WO1997016784A1

WO1997016784A1 - Procede de production de logiciels, processeur et support d'enregistrement

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Publication number: WO1997016784A1
Application number: PCT/JP1996/003183
Authority: WO
Inventors: Fumio Negoro
Original assignee: Fumio Negoro
Priority date: 1995-10-30
Filing date: 1996-10-30
Publication date: 1997-05-09
Also published as: CA2235924A1; KR100303946B1; NZ321670A; EP0859313A4; CA2235924C; US6138268A; KR19990067258A; EP0859313A1

Description

明細書ソフトウェアの生産方法、処理装置及び記録媒体技術分野

この発明は、業務用ソフトウェアやゲーム用ソフトウェア、その他あらゆる分野のソフ卜ウェアに適用されるソフトウ Xァの生産方法、処理装置及び記録媒体に関する。背景技術

どれだけ 0 Sやパッケージが良く作られても、それだけでは利用者の要求を満たすことができない。ソフ卜にはユーザーが自前で開発しなければならない論理部分が必ず存在するからである。重要なことはその部分についてソフ卜の生産技術が適用されなければならないことである。即ち、生産技術とはソフ卜の短期開発、保守課題からの解放、上流仕様とプログラム仕様を連接する方法、プログラムの機能品質を保証する等の効果が発揮されるものでなければならない。

従来方法は要件機能を抽出してソフト化する機能分割法であるが、機能分割法から付加的なロジックが派生することは殆どの場で理解されていない。そして、この思考方法には基本的な欠陥があり、すべてのソフト課題はここから生じている言っても過言でない。この問題を基本的に改善するにはこの思考方法に替わる新しい概念、即ち、要件事象を封じ込める概念分割法の理論が必要である。本発明者は、かかる概念分割法の理論を案出し、これを L Y E E (G 0 V E R NM E N T A L M E T H O D O L O G Y f o r S O F TWA R E, P R O V I D E N C E) と命名した。本理論は将来に向けた新たな思考方法の基準を与えるものである。

ソフトの生産保守性の非効率性はソフト構築の手段をソフ卜の特質を無視する機械機能的なパッケージ化に向かわせている。このソフト自体もまた非正解型であり、且つ、非生産的なままで開発並びに保守が行われているが、結果的に利用者の利用環境は次第に信頼性、可用性、適用性（R A S ) 機能の局面で悪化の一途をたどっている。この時期必要なことは生産の為の基盤整備である。

この分野においては、生産技術の問題に手をつけずにいながら、即ち、プログラムの単位的な処理機能を品質的に管理する方法を持たず、上流だけで良質のソフトが決定できると主張するのである。異常と言わねばならない所以である。ソフ卜の生産方法は上流下流に分けて行われるような性質のものではなく、理論的に捉える所から始めなければならない。 L Y E E理論は正にこれを満たすものである。

即ち、本発明の目的は以下の通りである。

( 1 ) ソフト開発者及び保守者の生産能力を向上させること。

( 2 ) 上流情報と下流情報とを理論的に連接させること。

( 3 ) 単に業務ソフトの開発に限らず、 0 S、ミドルソフト、ゲームソフト等幅広いソフト分野の開発に適用できるプログラム構造を提供すること。

( 4 ) 上流情報を最小化しソースプログラムを生成すること。発明の開示

以下、本発明者の論文

「題目：ソフ卜の存在由来

副題目：ソフ卜の真相構造

副題目：三次元思考方法を二次元思考方法から誘導する理論」

の一部を抜粋する。存在には真相と実相がある。

其れらは様相の連鎖で律されている。真相とは存在由来のことであり、其の連鎖は連想して成立由来を表す連鎖となる。実相とは成立由来の連鎖が重複して表す事象の事である。

生命体も其の思考方法も存在は全てが実相に外ならない。実相に至る二つの連鎖と重複連鎖を総称して実相連鎖、其の連鑌を成立させる作用を論理化作用と呼ぶ。生命体が自覚する存在とは、例えば、水が H H 0であると言う様な実相のことについてだけであり、水の真相が自覚できる由ではない。

ニュートンもアインシユタインも自覚したのは実相であり、餮ぇ、二人を統合したとしても其の自然則の真相が解明される由ではない。様相は固有の時間を持って存在し、その値は同じではない。

そして、時間速度が異なる様相は同じ空間に占めることはできないので、其の占有する空間は異なる事になる。真相を表す様相の時間速度は存在の仕方として実相を表す様相の時間速度よりも先行して成立しなければならないので、

真相を表す連鎖は認識空間と呼ぶ領域に、実相を表す連鎖は

認識空間と呼ぶ時間速度が異なる領域に展開する。記憶とは生命体が創造する認識空間の部分集合である。其処には認識空間の様相が存在する。生命体はこの記憶を用いて更なる連鎖を創造し、既存の実相連鎖との間で同化を図る。同化とは二つの連鎖の対応関係の成否を図る作用の事である。同化作用が成立すると其の実相連鎖は記憶として受容される。生命体も其れ自身固有の時間速度を持つ認識空間に存在する実相の事である。其れ故、生命体が創造する連鎖も実相を表す連鎖となる。そして、

其の連鎖の様相は記憶として存在する様相に限られるものとなる。換言すれば、生命体は時間速度の異なる様相を連鎖する事は原理的に不可能なのである。其れ故、生命体が記憶する様相は生命体が創造できる様相に限られ、真相を表す様相は受容されることはないのである。其れ故、生命体の自覚とは生命体が創造する実相で有る限り、記憶されていない真相が自覚として現象化される事はないのである。生命体が創造する様相は其の稠密の進展と共に生命体の物理性に有効となり、結果的に、其の様相に支配を委ねる形になった。

換言すれば、生命体は真相よりも実相による支配を選択した由である。もし、生命体が真相を自覚できる思考方法に開眼するならば、其の進展は実相効果の比ではないはずである。本論文では真相を理論的に求める思考方法を論じるものである。

其の目的は真相の構造がソフト課題を克服する究極のソフト構造となるからである o 第一章

1 . 1論理方程式様相は意味性，有意性 ·時間速度を構造要素とする独立した構造体である。意味性とは存在を表す為の意志である。

この意志は出現順次で決定される。

出現順次とこの意志は唯一の対を成し、其れ故同質様相が現れる事はない。後述する論理方程式の連鎖順次はこの出現順次を表すものである。

そして、この意志は空間的広がりを表すものとなる。有意性とは意味性に共棲し意味性の存在性を拡大させる為の意志である。意味性はこの有意性に基づいて他の様相の意味性と連鎖する。後述する連鎖はこの意志の作用で誘導されるものである。

有意性の拡大作用は普遍的である。

本理論ではこの有意性を論理化関数として表す。時間速度は様相に帯同し其の様相の固有する時間速度によって存在する空間を決定する。様相が存在する空間域の事を母集団と呼ぶ。意識空間、認識空間とはこの母集団の事である。意味性は其の存在空間する空間域によつて有り様を変える。

即ち、意識空間では大きさを持つ一様な空間的広がりとして存在する。

認識空間では多様で多重的な空間的広がりとして存在する。

時間速度は後述する。連鎖は決定された母集団の部分集合の様相の空間的広がりを大きさの降順に並べたものである。この順序列を降順順序列と呼ぶ。

この部分集合は母集団に属するひとつ以上の様相から成るものである。様相の有意性は連鎖されて単位化される。其の事で部分集合化された様相の空間的広がりの総和や重複の関係を成立する。

総和に最も近似する様相が母集団に存在すれば、其れを連鎖に対し等価な様相と呼ぶ。

総和、等価、重複は後述する。連鎖は連鎖と等価な様相の出現順次を現す為のものである。そして、論理方程式はこの関係を正規化したものである。そして、この論理方程式を用いて連趙に関する更なる有り様を推論するために利用する。

連鎖と等価な様相が唯ひとつである場合、其の連鎖と連鎖の様相は唯一的である。複数個存在すれば多義的である事を表す。

もし、存在しなければ其れらは全て不定となる。意識空間に存在する様相は其の固有する時間速度から独立である。其れ故、この様相は重複して存在することはない。この様相の事を意味要素と呼ぶ。

当然、其の連鎖も重複はしない。

其れ故、其の連鑌も意識空間に於いてだけ成立する事になる。結果的に、意識空間は唯ひとつの空間として律することが出来る。他方、認識空間に存在する様相は其の固有する時間速度から独立して存在する事ことは出来ない。其れ故、この様相は重複して存在する。この様相の事を状態要素と呼ぶ。

当然、其の連鎖も重複する。

其れ故、其の連鎖も認識空間に於いてだけ成立する事になる。結果的に認識空間は重複される事に於いて、意識空間のように唯ひとつの空間ではなく、其の部分空間は多義的となり、全体は不定となる。

重複とは其の様相の空間的広がりが多重的に拡大される事である。連鎖は更なる連鎖を誘導する。この関係に於いて、新たな連鎖と等価な様相を帰結様相、新たな連鎖を誘導する為に媒介となる連鎖に等価な様相を媒介様相と呼ぶ。意識空間で成立する連鎖を意識連鎖、認識空間で成立する連鎖を転位連鎖と呼ぶ。意識連鎖は存在の真相、即ち、存在由来を表し、転位連鎖は存在の実相、即ち、成立由来を表す。例えば、水が様々な実相を表すのは水を表す転位連鎖の重複によるものである。そして、重複した転位連鎖を伏態連鎖と呼ぶ。転位連鎖を成立させる為には意識連鎖と転位連鎖を連想させる事が必要である。しかし、この二つの連鎖が存在する空間は同じではない為、時間速度が異なり、直接連想を果たす事が出来ない。この理由から意識空間には意識連鎖と連想する相対連鎖が必要になる。相対連鎖は重複が出来ない意識連鎖を重複可能にする為のものである。。即ち、意識連鎖はある時間の間だけ最も低位の重複を成立させる相対連鎖を現させる。この時間を転位時間と呼ぶ。転位時間は対象となる意識空間に存在する様相の時間速度と連想される認識空間の様相の時間速度の比率で決まる時間の事である。

意識連鎖は相対連鎖を介して転位連鎖と連想する。唯一的な様相は悠久に存在するが、多義的な様相は滅する。しかし、不定でなければ意味要素と同化する可能性を持つ。意味要素と同化する様相を回帰様相と呼ぶ。回帰様相は意味要素と同様に悠久に存在する事が出来る。不定となる様相は唯必滅するだけである。既述した様に連鎖は様相の有意性の作用から決定されるものである。

其れは、母集団の部分集合、部分集合に属する様相の降順順序列、そして、其の降順順序列と等価な様相を母集団から決定する事である。

有意性の作用を論理化関数とする。

以下に其のアルゴリズムを示す。

①媒介様相に属する様相それぞれについて近似する様相を母集団から抽出する。近似する様相とは其の様相の意味性が表す空間的広がりの大きさが近似する事である。

近似には +側と一側の空間的広がりの大きさがあるので、其の両方を抽出する。土の様相がひとつとなる場合には其のひとつの様相が抽出されるが、更に、其のひとつの抽出した様相に対して、更に近似する二つの様相を求めなければならない。二つの様相が抽出される迄この作用は継铳される。

抽出する様相が存在しなければこの作用は其処迄とする。抽出する様相が多義的に存在すれ場合には其のどれかを任意的に抽出する。

②抽出した全ての様相と媒介様相の様相を加えて新たな連鎖の様相の集合とする。集合に属する様相が異なる母集団を持つ場合、

様相の数の大きな方の母集団と其の様相が残り、様相の数の小さな方の母集団と其の様相は排除される。

③同じ様相が存在すれば唯ひとつに正規化される。

④新たな集合の様相が表す空間的ひろがりの大きさを降順に並べる。これを降順順序列と呼ぶ。

⑤降順順序列と等価な様相を母集団から決定する。

等価な様相とは総和関係で算定する

連鎖が空間的広がりの大きさに +側で近似する様相の事である。

総和関係とは

降順順序列の様相順位が奇数順位にある様相の空間的広がりを

様相順位の一番目の様相の空間的広がりの中に吸収し、

偶数順位にある様相の空間的広がりを様相順位の一番目の様相の空間的広がりに算術的に加えて空間的ひろがりの大きさを決定する事である。

( 1 ) 論理方程式

^E k, E ⁼ k-l ( ^E H. R + ^{ E _B } D )

論理方程式は媒介様相 _n と其の母集団 { E _FFL } D の様相に作用する論理化関数 Φ ,_ ₁ から誘導される帰結様相 Ε ,， ₈ の関係を表す。添え字 Κは連鎖が繰り返される場合の順次で連鎖順次を表す。

連鎖順次は 1≤ Κの自然数として規約される。本理論では意識空間の単位時間を連鎖から連鎖が誘導される時間と定義して捉えるので、連鎖順次は意識空間の単位時間を表すものとなる。

連鎖順次は重複する事なく常に唯一である。添え字 Rは連鎖が重複する場合の順次で重複順次を表す。

重複順次は 0≤ Rの自然数として規約される。

本理論では認識空間の単位時間を重複から重複が誘導される時間の事と定義して捉えるので、重複順次は認識空間の単位時間を表すものとなる。

重複順次は多義的である。

即ち、認識空間では同じ実相が異なる重複順次で出現する事になる。連鎖順次と重複順次が同時に変わる事はない。

連鎖順次が変わる場合は重複順次は R = 0で固定され、

重複順次が変わる場合は連鎖順次が固定される。媒介様相に作用する論理化関数を言い換えれば、連鎖順次 Κ - 1の連鎖に作用する論理化関数の事になる。

母集団 { E _ } _D の添え字 Dは意識空間の場合 W、認識空間の場合 Cで表される。帰結様相と媒介様相の部分集合の様相の数は N_{k + 1} ≥ N, の関係である。論理方程式は以下の様に展開する事が出来る。即ち

^E k. R ^{= Φ}Κ-1 ^{C E} k-L R + ^{

E k-1,R - - 2 ^{( E} k-2, E + ^{{ E} _m } D )

(2) 実相連鎖実相連鎖は 3種の連鎖に連想を成立させ且つ其のひとつである転位連鎖に重複を成立させる事である。本理論では実相連鎖を成立させること、即ち、論理化作用を認識的に行う事を解法と呼ぶ。解法については後述する。

ここでは実相連鎖を表す全ての連鎖を論理方程式で説明する。

0 1. 意識連趙（K ≥ 1 . R = 0 ) 意識連鎖は意識空間で成立する意味用を連鎖様相とする真相を表す連鎖の事である 0

即ち、

^Mk, 0 ^{= Φ}Κ-1 ^(Mk-1.0 + ^{Μ _Π ）

^{= Φ}Κ-1 °k-2 * * ^Φ2 ^Φ 1 ^Φ0 ^{( Μ}0.0 + ^{{ M} _m ）論理化関数は唯ひとつであるので、其れを Φで表せば、上式の論理化関数列は Φ ^K である。故に、上式を以下の様に表す。即ち、

Μ = Φ ( Μ + { Μ„ } „ )

0 0, 0 こで、 Μ„ _η を境界条件と呼ぶ, 意識連鎖がソフ卜化される場合、

境界条件は定義体に置換される。意味要素の数を Μとすれば、意識連鎖の成立数 G _M は以下の通りである。

即ち、 G _K = „ C j + _M C ₂ + · · · + JJ^ C JJ^ + _M C _N 、記号 Cは組合せ計算式を表す。

最大の意識連鎖とは意識空間の全ての意味要素からなる連趙である。

意識連鎖がこの数に到達すると意識空間に於ける論理化作用は停止する。

0 2. 相対連鎖（K ≥ 1 , R = 1 ) 意識連鎖を転位連鎖に連想する為に意識連鎖から誘導される意識空間で成立する連鎖の事である。即ち、

M = ( M + { M„ } „ )

k, 1 0, 1

0 3 . 転位連鎖（K≥ 1， R = 1 ) 相対連鎖から連想される意識空間に存在する状態要素を連鎖様相とする認識空間で成立する成立由来の連鎖の事である。

連想の際、母集団が意識空間から認識空間に置換される。即ち、

生命体は転位連鎖の連想が転位時間内に終了させられない場合、この連想は廃棄されるか、或いは、記憶情報を用いて代替的に創造するかのいずれかを選択する。しかし、創造される転位連鎖は論理化作用の摂理に反するものである事は明らかである。この観点から見れば、生命体の創造とは多義的である故に偽性であり、換言すれば、

人類の文明とは偽性の限界を目指すものと見る事が出来る。

0 4 . 状態連鎖（K =固定、 R≥ 2 ) の論理方程式、転位連鑛の重複から連想される実相を表す連鎖の事である。

^S U ^{= φ Κ} ( + { 其れ故、状態連趙は其の重複度合いで其の帰結様相は様々な実相を現象化させる, 重複順次 Rは決定された転位連鎖に作用する。

状態連鎖の構造は他の連鎖と異なり、

転位連鎖に属する様相の空間的広がりが多重化される事である。

例えば、水の成立様相が様々であるのは転位連鎖の重複度合によるものである。生命体が創造する状態論理の様相は、自覚 ·感情 ·言葉 ·文章 · 態度 ♦ 行動として現象化される。

0 5. 回帰論理（略）

( 3 ) 論理化作用論理化作用は意識連鎖、相対連鎖、並びに、転位連鎖と其の重複である状態連鎖を連想させる事である。転位連鎖から相対連鎖を誘導する論理方程式を以下に示す。即ち、 Mo.i ^{= Φ}"^Κ (^Sk.l + } w ) ① 転位連鎖と状態連鎖は以下の関係にある。即ち、

^Sk. = (^Sk,l ) ^R ②

故に、 ^Sk.l = (^Sk.B ) 式③を式①に代入して式①を改める。即ち、 ^Μ0.1 ^{= Φ}— ^{K(( S}k，B ) "^R+ } c ) ④ 式④は生命体は状態連鎖しか自覚する事が出来ないので、式③で重複順次 Rで決定される状態連鎖から転位連鎖を求め、其の転位連鎖から意識連鎖を求める為の論理方程式である。式①、式②で示される逆論理化関数は

論理化関数が普遍的なので必ず成立し求める事が出来る。其の結果、意識空間の様相を仮定する事が出来れば、其処に存在する意識連鎖を求める事が出来る。式④を逆論理方程式と呼ぶ。

解法とはこの作用の事に外ならない。

1 . 2時間摂理（図 2 3参照）意識論理が決定される時間を意識論理の単位時間とする。

転位時間が重複される時間を認識空間の単位時間とする。

意識空間に於ける連鎖順次は唯一的である。

認識空間は部分的に成立し全体は不定であるので、認識空間に於ける重複順次は部分空間ごとに定まり多義的となる。単位時間が様相の個別的な事情で相 ¾する事を付度して、絶対時間で捉えた様相の固有時間を単位時間の逆数で表し時間速度と呼ぶ。状態連鎖は同化して生命体の記憶となり、其の記憶が感情 · 言葉 · 行動 · 文書などに現象化される。しかし、其の以前に

其の発端となる意識連鎖は成立して存在しなければならない。

即ち、意識連鎖が成立する時間速度は状態連鎖が成立する時間速度よりもおおきくなければならないのは必然である。単位時間、時間速度、転位時間、回帰時間を総称して時間摂理と呼ぶ。以下に、定義を記す。

( 1 ) 単位時間意識連鎖を決定する単位時間： ^{( M} k. O )

状態連鎖を決定する単位時間： t„ .つの空間の単位時間の関係： t u ₍M_{k> 0} ) < < t _u ( S _{k R}

(2) 時間速度意識連鎖の時間速度： t _v (M_{k( 0} ) = 1/ t JJ (M_{k 0} )

状態連鎖の時間速度： t _v (s，. „ ) =i/t_u (s_k,_n )

二つの空間の時間速度の関係： t _v ( M ,, ₀ ) > > t _ν ( S _{k R} )

時間速度の大きな様相は独立して存在する。

時間速度の小さな様相は独立して存在する事が出来ない。

( 3 ) 転位時間認識空間での転位時間： t _T = t _v ( M , ₀ ) / t _v ( S _{k B}

(4) 回帰時間（略）

第二章ソフ卜化解法意識連鎖を誘導する逆論理方程式、即ち、 M_{Q 1} = Φ— ⁿ((S_{k R} ) "^R+{M_ffl } „ ) の解法は特定された認識事象（伏態連鎖）に関して成立する。

本章では特定された認識事象を電算機で稼働するソフトとして解法する場合について述べる。そして、この解法論の事をソフト化解法と呼ぶ。

ソフト化解法で害き改められる逆理論方程式をシナリォ関数と呼ぶ。

シナリォ関数の説明は第三章で行う。

シナリオ関数はソフトの唯一的な構造を現す事に帰結する。

其れ故、本理論ではソフト開発作業はこのシナリオ関数を満たす作業の事に帰結する。換言すれば、ソフト化解法の過程に現れる条件を具象化する事と同質の作業となる

其れは解法過程に現れる条件が決定されるべき作業の厳密な命題を捉える事になつている力、らである。

通常、思考方法の中で定型化できる思考方法を総称して方法論と言い換えるのである。

本理論の場合、具象化する為の思考方法は

其の命題自体が経験的知識と言つたものではなく解法と言う論理的過程の中で捉えられたものなので、従来に比べ必然的に高割合で定型化される事になる。

第三章開発方法論ソフト化解法を開発方法論化する事について述べる。従来のソフ卜とは要件事象、即ち、状態連鎖を S Eの属人的能力（経験、知識、応用力）で前以て機能的に規約し其れをプログラム化するものである。

この場合の電算機は其のプログラムから S Eが前以て既知とした状態連鎖を短時間で情報的に再現する役割を担うものである。

即ち、従来のプログラムは電算機を通じて短時間で既知なる状態を再現する事にあり、新たな状態連鎖を生み出す由ではない。

其れ故、新たな状態連鎖は再現された情報が衝動となつて行われる生命体の論理化作用に委ねるしかないのである。本理論を開発方法論化するのは意識連鎖を表すプログラムを紙上（認識的）に作り出す為である。そして、其のプログラムを電算機で構造的に重複させる事によつて、其の意識連鎖に連想する状態連鎖を電算機から生み出させると言うものである所謂、要件事象とは状態連鎖の事であり、其れは常に多義的（CHAOS)に存在する。其れ故、繰り返し（馴れ）による自己帰結は

同化され易い傾向を表すが、

成立由来の重複連鎖を創造する事を前提するに於いて

結果的に非生産的なものとなる所に根本的な欠陥があった。其れ故、要件事象の状態連鎖の成立は事前に規約するしか方法はなく、電算機に其れを委ねると言う事は基本的に不可能なことであった。

例えば、演算的に其れを誘導すると言う発想は A I と呼ばれるもので代表されるが、単に商業的な希望的着想の域を越えられるものではない。

本理論はこの問題を電算機で代替可能とさせる誘導方法を表すものである。本理論から導出された意識連鎖を捉えるプログラムの構造は伏態連鎖を捉える構造に較べ著しく簡易化されたものとなる。

其の結果、意識連鎖を作り出すソフトを決定する人為的作業も必然的に簡易化される。

其の結果、ソフトの開発 · 保守の作業局面に著しい改善的効果をもたらす。其の効果の要点を以下に掲げる。

①従来方法では不可欠となっていた S E作業の 5 0 %は不要となる。

②関係者の論理化作用を大幅に削減する事が出来る。

即ち、状態連鎖を捉える従来の人為的作業では其の内の 1 0 %程度しか機械化する事が出来ない。 90 %が作業者個人の能力に委ねられざるを得なかった。意識連鎖を捉える本理論の場合では其の内の 7 0 %を機械化する事が出来る。

③従来方法でのソースプログラムの論理部分は 2 0 %迄に圧縮される。

④従来方法では其の上流工程と下流工程がプログラマーの自己的な論理化作用で連想されるしか手段がなかつたので、上流工程と下流工程の関係は当事者以外には分かりにくく、其の為、保守作業の生産性は開発作業に較べ更に十分の一程度に低下していた。本理論の場合、上流と下流の関係が理論的に連想されるので、この部分のプログラマーの個人的な論理化作用は不要となる。

換言すれば、其の関係は個人的な心因に埋没したものでなくなり、本理論の理論的構造を理解すれば誰もが同じ論理化作用を行う事が出来る様になる。其の結果、保守作業の生産性は飛躍的に改善される事になる。

( 0 1 ) シナリォ関数後述する空間モデルを用いてソフト化解法された逆論理方程式はソフ卜の意識連鎖の構造を表す。意識連鎖の構造は普遍的に唯ひとつとなるので、この場合のソフ卜構造も必然的に唯ひとつとなる。これをシナリォ関数と呼ぶ。画面を基底定義体とするシナリオ関数 T_Q を以下に示す。即ち、

^Τ0 ^{= Φ}0 ^{( {}°p.k ^{{ L} i, 2 ' ^Tl, f ^{} ) + { Φ}?Λ ^L i.3 ' ^Tl,g ^{} }}

+ ^{{ Φ}Ρ,4 i.4 ' ^Tl.q ^}}) ここで、

Φ ₀ は基底定義体を画面とするパレッ卜連鎖関数を表す。

Φ— _k はパレツト関数を表す。添え字 kは画面識別子を表す。

L _{i 2} は単語 i の意味領域 W 0 2の基底論理を表す。

L - ₃ は単語 i の意味領域 W 0 3の基底論理を表す。

L _{i 4} は単語 i の意味領域 W 0 4の基底論理を表す。

0 2、 "\^ 0 4の単語 1 は画面1^に存在する単語である。

W 0 3の単語 i はシステムに存在する全単語である。

T ₁ は基底定義体をファイルとするシナリオ関数で、従来型プログラムを連想する。其の添え字 f , g, qはファイル識別子を表す。

即ち、 T_∑ もまた基底定義体をファイルとするシナリオ関数である。この場合のパレツト連鎖関数である。即ち、

^Tl,f ^{= Φ}1 ^({ΦΡ,1. ^{{ L}i,2 ^{)) + {Φ}? ^{{ L} j,3 ^{}} + { Φ}Ρ.4 ^{{ L} j,4 ここで、

L_{J 2} は単語 jの意味領域 W 02の基底論理を表す。

L _{j 3} は単語 j の意味領域 W 0 3の基底論理を表す。

L _{j 4} は単語 jの意味領域 W 04の基底論理を表す。

W 02 , W 04の単語 j はファイル ίに存在する単語である

W 03の単語 j はシステムに存在する全単語である。

( 2) 空間モデル（図 24、 2 5、 2 6参照）ソフトとは存在の実相と真相の関係を表す関係の事である。

ソフ卜の開発とは実相連鎖を成立させる事にあるが、理想を述べれば、意識連趙を成立させる事に帰着する。しかし、意識連鎖は永久に不明であり、其の意識連鎖を成立させるには状態連鎖から意識連縝を誘導する逆連想を成立させる事が必要である。其の不可欠な条件は認識空間と意識空間の構造的な成立性を唯ひとつの空間で表す事である。本理論ではこの空間を空間モデルと呼ぶ。

空間モデルはソフト化解法の過程で現れる解法条件から誘導されなけらばならない。其れ故、ソフトは空間モデルに帰着し、

ソフト開発はこの空間モデルを決定する作業と同義となる。

空間モデルの構造について以下に説明する。解法条件が現す認識空間の律性は受容、論理、相対に仕分される。この律性を 3 種の二次元領域に置き換える。そして、これを意味領域と総称する。意味領域は W O 2、 W O 3、 W O 4で記され、

W 0 2では受容律性、

W 0 3では論理律性、

W 0 4では相対律性を表すものとする。他方、意識空間の律性は意味領域と逆連想の関係にある三次元の空間概念に置き換えられる。即ち、空間モデルとは意味領域の連鎖で認識空間を表し、其の意味領域が構成する三次元空間で意識空間を表す構造体の事である。そして、本理論で言う意味要素は認識的に実現する事が出来ないので、開発方法論化される場合、意味要素は単語で代替するものとする。

即ち、単語は意味領域が構成する三次元空間に配される。

そして、単語は意味領域に転位（べクトル分解）され、それぞれの律性で其の意味性を基底論理（プログラム）に置換する。基底論理は後述する。

因に、従来のプログラムは要件事象の意味性が経験や知識で仕様化され、其れが論理化された。基底論理は意味領域のそれぞれの律性が経験や知識に代わって単語の意味性を基底論理に置換する仕様となる。この基底論理を領域的に連鎖させると認識的な状態な要件事象と等価な機能的様相となる。既述して来た連想とは単語の意味性と其の基底論理が領域的に連鎖して出現させる機能的様相の対応関係が成立する事である。

領域的な連鎖とは意味領域に順序性を与える事で、理論上、其の形式は 3種類となる。しかし、開発方法論化した場合、電算機の方式的な事情から 5形式となる。この順序性は後述する処理経路図として表される。

そして、この順序性は実相の要件事象から真相を誘導する為の逆連想の成立条件を規約するものとなる。意味領域の律性は解法条件として既知であり、

システムに存在する単語を意味要素に代替させる事で、基底論理を満たし、基底論理が存在する意味領域の領域的連鎖は 3形態を基にすれば、其の組み合わせで如何なる様相でも全て律する事が出来るので、其れは既知と同値である。そして、この空間モデルの構造から

意識連鎖を誘導する為の逆連想を成立させる事が出来る。

( 3 ) 基底論理（図 2 7参照）システムに存在する単語を意識空間に存在する意味要素に置き換えるものとする。意味要素が其の有意性から部分集合化される様に、単語は定義体によつて集合化される。

そして、集合化された意味要素が其の有意性で連鎖された様に、定義体上の単語は生命作用で連鎖され、要件事象を成立させている。

例えば、画面は其の画面上の単語を用いて生命体に連鎖を成立させる。

帳表は其の帳表上の単語を用いて生命体に連鎖を成立させる。

ファイルはフアイル上の単語を用いて生命体に連鎖を成立させる。

生命体に連趙を成立させる事に於いて、この定義体は要件事象となり得ている。ソフ卜を其の生命作用を代替させる手段として位置づければ、ソフトの役割は定義体に存在する単語だけでは成立させられない単語の連鎖を成立させる為に新たな単語を補完して連鎖を成立させるものである。そして、従来のソフトは其の新たな単語と連趙の決定は事前に S Eに決めさせると言うものであった。しかし、本開発方法論で誘導するソフトはこの事を自ら行うと言うものである。

付言すれば、ソフトとは本質的にこの様なものでなければならないのである。既述した様に、基底論理は集合化された単語は意味領域に転位され、其の意味領域の律性でプログラムに置き換えられたものである。即ち、基底論理は定義体、単語、転位された意味領域で規約されるプログラムの事である。そして、其の役割は転位された単語の意味性を其の転位された意味領域の律性で置換して其の単語番地にセッ卜する事である。

この単語番地にセッ卜される意味性は

機能を創り出す意味領域の連鎖を成立させる為に

二つの方法で決定される。ひとつは他の意味領域に存在する同じ単語の意味性を位相的してセッ卜する方法である。もうひとつは同じ意味領域の他の用語の意味性から演算的に導出してセッ卜する方法である。この作用はいずれか一方だけで満たされればよい。そして、両者が共に成立する場合には前者が優先利用される。前者を位相要素、後者のプログラムを論理要素と呼ぶ。定義体の全ての単語を意味領域に転位し、其れを基底論理に置き換えた場合、其の意味領域をパレットと呼ぶ。そして、パレッ卜は後述するパレット関数で基底論理を集合化する。

パレット上の基底論理は実行に備えて、例えば、 C A L L命令で順序列化されて並べられる。この並べ方は位相要素と論理要素との群間の順序性は必要となるが、群内での順序性は不要である。付言すれば、 C A L L と基底論理の対は

機械語の命令部とオペランド部の対と機能構造的に等価となる事である。其れは基底論理がオペランド機能と等価である事を意味している。

基底論理はこの意味から従来の機能を表すプログラムではなく、意味領域に存在する単語番地を制御する為の論理となる。これはプログラムは論理で創れると言うひとつの論拠なのである。単語の意味性を転位した意味領域の律性で置換する仕様は其の意味領域の律性そのものである従来の様に要件機能が仕様でなくてもよい由である。

プログラム化の為の仕様条件である意味領域の律性について述べる。

( 1 ) 受容律性（W 0 2 ) 生命作用が行う認識作用に対応して、

意識連鎖を創出する為に逆連想させる処理経路を決定する律性である。

功罪は論じないが、最近の 0 Sではこの意味領域の位相要素は不要である。論理要素は処理経路の決定を行う。認識作用とフアイルが直接関係する場合、

W 0 3で言う記憶作用が W 0 3に代わって行われる。

(図 2 8参照）

( 2 ) 論理律性（W 0 3 ) 単語の意味性を論理化する為の律性である。

論理化の成立と其の意識連鎖の帰結とは同義である。

帰結した意識連趙は不可避的に記憶される。

この場合の記憶とは其の意識連鎖をフアイル化する事である。

因に、帳表出力はこの記億と同義である。

記憶作用は従来型のプログラムで処理してもよいが、

其の機能決定はソフトの立場から言えば不本意な作業となるので、

本開発方法論はこの課題にも対処している。位相要素は論理化に必要な情報を W 0 2の意味領域から取得する事である。 W 0 2に其の情報が不在の場合、この作用は行う事は出来ない。論理要素は自己の単語番地に情報が存在しない場合、同じ W 0 3に存在する自己以外の単語番地の情報を用いて導出する。

導出を成立させる原理や必要な単語番地の情報が存在しない場合、この作用は行う事は出来ない。

(図 2 9参照）

( 3 ) 相対律性（W 0 4 ) 連鎖はさらに連鎖して新たな様相を現す。この意味領域は

意識連鎖を更に連鎖する為の律性を司る。

意味領域が画面惰報を反映する場合、この意味領域は出力する画面編集を行う。ファイル情報の場合、出力するファイル編集を行う。位相要素は編集に必要な情報を W 0 2、 W 0 3の意味領域から取得する。情報が不在の場合、其の作用を行う事が出来ない。両方の意味領域に存在する場合、 W 0 2の情報を優先する。

論理要素は編集に必要な情報を同じ W 0 4の自己以外の単語番地の情報から導出する。

(図 3 0参照）

( ) パレツ卜（図 3 1参照）意識空間に存在する単語は定義体ごとに集合化される。同じ様に、基底論理もこの定義体ごとに集合化される。パレツ卜とはこの基底論理の集合の事である。即ち、パレツ卜は定義体と 3種の意味領域で区別化される基底論理の集合体の事である。パレツ卜はパレツト関数で基底論理を構造化する。パレツト関数の構造は唯ひとつであるがパレツ卜ごとに必要である。

( 5 ) W T単位従来の要件事象は定義体で規約される。

機能的にまとめられ定義体を W T単位（WALK- THROUGH -lin i t ) と呼ぶ。

( 6 ) パレツト連鎖関数（図 3 2、図 3 3参照）パレツト連鎖関数は空間モデルを律する為のもので、意識連鎖を導出する為に意味領域に順序性を与える為の論理である。

パレツト連鎖関数には <D _Q 、 Φ _{ で表される二つの種類がある。

前者は基底定義体を画面とするもので、後者はファイルを基底定義体とするものである。尚、後者は前者の部分空間として成立するものである。

( 7 ) 処理経路図

W T単位で集合化された定義体は処理経路図に書き換えられる。

処理経路図とパレット連趙関数は等価で、表現の仕方が異なるだけである。即ち、パレツ卜連鎖関数はプログラムであり、処理経路図は設計図面と言うべき仕様害となる。処理経路図は作業着手の初期段階で決定する事が出来る定型化された唯 —的な画面である。処理経路図は従来の要件定義書、基本設計害、詳細設計書、プログラム仕様害、テキスト仕様害、操作説明書、開発管理資料、保守管理資料など全ドキュメントの総体の 4 0 %をカバーする事が出来る。付則

図 2 3は時間摂理の解説図である。

同じ空間で成立する単位時間のひろがり（解法の総和時間）は其の空間の深さを表す。

図 2 4 は空間モデルと其の重複構造の解説図である。

補足

本図は基底定義体を画面とするパレッ卜連鎖関数 Φ _ηのパレッ卜に現れる従来型プログラム迄も L Y E Ε化する場合の空間モデルの構造を表す。即ち、従来型プログラム（複数）は基底定義体をファイルとするパレット連鎖関数 <D _Q (複数）によって丁ェに置換され、其のプログラムが出現した Φ のパレツ卜で律される構造となる。

0 1. パレット連鎖関数 Φ ₀を処理経路図とするシナリォ関数

VV{Vk^{Li'2'^Tl'f^}いしぃ ^) 0 2. パレツト連鎖関数 Φ _χ を処理経路図とする従来型プログラムを

L Υ Ε Ε化する場合のシナリォ関数

T_{r f}= ₁( _f{L_{r 2}}_{+ f}{L_r3}₊ ,_fa_j,₄})

0 3. kは画面識别子、 f , g , qはファイル識別子である。 0 4. 処理経路図 Φ _Qは画面を基底とする 5種の処理経路で表される。 0 5. 処理経路図 Φ ₁はファイルを基底とする 3種の処理経路で表される。

図 2 5は単語と空間モデルの関係の解説図である。

補足

空間モデルに存在する単語は基底定義体で律されて意味領域に転移される。 W 0 2 , W 0 3に転位される単語は基底定義体と共に其処に存在する単語が転位される。 W 0 3に転位される単語は基底定義体とは関係なく、空間モデルに存在する全単語が転位される。

基底定義体とはパレット連鎖関数が Φ _Qの場合には画面、 Φ iの場合にはファイルである。表中、画面単語とは画面に存在する単語、ファイル単語とはファイルに存在する単語、帳表単語とは帳表に存在する単語の事である。

6は論理構造の解説図である。

足

本図はパレツ卜の領域概念と其れに共棲する論理、即ち、基底論理、従来型プログラム Pの関係を示す為のものである。尚、従来型プログラムはパレッ卜連鎖関数 Φ 丄で L Y E E化されるが本図では表現していない。

0 1. 基底論理が用いる参照系の F I L E Sは省略してある。

0 2. 実践 B O X、太点線 B O Xは基底論理の論理を構成するオペランド領域を示す。

0 3. 太点線 B O Xは従来プログラムの為のデーター処理エリア

(B U F F E R) を示す。

0 4. 従来プログラム P と其のデーター処理エリアは定義体（画面、帳表、ファイル）の数だけ定義される。

0 5. パレットの最大総数は画面数（G ) の 3 X Gである。

0 6. 実線 B 0 Xの数はシステムに存在する単語（α ) の数（W) の 3 X Wが定義される。

0 7. 基底論理の数は定義される空間モデルに存在する単語に依存する実線 B O Xの数である。

0 8. パレットは基底論理、従来プログラムを要素としてパレツト関数

(Φ― ) で統括される。

0 9. パレットはパレット連鎖関数（Φ 0) で支配される。

1 0. パレツト連趙関数で誘導される論理をシナリォ関数（T) と呼ぶ。

1 1. 既に実行環境として組込済の P K Gソフ卜を用いる場合の境界条件は従来プログラムで規約する。

1 2. 細点線 B 0 Xはパレツト連鎖関数が使用する経路指定情報のェリァである。 1 3. 太钿点線 B 0 Xは W F L と呼ばれる。

2 7 は基底論理の意味の解説図である。

0 1. パレットはパレッ卜関数で律される基底論理の集合体で、其れ自体がプログラムである。

0 2. パレツ卜に並べられる同族の基底論理は其の論理構造の性質から順不同でよい。

0 3. C A L L と基底論理の関係は構造的に C A L Lが機械語の命令部、基底論理がオペランドに該当する。

0 4. 機械語命令はオペランドに作用し、オペランドとは其の命令に必要なデーターエリア番地を指す情報の事である。

0 5. この関係から、基底論理は①命令処理に必要なデータ一エリアの番地を決定し、 ②其の番地情報から決まる C A L Lに代わる演算を行い、 ③其の結果を目的番地にセッ卜する内容となる。

0 6. 命令処理に必要なデーターエリァ番地は意味領域に存在する転位された単語情報から自ずと判明する。

0 7. C A L Lに代替する演算は意味領域に課せられた普遍的な律性 (基底論理のパラダイム）と単語の意味性（演算性）から自ずと決まるものである。

0 8. 基底論理が其の内部で用いる従来型のプログラムは其れ自体で固有のデーターエリアを定義させなければならない。

0 9. 基底論理が従来型のプログラムでも C A L L ：基底論理の関係でパレツ卜に並べるのであればば基底論理と同じ様に意味領域のデ —ターエリアを使用してよい。

備考：理論用語との関係

0 1. シナリオ関数（T) は意識速鎖と同義である。

0 2. パレツ卜は意味領域に存在する単語を基底論理に置き換えた場合の意味領域の事である。

0 3. 意識連鎖は意識空間で成立する要件事象の存在由来、即ち、真相を表す論理の事である。

0 4. 意識連鎖の構造は恒常的に唯ひとつとなる。換言すれば、ソフトの構造パラダイムも唯一である。

0 5. 意識連鎖が相対連鎖を経て転位連鎖を連想し、其の転位連鎖の重複が認識空間に存在する森羅万象である。

0 6. 森羅万象とは実相であり状態連鎖である。

0 7. 要件事象とは部分的な森羅万象である。

0 8. 転位連鎖とは成立由来を表す連鎖の事である。

0 9. 転位連鎖の重複とは転位連鎖の連鎖要素にデーター値を与える頻度の事である。

1 0. 転位連鎖の重複はシナリオ関数の重複（T ⁿ ) の事である。図 2 8 は基底論理の例（W 0 2 ) の解説図である。

単語：売上（画面に存在する項目）

図 2 9 は基底論理の例（W 0 3 ) の解説図である。

単語：売上（画面に存在する項目）

図 3 0は基底論理の例（W 0 4 ) の解説図である。

単語：売上（画面に存在する項目）

図 3 1 はパレツ卜関数（Φ _ρ ) の解説図である。

補足

パレツト関数は基底論理、即ち、位相要素と論理要素を集合化してパレットを構成する為の論理である。

0 1. パレット関数はパレット連鎖関数から起動され且つ戻る。

0 2. フアイルの開示開閉は実行機器環境との関係から基底論理に振り分けてもよい。

0 3. 最も簡単なパレツ卜関数は C A L L文の列である。

0 4. パレツト再起動フラッグはパレツト関数固有のエリアである。図 3 2 はパレット連鎖関数（Φ。，基底定義体 =画面）の解説図である。補足 0 1 . 連鎖の概念図

0 2 . パレット連鎖関数と処理経路図は同質である。

0 3 . フローの空欄ボックスは無視すること。

図 3 3はパレツ卜連鎖関数（ェ，基底定義体 =ファイル）解説図である。補足

0 1 . パレット連鎖関数と処理経路図は同質である。

0 2 . フローの空欄ボックスは無視すること。図面の簡単な説明

図 1 は本発明による作業工程を示す図である。

図 2は売上を入力するための画面を示す図である。

図 3は得意先コードを参照するための画面を示す図である。

図 4は商品入荷の確定を入力するための画面を示す図である。

図 5は倉庫コードを参照するための画面を示す図である。

図 6は出荷依頼一覧表を出力操作するための画面を示す図である。

図 7は出荷依頼一表の帳票を示す図である。

図 8は出荷依頼一蒐表の帳票を示す図である。

図 9は「売上入力」に対する処理経路図を示す図である。

図 1 0は「入荷確定入力」に対する処理経路図を示す図である。

図 1 1 は「出荷一覧表」に対する処理経路図を示す図である。

図 1 2は W 0 4移送要素の一例を示す図である。

図 1 3は W 0 4論理要素の一例を示す図である。

図 1 4は W 0 2論理要素の一例を示す図である。

図 1 5は W 0 2論理要素の一例を示す図である。

図 1 6は W 0 3移送要素の一例を示す図である。

図 1 7は W 0 3論理要素の一例を示す図である。

図 1 8はパレット関数の構造パラダイムを示す図である。

図 1 9はパレッ卜連鎖関数の構造パラダイムを示す図である。図 2 0はシナリオ連鎖を説明するための図である。

図 2 1 は従来のソフトゥヱァの作成方法を示す図である

図 2 2 に本発明こ係るプログラムの概念的構造を示す図である。

図 2 3 は本発明こ係る時間摂理を説明するための図である。

図 2 4 は本発明こ係る空間モデルと其の重複構造を説明するための図である。図 2 5は本発明こ係る単語と空間モデルとの関係を説明するための図である。図 2 6 は本発明こ係る論理構造を説明するための図である。

図 2 7は本発明こ係る基底論理の意味を説明するための図である。

図 2 8 は本発明こ係る基底論理の例（W 0 2 ) を示す図である。

図 2 9 は本発明こ係る基底論理の例（W 0 3 ) を示す図である。

図 3 0は本発明こ係る基底論理の例（W 0 4 ) を示す図である。

図 3 1 は本発明こ係るパレット関数を説明するための図である。

図 3 2 は本発明こ係るパレット連鎖関数（<D _D ) を説明するための図である。図 3 3は本発明こ係るパレツ卜連鎖関数（(D ) を説明するための図である。発明を実施するための最良の形態

即ち、本発明では、まず生産するソフトウァに必要な画面である定義体識別子を決定する。次に、定義体識別子に存在する単語を抜き出すと共に、定義体識別子に基づきソフトウヱァに必要な全てのパレットを処理の流れに沿つて配置した処理経路図を作成する。次に、抜き出した単語及び作成した処理経路図に基づき必要なファイルを決定する。次に、抜き出した全ての単語に対し、画面編集またはファイル編集を行う第 1 の基底論理、処理経路を決定する第 2の基底論理及びファイル更新を行う第 3の基底論理を作成する。次に、画面単位で前記第 1 〜第 3の基底論理をそれぞれ括ってなる 3種のパレツトを作成すると共に、各パレット内で各基底論理を自律的に有意性をもって実行させるパレツト闋数を作成する。そして、第 1の基底論理に関するパレット関数に基づく画面を送信し、画面を受信して第 2の基底論理に関するパレツト関数を実行し、この実行結果に基づき第 3の基底論理に関するパレット関数の実行を少なくとも 1つの処理経路とする複数の処理経路から 1つの処理経路を決定する構造のパレツト連鎖関数に、上記の 3種のパレット関数を組み込む。

以下、本発明をより詳述に説明するために、添付の図面に従ってこれを説明する o

図 1 は本発明による作業工程を示す図である。

即ち本発明では、定義体識別子を決定し（ステップ 1 0 1 ) 、単語を決定すると共に（ステップ 1 0 2 ) 処理経路図を作成し（ステップ 1 0 3 ) 、ファイルを決定し（ステップ 1 0 4 ) 、基底論理を作成し（ステップ 1 0 5 ) 、パレット関数を作成し（ステップ 1 0 6 ) 、パレツト連鎖関数へ組み込む（ステップ 1 0 7 ) ことで所望のソフトゥヱァが作成される。

定義体識別子の決定

例えばある会社における売上を入力するための「売上入力」というソフトゥェァを作成する場合を例にとってみると、例えば売上を入力するための画面（図 2 ) 及び得意先コードを参照するための画面（図 3 ) を決定する。得意先コード参照画面ばかりでなく、必要に応じてこの画面と同様の担当者コード参照画面、取引区分画面、請求先コード画面、商品コード画面等を設定してもよい。

またある会社における商品入荷の確定を入力するための「入荷確定入力」といぅソフトウエアを作成する場合を例にとってみると、例えば商品入荷の確定を入力するための画面（図 4 ) 及び倉庫コードを参照するための画面（図 5 ) を決定する。

またある会社における商品出荷依頼の一覧表を出力するための「出荷依頼一覧表」というソフトウエアを作成する場合を例にとってみると、例えば出荷依頼一覧表を出力操作するための画面（図 6 ) 及びその一 ¾表の帳票（図 7、図 8 ) を決定する。

単語の決定

単語の決定とは、決定された上記の画面及び帳票から全ての単語を抜き出すことである。

例えば上記の「売上入力」の図 2の画面では、「 0 P C D」「売上 N o」「売上区分」「売上日」「得意先」「入金日」「請求先」「消費税」「担当者」「伝単発注 N o」「納品場所」「 T E し」「備考」

「商品コード」

「数量」

「単価」

「値引」

「金額」

「商品名」

「機種 ' メディア」

「品番」

「売上合計」

「消费税」

「値引合計」

「総合計」

「実行」

「 F 1」

「F 3」「 F 4」

「 F 8」

を抜き出すことができ、これらが決定された単語である。また上記の「売上入力」の図 3の画面では、

「N 0」

「得意先」

「得意先名（略称）」

「得意先名」

「住所」

「担当者」

「選択 N o」

「得意先名カナ」

「旧コ一ド」

「実行」

「 F 1 2」

を抜き出すことができ、これらが決定された単語である。また上記の「入荷確定入力」の図 4の画面では、「 0 P C D」

「倉庫コード」

「H / S区分」

「取次区分」

「実行」

Γ F 1」

「 F 3」

「 F 4」

を抜き出すことができ、これらが決定された単語である。また上記の「入荷確定入力」の図 5の画面では、「N o」「倉庫コード」

「倉庫名」

「選択 N o」

「実行」

「 F 1 2」

を抜き出すことができ、これらが決定された単語である。また上記の「出荷依頼一！！表」の図 6の画面では、「出荷依頼日」「実行」

Γ F 2」

「 F 3」

を抜き出すことができ、これらが決定された単語である。また上記の「出荷依頼一覧表」の図 7及び図 8の帳票では、「部門」

「納品先」

「請求先」

「住所 1」

「住所 2」

「 T E L」

「部署 1」

「担当者」

「店担当」

「出荷依頼日」

「出荷 N o」

「商品コード」

「商品名」

「数量」

「更新」

「受注曰」「受注 N o」

「行」

「受注担当」

「品番」

「日付」

「貴社注文 N 0」

「インスト」

「シティ」

「出荷」

「売上」

を抜き出すことができ、これらが決定された単語である。

処理経路図の作成

処理経路図は決定された定義体識別子（画面や帳票）に基づき作成される。処理経路図は人間が作成しても良いし、機械化しても良い。

処理経路図は各画面や各帳票に対応するパレット（ボックスで表示）を線で接続したものである。線はパレツト連鎖関数を意味する。画面や帳票が決定されていればパレッ卜間の接続は必然的に決まる。

図 9は上記「売上入力」に対する処理経路図である。

9 1はメニュー画面のことであり、メニュー画面から「売上入力」を選択することができる。

9 2は売上を入力するための画面（図 2 ) に対する W 0 4パレット、 9 3はその W 0 2パレツ卜である。

9 4は売上を入力するための画面において「実行」が選択されたときの W 0 3 パレツトである。

9 5は売上を入力するための画面において「登録」が選択されたときの W 0 3 パレツトであり、 W F L ( Work FiLe aria) 9 6はフアイルへの書き込みを意味する。

9 7は売上を入力するための画面において「得意先コード」の「参照」が選択されたときの画面（図 3 ) に対する W 0 4パレット、 9 8はその W 0 2パレットである。

売上を入力するための画面において「終了」が選択されたときはメニュー画面に戻る。

各パレツ卜において、ボックス外上部にはパレットの種別、ボックス内上段には画面の名称、ボックス内下段には画面の識別番号、ボックス外下部の点線ボックスには決定されたファイル名（後述する。）が記述される。

パレツトとパレツトとを結ぶ線の上部には前の画面で選択されたボタン名（「実行」や「登録」等）、パレツ卜とパレッ卜とを結ぶ線の下部には処理の絶対的種別（R 0〜R 5 ) が記述される（後述する。）。

図 1 0は上記「入荷確定入力」に対する処理経路図である。

1 0 1 はメニュー画面のことであり、メニュー画面から「入荷確定入力」を選択することができる。

1 0 2 は入荷の確定を入力するための画面（図 4 ) に対する W 0 4パレツ卜、 1 0 3はその W 0 2パレツトである。

1 0 4 は入荷の確定を入力するための画面において「倉庫コード」の「参照」が選択されたときの倉庫コード参照画面（図 5 ) に対する W 0 4パレツ卜、 1 0 5はその W 0 2パレツ卜である。

入荷の確定を入力するための画面において「実行」が選択されたときは入荷の確定を入力するための画面に戻る。

入荷の確定を入力するための画面において「登録」が選択されたときは WF L (fork FiLe aria) 1 0 6を介してファイルへの書き込みが行われる。

入荷の確定を入力するための画面において「終了」が選択されたときはメニュ一画面に戻る。

図 1 1 は上記「出荷依頼一驚表」に対する処理経路図である。

1 1 1 はメニュー画面のことであり、メニュー画面から「出荷依頼一覧表」を選択することができる。

1 1 2は出荷依頼一覽表を出力するための画面（図 6 ) に対する W 0 4パレツト、 1 1 3 はその W 0 2パレツ卜である。

出荷依頼一！！表を出力するための画面において「印刷」が選択されたときは W F L ( Work Fi Le ar ia) 1 1 4を介して帳票の出力（印刷）が行われる。

出荷依頼一 II表を出力するための画面において「実行」が選択されたときは出荷依頼一 S 表を出力するための画面に戻る。

出荷依頼一覧表を出力するための画面において「終了」が選択されたときはメニュー画面に戻る。

以上のように処理経路図においては、例えばある画面が決まるとその画面での処理内容（実行、登録等の制御単語）から次に必要な処理（画面の表示、帳票の出力、ファイルへの登録、ファイルから読み出し、演算等）が必然的に決まるので、上記処理内容に応じて画面等の間を線で結んでいる。

ファイルの決定

作成された処理経路図及び決定された単語に基づき必要なファイルを決定する。即ち必要なファィルは処理経路図及び単語より必然的に決定できる。決定したフアイルは処理経路図のボックス外下部の点線ボックス等に記述する。

例えば図 9の符号 9 3で示す W 0 2パレツ卜には、その処理経路図及び単語より必然的に

「従業員 M (マスタファイル）」

「名称 M」

「顧客情報 F (フアイル）」

「部門 M」

「W 0 3 - S Z F」

「商品リスト F」

のフアイルが必要であることが分かる。

基底論理の作成

各単語に対する基底論理（プログラム）を作成する。即ち、各単語に対する基底論理をデコーディングする。

基底論理には、 W 04移送要素

W 04論理要素

W 02移送要素

W 02論理要素

W 0 3移送要素

W 0 3論理要素

の 6種があり、各単語ごとに 6種の基底論理（プログラム）を作成する。ただし、 W 0 2移送要素が不要な場合もある。

例えば「売上」という単語に着目して基底論理を作成する例を説明する。

W 04移送要素は図 1 2に示すように作成する。

まず該当する W 02売上の項目（ファイル）に売上値が存在するかどうかを判断する（ステップ 1 2 0 1 ) 。存在する場合にはその売上値を W04売上の項目にセッ卜し（ステップ 1 202) 、処理を終了する。

存在しない場合には W 0 3売上の項目に売上値が存在するかどうかを判断する (ステップ 1 2 03) 。存在する場合にはその売上値を W04の売上の項目にセットし（ステップ 1 2 04) 、処理を終了する。存在しない場合には、そのまま処理を終了する。

単語によっては必要に応じて、ステップ 1 2 0 1に前に実行有無を確認するステツプを設ける。また、ステップ 1 20 4の後に目的処理の成立の有無を確認するステップを設け、目的処理が成立していないときにはパレツトを再起動するフラグをセッ卜する。

重要なことは如何なる単語に対しても常にこの構造でプログラムを作成する事であり、このことは以下のプログラムについても同じである。

W 04論理要素は図 1 3に示すように作成する。

まず W 04売上の項目に売上値が入力済みかどうかを判断する（ステップ 1 3 0 1 ) 。入力済みの場合には処理を終了する。

入力済みでない場合には、 W04売上の項目に対する売上値が編集可能であるかどうかを判断する（ステップ 1 3 02) 。即ち、例えば売上値が価格 X個数であるとすると、 WO 4価格の項目及び W O 4個数の項目に既に数値が存在するかどうかを判断する。編集可能であれば編集し（例えば存在する価格と個数から売上を求める。）（ステップ 1 30 3) 、編集結果（例えば求められた売上値）を W 04売上の項目にセッ卜する（ステップ 1 3 04) 。

編集できない場合には、必要に応じて（ステップ 1 3 05 ) パレットを再起動するフラグをセッ卜する（ステップ 1 3 0 6) 。即ち、売上値の決定は一旦留保され、上記の例でいえば価格と個数の入力があるまでその決定が留保される。このことは、つまり本発明に係るプログラムが自律的に有意性を決定している事に他ならない。

W 02論理要素は図 1 4に示すように作成する。

まず売上値が入力済みか（W 0 4売上の項目にセッ卜されているか）どうかを判断する（ステップ 1 4 0 1 ) 。入力済みでない場合には処理を終了する。入力済みの場合には入力売上値を W0 2売上の項目にセッ卜し（ステップ 1 4

0 2) 、処理を終了する。

単語によつては必要に応じて、ステップ 1 4 0 1に前に実行有無を確認するステツプを設ける。また、ステップ 1 4 0 2の後に目的処理の成立の有無を確認するステップを設け、目的処理が成立していないときにはパレツ卜を再起動するフラグをセッ卜する。

なお、例えば単語「実行キイ」のような制御単語の場合には、上記のステップ

1 4 02が処理経路フラグをセッ卜する処理となる（図 1 5参照）。処理経路フラグ（R= 0〜 5、ただし R= 0は例外的）は処理経路図で決まる。これにより後述するようにパレット連鎖関数において経路を振り分ける処理が可能となる。

W 03論理要素は図 1 6に示すように作成する。

まず W02売上の項目に売上値が入力済みかどうかを判断する（ステップ 1 6 0 1 ) 。入力済みの場合にはその売上値を W0 3売上の項目にセッ卜し（ステツプ 1 6 02 ) 、処理を終了する。

存在しない場合にはそのまま処理を終了する。単語によっては必要に応じて、ステップ 1 6 0 1 に前に実行有無を確認するステツプを設ける。また、ステップ 1 6 0 2の後に目的処理の成立の有無を確認するステップを設け、目的処理が成立していないときにはパレツトを再起動するフラグをセットする。

W 0 3論理要素は図 1 7に示すように作成する。

まず W 0 3売上の項目に売上値が入力済みかどうかを判断する（ステツプ 1 7 0 1 ) 。入力済みの場合には処理を終了する。

入力済みでない場合には、 W 0 3売上の項目に対する売上値が導出可能であるかどうかを判断する（ステップ 1 7 0 2 ) 。可能でないような場合には処理を終了する。可能な場合には計算可能かどうかを判断する（ステップ 1 7 0 3 ) 。即ち、例えば上記と同様に売上値が価格 X個数であるとすると、 W 0 3価格の項目及び W 0 3個数の項目に既に数値が存在するかどうかを判断する。そして、導出可能であれば計算し（例えば存在する価格と個数から売上を求める。）（ステツプ 1 7 0 4 ) 、計算結果（例えば求められた売上値）を W 0 3売上の項目にセッ卜する（ステップ 1 7 0 5) 。

計算できない場合には、必要に応じて（ステップ 1 7 0 6 ) パレツ卜を再起動するフラグをセッ卜する（ステップ 1 7 0 7 ) 。即ち、この場合も上記同様に売上値の決定は一旦留保され、上記の例でいえば価格と個数の入力があるまでその決定が留保される。このことは、つまり本発明に係るプログラムが自律的に有意性を決定している事に他ならない。

パレット関数の作成

W 0 4 , W 0 2 , W 0 3に対するパレット関数の作成を行う。図 1 8はパレツト関数の構造パラダイムを示しており、それぞれについてこのような構造のパレット関数（プログラム）を作成すればよい。

まずファイルをオープンする（ステップ 1 8 0 1 ) 。即ち、例えば W 0 4に関するパレット関数では複数の W 0 4パレツトから所定の 1つの W 4パレツ卜に関するファイルをオープンする。そして、各移送要素と論理要素を順次実行する (ステップ 1 8 0 2、 1 8 0 3 ) 。その後、パレツト起動フラグがセッ卜されている場合には（ステップ 1 8 0 4 ) 、フラグをリセットする（ステップ 1 8 0 5 ) と共に各移送要素と論理要素を順次再実行する（ステップ 1 8 0 2、 1 8 0 3 ) 。即ち、パレツト関数は、各パレッ卜のパレット起動フラグと連動してプログラムの自律的な有意性の決定を可能としている。

—方、パレット起動フラグがセッ卜されていない場合にはフアイルを閉じて (ステップ 1 8 0 6 ) 処理を終了する。

パレツ卜連鎖関数への組み込み

パレツト連鎖関数の構造はいかなるソフトウ Xァにおいても同一である。従つて、予め作成してあるパレット連鎖関数に上述のように作成した基底論理やパレット関数を組み込めばよい。

パレット連鎖関数の構造パラダイムを図 1 9に示す。

即ち、まず送信情報を決定する（ステップ 1 9 0 1 ) 。送信情報とは、表示すべき画面の事である。例えば図 9に示した処理経路図を参照しながら説明すると、例えば売上入力の画面（図 2参照）において「得意先コード」の「参照」が選択される（「得意先コード」の W 0 2パレツ卜で R = 3 の処理経路フラグが立つている。）と得意先コード照会の画面（図 3参照）を送信情報と決定する。

送信情報にシステムを閉鎖する情報が含まれているような場合には（ステップ 1 9 0 2 ) 、システムを閉鎖する（ステップ 1 9 0 3 ) 。システムを閉鎖する情報とは、例えば図 9に示した処理経路図を参照しながら説明すると、例えば売上入力の画面（図 2参照）において「F 3」が選択されたこと（「F 3」の W 0 2 パレツトで R = 0の処理経路フラグが立つていること。）である。システムを閉鎖するとは、例えば上記の例で言えばメニュー画面に戻る事である。

次に、 W T単位内の継続かどうかを判断する（ステップ 1 9 0 4 ) 。これは例外的処理に関するものである。即ち、 W T単位とは、図 2 0に示すように、例えばデータの登録に使用される登録画面と当該データの登録の際のデータの参照に使用される参照画面とを 1つの単位で括ってなるものである。例えば図 9に示した処理経路図を参照しながら説明すると、売上入力の画面（図 2参照）と得意先コード照会の画面（図 3参照）とを 1つの単位として括ってなるものが WT単位である。しかし、他の処理経路図、例えば入荷確定入力（図 1 0、図 4参照）の画面が必要となる場合には、これらと連鎖する必要がある。そこで、図 2 0に示すように、必要に応じてシナリオ連鎖、即ち他の WTとの間で連鎖を行う（ステップ 1 9 0 5、 1 9 0 6) 。これは巨大なプログラムに対応する場合に特に有効となる。

WT単位内の継統の場合には、当該 WT単位の全パレツトをセッ卜する（ステップ 1 9 0 7 ) 。例えば図 9に示した処理経路図を参照しながら説明すると、この処理全体に係る全てのパレット（W0 2〜W04) をそれぞれワーキングメモリ上にセッ卜する。

そして、まず該当する W 04パレツ卜を実行する（ステップ 1 908) 。即ち、図 1 8に示したパレット関数に全ての W0 4移送要素と W04論理要素がセットされた W04パレツトを実行する。これにより表示すべき画面に関するデータが決定される。

そして、送信機能を実行する（ステップ 1 9 09) 。即ち、データ等がセットされた画面を送信する（表示手段、例えば C RTに送る。）。

その後、受信機能を実行する（ステップ 1 9 1 0) 。即ち、データ等が入力された画面を受信する（表示手段、例えば C RTから受ける。）。

そして、受信データが正常かどうかを判断し（ステップ 1 9 1 1 ) 、異常の場合には最初からやり直す。即ち、規則違反のデータ等がないかを判断する。次に、該当する W0 2パレツ卜を実行する（ステップ 1 9 1 2) o 即ち、図 1 8に示したパレット関数に全ての W 02論理要素がセッ卜された W 02パレットを実行する。これにより入力されたデータ等が決定される。

次に、処理経路が決定される（ステップ 1 9 1 3、 1 9 1 4 ) 。処理経路は上述したように W 02論理要素上の処理経路フラグ（R= l〜 5) によって判断される。

処理経路フラグが R = 1の場合には、該当する W0 3パレツト（ファイルへの登録を伴わない W 0 3パレツ卜）を実行する（ステップ 1 9 1 5 ) 。例えば図 9 に示した W0 3パレツト 94のラインを実行する。そして、最初の処理（ステツプ 1 9 0 1 ) に戻る。即ち、処理経路 R = lはデータ処理の実行のみを行う経路処理である（図 9参照）。

処理経路フラグが R- 2の場合には、該当する W0 3パレツ卜（ファイルへの登録を伴う W 0 3パレツト）を実行する（ステップ 1 9 1 6 ) 。例えば図 9に示した W0 3パレット 9 5、 WF L 9 6のラインを実行する。そして、最初の処理 (ステップ 1 9 0 1 ) に戻る。処理経路 R = 2はデータ処理の実行とデータのフアイルへの登録を行う経路処理である（図 9参照）。

処理経路フラグが R= 3 ~ 5の場合には、そのまま最初の処理（ステップ 1 9 0 1 ) に戻る。

ここで、処理経路 R= 3はそのまま W 04バレツ卜（同一、異種の両方）に戻る経路処理である（図 9参照）。

経路処理 R = 4はデータをそのままファイルに登録する処理である（図 1 0参照）。

処理経路 R= 5はデータをそのままファイルから取り出す処理である（図 1 1 参照）。

以上の方法によって本発明に係るソフトウェアは作成される。ここで、従来方法を図 2 1に示し、図 1に示した本発明方法とを比較する。従来方法のステップ 2 1 0 1〜2 1 0 3の工数と本発明方法のステップ 1 0 1〜 1 04の工数とを比較すると本発明方法が約 1 / 5の工数となり、従来方法のステップ 2 1 04〜 2 1 0 6の工数と本発明方法のステップ 1 0 5〜 1 0 7の工数とを比較すると本発明方法が約 1 1 0〜 1 / 1 5の工数となる。図 2 2に本発明に係るプログラムの概念的構造を示す。

即ち複数の W 02パレット（各パレツ卜は k個の 1 ₂ 、 k個の L丄 „ を含む。 ) 、 W 0 3パレット（各パレツ卜は k個の 1 。、 k個の L i ₃ を含む。 ) 及び W 04パレツト（各パレットは k個の 1 J 、 k個の L丄を含む）をそれぞれパレツト関数（Φ_ρ ) に組み込み、これをパレツト連鎖関数 ) に組み込んだものである。つまり

^Τ0 ^{= Φ}0 ( ^{ΦΡ ^{{ 1} i.2 、 ^Li,2 ^} } k + ^{{ Φ}Ρ ^{{ 1} i,3 、 ^L i.3 ^{} }} k

+ { _η { i L } } , )

が成立していることが分かる図 24は基底定義体を画面とするパレッ卜連鎖関数のパレットに現われる従来型プログラム迄も L Υ Ε Ε化する場合の空間モデルの構造を表す。即ち、従来型プログラム（複数）の基底定義体をファイルとするパレツト速鎖関数 Φο

(複数）によってに置換され、其のプログラムが出現した Φ₀ のパレツ卜で律された構造となる。図 33は従来プログラムを基底論理と同等に取り扱う為のプログラム、即ち従来プログラムを L Y E E化する為のパレット連鎖関数 Φ i を示すフ一チャートである。図 33のプログラムは基底論理と同様にパレッ卜関数に組み込まれる。産業上の利用可能性

これ迄のソフト開発作業では展人的能力への依存度合が極めて高く、且つ、其れが作業者全員に求められる所に根本的な問題があった。本発明は思考方法の深騸にある意識作用を認識作用との関係に於いて理論的に捉え、其れを開発方法論化したもので、 0 S · ミドル · ゲーム · 制御 ·業務など分野を問わす適用する事が出来る。

本発明で誘導されるソフト構造は理論的に決定される事から、再帰性があり、且つ、唯一的となる。其の結果、開発されたソフトウヱァはブラックボックスでなくなり、品質的には人為的誤謬が排除され、構造が鮮明でシステムが強靭になる。其れ故、見積もりもより正確に行う事が可能となり、開発計画の策定、開発管理がやり易くなる。

さらに従来に比べ開発期間は 1 Z2~ 1 Z4、開発原価は 1 Z3〜：！ノ 5、開発作業者の生産性は 1 0~ 1 5倍、開発ドキュメント量は 1ノ 1 5〜 1ノ 20となるなど驚異的である。さらに保守性は 5 0〜 7 5倍に到達する。

従来方法では保守作業の生産性は開発作業の生産性の 1 0分の 1程度とされる。本発明では開発作業の生産性と等価になるので、開発作業者の生産性の 1 0倍の生産性が保守性の生産性と言う事になる。但し、開発作業者の生産性は従来で言う作業工程、即ち、要件定義、基本設計、詳細設計、プログラム作成、検証の全作業域に対する生産比較値であるので、保守作業の作業域概念を其の 2分の 1の範囲に適用するとした場合の値である。

Claims

請求の範囲

1 . 生産するソフ卜ウェアに必要な画面である定義体識別子を決定する工程と、前記定義体識別子に存在する単語を抜き出す工程と、

前記定義体識別子に基づき前記ソフ卜ゥ Xァに必要な全てのパレットを処理の流れに沿って配置した処理経路図を作成する工程と、

前記抜き出した単語及び前記作成した処理経路図に基づき必要なフアイルを決定する工程と、

前記抜き出した全ての単語に対し、画面編集またはファイル編集を行う第 1の基底論理、処理経路を決定する第 2の基底論理及びファイル更新を行う第 3の基底論理を作成する工程と、

画面単位で前記第 1〜第 3の基底論理をそれぞれ括ってなる 3種の前記パレットを作成すると共に、各パレツ卜内で各基底論理を自律的に有意性をもって実行させるパレツト関数を作成する工程と、

前記第 1の基底論理に関するパレツト関数に基づく画面を送信し、画面を受信して前記第 2の基底論理に関するパレツト関数を実行し、この実行結果に基づき、前記第 3の基底論理に関するパレツト関数の実行を少なくとも 1つの処理経路とする複数の処理経路から 1つの処理経路を決定する構造のパレツト連鎖関数に、上記の 3種のパレット関数を組み込む工程と

を具備することを特徴とするソフトウエアの生産方法。

2 . 生産するソフトゥエアに必要な画面に存在する全ての単語に対して作成された、画面編集またはファイル編集を行う第 1 の基底論理、処理経路を決定する第 2の基底論理及びフアイル更新を行う第 3の基底論理とを有する第 1 の手段と、画面単位で前記第 1〜第 3の基底論理をそれぞれ括ってなる 3種の各パレット内で各基底論理をそれぞれ自律的に有意性をもって実行させる第 2の手段と、前記第 1の基底論理に関する第 2の手段の実行に基づく画面を送信し、画面を受信して前記第 2の基底論理に関する第 2の手段を実行し、この実行結果に基づき、前記第 3の基底論理に関する第 2の手段の実行を少なくとも 1つの処理経路とする複数の処理経路から 1つの処理経路を決定する第 3の手段とを具備することを特徴とする処理装置。

3 . 生産するソフトゥァに必要な画面に存在する全ての単語に対して作成された、画面編集またはファイル編集を行う第 1の基底論理、処理経路を決定する第 2 の基底論理及びファイル更新を行う第 3の基底論理とを有する第 1 の手段と、画面単位で前記第 1〜第 3の基底論理をそれぞれ括つてなる 3種の各パレツ卜内で各基底論理をそれぞれ自律的に有意性をもつて実行させる第 2の手段と、前記第 1の基底論理に関する第 2の手段の実行に基づく画面を送信し、画面を受信して前記第 2の基底論理に関する第 2の手段を実行し、この実行結果に基づき、前記第 3の基底論理に関する第 2の手段の実行を少なくとも 1つの処理経路とする複数の処理経路から 1つの処理経路を決定する第 3の手段と

を具備することを特徴とする記録媒体。