JPS63317852A - 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、以下のように打なわれる。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ｉ＆
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。したがって直達した
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
ぃた。また、重連したようなシミュレーションやエミュ
レーションを↑〒なうには、実際のプログラム作動時に
おいて必妥とされる人力要求をｒ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ｇなど
、プログラム内容のチェックの基壁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きるととらに、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
合せなどから成る命令列を区分し、各区分毎に命令列の
実行条件と実行内容とを検出し、 検出結果を出力するにあたって、プログラムから要求さ
れる入力項目のデータで、入力されていない場合には、
該データを不定データとして処理するようにしたことを
特徴とするプログラム内部記憶装置である。 作　　用 本発明に従えば、与えられた命令列は所定の想様に区分
され、各区分毎に命令列の天行条ｆ’ｌ−と実行内容と
が検出される。一般に、このような実行内容には、デー
タの外部入力が要求される場合があるが、このような外
部入力で入力されていない場合には、検出結果を出力す
るにあたって該外部入力データを不定データとして処理
し、χ好条件に従って外部入力データを場合分けするな
どして、各場合毎の実行内容を区分して表示する。 実施例 ｔｉｒＪ１図は本発明の一実施例のプログラム内容解析
ｖ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
ｒ１１３と、たとえばランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ
）などによって実現される内部記憶装置・ｔと、たとえ
ばＣＲＴ（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ｖｃｒＩ１５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置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いた後、磁気テープ装置２に記憶さ
れる。磁気テープ装置ｒ１２の被解析プログラムは、解
析ｉｉｌ！ｉの内部記憶装ｆ！！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ｖ装置
３へ記憶される６またこのような記憶処理とともに、表
示′１１置５へ表示出力され、また印字装ｒ！１６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
大寸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１０
ａ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／アノ
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１０１）や、本肢解析プログラムの実行対果とな
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ｖｃｒ？ｉ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、Ｉ
＝　Ｅ　Ｄ　（発光グイオード）が点灯する、などの定
義）が、記憶されろ定義記憶領域１０ｃなどを含んで構
成される。 第３図は第１図示の解析￥ｃｆｒ？１の基本的動作を説
明する７０−チャートであり、第・を図は解析装Ｆ１１
の表示装置５の表示例を示す図である。第１図〜第・を
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ｖｆｉｌ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
対果となるマイクロコンピュータの名称を入力動る。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口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＋１５　
　でアナログ／アノ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ｉｉ！！ｉ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１１５　　のアナログ／アノタル変換器の名称
入力の様子は、第４図〈１）に示される。続くステップ

【１７　　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１１８　　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／アノタル変換
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１１９では、ステップｎ７．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。ｔ１断結果が
否定であれば処理はステップロア　に戻り、上記人力さ
れたデータを訂正する。判断結果が１１定であればステ
ップ−＋１０　　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Ｖｃ置４に
転送して読取る。ステップ＋１１１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７ｆｓ３図のステップ＋１１１　　のプログラ
ムの解析処理の内容を説明する７ｏ−チャートである。 第５図を併せて参照して、解析装置１の毘作について説
明する。上述したように本発明は、ｒことえばマイクロ
コンピュータ用１こたとえばアセンブラ−３語によって
作成されｒこプログラムの内容を解析するｖｃ置に関す
る９被解析プログラムは、解析装置ａ　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ｖｃ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−Ｆ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、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ａ１．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、
１１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、ＯＣ
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＼ｌ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ｒｔ　Ｊ、ｒ・Ｊ、［ＲＪ、ｒ
Ｓ　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）ｆ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
ＣＡＰＴＩ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　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０ビツトに可変周波イシ号入力 および、 （２）出カニ　ＰＯＲＴＩ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１１７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、ｔｐＪ１表に示すプログラムリストは
、第６図および１７図に示す動作内容を有している。し
かしながら、ｔｒ％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、３ｆｒｒ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＃令とを把握した後、訊プログラムの処理の
流れのｖＩ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！　＄１の形態の出力を得る
ことができる。 このような流れのｖｌ造を把握する処理を、第８図の７
０−チャートにおいて示す。第８図ステップ１）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ｌ＋２でｆｐＪｋ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１
ｉｌＩｒ＆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
ｆｆ　９のコマンドや、コマンドに関連する７フグなど
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命令がゼロフラグＺの状？！！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を命令が読取られ
たときステップｌ＋３の？！断はけ定となり、処理はス
テップＩ＋５に移る。 ステップ１）５　　では、第１表の第４命令のオペラン
ドｒＬＯＯＰＪと対応するラベル名を４／ｊ１．′ｌＲ
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、１ＭＺｆｆｆ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噛との討（以下、ブ
ロック化情報と称する）（ｋ、輸）を、内部記憶装置４
に記憶する。この後、処理はステップ１】４　　に移り
、竹番号を＋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、ｆｊＳ１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６ 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ｖＩａ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）に−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、テログラムリストの
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Ｃきる。こうして第５図ステ
ップｗ１　の処理は終了する。 次に第５図ステップ瞳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店づいて、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１代がある。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、各種分岐命令ら大量
に含まれている。したがって、このような分岐命令の条
ｆｌ＝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（
ＣＣＩ？）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耽 したがって本発明のＩｉＬ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５Ｌ２Ｉステツプ論３　の分
岐条件柄出処理、ステップｍ４　　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７αは、プログラムに
おける分岐命各行か分岐先命令性であり、１ブロツクは
分岐命令性または分岐先命令性で始まり、これらのいず
耽かで終了し、かつそのｔｉｔにはこれら分山支命令ま
ｔこは分岐先命令性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、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図ステップ輸１　の流れ＃ｌｑ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、
ｔｌＳｌ＆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　　ｓｍｌ　　Ｌ（ｋ
２　　＋輸２　　＞ｔ”・ｔ（耽ｓ、−ｓ）　　（本実
施例ではｓ；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
ブロックツク報討列を用いる。なお上記ブロック化情報
列の品数ｆｆＩｋｌ、に２．・・・、ｋｓ；噛１．鍮２
．・・・。 −５について総称する場合には、それぞれ記号ｋｔｍ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」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　ｌ
：　”Ｆ　Ｌい上記ブロック化情報ｋまたはブロックツ
ク報輸が存在するか否かを判断する。このｔｌ断が１〒
定であれば、ステップＣ３でブロックツクｆ１に、輪に
よるブロック化処理を打なう。 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、ｔｑ断が１′ｒ定となるブ
ロック化情報に、檜が記憶される。次にステップｃ４で
イテ番号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ｔｑ断を行なう。 ↑１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１′１断が肯定と
なるブロック化情報に、　ｍがあった場合、前回ステッ
プｃ２　　の判断を１１定としたブロック化情報に、曽
を呼び出し、これらを組み合わせてブロック情報対（ａ
ｔβ）として記憶する。以下、このような処理がプログ
ラムの最終作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イテがら第２１行までを順番
にたどって、その中でブロック化情報（ｋ＝陰）として
示される分岐命令性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（ａ、β）として記憶する処理である。 上記ステップｃ５　　のｔｑ断が肯定となれば、処理は
ステップｃ６　に移り１．ヒ記ブロック化情報列（ｋＬ
＋ａｊ）　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　・
・・（１）ｉ＝１？２１・・・、Ｓ によるブロック化処理を好なう。 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、　ｎ）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＋ｆｂ介へ処理が分岐ｒ７１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（ａ、β）と）４なる内容
をなす分岐ブロック情報対（ａ、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１
分岐を行なう系統を網羅できる。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（ａ、β）ｌ）「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命令からなるブロックと、ｍＱｃ
ｒｒ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（ａｔβ）およ
び分岐ブロック情報対、（α。 β）１１ｒを、下記の第４表に示す。 ＩｊＳ４　　表 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■、■、・・・、ｃｏ　　をもって示す
、すなわちブロック■は、行番号１．２の命介群を示し
ている。このような記法に従い、第１表のプログラムは
第１２図お上りｔｉＳ１３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１２Ｌ４および第
１３図の２つの図に区分したのは、第１２図は４？一番
号１〜１２のメイン処理ルーチンを人わし、第１３図は
行番号１３〜２１の後述ｒるような割込み処理ルーチン
を表わし、これＣ）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＋６２　　のブロック分は処理が終了する。 第５図ステップ悄３　では、分岐条件摘出処理が行なわ
れる。このような分岐束ｆｆ：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（ａ、β）ｔ（’ｔβ）１】ｒ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ブロツク■、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）第１ブロツク■を１ｌＴｌろ条件第１ブロツクの
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、αではｊ＝１）のブロック化１１１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（ｋｌｓ＋）において、ｔｊｔＪ
ｋ命介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［ＢＮＥＪの分１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
に上って、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？グＺである。 ステップｄ５　　では、命介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ｔｌ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［ｃＭＰＡ　　ＣＯ［Ｉ　Ｎ
　Ｔ　Ｊであり、ゼロ７ラグＺを変化させる命令である
ことがｔｑ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″７グＺに関する
当ａｔｉｔＪ３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
る命令か否かを判断する。このｆ！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。ｔ１
断が１′ｒ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。第３命令ｒ
ｃＭＰＡＪ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
ることなくステップｄｉ　１に移る。 ステップｄｉ　１　　では、現在検討中のブロックが第
１／２のプログラムリスト中でループを構成するブロッ
クがどうかを判断する。現時点では、解析装置１は第４
命令および第３命介しが認識しておらず、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ｄｌ
Ｏ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ｔ＋＋断する。このｆ１断が１〒定であれば
、ステップｄ１５に移る。一方、上記ステップｔＪ１１
　　のｔｑ断がｆｆ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ｃｊ１５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
ｆ１断する。ｔ！断結果がｆｆ定ならば、ステップｄ１
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ｔｌ１３　　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ｔｑ断し、？！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インクリメントし、処理はステップｄ３に戻る。前
記ステップｄ１５の７１断が否定であれば、ステップｄ
ｌＧ　　を経ることなく、処理はステップｄ１３　　に
杉る。 第３命＋ｒＣＭＰＡＪについて、前記ステップＪ１２の
ｔｑ　ｍ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１′！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
対力向に一命令を読取り、処理はステップｄ９　に移り
、重連の処理を繰返す。 ｍ記ステップＪ１９　　で１′り断結果が１′！ｒ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ｄ２
２　　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ｄ２（１に戻る。 第１表のプログラムリストにおいて、第４命介から上述
の処理が繰り返される。このとき、第１命令［ＬＤＡＡ
Ｊを解析する段階で、ステップｄｌＯで記憶されてきた
＃介は、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１回繰返せば上記ｍ２式は、Ａ＝ＴＩＭＥ　　（ＣＯ
ＵＮＴ＋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、 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、士なゎち、上記第５
式の条ｆｌ＝の否定 Ｔ　Ｉ　ｈｉ　Ｅ　　（ＣＯＵ　Ｎ　Ｔ　＋ｎ）＝　０
　　　・・・（６）が求めるべき条件となる。 （、ｉ）ｍ・ｔブロック■を通る条件 ステップｄ３　　では、第・ｔ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　、　ｕ＋　）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命介に対して、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ｒＢＭＩＪ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Ｏ命介の場合には、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７５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がバフメータとして検出さ
れる。 ステップｄ１２　　では、バフメータとしてのアキュム
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↑ｌＩ断は１〒定となり、ステップｄ
１５　　でのネステイングモ弯造ｔｑ断は杏となるため
、第３ブロツク■の実行内容をオペランドに上って表現
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■を通ろ条件 ステップｄ３では、ｊ＝３の場合としてブロックツク報
討（ｋ、曽）＝（９ｔｌｌ）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７フグすなわちゼロ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１２２および
第２表を参照して、第７命令「ＬＤ！〜１３」が検出さ
れる。 このロード命令はアキュムレータＢに「ＰＯＲＴｌ」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ｃ
ｌｌＯでは、Ｆ　ＯＲ，Ｔ　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ｄｌｌ　　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ｔｌ１２　　の判断はｌ’ｆ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■１
土２重の冬スティングも１造をｈ１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ｆｊｒＪ８式の条件
との論理積となる。すなわち、 ＰＯＲＴ１？＝０ かつ、 Ｐ　ＯＲＴ　１の少な（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ｄ１．３にお
いて、記憶したブロック列はな−１ので、処理はステッ
プｄ３に戻る。 （６）第６ブロツク■を通る条件 ｆｊ％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、柚が、第
３表を参照して存在しないことがｔ＋＋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ｆｊＳａブロックの分岐条件を、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ｔ）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ｒＢａ式の条
（↑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Ｍ【合されてループ横
辺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１′ｌ：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ｆ’
１．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１ ０ブロツク■は、第３表および第４表に示す分１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ｆ↑の否定、すな
わち、 １）ＯＲＴ　　１　７　＝　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人から５１岐ブロ
ツク情報（９、１１）ｂｒによって規定されるブロック
であり、したがって＋ｆ’ｌ　ｌ？ｔ！’５５ブロツク
■を通る条件を考察した際に検討した第１表第９命介の
分岐条件（第８式）の否定の条１′１−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　全ピット二〇 かっ　ＰＯＲＴＩの第７ビツト＝０　　・・・（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ＱΦは、第６ブロツク（ｆＤと分岐命令を介在するこ
となく線形に続くブロワつて゛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）ＰｐＪｌ　１ブロツク■を通る条件ｆｆ１ｌ＆
のプラグラムリストから明がなよ）に、第１３命介〜第
２１命介け、第１命介〜第１２命な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ｔこ人力／出力の定義において、Ｐ
ＯＲＴ　２の第０ビツトに立ち上がりニックまたは立ち
ドがリエツノ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生、 Ｉ　ＲＱ　２　＝　０　　　　　　　　　　　　・・・
〈１２）が得られる。 （１２）第１２ブロツクＱ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命介ｒＢＮＥＪでゼロ７ラグＺ＝
１となる条ｒト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。 これは第１７命令でストア命令ｒＳＴＡＡＪが検出され
、パラメータとしてアキュムレータ八が検出される。ア
キュムレータへの人力命令として、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〜
ｔｊＳ１８命令の実行内容をオペランドで記述すれば、 ｔｃＡＰｌＮ（Ｄ）　−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）！ノ上位ハイ
ト二〇・・・（１３） が得られる。 （１３）第１３命令■を通ろ条件 この場合、第１表のプログラムリストにおいて、第１３
命介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ｆ’ｌ、すなわち上記第１３式の条件
の否定、 ＋ＣＡｒ’Ｔｌ（Ｄ）−ＺＣＡＰＴ（Ｄ）ｌの」三位バ
イト≠０・・・（１４） が求めるべき条件となる。 このようにして第５図ステップ階３　において柄出され
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図ステップ鍮４に移る。 ステップ輸４　では、書込み命Ｉ＃単位の入出力結合処
Ｆｌｊが行なわれろ、ここにａう書込み命令とは、スト
ア命令と、オペランドの直接毘作命杼（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拾ｊｌＮ
ｃＪなと）とを指す。このような命介の検出は、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会処理は、箔１５図の７０−チャ
ートに示される。第１５図　ステップｃｌ。 Ｃ２で１土、第１表で示されるプログラム１こ大寸して
、１１η述したブロック化処理と分岐条件の生成処理と
をＩＦなう。この後、ステップｅ３　　では、！’＄１
３に示されるプログラムにおいて、書込命令が検出され
る。このような准込み命令としては、第２命令ｌ’１Ｎ
ｃＪ、第６命％「５ＴＡＡＪ、第１１命令［５ＴＡＡＪ
、第１６命令［５ＴＸＪ、第１７命臂［５ＴＡＡＪおよ
び第２０命令「ＳＴ八へ」が、後述するように検出され
る。 （１）第２命令「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、ｔ５５命令
のようなメモリの直接操作帝なでは、本ステップを行な
うことなく、ステップ（・５　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がどうかをｔｑ断する。 否定であれば、ステップｅ６　　に移って、命）列の配
列方向と反対方向に一命令を検出する。１′ｒ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Ｊ’Ｔ１．類、すなわち当該ブロックに至る処理の系
暁の種類を記憶する。 第２命令に関しては、第２命介を含む第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１１１３図の処理の流れ図に示されるように
、０′Ｓ１ブロツク■およびｒ５７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ノｊ向に一命会を検出し、現時
、１．諷では第４命介［ＢＮＥＪを検出する。これによ
りステップｅ９．ｅｌ　１　、　ｃｌ　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ｅ
５　に戻る。このようにして」二連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ｔｌＩ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、ＣＯ（Ｉ　Ｎ　Ｔ　、
−ＣＯＵＮ　Ｔ　＋　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
れる場訃を想定ｒると、 ＣＯｔＪ　Ｎ　Ｔ　←ＣＯＵ　Ｎ　Ｔ　＋　ｎ　　　　
　−（１６）となる。これが第２命令の実行内容の一般
形である。 −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１５５式の条ｒ１となる。したがって第
２命令に関しては、 ｉｆ　　　ＴＩＭＥ　　（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）；ａ！　
＋１ＬＩ＋ｅｎ　　Ｃ０ＵＮＴ４−Ｃ０ＵＮＴ４　ｎ　
　　　　　　−（１７）となる。 （２）第６命令について ステップｅ３１１′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ｔ’！断は否定となり、ステップｅ６′
ｃ第５命令［ｃＬＲＡＪを検出する。 ステップｅ９　　では、この第５命介が上記パラメータ
であるアキュレータＡを変化させる命令であることがｌ
’ｌ断され、ステップｅｌＯで第５命拾が記憶される。 ステップｅ１１　では、当訊第５命令がループ構造に含
まれないことが１１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ｆｒｒ介であること
が判断される。このｔＸ、ステップｅ１４　　のｔｌ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、 ＣＯＵ　Ｎ　Ｔ←０　　　　　　　　　　・・・（１８
）となり、実行条件は、処理が第３ブロツクｑｐを通る
条件、すなわち上記第６式で示される条件と同−になり
、これらを整理すれば、 ｉｆ　　　ＴＩｔ４Ｅ−（ｎ＋　Ｃ０ＵＮＴ）＝　ＯＬ
Ｉ＋ｅｎ　　Ｃ０ＩＩＮＴ　−０−（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、ｆ５１５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Ｃ４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ｔｌ　
ｌ！ｌｉされ、処理はステップｅ７に移る。この判断に
上って、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
Ｖ第８ブロック■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′
Ｘ什条件の検出とを各経路毎に行ない、それらの結果が
＃ＩＦ！！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ータ八を検出し、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ａ−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、＃％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Ｐｔ５９式）と、ｔｔＳ２ブロック■お上り第
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　　Ｉ’０ＲＴ１
７＝Ｏ ｉｎｄ　　ＰＯＲＴＩ≠￥００ ｔｌ＋ｅｎ　　ＰＯＲＴ１７＝　１　　　　　　　　　
　・＝　（２１）なる論理式出力が得られる。 （イ）［ブロック■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、市述の第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、重連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■
を処理が通る条件Ｈｓｉｏ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 Ｌ　Ｉｔ　ｅ　ｎ　　Ｐ　ＯＲＴ　１　←￥００　　　
　　　　　−（２２）の論理式出力が得られる。 （つ）！ｊＳ９ブロック■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、ｆｊ４つブロック■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
ｒト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＋　Ｃ０ＩＮＴ）＝　０ａ
ｎｄ　　　　ＰＯＲＴＩフ＝Ｏ ａｎｄ　　（ＰＯＲＴ１７＝Ｏａｎｄ　ｒ’０ＲＴ１＝
￥００）しｂｅｎＰＯＲＴ１＝￥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（こおいて、行番号１３〜２
１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ｊｓＴＸＪ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 ｔｂｅｎ　　Ｚ　ＣＡ　Ｐ　Ｔ＝ＣＡ　Ｐ　Ｔ　１　　
　　・＝（２４）の論理式出力が得られる。 （５）ｔｊＳ１７命令ｒｓＴＡＡＪについて第１６命令
と同様にステップｅ４　で、バフ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命介でロード命令ＩＤＤＪが検出
される。したがって第１７命令でオペラン！’［ＴＩＭ
ＥＪにストアされるのは、オペランドｌ’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　　　ＩＲＱ２＝１ ｔｂｅｎ　　ＴＩＨＥ＝　（ＣＡＰＴＩ（Ｄ）　−ＺＣ
ＡＰＴ（’Ｄ））（ｌｌ）・・・（２５） 注：第２５式の右辺末尾の（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「５ＴＡＡ」についてｔｔＳ２０命令
の場合には、第１５女ステップｅ　−１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
さがのぽってステップｅ６　　で検索すると、第１９命
令で７キユムレータＡに関する操作命令１’ＤＥｃＡＪ
が検出される。 したがってｆ５２０命令の実↑テ内容は、ＣＯＵ　Ｎ　
Ｔ　＝　Ａ　　Ｉ　　　　　　　　　・・・（２６）と
なろ。 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＝０　　　・・・（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Ｖ第１２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　　　　（ＣＡＰＴＩ　　（Ｄ）　　　ＺＣＡｌ
’Ｔ（Ｄ））（Ｈ）＝　　Ｏｔ　Ｉ＋　ｅ　ｎ　　ＣＯ
（Ｉ　Ｎ　Ｔ　←￥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図ステップ横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ａうパイルと１土、プ
ログラムリスト中１こおけるオペランドの直＃Ｃ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χ打電１’ｔ−と実行内゛σとの結合表
記を指す。その具体的処理内′αは第１６図の７０−チ
ャートに示される。 上述したように、第１表のプロゲラ１１リストには６個
の寸込み命令があり、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、ｆｉ４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、第１７
命令には第２５式のパイルＤ４、ｔｊ％２０Ｒｔ＋には
ｔｊＳ２９式のＤ８がそれぞれ作成される。 以下、ＰＩ％１Ｇ自を参照して、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Ｄｌ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、［ＣＯＵ　Ｎ　Ｔ　Ｊが未決定である。 また、残糸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、未決定バフメー
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／−夕ｒＴｒＭＥＪ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↑１断
する。現時点ではｔｑ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、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「３　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ｆ・ｔに移り、外部出力命令パイルが終了した
かどうかをｔＱ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１２　　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ｎ断結果が１７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ｗ５　　のパイ
ルの結合処理が終了する。 以上のよ）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ｌ１１１　　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Ｃ
ＣＲ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。 上述したように第１表に示したプログラム例に関してパ
イル出力がなされると、繰作者に把握容易な形式でプロ
グラム内容が出力されることになる。一方、被解析プロ
グラムのシミュレーションまたはエミュレーションを行
なうことが広く行なわれているが、先行技術の項で述べ
たように、従来ではプログラムから要求される外部入力
データを全て入力しないと、プログラムのシミュレーシ
ョンまたはエミュレーションは行なうことができなかっ
た０本実施例の解析装置１は、プログラムから要求され
る外部入力データを全て入力することなしに、プログラ
ムの動作内容を把握できるようにしている。 ここでｆｆ１１表のプログラム例において、第１命令〜
ｒ：ｔＳ１２命令からなるプログラム部分を例にとり、
この部分のエミュレーションについて考察する。このプ
ログラム部分に表われる外部入力が必要なオペランドは
、ｌ’ＴＩＭＥＪ、ｒｃＯＵＮＴＪおよびｒＰＯＲＴＩ
Ｊの３種である。ここで、これらのオペランドに対して
、下記、 Ｔ　Ｉ　ＭＥ＝１８０　　　　　　　　　　・（３０）
ＣＯＵＮＴ＝￥７Ｆ　　　　　　　　・・・（３１）Ｐ
ＯＲＴ１７＝０　　　　　　　　　　・・・（３２）の
データを与えた場合を想定する。ここで、第３２式のｒ
ＰＯＲＴ１７Ｊは、ボート１のｆ５７ビツトの意味であ
る。 上述したような外部入力データが与えられた状態で、被
解析プログラムのエミュレーションを行なうには、前述
の＃１５図ステップ１６１〜ＷＡ５の処理と同一内容の
処理を行なえばよい。 上記プログラム部分に関して、第３０式〜第３２式のデ
ータ入力下における実行内容は、下記第５表に示される
。 ここで記号「↓」は、たとえば第６図に示す７０−チャ
ートの判断ステップａ４．ａ８などで分岐しない場合で
あることを示す。また記号「×」は、データの不足など
に起因して、実行内容が不定であることを示す。 すなわち上記第３０式〜ｔｊＳ３２式のデータ条件下で
は、前記プログラム部分の第９命令ｒＢＥＱＪの判断を
確定するに必要なデータが不足していることになる。従
来では、このような場合、シミュレーションまたはエミ
ュレーションで得られる出力結果は意味がないものにな
るにもかかわらず、正しいものとして処理してしまう危
険性があった。 一方、本実施例では、前記外部データ入力は基本的に不
必要であり、上述したようにデータが入力された場合で
あっても、そのデータのもとに上述したような第５図ス
テップ曽１〜輸５の処理を行なう、これにより、解析装
ｒ！１１のたとえば表示装置５またはプリンタ６（第１
図参照）では、たとえば第１８図示のような出力例が表
示される。すなわち上記第３０式〜第３２式の条件下で
、第５表のＰｔ５１命令〜第１０命令の範囲でプログラ
ムを実行させた場合、ボート１には、 ＰＯＲＴ１＝￥００　　　　　　　　・・・（３３）の
場合には、０が出力され、 ＰＯＲＴ≠￥００　　　　　　　　　　　　　　・・・
（３４）の場合には、￥８０が出力されることが把握さ
れる。 このようにして、被解析プログラムで要求される外部入
力データを全ては入力しない場合であっても、当該プロ
グラムのシミュレーションおよびエミュレーションを容
易に実行することができる。 効　　果 以上のように本発明に従えば、被解析プログラムで要求
される外部入力データを全ては入力しない場合であって
も、当該プログラムを実際に実行することなく、そのエ
ミュレーションおよびシミュレーションを行なうことが
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ｖｔｒ
ａ１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ｖｔｒ＆を示すブロック図、第３図は
プログラム内部解析装ｅ１の基本的動作を示す７０−チ
ャート、第４図は表示装ｆｉ５の表示例を示す図、第５
図は解析装ｒ！１１のプログラム内容解析処理手順を示
す７０−チャー）、ｆｔ５６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）、＃Ｓ８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）、ｔｊＳ１１
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、第１８図
は本実施例の出力例を示す図である。 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・・・アーキテクチャ記憶領域 代理人　　弁理士　画数　圭一部 第３図 第４図 ！５　　図 イセＺのりτＬデ萱１ 第　６図 メインルーチンへ 第８　図 １３−−−−　Ｉｌｌ込 第１０図 第１２図　　　　　ｇ　１３図 第１６図 第１７図

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などか
   ら成る命令列を区分し、 各区分毎に命令列の実行条件と実行内容とを検出し、 検出結果を出力するにあたつて、プログラムから要求さ
   れる入力項目のデータで、入力されていない場合には、
   該データを不定データとして処理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。