JPS63317847A - 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、マイクロコンピュ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装置に関する。

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νまた後、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ｖＩ造と、該プログラムに基づく各種入
出力装置のｌｌｌ５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／Ｎ
−ドウエアに実際に組込み、プログラムの実行によって
要求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ツープ数に
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
理の流れの数はやはり膨大な数となり、上記人手による
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牟となる物との照合が官
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イテ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、プログラム中の出力命令を検出し、該出力命
令が規定するパラメータに関する入力命令を検出し、該
出力命令と入力命令間の命令を結合して実行内容を求め
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。

また本発明は、プログラムの命令列を予め定める！！！
４Ｉで複数の部分に区分し、部分毎に実行条件を検出し
、 プログラム中の出力命令を検出し、 プログラムを構成する各命令の配列方向と反対方向に上
記出力命令以降の各命令を読取り、上記出力命令が規定
するパラメータに関する入力命令を検出し、 上記読取り時に命令が読取られた各プログラム部分毎の
実行条件の論理積を演算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。

作　　用 本発明に従えば、プログラム中の出方命令が検出される
と、プログラムを構成する各命令の配列方向と反対方向
に上記出力命令以降の各命令を読取って、上記出力命令
が規定する出力元のパテメータに関する入力命令を検出
するようにした。またこのような命令の読取り処理に先
立って、プログラムの命令列を予め定める態様で複数の
部分に区分し、各部分毎に実行条件を検出するようにし
た。

このようにしてプログラム中の入力命令と出力命令とが
結合され、これらによる実行内容が、操作者の理解に容
易な形式で表現される。また上記反対方向への命令の読
取り時に、命令が読取られた各プログラム部分毎の実行
条件の論理積を演算することにより、上記入力命令と出
力命令との結合処理によって求まった実行内容を実行す
る条件を求めることができる。

実施例 第１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ｖｔｒａ＆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（以下、磁気テープ装置と称する
）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［４と、たとえばＣ
ＲＴ（陰極線管）装置や液晶表示装置などによって実現
される表示装置５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＋１キーやスイッチ類などに
よって実現されるキー人力装置７と、これらによって入
力される蕾報を処理し、またこのような情報の入力／出
力動乍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ｒ！１８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２−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
憶される。磁気テープ装ｒ！１２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ｒ！ｔ５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。

＠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
対象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１０ａ
や、この被解析プログラムによる制御の対象となる入力
／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１０ｂ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／出力装置の動作状態と
の関係の定義（たとえばマイクロコンピュータの成るピ
ンか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、記憶される
定義記憶領域１０ｃなどを含んで構成される。

第３図は第１図示の解析装ｒ！１１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５の表示例を示す図である。ｆｐＪ１図〜第４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
。解析装ｒ！１１の電源が投入されると第３図ステップ
ｎ１　　以降の処理が開始され、表示装置５上に各種入
力要求を表示する。ステップｎ２　　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
子は第４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に存在するかどうかを判断する。

存在していればステップｎ４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　　の杆断が否定であれば処理はステ
ップｎ６　　に移り、解析装（１１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ｎ５　　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、ｔＩＩＪ４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象と
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）に示すように入力
する。たとえばＰＯＲＴ１７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、ＰＯＲＴ１６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ｒＦｉ７
によって所定の事項を入力し、第４図（３）に示すよう
に所定のデータ項目を人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での各種人力が
正しく実行されたかどうかを判断する０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０判断結果が肯定であればステップ
ｎｌＯに移り、たとえば磁気テープ装ａ２に記憶されて
いる被解析プログラムを内部記憶装置Ｗ４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図は第３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７０−チャートである。第５図
を併せて参照して、解析装置１の掻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、解析装置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ｎ１ｏ　　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ｒ！１２からたとえば
内部記憶装ｒａ４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ｍｌ衰のプログラムの内容は、第６図および第７図
の７０−チャートに示される。第６図および第７図のス
テップ番号ａｌ　ｔａ２　ｔ・・・、ａ２１は、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１表の全２１行の各命令の実行に関する各７ラグ
の状態を示すフンデイシシンコードレノスタ　（以下、
ＯＣＲ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Ｚ１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） ｆｊ％２表 （注１）第２表中、記号「客」、「・」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、レノスタ名称の定義、割
込み制御レジスタの設定、ポ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
ＡＰＴＩのみ許可、その割込みアドレス（ラベル）はＣ
ＡＰＴ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ビツトにスイッチ人力（
スイッチＯＮでハイレベルに変化）：　ＰＯＲＴ２の第
０ビツトに可変周波信号入力 および、 （２）出カニＰＯＲＴ１の第７ビツトから発光グイオー
ド出力（出力ハイレベルで発光ダイオード点灯）の入出
力操作が行なわれる、と定義しておく。

これはｔｊＳ３図ステップｎ７で行なわれる。

上記Ｐｔ５１表のプログラムリストが読込まれた解析波
ｆ！！１では、第５図ステップ＋１１　　でプログラム
の流れ構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図および第
７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フローチャ
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、Ｐｔ５８図ステップｂ１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ｂ３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
。この判断はたとえば、第１表における命令を構成する
二−モニツクを読取ればよい。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、解析装置１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７？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、１１表の各命令
が分岐命令であるが否かを容易に判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ｂ４でパラメータｋを＋１インクリメントし、処理
をステップｂ２　　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命令を読取ったと終、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！！１（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ｂ３の判断は肯定となり、処理はステ
ップｂ５に移る。

ステップｂ５　　では、第１表の第４命令のオペランド
ｊＬＯＯＰＪと対応するラベル名を検索する。

１１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ｆＩ％
４命令の分岐先は、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＞（ｋ、ｆｉ）を、内部記憶装ｆｆ
ｆｆ４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１表のプログ
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、ｍ）に関して、下記第３表のような結果が得ら
れる。

ｆｐＪａ　　表 この段階で解析装置！！１は、第１表に示すプログラム
リストの流れ構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操作者が容易に理解できる形
式に出力する場合、たとえばｔｊｒＪ１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。これによって操作者も、＃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−１の処理は終了する。

次に第５図ステップ−２では、ステップ論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打なう。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ノスタ（ＯＣＲ
）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−３の分岐条件摘出
処理、ステップ−４の書込み命令単位の入出力結合処理
、およびステップ糟５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または分岐先命令行を含ま
ないように選ぶ。

すなわち全プログラムは、このよろ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
なる流れの種類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、Ｐｔ４ｉｏ図の７０−
チャートに示される。このとき、前記第８図を参照して
説明した第５図ステップ輸１　の流れ溝近の解析処理に
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、第
３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　、ｗ＋１　）−（ｋ２　
、ｍ２　＞、・”　、（ｋｓ、＋ｍｓ）　（本実施例で
は５＝４）が、第１図示の内部記憶表ｆｆ１４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すａ報
列の各数値ｋ　１　、に２、−　、ｋｓ：ｍ　１　、ａ
＋２、−　。

１１１１について総称する場合には、それぞれ記号ｋ　
＋　＋ｎを用いて示す。

第１０図ステップＣ１Ｃｈは、第１表のプログラムの行
番号を示すパラメータｉをｒｌＪに初期化する。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−が存在
するか否かを判断する。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、−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、判断が肯定となるブロック化情
報に、−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Ｍ　Ａ　Ｘ　（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の判断が肯定となるブ
ロック化情報Ｌ’ｓがあった場合、前回ステップｃ２　
　の判断を↑〒定としたブロック化情報に、葎を呼び出
し、これらを組み合わせてブロック情報対（”＋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ｃ１〜０５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行までを順番に
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
（ａｔβ〉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、上記ブロック化留報列（ｋｊｙ
醜ｊ）　　　・・・（１） Ｊ”１ｔ２ｖ・・・、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、　糟）にお
いて、たとえばブロック化情報対（４，２）は、第４命
令がら第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＜ａｓ　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
行なう系統を網羅でくる。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（ａｔ　β）と、分
岐ブロック情報対（ａ、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
１０命令およびＮ％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
分岐ブロック化情報対（ａｔβ）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、＃＆１表のプログラムをＰｔ５１２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１〜１
２のメイン処理ルーチンを表わし、第１３図は行番号１
３〜２１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図ステップ輸
２　のブロック分は処理が終了する。

第５図ステップ１１３　　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１４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ｊｔ（ａｔβ）ｔ（ａｔβ）ｂｒを得る。ステ
ップｄ２では変敗ｊを「１」に初期化する。ステップｄ
３　　以降の処理では、分岐条件として第１ブロツク■
、第２プａツク■、第３ブロツク■、・・・　第１３ブ
ロツク０を処理が通過する条件を求めることになる。

（１）ＰｔＳ１プａ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。

論）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ｔ）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ｒＢＮＥＪの分岐条件を支配する
フラグの検出を打なう。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力・のステップｄ６　
　における判断が否定であれば、ステップｄ５．ｄ６を
繰り返す、肯定であれ１ｆステ・ノブ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Ｚ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ｔｌＩＪ３命令は
アキュムレータ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ＯＣＲを参照して行なわれる１判断
が肯定であれば、ステップｄ１０に移り当該命令が記憶
され、ステップｄ１１　に移る。ｔｊＳ３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ｄ
９　　の判断が否定となり、ステップｄｌＯを経ること
なくステップｄｉ　１に移る。

ステップｄｌｌ　　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、解析装置１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。この判断が肯定であれば、ステップｄ
１５に移る。一方、上記ステップｄ１１　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ｄ１５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ｄｉ６　　
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
たかどうかを判断し、判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
リメントシ、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
判断は否定となり、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。ｍ３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ｎ返す。

前記ステップｄ１９　　で判断結果が肯定ならば、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から−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、ｆｊｒＪ４命令か
ら上述の処理が繰り返される。このとさ、第１命令［■
、ＤＡＡＪを解析する段階で、ステップｃｌｌＯで記憶
されてきた命令は、オペランドで記述すると、 Ａ＝Ｔ　　Ｉ　ＭＥ−（ＣＯｔｌＮＴ＋　１　）　　　
・・・（２）になる。

またステップｃｌｌｌ　　の判断は１１定となり、第２
式の分岐条件にステップｄ１４　　でループ要素が付加
され、ド記Ｐｔ５３式の分岐条件が得られる。すなわち
ループを１回繰返せば上記第２式は、Ａ＝Ｔ　ＩＭＥ−
（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）　　　・＝（３）と表される。この
実行内容がループをＮＩｔ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
、 ２＝０　　　　　　　　　　　　　　　　　・・・（４
）が成立する場合である。　したがって上記ステップｄ
ｌｏ　　では最終的に、 Ｔ　Ｉ　ＭＥ　　　（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）≠Ｏ・・・（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０て、処理が
ｔｐＪ２ブロック■に進行しな（１条件、すなわち、上
記第５式の条件の否定 Ｔ　Ｉ　ＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）＝Ｏ＝１６）が求め
るべき条件となる。

（４）ＰｔＳ４ブロツク■を通る条件 ステップｄ３　　では、第４ブロツク■の最終行番号９
をブロック化情報にとする対（ｋ、ｍ）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、第１表のプログラムの第ｋ（＝　８　）命令
［ＢＭＩＪ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ＰＩＳ１表および第２表
を参照すれば、第７命令ｒＬＤＡＢ　　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Ｎに関する第７命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の人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ａ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、 ＰＯＲＴ１？＝Ｏ・・・（７） となる。ここで表記ｒＰＯＲＴ１７＝０．１は、入出カ
ポ−）ＰＯＲＴＩの第７ビツトがｒＯＪ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
ｄ３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報
対（ｋ、ｍ）＝　（９、１１）が読出され、ステップｄ
４では第ｋ（＝　９　）命令ｒＢＥＱ　　ＮＡＮＮＯＩ
Ｊ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フグＺを変化しうる最近の命令として、第１表および
ｔＩＳ２表を参照して、ＰｔＳ？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、ＰＯＲＴＩ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ｄ１１　に移り、
第５ブロツク■がループ構造の一部をなすかどうかが判
断され、これは否定となる。

続くステップ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ｔｆＩｔｍ
の一部を成すかどうかが判断される。第５ブロツク■は
２ｆｉの冬スティング構造を構成しており、ステップｄ
１６　　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、第４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
理積となる。すなわち、 ＰＯＲＴ１？＝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 Ｐｔ５１４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、　ｍ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容解析装置ｉ’ｔｌは
、現在の第６ブロツクの分岐条件を、以前の直鎖ブロッ
クと同一分岐条件として設定する。すなわち現在のｔｐ
Ｊ６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 ｔｊＳ７ブロツク■は、上記＃Ｓ２ブロック■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ｔｔＳ７ブロツク■の分岐条件は、上記第３ブロ
ツ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表がら分岐ブロッ
ク情報（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５ブロツ〉■を通る条件を考察
した際に検討した第１表＃ＩＪ９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＝Ｏ かっ　ＰＯＲ′ｒｌの１７ビ７）＝０　　−（１１）の
条件が得られる。

（１０）第１０ブロツク［相］を通る条件１１０ブロツ
ククφ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０を通る条件 第１表のプラグラムリストから明かなように、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Ｏビッ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＝Ｏ・・・（１２） が得られる。

（１２）第１２ブロツク＠を通る条件 上記ＰＩＳ４ブロック■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ｒＢＮＥＪ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命令からプ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＃Ｓ１７命令でストア命令ｊｓＴＡＡＪが検出さ
れ、パラメータとしてアキュムレータＡが検出される。

アキュムレータＡの入力命令として、第１３命令でロー
ド命令１’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
＝Ｏ・・・（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
０に進行しない条件、すなわち上記第１３式の条件の否
定、 ＩＣＡＰＴＩ（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの上位バイト
≠０・・・（１４） が求めるべき条件となる。

この上う１こして第５図ステップ輸３１こおいて摘出さ
れるべき分岐条件は、各ブロック■〜０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
−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、オペランドの直接操作命令（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「ＩＮｃＪ
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　　では、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ｊＩＮｃＪ、第６命令［５
ＴＡＡＪ、第１１命令「５ＴＡＡＪ、第１６命令ｒＳＴ
ＸＪ、第１７命令［５ＴＡＡＪおより第２０命令［５Ｔ
ＡＡＪが、後述するよ）に検出される。

（１）第２命令ｒＩＮｃＪについて 第５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ｔ
ＩＳ６命令［５ＴＡＡＪでは、このようなパラメータと
してたとえばアキュムレータＡが検出されるが、第５命
令のようなメモリの直接操作命令では、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。ｔ！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
ｌ！１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。

＠２命令に関しては、第２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１
２図および第１３図の処理の流れ図に示されるように、
ＰＩＳ１ブロック■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１７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↑−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き、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、Ｃ０ＵＮＴ４−Ｃ０ＵＮＴ４１　
　　　　・・・、（１５）であるが、この処理がループ
構造にしたがってｎ同大行される場合を想定すると、　
　′Ｃ０ＵＮＴ←Ｃ０ＵＮＴ＋ｎ　　　　　・＝（１６
）となる、これが第２命令の実行内容の一般形であ耽 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
令に関しでは、 ｉｆ　　　ＴｔＮＥ　−（ｎ＋　Ｃ０ＩｊＨＴ）≠０ｔ
ｈｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ−Ｃ０ＵＮＴ４ｎ　　　　　　　
　　・＝　（１７）となる。

（２＞ｔｌｓ　（３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Ｃ４でｐｔＳ６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６ステツプｅ５
の判断は否定となり、ステップｅ６で第５命令１−ＣＬ
ＲＡ、Ｊを検出する。

ス゛テップｅ９　　では、この第５命令が上記パラメー
タであるアキュレータＡを変化させろ命令であることが
鍔際され、ステップｅｌＯで第５命令が記憶される。ス
テップｅｌｌ　　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、ｔ
ｊＳ５命令が７キユムレータへの入力命令であることが
判断される。この後、ステップｅ１４　　の判断で肯定
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９埋すれば、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−（ｎ＋Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ｔｈｅ
ｎ　　Ｃ０ＬＩＮＴ＝　Ｏ−＜１９）の結果が得られる
。

（３）ｔｊＳ１１命令について 第１１命令については、ＰＩＩＪ１５図に示されるステ
ップｅ３　　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↑１断され、処理はステップｃ７ニ移ル。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ｔｊＳ５ブロック■、第９ブロツク■
お上り第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。

（ア）ｔｊＩＪ５ブロック■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命令でアキュムレ
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１＠１０命令および第１１命令
による実行内容は、Ｐｔ５１表のプログラムリスト上の
表現では、ＰＯＲＴ　１←￥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 ＰＯＲＴ　１７．−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ｔｊＳ７ブ
ロツク■からなるループを処理が離脱する条件、すなわ
ち処理が第３ブロツク■を通る条件（上記第６式）との
論理積となる。したがって、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　　（
ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）；０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７＝　０ ａｎｄ　　ＰＯＲＴＩ≠￥０Ｏ ｔｈｅｎ　　ＰＯＲＴ１７←１　　　　　　　　　−（
２１）なるｉ！！１環式出力が得られる。

（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［ｓＴＡ／ｊｌ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←￥ＯＯ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（ｆｆ＄６式）と、第８ブロツ
ク■を処理が通る条件（第１０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＋Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎｄ　　ＰＯＲＴ１７＝　
１ ｔｈｅｎ　　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、＄
９ブロック■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＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎ
ｃｌ　　ＰＯＲＴ１７＝　０ ａｎｄ　　（ＰＯＲＴ１７＝’Ｑ　ａｎｄ　ＰＯＲＴ１
＝￥００）ｔｌ＋ｅｎ　　ＰＯＲＴ１４−￥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「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
ンデックスレノスタ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 ｔｈｅｎ　　Ｚ　ＣＡ　Ｐ　Ｔ”ＣＡ　Ｐ　Ｔ　１　　
　　＝−（２４）の論理式出力が得られる。

（５）第１７命令１”５ＴＡＡＪについて第１６命令と
同様にステップｅ４　　で、パラメータとしてアキュム
レータＡを検出する。ステップｅ６　　でプログラムを
さかのぼると、第１３命令でロード命令１”Ｌ　Ｄ　Ｄ
　Ｊが検出される。したがって第１７命令でオペランド
［’ＭＭＥＪにストアされるのは、オペランドｒｃＡＰ
ＴＩＪおよびオペランドｒＺＣＡＰＴＪ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ｇ埋して、 ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｈｅｎ　　ＴＩＭＥ”（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）−ＺＣＡＰ
Ｔ（Ｄ））（ＩＩ）・・・（２５） 注：＃％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）ＰｔＳ２０命令１’５ＴＡＡＪ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７キユムレータ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、第１９命令
で７キユムレータＡに関する繰作命令［ＤＥＣＡＪ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、上記第２５式
において、 ＴＩＭＥ＝７キユムレータＡ　＝　（１・・・（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ｔｐＪ１２ブ
ロック＠を処理が通る条件、すなわち−上記第１２式お
よび第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）　　　ＺＣＡ
ＰＴ（Ｄ））（Ｈ）”　　０ｔｈｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ４
−￥ＦＦ　　　　　　　　　・（２９）が得られ、これ
で第１表のプログラムリストに関してｔｊ％５図ステラ
ステップｍ４書込み分会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１５　　で後述するようなパイ
ルの結合処理が行なわれる。ここに言うパイルとは、プ
ログラムリスト中におけるオペランドの直接毘作命令を
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、第１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Ｄ７
、第６命令には第１９式のパイルＤ６、第４命令にはｒ
ｌＳ２１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、第１７命
令には第２５式のパイルＤ４、Ｐｔ５２０命令には第２
９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ｆ１　　では、ボートへの書込み命令
がある外部出力命令パイルＤ　１　、Ｄ　２　。

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ｊＴＩＭＥＪ
、ｒＣＯＵ　Ｎ　Ｔ　Ｊ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ｒＴＩＭＥＪについてはパイルＤ４が検
出され、続くステップ「３　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ｒｃＡＰＴＩＪ、ｒＺＣＡ
ＰＴＪを決定するパイルを検出する。このとき第５パイ
ルＤ５が選ばれろ、このときステップｆ３　　では、全
パラ／−タが決定されたことが判断され、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
を判断する。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
ｆ１　　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１）１〜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
同一内容の処理が付なわれる。このようにしてパイルＤ
３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１ｆｆ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
力されるにのようにして第５図ステップ鎗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１３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１１１　　の流れ構造の解析処理を行なうようにし
た。したがってプロゲラＡ　中１７）　９岐命令や分岐
先命令が事前に明らかとなり、ＯＣＲ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ＣＣＲ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。

上述の実施例で書込み命令単位の入出力結合処理を行な
うにあたって、ｆｊＳ２３式の実行条件に示されるよう
に冗長表現が発生する場合がある。すなわちＰｔ５２３
式の実行条件 ｉｆ　　ＴＩＭＥ−（ｎ＋　Ｃ０１ｌＮＴ）＝　０ａｎ
ｄ　　ＰＯＲＴ１７＝Ｏ ａｎｄ　　（ＰＯＲＴ１７＝　０ ａｎｄ　　ＰＯＲＴＩ　＝￥００）　　　　　　　　−
（３０）において、第４行の条件ｒＰＯＲＴ１＝￥００
」が成立すれば、ｍ２行目の条件および第３打目の条件
は必ず成立する。したがって上記第２３式の実行条件部
分は、 ｉｆ　　ＴＩＭＥ　−（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ａｎ
ｄ　　ＦＯＲＴＩ　＝￥００　　　　　　　　−（２３
ａ）のように表現できることになる。このような冗長表
現の排除を行なう処理を第１８図に示す。

第１８図を併わせで参照して、入出力結合処理について
説明する。第１８図の処理は、たと九ば第１５図のステ
ップｅ１５　　に引続いて行なわれるようにしてもよい
、すなわち第１５図のステップｅ１５に引続いて第１８
図のステップｅ１６が実行され、第１７式、第１９式、
第２１式〜第２５式および第２９式に示される入出力結
合処理に基づく実行条件と実行内容との結合された表記
において、論理積で表現された実行条件の各項目につい
て恒等表現であるかどうかを判断する。ここにいう恒等
表現は、論理積記号［ａｎｄＪの左右の命題が同一であ
るかどうかの〒１断である。

判断が否定であれば処理はステップｅ１７　　に移り、
論理積記号の左右の命題対に関して、一方が他方の十分
条件であるかどうかの判断を行なう。

すなわち命題Ａ、Ｂに関して、 Ａ−、Ｂ　　　　　　　　　　　　　　　・・・（３１
）が常に成立するならば、必要条件である命題Ｂの成立
条件は命題への成立条件に包含されることになる。した
がってこのような場合、実行条件ｊＡａｎｄＢＪは実行
条件ｒＡＪに書換えることができる。

ステップｅ１７　　の判断が否定であれば、処理はステ
ップｅ１８　　に移り、前記実行条件を構成する各命題
が全頁であるかどうかの判断を行なう、すなわち成立条
件 Ａ　ａｎｄ　Ｂ　ａｎｄＣ−（３２） において命題Ａが無条件に成立するならば、このような
命題Ａを実行条件から除いても、第３２式の実行条件に
はなんら影響がないからである。この判断が否定であれ
ば、処理は第１９図ステップｅ１に戻る。

上記ステップｅ１６　　の判断が肯定であれば、処理は
ステップｅ１９　　に移る。このような判断は上記第２
３ａ式において成立し、第２行目と第３行目との命令に
関して出力判断が肯定となり、ステップｅ１９ではいず
れか一方の表現が削除される。

上記ステップｅ１７　　において判断が肯定となれば、
処理はステップｅ１９　　へ移り、第３１式の例では十
分条件である命題Ａが削除される。＃４３０式の例では
第３行目と第４行口とに関してこの判断が成立し、第４
行目が第３行目の十分条件となる。したがって第３行目
の条件が削除される。ステップｅｌＢ　　で判断を肯定
とする命題は、それ自身がステップｅ１９　　で削除さ
れる。このようにして上記入出力結合処理の結果としで
得られる実行条件と実行内容との結合表記において、実
行条件における冗長表現が削除され、記憶容量の削減と
これ以降の処理の簡便化を図ることができる。

上記１２９式の実行条件中の第２条件の左辺は、第２５
式の実行内容に即して［ＴＩＭＥＪに置換えられる。し
たがって第２５式の実行内容のような複雑なオペランド
から簡単なオペランドへの書換えが実行された場合、こ
れ以降の処理において、上記複雑なオペランドを簡単な
オペランドを用いて表記するようにすれば、必要とされ
る記憶容量を削減できるとともに、たとえば第２９式の
ような入出力結合表記を簡略化することができる。この
ような処理手順を第１９図に示す。

第１９図ステップｇ１　　で書込み命令とそのパラメー
タとの検出を行なう。第１表のプログラムにオイテ、第
２０命令ｒＳＴＡＡ　　Ｃ０ＵＮＴＪを検出した場合を
想定して説明する。上記パラメータとはｆｊｆＪ１オペ
ランドであり、１２０命令においてはアキュムレータＡ
が検出される。ステップｇ２では、上記パラメータ（ア
キュムレータＡ）の入力命令を検出する。これは曲述の
実施例で述べたようにプログラムをさかのぼって行なう
ことによって得られｆｆ１１３命令を検出する。

続くステップｇ３では該パラメータ（７キユムレータＡ
）に関する操作を、オペランドによって表現する。ｔｊ
ｔＪ７図ステップａ１３〜ａ１７の一連の繰作をオペラ
ンドに上ってまとめて表記すると、その最終的な実や〒
内容は第２５式で表わされる。ステップｇ４　　では、
上記出力命令（第１７命令）以降の処理のオペランドに
よる表現が行なわれる。すなわち前記Ｐｔ５１７命令に
よって、 ＴＩＭＥ＝　（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ））
（Ｈ）　　　・・・（３３）と表現される。したがって
前記出力命令に引続く第１８命令の分岐命令では、他の
実行条件と実行内容であるｔｊ％２５式の内容が下記の
第３４式で表わされる。

ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝　１ ａｎｃｌ　　ＴＩＭＥ＝　０ ｔｈｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ＋￥ＦＦ　　　　　　　　・（
３４）すなわち前記第１７命令以降の処理において、第
３３式右辺で表わされる内容を左辺で表わすようにする
ので、必要とされる記憶容量を格段に削減できる。

効　　果 以上のように、本発明に従えばプログラム中の出力命令
が検出されると、プログラムを構成する各命令の配列方
向と反対方向に上記出力命令以降の各命令を読取って、
上記出力命令が規定する出力元のパラメータに関する入
力命令を検出するようにした。またこのような命令の読
取り処理に先立って、プログラムの命令列を予め定める
態様で複数の部分に区分し、各部分毎に実行条件を検出
するようにした。

このようにしてプログラム中の入力命令と出力命令とが
結合、され、これらによる実行内容が、操作者の理解に
容易な形式で表現される。また上記反対方向への命令の
読取り時に、命令が読取られた各プログラム部分毎の実
行条件の論理積を演算することにより、上記入力命令と
出力命令との結合処理によって求まった実行内容を実行
する条件を求めることができる。

【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置ｆ
ｆ　１の構成を示すブロック図、第２図は解析装置１の
記憶領域１０の構成を示すブロック図、Ｐｔ５３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７０−
チャート、第６図および第７図は被解析プログラム例の
動作内容を示すフローチャート、第８図は流れＮＦ２造
の解析処理手順を示す７０−チャート、Ｐｔ５９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、１１４図は分
岐条件摘出処理手順を示すフローチャート、第１５図は
入出力結合処理手順を示す７０−チャート、第１６図は
パイル結合処理手順を示す７０−チャート、第１７図は
パイル結合処理結果を示す系統図、第１８図およびｆｊ
Ｓ１９図は本発明の他の実施例をそれぞれ説明する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　画数　圭一部 第３図 第４図 第　６図 メインルーチンへ 第８　図 １３−−−−　！’１込 第１０図 Ｎ１１図 第１２図　　　　　第１３図 第１６図 第１７図 ｕｂ　　　　　　　　　　　　　　　Ｌ）コ　　　　　
　　　　　　　　　υｂ第１８図 ステ・ンブｅ１５か６ ステ・ンブｅ１へ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）プログラム中の出力命令を検出し、 該出力命令が規定するパラメータに関する入力命令を検
   出し、該出力命令と入力命令間の命令を結合して実行内
   容を求め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）プログラムの命令列を予め定める態様で複数の部
   分に区分し、部分毎に実行条件を検出し、プログラム中
   の出力命令を検出し、 プログラムを構成する各命令の配列方向と反対方向に上
   記出力命令以降の各命令を読取り、上記出力命令が規定
   するパラメータに関する入力命令を検出し、 上記読取り時に命令が読取られた各プログラム部分毎の
   実行条件の論理積を演算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。