JPS63317849A - 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
プログラムの構造と、該プログラムに基づく各種入出力
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
化！ｆｆ−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
るチェックが竹なわれがちになり、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
てぃた。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、仕禄書など、
プログラム内容のチェックの基準となる物との照合が容
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
合せからなる命令列中の相互に関連する入力命令および
出力命令を検出し、 上記入力命令と出力命令との間の命令列の実行内容と、
該実行内容が遂行されるための条件とを求めてこれらを
対とて記憶し、特定の対に含まれる未決定パラメータを
規定する実行内容が含まれる他の対を該特定の対に接続
して出力するようにしたことを特徴とするプログラム内
容解析′Ｆ装置である。

作　　用 本発明に従えば、命令列中の相互に関連する入力命令お
よび出力命令を検出し、これらの間の命令列の実行内容
と、該実行内容が遂行されるための条件とを求めて、こ
れらを対として記憶し、関連する対を順次接続する。こ
れによりプログラム内容の把握が格段に容易となる。

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ｇ／再生装置（以下、磁気テープ装置と称する）２と
、ランダムな記憶が竹なわれる磁気ディスク装ｒ！ｔ３
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、各種キーやスイッチ類などによっ
て実現されるキー人力装ｒａ７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
れる処理装置８とを含む。

佳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
れる。磁気テープ装置２の被解析プログラムは、解析装
（！！１の内部記憶装置４へ転送され、後述するような
チェック処理がイブなわれる。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ｒ！１２の記憶頭載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１
０ａ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
フ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Ｎ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
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などを含んで第１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、ｆ：ｌＳ４図は解析装置１の表
示装置５の表示例を示す図である。第１図〜ＰＩｔＪ４
図を参照して、解析ｖｃ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ｍ３図ステップ
ｎ１　　以降の処理が開始され、表示ＶＣｍ５上に各種
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
の様子は第４図（１）に示される。

続くステップ１３　　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１１５　
　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ｎ６　　に移り、解析装置ｉｔ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ＰＯＩ’？Ｔ１７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ｒｆ１５上で要求される。またアナログ／デフタル変
換器チャンネル用ボートについては、キー人力装Ｗ１７
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０判断結果が肯定であればステップ
＋１１０　　に移り、たとえば磁気テープ装置２に記憶
されている被解析プログラムを内部記憶装置４に転環し
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。

Ｐｔ５ｓ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。＠
Ｓ図を併せて参照して、解析装置１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、解析装置１の磁気テープ装ｆｉ２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置２からたとえば内
部記憶装置４へ啄送される。

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。

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ａｌｔａ２＋・・・、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
態を示すコンディションコードレジスタ　（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Ｖおよ
びキャリ７ラグＣの状態を示す。

（以下余白） １２表 れぞれ「結果によってセットまたはりセットされる」、
　「変化しない」、［リセット（クリア）される」お上
り「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　ＰＯＲＴＩ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Ｏビットに可変周波信号入力 および、 （２）出カニ　ＰＯＲＴＩのｐＩＳ７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
）の入出力繰作が行なわれる、と定義しておく。

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解析装置ｌ
ｌ！１では、第５図ステップ噛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（Ｔ　Ｌでいる。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１７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１
、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ＮＩＩ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
るように上記フロー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１】２で第に命令１１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ｔ５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！！ＩＨＩＪ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
ｌ’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、ｔｊＳ２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、ｍ）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、＋ａ）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ｉ列に配列し、上記
＃Ｓ３表に基づいて、行番号ｋから行番号輸へ向かう分
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、ｍｉ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ｆｉ５図ス
ナステップｌ１１１の処理は終了する。

次に第５図ステップ瞼２では、ステップＩ１１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フードレジスタ（ＯＣ
Ｒ）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１１３　　の分岐
条件摘出処理、ステップ１１１４　　の書込み命令単位
の入出力結合処理、およびステップｍ５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！！１Ｍ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。このとさ、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情報対（ｋｌｍ）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　９ｍｌ　）−（ｋ２２ｍ２　）
−−、（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
する第１０図の処理には、このブロック化情報対列を坩
いる。なお上記ブロック化情報列の各数値ｋｌ　、に２
、−　、ｋｓ；ｍＸ、＋ｎ２、−　。

ｍｓについて総称する場合には、それぞれ記号ｋ　ｒ　
Ｉｌｌを用いて示す。

第１０図ステップｃ１　では、！Ｗ１表のプログラムの
行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ｌｋまたはブロック化情報鴇が存
在するか否かを判断する。このｆＩＩ断が１１定であれ
ば、ステップＣ３でブロック化情報に、　＋１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、　ｍ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の判断が前足となるブ
ロック化情報に、＠があった場合、前回ステップｃ２　
　の判断を肯定としたブロック化情報ｋｔＩ１１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耽る。

上記ステップｃ１〜ｃ５でイテなわれる処理は、たとえ
ば第１表のプログラムの１１行から第２１行までを順番
にたどって、その中でブロック（ｌＩ［ｌ（ｋ、ａ＋）
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（α、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（ｋｊｙｍ
ｊ）　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・
・・（１）Ｊ＝１ｙ２ｖ・・・、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（ｋｌｍ）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Ｎ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
なう系統を網羅できる。ステップｃ６　　による分１１
１ｆｉ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１０命令および第１１命令からなるプロックと、第９
命令とｆｔ５１１命令とからなる分岐ブロックとを明瞭
に区分でさる。このようなブロック情報対Ｃａ、β）お
よび分岐ブロック情報対（α。

β）ｂｒを、下記のＰｔ４４表に示す。

以下、得られた各ブロックを示すに際しで、第１１図に
示すように記号■、■、パ・・、■　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衰のプログラムはＰｔ
Ｓｉ２図およびｆｊＩＪ１３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ｆ５１２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、ｍ１３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図ステップ論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
情報対（’ｔβ）、（α、β）ｂｒを得る。ステップｄ
２では変数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■、・・・、ｔＩＳ１３ブロ
ック■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
の無条件ノヤンブ命令によって処理が無条件に通過する
ブロックである。

（２１２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。

ｍ）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ｉ％に＝４であり、第１表のプログラムの
第ｋ（＝　４　）命令「ＢＮＥＪ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ｄ５．ｄ６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。

第１表のプログラムリストと第２表のＯＣＲ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？グＺに関する当該ＰＪＳ３
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ｆ１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。ｔ
ｌｌ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。Ｊ３命令ｒＣ
Ｍ　Ｐ　Ａ　Ｊ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ｄｌＯ
を経ることな（ステップｄｌｌ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ｖ１成するブロック
かどうかを１０断する。現時点では、解析装置１は第４
命令お上びＰｔ５３命令しか認識しておらず、このｆｑ
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、ｊ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ｔｑ断が肯定で
あれば、ステップｄ１５に移る。一方、上記ステップｄ
ｌｌ　　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ｔ４１５に移る。

ステップｄ１５　　では、当該分岐命令が第９図に示す
ような本叉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１１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ｃｌ１３　　で記憶したブロック列のＭＵ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　　で分岐討のパラメータ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ｆ１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１’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ｔｑ断結果は否
定であり、ステップｄ２（１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
、ｉ「述の処理を繰返す。

前記ステップｄ１９　　でｆｌＩ断結果がＹｒ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。

ｆＪＳ１表のプログラムリストにおいて、第４ω令から
上述の処理が繰り返される。このとさ、ｔ５１命令ｒＬ
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−（ＣＯＵＮＴ＋１）　　　・・・（２）
になる。

またステップｄｉ　１　　の判断は肯定となり、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ｎｌ１ｌｉ］繰返せば上記１５２式は、−Ａ＝ＴＩＭ
Ｅ　　（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）　　　−・・（３）と表され
る。この大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Ｚｌ：
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）≠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いて、処理が
第２ブロツク■に進行しない条件、すなわち、上記ｔｊ
Ｓｓ式の条件の否定 ＴＩＭＥ−（ＣＯＵＮＴ＋ｎ）−０−（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
をブロック化情報にとする対（ｋｌｍ）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．ｊ６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命令はアキュムレータＢｌ：関する命令
であり、このアキユムレータＢがパラメータとして検出
される。

ステップｃｌ１２　　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。ｆｊＳｉ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ｄ
１５　でのネスティング構造判断は否となるため、ｆ￥
Ｓ３ブロック■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［ＰＯＲＴ１７＝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。

（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ラグＺを変化し与る最近の命令として、第１表および
ｔｊＳ２表を参照して、第７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ｒＰＯＲＴｌ」の
内容を読込む内容であり、この７キユムレータ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ｄｉ　１　　に移
り、第５ブロツク■がループ構造の一部をなすがどうか
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！１
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、 ＰＯＲＴＩ　７＝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のとさ、対応するブロック化情報ｋｔ−が、ｒｊＳ
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
ｔｊＳ７ブロツク■の分岐条１′１：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ｆｆ１５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）Ｉ＋ｒで示される。したがって
第１表第８命令の分岐条件より、ｆ！６Ｂブロック■を
処理が通る条件は、ｒｊＳ４ブロック■を通る条件の否
定、すなわち、 ＰＯＲＴ　　１　７　　＝　　１　　　　　　　　　　
　　　　　、、（１０）となる。

（９）第９ブロツク■を通る条件 ｆ５９ブロック■も、第３表！；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、したがって前記１５ブロツク■を通る条件を
考察した際に検討したＰｔ５１表ｆｊＳ９命令の分岐条
件（ｆｆＳ８式）の否定の条件と、第４ブロツク■を通
る条件（ｆｆｉ７式）との論理積となる。すなわち、 ＰＯＲＴＩの　全ピット二〇 かっ　ＰＯＲＴＩのｆＰＳ７ビツト＝０　　・・・（１
１）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［相］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ｆｔ５３ブロツク■を通る条件（上記ｆ
５６式）と同一になる。

（１１）ｆｉ　１１ブロツク■を通る条件ＰｔＳ１表の
プラグラムリストから明かなように、第１３命令〜第２
１命令は、ｍｌ命令〜＠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、ＰＯＲ
Ｔ２のＰｊＳ０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
な処理を経で、ＰＩＳ１８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１７命令でストア命令［５ＴＡＡＪ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ｔこがって第１３命
令〜第１８命令の実行内容をオペランドで記述すれば、 ｆＣＡＰＴｌ（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、ｆｊＳ１表のプログラムリストにおいて、ｆ
ｊＳ１３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、 ｆＣＡＰＴｌ（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの上位バイト
≠０・・・（１４） が求めるべき条件となる。

このようにしてｔＩＳ５図ステップＩ３　　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ｒ：ＩＳ５
図ステップｌ１１４に移る。

ステップ端４　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「ＩＮＣ」な
ど）とを指す。このような命令の検出は、！＃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、第２命令［ＩＮｃＪ、第６命令
「５ＴＡＡＪ、第１１命令［５ＴＡＡＪ、第１６命令１
’５ＴＸＪ、第１７命令［５ＴＡＡＪおよび第２０命令
「５ＴＡＡＪが、後述するように検出される。

（１）第２命令１’１ＮｃＪ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［５ＴＡＡＪ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ａ類を記憶
する。

第２命令に関しては、ＰＩＳ２命令を含む１２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
ｔｔＳ１２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７１ａ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１’ＢＮＥＪを検出する。これによりステ
ップｅ９＋ｅｌ　ｌｙ　ｅｌ　２のｔｑ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ｆ：ｔＳ２命令が読取られたとさ
、ステップｃｌ　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−Ｃ０ＵＮＴ
＋ｎ　　　　　・（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、 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ＰＩ４
２ｔｔｒ令に関しては、ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　−（ｎ十
ＣＯυＮＴ）−〇ｔｈｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ４−　Ｃ０Ｕ
ＮＴ＋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
タすなわちアキュムレータ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ｍ５
命令［ｃＬＲＡＪを検出する。

ステップｅ９　　では、この第５ｆｒｔ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ｔｑ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、当譲第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
らを整理すれば、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ−（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　０ｔｂ
ｅｎ　　Ｃ０ＩＪＮＴ＝　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７キユムレータ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判断
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
するには第５ブロツク■、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
識されろ、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＞ｔＩＳ５ブロック■を通る経路の場合ステップｅ
４　でパラメータであるアキュムレータＡを検出し、プ
ログラムをさがのばると、ＰｊＳ１０命令でアキュムレ
ータＡ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、ＰＯＲＴＩ←￥８０　　　　　　　　・・・（２０
）と表現されるが、論ｙＪ、演算の結果としては、上記
第１０式と同等な ＰＯＲＴ１７←１　　　　　　　　・・・（１０）なる
ｉ！！ｉ埋式が得られる。

このときの実行条件は、ｆｉＳｓブロック■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
ち処理が第３ブロツク■を通る条件（上記第６式）との
論Ｊ！ｌｌ！積となる。したがって、ｉｆ　　　ＴＩＭ
Ｅ−（ｎ＋　Ｃ０ＬＩＮＴ）　＝　０ａｎｃｌ　　ＰＯ
ＲＴ１７＝　０ ａｎｄＰＯＲＴＩ≠￥０Ｏ Ｌｂｅｎ　　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６ｉ８７介の場合と同様に
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（ｆ５６式）と、第８ブロツク
■を処理が通る条件（１１０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 ｔ　ｌ＋　ｅ　ｎ　　Ｐ　ＯＲＴ　１４−￥００　　　
　　　　　　・（２２）の論理式出力が得られる。

（ワ）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ＰＩＳ６　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、ｔ！ＩＪ４ブロック■を通る条件（
ｆｆ＄７式）と、第９ブロツク■を通る条件（ｆｉＳ１
１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）＝　０ａ
ｎｄ　　ＰＯＲＴＩ７”０ ａｎｄ　　（ＰＱＲＴ１７＝Ｏａｎｄ　ＰＯＲＴｌ＝￥
００）しｂ　ｅ　ｎ　　　Ｐ　ＯＲＴ　１−　　￥　０
０　　　　　　　　　　　　　　　　　　　、、　（２
３）の出力が得られる。

このようにして、第１１命令に関する入出六条。

件の結合処理が実現された。

（４）第１６命令について ｆｔ５１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１５図ステツ７′ｅ４　　で第１６命令［５ＴＸＪが
検出される。第１（３＋Ｑ令に閃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　　　ＺＣＡＰＴ”ＣＡＰＴＩ　　　　　　　
−（２４）の論理式出力が得られる。

（５）ｌ　１７命令［５ＴＡＡＪについてｆｆ１１Ｇ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［ＬＤＤＪが
検出される。したがって第１７命令でオペランドｒＴＩ
ＭＥＪにストアされるのは、オペランド「ｃＡＰＴＩＪ
およびオペランド［ＺｃＡＰＴＪの各上位バイト情報で
ある。まｒこ実行条件は第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 ＬＩ＋ｅｎ　　ＴＩＭＥ　−（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）−ＺＣ
ＡＰＴ（Ｄ））（Ｈ）・・・（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）第２０命令ｒｓＴＡＡＪについてｆｊＳ２０命令
の場合には、第５図ステップ１４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、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ｆｉ２０命令の実行内容は、Ｃ０ＵＮＴ＋Ａ
−１・・・（２６） となる。

ここでｆｊＳ１９命令は、第１８ｉ８＋７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ｆＪＳ２５式においで、 Ｔ　Ｉ　Ｍ　Ｅ　＝７キユムレータＡ＝０　　　・・・
（２））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、ｔｔＳ１１ブロック■お上り第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 ａｎｄ　　（ＣＡＰＴＩ　（Ｄ）　　ＺＣＡＩ’Ｔ（Ｄ
））（Ｉｌ）＝　０ｔｈｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ＋￥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第５図ステップ１４　　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ｍｓ　　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振作命令を
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
、ｔＪｓ６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Ｄ３．Ｄ２．ＤＩ、ｐｌ
Ｓｌ　５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、第２０命令には第２９式のＤ
８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、ポ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ｌ−ＴＩＭＥ
Ｊ、［ｃＯＵＮＴＪ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「２　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！
＆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
は判断結果が肯定となり、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１５　　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、Ｐｔ５５図ステップＩ３以
降の分岐条ｆｌ−Ａｍ出処理などを行なうに先だって、
第５図ステップｍ　１　　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ノ分岐命令や分
岐先命令が事眞に明らかとなり、ＣＣＲなどの制０１Ｊ
　＜＋１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心
変がなく、装置に要求されろ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、被解析プログラムを、入
力命令と出力命令とで挟まれる部分命令列で区分した。

この部分命令列ごとに、当該命令列の実行内容と該実行
内容が遂行されるための条件とを求めて、これらを対と
して記憶し、相互に結合すれば、被解析プログラムの全
実行内容を理解容易な形式で出力することができる。こ
れに上りプログラムを実行することなく、その内容を効
率的に検討することができる。

【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１
の構成を示すブロック図、第２図は解析ＶＣ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
ｖｃ置１のプログ２ム内容解析処理手順を示すフローチ
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７０−チャー）、　１５８図は流れ構造の
解析処理手順を示す７０−チャート、第９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７０−チャー）、ｆｊ％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７０−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・・・アーキテクチャ記位領域 代理人　　弁理士　画数　圭一部 第３図 第４図 第　５　図 第　６図 メインルーチンへ 第８　図 １３−ｍ−−１ｌｌ込 第１０図 第１２図　　　　　第１３図 第１６図 Ｍ　１７因

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せからな
   る命令列中の相互に関連する入力命令および出力命令を
   検出し、 上記入力命令と出力命令との間の命令列の実行内容と、
   該実行内容が遂行されるための条件とを求めてこれらを
   対とて記憶し、特定の対に含まれる未決定パラメータを
   規定する実行内容が含まれる他の対を該特定の対に接続
   して出力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。