。

（つ）第９ブロツク■を通る場合 ステップｅ４　　で検出されるパラメータは、アキュム
レータＡであり、第９ブロツク■を通ってプログラムを
さかのぼると第６命令を検出する。したがってこの場合
の実行内容は、上記第２２式と同一であり、実行条件は
ループの離脱条件すなわち第３ブロツク■を通る条件（
第６式）と、第４ブロツク■を通る条件（第７式）と、
第９ブロツク■を通る条件（第１１式）との論理積であ
る。したがってこれらをまとめて、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ＋　Ｃ０ＩＪＮＴ）＝　０
ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７：　０ ａｎｄ　　（ｒ’０ＲＴ１７＝ｏ　ａｎｄ　ｒ’０ＲＴ
１＝￥００）耽ｂｅｎ　　　ＰＯＲＴＩ＝　　￥　００
　　　　　　　　　　　　　　　　　　−（２３）の出
力が得られる。

このようにして、第１１命令に関する入出力条件の結合
処理が実現された。

（４）第１６命令について 第１表のプログラムリストにおいて、行番号１３〜２１
は割込みルーチンであり、行番号１〜１２のメイン処理
ルーチンとは独立の内容となっている。したがって第１
５図ステップｅ４　　で第１６命令１”５ＴＸＪが検出
される。第１６命令に関して検出されるパラメータは、
インデックスレジスタＸであり、ステップｅ６　　でプ
ログラムをさかのぼると第１５命令でロード命令が検出
される。したかって第１６命令に関する入出力結合結果
は、ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｂｅｎ　　ＺＣＡＰＴ４−ＣＡＰＴ　１　　　　・＝
（２４）の論理式出力が得られる。

（５）第１７命令「５ＴＡＡＪについて第１６命令と同
様にステップｅ４　で、パラメータとして７キユムレー
タ八を検出する。ステップｅ６　　でプログラムをさか
のぼると、ｆｐＪ１３命令でロード命令［ＬＤＤＪが検
出される。したがって第１７命令でオペランド［ＴＩＭ
ＥＪにストアされるのは、オペランド［ｃＡＰＴＩＪお
上りオペランド「ＺｃＡＰＴＪの各上位バイト情報であ
る。また実行条件は第１６命令と同一である。したがっ
てこれらを整理して、 ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｈｅｎ　　ＴＩＨＥ−（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）−ＺＣＡＰ
Ｔ（Ｄ））（ｌｌ）・・・（２５） 注：第２５式の右辺末尾の（Ｈ）は、右辺のオペランド
の上位バイトであることを示す。

（６）第２０命令［５ＴＡＡＪについて第２０命令の場
合には、第１５図ステップｅ４で、当該命令に関するパ
ラメータすなわちアキュムレータＡを検出する。このパ
ラメータを決定する最新の命令をプログラムをさかのぼ
ってステップｅ６　で検索すると、Ｐｔ５１９命令でア
キュムレータＡに関する操作命令ｒＤＥＣＡＪが検出さ
れる。

したがって第２０命令の実行内容は、 Ｃ０ＵＮＴ、−Ａ−１・・・（２６） となる。

ここで第１９命令は、第１８命令の分岐命令でゼロ７ラ
グＺ＝１の場合であることを考慮すると、上記ｐＡ２Ｓ
式において、 ＴＩＭＥ＝７キユムレータＡ＝Ｏ・・・（２７）の場合
に相当する。したがって上記第２６式において、アキュ
ムレータＡ＝０であり、 Ｃ０ＵＮＴ←￥ＦＦ　　　　　　　　　・・・（２８）
が結論される。

その実行条件は、第１１ブロツク■および第１２ブロツ
ク０を処理が通る条件、すなわち上記第１２式お上Ｖ第
１３式で示される各条件の論理積となる。したがってこ
れらをまとめれば、ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝１ ａｎｄ　　（ＣＡＰＴ　１　（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）
）（ＩＩ）＝　０ｔｂｅｎ　　ＣＯυＮＴ−￥ＦＦ　　
　　　　　　　・（２９）が得られ、これでｔｊ％１表
のプログラムリストに関して第５図ステップ曽４　の書
込み命令単位の入出力結合処理が行なわれる。

続いて、第５図ステップ鵠５　で後述するようなパイル
の結合処理が行なわれる。ここに言）パイルとは、プロ
グラムリスト中におけるオペランドの直接操作命令を含
むたとえば上記第２９式のような書込み命令が実行され
るための実行条件と実行内容との結合表記を指す、その
具体的処理内容は第１６図の７０−チャートに示される
。

上述したように、ＰＡｉ表のプログラムリストには６個
の書込み命令があり、第３命令には第１７式のパイルＤ
７、第６命令には第１９式のパイルＤ６、第４命令には
第２１式〜第２３式のパイルＤ　３　、Ｄ　２　、Ｄ　
１、第１５命令には第２４式のパイルＤ５、Ｐｔ％１７
命令には第２５式のパイルＤ４、第２０命令には第２９
式のＤ８がそれぞれ作成される。

以下、第１６図を参照して、パイル結合処理について説
明する。ステップ「１　では、ボートへの書込み命令が
ある外部出力命令パイルＤＩ、Ｄ２゜Ｄ３を検出する。

ステップｆ２　　では、たとえばパイルＤ１中の未決定
パラメータを決定するパイルを検出する。すなわち、パ
イルＤ１の実行条件に関して、パラメータ１’ＴＩＭＥ
Ｊ、ｌ”Ｃ０ＵＮＴＪが未決定である。

また、残余の外部出力命令パイルＤ２．Ｄ３についても
、それぞれ実行内容は異なるものの、未決定パラメータ
はパイルＤ１と同一のものが検出される。

以下、このようなパラメータを決定するパイルを検出す
る。パラメータ［ＴＩＭＥＪについてはパイルＤ４が検
出され、続くステップｒ３　　では該パイルＤ４に含ま
れる全てのパラメータが決定されているかどうかを判断
する。現時点では判断結果は否定であり、処理はステッ
プｆ２．に戻り、パラメータｒＣＡＩ）Ｔ　Ｉ　Ｊ、ｒ
ＺｃＡＰＴＪを決定するパイルを検出する。このとき第
５パイルＤ５が選ばれる。このときステップｆ３　　で
は、全パラメータが決定されたことがｔｑ断され、処理
はステップｆ４に移り、外部出力命令パイルが終了した
かどうかをｔｌ断する。現時点では外部出力命令パイル
Ｄ１のみを検討しており、判断結果は否定となり、処理
はステップｒ１　　に戻る。

これ以降、パイルＤ２．Ｄ３が外部出力命令パイルとし
て検出され、それぞれについて前述の場合と同様な処理
が行なわれる。パイルＤ１〜Ｄ３では、未決定のパラメ
ータは共通であり、したがってステップｆ２　　では同
一内容の処理が行なわれる。このようにしてパイルＤ３
に対するパイル結合が終了した後、ステップｒ４　　で
は判断結果が１′ｒ定となり、ステップｆ５に移って第
１７図（１−１）〜（３−３）のパイル結合結果が出力
される。このようにして第５図ステップ−５のパイルの
結合処理が終了する。

以上のように本実施例では、第５図ステップ輸３以降の
分岐条件摘出処理などを行なうに先だって、第５図ステ
ップｍ１　　の流れ構造の解析処理を行なうようにした
。したがってプログラム中の分岐命令や分岐先命令が事
前に明らかとなり、ＣＣ１くなどの制御情報は、これら
の命令に関してのみ記憶すればよい、したがって被解析
プログラムの動作内容を分析するに当り、たとえばＣＣ
Ｒを全命令にわたって記憶する必要がなく、装置に要求
される記憶容量を格段に削減できる。

一方、本発明の他の実施例として、第８図示の流れ構造
の解析処理においてブロック化情報（ｋ、ｍ）を記憶す
る動作とともに、検出された各分岐命令に関して分岐条
件の摘出処理を同時に行なうようにしてもよい、すなわ
ち上述したような流れ構造の解析を行なう処理は、分岐
命令と分岐先命令とのたとえば行番号を検出するのみで
あり、分岐条件自身を把握する処理は伴ってはいない、
ここで上記第８図の７０−チャートに示すような処理に
おいて、ステップｂ６　　の後段に第１８図示の処理を
追加することによって、流れ構造の解析と平行して、分
岐条件の摘出処理を行なうようにできる。

以下、第１８図をあわせて参照して、上記流れ構造の解
析処理の他の実施例について説明する。

第１８図のステップｂ７　　では、検出された分岐命令
（以下、第１表の第４命令を想定して説明する）に指定
されたフラグを検出する。すなわち第４命令はｒＢＮＥ
　　ＬＯＯＰＪであり、これは第６図の７０−チャート
におけるステップａ４　に示すように、ゼロ７ラグＺの
状態によって分岐の実行／非叉行を選択する命令である
。すなわちステップｂ７　　では、ゼロ７ラグＺが考察
対象として検出される。

続くステップ＋３８では、検出された７ラグ（たとえば
ゼロ７ラグＺ）に関して、第４行命令以前の行番号１〜
３の命令において、行番号４に最も近い行番号で、この
検出されたフラグの状態を変化させ得る命令と、その変
化を規定するパラメータとを検出する。

すなわち第１表のプログラムリストにおいて第４命令か
らさかのぼると、第２表からあきらがなようにゼロ７ラ
グＺは第３命令でその状態が変化し得ることが理解され
る。またゼロ７ラグＺの状態を規定するパラメータは、
アキュムレータＡであることが埋Ｍされる。

引続く第１８図ステップｂ９　　では、検出されたパラ
メータ（たとえばアキュムレータＡ）に関する入力命令
を検出する。これは第１命令のロード命令「ＬＤＡＡ　
　ＴＩＭＥＪである。したがってプログラムリストの第
１行〜第６行の範囲では、第１行〜第４行は処理の流れ
が無条件に通る部分であるが、第５行〜第６行は通らな
いこともあり得る部分である。したがって第５行および
第６行を処理が通る条件は、 ＴＩＭＥ　　（ｎ＋ｃＯＵＮＴ）＝０　　　　・１３ｏ
）ｎ：ｆｊＳ１行〜第行灯第４行しループ数が成立する
ことである。

すなわち前記ステップｂ１０　では、上記第３０式のよ
うな分岐条件を記憶する。この後、処理は第８図ステッ
プｂ４　　に移り、引続く行の処理がなわれる。

上記第８図の７０−チャートまたは、第８図および第１
８図の７０−チャートに基づく処理を、第１表に示す全
プログラムに対して行なうことにより、該プログラムの
流れ構造の解析を、第９図示のように行なうことができ
る。こうして第５図ステップ鯵１　の処理は終了する。

効　　果 以上のように本発明に従えば、被解析プログラムの各命
令を読取って、たとえば書込み命令単位の入力動作と出
力動作とを結合する処理などを行なうに先だって、プロ
グラム全体の処理の流れの構造を認識するようにした。

したがって全命令にわたってコンディションコードレジ
スタなどの制御情報をすべて記憶する必要がな（、処理
に必要な記憶容量を格段に削減できるとともに、動作内
容の解析処理を格段に効率化できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のプログラム内容解析装ｒ１
１１の構成を示すブロック図、第２図は解析装（ｌ！１
の記憶領域１０の構成を示すブロック図、第３図はプロ
グラム内容解析装置１の基本的動作を示す７０−チャー
ト、第４図は表示装置５の表示例を示す図、第５図は解
析装置？！１のプログラム内容解析処理手順を示すフロ
ーチャート、第６図お上びＰｔＳ７図は被解析プログラ
ム例の動作内容を示す７０−チャート、第８図は流れ構
造の解析処理手順を示す７０−チャート、ｔ５９図は流
れ構造の解析処理結果を示す系統図、第１０図はブロッ
ク化処理手順を示すフローチャート、第１１図はブロッ
ク化処理の中間結果を示す系統図、第１２図および第１
３図はブロック化処理結果を示す系統図、第１４図は分
岐条件摘出処理手順を示す７０−チャート、第１５図は
入出力結合処理手順を示すフローチャート、第１６図は
パイル結合処理手順を示すフローチャート、Ｐｔ５１７
図はパイル結合処理結果を示す系統図、第１８図は本発
明の他の実施例の処理手順が示す７０−チャートである
。 １・・・プログラム内容解析装置、２・・・磁気テープ
装置、３・・・磁気ディスク装置、４・・・内部記憶装
置、５・・・表示装置、８・・・処理装置、１０・・・
記憶領域、１０ａ・・・アーキテクチャ記憶領域 代理人　　弁理士　西教　圭一部 第３図 第４図 第　５　図 イでピσ）りγＬｆｉ 第　６図 メインルーチンへ 第８図 １３−−−−　＞＋込 第１０図 第１２図　　　　　第１３図 第１６図 第１７図 Ｄ５　　　　　　　　　　　　Ｄ！：Ｉ　　　　　　　
　　　　　Ｏ５第１８図

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）機能語のみまたは機能語とオペランドとの組合せ
   などの命令列を記憶手段から順次読出して分岐命令を検
   出し、分岐先命令を検出し、 該分岐命令および分岐先命令のプログラム中における配
   置位置をそれぞれ特定する情報の対を記憶するようにし
   たことを特徴とするプログラム内容解析装置。
2. （２）上記分岐命令を検出したとき、命令列の配列方向
   と反対方向に各命令を読取り、分岐命令に指定されるフ
   ラグを変化させ得る命令を検出し、検出された命令にお
   いて、上記フラグの変化を規定する要素を検出し、 上記反対方向に沿つて、上記要素に関する入力命令を検
   出し、 入力命令以降分岐命令までの実行内容をオペランドを用
   いて表わし、 分岐命令の分岐条件を上記オペランドによる実行内容の
   形式で記憶するようにしたことを特徴とする特許請求の
   範囲第１項記載のプログラム内容解析装置。