JPS63317848A - 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６１造と、該プログラムに基づく各種入出
力！ｉｆｆ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ハードウ
ェアに実際に組込み、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ップ数に及
ぶことがあり、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ンヨンやエミュレ
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１
ｆ易な形態にプログラム内容を解析でさるとともに、チ
ェック対象となる該プロゲラ、　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ｎｖ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、機能語のみ本たは機能語とオペランドとの組
合わせなどの命令列における分岐命令と、分岐先命令と
を検出し、 分岐命令ごとの各分岐先命令によって決定される処理の
経路を順次選択し、 各経路ごとの処理の実行条件と実行内容とを算出するよ
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、命令列における分岐命令と分岐先命令
とが検出され、分岐命令ごとの各分岐先命令によって決
定される処理の経路を順次選択する。このように選択さ
れた各経路に関して、処理の実行条件と実行内容とを解
析して出力するようにする。これにより解析されるプロ
グラムを実行することなく、その内容を解析でき、しか
も楳作者が容易に把握できる形式で出力できる。

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（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ｉ！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ＣＲ
Ｔ（陰極ｍ’ｒｒ＞＊置や液晶表示装置などに上って実
現される表示ｉ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４！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、これらに上って
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
成される処理装置・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−１た後１．磁気テープ装置２に記
憶される。磁気テープ装置２の被解析プログラムは、解
析装ｆｆ！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ｉ！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＊ｆｉ！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ｖ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ＷＩ域１０
ｍ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ｉｉ？ｉの動作状
態との関係の定義（たとえばマイクロコンビエータの成
るビ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などを含んで植成される。

第３図は第１図示の解析装置１の基本的動作を説明する
フローチャートであり、第４図は解析装ｒａｌの表示装
ｒａ５の表示例を示す図である。第１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　　
以降の処理が開始され、表示装りＬｓ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↑ｑ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　　の平鴫断が否定であれば処理はステ
ップｎ６　　に移り、解析装Ｗ１１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、第４図（１）に示される。続くステップｎ
７　　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（
Ｉ！５上で要求される。またアナログ／デフタル変換器
チャンネル用ポートについては、キー人力装置ｆｉ７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入力して各ボートを定義する。

ステップｎ９では、ステップｎ？、ｎ８での各種入力が
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１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ｆｉ２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。

ｔｊＳＳ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の操作について説明
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７センプ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ｒ１１１の磁気テープ装置？！２に
記憶されており、第３図ステップｎｌＯ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（ｉｉ２から
たとえば内部記憶装置４へ転送さ紅る。

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。

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、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、ａ２．・・・、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−＆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ノスタ　（以下、ＣＣ
Ｒ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ｒｔＪ汀・ＪＪＲＪ、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
込み制御レノスタの設定、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、市込みはＣ
ＡＰＴ　１のみ許可、その割込みアドレス（ラベル）は
ＣＡＰＴ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
０ビツトに可変周波信号入力 および、 （２）出カニＰＯＲＴ１の第７ビツトから発光ダイオー
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。

５　これは第３図ステップｎ７で行なわれる。

上記第１表のプログラムリストが読込まれた角イ析装置
！！１では、第５図ステップ輪１　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７０−チャ
ートが作成される。

本発明の臥０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ｍ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ｂ　１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ｆｉｋ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
二一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ｈ４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命令を読取ったとき、アーキテクチャが参照され、
この１４命令がゼロ７ラグＺの状？ｌ！ＨＩＪ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ｈ３の判断は１１定となり、処理はステ
ップｌ＋５に移る。

ステップｂ５　　では、第１表の第４命令のオペランＰ
［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４命
令の分岐先は、第２ｆｒＩ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、論）を、内部記憶装置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インクリノ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、ｓ）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ｖｃ置１は、第１表に示すプログラムリ
ストの流れｖＩｍ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捏作者力Ｃ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１１％で、行番号ｋから行番号輪へ
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、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−１の処理は終了する。

次に第５図ステップ協２では、ステップｍｌで得られた
被解析プログラムの流れ構造の認３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０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、一般にはたとえば致方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、このよろな分岐命令の条件
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（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図ステップ膳３　の分岐条件摘
出処理、ステップ鋤４　の書込み命令単位の入出力結合
処理、およびステップ謡５のパイルの結合処理などから
成る同一内容の処埋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
令行か分岐先命令性であり、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性
を含まないように選」ζ。

すなわち全プログラムは、このような複数のブロックの
結合としで表現され、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ｓＰｉ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、前記第８図を参照して説明
した第５図ステップ−１の流れ構造の解析処理によって
得られたブロック化４９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　、ｍｌ　）、（ｋ２　、第２
　）、−、（ｋｓ、ｍｓ）　（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ｆ：ｔＳ１０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イ直
ｋｌ　、に２　、・・・＋ｋｓ；纏１．論２．・・・。

ＩＩｓについて総称する場合には、それぞれ記号ｋ　＋
　１６を用いて示す。

第５図ステップｃ１　　では、第１表のプログラムのイ
テ番号を示すパラメータｉを「１」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偽が存
在するか否かを１１１断する。この判断が１７定であれ
ば、ステップｃ３　　でブロック化情！Ｉｋ、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？？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；がこの上うな行番号の最終値すなわちＭ　Ａ　Ｘ　
（ｉ）を超えたが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ｌ’ｆ定とな
るブロック化情報に、麺があった場合、萌回ステップｃ
２　　のｔｑ断を肯定としたブロック化情報に、　＋−
を呼び出し、これらを組み合わせてブロック情報対（α
、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．＆のプログラムの第１行から！５２１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性に関して、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（’ｔβ）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、」二足ブロック化情報列（ｋｊ、ｍ
ｊ）　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　・・・（１）Ｊ＝１ｗ２＊・・・、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、　＋ａ）に
おいて、たとえばブロック化情ｔｉｔ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、鴎
）を、前記ブロック情報対＜ａ、β）と異なる内容をな
す分岐ブロック情報対（”ｔ　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閃して、分
岐を行なう系統を網羅できる。ステップＣＧ　　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
ブロック化情報対（”ｔ　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命令および第１１命令からなるプロックと、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（ａ、β）および
分岐ブロック情報対（ａ。

β）ｌ＋ｒ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（二区分したのは、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〜
２１の後述するような割込み処理ルーチンを表わし、こ
れらは相互問に且つ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−２の
ブロック分は処理が終了する。

第５図ステップ輸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７
０−チャートに示される。ｆ：ｔＳ１４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（’ｔβ）、（α、β）１】ｒを得る。

ステップｄ２では変敗ｊをｒｌＪ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プａツク■、第３ブロツク■、・・・、第１
３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１２１！
’ｉｌｌ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）ｔｐＪ２ブロック■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
＠目（現時点ではｊ＝１）のブロック化情報対（ｋ。

Ｉ）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、輸）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のとき転＝４であり、第１表のプログラムの
第ｋ（＝　４　）命令ｊ１３ＮＥＪ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↑ＩＩＷＲが否定であれば、ステップｄ５．ｄ
６を繰り返す、肯定であればステップｄ７　　に移り、
フラグを変化させる命令を記憶する６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
ｔｊｔＪ３命令ｊｃＭＰＡ　　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ｔｊ％３命令中のパ
ラメータを検出する。すなわち第３命令はアキュムレー
タＡに関する命令であり、パ′ラノ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。ｔｌ
断が行定であれば、ステップｄ１０に移り当該命令が記
憶され、ステップｄｉ　１　　に移る。ｔＪ％３命令［
ｃＭＰＡＪはアキュムレータＡの内容を変化せず、ステ
ップｄ９　　のｔｑ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ｄｉ　１　　では、現在検３す中のブロックが
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ｔｑ断する。現時点では、解析装置１は第
４命令および第３命令りか認識しておＣ）ず、この１ｑ
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、１肖記パラメータの人力命
令であるかどうかを判断する。このｔ’！断がｌ’ｆ定
であれば、ステップｄ１５に移る。一方、上記ステップ
ｄｌｌ　　の判断が１７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ｈｍ造にお
いて、ネスティング情造に含まれるものであるかどうか
をｔｑ断する。判断結果が１’ｆ定ならば、ステップｄ
１．６　　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ＩＩＩＭ
がすべて終了したかどうかをｔ１断し、ｔ’ｌ　ｆｆｒ
結果が１１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ｄｉ（３を経ることなく、処理はステップ
ｄ１３　　に移る。

ｉ９３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。第３命令について判断結果は否定
であり、ステップｄ２（）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１′萼断結来が１１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、第４命令から上述
の処理が繰り返される。このとき、ｐｔｔ１１命令ｊＬ
ＤＡＡＪを解析する段階で、ステップｄｌＯで記憶され
てきた命令は、オペランドで記述すると、 Ａ＝ＴＩＭＥ−（ＣＯｔＪＮＴ＋１）　　・・・（２）
になる。

またステップｄｌｌ　　の？り断は丘定となり、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、下記第３式の分岐条件が得られる。すなわちループ
を０回繰返せば上記第２式は、Ａ＝ＴＩＭＥ−（ＣＯＵ
ＮＴ＋ｎ）　　　−（３）と友′！−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、 ２＝０　　　　　　　　　　　　　　　・・・（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　ＭＥ　−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）−〇　　　−（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ｆ↑ この場合、第１表のプログラムリスｔにおいで、処理が
第２ブロツク■７に進行しない条件、すなわち、上記第
５式の条件の否定 ＴＩＭＥ−（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、第４ブロツク■の最終行番号９
をブロック化情１１にとする対（ｋ、！６）が、３＝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「Ｉ３ＭＩＪ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．ｄｆ３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ＰｔｔＪ１表および
第２表を参照すれば、第７命令ＩＬＤＡＢ　　ＰＯＲＴ
ＩＪが対応する二とが検出される。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７キユムレータ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ｄ１
５　　でのネスティング横道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？＝０　　　　　　　　　　・・・（７）と
なる、ここで表記ｊＰＯＲＴ１７＝ＯＪは、入出カポ−
）　ＰＯＲＴ　１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
ｄ３に戻る。

（Ｓ　）Ｉｓ　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、輸）＝
（９，１１）が読出され、ステップｄ４では第ｋ（＝　
９　）命令ｒＢＥＱ　　ＮＡＮＮＯＩＪ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．ｄＧ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
、ｔｊＳ７命令［ＬＤＡＢＪ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媒り返された後、ステップｄ
ｌｏ　　では、ＰＯＲＴＩの少な（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ｄｌｌ　　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ｄ１６　　
で上記第８式の分岐条件にネスティ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遠しない処理ブ
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、 ＰＯＲＴ１７＝０ かつ、 ＰＯＲＴ　１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、鵠□　　が、
ｆ：１４３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１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。すなわち現在の第６
ブロツク■の分岐条件は、以前の直鎖プリツクである第
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表から分岐ブロッ
ク情報（９，１１）ｂｒによって規定されるブロックで
あり、したがって曲記１５ブロック■を通る条件を考察
した際に検討したｔＩ％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（ｔＩ
Ｓ７式）との論理積となる。すなわち、 ＰＯＲＴＩの　全ビット＝０ かつ　ＦＯＲＴｌの第７ビツト＝Ｏ・・・（１１）の条
件が得られる。

（ｌＯ）第１０ブロツク［相］を通る条ｒトｆ：１Ｓ１
０ブロック■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ｉ＠１
０ブロック［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
、Ｐ　ＯＲ’ｒ２の第０ビツトに立ち上が９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ｆ牛、 ＩＲＱ２＝Ｏ・・・（１２） が得られる。

（１２）第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命令からプラグラムリストをさかのぼり
、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１７ｆｒＩ令でストア命令「ＳＴＡΔ」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［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、 １ＣＡＰＴ１（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの上位バイト
＝０・・・（１３） が得ζ）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、 １ＣＡＩ’Ｔ１（Ｄ）−ＺＣ＾ＩＩＴ（Ｄ）ｌの上位バ
イト≠０・・・（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１４３　　において摘出
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１４に移る。

ステップＩ４　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ａう書込み命令とは、ストア命令
と、オペランドの直接繰作命令（たとえばオペランドの
数値を＋１増加させるインクリノント命令ｒＩＮＣＪ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。

ｅ２　　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、ｐｔＳ２命令［ＩＮｃＪ、第６
命令［５ＴＡＡＪ、第１１命令［５ＴＡＡＪ、第１６命
令「ＳＴＸ」、第１７命令ｒＳＴＡＡＪおよび１２０命
令「５ＴＡＡＪが、後述するように検出される。

（１）ｍ２命令ｒＩＮＣＪについて 第５図ステップ１４　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［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命令の上
うなノ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ａｍ、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、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、
第１ブロツク■お上り第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の判断は、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
ｅｌｌ　　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１１回実行される場合を想定すると、 Ｃ０ＵＮＴ＝ＣＯＵＮＴ＋ｎ　　　　　・・・（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ｔｊ％
２命令に関しては、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ＋　Ｃ０ＬＩＨＴ）≠Ｏｔ
ｌ＋ｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ＝　Ｃ０ＵＮＴ＝　ｎ　　　　
　　　・＝　（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７キユムレータＡ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Ｐｔ
５５命令［ｃＬＲＡＪ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、第５
命令が７キユムレータＡ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１！！埋すれば、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−−（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　Ｏｔ
ｌ＋ｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ”、Ｏ−（１９）の結果が得ら
れる。

（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　Ｍ検出される。ス
テップｅ５　　では、上記ｍ３＆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ｅ７に移る。この判断によっ
て、ｐｔＳ１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ｒｊＳ５ブロックＯ１第９ブロック■
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）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−夕Ａを検出し、プロ
グラムをさかのぼると、ｆｊＳ１０命令で７キユムレー
タ八に閃するロード命令が検出される。ここで第１１命
令は、入出力ボートへの再込み４７令であり、論理演算
として扱う。したがって第１（）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　ＯＩ＜Ｔ　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 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
ＰＦ　（上記第９式）と、第２ブロツク■おより第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ｆ５３ブロック■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＝Ｏ ａｎｄ　　ＰＯＲＴＩ≠￥０Ｏ ｔｌ＋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←￥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１′（ｒ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 Ｌｈｅｎ　　ＰＯＲＴ１４−￥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虫とめて、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−（ｎ＋　Ｃ０ＩＪＮＴ）＝　０ａ
ｎｄ　　ＰＯＲＴ１７＝　０ ａｎｄ　　（ＰＯＲＴ１７＝Ｏａｎｄ　ＰＯＲＴ１＝￥
００）Ｌ　ｌ＋　ｅ　ｎ　　Ｐ　０１１　Ｔ　１　←￥
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 ｔｊＳｌ＆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１５図ステップｅ４　　で第１６命令「ＳＴＸ」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Ｐｔ５１Ｇ命令に関する入出力結
合結果は、ｉｆ　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｂｅｎ　　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［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
タ八を検出する。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”ＬＤＤＪが検出
される。したがって第１７命令でオペランｌｌｒＴＩＭ
ＥＪにストアされるのは、オペランド「ｃＡＰＴＩＪ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
てこれらを整理して、 ｉｆ　　　ＩＩ？Ｑ２＝１ ｔｌ＋ｅｎ　　　ＴＩＭＥ−（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）　　　
ＺＣＡＰＴ（ロ））（旧・・・（２５） 注：第２５式の右辺末尾の（１−１＞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１”Ｓ　Ｔ　Ａ八」について第２０Ｑ
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八を検出する。

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に関する毘作命令［ＤＥｃＡＪが検
出される。

したがってｔｊＳ２０命令の実行内容は、ＣＯｔ、ｌ　
Ｎ　Ｔ　４−Ａ　−１・・・（２６）となろ。

ここで第１９命令は、ｉ＠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、 Ｔ　Ｉ　ＭＥ＝７キユムレータＡ＝０　　　・・・（２
７）の場合に相当する。したがって上記第２６式におい
て、７斗ユムレータＡ＝０であり、 Ｃ０ｔＪＮＴ←￥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＠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 ａ＋＋ｄ　　（ＣＡｌ’Ｔ　Ｉ　（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（
Ｄ））（ＩＩ）＝　Ｏｔｌ＋ｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ４−￥
ＦＦ　　　　　　　　　−（２９）が得られ、これでＰ
ｔ５１表のプログラムリストに関して第５図ステップ−
４の；１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図ステップ曽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
具体的路・埋内容は第１６図の７０−チャートに示され
る。

上述したように、Ｐｔ４１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
は第２１式〜第２３式のパイルＤ　３　、Ｄ　２　、Ｄ
　Ｉ、第１５命令には第２４式のパイルＤ５、＃１１７
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ｒ１　　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　會Ｄ　２　ｔＤ３
を検出する。

ステップｒ２　　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［ＴＩＭＥＪ
、ｒｃＯＵＮＴＪ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−１では）（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
ｆＩＩ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ｒ２　　に戻り、パラメータｒｃＡＰＴ　Ｉ
　Ｊ、ｒＺｃＡＰＴＪ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ｆ
３　　では、全パラメー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ｆ４　　で
は判断結果が１１定となり、ステップｆ５に移って第１
７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図ステップ論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図ステップ噛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、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。

上述の実施例では、ｔｊＳＳ図の７０−チャートに示す
ステップ輸ｌ〜曽５を説明した。以下に、ステップ１６
を経由しないステップ輪７の動作について説明する。す
なわち前述の実施例では、被解析プログラムを、該解析
プログラムに含まれる分岐命令ごとに分岐条件を摘出し
て（ｔ５５図ステップｓ３）、以下の解析処理を行なっ
た。すなわち一般にプログラムは、分岐命令が存在する
ごとに、処理が連灯する経路の数が増大することになる
。すなわち分岐命令がｎ個あれば、処理の経路は最大２
個存在する場合が想定される。このような各経路ごどの
分析を行なうことなく々解析処Ｊ１１１を実行するのが
前述の実施例であった。

本実施例では、プログラム内容解析装置１に装備される
記憶容量の多真や処理量の多真よりも、前記したような
分岐命令の存在による処）ｔ！経路の全１１Ｍに閃して
、遺漏なくその内ｅｌ！析をイ〒なうことを眼目とする
。

なお本実施例では、被解析プログラムの全ての処理経路
を列挙する必要があるため、被解析プログラム例を下記
第５表に示すプログラムに沿って説明する。またその実
行内容は１８図に示される。

第５表 本実施例では、この被解析プログラムをｆｊＳ１９図の
７０−チャートに従う処理手順に基づ（１て解説する。

以下、第１９図を併せて参照して、本実施例のプログラ
ム解析動作について説明する。第１９図ステップ１１　
　では、第５２！に示される被解析プログラムにおいて
、分岐命令を検出する。本実施例では、第５表第２命令
および第５命令が検出される。

ステップ１２　　では、上記分岐命令に関する情報、す
なわち、行番号などが記憶される。ステップ；３では、
このような分岐命令検出処理が被解析プログラムの最終
行まで到達したかどうかを判断し、到達するまで前記ス
テップ１１〜ｉ３の処理を繰返す。

ステップｉ３　　の判断が１！ｆ′定になると、ステッ
プｉ５　　で被解析プログラムの処理経路のＭ類を検出
する。すなわち第５表に示したプログラム例では、第２
命令およびＰＪＪ５命令が分岐命令として検出された。

ここで第２命令およびＰｔ％５命令をそれぞれα、βと
し、分岐する場合を論理［１］で、分岐しない場合を論
理和「０」で示すと、α、βの組合わせは、 （α、β）＝（０，０）＋（ＯｔＩＬ（１，０）、（１
，１）につくされる。これにより、第５表に示した被解
析プログラムの処理の経路に関して、Ｐｔ５２０図に示
されるような３種類の経路ａ、１３．　ｅが存在するこ
とが認識される。このような経路ａ、ｌ＋、ｅＩｅ−実
現する前記分岐状態（α、β）の組合わせは上記第６＆
に示される。

第６表 この後、処理はステップｉ６　　において上記処理経路
ａ、ｂ、ｃのいずれか１つを選択する。ここで処理経路
ａを選択した場合、続くステップ１７において上述した
ような入出力結合処理が行なわれる。

この処理ステップにおいて得られる結果は、下記第３０
式のような論理式として得られる。

ｉｆ　　　　　ＲＡＭＩ＜’ｉ’８０ ａｎｄ　　　　ＲＡＭＩ　　≧　４０ Ｌｌ＋ｅｎ　　ＲＡＭ２　←ＲＡＭ１＋１　　　＝４３
０）続くステップ１８では、前記ステップｉ５で検出さ
れた処Ｆｌ！経路のすべての種類がノもくされたかどう
かを１０断する。判断が否定であれば処理は再びステッ
プ；６　に戻り、残余の経路からいずれか１つを検出す
る。このようにして処理経路１）、Ｃが選択され、下記
第３１式および第３２式の実行内容および実行条件が得
ら枕る。

ｉｆ　　　ＲＡＭＩ＜￥８０ ａｎｄ　　ＲＡＭ１＜￥４０ ｔｌ＋ｅｎ　　ＲＡＭ２＝ＲＡＭ１　　　　　−（３１
）ｉｆ　　　ＲＡＭＩ≧￥８０ ｔｂｅｎ　　ＲＡ　Ｍ　２　＝ＲＡ　Ｍ　１　　　　　
　・＝（３２）ここで第３１式とｔＩＳ３２式の実行内
容が同じであるから、実行条件をまとめることに上り、
Ｒ＾旧≧￥８０もしくはＲＡＭＩ＜￥４０のときＲΔＭ
２←ＲＡＭ　１　　　　　　　　・・・（３３）が得ら
れる。

このようにして本実施例のプログラム解析処理は終了し
、上記第３０式、第３３式が上述の実施例で述べたよう
なパイル結合として表示出力される。

本実施例において、上記第３０式〜第３２式のような論
理式を出力する際に、上述の実施例で述べたような実行
条件および実行内容を求める必要がある１本実施例では
この動作をｔｊＳ１９図ステッジステップ１フ出力結合
処理ステップでまとめて行なわれるようにした。−力、
他の実施例として第１９図ステップｉｌ、ｉ２で、分岐
命令を被解析プログラムから検出して記憶する動作を行
なうにあたって、たとえば下記ＰＩＳ７表に示すような
記憶項目を、各命令毎にすべて記憶するようにしてもよ
い。

ナなわへ前記ステップｉｆ、ｉ２は非解析プログラムの
全命令を読取るのであり、したがってこのときに下記第
７表のような記録項目を求めて記憶することにより、ス
テップ１７　　における入出力結合処理ではこのときに
記憶した記憶内容を呼出して使用するだけでよい。

第　　７　　表 １５表の被解析プログラムの第１命令ｊＬ　Ｄ　ＡＡ　
　ＲＡＭＩＪについて、第７表に示される記憶項目を例
示すれば第８表のようになる。

（以下余白） 第　　８　　Ｒ なお以降の各表において、記号［ＮＥＶＥＲＪは記憶内
容がリセットされることを示し、記号「ＡＬＷＡＹＳＪ
は記憶内容がセットされることを示す、また記号「・」
は記憶内容はこの命令では変化しないことを示す。

すなわちこのような記憶項目を第１９図ステツブｉｌ、
ｉ２の段階で、被解析プログラムの全命令にわたって記
憶することにより、以下の処理を高速に行なうことがで
きる。

効　　果 以上のように本発明に従えば、被解析プログラムにおい
て分岐命令毎の各分岐先命令によって決定される処理の
経路を順次選択し、選択された各経路に関して処理の実
行条件と実行内容とを算出して表示出力するようにした
。これにより解析されるプログラムを実行することな（
その内容を解析でき、しかも実行内容を毘作者が容易に
把握できる形式で表示出力できる。

【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１
の構成を示すブロック図、第２図は解析装Ｗｉ１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７ｅｙ−チャート、第８図は流れ補遺の解析
処理手順を示す７０−チャート、第９図は流れ（１η造
の解析処理結果を示す系統図、第１（）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１３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図は池のプログラ
ム例を示す７０−チャー）、ｍｌ　９図は本発明の他の
実施例のプログラム内容解析手順を示す７０−チャート
、第２０図は第１９図の処理手法によって得られる被解
析プログラムの経路を表す図である。 １・・・プログラム内容解析装置、２・・・磁気テープ
ｉｉ！！、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笛域 代理人　　弁理士　画数　圭一部 第　３　図 第４図 第　５　図 １Ｍ　６図 メインルーチンへ 第８　図 １３−−−−ｉ」込 第１０図 第１１図 第１２図　　　　　第１３図 第１６図 第１７図 ！１８図 第１９図 第２０図 ｂｃ 行′４号 一−−−４ 一−−−−　５ 一−−−−　７

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 機能語のみまたは機能語とオペランドとの組合わせなど
   の命令列における分岐命令と、分岐先命令とを検出し、 分岐命令ごとの各分岐先命令によって決定される処理の
   経路を順次選択し、 各経路ごとの処理の実行条件と実行内容とを算出するよ
   うにしたことを特徴とするプログラム内容解析装置。