WO2005029323A1

WO2005029323A1 - ソフトウェア生成方法

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Publication number: WO2005029323A1
Application number: PCT/JP2004/013855
Authority: WO
Inventors: Mohamed Mejri; Bechir Ktari; Hamido Fujita
Original assignee: Catena Corporation
Priority date: 2003-09-22
Filing date: 2004-09-22
Publication date: 2005-03-31
Also published as: EP1693745A4; CN1856769A; EP1693745A1; US20070250806A1; CA2539794A1; JPWO2005029323A1; KR20060121880A

Abstract

　プロセス代数を用いて、ソフトウェアの自動生成プロセス及びＬｙｅｅにより生成したソフトウェアの意味論を形式化する。　本発明は、１つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとに、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性によって宣言（規定）する第１のステップと、単語単位の宣言から、Ｌｙｅｅ計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス・セルとしてモジュール化された論理要素（Ｌ２、Ｌ３、Ｌ４）および、作用要素（Ｉ２、Ｏ４、Ｓ４）を作成する第２のステップと、前記論理要素と作用要素を、同一画面からのコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合に集合化する第３のステップと、前記集合ごとに、１つの制御関数モジュールΦを配置する第４のステップと、前記プログラムに１つの制御関数モジュールΨを配置する第５のステップとを具備する。

Description

明細書

ソフトウェア生成方法

技術分野

[0001] 本発明は、ソフトウェア生成方法に係り、特に、 Lyee方法論におけるプロセス代数による形式ィ匕を用いたソフトウェア生成方法に関する。

背景技術

[0002] ここ数年の間に、ソフトウェアの開発ライフサイクルに関連する 1つまたは多くの局面を改善するために種々の方法論および技術が考案され提案されてきた。しかし、この研究分野における熱心な努力にもかかわらず、明快に理解でき、修正可能なシステムの製造は、いまだに野心的目標であり達成するにはほど遠い。その理由の 1つは、ソフトウェア自身が複雑なものであり、捕らえにくいものである力であり、もう 1つの理由は、現在の方法論に限界があるからである。最近、 Lyee (商標)と呼ばれる新しぐ非常に有望な方法論が提案された。異なる分野に関連する広い範囲のソフトウェアの問題を効率的に処理することを目的とした Lyeeにより、その要件を定義するだけでソフトウェアを開発することができるようになった。

[0003] しかし、 Lyeeにより生成されたソフトウェアの意味論も、要件力ものソフトウェア自動生成プロセスも、形式的でない言語で説明されるので、この方法論を理解し研究しようとすると、難しぐ混乱が生じる恐れがある。

非特許文献 1：ジエイ ·エイ ·ベルグストゥラ、ジエイ ·ダブリュ'クロップ（J.A. Bergstra and J. W. Klop)著、「抽象化を用いたコミュニケーション 'プロセスの代数」、 1985年 ,理論コンピュータ科学、 37 (1)、 p. 77-121

非特許文献 2 :ジ一'ベリー、ジ一'バウドル（G. Berry and G. Boudol)著、「化学抽象機械」、 1992年，理論コンピュータ科学、 96 (1)、 p. 217-248

非特許文献 3：シ一'ェ一'アール ·ホーア（C.A.R.Hoare)著、「コミュニケ一ティング順次プロセス」、プレンティス 'ホールコンピュータ科学国際シリーズ、プレンティス 'ホール出版、 1985年

非特許文献 4 :ェム 'メジリ、ビ一'クタリ、ェム 'ァーヒォウイ（M.Mejri, B.Ktari, and M.Erhioui)著、「Lyee指向ソフトウェアについての静的分析」、パリにおける Lyee方法論に関する第 1回国際ワークショップ予稿集、ノ、ミド '藤田、ポウル'ジョナネッセン編「ソフトウェア方法論、ツール及び技術における新潮流」 p. 375—394、アイォーエス出版、 2002年

非特許文献 5 :アール'ミルナー（R.Milner)著、「コミュニケーション 'システムの計算法」、コンピュータ科学 92講義録、ベルリン、 1980年、スプリンガー'フエアラーク出版非特許文献 6 :根来文生著、「Lyeeソフトウェアの原理」、 21世紀の情報科学についての国際会議 2000 (IS2000)、 p. 121-189, 2000年 11月

非特許文献 7 :根来文生著、「Lyee入門」、ソフトウェア生産技術研究所、東京、日本、 2001年

非特許文献 8 :根来文生、アイ'ハミド (I.Hamid)著、「意思工学の提案」、データべ一スと情報システムに関する第 5回東ヨーロッパ会議研究（ADBIS' 2001)、 2000年 9月

非特許文献 9 :根来文生、アイ'ハミド (I.Hamid)著、「意思工学の提案」、インターネット上の電子商取引、科学及び教育の基盤における進歩に関する国際会議（SSGR R2001)、 2001年

発明の開示

発明が解決しょうとする課題

[0004] 本発明の主な目的は、第 1に、プロセス代数を用いて、 Lyeeにより生成したソフトゥエアの意味論とソフトウェアの自動生成プロセスを形式ィ匕することである。実際、プロセス代数は、本質的に Lyee方法論の多くの概念を裏付けるので、従って Lyee方法論を簡潔かつ巧みに形式化する。そして、第 2の目的は、プロセス代数は、フォン'ノィマンのものより、より適した抽象機械を Lyee方法論に提供することである。実際、この新しい抽象機械は、プログラムをィ匕学溶液と見なし、そこでは、分子 (Lyee方法論の異なるベクトル）が共通の目的を達成するために相互に作用しあっている。

課題を解決するための手段

[0005] 力かる課題を解決するために本発明は、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとに、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性によって宣言 (規定)する第 1のステップと、単語単位の宣言から、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス 'セルとしてモジュール化された論理要素 (L、 L、 L )および、作用要素 (I、 O、 S )を作成す

2 3 4 2 4 4 る第 2のステップと、前記論理要素と作用要素を、同一画面からのコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合に集合ィヒする第 3のステップと、前記集合ごとに、 1つの制御関数モジュール Φを配置する第 4のステップと、前記プログラムに 1つの制御関数モジュール Ψを配置する第 5のステップとを具備する。

[0006] 本発明の異なる実施体としての「開発対象のソフトウェア」を生産するためのプログラム（ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ツール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む）、ソフトウェア開発装置、ソフトウェア開発支援装置、ソフトウェア開発管理装置は、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス ·セルとしてモジュールィ匕された論理要素（L、 L、 L )および、作用要素（I、

2 3 4 2

O、 S )のひな型の未定義部分に、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、

4 4

論理体ごとに、該論理体上の単語ごとの、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性力もなる宣言として情報化した情報を挿入する、宣言情報挿入手段と、前記論理要素と作用要素を、同一画面からのコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合単位に、 1つの制御関数モジュール Φを、前記単位を制御するように関連づける、制御関数 Φ配置手段と、 1つの制御関数モジュール

Ψを、前記制御関数 Φを制御するように前記制御関数 Φに関連づける、制御関数 Ψ 配置手段とを具備するよう〖こ構成することもできる。

[0007] 本発明はさらに、上述の「開発対象のソフトウェアを生産する方法」によって生産されたソフトウェア、及び当該ソフトウェアが搭載された記録媒体或いは当該ソフトゥェァが搭載された装置 (ノ、一ドウエア）としても実現される力この場合の本発明は、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとの

、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性力なる宣言として情報化した情報を、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス' セルとしてモジュールィ匕された論理要素 (L、 L、 L )および、作用要素 (I、 O、 S )

2 3 4 2 4 4 のひな型の未定義部分に挿入したモジュール群と、前記モジュール群を、同一画面力ものコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合単位に、 1つの制御関数モジュール Φで制御するように関連づけている 1つまたは複数の制御関数モジュール Φと、前記制御関数 Φを、 1つの制御関数モジュール Ψで制御するように関連づけている制御関数モジュール Ψで構成されることもできる。

[0008] またさらに本発明は、上述の「開発対象のソフトウェアを生産する方法」によってソフトウエアを生産するために用いられるソフトウェアコードの雛型としてのソフトウェア、及び当該ソフトウェアが搭載された記録媒体或いは当該ソフトウェアが搭載された装置

(ノヽ一ドウエア）としても実現される力この場合の本発明は、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとの、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性力なる宣言として情報化した情報を、埋め込むべき未定義部分を有した、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス 'セルとしてモジュールィ匕された論理要素（L

2、 L

3、 L )および、作用要 4

素 (I、 O、 S )のひな型と、前記宣言の情報を未定義部分に挿入した前記論理要素

2 4 4

と作用要素を、同一画面力のコマンドで相互作用を起こすこと^^合条件とする集合単位に、 1つの制御関数モジュール Φで制御するための機能を有した制御関数モジュール Φのひな型と、前記制御関数 Φを 1つの制御関数モジュール Ψで制御するための機能を有した制御関数モジュール Ψのひな型とを備えるソフトウェアとしてコード化可能なひな型として実現してもよ、。

[0009] さらに、本発明は、上述の「開発対象のソフトウェアを生産する方法」による、要件から抽出した情報 (ドキュメント (紙、データ)）の抽出方法として、またかかる抽出方法によって抽出された情報 (ドキュメント (紙、データ)）として、さらには当該抽出された情報の使用方法として、或いは、これらの情報が搭載された情報記録媒体として、または情報の抽出方法 Z使用方法がコード化されたソフトウェア、当該ソフトウェアが搭載された記録媒体 Z装置 (ハードウア）として、いずれも実現することができるが、この場合の本発明は、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス 'セルとしてモジュール化された論理要素 (L、 L、 L )および、作用要素 (I、 O、 S )のひな

2 3 4 2 4 4 型の未定義部分に挿入すべき、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとの、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性からなる宣言として情報化した情報と、前記宣言の情報を未定義部分に挿入した前記論理要素と作用要素を、同一画面からのコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合単位に、 1つの制御関数モジュール Φで制御するように関連づけるための情報と、前記制御関数 Φを 1つの制御関数モジユール Ψで制御するように関連づける情報とを備えるソフトウェア開発要件力抽出した情報として実現してもよい。

[0010] なお、論理体については、同一出願人による特願 2004— 272400を参照し、これを引用し、開示の一部とする。

発明の効果

[0011] 異なる分野に関連する広範囲のソフトゥアの問題を効率的に処理し、従来の方法論と比較した場合には、 Lyeeを使用すると開発時間、保守時間およびドキュメント量はかなり少なくなる（70— 80%程度)。

発明を実施するための最良の形態

[0012] Lyee方法論:プロセス代数による形式ィ匕

概要:ここ数年の間に、ソフトウェアの開発ライフサイクルに関連する 1つまたは多くの局面を改善するために種々の方法論および技術が考案され提案されてきた。しかし、この研究分野における熱心な努力にもかかわらず、明快に理解でき、修正可能なシステムの製造は、いまだに野心的目標であり達成するにはほど遠い。その理由の 1 つは、ソフトウェア自身が複雑なものであり、捕らえにくいものであるからであり、もう 1 つの理由は、現在の方法論に限界があるからである。最近、 Lyeeと呼ばれる新しぐ非常に有望な方法論が提案された。異なる分野に関連する広い範囲のソフトウェアの問題を効率的に処理することを目的とした Lyeeにより、その要件を定義するだけでソフトウェアを開発することができるようになった。

[0013] しかし、 Lyeeにより生成されたソフトウェアの意味論も、要件力ものソフトウェア自動生成プロセスも、形式的でない言語で説明されるので、この方法論を理解し研究しようとすると、難しぐ混乱が生じる恐れがある。

[0014] 本発明の主な目的は、第 1に、プロセス代数を用いて、 Lyeeにより生成したソフトゥエアの意味論とソフトウェアの自動生成プロセスを形式ィ匕することである。実際、プロセス代数は、本質的に Lyee方法論の多くの概念を裏付けるので、従って Lyee方法論を簡潔かつ巧みに形式化する。そして、第 2の目的は、プロセス代数は、フォン'ノィマンのものより、より適した抽象機械を Lyee方法論に提供することである。実際、この新しい抽象機械は、プログラムをィ匕学溶液と見なし、そこでは、分子 (Lyee方法論の異なるベクトル）が共通の目的を達成するために相互に作用しあっている。

1.始めに

高、品質を持つソフトウエアを容易に迅速に製造することは、ソフトウエア開発研究分野の基本的な関心事である。ここ数年にわたって、ソフトウェアの開発ライフサイクルに関連する 1つまたは多くの局面を改善するために、種々の方法論および技術が考案され提案されてきた。しかし、この研究分野における熱心な努力にもかかわらず、明快に理解でき、修正可能なシステムの製造は、いまだに野心的目標であり達成するにはほど遠い。その理由の 1つは、ソフトウェア自身が複雑なものであり、捕らえにくいものである力もであり、もう 1つの理由は、現在の方法論に限界がある力もである。実際、提案されたほとんどすべての方法論は、明快に理解でき、修正可能なシステムの製造に失敗しており、その使用は、いまだに非常に広範囲の能力、技術および知識を持つ専門家だけが可能なことだと見なされている。そのため、人件費や維持費が高いものになり、ソフトウェアに対して広範なチェックが必要になる。これらの理由で、企業は、ソフトウエア開発サイクルにおける実証可能な改善を約束するすべての新ヽ方法論を歓迎する傾向にある。

最近、 Lyee (「リ ~~」と？ _?。「governementaL methodologY for softwarE pro_Viden_CE」の尾文字語）（非特許文献 6、 7、 8、 9参照）と呼ばれる新しぐ非常に有望な方法論が提案された。異なる分野に関連する広範囲のソフトウェアの問題を効率的に処理することを目的とした Lyeeにより、その要件を定義するだけでソフトゥェァを開発することができる。もっと正確に言えば、開発者は、単語、計算式、計算条件 (前提条件）および画面と帳票のレイアウトを与えさえすれば、後は、コンピュータが、以降のすべての面倒なプログラミング 'プロセス (例えば、制御ロジックに関する局面など）をすベて行ってくれる。その新しさにもかかわらず、 Lyeeの使用結果は、 Lyee には非常に多くの潜在的可能性があることを示している。実際、従来の方法論と比較した場合には、 Lyeeを使用すると開発時間、保守時間およびドキュメント量はかなり少なくなる（70— 80%程度）（非特許文献 7参照)。非特許文献 4において、この方法論の多くの、特に Lyee要件の、局面を改善するために、我々は、いくつかの古典的静的分析技術を提案した。

しかし、 Lyeeにより生成したソフトウェアの意味論も、要件力ものソフトウェア自動生成プロセスも、形式的でない言語で説明されているので、この方法論を理解し研究しようとすると、難しぐ混乱が生じる恐れがある。さらに、この方法論の背後にあるアイデァは、このようなアイデアをサポートするのに適当でない、逐次処理言語（ sequential language)によって記述されている。実際、 Lyeeにより生成したソフトウェアは、基本的には、小さなコンポーネント（Lyee用語でベクトル (vector)と呼ばれる）群からできている。ここでは、各コンポーネントはそれぞれのアトミック 'ゴール（atomic goal：要素の目的）を持って相互作用によって互いに協力し合、、要求される結果 (グローバル ·ゴール (global goal：全体の目的））を生成する。一方、平行性 ( concurrency:複数の計算主体が互いに情報のやりとりを行いながら動作すること）および通信（communication)をサポートするプロセス代数は、共同作用しあう（ concurrent)コンポーネントを記述するのに本質的に適した言語であることはよく知られている。それ故、プロセス代数は、 Lyee方法論の概念をサポートするための、形式的で価値ある基礎を提供する。 Lyee方法論にプロセス代数を使用することによる数ある利点のなかには、 Lyeeの現実のバージョンにおける多くのコンポーネント（ベタトル全体またはベクトルの一部）は、もはや必要でなくなる、ということがある。これらのコンポーネントは、逐次処理言語によって記述されているがために、ある処理のまとまりの実行順序を制御するためにどうしても必要であった力これらの役割は、プロセスの平行処理と通信をサポートするプロセス代数により、必然的にサポートされるからである。実際、経路作用要素 (routing vector)は、もはや必要ではなくなる。より小さぐ処理時間がより短ぐ必要メモリがより少ないプログラムを生成する、シンプルな Lyee の形式的記述を手にすることができる。その上、この形式的記述は、この方法論のいろいろな局面の多くの興味ある分析に不可欠なスタート点になる。例えば、 Lyeeで生成したソフトウェア、またはソフトウェア生成プロセスを最適化するために、最適化されたプログラムが元のバージョンと同じものであるという形式的証拠を必要とする。プロセス代数を使用すれば、形式的に同じものであることのチェック、またはもっと一般的にモデル ·チェックをうまく行うことができる。

[0017] 本稿においては、最初に、 Lyee方法論の基本的なコンセプトを容易かつ本質的（ naturally)にサポートする、 Lyee計算法（Lyee- Calculus)と呼ぶ开式的プロセス代数 (formal process algebra)を定義する。実際に、この計算法は、フォン ·ノイマン型（逐次処理型)の計算機より、 Lyee方法論の概念をサポートするのにより適した抽象機械 (abstract machine :計算機の概念を抽象化したもの）と見なすことができる。この機械は、プログラムを、最終結果を生成するために共に相互作用を行う分子の集合と見なす。第二に、この計算法が、どのようにして、 Lyeeコンポーネント（Lyeeではベクトルと呼ぶ）と Lyee方法論の全ソフトウェア生成プロセスの両方を形式ィ匕し、簡単にすることができるのかを示す。実際に、 Lyeeソフトウェア生成の自動生成全プロセスを形式化した。

[0018] 本稿の残りの部分は、下記のような構成になっている。セクション 2において、 Lyee 計算法の構文論 (syntax)および意味論 (semantics)を定義する。セクション 3におヽては、 Lyee方法論の技術的紹介を行い、 Lyee計算法によるその形式ィ匕の全体像を紹介する。セクション 4においては、 Lyee計算法による Lyee方法論の詳細かつ完全な形式化を提案する。セクション 5においては、生成したプログラムの、実行段階毎の記述と一緒に、どのようにして簡単な要件力プログラムが自動的に生成されるのか、の両方を具体的に示す 1つのケーススタディについて説明する。最後に、セクション 6においては、この研究の結論を述べ、将来の研究のいくつかについて説明する。

2. Lyee計算法

プロセス代数は、複雑なコンピュータ 'システム、特に、通信し、平行に実行するコンポーネントを含むコンピュータ ·システムのための形式的記述技術である（非特許文献 1、 3、 5参照)。プロセス代数は、通常、文献で計算法 (calculus)と呼ばれる。何故なら、プロセス代数は、プロセス代数の分野を超えて、種々の数学的および論理的概念（平行性理餘 (concurrency theory),動作意味餘 (operational semantics)、複雑性理論（complexity theory)、ロジック等）を含んでヽるカもである。

[0019] このセクションにおいては、 Lyee方法論を形式ィ匕するために特に定義した Lyee計算法と呼ぶ新 U、計算法の構文法および意味論につ!、て説明する。

2. 1 構文法 (Syntax)

Lyee計算法プログラムは、指定されたチャネル上でノヽンドシェイク技術（ hand-shake technique : 2つのプロセスの一方を受信可能状態に、他方を送信可能状態におくことによって通信させる技術）により通信 (communicate)する独立した並行プロセスからなるシステムである。チャネルは、その上では特定のプロセスだけが通信することができるように制限できる。あるプロセスは、作用 [？！ e]を行うことにより、チヤネル？を通して値？を送ることができる（？は、式 eの計算結果（valuation))。同様に、あるプロセスは、作用 [？? e]を行うことにより、チャネル?から式 eにの値？を受信することができる (？は、式 eの計算に使用する値)。

[0020] あるプロセスは、また、不作用作用（silent action) τを行うこともできる。この特別な作用は、プロセス間の同期（synchronization :プロセス間通信において、あるプロセスが値などを送信したと同時に、他のプロセスがそれを受信すること）のような、システム内部のふるまい（internal behavior)を表わすことを意図している。また、プロセスの進展における予見不能性 (indeterminism)、すなわち、複数のプロセスの選択肢があつてどのプロセスが実行させれるか予測できな、ような場合 (後述のプロセス構文法定義 1の「選択」の説明を参照）、を捉えるために有益である。

[0021] プロセスの構文法 (syntax)を以下に定義する。

<定義 <構文法 1 >

[0022] [数 1]

p, Q ： [Ι .Ρ \ (P \ 0 \ P + Q \ P> Q \ P/L I A{1) ^ P nil

<定義 <構文法 2 >

K, K , K ::= { κ } I K U K <定義 <構文法 3 >

[0023] [数 2]

L, L_l5 L₂ ：: = 0 I {ι} I L, U L₂ I

<定義 <構文法 4>

κ ::=??!e I？? e I τ |

上記の定義構文法に使われる記号の意味と、その直感的構文法の意味は下記のとおりである。

<定義 <構文法 1 >

[0024] [表 1]

定義構文法 1の直感的意味は次のとおりである。すなわち、プロセス Pと Qがあったとき、その関係や内容は、以下のいずれかとして定義される。すなわち、シーケンス（ M.P)、並行構成 (P I Q)、選択 (P + Q)、条件付き選択 (P〉

Q)、制限 (P/ L)、定義、無プロセス (nil)、のいずれかである。ここで、「定義」とは、

[0025] [数 3]

-f のことで、記号の左辺は、右辺によって定義される。

[0026] 各構文の解釈については後述する。

<定義 <構文法 2>

[0027] [表 2] 記号意味

κ, κ_1; κ₂ 作用の集合 (Set of actions)

作用（Action)

]っの作用（Single action) を要素とする集仓

K_t υ κ₂ 作用の集合の結合集合（Set union) 定義構文法 2の直感的意味は次のとおりである。すなわち、作用の集合 K、 Κ、 Κ

1 2 があるとき、その作用の集合は、 1つの作用を要素とする集合 ({ })、作用集合が結合した集合 (K U K ) ,のいずれかである。

1 2

<定義 <構文法 3 >

[0028] [表 3]

定義構文法 3の直感的意味は、次のとおりである。すなわち、チャネルの集合 L, L

1

Lがあるとき、そのチャネルの集合は、要素を持たない空集合 (0)、 1つのチャネルだけを要素とする集合 ({?})、チャネルの集合が結合した集合 (L U L )、のいずれか

1 2

である。

<定義 <構文法 4>

[0029] [表 4]

定義構文法 4の直感的意味は、次のとおりである。すなわち、作用 _κがあるとき、その作用は、チャネル?上で式 eの計算結果の値を送信する送信作用（？ !e)、チャネル？上で式 eの値を受信する受信作用（？? e)、不作用作用（ τ )、のいずれかである。 [0030] 定義構文法 1に定義した、構文法の意味を詳しく説明する。

1) [K].P:シーケンス（Sequence)

プロセス [K].Pは、作用の集合である Κに属す全ての作用（action)、すなわち { κ , . . . , κ }、を実行した後に Ρとしてふるまうプロセスである。 Κに属する作用を実行する順序は重要ではない。ここでは、説明を簡単にするために、 [ , . . . , κ }]と書く代わりに [ _κ , . . . , κ ]と書く。

2) P I Q：並行構成 (Parallel composition)

プロセス P I Qは、並行に実行されるプロセス Pおよび Qとしてふるまう。各プロセスは、両方が知っているチャネル上で互いに相互作用することができるし、または各プロセスが他方力独立して外部世界 (システムの環境またはエンドユーザ）と相互作用（ interact)することもできる。同じチャネル上で 2つのプロセスが同期する（synchronize : プロセス間通信において、あるプロセスが値などを送信したと同時に、他のプロセスがそれを受信する）と、プロセス全体は、作用て (不作用作用）を実行し、その後、残りのプロセスとしてふるまう。具体的に、下記のプロセスの例で考えてみる。

[0031] P = P1 I P2

PIおよび P2を下記のように定義する。

[0032] 画

PI =^f [ύΑ] .Ρ\^!

上記式の直感的意味は、

P1は、値 4をチャネル？上に送信し、その後は、プロセス Ρ としてふるまうプロセスである。 Ρ2は、チャネル？上に式 Xの値が与えられるのを待って、値が与えられたら受信し、その後は、プロセス Ρ2，としてふるまうプロセスである。

従って、プロセス Ρは、プロセス P1と Ρ2が同期したとき（それは実際には P1からの値 4の送信と同時に Ρ2による受信が行われることによる）、不作用作用 τを実行し、その後は、残りのプロセス PI ' I P2'としてふるまう。意味論上、この遷移を下記のように表わす。

[0033] [数 5] P → Pl' l P2' この式の直感的意味は、プロセス Pにおける相互作用の結果、不作用作用てが実行され、プロセス全体力並行プロセス Ρ | P2，に移行する、ということである。

[0034] 関係

[0035] [数 6]

の形式的定義はこのセクションの後の方で示す。

3) P + Q :選択（Choice)

プロセス P + Qは、プロセス Pまたは Qとしてふるまうプロセスである。 Pおよび Qのどちらも力始まりが不作用作用であるような場合を除いて、どちらのプロセスが実行されるかの選択は、環境によって決定論的に決まる。一方、両方のプロセスが不作用作用で開始する場合には、選択は決定されない。

4) P>

Q :条件付き選択（Guarded choice)：

プロセス P〉

Qは、プロセス Qが活性化（activated)されるまで、 Pとしてふるまうプロセスである。後者 Qが活性ィ匕されたときはいつでも、 Pは停止し、メモリからクリアされる。

5) P/L：制限（Restriction)

プロセス P/Lは、チャネルの集合 Lに与えられたチャネルだけを使って環境と通信することができるプロセス P、としてふるまうプロセスである。

6)数 3の記号：定義（Definition)

たとえば、数 3の記号によって、下式のような定義ができる。

[0036] [数 7]

数 7の式において、 Aはプロセスの識別名、

[0037] [数 8]

X はプロセス Aの変数 (パラメータ）で、左辺のプロセスは、右辺のプロセス Pに等しいと定義されている。プロセス Pは再起的に Aを含むことができる。

7) nil:無プロセス（nil process)：

どんな作用も実行できな、プロセス、 V 、かえると終了して!/、るプロセス（dead process)である。あるプロセスが終了すると、通常 nilプロセスになる。終了して nilプロセスになったとき、そのプロセスはもはや起動して（activated)いないので、作用を実行する条件が整ったとしても、何の作用も実行できな、。

2. 2 例値を保持するプロセスのモデル化

このセクションにおいては、メモリという、値を保持するセル（cell)を、その通信チヤネルを通して、その環境と相互作用を行うプロセスとしてモデルィ匕する方法にっ、て説明する。図 1に示すように、メモリ'セルは通信のための 2つのポート（チャネル） in および outを持つものと見なす。このメモリ'セルの基本的なタスクは、チャネル in上で値を無制限に待つことであり、チャネル out上でその値を利用可能にすることである。メモリ'セルは、新しい値がチャネル inに入力されるまで、同じ値を必要な回数だけチャネル outに出力することができる。チャネル自体は値を保持しな!、。

[0038] メモリ ·セル Xが値？を保持して!/、るプロセス ·セル C^x (？)は、下記のように表わす。

[0039] [数 9]

C^x{v) = [in^x7y} .C^x (y) + [out^xlv] . C^x (v) この形式的記述の直感的意味は、値？を保持しているプロセス C^x(?)は、チャネル in^x 上で式 yの値を受信したときは、プロセス C^x(y)としてふるま、 (すなわち保持する値が？から式 yの値に変更される）、保持している値？をチャネル out^x上に送信したときには、送信作用の後も値?を保持したままプロセス C^x(?)としてふるまうプロセスである。

[0040] 値を保持するメモリ'セルをプロセスとして捉えることにより、メモリ'セルにさらに知能を付加することができる。例えば、初期化される (初期値を受信する）までその内容にアクセスさせな、セルを書くことができる。情報処理能力のあるこのスマート'セル（ smart cell)は、下記のように定義することができる。 [0041] [数 10]

Cell(x) = [in^x7y] .C^x {y) プロセス Cell(x)は、チャネル m上で式 yの値を受信した後、式 yの値を保持するプロセス C^x(y)としてふるまうプロセスである（式 yに値を受信し、式 yの値を保持するプロセスで、送信は行わない）。

[0042] ここで、下記のように定義した 2つのプロセスについて考えてみる。

[0043] [数 11]

PI =^f [in^x 5] .nil

P2 ^d=^f [ou†^x?y) .ni!. プロセス PIは、チャネル m上に値 5を送信し、 nilになる（終了する）プロセスである（値 5を送信するプロセス）。プロセス P2は、チャネル out^x上で式 yの値を受信した後に nilになる（終了する）プロセスである (数式 yに値を受信するプロセス）

これらの 2つのプロセス力セル x (C^x)を通して通信するようなプログラムを書くことが容易にできる。

[0044] PI I Cell (x) | P2

このプログラムは、プロセス Pl、プロセス Cell(x)、プロセス P2が並行に実行されるプログラムである。

[0045] 図 2は、上記に含まれる全てのプロセス間の相互作用を示したものである。

[0046] このプログラムの実行における、個々のステップの詳細は以下のようになる。

[0047] [数 12]

上記の式の意味を直感的に表わせば、プロセス PI I Cell(x) I P2は、以下の第 1ステツプと第二ステップを経て実行される。（等号記号で記載される右辺が 1つのステツプである）下線は相互作用（同期）を起こす送受信作用を示している。

<第 1ステップ > (l)[in^x!5].nil (チャネル mに値 5送信）、（2)[in^x!5].C^x(y) (チャネル mで式 yに与える値を受信し、受信後はセル Xに式 yの値を保持）、（3)[out^x?y].nil (チャネル out^xで式 yの値を受信）、の 3つのプロセスが並行に行われた結果、

(1)がチャネルに値 5を送信完了し、同時に (2)がチャネルで値 5を受信する、というプロセス間の相互作用（同期）が起こって、

不作用作用てが実行され、

(4) C^x(5) (セル Xに値 5を保持）、と (3)[out^x?y].nil (チャネル out^xで式 yの値を受信）、の 2 つのプロセスの並行プロセスに移行する。

<第 2ステップ >

前述の数 1 19の定義から、 (4) C^x(5)は選択プロセス (4) 1 ([in^x?y].C^x(y) + [out^x??].C x(?))に置き換えることができる。

すなわち、

プロセス (4) 1と、（3)が並行に行われた結果、

(4)— 1の [out^x??].C^x(?) (チャネル out^xに値 5を送信）と同時に (3)の（チャネル out^xで式 y の値 5を受信)力 S起こる、という相互作用（同期）が起こって、

不作用作用てが実行され、

その結果、残りのプロセスは C^x(5) (セル Xに値 5を保持）としてふるまわれる。

2. 3 意味論

以下に、 Lyee計算法の形式的意味論について説明する。この意味論は、相互作用関係

[0048] [数 13]

により定義される。この時、演算子→は「関係」（relation)を表わし、 κは作用を表わす。「関係」は複数の「関係」の集合であり、その集合要素である 1つ 1つの「関係」は次の 3つの要素で構成されている。第 1の要素は「変化前のプロセス」、第 2の要素は「変化の後のプロセス」、第 3の要素は「変化の間に実行された作用」である。

[0049] [数 14]

Ρ → Q と書くとき、関係→の 3要素は（P, Q, K)である。

[0050] 上記のように定義するとき、数 14の意味は、サブプロセス Pの中の相互作用（ reaction)によって、全体プロセスがアトミック 'アクション（atomic action ;割込みを許さない一連の不可分な作用で、次の別の作用を開始させるために、必ず完了されなければならない） κを実行してサブプロセス Qとなる、ことを意味する。相互作用関係（ interaction relation)とういう着想は、ベリー（Berry)およびバウドル（Boudol) (非特許文献 2参照）の化学抽象機械（Chemical Abstract Machine)によって触発されたものである。このモデルでは、プロセスは、相互作用を起こすことを待っている分子の化学溶液であると見なして、る。

[0051] 数式 13の関係を形式的に表わすために、下記の概念を定義する必要がある。

[0052] [数 15] は、プロセスを簡単にするために用いる記号で、左辺が、簡素化されたプロセスである右辺と等しいことを表わす。下記に示すように、無プロセスを除去することによりプロセスを簡単にすることができる。

[0053] [数 16]

P I nil ^→ P nil + P → P nil t> P °r* P

nil I 4→ P P + nil ^ P P t> nil → P nil/ L nil 式 eの計算結果である値の集合を

[0054] [数 17]

で示す。 eが変数である場合には、その計算結果の値の変域も、その変数の変域（ domain) (整数、実数等）と同じである。説明を簡単にするために、すべての変数は実数の集合に属するものと見なす。

[0055] [数 18] は、作用 κが使用するチャネルの名前である。たとえば、

p

[0056] [数 19]

r_t = 0 ,

= (t?e) i = {ι} の意味は次の通り： Q

不作用作用てが使用するチャネルは存在しないので、空集合 (0)である。

送信作用（？ !e)と受信作用（？? e)が使用するチャネルは、？である。

[0057] 「関係」の集合 (→)は、要素として、表 5に示す 15個の規則を満足させるような「関係」を最小数持つ「関係」である。

[0058] 力つこ内ないに示した各種の R記号は、規則名を示す記号である。規則は、前提条件と結果からなっており、各規則は、横線の上段に示される条件のとき、下段に示した結果になるような規則である。

[0059] [表 5]

p → QL g'^q

P → Q

(Ri)

\Κ_Λ].Ρ → Ρ'

( []) [^u K₂].P → [κ₂]ρ·

Ρ → Ρ'

(R^l+)

P+ → Ρ' P + Q → Q'

P P' Q → Q'

(R )

P \ Q → P' \ Q P \ Q → P \ Q'

たとえば、第 2番目の規則 (R t )の意味は以下のとおりである：

値?が式 eの値の集合に属すとき (上段の前提条件が成立するとき）、チャネル?上式 eの値を送信後、プロセス Pとなる [？ !e].Pは、チャネル？上への値?送信作用が起こつた後、プロセス Pに移行する（下段の結果)。

3. Lyee要件の非形式的形式ィ匕

このセクションにおいては、 Lyee方法論力どのようにして基本的なユーザ要件からソフトウェアを生成するの力、その全体像について説明する。カロえて、この全体像から、 Lyee計算法によってこの方法論をどのようにして簡単かつ効率的に形式ィ匕することができるのかを順次紹介する。 Lyee方法論のソフトウェア生成プロセスの完全な形式ィ匕については、次のセクションで説明する。

3. 1 Lyee要件

Lyee方法論において、要件は、宣言的な方法で、単語名、その定義式、その計算条件、およびその属性 (入出力、タイプ、セキュリティタイプ等）という要素を含む宣言の集合として与えられる。表 6は、 Lyee要件の一例である。

[0060] 「Word」は単語名、「Definition」は単語の値を生成するための定義式、 Conditionは定義式を実行する計算条件、「10」は単語の値の入出力の属性を示す。 OFはフアイルへの出力、 OSは画面への出力、 ISは画面からの入力、 IFはファイルからの入力（表にはない）、を表わす。「Type」は、値の属性で、 intは整数（integer)、 floatは不動小数点数を表わす。「Security」は、値のセキュリティに関する属性を表わす。 secretは非公開、 publicは公開、を表わす。

[0061] [表 6]

表 6の要件は、感覚的にとらえれば、従来のプログラミング言語の表 7のコードに対応する。 Sは、単語 aの宣言を意味する。 [0062] [表 7]

たとえば、単語 aの宣言 Sのコードは、

a

「もし、 b*e〉2が真ならば、単語 aに b+cの計算結果を代入し、単語 aの値を出力」、を意味している。

[0063] 宣言 Sのコードは、「単語 cに値を入力」、を意味している。

[0064] Lyee方法論においては、ユーザは、これらの定義が実行される順序 (制御ロジック )を指定する必要はない。表 7に示すように、単語 aの定義は、単語 bを使用しているにもかかわらず、宣言 Sは、宣言 Sの後に位置している。以下に説明するように、これ b a

らの要件から、また、宣言の順序とは無関係に、 Lyeeはすべての定義した単語を計算するコードを生成することができる。このシンプルなアイデアは、非特許文献 6、 7、 8、 9に示されるように、ソフトウェア開発上の異なるステップにおいて、数々の有利な結果を生む。実際、このアイデアを使用することにより、要件が不完全であってもソフトウエアの開発をスタートすることができる。さらに、ユーザは、もっと古典的な方法論の場合のように、単語の実行順序の制御ロジックの問題を扱う必要がない。ソフトゥェァの制御ロジック部分は、 Lyee方法論においては、自動的に生成され、その結果、プログラミング.エラーが低減し、プログラミング時間が短縮される。柔軟性も、 Lyee方法論の主要な利点である。何故なら、保守業務を、要件の簡単な修正 (単語の定義の追加、削除および Zまたは修正)作業にまで軽減できるからである。

[0065] 従って、 Lyeeシステムは、求められる結果を生成するために共に相互作用を行う独立したコンポーネント（宣言）の集合体と見なすことができる。本論のプロセス代数の概念は、この見方と非常によく一致する。何故なら、 Lyee計算法は、プログラムを、最終目的に到達するために、共に相互作用しあう分子 (プロセス)の化学溶液と見なす力もである。それ故、一見して、宣言の集合 is . . . , }からなる Lyee要件 LRを、 Lyee計算法の並行プロセス（concurrent process)として見ることができる。すなわち、次に表わすとおりである。

[0066] LR = s | . . . | s

直感的説明によれば、要件 LRは、プロセス s 、 . . . 、 sが並行に実行されるプロセスである。

3. 2 パレット（Pallet)および基本構造（Scenario Function)

表 6の要件から、 aおよび bの値を計算し、それらを出力するプログラムを、自動的に生成することができる。このプログラムは、不動点（fixed point)に達するまで、すなわち、図 3に示されるように、繰り返し処理力 ^、かなる単語の値も変えなくなるまで、これらの命令の実行を単純に反復する。

[0067] プロセス代数の観点からいうと、「不動点に達する」という概念は、当然意味規則に組み込まれる。実際に、プロセス (分子）は、いかなる進展も可能でなくなる状態 (不動点）に達するまで、共に相互作用する。

[0068] 要件力 Lyeeにより自動的に生成されるプログラムの構造および内容についてさらに正確に説明する。 Lyee方法論においては、表 6に示すような宣言の集合の実行は特定の方法により行われる。実際は、 Lyeeは、図 4に示すように、 Lyee用語で、パレット (W , W および W )と呼ばれる 3つの領域上に宣言に関連するコードを分配

02 03 04

する。ノ《レット w ：

02

入力単語を処理する。

ノ《レット W ：

03

単語の計算条件を計算し、結果をブール型 (真偽値を値としてもつ)の変数で保存する。例えば、単語 aの定義の中で使用されている計算条件「b*e > 2」は W で計算さ

03 れ、真 Z偽の結果は、別の変数「a— cond」に保存される。

ノ《レット W ：

04

要件に含まれるその定義式によって単語の計算を行う。パレット W は、また、計算し

04 た単語の値を出力する。

[0069] Lyeeプログラムは、パレット W 力もスタートして、不動点に達するまで、すべての定

04

義した単語の値を計算しょうとする。単語の値の計算に係わる W 内に進展が見られ

04

なくなると、経路作用要素 R4によりパレット W に制御が与えられる。今度は、この第

02

2のパレットが、単語の値の入力を繰り返し、不動点に達した (他に新たな入力対象がなくなった）とき、次に、経路作用要素 R2が制御をパレット W に渡す。最後に、そ

03

してパレット W と同じように、パレット W 力不動点に達するまで、要件に従って単

04 03

語の計算条件を計算しょうとする。図 5に示すように、この全プロセス (W →W →W

04 02

)は、全体が安定状態に達するまで繰り返され、連結されている 3つのパレットは基

03

本構造（Scenario Function)と呼ばれる。

[0070] Lyee要件を組み込むために逐次処理言語を使用することによって、 Lyee方法論の作者は、パレットが実行される順序、同じパレット内のベクトル (モジュール）が実行されるべき順序、およびあるベクトル力他のベクトルに制御を渡す方法を明確に指定せざるをえなかった。言い換えれば、この逐次処理言語がゆえに、 Lyee方法論の基本概念に属さない、また、この方法論を力なり複雑にしてきたいくつかの局面がもたらされることになつた。すなわち、各パレット内のベクトルが実行される繰り返しの制御、パレットから他のパレットに実行を移す (異なる基本構造間を含め）方法および時期等を指定するという必要があった。これらのために、パレット関数 (パレット内の実行制御）、経路作用要素（次に実行するパレットの決定）、パレット連鎖関数 (パレット間の実行制御）が設置されて！ヽた。

[0071] しかし、 Lyee計算法を使用することにより、パレットが実行される順序、各パレットのベクトルが実行される順序、パレットから他のパレットに制御を渡す方法および時期等を指定する必要力 Sもはやなくなる。このような詳細は、当然ながら本論の抽象機械 Lyee計算法により本質的に管理される。それ故、基本構造は、下式のように形式ィ匕することができる。

[0072] SF=W I W I W

04 03 02

すなわち、基本構造 SFのプロセスは、 W 、 W 、 W の 3つのパレットのプロセスの

04 03 02

並行プロセスである。 [0073] W 、W および W を実行する順序はもはや重要ではなくなり、これらパレットを接

04 03 02

続している経路作用要素も除去されていることに留意されたい。

[0074] Lyeeは、固定構造を持つ簡潔なプログラム（Lyee用語で述語ベクトル（predicate vector)と呼ばれる）を確立した。この構造により、生成されたコードの構造は不変かつ要件の内容に依存しないものになっている。ベクトルの実行を制御する統括プログラム（global program)であるパレット関数の役割は、単に述語ベクトルを呼び出すだけである。図 6は、述語ベクトルの構造を示す。

[0075] 述語ベクトルの目的は、各パレットにより異なる。

<ノ《レット W >

04

パレット W の第 1の目的は、定義式により単語に値を与えることである。この役割を

04

行う述語ベクトルを L4と呼ぶ。図 4の例における単語 aおよび単語 bの L4は、図 7に示すようになる。

[0076] 単語の計算に進展がなくなり、かつ、単語の値が全て成立すると、 Lyeeの生成コードは、次の目的となる単語の出力を実行しょうとする。値を出力するという目的を持つ述語ベクトルは、出力作用要素（Output Vector : 04と呼ぶ）と呼ばれる。他に、領域のクリアを行う構造作用要素 (S4と呼ぶ）がある。

<ノ《レット W >

02

値を入力単語に関連付けるという目的を持つ 2つの述語ベクトルがある。メインメモリ上（Lyeeプログラム領域の外）への入力を行う入力作用要素（Input Vector: 12と呼ぶ）と、属性チェックと Lyeeプログラム領域内への入力を行う L2である。

<ノ《レット W >

03

パレット W の述語ベクトル L3の目的は、図 8に示すように、要件内に指定されてい

03

る、単語の定義式 (すなわち L4)を実行するための条件を判定することである。

[0077] 最後に、表 8は、表 6の要件を実装した Lyeeプログラムを示す。

[0078] 各パレットに 1つおかれたパレット関数力パレット内の述語ベクトルをコール（起動 )する。パレット関数は、プログラムに 1つおかれたパレット連鎖関数によってコールされる。パレット連鎖関数は、各パレットの R4、 R2、 R3の指定に従って、該当するパレット関数をコールする。その他のプログラムの意味は、表 8のコメントのとおりである。述語ベクトル L4、 L2、 L3 (総称して論理要素と呼ぶ）の処理対象は単語単位であり、入出力作用要素 (12および 04)、構造作用要素 (S4)の処理対象は単語の集合である。

[0079] [表 8]

ここで Lyee計算法を使用すると、 W 、W および W のプロセスは、それぞれ下記

04 03 02

のように定義することができる。

[0080] [数 20]

W_Q = S4 I L4-a | L4—b | 04

IV₀₃ = L3- I L3J)

W₀₂ = L2-e I L2_c | 12

W プロセスは、 S4、 L4 a、 L4 b、 04の各プロセスの並行プロセスである。

04

W プロセスは、 L3 a、 L3 bの各プロセスの並行プロセスである。

03

W プロセスは、 L2 e、 L2 c、 12の各プロセスの並行プロセスである。

02

異なる述語ベクトル (L2、 L3、 L4、 12、 04、 S4)の形式的定義については、次のセクシヨンで説明する。

3. 3 処理経路図（Process Route Diagram) 前のセクションで示した基本構造は、任意の、要件が簡単なケースのプログラム全体だと見なしてもよい。特に、すべての入力単語および出力単語力同じ画面に属していて、データベースが全く使用されていない場合のプログラムである。入力単語および出力単語が、いくつかのデータベースまたは、相互に接続された異なる画面に属する場合には、状況はもつと複雑になる。説明を簡単にするために、以下の説明においては、画面の数が複数あるだけの場合について説明する。図 9に示すように、相互に接続している画面が 3つあり、ユーザは画面力別の画面に移動することができる場合について考える。各画面において、ユーザは単語の入力、計算、また出力ができる。従って、仕様書では、ユーザは、これらの画面がどのように相互接続しているのかを指定しなければならな、。

[0081] さらに言えば、 1つの基本構造だけを定義して、そこで全画面中の定義された単語全てを計算するのは都合がよくない。なぜなら、実際、プログラムの任意の実行において、ある画面は訪問されないかもしれず、その場合、訪問されな力つた画面の単語の値の計算が無駄になるからである。そのため、 Lyeeは、各画面に、その画面が訪問された場合だけ実行されるような担当基本構造を関連づける。画面に係わる基本構造は、 1つの画面力も他の画面への移動を示すように、接続されている。 Lyee用語において、複数の基本構造が接続されたものが、図 10に示すような、処理経路図

(Process Route Diagram)である。

[0082] Lyee計算法を使用して、ある画面 sを、プロセス SF(s )の実行を制御するプロセス k k

Φ (8 ),として下式のように形式ィ匕できる。

k

[0083] [数 21]

すなわち、プロセス Φ (3 )は、プロセス SF(s ) (画面 sに係わる処理の基本構造のプ k k k

口セス）としてふるまい、チャネル? ^sk上で真の値を受信したとき、 SF(s )を停止してプロ k

セス Φ (3 )としてふるまう。実際の動きとしては、制御プロセス Φ (3 )は、プロセス SF(S ) k k k を活性化し、画面 s

kに関連するチャネル? ^sk上で信号を受信したとき (すなわち画面 s k が再活性化されたとき）、 Φ (3

k )自身が再活性化される。従って、制御プロセス Φ (3 k )が再活性化されることによって、 SF(s )は一度終了して再活性化され、初期状態 (fresh instance)【こ民る。

[0084] 関数 Φ(3 )がどのように機能するかを示す具体例は、本明細書の後の方に記す。

k

3. 4 Lyeeプログラム

まとめると、 Lyee方法論による Lyeeプログラムの構造は次のとおりである。 Lyeeプログラムはいくつかの処理経路図（PRD)で構成される。各 PRDは、相互に接続された基本構造 (SF)の集合である。各基本構造は、 3つの相互に接続されたパレット W

0

、w 、w で構成される。最後に、パレットは、述語ベクトルによって構成される。述

2 03 04

語ベクトルには、 Lyeeプログラムの最小単位のモジュールであるので、アトミック'ベタトノレ（atomic vector)とも呼ぶ。述語べタトノレには、餘理要素（signification vector : L2、 L3、 L4の総称）および作用要素（action vector : 12, 04、 S4、 R2、 R3、 R4の総称）がある。これらの述語ベクトルの実行を制御する制御モジュールとして、パレットごとにパレット関数がおかれ、そのパレット関数の実行を制御するモジュールとして、プログラムに 1つのパレット連鎖関数がおかれる。

[0085] Lyee計算法を使用することにより、画面 s , . . . , sを含む Lyeeプログラム Pは、下

1 k

式のように形式化される。

[0086] [数 22]

V {si, . . . , s_k) = ^{ …， s_k)/C {s …， s_k) ここで、 L (s , . . . , s )は、入力チャネルおよび出力チャネルの集合である。この

1 k

式は、 ¥ (s , . . . , s )が、 L (s , . . . , s )に属すチャネルだけを通して環境とコミュ

1 k 1 k

二ケートするように制限する。

[0087] 関数 Ψは、下式のように定義される。

[0088] [数 23]

Φ 丄, · · .，. ) = (！ _{se{S] j}...,_Sfc} ？ 1] .Φ ( ） [i^s ] .nil この関数 Ψは、画面 s (sは画面 s , . . . , sのいずれ力）に対応するチャネル? s上で

1 k

真の値を受信するたびに、画面 sに対応する SF(s)を起動するために、プロセス Φ(3) を起動。上記チャネル? sは、対応する画面を起動するためにユーザが使用するボタンゃメニューを形式ィ匕したものである。また、この関数 Ψは、チャネル? 上で真の値を受信した時ときに、すべての他のプロセスを終了させて、関数 Ψ自身も終了（nilになる)する。チャネル? ^sは終了ボタン (または、対応するメニュー項目）を形式化したものである。

[0089] 従って、 Lyeeシステムは、求める出力単語を計算するために相互にコミュニケートする、独立した並行プロセス（concurrent process)の集合体と見なすことができる。 Ly ee方法論の従来の逐次処理的（sequential)見方とは対照的に、すべての経路作用要素は必要なぐ制御機能の役割は大幅に簡易化され、作業メモリ領域 (working memory)等も必要ない。 Ψ (s , . . . , s )については、具体例と一緒に以下にさらに

1 k

詳細に説明する。

[0090] 次のセクションにおいては、 Lyee方法論のより詳細かつ完全な形式ィ匕について説明する。

4. Lyee方法論の形式ィ匕

Lyee計算法を使用して、簡単なユーザ要件からどのようにしてソフトウェアを自動的に生成するかを見る。

ユーザ要件は、 k個の画面 { s , . . . , s }を含んでいるとする。また、各画面は宣言の

1 k

集合を含んでいるとする。この場合、各宣言は、次の形式、すなわち、（w, e, c, InOut, type)を持つ。ここで、 wは単語名、 eはその定義式、 cは定義式の実行条件、 InOutは単語が入力か出力力、あるいは両方か、または入力でも出力でもないのかの指定 (値 iは入力単語に、値 oは出力単語に、 ioは入力および出力両方である場合に、空のフィールドは入力でも出力でもない場合に使用される）、 typeは値の属性 (タイプ）を示す (たとえばタイプ Bは、ボタンを示す記号として割り当てられる)。

この要件に関するプログラム P (s , . . . , s )を定義するために、下記の表に示したよ

1 k

うに論理要素および作用要素のベクトル (プロセス）を形式化する。

[0091] まず、形式化に用いられている未定儀定義の記号を説明する。

Use (e)は、式 eで使用する単語の集合を示すものとする。例えば、 Use (a*b + 1) = { a, b}である。

また、 F (S)は、変数 Sとして入力値の集合をとり、その入力を行う受信作用の集合を力えす関数である。

[0092] [数 24]

(0) = 0

T{{x) U A) = {?,| ?.x} U ^(A) 上記の意味は次のようになる。

入力値がなレ、とき (F(O))、受信作用はなレ、 (0は空集合)。

入力値 Xと入力値 Aの受信作用（F({x} U A))は、チャネル

[0093] [数 25] 上で Xの値を受信する受信作用と、入力 Aの受信作用 F(A)の和集合である _c [0094] 論理要素（Signification Vectors)は表 9に示す。

[0095] [表 9]

作用要素（Action Vector)は表 10に示す。

[0096] [表 10] 人力作用要素コメント

(Input Vector)

I₂ (x) = く {x} を要素とする入力単語ダループの I₂ >

[d x]. 入力チヤネゾレ上で单 X への値を受信するために待機。

≠M - 出力チャネル ^½ 卜-へ（L₂に対して）単語 Xの値を送信。

nil 終了。

出力作用要素コメント

(Output Vector)

< 1 x1 を要素とする出力単語グループの 0₄ > メモリから Xの値を受信するために待機。

[d_x\x\- 出力チャネル d _xから Xの値を送信。

nil 終了。

メモリ（構造作用要素）コメント

(Structural Vector)

S₄ (x) = く単語 Xの S₄ >

任意の値を受信すろために待機。受信するまでは、値の送信は行えない。镇を受信したら（初期化と呼ぶ）、受信した値を保持してとしてふるまう。

( ' =

新しい値 z を受信したときは、 ^ としてふるまう

(セル Xの内容の変更）。

保持していた値 yを送信したときは ^{4 w} としてふるまう _u

(セル Xの内容を変更しない）。

すなわち、一度値を受信して保持した後は、値の受信と保持以外に値の送信も可能となる。経路作川要素コメント

(Routing Vector)

R _a(b, e, s) ― <単語 b (ボタン b ) の R ₃ >

ポタン bが押されるまで待機。

{dtlclik}.

ボタンの条件を判定。

結果を画面 Sへ送 ί言（すなわち、 6 1なら、 3 を起動）。

nil 終了。ベクトルのうち、 Sは、 2. 2で述べた値を保持するメモリ.セルで、かつ、「初期化され

4

る（初期値を受信する）までその内容にアクセスさせなレ、」能力をもったスマート.セルである。 [0097] 経路作用要素は、 Lyee計算法においては本質的には不要なプロセスである力 L yee計算法でどのように形式ィ匕できるかを示すために記載して、る。ノレツ卜：

任意の画面 sの 3つのパレット W 、W および W は、下式のように开式化される。

02 03 04

[0098] [数 26]

Wos(^) = , *,_c，* _)es ^L3(W, c) j _c,_C)i,*_lB)_es R₃{w, c, e)

Μ½( = ) _es \

0₄{w) ここで、

[0099] [数 27] は、 B (ボタンを示す)を除く任意のタイプ (Bの補集合)を示し、 *は何であってもよいことを示す。本構造：

画面 sの基本構造 SF(s)は、下式のように形式ィ匕される。

[0100] [数 28]

SF(. ) = W_Qi(s) I W₀₃(s) I W_Q2(s) 制御機能：

画面 sに付随する制御機能は、下式のように形式化される。

[0101] [数 29]

画面の集合に付随する制御機能は、下式のように形式化される。

[0102] [数 30]

... ) = (|_se{sil..._!SJi} ？ Φ ( ) ？ 1 sは、プログラムを終了したときの画面（プログラム自身の画面群には属さない終了 0

画面)であるとする。

[0103] ここで制御機能の役割についてまとめると、下記のようになる。

[0104] [表 11]

本論では、 Lyee計算法の実現方法の 1つとして、 SFは、画面に対して 1つもうけ、 1 つの SF力対応する画面に係わる入出力および計算の全てのプロセスを含むように形式化した。従って SFの制御関数 Φも、画面に 1つである。しかし、画面に対して複数の SFおよび制御関数 Φを設けるように形式ィ匕することも選択しとして可能である。実装方法は、プログラムとしての効率性によって決定すればょ、。

Lyeeプログラム：

最後に、画面 s , . . . , sを含む要件に関する Lyeeプログラム P(s , . . . , s )は下

1 k l k 式で表される。

[0105] [数 31]

■-· ,.¾) = ( ...，

.¾) ここで、 L(s , . . . , s )の集合は、環境との間のすべての入力チャネルおよび出力

1 k

チャネルを含み、下式により定義される。

[0106] [数 32]

C(_Sl, ...,s_k) = ( \J {d_w}) O {i^Si} i/oの意味は、この項目は値 i、 oまたは ioを含んでいなければならないことをさす。また、 sは、ユーザがこのプログラムを実行した場合に最初に現れる画面である。

実施例 1

[0107] 5.ケーススタディ 1

このセクションにおいては、 Lyee計算法で単語を計算するために、 Lyeeプログラム力 Sどのように進行するかを、具体例を上げて段階的に説明する。

[0108] ここに示す例は、画面を 1つし力持たない（2つの画面を持つ他の例は付録に記載した)。表 12の要件に示すように、ユーザは、単語 aを入力し、単語 bの値を待ち、次に、ボタン Bを押して画面を終了する。図 11はこのような画面を示す。

0

[0109] [表 12]

この画面 sは 3つの宣言からなる。

[0110] [数 33]

.sj = {la, , , i, real), (b,2 * α,α > 0, o, real), (B₀, s_0l Click, B)} 前のセクションで説明した一般的な Lyeeプログラムの定義によれば、表 12の要件に関する Lyeeプログラムは、下式により表される。

[0111] [数 34]

SF(_Sl) = W₀₄(_Sl) I Wo^s,} I Wo₂(,_Sl)

Φ ( ) = SF{_Si) \> [t^sin} si)

Φ ( ） = ( ？ 1].Φ ( ）) [ ？ ) = Φ(^ ここで、 W (s ) W (s )および W (s )は、下記の通りである。前述したように、 R

02 1 03 1 04 1 3 のプロセスは Lyee計算法では必須ではな、ので、省くことも可能である。

[0112] [表 13]

ここで、このプログラム P(S )のエンドユーザ (環境）が、下記の一連の行動を行いた

1

いと考えていると仮定しょう。プログラムを実行し (画面 sを起動し）、単語 aに値「7」を与え、単語 bの値を得るのを待ち、ボタン Bを押してプログラムを終了する。このェン

0

ドユーザの行動は、下記のプロセス _εにより捉えることができる。

[0113] [表 14]

上記に示した、 Lvee計算法によるプログラム P(S )のプロセスとエンドユーザのプロセ

1

スを図 12に示した。

[0114] 次に、求められる目的に到達するために、プログラム P(S )がこの環境とどのように相

1

互作用を行うかを見る。言い換えると、エンドユーザの行動を取り込むプログラム εと並行に実行されるプログラム P(S )の進行プロセスを追うのである。これは、すなわち、

1

P (s ) I εのふるまいを探すことである。このプロセスのステップは下記の通りである。定義式には、等号記号の左辺が右辺に置き換えられる根拠となる定義をコメントとして付した。また、プロセス間の相互作用によって、同期（synchronization) (同一チヤネル上で値の送信と受信が同時に成立した)が起こった部分にもコメントを付した。下線部分が同期した送信および受信作用である。

[表 15]

〈Pおよび Eの定義により〉

Φ(_5ι)/ I [^!l].^

〈Ψの定義により〉

〈同期：ェンドュ一ザは、画面 s iを起動してプログラムを実行〉 Φ(«ι) [t^SD l}. nil )/£($：) I ε

くと f iの定義により〉

〈S Fの定義により〉

( ₀ ) I W₀₂(_Sl) I W。 )) ？リ. Φ ( ）） > n )/£(_Sl) I [d_a 7\.£₂ く W_{0 2}およびその結果としての I ₂の定義により〉

((^04(*i) I L₂(a) I ( ? ].½!«]·™ I Η¾( ι)) ... ) - .. )/C{_Sl) | \d_a 7}£₂

〈同期： I ₂を通してエンドユーザが値「7」を単語 aに与える〉

((W_Qd(_Si) I L₂(a) I ( !7j. 'i) | W_m(_S )) > ... ) - .. )/£(_5l) | £₂

〈L ₂の定義により〉

( (W₀₄(_Sl) I (½?Q].[j₄ ⁿ!a].mQ | ([ι₂ ^α ] .nil) | W^)) > ... ) E> ... )/£(s ) | ど ₂ く同期： aの値 7が L ₂( a )に送られる〉

( (W_M(_Sl) I (½'7].m7) I W₀₃(_Sl)) ΐ> ... } > ... }/£(s₁) | <f₂

〈W。₄の定義により〉

(¾(α) I S₄(b) I L₄(b,2 * a) | 0₄(b) |

\ W₀₃(_Sl)) )/£(_Sl) | S₂ く S ₄(a)の定義により〉

(([^?α].¾^α( )) 1 S₄(b) I L₄(b, 2 *a)l 0₄(b) | ( . | W_os(s ))

〈同期： aの値 7が L ₂(a)から送信され、メモリに記憶〉

(¾(7) I S (b)_\ L (b, 2*α) | ₄(ί>) I WM) > ...

〈 ^α(7)および W_{0 3}の定義により〉

(([ ₄-!z}.S^z) + ½!7].5₄°(7)) 1... I (L₃(b, α > 0) | ¾(¾' click, s_n))) .

〈L ₃の定義により〉

\■·· I ( 1. [ > 0) ) I -..

〈同期： b条件を計算するために、 aの値が L ₃(b)に送られる〉

( (7)！ S₄(b) I L₄(ら, 2 *a) I 0₄(6) | ([ (7 > )].nil) \ ... ·

< L ₄の定義および（7 > 0 ) の判定により〉

(¾^a(7) I S,(b) i [ ! (2 * a)}.ml) | 0₄{6) | ( ! 1 ί) | ... : く问期： bの計算を実行するために、 b条件が判定され、

L₄(b)に送られる〉

(5₄ ^α(7) I (&) I ([ ?4レ !(2 * a)].nil) \ 0₄(b) | -..

く ί¾(7)の定義により〉

m7z].St(z) +

...

〈同期： aの値が L ₄に送られる〉

(5?(7) I S₄(b) S (h^b (2 * 7)1.™:り I 0₄(b) I Κ_Ά(Β₀, click, s₀)) -..

く3₄( 13)の定義ぉょぴ（2 * 7 ) の計算により〉

(5₄ ^a(7) I (¾5₄ ⁶(6)) I ([j₄ ^b\(U)].nil) | 0,(b) | R,(B₀,click, s₀)) ...

〈同期： bの値 1 4が L ₄(b)から送信され、の値をメモリに記憶〉 ( "(7) 15 (14) I 0₄{b) \ Rs(B₀, dick, s₀)) -.

〈 ⁶(14)および 0₄ ( b ) の定義により〉

I ? ( 十 l'4!14j.5 (14)) I | Ά_Λ(Β_υ, click, β₀)) > -..

〈同期： bの値 1 4が 0₄に送られる〉

( "(7) I 5₄ ^¾(14) I ([^!14].™/) | R₃(B_C, click, s₀)) O ... )/ ι) | £₂

2の定義により〉

( ) I S₄ ^b{U) I (\d_h U}.nii) I ₃(β。， click, s。)） ΐ> -.. )/£ | [ 4ど 3

〈同期：〇₄内に記憶されている bの値が環境に送られる〉

( ) I s₄ ^b{u) I R₃( ₀,di k_{i So})) ... )/c{_Sl) ！ ε_Ά

<R ₃および ε ₃の定義により〉

(5₄ ^α(7) I 5|(14) I

く同期：エンドユーザが終了のためにボタン B _Uを押す〉

( ^α(7) I (14) I ( ! 1レ^)) [ΐ^¾?1]·Φ(5ι) ) > ？ U.n"

〈同期：システムがその実行を終了〉

nil

まとめると、プログラムの進行の主要なステップは下記の通りである。

reニ:ンドユーザ力プログラム起動のコマンドを送ることによって、制御関数 Ψ (s )が起動されて、制御関数 Ψ (3 )が制御関数 Φ (S )を起動し、制御関数 (S )が初期画面 ^ と SF(s )を起動することによって、プログラムが起動する。

[数 35]

( ([Ϊ^8ι?1]. (5Ι)) [> {i^Sn?l}.nil)/ (_Sl) \ [^ l].^ エンドユーザが単語 _aに値「7」を与える（送信する）と、 SF(s )の中の I (a)が値 7を受

1 2

信する。

[0118] [数 36]

( (

| W₀₃ ( )） ... ) > ... )/C(s₁) | [d 7]£₂ I (a)は、 aの値 7を L (a)に送信する。

2 2

[0119] [数 37]

( ( (W_0i(sj) I (½?gj. !a].m/) |

\ W₀₃('s ） [>...) ■■. | £

L (a)が送信した aの値 7が、メモリ、すなわち、 S (a)に記憶される (S4(a)に初期値

2 4

が記憶されることによって初期化された)。

[0120] [数 38]

( ? ]. ( ) I j L₄(b, 2* a) \ 0₄(b) I ( !7].m/) | WM) O ... bの計算条件を計算するために、 aの値 7が、初期化された aのメモリ S力も L (b, a>0

4 3

)に送られる。

[0121] [数 39]

( ( + [ ].3 (7)) I ... I ((½ α]■[¾¾!(« > 0)].m/)し., bの計算条件が判定され (a>0は真（1)と判定)、 L (b, 2*a)に値 1が送られる。

4

[0122] [数 40]

( I S₄(b) I

| . - - aの値 7力値 7を保持している aのメモリ S力 L (b, 2*a)に送られる。

4 4

[0123] [数 41]

(

* a)].m7) | 0₄(b) | ... bの定義式「2*a」が計算され、 bの値 14力メモリ、すなわち、 S (b)に記憶される（S

4 4

(b)が初期化された)。

[0124] [数 42]

( (Sf(7) I

I ([j¾!(14)].mQ | 0₄(6) | R₃(B₀, click, s₀}) > -.. bの値 14力 bのメモリ Sから、出力プロセス O (b)に送られる。

4 4

[0125] [数 43] ( ( ^α(7) I

\ ¾(H。， click, s₀)) O ...

10. Oによって bの値が環境に送られ、エンドユーザは bの値を受信する。この時点

4

で起動中の SF(s )に属するプロセスは、値を保持している aおよび bの Sと、 R3(B ,

1 4 0 click, s )で&>る。

0

[0126] [数 44]

( (S (7) I (14) I

11.エンドユーザが、プログラム終了のためにボタン Bを押し、 R3(B , click, s )は値

0 0 0 clickを受信、自身の計算条件を判定して真の値 1を制御関数 Ψ(3 )に送信する。真の値 1を受信した Ψ(3 )は、自身が終了する前に Φ(3 )を終了させ、 Φ(3 )は自身が終了する前に SF(S )を終了させる。

[0127] [数 45]

( (5^(7) i 5^(14) I {[d_Bn?dick].[i^sn\l].nil)) [> ... )/C{_Sl) | [d_B(i\cli k].nil 図 13は、これらの各ステップを示す。

[0128] 力つこ付き番号は、上記のステップの説明に対応する。力つこなしの数字は、送受信される値を示している。

[0129] さらに、各プロセスの遷移は証明によって確認することができる。例えば、下記のプ口セスの遷移がある（上記ステップ 1に対応)。 P(s )と εの間に同期が起こり（プロダラ

1

ム起動コマンドの送受信）、 Ρ (3)と_£ の並行プロセスに移行するプロセス遷移を表

1 1 1

わしている。

[0130] [数 46]

ど） Λ (7 ） | ）

このとき、

[0131] [数 47]

である。上記は、表 5の規則を用いて、次の証明で正しいことが確認できる。

[0132] [数 48]

：

6.結論

本稿は、最初に、 Lyee方法論の基本概念を容易かつ本質的にサポートする Lyee 計算法と呼ぶ形式的プロセス代数を定義した。実際に、この計算法は、フォン'ノイマンのものより、 Lyee方法論の概念をサポートするのにより適した抽象機械と見なすことができる。この機械は、プログラムを最終結果を生成するために共に相互作用し合う分子の集合と見なす。二番目に、この計算法がどのようにして、全ソフトウェア生成プロセスと Lyeeベクトルの両方を形式ィ匕し、簡易化することができるのかを示した。実際、経路作用要素 (routing vector) ,はもはや必要としない。また、パレット関数も不要となり、制御機能の役割は大幅に簡易化される。 Lyeeソフトウエア生成の自動生成の全プロセスを形式ィ匕した。この形式ィ匕によって、この方法論の意味論を、この方法論の背後にある概念を明快に理解することができるように形式ィ匕することができる。その上、この形式的記述は、いろいろな局面におけるこの方法論の多くの興味ある分析を始めるためには不可避である。例えば、 Lyeeで生成したソフトウェアまたはソフトウェア生成プロセスを最適化するためには、最適化されたプログラムがその元のバージョンと同じものである、という形式的証明を必要とする。プロセス代数を使用すれば、形式的に同じものであることのチェック、またはもっと一般的にモデル'チェックをうまく行うことができる。

[0133] 将来の研究として、我々は Lyee方法論の意味論をさらに研究し、 Lyee方法論をより簡素化し、要件力もより信頼性の高、最適化されたコードの生成が行えるようにしたい。最適化するために、 Lyee計算法のプロセス間の適合 (congruence)関係を定義し、それによつてすベてのそこ力も帰結する最適化が正 U、ことを証明した、と考えている。実施例 2

[0134] <付録 >

ケーススタディ 2—画面が 2つの場合

複数画面間の相互作用を示すために、 2つの画面からなるプログラムのケースについて述べる。図 14がそのプログラムの画面を示した図である。このプログラムを起動すると画面 Sが表示される。画面 Sで、ユーザは、単語 aを入力し、単語 bの値が出

1 1

力されるのを待つ。ボタン Bを押すと、画面 Sが表示され、単語 bの値が出力される

2 2

のを待つ。画面 Sでボタン Bをおすと、プログラムを終了する。

2 0

[0135] 図 14のプログラムの要件の宣言をまとめると、画面 Sの要件は表 17、画面 Sの要

1 2 件は表 18のようになる。

[0136] [表 17]

[0137] [表 18]

前のセクションで説明した一般的な Lyeeプログラムの定義によれば、表 17および表 18の要件に関する Lyeeプログラムは、下式により表される。

[0138] [数 49]

SF {_Sl) = WO ^) I Wosisx ) I Wo^) 画面 sに対する W が存在しないことに留意されたい。何故なら、 W は、ボタン以

2 02 02 外に入力単語を含んでヽな、からである。

[0139] [数 50] (ίι) = SFisi) > ¹? 1].Φ ( )

) = SF{s₂) ？ 1].Φ ₂)

Φ (' s₂)

) I [? ²?1]. (.9₂)) [?^Sn?l].ni/

£(' , s₂) = {d_a, d_b, d_e, d_B。, d_B2}

ここにおいては、 W (s)、W (s )、W (s )および、 W (s )、W (s )は、以下

02 1 03 1 04 1 03 2 04 2 のように定義される。ケーススタディ 1と同様に、 Rのプロセスは Lyee計算法では必須

3

ではないので、省くことも可能である。

[0140] [表 19]

[0141] [表 20]

[0142] [表 21]

ここで、このプログラムのエンドユーザ (環境）が、下記の一連の行動を行いたいと考えているとする。プログラムを実行し (画面 sを起動し)、単語 aに値「7」を与え、単語 b の値を得るために待機し、画面 sに行くためにボタン Bを押し、値 eを得るために待

2 2

機し、ボタン Bを押すことによりプログラムを終了する。この行動は、下記のプロセス

0

εにより捉えることができる。

[0143] [表 22]

上記に示した、 Lyee計算法によるプログラム P(S )のプロセスとエンドユーザのプロセ

1

スを図 15に示した。

[0144] プログラムの進行の主要なステップは下記の通りである。

エンドユーザが、プログラム起動のコマンドを送ることによって、制御関数 Ψ (s , s )が

1 2 起動されて、制御関数 Ψ (s , s )が制御関数 Φ (s )を起動し、制御関数 (s )が初期画面 sと SF (s )を起動することによって、プログラムが起動する。

P (s , s )と εの間に同期が起こり（プログラム起動コマンドの送受信）、 P (s , s )と ε

1 2 1 1 2 1 の並行プロセスに移行。 [0145] [数 51]

ここで、

[0146] [数 52]

V₁{s₁,s₂) = ( (8₁) I [ ²?1].Φ(. ) Ο

エンドユーザが単語 _aに値「7」を与える（送信する）と、 SF(s )の中の I (a)が値 7を受信する c

PP ((Ss , 5 S )との間に同期が起こり（単語 aの値の送受信)、 P (s s )との並行プ

1 1 2 2

口セスに移行。

[0147] [数 53]

T 'si, ' ) 1ど 1 → V₂{s s₂) \ S₂ ここで、

[0148] [数 54]

V ₀₃( )) ？ 1].Φ ( ） | [ ？ 1].φ(,_¾2))

C [？ ^s。？l]. :0/ (,si,s₂) aの値 7がメモリ S (a)に記憶される。この記憶は、 2つのステップにより行うことができ

4

る。第 1のステップにおいて、 aの値 7が L (a)に送られる。第 2のステップにおいて、 L

2

(a)は、この値をメモリ S (a)に送る。

2 4

第 1のステップは下記の通りである。 P (s , s )の中で同期が起こり（I (a)と L (a)間の

2 1 2 2 2 単語 aの値 7の送受信）、 P (s , s )と ε の並行プロセスに移行。

3 1 2 2

[0149] [数 55] 2(si,s₂) I ε₂ → v_z{s s₂) I ε₂ ここで、

[0150] [数 56] ( = (((Κ' ) I bV-Ά-ηίΐ I w₀ )) ΐ> ？ 1].Φ ( ) I ？ 1].Φ( ))

E>[7 ⁿ?l].mi)/£(-Si, .?2)

第 2のステップにおいて、 aの値 7は W のメモリ S (a)に記憶される（S (a)に初期値

04 4 4

が記憶されることによって初期化された)。 P (s , s )の中で同期が起こり（L (a)と S (

3 1 2 2 4 a)間の単語 aの値 7の送受信）、 P (s , s )と ε の並行プロセスに移行。

4 1 2 2

[0151] [数 57] ， [ ε₂→ v₄{s s₂) Iど 2 ここで、

[0152] [数 58]

V₄(s_1: s₂) = (((5 (7) I S {b) I L₄{b, 2 * a) I 0₄(6) | [> [ 1].Φ ( ） I h^l]^( ₂))

>卜' ^s。？l).m:り/ (,s丄， s₂) bの計算条件を計算するために、 aの値 7が、初期化された aのメモリ S力も L (b, a>0

4 3

)に送られる。 P (s , s )の中で同期が起こり（S (a)と L (b, a〉0)の間の送受信）、 P (

4 1 2 4 3 5

S， S )と £ の並行プロセスに移行。：

1 2 2

[0153] [数 59]

Vi{s s₂) I ε₂→ ν^,^) Iど 2 ここで、

[0154] [数 60]

V (SI,S₂) = | s , click))

bの計算条件が判定され (a>0は真（1)と判定)、 L (b, 2*a)に値 1が送られる。 P (s

4 5 1

， s )の中で同期が起こり（L (b， a〉0)と L (b， 2*a)の間の真偽値 1の送受信）、 P (s，

2 3 4 6 1

3)と£ の並行プロセスに移行。：

2 2

[0155] [数 61] 卩 5 Iど 2 → Vr,{s₁,s₂) I ε₂ ここで、

[0156] [数 62] P , ) = (((¾^α(7) I S₄(b) I [f₄l(2 * a)).nil | 0₄(b) | ¾(H₂, ,s₂， click))

I [ ?1].Φ ( )) > [z^sn?l}.ml)/C(_Sl,s₂) aの値 7が aのメモリ S力 L (b, 2*a)に送られ、 bの定義式「2*a」が計算され、 bの値

4 4

14が、メモリ S (b)に記憶される（S (b)が初期化された)。 P (s , s )の中で同期が起

4 4 6 1 2

こり（aのメモリ Sとし（b， 2*a)との間、 L (b， 2*a)と bのメモリ Sの間の送受信）、 P (s，

4 4 4 4 7 1

3)と£ の並行プロセスに移行。：

2 2

[0157] [数 63]

V_G、Sl， S^) Iど 2 → 7 'Sl,. ) Iど 2 ここで、

[0158] [数 64]

V₇(s₁,s₂) = (((¾(7) I ck))

[> ？ 1].Φ

bの値 14力 bのメモリ Sから、出力プロセス O (b)に送られる。 O (b)によって bの値

4 4 4

が環境に送られ、エンドユーザは bの値を受信する。 P (s , s )の中の同期（L (b, 2*a

7 1 2 4

)と O (b)の間の送受信)と、 P (s , s )と ε 間の同期（単語 bの値の送受信)が起こり

4 7 1 2 2

、 P (s , s )と ε の並行プロセスに移行。

8 1 2 3

この時点で起動中の SF(s )に属するプロセスは、値を保持している aおよび bの Sと

1 4

、 R3(B , click, s )である。：

0 0

[0159] [数 65]

v₇{si, s₂) I ε₂→ v_s{s s₂) I εi- ここで、

[0160] [数 66]

V^s₂) = (((¾{7) I (14) I R₃(B₂,s₂, click)) [> 1].Φ( ) | [^?1].Φ(.^)) 画面 2に行くために、エンドユーザは画面 s上のボタン Bを押す。 ε から送信された

1 2 3 ボタン Bの Click値を R3(B , click, s )が受信、 R3(B , click, s )は自身の計算条件を

2 2 2 2 2

判定して真の値 1を制御関数 ψ (s , s )に送信する。値 1を受信した制御関数 Ψ (s ,

1 2 1 s )は制御関数 Φ (s )を起動。値 1を受信した制御関数 Φ (s )は、 SF(s )を起動し、

2 2 2 2

画面 Sを起動する。

2

P (s， s )と ε の間の同期（ボタン Bの click値の送受信と）、 P (s， s )の中の同期（R

8 1 2 3 2 8 1 2

3(B , click, s )と、 Ψ (s , s )および制御関数 Φ (s )間の送受信）が起こり、 P (s , s )

2 2 1 2 2 9 1 2 と ε の並行プロセスに移行。：

4

[0161] [数 67]

V_S(Sl, S2) I ¾ → "P9('Sh 'S2j Iど 4

ここで、

[0162] [数 68]

7¾( ， ) = (((¾^α(7) i (14)) ¹? 1].Φ ( ） I Φ ( )) Ο ？1] eの条件を計算するために、 bのメモリ S力も値 14を L (e, b>0)に送信する。 P (s , s

4 3 9 1 2

)の中で同期が起こり（aのメモリ Sとし (e, b〉0)との間の送受信）、 P (s , s )と ε の

4 3 10 1 2 4 並行プロセスに移行。：

[0163] [数 69]

P9(si,s₂) I S₄ → -Pw(si,s₂) j S₄ ここで、

[0164] [数 70]

7½ ( ，. s₂) = (((5₄»(7) j (14)) t> [^?1].Φ( ) I (W_0i(s₂) I [ (14 > 0)].m/ |

R₃(B₀,s₀, click)) t> [? ？1] ( )) [ ？ 1].ηり//: ( ， s₂) eの計算条件 b>0が真 (1)と判定され、 L (e, b〉0)力真の値 1が L (e, 1+b)に送信

3 4

され、 eの値が計算される。 P (s , s )の中で同期が起こり（L (e, b〉0)と L (e, 1+b)の

10 1 2 3 4 間の送受信）、 P (s , s )と ε の並行プロセスに移行。：

11 1 2 4

[0165] [数 71] ） \ £₄ → Vn(s ₂) ! ¾ ここで、

[0166] [数 72]

Vn(^ s₂) = (((¾"(7) I (14)) O [i^s ] si) I | l(l + )].mZ | 0₄(e) \

R₃{B_0l so, click)) t> ？1 ( )) [ί ?1].η?;Ζ)/£(,9ι, ,9₂) eの値を、 L (e, 1+b)から、 eのメモリ S (b)に記憶する（S (b)が初期化された)。 P (

4 4 4 11 s , s )の中で同期が起こり（L (e)と eのメモリ Sの間の送受信）、 P (s , s )と ε の並

1 2 4 4 11 1 2 4 行プロセスに移行。：。：

[0167] [数 73]

ここで、

[0168] [数 74]

V_u(s s₂) = (((S (7) I (14)) O '？ 1].Φ( ) j (5|(15) | 0₄(e) |

R_s{B₀,s₀, click)) t> ？ 1].Φ( )) [ ？ 1] ， s₂) eのメモリ S (b)から eの値 15を、 O (e)に送信、 O (_e)からエンドユーザ _ε に eの値を

4 4 4 4 出力する。 P (3 , 3)と_£ の間で同期が起こり（単語 eの値 14の送受信）、 P (s , s )

11 1 2 4 12 1 2 と ε の並行プロセスに移行。：

5

[0169] [数 75]

ここで、

[0170] [数 76] ） = (((5₄«(7) I (14)) [ ？ 1].Φ ( ) I (5 (15)

R₃(B₀, s₀, dick)) [? ]?1].Φ(5 ) [> [ί ^s« ?1 ].«,?；；) (.? ι, エンドユーザが、プログラムを終了するためにボタン Bを押す。 R3(B , click, s )は、

0 0 0 エンドユーザ _ε らボタン Βの値 clickを受信し、制御関数 Ψ (s , s )に送信する。 Ψ (s

5 0 1 2 1

, S )は、自身が終了する前に Φ(3 )および Φ(3 )を終了させ、 Φ(3 )および Φ(3 )

2 1 2 1 2 は自身が終了する前に、それぞれ SF(s )ぉよび SF(s )を終了させる。 P (s , s )と

1 2 12 1 2 ε の間で同期が起こり（CClick値の送受信）、次に P (s , s )の中で同期（R3(B ,

5 12 1 2 0 click, s )と、 Ψ (s , s )、制御関数 Φ (s )および Φ (s )間の送受信）が起こり、すべて

0 1 2 1 2

のプロセスが nilに移行する。：

[0171] [数 77]

G s₂) |ど ₅ → (( (7) I ^b(14)) o [ ? 1].Φ ) I ( (15) I

[i^san] .nil) > [ ?l] . (s ） C> [i,^sn?lj.n ) /£ ( ， s₂)

→ nil なお、本発明は、上述した実施形態および実施例には限定されず、本発明の技術思想の範囲内で様々な変形が可能である。たとえば、ビジネス 'メソッド、ソフトウェア開発装置、ソフトウェア開発支援装置、ソフトウェア開発管理装置、あるいはこれらの機能をコンピュータに実現するためのソフトウェア並びに該ソフトウェアを搭載した記録媒体'専用機、などとしてもそれぞれ実現することが可能である。さらに、上記で説明したように本発明は、方法としても、或いは力かる機能を備えるソフトウェアとしても、該ソフトウェアが搭載される装置'ツール (ソフトウェア自体の場合も含む）としても、さらにはシステムとしても、実現され得るのはもとよりである。

[0172] 例えば図 16は、本発明の異なる一実施形態として、「開発対象のソフトウエア」を生産するためのプログラム（ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ッール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む）、ソフトウェア開発装置、ソフトウエア開発支援装置、或いはソフトウェア開発管理装置のいずれ力として本発明を実施する場合に機能として備える構成を示した機能ブロック図である。同図に示すように、本発明に係るプログラム (ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ツール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む）、ソフトウェア開発装置、ソフトウエア開発支援装置、或いはソフトウェア開発管理装置は、全体制御部 16 01、宣言情報挿入部 1602、制御関数 Φ配置部 1603、制御関数 Ψ配置部 1604及び情報記憶部 1605を備えて構成される。

[0173] 全体制御部 1601は、本プログラム（ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ツール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む）、ソフトウェア開発装置、ソフトウェア開発支援装置、或いはソフトウェア開発管理装置の全体の動作制御、タイミング制御、入出力制御等を行う機能を有しており、当該機能を持つ専用チップ、専用回路、または当該機能をコンピュータに果たさせるためのソフトウェア (ツールとしてのソフトウェアも含む）、或いは該ソフトウェアを記録した記録媒体、当該記録媒体を搭載した処理装置 ·管理装置 ·ツールとして実現される。

[0174] 宣言情報挿入部 1602は、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス- セルとしてモジュールィ匕された論理要素（L2、 L3、 L4)および、作用要素（12、 04、 S4)のひな型の未定義部分に、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとの、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性力なる宣言として情報化した情報を挿入するための機能を有しており、当該機能を持つ専用チップ、専用回路、または当該機能をコンビユータに果たさせるためのソフトウェア（ツールとしてのソフトウェアも含む）、或いは該ソフトウアを記録した記録媒体、当該記録媒体を搭載した処理装置 ·管理装置 ·ツールとして実現される。

[0175] 制御関数 Φ配置部 1603は、前記論理要素と作用要素を、同一画面力ものコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合単位に、 1つの制御関数モジュール Φが、制御するように関連づけるための機能を有しており、当該機能を持つ専用チップ、専用回路、または当該機能をコンピュータに果たさせるためのソフトウェア (ツールとしてのソフトウェアも含む）、或いは該ソフトウェアを記録した記録媒体、当該記録媒体を搭載した処理装置 ·管理装置 ·ツールとして実現される。

[0176] 制御関数 Ψ配置部 1604は、 1つの制御関数モジュール Ψを、前記制御関数 Φを制御するように前記制御関数 Φに関連づけるための機能を有しており、当該機能を持つ専用チップ、専用回路、または当該機能をコンピュータに果たさせるためのソフトウエア（ツールとしてのソフトウェアも含む）、或いは該ソフトウェアを記録した記録媒体、当該記録媒体を搭載した処理装置 ·管理装置 ·ツールとして実現される。

[0177] 情報記憶部 1605は、プログラム情報のほか、各種制御情報、プロセス 'セルとしてモジュール化された論理要素（L2、 L3、 L4)および、作用要素（12、 04、 S4)の前記ひな型、前記制御関数モジュール Φのひな型、前記制御関数モジュール Ψのひな型、目的プログラム等の格納のほか、一時記憶のためのメモリとしても用いられる。 [0178] 図 17は、上記の構成を備えるプログラム (ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ツール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む）、ソフトゥア開発装置、ソフトウェア開発支援装置、或いはソフトウェア開発管理装置のいずれカとして実施される本発明の動作を示したフローチャートである。

[0179] 同図に示すように、まず、宣言情報挿入部 1602は、 Lyee計算法による入出力チヤネルをそなえたプロセス 'セルとしてモジュール化された論理要素（L2、 L3、 L4)および、作用要素 (12、 04、 S4)のひな型の未定義部分に、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとの、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性力なる宣言として情報化した情報を挿入する。（ステップ 1701)。

[0180] すると、制御関数 Φ配置部 1603は、前記論理要素と作用要素を、同一画面からのコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合単位に、 1つの制御関数モジユール Φ力制御するように関連づける。（ステップ 1702)。

[0181] 次に、制御関数 Ψ配置部 1604は、 1つの制御関数モジュール Ψを、前記制御関数 Φを制御するように前記制御関数 Φに関連づける。（ステップ 1703)。

[0182] よって、上記のような構成を備える本発明によれば、本発明の独自の体系に基づいて要求定義をとらえ、それを本発明独自の構造を備えるプロセス 'セルとしてモジユール化され論理要素（L2、 L3、 L4)および、作用要素（12、 04、 S4)のひな型の未定義部分に代入するので、所望のソフトウェアが、属人性なく得られる。

[0183] 本発明の異なる実施体としての「開発対象のソフトウェア」を生産するためのプログラム（ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ツール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む）、ソフトウェア開発装置、ソフトウェア開発支援装置、ソフトウェア開発管理装置は、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス ·セルとしてモジュールィ匕された論理要素（L 、 L 、 L )および、作用要素（I 、

2 3 4 2

O 、 S )のひな型の未定義部分に、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、

4 4

[0184] 本発明はさらに、上述の「開発対象のソフトウェアを生産する方法」によって生産されたソフトウェア、及び当該ソフトウェアが搭載された記録媒体或いは当該ソフトゥェァが搭載された装置 (ノ、一ドウエア）としても実現される力この場合の本発明は、 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとの、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性力なる宣言として情報化した情報を、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス' セルとしてモジュールィ匕された論理要素 (L

2、 L

3、 L )および、作用要素 (I

4 2、 O

4、 S ) 4 のひな型の未定義部分に挿入したモジュール群と、前記モジュール群を、同一画面力ものコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合単位に、 1つの制御関数モジュール Φで制御するように関連づけている 1つまたは複数の制御関数モジュール Φと、前記制御関数 Φを、 1つの制御関数モジュール Ψで制御するように関連づけている制御関数モジュール Ψで構成されることもできる。

[0185] またさらに本発明は、上述の「開発対象のソフトウェアを生産する方法」によってソフトウエアを生産するために用いられるソフトウェアコードの雛型としてのソフトウェア、及び当該ソフトウェアが搭載された記録媒体或いは当該ソフトウェアが搭載された装置

2、 L

3、 L )および、作用要 4

2 4 4

[0186] さらに、本発明は、上述の「開発対象のソフトウェアを生産する方法」による、要件から抽出した情報 (ドキュメント (紙、データ)）の抽出方法として、またかかる抽出方法によって抽出された情報 (ドキュメント (紙、データ)）として、さらには当該抽出された情報の使用方法として、或いは、これらの情報が搭載された情報記録媒体として、または情報の抽出方法 Ζ使用方法がコード化されたソフトウェア、当該ソフトウェアが搭載された記録媒体 Ζ装置 (ハードウア）として、いずれも実現することができるが、この場合の本発明は、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス 'セルとしてモジュール化された論理要素 (L 、 L 、 L )および、作用要素 (I 、 O 、 S )のひな

[0187] さらに本願発明は、その技術思想の同一及び等価に及ぶ範囲において様々な変形、追加、置換、拡大、縮小等を許容するものである。また、本願発明を用いて生産される装置、方法、ソフトウェア、システムが、その 2次的生産品に登載されて商品化された場合であっても、本願発明の価値は何ら減ずるものではな、。

産業上の利用可能性

[0188] 異なる分野に関連する広範囲のソフトゥアの問題を効率的に処理し、従来の方法論と比較した場合には、 Lyeeを使用すると開発時間、保守時間およびドキュメント量はかなり少なくなる（70— 80%程度)。

図面の簡単な説明

[0189] [図 1]本発明の一実施形態に係るセルの概念を説明するための概念図である。 [図 2]本発明の一実施形態に係る相互に作用するプロセスの例を示す図である。

[図 3]本発明の一実施形態に係る要件の実行の概念を説明するための概念図である

[図 4]本発明の一実施形態に係る Lyeeパレットの概念を説明するための概念図である。

[図 5]本発明の一実施形態に係る基本構造の概念を説明するための概念図である。

[図 6]本発明の一実施形態に係る述語ベクトルの概念を説明するための概念図である。

[図 7]本発明の一実施形態に係る L4_aおよび L4_bの述語ベクトルの概念を説明するための概念図である。

[図 8]本発明の一実施形態に係る L3_aおよび L3_bの述語ベクトルの概念を説明するための概念図である。

[図 9]本発明の一実施形態に係る画面相互作用の概念を説明するための概念図でめる。

[図 10]本発明の一実施形態に係る処理経路図を説明するための概念図である。

[図 11]本発明の一実施形態に係る画面が一つの場合を示す概念図である（実施例 1

) o

[図 12]本発明の一実施形態に係る Lyee計算法によるプログラム P(S )のプロセスとェンドユーザのプロセスを示すための説明図である。

[図 13]本発明の一実施形態に係るプロセス間の相互作用を説明するための概念図である。

[図 14]本発明の一実施形態に係る画面が二つの場合を示す概念図である（実施例 2

) o

[図 15]本発明の一実施形態に係る Lyee計算法によるプログラム P(S )のプロセスとェ

1

ンドユーザのプロセスを示すための説明図である。

[図 16]本発明の異なる一実施形態として、「開発対象のソフトウエア」を生産するためのプログラム（ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ツール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む）、ソフトウェア開発装置、ソフトウェア開発支援装置、或いはソフトウエア開発管理装置のいずれかとして本発明を実施する場合に機能として備える構成を示した機能ブロック図である。

[図 17]本発明の一実施形態に係る上記の構成を備えるプログラム (ソフトウェア）、プログラム生成装置、プログラム処理装置、ツール (装置として或いはソフトウェアとしての双方を含む)、ソフトウェア開発装置、ソフトウェア開発支援装置、或いはソフトゥェァ開発管理装置のいずれかとして実施される本発明の動作を示したフローチャートである。

符号の説明

W04 W04パレット

W02 W02ノ《レット

W03 W03ノ《レット

1601 全体制御部

1602 宣言情報挿入部

1603 制御関数 Φ配置部

1604 制御関数 Ψ配置部

1605 情報記憶部

Claims

請求の範囲

[1] 1つのプログラムとして実装するユーザ要件を、論理体ごとに、該論理体上の単語ごとに、単語名、定義式、該定義式の実行条件、入出力属性、単語の値の属性によつて宣言 (規定)する第 1のステップと、

単語単位の宣言から、 Lyee計算法による入出力チャネルをそなえたプロセス ·セルとしてモジュール化された論理要素 (L、 L、 L )および、作用要素 (I、 O、 S )を作

2 3 4 2 4 4 成する第 2のステップと、

前記論理要素と作用要素を、同一画面力のコマンドで相互作用を起こすことを集合条件とする集合に集合化する第 3のステップと、

前記集合ごとに、 1つの制御関数モジュール Φを配置する第 4のステップと、前記プログラムに 1つの制御関数モジュール Ψを配置する第 5のステップとを具備することを特徴とするソフトウェア生成方法。