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JPH06501583A - 多言語最適化コンパイラ内のフォールディングメカニズムを構成する方法 - Google Patents

多言語最適化コンパイラ内のフォールディングメカニズムを構成する方法

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JPH06501583A
JPH06501583A JP4507814A JP50781492A JPH06501583A JP H06501583 A JPH06501583 A JP H06501583A JP 4507814 A JP4507814 A JP 4507814A JP 50781492 A JP50781492 A JP 50781492A JP H06501583 A JPH06501583 A JP H06501583A
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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】 多言語最適化コンパイラ内のフォールディングメカニズムを構成する方法 発明の背景 本発明はディジタル　コンピュータ　プログラム用のコンパイラ（翻訳編集装置 ）に関し、と（に複数の異なるコンピュータ　プログラムによって使用されるの に適しており、複数の異なる目標機器（ターゲット　マシン）用のコードを発生 するコンパイラ　フレームワーク（フレーム構造）に関するものである。
コンパイラは一般に特定の原言語（ソース　ランゲージ）を、特定の動作方式を 有する特定の目標機器を動作させるに用いるターゲット　コードに翻訳するよう に構成する。例えばフォートラン（Ｆｏｒｔｒａｎ）コンパイラは、ＶＭＳ動作 システムを使用するＶＡＸアーキテクチュア（構造）を存するコンピュータ用コ ードの発生に利用でき、あるいはＭＳ／ＤＯ３を実行する８０３８６コンピユー タ用のＣコンパイラとして利用できる。これらのランゲージ・アンド・ターゲッ ト・スペシフィック・コンパイラの中間部分は、大部分が共通の構造及び機能を それぞれ分担して持っている。このため、新規なコンパイラ構造は、既存のコン パイラの構成要素のいくつかを使用し、他のものを変形することによって構成で きる。それにも係わらず、ソースランゲージ及びターゲット　マシンの各組合せ 用に新しいコンパイラを構成するのか従来のプラクティスてあり、新規な高性能 コンピュータ　アーキテクチュア（構造）を設計するとき、一般に使用されるソ ース　ランゲージ（原言語）のそれぞれに対する再書込みコンパイラの任務（タ スク）か主要のタスクとなる。
コンピュータ　エイデツド　ソフトウェア　エンジニャ（ＣＡＳＥ）の分野は、 コンパイラ技術に大きく依存している。ＣＡＳＥツール及びプログラミング環境 は、コア　コンパイラによって構成される。これに加えてコンピュータ　ハード ウェアのパーフォーマンス仕様は、多くの場合、コンパイラ技術と一体に包含さ れる。プロセッサの速度は、一般に高レベルのランゲージ　ペンチマークによっ て測定され、従ってコンパイラを最適化すると、新規なコンピュータ機器の価格 のバーフオーマンス係数に影響する。
種々の異なる高レベル　ランゲージ及び異なるコンピュータアーキテクチュアに 対し、コンパイラの機能を適合させるためには、コンパイラ　フレームワークの コア構成素子の共通性を高めることか望ましい。コンパイラのフロント　エンド （前置コンピュータ）はソースのコード　モジュールに直接アクセスするのて、 パスカル（Ｐａｓｃａｌ）を通訳するように構成されたコンパイラのフロント　 エンドはＣ方式を通訳することはできない。同様にコンパイラの後側端（バック 　エンド）内のコード発生器は、ターゲット　コンピュータ　アーキテクチュア のインストラクション　セットを使用する必要かあるので、特殊マシンとなる。
従ってより一般的に構成できるのは、コンパイラの中間構成素子である。コンパ イラのフロント　エンドは、第１にソース　コードを中間ランゲージに翻訳する のか一般である。従って高レベル　ソース　ランゲージにより初め書込れたプロ グラムは、コンパイラの内部操作用のより要素的なランゲージとして現れる。こ のフロント　エンドは、プログラムまたはルーチンのレプレゼンテーション（表 示）を、中間ランゲージで、いわゆるグラフとして、シンボル　テーブルと共に 形成するのが普通である。これら２つのデータ構造、すなわち中間ランゲージ　 グラフ及びシンボル　テーブルかコンパイラによって内部的に使用されるプログ ラムを表わす。従って、ユニバーサルまたは一般特性の中間ランゲージ及びシン ボル　テーブル構造を形成すると、フロント　エンドに後続する構成素子がより 一般的に構成できる。
コンパイラのフロント　エンドか中間ランゲージ　グラフ及びシンボル　テーブ ルを形成した後、種々の最適化技術を一般に導入する。フロー　チャートを再配 置する。すなわちプログラムの書直しを行い、ターゲット　マシンの実行速度を 最適化する。これらの最適化のいくつかは、ターゲットに応じた特定のもの（ｔ ａｒｇｅｔ−ｓｐｅｃｉｆｉｃ）であるが、多くは一般的（ｇｅｎｅｒｉｃ）な ものである。共通的に使用される最適化（ｏｐｔｉｍｉｚａｔｉｏｎ）は、コー ド　モーション、強度減少等である。コンパイラの次の内部構造は、レジスタ及 びメモリ配置である。この点迄は、データ基準は何れの場所に記憶されるかに関 係なく、ネームにより、またはアブストラクト内て可変及び一定である。しかし その後は、データ基準（レファレンス）はより固定した位置、例えは特定のレジ スタ及びメモリ　ディスプレースメント（未だメモリ　アドレスなし）の如くよ り固定した位置に割当てられる。
この点て、レジスタの配置形態で、レジスタ内のデータをより少ないレジスタ　 レファレンスで維持するための一層の最適化か可能である。このためプログラム を再度再配置し、レジスタの利用性を最適化させる。レジスタの配置もある程度 はターゲットのマシンにより定まり、このためコンパイラの一般特性は：ターゲ ットＣＰＵのレジスタ　セットの数、サイズ、特定の割当てを規定するものを有 する必要かある。レジスタ及びメモリ割当ての次にコンパイラは、コード発生フ ェースを行い、これにおいて、オブジェクト（目的）コード　イメージを形成す る。
これらのコースはターゲット　マシンのランゲージ、またはインストラクション 　セット、すなわち特定の機械のインストラクション　セットによること当然で ある。次で目的コード　イメージにリンクさせて実行可能なパッケージを形成し 、各種ラン・タイム　モジュールの加算等を行い、これらすべてはマシンにより 特定のものである。
典型的なコンパイラ構造ては、中間ランゲージ　グラフの構造、及びレジスタ及 びメモリ配置の最適化は、−膜化をもっとも行い易いものである。しかし乍ら現 在もっとも一般的に使用されている高レベル　ランゲージの大幅な相違、及びタ ーゲット　マシン構造（アーキテクチュア）の相違が一般的なコンパイラ　コア 構造の実現を妨げる障害となっている。
発明の概要 本発明の１実施例においては、コンパイラ　フレームワークにジェネリック（全 体的）“シェル”または割部及びシーケンシング　メカニズムを設け、さらにジ ェネリック（全体）バック　エンドを設ける（ここでコード発生器はターゲット ・スペシフィックとすること当然である）。ジェネリック　バックエンドはオブ ティマイゼーション、レジスタ及びメモリ割当て：ならびにコード発生の機能を 有する。シェルは種々のホストコンピュータで実行され、バック　エンドのコー ド発生機能は任意の数のコンピュータ　アーキテクチュアのターゲットとなる。
フロント　エンドはそれぞれの異なるソース　ランゲージ用にテーラ−（顧客化 ）される。これらは例えばＣｏｂｏｌ。
Ｆｏｒｔｒａｎ、　Ｐａ５ｃａｌ、Ｃ，Ｃ＋＋、　Ａｄａ等である。フロント　 エンドはソース　コード　モジュールを走査し、バーズ（分析）を行い、これら よりソース　コード内に表わされているプログラムの中間ランゲージを発生する 。この中間ランゲージは、ユニバーサルな方法で、任意のソース　コード　ラン ゲージを表わすように構成され、このためフロント　エンドとバック　エンド間 のインタフェイスは標準フォルマットとなり各ランゲージに特定のフロント　エ ンドに対し書直しを必要としない。
フロント　エンドによって形成された中間ランゲージ　レプレゼンテーションは 、構成素子ユニットとしてタプル（ｔｕｐｌｅ−−組）を基礎としている。ここ では各ダブルは、例えはロード（負荷）、ストア（蓄積）、加算（アンド）、ラ ベル、ブランチ等の遂行すべき単一演算を表わす。各タプルに対しフロントエン ドにより、種々の必要情報のフィールドにデータ構造か形成される。タプルの順 番のシリーズに沿って、フロント　エンドは、普通のプラクティスにより変数（ ｖａｒｉａｂｌｅ）、ルーチン・ラベル等のすへてのレファレンスに対するシン ボル　テーブル（記号表）を生成する。ダブルはブロック内に順番付けられたシ ーケンス（順番）に並んでおり、ブロックは、ルーチンまたはラベルによって開 始され、ブランチ内に終わるコードの一部であり、例えばブロックの出発点と終 了点の間ではエントリー（入）またはエキジット（出）は許されないようになっ ている。
各ブロックはさらにデータ構造またはノードとなっており、その後位及び前位の ブロックへのポインタを有している　（これらはシンボル表内のシンボルである ）。互いにリンクされたブロックにより、中間ランゲージ　グラフと称されるフ ロー　グラフか形成され、これはブロック　エンドにより用いられ、最適化、レ ジスタ及びメモリ割当て、等を行なうプログラムを代表する。
本発明の特徴の１つは、フロント　エンドとバック　エンド間のインタフェイス 内のエフェクト（効果ｅｆｆｅｃｔ）及び従属性（ｄｅｐｅｎｄｅｎｃｉｅｓ） を表わすメカニズムである。タプルはメモリに書込むときはエフェクトを有し、 何れか他のノードが書込みを行なった位置より読出しを行なったときはディベン ゾンシイ（従属性）を有する。種々の高レベル　ランゲージは演算の表示に異な った方法があり、１つのランゲージ内の同じシーケンスはある結果と従属性（デ ィベンゾンシイ）を許し、他のランゲージではこれを許さない。従って、ソース 　ランゲージより独立したあるいは関係のないメカニズムを設け、プログラム遂 行の効果を記載する。このメカニズムは、コンパイラ　フロント　エンドに詳細 なランゲージ特定情報を形成する手段を具え、コンパイラ　バック　エンド内の マルチ・ランゲージ　オプテイマイザ（最適化装置）にこれを送る。このメカニ ズムをグローバル　オプテイマイザによって用い、共通のサブエクスプレッショ ン（副表示）認識及びコード　モーションを含むリーガルで有効な最適化を決定 する。タプルの中間ランゲージ及び機構は、バック　エンド（オプテイマイザ） かフロント　エンドに質問（中間ランゲージ　グラフより情報を得る）しうるよ うな情報を有しており、これによってバック　エンドはターゲット　マシンの１ つのタプルに発生したコードの遂行の際、他のタプルに対しコードによって計算 された値が恕影響を及はすかとうかを決定することができる。この点に関し、バ ック　エンドとフロント　エンド間のインタフェイスはランゲージ独立性を有す る。（ｌａｎｇｕａｇｅ　１ｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔ）バック　エンドはその服従 しているランゲージを知る必要かない。この利点は、種々のバック　エンド（及 びシェル）は、各ソース　ランゲージて書込まれる必要かないことであり、その 代り、最適化コンパイラが各ソース　ランゲージに対し指定され、各ソース　ラ ンゲージに対してフロント　エンドに異なるランゲージ毎にティラー（仕立化） を行なうのみて良い。
本発明の１実施例の他の特徴は、コンパイラの最適化部分内でインダクション変 数（ｖａｒｉａｂｌｅ）を解析する方法を使用することである。変数かループを 通じ毎時１回づつインクレメントまたはデクレメントされ、毎回ループを通じ最 大で１回連行されるときはこれをインダクション変数と称する。最適化にはこの インダクション変数の検出に加えて、インダクテイブ　エクスプレッション（ｅ ｘｐｒｅｓｓｉｏｎ−−一式９表示）を検圧する。これはインダクション変数の 直線関数として計算しうる式である。一般にいってこの最適化の目的は、倍算を 加算で置換することであり、これはより安くかつ高速であり、（はとんどの機構 で）強度減少として知られているものである。インダクション変数の検出には、 ポテンシャル　インダクション変数の“セット（組）”を用いる必要があり、各 ループに対しこれをダイナミック（動的）に行なうのは高価かつ複雑となるので 、ＩＤＥＦセットの構成に用いられるサイド　エフェクト　セットを用いること により改良を行なっている。
本発明の１実施例の付加的特徴は、最適化の１つに“フォールディング常数（ｆ ｏｌｄｉｎｇ　ｃｏｎｓｔａｎｔ）”　（Ｋ倍またはＫＦＯＬＤルーチンと称さ れる）を行なう機構である。この機構は、式をある一定数に減少させ、ルーチン 中のより多く時間を必要とする計算を行なう代わりに、コンパイル（翻訳編集） 時間に計算しうるようにするものである。重要な特徴は、ユーザにより符号化ま たは計算を行なう代わりに、コンパイラのフレームワーク自体によってＫＦＯＬ Ｄコードを形成することである。ＫＦＯＬＤピルダはフロント　エンドの如く機 能し、丁度他のランゲージ・スペシフィック　フロント　エンドの如く機能する か、ソース　コード入力は無く、その代わり入力は中間ランゲージ内であり、オ ペレータのすべてのリストとデータ　タイプのすへてのリストよりなるのみであ る。その利点は、より多くＫＦＯＬＤパッケージ通過が形成され、これはより安 価に行いうろことである。
さらに他の実施例の特徴は、ＴＤモジュールと称される梨式規定（ｔｙｐｅ　ｄ ｅｆｉｎｉｔｉｏｎ）機構である。このモジュールは、フロント　エンドにより 使用されるメカニズム並びにバック　エンドのコンパイラを提供し、リンカ−ま たはデバガーにより用いられるオブジェクト　モジュールと協同させるプログラ ム　タイプ情報の構成に用いられる。“タイプ情報（型式情報）“の創生は、シ ンボル　テーブル　クリエーションの文脈に入り、フロント　エンドをしてバッ ク　エンドの特定及びプログラムタイプ情報のアブストラクト表現を許容する。
ＴＤモジュールは、フロント　エンドに基本タイプ（型式）及びアブストラクト 　タイプを記述するサービス　ルーチンを許容する。
これに加えて、さらにある実施例は、コード　テンプレート（型板）を用いて、 複式パス方式でコードの形成を行なう方法を特徴とする。コンパイル（翻訳編集 ）工程中、コード　テンプレートの選択及び適用は４つの異なる時に生ずる。
（１）パターン選択またはＰＡＴＳＥＬＥＣＴフェーズはＣ０ＮＴＥＸＴ内のパ ターン　マツチを行い、最良のコード　テンプレートの選択にパスする。
（２）　ＴＮＡ　Ｓ　Ｓ　Ｉ　ＧＮ及びＴＮＬＩＦＥはＣ０ＮＴＥＸＴの任務を 行い、選択したタンプレートのコンチクスト（文脈）アクションの使用を用い、 式の順序の評価を解析し、テンポラリ−ネーム（ＴＮｓ　）をノンローカルなラ イフタイムをもってコード　テンプレートに割当てる。
（３）ＴＮＢ　ＩＮＤは選択したテンプレートのパインディングアクションの使 用をパスし、コード　テンプレートにローカルなライフタイムを有するＴＮｓを 割当てる。
（４）最後にＣ０ＤＥは選択されたテンプレートのユース　コード発生アクショ ンをパスし、オブジェクト　コードの発生に本発明の新規と信じられる特徴は添 付の請求の範囲に記載されている。しかし本発明の他の特徴及び利点は、添付図 面と共に、以下の特定の実施例の記載を参照すればより良く理解されよう。
第１図は、本発明の特徴を用いたコンパイラの概略図：第２図は、本発明の各種 特徴の方法が実行されるホスト　コンピュータのブロック図による電気回路図： 第３図は、第１図のコンパイラによって、ソース　コードフオーム、中間ランゲ ージ　フオーム、トリー　フオーム及びアッセンブリ　ランゲージ　フオームに 翻訳編集（コンパイル）されるへきコードを示す図： 第４図は、第１図のコンパイラで使用されるタプル（ｔｕｐｌｅ）のデータ構造 を示す図： 第５図は、第１図のシェルの演算の論理的フロー　チャート：第６図は、常数を 含む符号の例のりスト；第７図は、本発明の１つの特徴によるタイプ（型式）の 規定を説明するためのデータ　フィールドと関係（ポインタ）の間第１図におい て、本発明の１実施例によるコンパイラ　フレームワーク１０は、ポータプルな 、再ターゲット可能なコンパイラ用のランゲージに無関係なフレームワ一つてあ る。このコンパイラ　フレームワークｌＯは、シェル１１と称されるポータプル 動作システム　インタフェイス１１と、再ターゲット可能なオプテイマイザ（最 適化装置）並びにコード発生器（バック　エンド）１２よりなる。シェル１１は ポータプル（機械語のプログラム生成デバイスの普遍性）であり、すなわち数個 演算システム、例えばＶＡＸ／ＶＭＳ、Ｖｆｉ、、等ホスト　コンピュータで実 行する任意のものに適合できる。このシェルは第２図に示す如く、ホスト　コン ピユーテイング（計算）システムで演算を行なうホスト演算システム１３によっ て動作し、このシステムは主として、システム　バス１６によって主メモリ１５ に結合され、かつＩ１０コントローラ１８によってディスクメモリ１７に結合さ れたＣＰＵ１４を含んでいる。シェル１１及びコンパイラ１２はフロント　エン ド２０と組合わされて、特定のソース　ランゲージに対するポータプルは、再タ ーゲット可能なコンパイラを創出する。従って本発明のフレームワーク１０に基 づくコンパイラは３つの基本部分より成る。
これらはシェル１１、特定のホスト演算システム１４にテーラ−されている。こ れはコンパイラのホスト　エンバイロメント（システム環境）を決定する； 特定のソース　ランゲージＣＣ，Ｃ＋＋、パスカル、フォルトラン、　Ａｄａ、 　ｏｂｏｌ、等）に対するフロント　エンド２０．−一これはコンパイラのソー ス　ランゲージを決定する：特定のターゲット　マシン（ＶＡＸ、ＲＩＳＣ等の 特定の構造）に対するバック　エンド１２．−−一これはコンノくイラのターゲ ット　マシンを決定する。
シェル１１、フロント　エンド２０及びノく・ツク　エンド１２間の各インタフ ェイスは固定されているので、本発明によるコンパイラの各個別構成素子は自由 に交換することがてきる。すなわちフロント　エンド２０を複数の交換可能なフ ロント　エンド、例えば１つかＦｏｒｔｒａｍ用、１つかＣｏｂｏ　ｌ用、１つ かＰａ５ｃａｌ用、１つかＣ用等で構成することかできる。同様にＶＡＸコンピ ュータのＶＭＳで動作するように作製されたシェル１１を、ＲＩＳＣワークステ ーションのＵ　、、＋　ｘのオペレーティング　システムで動作するシェル１１ で置換することができ、この間フロント　エンド２０とバック　エンド１２は何 等変更を加えないようにすることかできる。
シェル１１は、ホスト　オペレーティング　システム１３とその他のコンパイラ 間の固定インタフェイスとなる。本発明のシェルはいくつかの利点を有する。第 １にシェル１１は、演算システム１３の基本的特徴に対するポータプルなインタ フェイスを提供する。例えば、フロント　エンド２０は、ホスト演算システム１ ３のファイル　システム、コマンド　パージング、あるいはテープ記憶配置等の 詳細を知る必要かない。これはこれらすべてのサービスは、シェル　ルーチンに よりアクセスされ、シェルは使用する演算システム１３に合うように形成（テー ラ−）されているからである。第２にシェル１１は、いくつかのコンパイラ素子 、例えはコマンド　ライン　パージング（構文解析）、ファイル組み込みプロセ シング、ダイアグツステイク（診断）ファイル形成素子を単一で行う素子を設け るような重複設備を排除しうる。第３に、これらの共通の素子を使用することに よって、フレームワークｌＯを用いて創設されたコンパイラ間に一貫性あるいは 両立性（ｃｏｎｓｉｓｔｅｎｓｙ）が保証されることである。このフレームワー クｌＯを用いるよう形成されたすべてのコンパイラは、同じフォルマットでリス ト　ファイルに書き込みを行い、コマンド　ライン　クオリファイヤに同じ処理 を行い、同形のエラー　メツセージを発行する等を行う。第４に、シェル１１内 に共通のシェル装置を持つことによりコンパイラの内部積分か改良される。これ は、フロント　エンド２０とバック　エンド１２が同じシェル機能を有するから である。例えばシェル　ロケータ　パッケージの使用は、ソース　ファイル位置 がソース　リスティング、フロント　エンド発生ダイアゴノスティク、バック　 エンド発生ダイアゴノスティク、オブジェクト　リスティング、デバッガ−情報 に両立性が得られるからである。
フロント　エンド２０はフレームワークｌＯによって構成されるコンパイラの構 成素子中、翻訳すべきソース　ランゲージを理解する唯一の素子である。このソ ース　ランゲージ（よ、コンパイラの人力を規定するソース　コード　ファイル （モジュール）２１のテキストを創出するのに用いられるソース　ランゲージで ある。フロント　エンド２０は第１にシェル１１を呼出し、コマンド　ライン情 報を得て、ソース　ファイル２１よりテキスト　ラインを得る。第２に、フロン ト　エンド２０（まシェル１１を呼出し、ファイルのりスティング、ダイアゴノ スティック　メツセージの書込み、並びに場合によって特殊ランゲージ用の他の ファイルへの書込みを行う。第３にフロントエンド２０は、語案、構文、意味の 解析を行し）、ファイル２０内のソース　テキストを、フロント　エンド２０と ノベ・ツク　エンド１２間のインタフェイス２２によって使用されるランゲージ に無関係なインターナル　レブレセンテーション（内部表現）に翻訳する。第４ に、フロント　エンド２０は、ツク・ツク　エンド１２を呼出し、インターナル 　レプレゼンテーション内の情報よりターゲット　システム　オブジェクト　コ ート２３を形成する。第５にフロント　エンド２０は、ルーチンを行し）、これ によってバック　エンド１２はコール　ノくス２４を介して、バック　エンド処 理中、バック　エンドはランゲージ特定情報を呼出す。第１図のコンパイラ　フ レームワークには含まれていないが、遂行可能でターゲット　マシーン２５を駆 動するイメージを形成するオブジェクト　モジュールまたはイメージ２３をリン クさせるリンカ−を含んでいる。
コンパイラのバック　エンド１２かコードを創造するターゲット　マシン２５は ある特殊構造のコンピュータである。すなわち例えば、これはある特定の番号の セットとデータ幅を有するレジスタであって、そのロジックは特定のインストラ クションは特殊のインストラクション　セットを遂行し、特殊なアドレス　モー ドか得られる等である。これらの例は、（１）既述のＶＡＸアーキテクチュアで あり、（２）はＭＩＰＳ　Ｉｎｃ、より得られる部品番号Ｒ２０００またはＲ３ ０００の３２ビツトＲＩＳＣチツプに基づ＜ＲＩＳＣ型のアーキテクチュアで、 プリンティスホール（Ｐｒｉｎｔｉｃｅ　Ｈａｌｌ）　１９８７に、“ＭＩＰＳ 　Ｒ２０００ＲＩＳＣアーキテクチユア“とじて記述されたものであり、（３） は１９９０年６月２９日出願の係属中出願番号第５４７５８９号に記載された６ ４ビツト　レジスタによるアドバンストＲ［ＳＣアーキテクチュアである。その 他種々のアーキテクチュアも同様に収容することかできる。
一般にいって、フロント　エンド２０は、ソース　コードをインタフェイス２２ の内部表現に翻訳する際、オブジェクトコード２５か実行されるターゲット　マ シンのアーキテクチュアを考慮する必要かない。これは、この中間表現はターゲ ットマシン２５のアーキテクチュアより独立しているからである。
フロント　エンド２０の特徴のいくつかはターゲット　システムに適合するよう に特別仕様とする必要な場合かある。しかし、データ表現の一部の特徴、例えば 割当て（アロケーション）及び整合（アライメント）は、ターゲット　マシン２ ５のアーキテクチュアに適するように特別仕様とする方か好都合であり、またル ーチン呼出しの仮数メカニズムは、ターゲット　システムの呼出標準により定ま り、さらにルーチン　ライブラリ　インタフェイスは、各ターゲット　システム それぞれに対しおそらく異なったものとなる。
バック　エンド１２は、フロント　エンド２０によって形成された内部表現２２ を、ターゲット　システムのオブジェクトコード２３に翻訳するように機能する 。バック　エンド１２は、最適化２６、コード発生２７、蓄積およびレジスタ割 当て２８、およびオブジェクト　ファイル排出２９の基本機能を遂行する。最適 化機能は、コードか内部表現のとき、このコードに対し遂行される。バンク　エ ンド２０はさらにユーティリティ　ルーチンを含んでおり、これらはフロント　 エンド２０より呼出されて、シンボン　テーブル３０および中間ランゲージデー タ構造を創出する。
ユーザ（すなわち第２図のコンピュータ　システムのユーザで、コンピュータ　 システムは演算システム１３を遂行している）が第１図のコンパイラを呼出す（ 呼出し可能なインタフェイスを通ずるか、あるいは他の機構を通じて）と、シェ ル１１はその制御を受ける。シェル１１はフロント　エンド２０を呼出し、ソー ス　ファイル１５よりの入力ストリームをオブジェクト　ファイル２３に翻訳す る。フロント　エンド２０はバック　エンド１２を呼出し、オブジェクト　ファ イル２３内に各オブジェクト　モジュールを生成する。フロント　エンド２０は 、オブジェクト　モジュール２３内の各個別ルーチンに対するコードの創出のた めバック　エンド１２を呼出すこともあり、またこれは全モジュールに対し一度 にコードを形成するバ・ツクエンド　ドライバーを呼出すこともある。
フロント　エンド２０はソース　コード２１のオペランド解析（ｐａｒｓｅ）を 行い、ソース　コードて表わされたプログラムの中間ランゲージ版を形成する。
タプルはソース　ランゲージが１つの演算を行った表現（式）である。例えば第 ３図を参照するとき、ソース　ランゲージで表わされた式、１＝Ｊ＋１ は、中間ランゲージで表わされた４つの式に分解され、これらは＄１．＄２．＄ ３および＄４である。ｌ（中間ランゲージ）によるこのようなコードの表現方法 は、フェッチ（取出し）オブジェクトを表わすシンボルＪを付したアイテム３１ て表わされる第１タプル＄１を含む。次のタプルはリテラル、アイテム３２てあ り、シンボル１で参照される。次のタプルはアト（ＡＤＤ）、アイテム３３てあ り、これはタプル＄１および＄２の結果を参照する。最後のダブルはストア、ア イテム３４であり、ダブル＄３の結果を参照し、この結果をシンボル　テーブル 内にチンポルＩで記入する。この表現は第３図の論理ツリーによっても表わされ 、タプルは同じ参照番号で識別表示される。これと同じソース　コードのライン はＲＩＳＣタイプのターゲット　マシンにおいて、第３図に見られるような一般 形でレジスタ　ファイル内にＲＥＧ４の如きレジスタを用いて３つのインストラ クション、ＬＯＡＤ・ＡＤＤ整数、および５ＴＯＲＥの集合て表わすことができ る。あるいはＣｌ５Ｃマシンで、導出されるコートは、図示の如くの単なるイン ストラクションＡＤＤ、＃１、Ｊ、Ｉてもありうる。
この場合タプルはコンピュータ　プログラムの基本的語句であり、本発明におい て使用される形態では、データ構造３５であって、これは少なくとも第４図に示 される要素を含む。これらは （１）オペレータ（演算子）およびタイプ　フィールド３６で、例えはフェッチ 、スト乙アト（Ｆｅｔｃｈ、　５ｔｏｒｅ、　Ａｄｄ）等、（２）ロケータ３７ 、ソース　モジュール２１内の何処にこのタプルに対するソース等価が位置する かを規定、（３）他のタプル、リテラル　ノードまたはシンボル　ノードに対す るオペランド　ポインタ３８、 例えば第３図のＩおよび＃ｌに対するポインタ、タプル＄１および＃２等である 。さらにタプルはアトリビュート（属性）フィールド３９を有し、これらは、例 えはラベル（Ｌａｂｅｌ）、条件ブランチ（Ｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ　Ｂｒａｎ ｃｈ）、アーギュメント（Ａｒｇｕｍｅｎ　ｔ　）（コールに対する）、または Ｓｙｍ　Ｒｅｆ　（シンボル　テーブル内のシンボル）を含む。このタプルは、 このタプルのブロック内の順番を表わす番号フィールド４ｏを有している。
フロント　エンド２０はソース　コードを解析してタプルを識別し、次いでコー ドの基本ブロックを識別する。コードのブロックは一連のタプルとして規定され 、第１タプルと最終タプルの間に入口または出口は存しない。一般に１つのブロ ックはラベルまたはルーチン　エントリーによって初まり、他のラベルへのブラ ンチにより終わる。フロント　エンド２ｏの任務は、ソース　コード２１を解析 し、タプルおよびブロックを識別することてあり、これはフロント　エンドはそ のランゲージに対し特定（スペシフィック）であることか要求される。このため タプルは、フィールド４１を有し、これは当該タプルかブロックの初めであるか 、ブロックの終わりであるか否かを教える。
以下に詳細に説明するように、本発明の特徴の１つは、エフェクトの表現方法に ある。タプルは、メモリ位１ｔ（ＩＬレベルにおいて、シンボルで表わされる。
）に記憶または書込みを行ったとき、または他のタプルかある位置に書込みを行 ったことに従属することによりエフェクトを有する。従って第３図の例で、タプ ル＄４はエフェクト（１のストア）を有し、＄１は、従属性（内容Ｊ）を有する 。このため第４図に示されるデータ構造は、このタプルのこれらのエフェクトお よび従属性を記憶するフィールド４２および４３を有する。
第１図のコンパイラの単一エクゼキューションは、第５図のフロー　チャートに 示されるようにしてシェル１１によって行われる。オペレーティング　システム １３を介してユーザにより、第１図のコンパイラか呼出されるとシェル１１は第 ５図のアイテム（項目）４５て示されるような制御を受ける。コマンド　ライン 内のユーザは、動作させるへきモジュール２１内のリストまたは“プラス　リス ト”を特定する。次のステップは、シェル１１によるフロント・エンド　ルーチ ンＧＥＭ＄ＸＸＴＮＴの呼出しであり、これはアイテム４６で示すようにフロン ト　エンドのすべての必要な初期化を行う。このフロント　エンド　ルーチンＧ ＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＴは付属書に説明されている。次いでシェル１１はグローバル （大域）コマンド　りオリファイヤ（修飾子）を解析し、アイテム４７に示され るようにフロント　エンド　ルーチンＧＥＭ＄ＸＸ　ＰＲＯＣＥＳＳＧＬＯＢＡ ＬＳを呼出す。次にこのコンパイラを含むオペレーティング　システム１３のレ ベルで使用されているコマンドライン内の各“プラス・リスト”に対し、シェル は一連の動作を遂行する。これはプラス・リストをチェックする決定点（デシジ ョン　ポイント）４８を用いるループによって実行される。
プラス・リスト内にアイテムか残っている限り、アイテム４９−５２に示される 動作か行われる。これらの動作は、アイテム４９て示される如く、コマンド　ラ インによって特定されるソース　ファイル２１の評価およびこれらに対する入力 ストリームの形成と、これに次いてアイテム５０て示される如く、このローカル 　クオリファイヤ（このプラス・リストに特定の）を解析し、ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｐ ＲＯＣＥＳＳ　ＬＯＣＡＬＳを呼出し、すべてのフロント　エンド決定プロセス を行い、これらのクオリファイヤにより規定された出力ファイルを開く。このル エンド　ルーチンＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥを呼出し、入力ストリームを翻 訳し、次いてアイテム５２て出力ファイルをクローズする。ループか完結すると 、プラス・リストで示されたすべてのプロセスか行われたことを表示し、次いで アイテム５３てフロント　エンド　ルーチンＧＥＭ＄ＸＸ　ＦＩＮＩを呼出しフ ロント　エンド　クリーンアップのすへての動作を行う。次いで実行か終了し、 アイテム５４てのインポーカ制御に入力ストリームを翻訳する。入力ストリーム は、コンパイラコマンド　ライン内の単一の“プラス　リスト”で規定されるモ ジュール２１またはソース　ファイルおよびこれに含まれるすへてのファイルま たはライブラリ　テキストの連鎖を表わす。
コンパイラはフロント　エンド２０か入力ストリームの翻訳中、複数のオブジェ クト　ファイル２３を特定することを許さないか、該動作によって、単一人力ス トリームの翻訳より単に１つのオブジェクト　ファイル２３が形成されることか ある。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥを呼出す前に、シェル１１は入力ストリームを創 造し、ローカル　りオリファイヤを解析し、出力ファイルを開く。ＧＥＭ＄ＸＸ 　ＣＯＭＰＩＬＥの呼出後、シェル１１はすへての入力および出力ファイルをク ローズする。
（ＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥおよびこれにより呼出されるフロント　エンド 　ルーチン）フロント　エンド２０は、入力ストリームよりソース　レコード２ １を読出し、これらをインタフェイス２２（タプル、ブロック等の中間ランゲー ジ　グラフおよびシンボル　テーブルを含む）の中間レプレゼンテーションに翻 訳し、バック　エンド１２を呼出し、この中間レプレゼンテーションをオブジェ クト　ファイル２３内のオブジェクト　コードに翻訳する。
オブジェクト　ファイル２３は任意の数のオブジェクト　モジュールを具えて良 い。パスカル（ＰＡＳＣＡＬ）は全入カストリームに対し１つのオブジェクト　 モジュール（ＭＯＤＵＬＥまたはＰＲＯＧＲＡＭ）を創り出す。（１例として） ＯＲＴＲＡＮは入力ストリーム内の各ＥＮＤステートメントに対し別個のオブジ ェクト　モジュールを創造する。ＢＬＩＳＳは各ＭＯＤＵＬＥに対しＩっのオブ ジェクト　モジュールを創造する。
オブジェクト　モジュール２３を創造するため、フロントエンドは入力ストリー ムおよびいくつかの後続ストリーム（ソース　モジュール２１と呼び得る）をイ ンタフェイス２２の内部レプレゼンテーションに翻訳する。この内部レプレセン テーションは、モジュールに対するシンボル　テーブル３ｏと各ルーチンに対す る中間ランゲージ　グラフ５５よりなる。次いてフロント　エンド２０はバック 　エンド　ルーチンを呼出し、オブジェクト　モジュール２３を初期化し、メモ リ（ストレージ）アロケーション２８を介してシンボル　テーブル３０内のシン ボルに対しメモリの割当てを行い、このメモリを初期化し、エミッタ２９を介し ルーチン用のコードを形成し、オブジェクト　モジュール２３を完成させる。
コンパイラはパッケージの集合によって構成され、これらパッケージのおのおの は、翻訳プロセスのいくつかのアスペクトに関するルーチンまたはデータ構造の 集合を規定する。各パッケージは、一般にパッケージ機能の略記号である２文字 コードで識別される。パッケージへのインタフェイスはスペシフィケーション（ 仕様書）ファイルで規定される。パッケージがＺＺの名前を付されているときは 、スペシフィケーション　ファイルはＧＥＭ＄ＺＺ、ＳＤＬとなる。
パッケージのスペシフィケーション　ファイルに付されているすべてのシンボル は、このパッケージより輸出（エクスポート）されたと称される。一般にいって パッケージＺＺより輸出された特定のプレフィックス記号は、ＯＥＭ＄ＺＺて始 まる名称を有する。グローバルおよびエクスポーテッド（輸出）ネームに対する 特定の前置記号（プレフィックス）の変換は表１に示しである。
シェル１１は共通のコンパイラ機能を支持するルーチンの集合である。これらの シェルの各成分は互いに相関しているので、何れかのシェル成分を使用するプロ グラムは全シェルに到達する。しかし、プログラムがシェル１１を使用し、バッ ク　エンド１２を使用しないようにすることもてきる。これは利用度の少ないプ ログラムを生産性上の特徴（入力ファイル連鎖および包含、すなわちコマンド　 ライン解析、診断ファイル形成、品物リスト　ファイル、等）をもって書込むの に便利な方法である。シェル１１はこれを使用する何れものプログラムにとって の実際上の“主プログラム”であり、アプリケーションの本体は以下に述へる条 約によってシェル１１より呼出されるものであることに留意され度い。ＢＬＩＳ Ｓプログラムより、シェルパッケージＺＺを使用するには、ユーザはＬＩＢＲＡ ＲＹＧＥＭ＄ＺＺを行う。他のランゲージよりシェルを使用するには、ユーザは まず第１にシェル　スペシフィヶーション　ファイルを実行ランゲージに翻訳す るを要する。
シェル　パッケージは次の記述に要約できる。すなわちこれらは附属書（アラペ ンディクス）内の仕様書ファイルに文書化されている。多くのシェル　ルーチン 　アーギュメント（例えは、整数、ストリング等）は表２に述べるカテゴリーの １つに属する。
シェル１１よりフロント　エンド２０に至る間のインタフェイスにはいくつかの 要求が加えられる。第１図のコンノくイラか呼出されると、シェル１１は制御を 受けるので、フロント　エンド２０はエントリ　ポイントを宣言し、シェル１１ かこれを呼出しうるようにし、かつグローバル変数を宣言しフロントエンド　ス ペシフィケーションをシェル１１に通過させる。フロント　エンド２０は１例と して表３に記載されたグローバルルーチンを行う。これらのルーチンはパラメー タを持っておらず、結果なしくｎｏ　ｒｅｓｕｌｔ）に戻る。
バーチュアル　メモリ　パッケージ（Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｍｅｍｏｒｙ　Ｐａｃｋ ａｇｅ）（ＧＥＭ＄ＶＭ）： このバーチュアル　メモリ　パッケージは、仮想（バーチュアル）メモリの割当 てを行う標準インタフェイスを提供する。
これはＶＭＳ　ＬＩＢ＄ＶＮ機能のゾーン化したメモリ概念を支持する。実際上 ＶＭＳ、ＧＥＭ＄ＶＭ（７）下ニハ、ＬＩＢ＄ＶＭ上にほとんと透明な層か存す る。しかしＧＥＭ＄ＶＭインタフェイスは如何なるホスト　システム上でも変化 なく支持されることが保証されている。
ロケータ　パッケージ（ＧＥＭ＄Ｌ○）：ロケータ　パッケージは、ソース　テ キスト２１のレンジ長を記述する。（レンジ長はニスタートおよびエンド　ファ イル、行および列番号）。テキスト入力パッケージはロケータを読出すべきソー ス行（ライン）に戻す。ロケータは、シンボル　テーブル３０および中間ランゲ ージ　ノード４３にも用いられ、メツセージおよびデバガー　テーブル形成を行 い、かつリストファイルの何れの個所に遂行すべきリスティング　パッケージが 存するかを規定する。ロケータは長ワードにより表わされる。ロケータ　パッケ ージはロケータ　データベースを維持し、ロケータを創成し通訳するためのルー チンを作成する。さらにユーザ作成ロケータも設けられており、これはフロント 　エンドをして、自身のロケータを作成し、非標準ソースより到来するプログラ ム　エレメント（例えばＢＬＩＳＳマクロまたはＡｄａ一般例−“インスタンテ ィゼーション”）を記述する。
テキスト入力パッケージ（ＧＥＭ＄ＴＩ）：テキスト入力パッケージは、ソース 　ファイル２１、ネステッド（インクルーデッド）ソース　ファイル２１及び障 害及び関連ファイル　スベシフィケーションの連続をなし、一方でフロント　エ ンド２０を下側の演算システム１３のＩ１０機構より絶縁する。ソース　ファイ ルのテキストは同時に１ラインを読出される。テキスト入力パッケージＯＥＭ＄ Ｔ１は、ロケータ　パッケージＯＥＭ＄ＬＯと協動し、読出す各ソース　ライン を記述するロケータを形成する。
テキスト出力パッケージ（ＧＥＭ＄ＴＸ）：テキスト出力パッケージは、任意の 数の出力ファイル４４への出力を同時に形成する。テキスト入力パッケージと同 様に、その呼出側を演算システム１３より絶縁する。参照記号または記述子（デ スクリプタ）によって通過するストリングに書込みを行なう。自動ライン　ラッ ピングおよびインデンテーション（行末の字揃え）、ページ　ラッピングを行い 、ユーザにより設定されたページ開始ルーチンを呼戻す。
リスティング　パッケージ（ＧＥＭ＄ＬＳ）：リスティング　パッケージは、ソ ース　ファイル２１（テキスト入力パッケージＯＥＭ＄ＴＩにより読出された） のコピーを有する標準型式のリスト　ファイルを書き、これにロケータによって 特定される位置にフロント　エンドＩＩにより設けられた注釈を付す。リスト　 ファイルはＧ　ＥＭ　＄　ＴＸ出カフアイル４４として創設され、これにはフロ ント　エンド２０は、ＧＥＭ＄ＴＸ出カル−チンを用いて直接書込みを行なう。
内部表現（インターナル　レプレゼンテーション）モジュール２１のインターナ ル　レプレゼンテーションは、ソース　モジュール２１の各ルーチンに対し、コ ンパクト中間ランゲージ　グラフ５５またはＣＩＬＧおよびモジュールに対する シンボル　テーブル３０を有する。これら両者は、ノードにより構成されている ポインター　リンクド　データ構造である。
第１図のフレームワークによりノードを説明する。フロントエンド２０とバック 　エンド１２間で用いられるほとんどすへてのデータ構造（並びにバック　エン ド１２によってプライベートに使用されるデータ構造）はノードである。本明細 書でいうノートなる語は、メモリの自己識別ブロックであり、一般にの集合形を 有する。カインド（Ｋｉｎｄ）は、ノードの一般形を識別するＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ 　ＫＩＮＤＳの列挙より得られる値である。サブ力インドは、カントによって特 定されるノードの一般的クラス内の特定の種類のイードを識別するＧＥＭ＄Ｎ０ ＤＥＳＵＢＫ　ＩＮＤＳの列挙型よりの値である。すべての特殊ノードは、その カインド　フィールドによって決定される集合型ＤＥを有する。ノードに付随す る型式（タイプ）は上述の命名規約に従う必要かないことを記憶されたい。イン タフェイスのノート型式およびこれらに付随する列挙型式常数は表４のファイル 内に記載されている。
第１図のコンパイラ　フレームワークは簡単なツリー構造シンボル　テーブル３ ０をもっており、この内で各シンボル　ノードは、ブロック　ノードより離れた チェイン内て互いにリンクされており、これらがツリー状に配置されている。コ ンクくイラによって使用されるべきすへてのシンボル情報は、このシンボル　テ ーブル３０に含まれなければならない。さらに翻訳されたプログラムのリテラル 値を表わすリテラル　ノード、変数を割当てるメモリ　エリア（ＰＳＥＣＴおよ びスタ・ツク　フレーム）を表わすフレーム　ノード：およびルーチン　エント リー　ポイントのパラメータ　リスト内のエレメントを表わすノ（ラメータ　ノ ードも設けられている。ノンポル　テーブル構造およびシンボル　テーブル　ノ ードの内容について以下に説明する。
中間ランゲージは、すへてのソース　コート２１の内部表現に対して用いられる ランゲージである。フロント　エンド２０は、コンパクト中間ランゲージ　グラ フ５５またはＣＩＬＧとして翻訳されるべきルーチンのコードを記述する。これ は、単に第４図のＣＩＬタプル　ノード（単にタプル　ノード、あるいは略して タプルとも称される）のリンクしたリストであり、これらのおのおのは、演算を 代表し、オペランドを表わすタプル　ノードへのポインタ３８を有している。ノ ードはシンボルテーブル　ノードへのポインタ３８をも有しつる。中間ランゲー ジの詳細については以下に述べる。
フロント　エンド２０は、モジュール２１の中間レプレゼンテーション２２を同 時１ノートで形成する必要かあり、またノードを互いにリンクさせてシンボル　 テーブル３０とＩＬデータ構造５５とするを要する。このルーチンおよび表５の マクロについても付属書に記載してあり、これらは内部レプレゼンテーション２ ２のデータ構造の形成および実行に用いられる。
バック　エンド１２は、フロント　エンド２０かブロックおよびシンボル　ネー ムをどのようにして表わすかについての推定を行なわない。その代り、フロント 　エンド２０は、バックエンド１２かこれらのネームを得るために用いつる標準 コール　バック　インタフェイスを形成するを要する。
各シンボル　ノードは、フラッグＧＥＭ＄ＳＹＭ　ＨＡＳ−ＮＡＭＥを有し、各 ブロック　ノードはフラッグＧＥＭ＄ＢＬＫ　ＨＡＳ　ＮＡＭＥを有する。フロ ント　エンド２０がシンボルまたはブロック　ノードを初期化するとき、そのネ ームフラッグをセットして、これに対しネーム　ストリングが存するか否かを表 示する必要がある。（シンボルおよびブロックのいくつか、例えはグローバルお よび外部シンボルおよびト・ノブレベル　モジュール　ブロックはネームを有す るを要する。）これはＳＴパッケージ内のグローバル変数ＧＥＭ＄ＳＴ　ＧＧＥ Ｔ　ＮＡＭＥである。フロント　エンドはバック　エンドの呼出し前にこの変数 をセットして、表５の記載に適合するコールバック　ルーチンをアドレスしうる ようにするを要する。
ＧＥＭ＄ＣＯＣＯＭＰＩＬＥ　ＭＯＤＵＬＥインタフェイスを用いてソース　モ ジュールを呼出すため、フロント　エンド（すなわち、ルーチンＧＥＭ＄ＸＸ　 ＣＯＭＰＩＬＥ）は取部に述へる各操作を（順次）行なう。
１、内部レブレセンテーションの創設 フロント　エンド２０の第１の任務は、ソース　モジュールの内部レブレセンテ ーション２２を創設することにある。次いて、これはＯＥＭ＄ＴＩ　パッケージ を用いて、入力ストリームよりソース　モジュール２１を読出し、ソース　モジ ュール２１の字句、構文、意味上の解析を行い、付属書に記載するＧＥＭ＄ＳＴ およびＧＥＭ＄　ＩＬルーチンを用いて、上述のモジュールに対するシンボル　 テーブル３０および中間ランゲージグラフ５５を作成する。
これに加えて、モジュールのソース　リストは、ＯＥＭ＄ＬＳシェル　パッケー ジへの呼出しをもって注釈され、モジュール内のエラーはＯＥＭ＄ＭＳパッケー ジへの呼で報告される。
ソース　モジュール２１かコードを形成し得ない程度の重大なエラーを含んでい るときは、フロント　エンド２０はＯＥＭゼンテーション２２に対し割当てられ たすべてのスペースを釈放するを要する。さもないと、これは次のステップに進 んでしまう。
２、コールバッグ　ルーチンの特定 フロント　エンド２０は、バック　エンド１２を呼出してモジュール２１を翻訳 する前に、ルーチンのアドレスを有する次の如きグローバル変数で、バック　エ ンド１２より呼出される変数を初期化するを要する。
（１１ＧＥＭ＄ＳＴ　Ｇ　ＧＥＴ　ＮＡＭＥ：上述の如くシンボル　テーブル３ ０内でシンボル名およびブロック　ノード名を付されるルーチンをアドレスする ため初期化するを要する。
（２）ＧＥＭ＄ＳＥ　Ｇグローバル変数は、以下に説明する如く：ソース　ラン ゲージで規定されるサイド（側）効果解析を行なうルーチンのアドレスのため初 期化するを要する。コンパイラは、前もって定められているサイド効果ルーチン で、ＯＮを呼出すことによって選択され、フロント　エンド２０の初期の発達中 に用いるに適したルーチンの所定の収集を行ツク　エンド１２の検出エラーを報 知するフロント　エンド２０のアドレスを有しており、これについては以下に説 明する。
３、翻訳（コンパイレーション）の実行内部レブレセンテーションか完全な場合 には、フロント　エンド２０はＧＥＭ＄ＣＯＣＯＭＰＩＬＥ　ＭＯＤＵＬＥ（後 述）を呼出すことかてき、これをターゲット　マシン　オブジェクト　レプレゼ ンテーション２３に翻訳する。次いて、フロント　エンドはＧＥＭ＄ＬＳ　ＷＲ ＴＴＥ　５ＯＵＲＣＥを呼出す必要かあり、これによって入力ストリームをリス ト　ファッセンブリ　コード　リストを作成する。
通常ＧＥＭ＄ＬＳ　ＷＲＩＴＥ　５ＯＵＲＣＥはＧＥＭ＄ＣＯＭＰＴＬＥ　ＭＯ ＤＵＬＥの後に呼出されるようにするを要し、これによってソース　リスト２１ は、バック　エンドの処理中に生ずるすへてのエラー　メツセージに注釈付けを することができるようにする。しかし、フロント　エンド２０に、る。かくする ことによって、バグ（プログラムの誤り）がコンパイラをしてバック　エンド処 理中にアボート（流産）をさせてもソース　リストに到達しうるようにすること かてきる。
ロセスに使用されていたスペースを釈放し、次いでＧＥＭ＄ＳＴ　ＦＩＮＩを呼 出して内部レプレゼンテーションに使用されたスペースを釈放しなければならな い。
バック　エンド１２は、例えば初期化されない変数、到着しない符号、あるいは スタティック　メモリ初期化のコンフリクトの如き、ユーザに告知しなければな らないソース　プログラム内の状態を表わすと思われる条件を翻訳中に検出する ことができる。しかし特定のフロント　エンド２ｏは、これらの条件のうちの何 れを報告するか、または発行されるべき詳細なメツセージについて、顧客仕様と するを要する。
これを可能とするため、バック　エンド１２は、アドレスがグローバルな変数で あり、以下に説明するようなアーギュメントの並び（リスト）をもつＧＥＭ＄３ ４　Ｇ　ＲＥＰＯＲＴＲＯＵＴＩＮＥを呼出し、検出したすべての異例な状態を 報告するようにする。
付属書中に、ＧＥＭ＄　ＲＥＰＯＲＴ　ＲＯＵＴＩＮＥという名て、フロント　 エンドがその内に自分自身のルーチン報告アドレスを記憶していない限り、その アドレスはＧＥＭ＄ＥＲＧ　ＲＥＰＯＲＴ　ＲＯＵＴＩＮＥである欠陥エラー報 告ルーチンかある。この欠陥ルーチンは次の３つの用途かある。
（］）欠陥ルーチンは適正妥当なメツセージを生ずるので、フロント　エンドの 開発者は、特別に顧客要求で設ける必要かなければ、フロント　エンドにそれ自 体のルーチンを設けることを考えなくて良い。
（２）フロント　エンドの開発者か、報告ルーチンを作成する道を選んだ場合、 この欠陥ルーチンを見本（モデル）とすることかできる。
（３）フロント　エンド　ルーチンはフィルタ作用をもって構成でき、これは特 定のエラーのみをプロセス（あるいは無視）し、他のすべてに対し先の欠陥ルー チンを呼出す。
エフェクトを表わすインタフェイス 共通のサブエクスプレッション（Ｃ３Ｅｓ）、不変数エクスプレッション（式） 、並びにコード　モーションの機会を検出する重要なステップとして、バック　 エンドＩ２内のオプテイマイザ（最適化装置）２６は、２つのエクスプレッショ ン　タプルか同じ値を計算することを保証されているとき、これを決定しうるを 要する。この基本的判定基準は、次の場合に、エクスプレッションＢがエクスプ レッションＡと同じ値を計算することである。
１、ＡおよびＢは同じ値のリテラル（直定数または数字定数）に対し、リテラル 参照を行い、Ｃ３Ｅは同じＣ３Ｅを参照し、またはシンボルは同じシンボルを参 照する場合、または、２、ａ、Ｂへのルーチンの開始時より、各制御フロー　パ ス毎にＡを評価し、かつ す、ＡおよびＢは同じ演算とデータ　タイプを有し、かつｃ、Ｂのオペランドが 対応のＡのオペランドと同じ値の計算を行い（明らかに再帰的定義である）、か つｄ、Ａの評価よりＢの評価に至る何れもの通路に生ずるタプルが、Ｂの計算値 に影響を及はさないこと。
第１図のオプテイマイザ２６はそれ自身で基準（ｃｒｉｔｅｒｉａ）１．２ａ、 ２ｂおよび２ｃを評価できる。しかし基準２ｄは、翻訳すべき言語（ランゲージ ）の意味によって定まる。すなわち、ソース　コード　モジュール２１のランゲ ージによって定まる。しかしバック　エンド内のコンパイラ１２はランゲージ独 立性である必要があるため、フロント　エンド２０に必要な情報を伝達する一般 的インタフエイスを設ける。１つのタプルの実行が、他のタプルによって計算さ れた値に何時影響するか？インタフェイス２２は、オプテイマイザ２６をしてこ の質問を発せしめ、フロント　エンド２０のコンパイラはこれに答えなければな らない。
このインタフェイス２２の下側のモデルはいくつかのタプルがエフェクトを持っ ており、他のタプルはデペンデンシイ（従属性）を有するものである。タプルは その１つ又は１つ以上のメモリ位置の内容を変化するときエフェクトを有する。
タプルはこのタプルにより計算された値がメモリ位置の内容に従属して定まる時 はこれをメモリ位置についての従属性を有する。従って１つのタプルの実行は、 他のダブルか従属しているメモリ位置をも変更するエフェクトを有しているとき 他のタプルによって計算された値に影響を及はす。
アドレス　アリスメティックか分岐をしている場合および間接アドレスの場合に は、一般にタプルによって評価した特定のメモリ位置を決定するたとが不可能で ある。従って評価し得る可能性のあるメモリ位置のセットに対してはヒユーリス ティ・ツク（発展的）近似によってこれを行なわなけれはならない。
実際のインタフェイス２２はフロント　エンドに対し２つの機構を形成し、これ によってオプテイマイザ−２６に従属性情報を通信する。これらは直線的従属性 インタフェイスおよびエフェクト　クラス　インタフェイスである。
直線従属性インタフェイスにおいて直線コードの従属性を決定するためオプテイ マイザ−２６はフロント　エンド２０に次を質問する、（１）タプルをエフェク ト　スタック上に押上げこれを再び押し下げる。（２）実行かおそらく特定のタ プルによって計算された値に影響を及はすであろうエフェクト　スタック上の一 番上のタプルを発見する。
オプテイマイザ−２６が任意のフロー　パスのリセットを通じてプログラム流の 結果生じたエフェクトを計算するを要する場合、上述の直線機構は適当でない。
このような状態では、フロント　エンド２０は特定の番号（初期には１２８）の エフェクト　クラスで各々がメモリ位置のいくつかのセット（おそらく決定的で はない）の表わす特定番号を決定する。エフェクトクラスのセットはビット　ベ クトルによって代表される。例えばあるエフェクト　クラスは特定の変数の名前 を付され、手続コールによって変更されるメモリ位置、又は間接に参照番号（ポ インタ　デリファレンス）によって評価されるメモリ位置のセットによってエフ ェクト　クラスは代表される。
エフェクト　クラス　インタフェイスに対し、オプテイマイザ−はフロント　エ ンドに次を質問する。（１）特定のタプルによって変更され得るメモリ位置を有 しているエフェクト　クラスのセットを計算する。（２）特定のタプルか従属し ていると思われるメモリ位置を有するエフェクト　クラスのセットを計算する。
このエフェクト　クラス　インタフェイスを用いてオプテイマイザーは各基本ブ ロックに対しこの基本ブロック内の何れかのタプルによって変更され得るメモリ 位置を有しているエフェクト　クラスのセットを代表するビット　ベクトル（Ｌ ＤＥＦセットと称する）を計算することかできる。
オプテイマイザ−はさらにフロント　エンドに対し次を質問する。（３）特定の 可変シンボルをもったものに付随しているメモリ位置と思われるエフェクト　ク ラスのセットを計算する。
この情報は分割されている最適化フェース（以下参照）によって使用され、分割 された対象（キャンディデート）のライフタイムを計算する。
オプテイマイザ−２６はこれらの情報を次の如くして使用する。これらのインタ フェイスの存在理由は、バック　エンド１２内のすプティマイザーをして“への 評価よりＢの評価までの何れのパスにも已によって計算された値に影響を及はす タプルが発生しなくなる”時を決定させるためである。ＡおよびＢか同じ基本ブ ロック内に発生した場合には、これは丁度“Ａ、８間にＢによって計算された値 を変化させ得るタプルか存しない状態”を意味する。これは直線従属インタフェ イスを用いることによって容易に決定することかできる。
Ａを包含する基本ブロックか、Ｂを包含する基本ブロックより優勢である場合（ Ｂを有する基本ブロックへのルーチン　エントリー濃度よりの各フロー　パスは Ａを有する基本ブロックを通過する。）オプテイマイザーは基本ブロックＸＩ、 　Ｘ２．−−Ｘｎを発見し、ここにおいてＸｌはＡを含んでいる基本ブロックで あり、Ｂを含んている基本ブロックであり、又各Ｘｉは直近のＸ　（ｉ＋１）よ りも優勢である。この場合テストは２つの部分を有する。
１、Ａと基本ブロックＸ１の間にタプルは存してはならないか、又は基本ブロッ クＸｎの始めとＢの間に、これか存してはならないか、或いは基本ブロックＸ２ ．　Ｘ３．−−−Ｘ（ｎ−１）の何れにもこれか存してはならない。なお、これ らはＢによって計算した値を変化させうるものである。これは直線従属インタフ ェイスを使用することにより容易に決定することかできる。
２．２つの基本ブロックＸｉとＸ　（ｉ＋１）の間にはＢによって計算された値 を変化させうるタプルを含むフロー　パスが存在してはならない。オプテイマイ ザ−はこのことをエフェクト　クラス　メカニズムによりＸｉよりｘｉ＋ｉまで のすへてのフロー　パスについて生ずる全部の基本ブロックのセットにつきＬＤ ＥＦの統合を計算することにより試験し、これによってこのセットの交差がＢか 従属するであろうメモリ位置を含むエフェクト　クラスのセットとの交差を計算 し、これによりこの交差か空であるか否かを試験する。
以下にはこのインタフェイスの構造について説明する。インタフェイス　ルーチ ンはバック　エンド１２によって呼出される。フロント　エンド２０はこれかバ ック　エンド１２を呼出す前に利用可能なインタフェイスの具体化を行なう必要 かある。
フロント　エンド２０は標準グローバル変数のインタフェイスルーチン　エント リー　ポイントのアドレスを示すことによりこれを行なう。この場合オプテイマ イザ−２６はこれらのルーチンの１つよりこれらのルーチンの１つを呼出した場 合適当なグローバル変数よりルーチン　アドレスをロードする。以下においてイ ンタフェイス　ルーチンはＧＥＭ　ＳＥ　ｘｘｘで始まる名前を付けて表される 。フロント　エンドは各対応のインクレメンテーション　ルーチンのエントリー 　アドレスをグローバルな変数てＧＥＭ　ＳＥ　Ｇ　ｘｘｘの名前を記されたも のとして記憶しなければならない。
エフェクトおよび従属性を有しているタプルがこのインタフェイスに関係する。
ＩＬタプルのうち極く僅かなものかこのようなエフェクトおよび従属性を用いる 。（大雑把に言ってメモリーを行なうタプルがエフェクトをもっことがてきる。
エフエッチをタプルが従属性を持つことができ、ルーチンを行なうタプルはこれ らの両者をもつことができる。）さらに細かく言うと各タプルは次の如きカテゴ リーの１つの範晴に入る。
１、　何等エフェクトを持たず、又何れのエフェクトにも従属しないタプル（例 ：ＡＤＤ）。このクラスに属するタプルはエフェクト　スタック上に押し上げら れることはない。
さらにこのようなタプルはＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦＥＣＴＳを通過したこともない 。
２、エフェクトを有し、しかし従属性を持たないタプル。
（例：　５ＴＯＲＥ）。
３、従属性を有しているが、何等エフェクト（影響）を生じないタプル（例：Ｆ ＥＴＣＨ）。
４、エフェクト（アウト　エフェクト）および従属性の個別のセット（イン　エ フェクト）の両方を有するタプル（例：プロセデュア　コール）。
５、エフェクトおよび従属性の両者を有するタプル。タプルか従属するエフェク トは、タプルか生ずるエフェクトと同一である。（例：　ＰＲＥ　ＩＮＣＲ）。
特殊なタプルすなわちＤＥＦ　ＩＮＥＳと称されるタプルを設け、フロント　エ ンド２０が何れのタプルとも対応していないエフェクトを特定することかできる 。ＤＥＦ　ＴＮＦＳの１つの可能な用途はタプルかＢＬＩＳＳ　Ｃ０ＤＥ　ＣＯ ＭＭＥＮＴ特徴を行い、これは最適化が許されない垣根を越えて行なうものであ る。Ｃ０ＤＥ　ＣＯＭＭＥＮＴの翻訳はＤＥＦ　ＩＮＥＳタプルてあり、これは すへてのエフェクトを有し、従ってすべてのタプルを無効化する。
アーギュメントを通過するタプル（例えはＡＲＧＶＡＬおよびＡＲＧＡＤＲ）は エフェクトおよび従属性を有する。しかし、パラメータ　タプルのエフェクトお よび従属性（ディベンゾンシイ）は実際上このパラメータ　タプルか属している ルーチンコールに属するものと考えられる。例えはＢＬＩＳＳ　ルーチン　コー ルＦ　（Ｘ、　Ｘ十Ｙ）ではパラメータＸはＸを変化させるエフェクトを有する 。しかしこれは前に計算された、ｘ＋　、ｙの値を無効化させない。これはＦか 呼出されるまでエフェクトは実際に生じないからである。
第４図のデータ構造はあるタプルかフロント　エンド２０およびバック　エンド エ２の両者よりアクセスされた場合を示し、この構造のうちのつくつかのフィー ルドはフロント　エンドおよびバック　エンドのみのアクセスに制限されている 。
エフェクトあるいはディベンゾンシイを用いる各タプルは１つ以上のロング　ワ ード　フィールド４２又は４３を有し、こけられる。特殊のタプルに対し使用さ れるフィールドの名前は中間ランゲージの章において説明する。バック　エンド 内のいずれのコードもこれらのフィールドを検査し変更することがない。これら はフロント　エンドの使用に対しリザーブされている。シンボル　テーブル３０ の各シンボル濃度内に同じようなロング　ワード　フィールドでＧＥＭ　ＳＹＭ 　ＥＦＦＥＣＴＳと名付けられたものがあり、これらのフロント　エンド２０よ りの使用に対しリザーブ（予約）されている。
直線従属性インタフェイスに対してのルーチンの説明を以下に行なう。フロント 　エンドは次の如くのルーチンの実行を行ＵＰＬＥパラメータ内のアドレスを有 するＤＩＬタプルをエフェクト　スタック上に押し上げる。
ＧＥＭ　ＳＥ　ＰＵＳＨＥＦＦＥＣＴ　（Ｅ　ＩＬ　ＴＵＰＬタックより一番上 のＥＩＬタプルをポツプ（打ち抜く）する。
これはアドレスかＥＩＬ　ＴＵＰＬＥパラメータにあるタプルであるとを保証す る。これはこのパラメータか冗長性をもっていることを意味すること当然である 。しかしなから、フロントエンドかエフェクト　スタックに対し単一のスタック 動作を行なわないポツプ手続では記号を簡単化することかできる（以下のインク レメンテーション参照）。
最も最近に押されたタプルに戻る。スタック上の何れのタプルもかＥＩＬ　ＴＵ ＰＬＥに影響を及はさない時は零（０）に戻る。さらにこのパラメータ内で特定 された同じタプルに戻ることもあり得る。
ＧＥＭ　ＳＥ　ＦＩＮＤ　ＥＦＦＥＣＴＳ（ある最も最近に押されたタプルに戻 る。スタック上のいずれものタプルがＥＩＬ　ＴＵＰＬＥに影響を及ぼさない時 は０（零）に戻る。同じパラメータで特定された同じタプルに戻ることもありう る。
ＧＥＭ　ＳＥ　ＰＵＳＨＥＦ！’ＥＣＴおよびＧＥＭ　ＳＥるタプルによっての み呼出すことができる。
呼出しには順番がある。各ＥＩＬタプルは、ＧＥＭ　ＴＰＬＥＸＰＲＣ０ＵＮＴ と称されるフィールドを持っている。
このフィールドは、ＥＩＬＧのウオーク内にタプルのインデックスを有しており 、この内の基本的ブロックは、ドミネータツリーの深度を第１にした予め定めた 順番で訪問される。バック　エンド１２がＧＥＭ　ＳＥ　ＰＵＳＨＥＦＦＥＣＴ をタプルＡによって呼出し、これに次いでタプルＢによってＯＥＭＤ　ＥＦＦＣ Ｔを呼出し、この際その中間にタプルＡによってブロック内でタプルＡがタプル Ｂよりも前にあるか、またはタプル八をもつ基本ブロックかタプルＢを持つ基本 ブロックよりも正しく優位にあることか保証される。従ってエフェクト　スタッ ク上のＥＸＰＲＣ０ＵＮＴタプルの値か、スタック深度の増加に従って減少する （すなわちより最近に押出されたタプルは、これより以前に押出されたタプルよ りも高いＥＸＰＲ−ＣＯＵＮＴＳを有する。）。これはＦＩＮＤ　ＥＦＦＣＴル ーチンは、ＥＸＰＲＣ０ＵＮＴかＭＩＮ　ＥＸＰＲＣ０ＵＮＴより少ないかこれ に等しいタプルＴに遭遇すると同時にエフェクト　スタックのサーチをショート 　カットしうろことを意味する。これはＴより深くスタックされているすべての タプルエフェクト　スタックの実現あるいは具体化に実際に用いられるメカニズ ムは完全にフロント　エンド２０によって定まり、１つのタプルの実行が、他の タプルによって計算された値に影響するかしないかのフロント　エンドの決定に は、通例の如くのルール（法則）か用いられる。繊細なスタックの実現化も可能 である。但しこれは非能率であることか多い。より具体性のある実現化は、ハツ シュ（寄せ集め）テーブルを囲んで構成することであり、これによって多数の小 スタック（それぞれか１つまたは僅かの変数のみに関連する）を単一の大スタッ クの代わりに用いることかできる。
次にエフェクト　クラス　インタフェイスについて説明する。
すべてのエフェクト　セットは、エフェクト　クラスのセットを表わすビット　 ベクトルであり、１つのエフェクト　クラスは、メモリ位置のいくつかの任意の セットを表わすことを想起されたい。典型的にエフェクト　クラスは次のものの １つを代表する。
１、　単一のネームの変数。有効な最適化（例えば非アグレゲートの）のために 、ルーチンにおいて頻繁に用いられるローカル変数は、これに専用とされたエフ ェクト　クラスを持たせる。
２、　いくつかの共通の特性をもったネームのセット、例えば、ＦＯＲＴＲＡＮ では、特殊のネームの共通ブロック内のすへての変数。
３、　ルーチンの際迄決定されないが、いくつかの共通特性を育しているメモリ 位置のセット、例えば、当該ルーチンの外側では見られるすべてのメモリ位置、 （従ってルーチンコールによって変化しうるちの）；あるいはパスカル（Ｐａｓ ｃａｌ）においては、特定のタイプを有し、ＮＥＷコールにダイナミックに割当 てられるすへてのメモリ位置。
これはフロント　エンド２０か規定する明確なりラスの最大数である。初期具体 化（インプレメーション）においては、これは１２８となる。ＧＥＭ　ＳＥ　Ｅ ＦＦＥＣＴＳ　ＳＥＴタイプはＯＥＭ　ＳＥパッケージによってエクスポートさ れる。
ＢＩＴＶＥＣＴＯＲ（ＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳ）に展開する のはマクロである。従って宣言（デクラレーション）Ｘ：ＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦ ＥＣＴＳ　ＳＥＴでは次の各構成はすべて自然数となる。（ただしＸ　［：Ｎ） 　＝誤り：セットＸよりエフェクト　クラスＮを除去！仮にＸ　（Ｎ）であると −−−セットＸ内にクラスＮをエフエント！エフェクト　クラス　インタフェイ スに対するインタフェイス　ルーチンについて以下に説明する。フロント　エン ド２０は次のルーチンの実行を要する。
ＥＦＦＥＣＴＳ　ＢＶ　：インアウトＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦＥＣＴＳ　５ＥＴ） フエントの結合を次に書込む エンド　クラスのセットを次に書込む。
りを含むと思われるエフェクト　クラスのセットを書込む。
ＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦＥＣＴＳはエフェクトを有するタプルのみにより呼出され る。
コンパイラは上述の如きインタフェイス　ルーチンに対する具体化を行なうを要 する。しかしこれらのルーチンは生産（本番）コンパイラ用のものではない。こ れらは効率が悪く、１つのタプルが他のタプルを無効にするときのルールは如何 なる特殊ランゲージの文意とも正確には一致しない。しかしこれらは生ずべき、 欠陥の有効な最適化を可能とし、しかもフロントエンド２０の他の素子を具体化 する。
各シンボル　ノードのＥＦＦＥＣＴＳフィールドは、３２とＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　 ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳの間でエフェクトクラス番号として処理される。フェッ チまたはストア　タプルのアドレス式がベース　シンボルを有するときは、この シンボルのＥＦＦＥＣＴＳフィールドをチェックする。もしこれか上述のエフェ クト　クラス具体化を用いるエフェクト　セラＡＳＳを呼出す。
このインプレメンテ−ジョン（具体化）は、エフェクトに対し単一のモデルを規 定することによってエフェクトに関する情報を提供する。
１、　多数かオーバーレイされていない。
２、　データ　アクセス演算が正規様式（ＣＴ、００６で規定された）でなく、 （メモリに対し）またはエフェクト０（フェッチに対し）に従属する。
ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳを有する。ＡＲＧＡＤＲパラメータは、呼がそのアドレ ス　オペランド内に書込みを行なったときのように処理される。
ＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳを通じるエフェクト　クラス０およ び３２がリザーブされるエフェクト０は参照された変数が識別できない（ポイン タ　デレファレンス、パラメータ等）ときのメモリを表わす。
正規型式のデータ　アクセスを用いて変数が第１に表われるときは、この変数は ３２よりＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳまての範囲において、エフ ェクト　クラス番号ｎを割当てられる。この番号はシンボル　ノードのＥＦＦＥ ＣＴＳフールド内に記録される。このレファレンスの変数およびこれの後続のす べてのレファレンス変数はエフェクトまたはディベンゾンシイｎを有する。
この具体化は実験、試験（テスト）等に対し、いくつかのフックを含んでいる。
１、　エフェクトまたはディベンゾンシイを有するであろうタプルは、フロント 　エンドにリザーブされており、このタプルのエフェクトおよびディベンゾンシ イを記録する１つ以上の“エフェクト　フィールド”　（ＥＦＦＥＣＴＳ。
ＤＥＰＥＮＤＥＮＣＩＥＳ、エフェクト−２等）を有する。
コンパイラ・サブライド　エフェクト　クラスはエフエフベクトルとする。すな わち、仮にこのフィールドのビットｎか真であると、ルーチンはダブルによって 計算されたエフェクトにエフェクト　クラスｎを加算する。
２、　フロント　エンドは、変数のシンボル　ノードのエフェクト　フィールド 内にｌとＧＥＭ　ＳＥ　Ｋ　ＭＡＸ　ＥＦＦＥＣＴＳ間のエフェクト　クラス番 号を書込むことによって、この変数に対するエフェクト　クラスを選択すること かてきる。ＥＦＦＥＣＴＳ　フィールドがゼロでない場合には、エフェクト　ク ラス　ルーチンはエフェクトクラスを割当てない。
３、　エフェクト　クラス１ないし３２はフロント　エンドの使用のためにリサ ーブされる。フロント　エンドはこれらのエフェクト　クラスに任意の解釈を割 当てることかできる。
上述の直線ディベンゾンシイ具体化に用いるため、フロントを呼出す必要かある 。このインプレメンテ−ジョン（具体化）は、ＧＥＭ　ＳＥ　ＥＦＦＥＣＴＳお よびＧＥＭ　ＳＥ　ＤＥＰＥＮＤＥＮＣＩ　ＥＳにより形成される情報を使用し 、無効の交差点が非ゼロである如くする。
誘導変数 本発明の一特徴として、コンパイラの中における誘導変数の改良した処理方法が ある。第一に、誘導変数の定義及び検出について説明する。
整数の変数Ｖは次のような場合、即ちループＬ内に生ずるＶの各メモリーか次の 条件の場合にループＬの誘導変数と称する：１、実行される各時間においてイン クレメント（又はディクレメント）■か同じ量の場合。
２、ループを通じて各”完全トリップ”内で最大で１口実行される時、トリップ はこれがループのトップにフローバックするときに”完全（コンプリート）と称 する。
例えば、次のコードは、誘導変数Ｖを表すものである。
ラベルＬＶ＝１ １Ｆ　Ｖ＞１０ ＧＯＴＯＬＡＢＥＬ　Ｍ ＬＳＥ ＰＲＩＮＴ　Ｘ ＥＮＤ　ＩＦ コンパイル（翻訳）機能において誘導変数の発見に加えて我々は、誘導式（エク スプレッション）にも関心をもっている。
誘導エクスプレッションとは、誘導変数の直線関数として計算できるエクスプレ ッションを称する。
次のプログラムについて考えてみる。
ＤＯＩ＝１．１００ ＥＮＤ　Ｄ。
エクスプレッション“Ｉ＊８”、“Ｉ−４”Ｔ”及び“Ｔ＊４”は、いずれもＩ の誘導関数として再計算できるので全てが誘導エクスプレッションである。
誘導変数に基ついて最適化の例として次のごとくの例を考える。
Ｉ＝ｌ； Ｌ　：　Ｘ＝Ｘ＋　（４°　Ｉ） Ｉ＝１＋ま ただし　Ｉ　＜＝１００　ＧＯＴＯＬ これはＤＯループのそれ自体てあり、■はループ制御変数である。誘導エクスプ レッションＩ＊４はループを通ずる各１回のトリップごとに４だけ増加すること に留意されたい。新しい変数１２を導入することにより、倍算を加算によって置 き換えることかでき、これはより安価な演算である。これは、長い間にわたりコ ンパイラを最適化するのに用いられた強度減少として知られた最適化である。
ただし　Ｉ　＜＝１００　ＧＯＴＯＬ ここにおいて我々は、２つの変数（Ｉ及びＩ２）を有しているが、このうち１つ のみを使用していた。Ｉ２の代わりに■の使用に再注目することによって、オリ ジナルのループ制御変数を完全に消去することかできる。
ｌ２＝４； Ｌ・　Ｘ＝Ｘ＋　Ｉ　２ Ｉ　２＝　１　２＋４ ただし　Ｉく＝４００ＧＯＴｏ　Ｌ この最適化は誘導変数消去として知られている。
この最適化（強度減少及び誘導変数消去）は、誘導変数に直接動作する。これら の最適化に加えて誘導変数検出は、他の最適化、例えば、自動インク／デック（ ｉｎｃ／ｄｅｃ）、ベクトル化、ループ反ローリング等に対し、情報を形成する 。
第１図のコンパイラに使用されるモデルにおいて誘導変数は、ループ中に１回以 上インクレメントされる。更に、変化の数は、各繰り返しに対し、異なるように することさえもできる。実際上も、特種な繰り返しに対しては変化の数をゼロと するこもできる。ループの不変量のインクレメント値は、各個別メモリーにより 異なることもあるか、各個別メモリーは、実行されるごとに必ず同じ量だけ変化 をインクレメントする必要かある。
誘導変数にはいくつかの異なるカテゴリーか存し、これらは異なった特性をもっ ており、基本的誘導変数、誘導エクスプレッション、疑似誘導変数を含んでいる 。
基本的誘導変数は、誘導変数の最も簡単な形態である。これらは、ループ全体を 通じて適用される既知の特性を有している。
他の総ての誘導変数及びエクスプレッションは、基本的誘導変数の直線関数とし て常に構成される。基本的誘導関数は、一般洛口慎宗笛工）の闇Ｃニメモリかな い場合はｍ：のアリスマテイツにＩ＝Ｉ＋ｑ又はＩ＝Ｉ−ｑの形態て変形され、 ここにおいて“ｑ”はループ不変量である。しかしより一般的な要求は、Ｉ＝ｆ （１）の形を当てはめることである。ここで、ｆ（１）は係数１をもったＩの直 線関数である。
付属書内に示されたアルゴリズムにおいて特定のループの基本的誘導変数は、ル ープ　トップ内のセットして表されている。
このセットに加えてループを通ずる各トリップごとには実行されないこともある 条件付メモリである基本的誘導変数をも存在している。これはベクトル化を禁止 し、より”好ましく”強度減少を行い得る。
誘導エクスプレッションとは、誘導変数又は他の誘導エクスプレッションの直線 関数を意味する。誘導エクスプレッションは、次の形態のいずれかである。
−ｆ（１） ｆ　（１）　＋ｇ　（１）　ｆ　（Ｉ）　−ｇ　（１）ｆ　（１）　十Ｅ　Ｅ十 ｆ　（Ｉ） ｆ　（１）　−Ｅ　Ｅ−ｆ　（１） ｆ　（１）”Ｅ　Ｅ”　ｆ　（Ｉ） ここてｆ（Ｉ）及びｇ（Ｉ）は、ループＬに関する基本的誘導変数より導かれ、 またＥはループＬ内の不変量である。ｆ（Ｉ）とこれかオペランドであるアリス メティック　オペレータ（算りＪ−＋−１−ブ　＋小會曾　−一１間ツー、＋− １−、、１１手アψしｒ−ｈハ昏小ＦＰＩ　Ｉｌ：Ｊ　ｌｌＱ　昇７）　Ｖノ１ ８１１−　７　１−　ノ　／ノ　′６Ｖ’ｍＯ１６，’＋　ｖノ　ｊ　／　Ｉｌ 　−Ｉ　ｌ　／りオペレータはループＬに関する基本的誘導変数Ｉより導かれト リップをベクトル化することができる。ここにおいて得られｂ）　Ｘかループ不 変数であり、基本的誘導変数である少なくとも１つの変数をもったＩＤＥＦビッ トをシェアするとき。
付属書内に記載したアルゴリズムの説明は、その説明を簡単にするため、次のご とく（あるいはこれより多くの省略を設けた）： （１）直線関数の定数部分の集合はオーバーフローを生じ得ない。（２）総ての メモリは、変数を完全に再規定し得ること。
付属書内に説明されているアルゴリズムはループ内で変形される総ての変数は基 本的誘導変数とみなしている。各ループトップは基本的誘導変数を有する。基本 的誘導変数に対する要求を満足しないメモリも有り得るので、ループ　トップの 基本的ＴＶ上セツトり変数を消去する。
誘導エクスプレッション及び導出された誘導変数は、常に基本的ＩＶの関数であ るため、基本的ＩＶ（誘導変数）のフェッチは誘導エクスプレッションの原子的 形態であるといい得る。
即ち、誘導特性をもつべきエクスプレッションに対しては、これは誘導オペラン ドであるか或は基本的誘導変数のフェッチである。前に述へたルールを用いて、 基本的ＩＶに関する推定に基つき、簡単な誘導エクスプレッションより誘導エク スプレッションを構成する。誘導エクスプレッションの基本的ＩＶは、常にこの エクスプレッション（式中）に保持されている。従って、アルゴリズムか経過し た後、我々は、エクスプレッションか実際に誘導的であったか否かをこれを導出 した基本的ＩＶがループの基本的ＩＶセット内に依然として存するか否かをチェ ックすることにより真の誘導的であるか否かを決定できる。
付属書内に述へたＦＩＮＤ　ＩＶアルゴリズムは、ＤＡＴＡＦＬＯＷフェーズの 一部となりこれは第１ドミネータのスリーウオークの深部となる。
これで行われるタプル　プロセスの全体の要約を示す。
ＴＵＰＬＥ　［０ＰＣＯＤＥ］ ［ＦＥＴＣＨ］ ベースシンボルが依然としてＩＶベペー　キャンディデートの場合 このダブルをインダクティブ（誘導性）としてマークする。
［５ＴＯＲＥコ ■をメモリのベースシンボルとする。
蓄積される値か誘導性でないか或は、 蓄積される誘導値の基本的ＴＶかＶてないか又は蓄積値の係数が１でない場合、 ループ　トップの基本的ＩＶよりＶを除去次いで、 ループ　トップの基本的ＩＶよりＶを除去、次いで、 メモリを誘導的とマークする。
［ＡＤＤ、ＳＵＢ、ＭＵＬ、なとコ １つのオペランドかインダクティブであり、他のオペランドかループ不変性であ る場合には、このタプルを誘導的とマークする。
このフィールドをタプルデータ構造に加算し、更に、このフィールドをフロー　 ノードに加算し、誘導変数検出をこれによって表６ａに述べるごとくして行う。
ＫＦＯＬＤ　（Ｋ倍）ＲＯＵＴＩＮＥ（７）自動形成前述のごとく、第１図のプ ログラミング　ランゲージ　コンパイラはソース　ランゲージ内に書き込まれて いるプログラムをターゲット　マシン２５のマシン　ランゲージに翻訳する。
このコンパイラは、フロント　エンド２０を有し、これは、ソース　ランゲージ の知識を翻訳すべきモジュール２１内に導入し、更にバック　エンド１２を有し 、これは、ターゲット　マシン２５のマシン　ランゲージの知識を内蔵する。フ ロントエンドは、ソース　ランゲージのプログラムをＩＬＧ　５５の中間ランゲ ージに翻訳し、バック　エンドは、中間ランゲージよりのプログラムをターゲッ ト　マシン　ランゲージのプログラムに翻訳する。
中間ランゲージは一般にオペレータ（“演算子”例えば、ａｄｄ、５ｈｉｆｔ、 ｃｏｍｐａｒｅ、ｆｅｔｃｈ、５ｔｏｒｅ又はｔ　ａｎｇｅｎ　ｔ）の収集を行 い、またデータ　タイプ（“サイン付き３２ピツト整数”、“ＩＥＥＥ　Ｓ−ｆ ｏｒｍａｔ　ｆ］ｏａｔｉｎｇ　ｐｏｉｎｔ”又は“ｃｂａｒａｃｔｅｒ　ｓｔ ｒｉｎｇ”なと）の収集を行い、かつ、これらデータ　タイプの値のりプレゼン テーション（表示）を行う。
オプテイマイザ（最適化装置）２６に含まれる最適化の１つは評価ルーチンのコ ンスタントの表示である。コンスタント表示（エクスプレッション）に関するソ ース　コード　リスティング（表）の１例は第６図に示してあり、ここにおいて Ａ及びＢは定数てあり、したかって、Ａ十Ｂも定数であり、またＩ及びＪは両方 とも同じ定数に等しい。コンパイラは計算Ａ＋Ｂを行うことかでき、また、ラン 　タイム（運転時間）においてＡ及びＢのフェッチを個別に制御し、更に、ＡＤ Ｄ演算のセーブもこれと同時に行う。第６図の符号のＩ＝Ａ＋Ｂ及びＪ＝Ａ十Ｂ の式は、上の理由により両方とも単に５ＴＯＲ＃９、■又は５ＴＯＲＥ＃９、Ｊ て代表される。これは”コンスタント　ホールディングとして知られており、そ れは、コンスタント即ち定数か検出され、翻訳時間中に計算され、かつ、オブジ ェクト　コード　イメージ中に”ホールディト（折り込み）”されるからである 。これを行う機構は、Ｋホルト　ルーチンと称されるオプテイマイザ２６の一部 である。
第１図のコンパイラは、これらの定数表示を発見するため、中間ランゲージのエ クスプレッションを評価するにホルト　ルーチンを有している。一般に、中間ラ ンゲージの演算子か与えられ、かつそのオペランド値が与えられると、このルー チンは、これらの値に対し、割り当てられた演算子によって計算される同じ値に 対し、劣勢（弱い値−ｍ−イールド）となる。このような定数式評価ルーチンは 、コンパイラ内で多くの用途を有する。
例えば次のごとくである。
（ａ）プログラムに対し発生されたマシン　コードの実行速度は、プログラムの ある式かコンパイラ自体で評価し得るときは、そのプログラムか実行されるとき よりも改良される。
（ｂ）いくつかのソース　ランゲージは、一定値を表すのに一定のオペランドを もった式を使用することを可能とする。このようなランゲージの翻訳には、コン パイラによりこのような式を評価するを要する。
（Ｃ）中間ランゲージ内に設けられた演算のレパートリ−かプログラム　ランゲ ージによって設けられた演算のセットよりもリッチであるか又はコンパイラが使 用される環境に比してリッチである場合には、このコンパイラ内で幾つかの計算 を遂行する最も便利な途は、これを中間ランゲージ内で表し、かつこれを定数エ クスプレッション評価ルーチンに提出することである。
定常エクスプレッション評価ルーティンの実行はかなり困難な仕事かも知れない 。ＩＬには、１０以上の演算（例えばＡＤＤ、　５ＵＢＴ。
ＣＯ３ｒＮＥ、等々）かあり得ようし、異なるデータ　タイプを考えるときには （例えばＩＮＴ３２．　Ｎ［ＮＴ６４．　ＦＬＯＡＴＡ、等々）、中間言語は数 百ないし数千の演算子を持つこともあろう。評価器は、コンパイラがその機能を 完全に若しくは正確に実行するのを失敗しないように、各演算を各データ　タイ プに正確に適用できるようになっていなければならない。特に、浮動少数点タイ プか係わっているときには、中間言語で表すことのできるすべての演算かコンパ イラの実行するプログラム用言語に直接通用するとは必ずしも云えないであろう 。その結果、定常エクスプレッション評価ルーティンは、数百に及ぶ異なった場 合を含み極端に長くなりがちで、高度に誤り易い傾向がある。
本発明の１つの実施例の重要な性質に従えば、中間言語の演算子の正確な意味か 常に簡潔且つ正確に特定できる言語はその中間言語それ自身であるという難点か ある。換言すれば、コンパイラのバック　エンドそれ自身か中間言語の任意の演 算子を正確に実行する符号を生成する能力を持たなければならない。
更に別の云い方をすれは、これは、コンパイラのバック　エンドか各中間言語の 効果を実現するのに必要な一連の機械語の命令の知識を既に具現しており、定常 エクスプレッション評価ルーティン中てこの同じ知識を再び異なる形で符号化し なければならないのは冗長てあろう、というのである。
この概念に基づき本発明に従えば、定常エクスプレッション評価ルーティンの機 械的な生成は簡明なものとなる：最初のステップは、正常のコンパイラとして同 じバック　エンド１２を使うか、そのフロント　エンド２０は下記の特殊なフロ ント　エンドと置き換える図１の新しいコンパイラを創生ずることである。
（下記のように演算するコンパイラ用の特殊モードを具える、と云うのと等価で ある。） ２番目には、特殊のフロント　エンド２０又は特殊の演算モードは、ソース　プ ログラム２１を読み出し且つ翻訳することはしない。その代わりに、それは定常 エクスプレッション評価ルーティン用の中間言語を次のように生成する：（ａ） このルーティンは仮数リスト中て特定される中間言語演算子に基づき場合を選択 する条件付分枝を実行する。
（ｂ）各場合は単−演算子用の符号を含む。それは被演算値をルーティンの仮数 リストからフェッチし、演算子をそれらに適用し、結果を返す。
（Ｃ）ルーティンは中間言語中で直接に生成されているから、各場合用の符号は 単に、被演算子を仮数リストからフェッチする中間言語演算子と、その次のこの 特定の場合用の中間言語演算子と、さらにその次の結果を返すための中間言語演 算子とから成る。
３番目には、この中間言語のグラフかコンパイラのノ＜・ツクエンドに服従し、 定常エクスプレッション評価ルーティンのための機械符号を生成するであろう。
いま述べた特殊のフロント　エンドでは、それに対して場合が生成されなければ ならず、各場合用に中間言語を機械的に生成できるすべての演算子のリストを、 フロント　エンドか含むことができる。
しかし、しはしは生起するように、もしコンパイラのバックエンドか演算子情報 のテーブルを含むならば、処理は更に簡単化することができる。（例えば、その ようなテーブルは、フロント　エンドにより生成された中間言語のグラフの正確 さをチェックするのに用いることができる。）すると、特殊のフロント　エンド にとって、どの場合が生成されるべきかを定めるために既にバック　エンドによ り設けられているこのテープルを使うことか可能になる。
れるオブジェクト　モジュールに入っているプログラム　タイプ型の情報を構築 するのにフロント　エンド２０及びツク・ツク　エンド１２により使用されるメ カニズムを具えている。このタイプ特定化サービスは、プログラム　シンボル及 びそれに付随するタイプ情報を、ターゲット　オブジェクト　ファ仙し要求と（ よ独立のやり方で、オブジェクト　モジュール　ビルダー２９（こ記述すること をフロント　エンド２０に許容すること力１意図されている。このタイプ特定化 サービスは、手続き的な「タイプの文法」として行動し、それによりコンノ（イ ラは抽象タイプ特定イヒ及びプログラム　シンボルに関連させることかできる。
タイプ特定化インタフェースが以下に定義され、ＧＥＭ　ＴＤササ−スの使用の 多数の実例か引用される。
タイプ情報の創生はシンボル　テーブル３０との関係で生じ、フロント　エンド ２０にプログラム　タイプ情報の抽象表現を特定することを許容する。オブジェ クト　モジュ−／し　ビルダー２９は後にこの情報をデバッグ　シンボル　テー ブル情報を構築するのに用いるであろう。
ＧＥＭ　ＴＤモジュールはフロント　エンド２０に基礎タイプ及び派生タイプを 記述することを許容するサービス　ルーティンを具える。これらのルーティンは 特定化されたタイプ情報を記述する内部データ構造を典型的に構築する。新しい コンパイラノード　タイプＧＥＭ　ＴＤＩは、このタイプ情報を管理するために 定義されよう。タイプ　ノード　データ構造はコンパイラ１２に対して非公開て あり、フロント　エンド２０によって変えたり検討したりされることはできない 。タイプを定義するときフロント　エンド２０はタイプを定義するＧＥＭ　ＴＤ ルーティンによって「ハンドル」がタイプ　ノードに戻される。ハンドルはフロ ント　エンドにプログラム　シンボルを持つタイプと連携することを許容するか 、データ構造のフィールドを変えたり検討したりすることは禁止する。
タイプ　ノードはスコープにより創生され、管理されるであろう、すなわちタイ プ情報を送るときにフロント　エンド２０はタイプがその内部で宣言されるへき ブロック　ノードを特定するであろう、またシェルは該スコープの内部における タイプノードの管理に対し責任を持つであろう。シェルは、その中でタイプか定 義されているブロック　ノードに根ざすリスト中のタイプ　ノードを管理するで あろう。ブロック　ノード　デーを定義するために拡張されよう。
フロント　エンド２０は、タイプ特定サービス　ル−ティン（こオン　ザ　フラ イ呼を発することを選択してもよし１し又（まタイプ情報を生成するために全シ ンボル　テーブルをノ（ス才−７＜−することを選択してもよい。
タイプを定義した後、フロント　エンドはこのタイプ情報をそのタイプのシンボ ルに連携させなければならなし）。シンボルノードは、シンボルをそのタイプに 連携させるの（二使われた新しいフィールドＤＳＴ　ＴＹＰＥ　ｒＮＦｏを持っ てあろう。シンボルされたタイプ　ノード　）１ンドルのアトルスを含むであろ う。
持たないシンボルのためのタープ・スト特定行動様式を持ってあろう。
図７を見れば、関数： ｉｎｔ　ｔｏｙ　ｐｒｏｃｌ） ｆｌｏａｔ　ｂ、ｃ； に対するデータ　フィールド及び相互関係力く説明されて０る。
ｔｏｙ−ｐｒｏｃ用のブロック　ノード６０は、シンボル　テーブル３０中の、 エントリー６３．６４及び６５を指し示すフィールド６１及び６２（ｄｅｃｌリ スト　ポインター）を含む。またそれはｉｎｔとｆｌｏａｔ用にタイプ　リスト のエントリー６８及び６９を指し示すタイプリスト　ポインターとして機能する フィールド６６及び６７を含む。
エントリー６３．６４及び６５はまた、それか成り立つ場合はｉｎｔとｆｌｏａ ｔ用のエントリー６８及び６９を指し示すポインター７０．７１及び７２をも持 っている。
ＧＥＭ　ＴＤタイプ特定サービスは、フロント　エンド２０に標準及び派生タイ プを定義することを許容し、これらのタイプをプログラム　シンボルに連携させ るルーティンから成る。コンノ々イラのバック　エンド１２はこの結果であるタ イプの定義とそれらのシンボル　ノードとの連携を用いてタープ・ノドを特定し たデバッグ　シンボル　テーブルを生成する。プール代数の記法は基礎タイプと は考えられていないことに注意されたい。１＜スカル（Ｐａｓｃａｌ）のような 言語用のコンパイラは真及び偽のエレメントを含む列挙としてプール代数の記法 を定義しなければならない。
マルチパス符号生成器用の行動言語 バック　エンド１２中で符号生成器２９による符号テンプレートを用いる符号生 成を為す方法が以下に記述される。符号テンブレートの選択及び適用はコンパイ ラ過程中で４回生じる。
１．　ＰＡＴＳＥＬＥＣＴ相は最良の符号テンプレートを選択するためにＣ０Ｎ ＴＥＸＴバス中にパターン整合をとる。（パターン整合中にＵＣＯＭＰ及びＤＥ ＬＡＹ最適化タスクかパターン整合過程の一部として平行して為される。） ２、Ｃ０ＮＴＥＸＴバス中のＴＮＡＳＳ　［ＧＮ及びＴＮＬＩＦＥタスクは、選 択されたテンプレートのコンテキスト行動を用いてエクスプレッションへの評価 命令を解析し、非局所生涯を持つＴＮを符号テンプレートに割り当てる。
３、　ＴＮＢ［ＮＤババス、選択されたテンプレートのパインディング行動を用 いて局所生涯を持つＴＮを符号テンプレートに割り当てる。
４、　最後に、Ｃ０ＤＥバスは、選択されたテンプレートの符号生成行動を用い てオブジェクト符号語の生成を誘導する。
テンプレートはコンパイラ過程中で様々な回数に亙り用いられる。これは３つの 主要なコンポネントから成る：１、［ＬＧパターン−テンプレートに整合するテ ンプレート選択過程を適用可能なＩＬＧ構造に誘導する。
２、遅延しない行動−整合したＩＬＧ構造の処理をＣ０ＮＴＥＸＴパス、ＴＮＢ ＩＮＤパス及びＣ０ＤＥパス中に決定する。遅延しない行動はテンプレートが各 パス中て最初に処理されるとき実行鴎　ＴＴ　−Ｊ−八１　ｈ町−七　ｈ　、ζ ｈ−１，いＩＩＩＭ仕整ｌ斗ム配ニーされる。その結果、各［ＬＧノードに対す るテンプレート行動は、各バスで１回宛計３回処理される。行動のうちのあるも のは、１つのバスに対してのみ意味を持ち、その他のバスでは無視される。その 他の行動は１つより多いバスで意味を持つが、各バスでで要求される処理はそれ ぞれ異なる。
３、遅延する行動−二の場合にも整合したＩＬＧ構造の処理をＣ０ＮＴＥＸＴパ ス、ＴＮＢＩＮＤハ、１．及びｃｏＤＥハス中ニ決定スル。遅延する行動は、テ ンプレートにより計算された結果が他のテンプレートの葉（ｌｅａｆ）として最 初に処理されるとき各バスを実行する。遅延する行動は、アドレス　モードを持 っＶＡＸのようなターゲット機械上では有益である。ＲＩＳＣのような単純なレ ジスタ機械は恐らく遅延する行動を重く用いないであろう。
コード発生テンプレートのＩＬＧパターンは次の４つの情報から成る。
■、テンプレート発生コードにより計算された値の表現をエンコードする結果値 モード（後記の付録に記載した種々の実施例参照）。
２、このテンプレートにより符号化し得るＩＬＧノードの配列を記述するパター ンツリー。パターン　ツリーの内部ノードはＩＬオヘレータヱ゛ゐり、ノ＼ター ン　ツリーＵ）蚊果は１ｒＩＬ七−である。
３、プール　テストのシーケンス。これらテストの全ては適用し得るパターンに ついて順序正しく評価する必要かある。
４、このテンプレートで発声されたコードの“コスト”を表わす整数。
パターン又はＰＡＴＳＥＬＥＣＴフェーズはテンプレートのパターンを有するＩ ＬＧサブツリーを照合する。２以上のテンプレートパターンを一つのＩＬＧノー ドて適用し得る場合は、パターン照合器はとのパターンか最低推定コード　コス トになるか知るまで択一的テンプレート間の選択を遅らせる。
３つの異なるアクション　インタブリート、即ち、Ｃ０ＮＴＥＸＴインタブリー タ、ＴＮＢＩＮＤインタプリータ及びＣ０ＤＥインータブリータかある。各テン プレータのアクションは適正なインタブリートによりコンパイラの３つの異なる バス内で実行される。同一のテンプレートかこれら３つの全パス内で使用される か、アクションの意味はフェーズ依存であって各バスで異なることか行われる。
多くのアクションは３つのバスのうちの一つのみに意義かあり、他の２つのバス には関係ない。他のアクションは２つ以上のバスに意義かあるが、一つのバスに のアクションの意味と著しく相違する。しかし、テンプレート内に１つのアクシ ョン　シーケンスを有するだけにすると種々のバス間の従属性を理解し維持する ことか極めて容易になる。
各テンプレートに対するアクション　シーケンスは２部分、即ち非遅延アクショ ン及び遅延アクションから成る。選択されたＩＬＧノードのパターンか最初に処 理されるときは非遅延アクションかインタブリートされる。ＩＬＧパターンか別 のＩＬＧパターンの枝葉として後に使用されるときは遅延アクションがインタブ リートされる。
非遅延アクションのインタブリートの開始時に、オペランド変数のテーブルが生 起される。オペランド変数はテンポラリネーム（ＴＮ）　、リテラル又はターゲ ット　スペシフィック　アドレス　モードを含むことかできる。
各テンポラリネームは３つのクラス、即ち（１）永久ＴＮ、（２＋遅延ＴＮ及び （３）ローカルＴＮはその寿命及び使用法により決まる。
各ＴＮは割当寿命を有する必要かある。割当寿命は適正なテンプレート　アクシ ョンにより開始され、ＴＮの最終使用に至る全フローパスに沿って及ぶ。永久ク ラスのＴＮはそのＴＮの生起後の将来において任意多量のコードを終了させる寿 命を有。
することができる。遅延クラスの寿命は、そのＴＮが枝葉として使用されるとき その短時間後にテンプレートの遅延アクションを開始させ終了させる必要かある 。ローカルＴＮの寿命は決して単一パターンのインタプリチージョンを越えない 。
ＴＮのクラスはそれがとのように処理されるかを決定する。
永久クラスＴＮはＣ０ＮＴＥＸＴパスにおいて１回生起され、全３個のバスに亘 って同一のＴＮデータ構造か維持され、これかＴＮの複雑な寿命記述をストアす るのに使用される。遅延クラスＴＮ及びローカル　クラスＴＮは極めて制限され た持続時間の寿命を有するため、これらＴＮはこの情報を追跡するのに永久デー タ構造を必要としない。この結果、遅延クラスＴＮ及びローカルクラスＴＮ用の ＴＮデータ構造はアクションをインタブリートする際に各バスごとに構成され、 各バスにおけるそれらの最終使用直後に消去される。各バスにおける同一のアク ション　シーケンスをインタブリートすることにより、これらクラスのＴＮに対 し各バスごとに同一のＴＮデータ構造を構成することか保証される。
種々のテンプレート　アクションの大きなリストかある。これらアクションのい （つかはターゲット　マシーン従属である。
後記の付録には提案の又は−例のテンプレート　アクションリストを含めである のて、ユーザはこれらのコード　テンプレート例を用いて特定の実施例に対し必 要な事項を決定することができる。
図１のコンパイラ　フレーム　ワーク１０に使用する内部表現はシンボル　テー ブル３０及び中間言語グラフ５５を具え、これらはソース　モジュール２１の構 造データ及びコードを表わすために、フロントエンド２０により発生されるデー タ構造である。以下に、シンボル　テーブル３０及びＩＬグラフ５５に使用する 中間言語の仕様を含むこれらデータ構造の基本要素であるノードについて説明す る。図１につき説明するコンパイラでは、フロント　エンド２０が、ソース　モ ジュール２１に含まれるプログラムのブロック、ルーチン、変数リテラル値等を 記述するためにシンボル　テーブル３０を発生すると共に、実行可能コードを記 述するために１以上の中間言語グラフ５５を発生する。これらの内部データ構造 について以下に説明する。
一般に図１のコンパイラ、特にその中間言語及びシンボルテーブルの設計はＶＡ Ｘのような「コンプレックス　インストラクション　セット　コンピュータ（Ｃ ＩＳＣ）ＪからＰＲ）ＳＭ、ＭＩＰＳ　（３２ビツト　マシーン）のような「レ デューストインストラクション　セットコンピュータ（ＲＩＳＣ）Ｊ又はアドバ ンスト６４ビツトＲＩＳＣアーキテクチヤまでの種々のアーキテクチャをアドレ スするようにする。この設計はターゲット　マシーン２５のアーキテクチャか所 定の基本特徴を有するものと仮定する。最初に、バイト構成及びアドルサピリテ ィを仮定すると共に“リトル　インディアン”ピット　オーダリングを用いる２ の補数２進演算を仮定する。更に“正当”アドレス表現、即ちレジスタにフィツ トするアドレスも仮定する。
一般に、フロント　エンド２０はプログラムの中間表現を生成する際にターゲッ ト　アーキテクチャの詳細について知らなくてよい。中間表現の殆どの構成はタ ーゲット　アーキテクチャ２５と無関係の明確な意味を有する。しかし、フロン ト　エンド２０を実現するには解決しなければならないいくつかの問題かある。
第１に、以下に説明するように全てのデータ　タイプか全てのアーキテクチャに 使用できるわけてはない。第２に、以下に説明するように演算オーバフロー動作 及び“小整数“演算の表現か異なるアーキテクチャごとに変化することかある。
第３にいくつかのオペレータ（例えば演算シフト　オペレータ）の動作かオペラ ンド値のサブ　レンジに対し決められ、これらサブ　レンジに対し基本マシーン 命令か個々のアーキテクチャごとに決められている。この指定されたレンジ外の オペランド値に対してはこのようなオペレータは任意の特定のマシーンに対し良 好に動作するか、異なるマシーンには異なる動作をすることかある。最後に呼出 し規定がターゲット　システム２５ごとに異なり、フロント　エンド２０が場合 により同一のソース言語構成に対し異なる中間表現を発生することが要求される 。
ここで、「中間言語」とは実行可能コートを指定するアブストラクト（抽象）言 語を意味する。「中間言語グラフＪ　（ＬＥＧ）５５はこの言語で記述された特 定のプログラムである。
グラフ５５内の中間言語は実際はメモリ内のデータ構造の言語であり、構文構造 を与えるポインタを有する。しかし、デバッグ援助としてコンパイラにより書か れるＩＬダンプに対し使用されるＩＬＧのための近似テキスト表現もある。
ＩＬの基本コンセットは図４につき上述したタプルにあり、ＩＬＧ５５は実行す べきオペレーションを表わすタプル３５から成る。これらタプルは種々の関係を 表わすポインタ（例えばオペランド　ポインタ３８）により互いに結ばれる。最 も重要な関係はオペレーターオペランド関係（オペレータからそのオペランドの 各々へのポインタ３８）及びＩＬＧの各基本ブロック内の全てのタプルの線形順 序であり、この線形順序は公称実行順序を与える。この線形順序はブロック内の タプル番号４０及びルーチン又はモジュールの全てのブロックをリンクするポイ ンタにより表わされる。
ＩｔＧ５５により定義される計算は次の通りである。
（１）ＩＬＧのＢＥＧＩＮタプルにおいてスタートする。
（２）各タプルを線形順序で評価する。即ち、そのオペランドの保管結果をフェ ッチし、その結果を計算及び保管し、この結果に対し定義し得る任意の二次アク ションを実行する。（この簡単な評価規則には“フロー　ブーリアン”及び“条 件付き選択”オペレータに対し例外かある。）（３）分岐ダブルの評価後にこの 分岐タプルにより選択されたラベルタプルにおいて評価を続ける。
これらの規則はＩＬＧグラフ５５の「意味」を定めるものと理解されたい。コー ド発生器２９はＩＬＧにより支持されるアクションを、それらの従属性を保存す る限り、次の規則に従って再配列することか許される。
（１）ＴＬＧ５５がエクスプレッション（式）を含むと共にステートメントを含 み、その実行かこのエクスプレッションを評価することにより計算された値に影 響を与えるかもしれない場合には、このエクスプレッションに対する発生コード 及びこのステートメントに対する発生コードはこのステートメントとエクスプレ ッションがＩＬＧに発生した順序と同一の順序で実行しなけれはならない。
（２）ＩＬＧ５５か、２つのステートメントを含み、それらの実行かある共通の エクスプレッションを評価することにより計算される値に影響を与えるかもしれ ない場合には、この２つのステートメントに対する発生コードをこの２つのステ ートメントがＩＬＧに発生した順序と同一の順序で実行しなければならない。
ステートメントの実行かエクスプレッションの評価により計算される値に影響を 与えるかもしれない場合の問題は以下に記載するサイド　エフェクト　ヌカニズ ムを参照して解決される。
フロント　エンド２０により構成されるＩＬＧ５５はバックエンド１２により処 理されるＩＬＧと同一てない。フロントエンド２０はコンパクトＩＬグラフ（Ｃ ＩＬＧ）を発生するが、バック　エンド１２は拡張ＩＬグラフ（ＥＩＬＧ）を処 理する。
バック　エンド１２かルーチン用コードを発生するときは、これが最初にするこ とはこのルーチンのＣＩＬＧをＥＩＬＧに拡張することである。両形態のグラフ の間にはいくつかの差異がある。第１に、ＣＩＬは“速記”タプルを提供し、こ れらタプルはＥＩＬの低レベル　タプルのシーケンスに拡張される。第２に、Ｅ ＩＬタプルを表わすノードはＣＩＬタプルを表わすノードより多くのフィールド を有する。追加のフィールドは、バック　エンド１２により使用される情報を含 むが、この情報はＣＩＬノード内のフィールドからＩＬ拡張器により計算するこ とかできる。第３に、ＣＩＬＧとＥＩＬＧとには異なる構造的制約かある。この 記載はコンパクトＩＬに向けられているか、この情報は一般にＣＴＬ及びＥＩＬ の両方にあてはまる。
シンボル　テーブル３０の構造はコンパイル中のモジュール２１の構造を表わす 。テーブル３０の中心はブロックを表わすブロック　ノードのツリー、及びモジ ュール２１の語い範囲であり、ツリー構造はそれらのネスティング関係を表わす 。各ブロック内に宣言されているノンポル　ノードのリストは各ブロック　ノー ドと関連する。シンボルノードは変数、ラベル又はエントリ　ポイントのような モジュール内のシンボリック　エンティティを表わす。コンパイル中の定数値は リテラル　ノードで表わされる。リテラル　ノードはシンボル　テーブル３０及 びＩＬＧ５５の双方から参照することかできる。タームリテラル　テーブルはコ ンパイル中に生起した全てのリテラル　ノードの集合体を参照するのにも用いら れる。フレーム　ノードはコード及びデータを割当てることかできる記憶区域を 表わす。
一般に、これらノードはルーチンのスタック　フレーム又はＰＳＥＣＴの何れか である。パラメータ　ノードはパラメータリストを作成するのに使用され、これ らリストはエントリ　ポイント　シンボルと関連する。各パラメータ　ノードは ルーチン内のパラメータ　シンボルをエントリ　ポイントのアーキテクチャ内の 位置と関連させる。
データタイプ グラフ５５で使用される中間表現はアブストラクト　マシーン２５に対するプロ グラムを記述し、このプログラムは下記のリストに記述する小セットのデータ　 タイプを有するのみである。これらデータタイプはフロント　エンド２０にのみ 関連するモジュール２１のソース言語のデータ　タイプと相違する。
各ターゲット　マシーン２５に対し、各ソース言語データ　タイプを表わすのに 使用するデータ　タイプを決定するのはフロント　エンド２０の応答性である。
データタイプ ヌル 符号付き整数 無符号整数 不動小数点 複素数 プール値 ヌルデータ　タイプは特殊データ　タイプで、値を計算しないタプルのタイプで ある。リプレゼンテーショナル　データタイプは、その値かターゲット　マシー ン　アーキテクチャに固有の表現を有するタイプである。スカラデータ　タイプ は、少数の固定数のメモリ位置又はレジスタで表わすことができる値を有するも のである。スカラデータ　タイプはアドレス　データ　タイプ及び演算データ　 タイプに細分される。演算タイプは適当数のビットにフィツトし得るもの以外の 他の任意の種類のデータを表わすのに使用することもできる点に注意されたい。
特に、ソース言語キャラクタ（文字）及び論理データタイプは整数データ　タイ プで表わす必要かある。単一アドレスデータ　タイプＡＤＤＲかある。タイプＡ ＤＤＲの値は３２又は６４ピツトの２進整数として表わされる。
符号付きデータ　タイプＩＮＴ８．ｌＮＴｌ６．ＩＮＴ３２及びＴＮＴ６４かあ り、ここでタイプＴＮＴ”−’の値はｘ−１ビツトの符号付き２進整数として表 わされ、従ってこの値は−（２′−Ｉ）−一−（２”−’−１）の範囲になる。
タイプＩＮＴ８はＴＢＹＴＥと称することもできる。タイプｌＮＴ１６はＩＷＯ ＲＤと称すこともてきる。ＩＮＴ３２はＩＬＯＮＧと称すこともてきる。タイプ ＩＮＴ６４はＩＱＵＡＤと称すこともできる。
アドレスとして同数のビットを有する整数タイプはＩＡＤＤＲと称すこともてき る。ターゲット　アーキテクチャに対しサポートされる最大符号付き整数タイプ （ＩＮＴ３２又はＩＮＴ６４）はＩＭＡＸと称すこともできる。任意の２進スケ ーリング（ＰＬ／ｒにおけるような）をフロント　エンドにより提供する必要が あり、スケールド　バイナリ　データ　タイプに対するＩＬ規定はない。
無符号整数データ　タイプＵＩＮＴ８．ＵＩＮＴ１６．ＵＩＮＴ３２及びＵＩＮ Ｔ６４があり、ここでタイプＵＩＮＴ”−’の値はｘ−１ビツトの無符号２進整 数として表わされ、従ってこの値は０−−−−　（２”−’　）の範囲になる。
タイプＵＩＮＴ８はＵＢＹＴＥ又はＣＨＡＲ８と称すこともできる。タイプＵＩ ＮＴ１６はＵＷＯＲＤ又はＣＨＡＲｌ　６と称すこともできる。タイプＵＴＮＴ ３２はＵＬＯＮＧと称すこともできる。タイプＵＩＮＴ６４はＵＱＵＡＤと称す こともできる。アドレスとして同数のビットを有する無符号整数タイプはＵＡＤ ＤＲと称すこともてきる。ターゲット　アーキテクチャに対しサポートされる最 大無符号整数タイプ（ＵＩＮＴ３２又はＵＩＮＴ６４）はＵＭＡＸと称すことも できる。
浮動小数点データ　タイプはＶＡＸ浮動小数点タイプＲＥＡＬＦ、ＲＥＡＬＤＳ ＲＥＡＬＧ及びＲＥＡＬＨと、Ｉ　ＥＥＥ浮動小数点タイプＲＥＡＬＳ、ＲＥＡ ＬＴ、ＲＥＡＬＱ及びＲＥＡＬＥとである。任意の特定のターゲットアーキテク チャに対しこれらの全てをサポートする必要があるわけではない。
複素数データ　タイプはＣＭＰＬＸＦ、ＣＭＰＬＸＤ、ＣＭＰＬＸＧ、ＣＭＰＬ ＸＳ及びＣＭＰＬＸＴである。複素値は複素値の実数部及び虚数部を表わす対応 する実数タイプの一対の値として表わされる。サポートされた浮動小数点タイプ に対応する複素数タイプのみが特定のターゲット　アーキテクチャにサポートさ れる。
集合体データ　タイプの値は連続要素のシーケンスから成る。
集合体値はその本体、シーケンス内の要素の実際の順番、長さ及び要素の数によ り特徴づけられる。集合体タイプは次のとおりである。
（ａ）タイプＣＨＡＲ８の要素を有するキャラクタ　ストリング、タイプ５ＴＲ ８； （ｂ）タイプＣＨＡＲ１６の要素を有する拡張キャラクタ　ストリング、タイプ ５ＴＲＩ６゜ （Ｃ）できるたけ緊密にバックされた単ビットの要素を有するビット　ストリン グ、タイプＢ［ＴＳ　。
（ｄ）デシマル　ディジット（頭に符号ディジットを有するバイトごとに２デイ ジツトづつバックされた４ビツトＢＣＤデイジツトとして表される）の要素を有 するＰＬ／Ｉ及びＣ０ＢＯＬデシマル　ストリング、タイプＤＥＣＩＭＡＬ　； 　（ＤＥＣＴＭＡＬ値はその精度、これか含むディジットの数（先頭の符号ディ ジットは数えない）及びそのスケール、１０進小数点後に到来するディジットの 数により特徴づけられる）。
集合体値の要素は零から出発する番号がつけられる。（これは多くのフロント　 エンドに、ソース　プログラム　ストリング　インデックスをＴＬストリング　 インデックスに変換する際に１を減算することを要求する点に注意されたい。） ストリング演算において処理し得る要素の数に制限はない。
将来においてフラグを導入してフロント　エンドか、その長さ６５５３５キヤラ クタを越えないことを保証されたキャラクタストリング　エクスプレッションを 指示し、このエクスプレッションをＶＡＸキャラクタ　ストリング命令で効率よ く計算することかできるよにすることがてきる。メモリ内の長さが変化するスト リングの長さワードは以前として１６ビツトのみである。デシマル　ストリング は全てのターゲットマシーンに対し３１デイジツト（符号ディジットが加わる） に制限される。
種々のタードツト　マシーンに対するリプレゼンテーショナル　タイプ　システ ムの詳細の一例を後記の表６に示す。
単一ブール　データ　タイプＢＯＯＬがある。これはプログラムの実行中に計算 される論理値のタイプであり、指定された物理的表現を持たない。例えば、プー ル値は２進整数の値、プロセッサ条件コードの値又はプロセッサ　プログラム　 カウン夕の値で表わされ得る。特に、タイプＢＯＯＬはソース言語内に存在し得 る任意の論理又はブール　データ　タイプに対応しない。これらはＩＮＴ又はＵ ＩＮＴ値として表わし、必要に応じ、タイプＢＯＯＬへ及びタイプＢＯＯＬから 変換する必要がある。
中間言語内の全てのタプルに共通の一般的特徴及びＩＬＧ５５の構造的特徴（中 間言語内のリーチン）について説明する。
ＩＬＧ５５はＩＬタプル　ノード（通常単にタプルと言われている）から成る。
全てのタプルは表７に示すフィールドを含んでいる。アトリビュートとして知ら れる他のフィールドは特定の種類のタプルにのみ生ずる。
フロント　エンド２０の仕様のために予約された任意の量のスペースを用いて割 当てることかできるシンボル　テーブルノートと異なり、ＣＩＬタプル　ノード はここで指定されたフィールドを含むたけである。ＥＩＬタプル　ノードはタプ ルノード　アドレスから負方向にオフセットした位置にある追加のフィールドを 含み、これらフィールドはバック　エンド１２に専用である。
ＩＬＧの構造 ＩＬＧ内の１つのタプルを他のタプルに２つの方法で、オペランドとして又はア トリビュートとして参照させることかてきる。オペレーターオペランド関係のみ を考察すると、ＣＩＬＧは非周期グラフ（ＤＡＣ）であるが、ＥＩＬＧはフォレ スト（森）（即ちツリーの集合体）である。
アトリビュート　ポインタ３９はＩＬＧの追加の構造を生起すると共に、ＩＬＧ からシンボルテーブル３０への参照も許可する。最も重要な構造関係は次のタプ ル及び前のタプルのアトリビュート　ポインタにより決まるＩＬＧの線形順序で ある。
ＣＩＬＧ内のダブルの全ては線形順序で決められた単一リスト内に生じる。ＥＩ ＬＧのタプルは各ブロックにつき１つの円形リストの集合体内に生ずる。
下記の規則をＩＬＧの構造に適用する。フロント　エンド２０がこれらの規則に 違反するＣＩＬＧを生成する場合には、バック　エンドか違反を検出しコイパイ ルを終わらせるよう試みるか、結果は予測不能になる。
（ａ）その結果タイプがＮＵＬしてあるタプルはステートメントタプルと称し、 その結果かＮＵＬＬでないタプルをエクスプレッション　タプルと称す。
（ｂ）　ＣＩ　Ｌにおいて、 （ｉ）スカシ又はプール　エクスプレッション　タプルは１以上の他のタプルの オペランドとすることかできる。集合体エクスプレッション　タプルは正確に１ つの他のタプルのすペランドとして使用しなけれはならず、この他のタプルは同 一の基本ブロック内にあるものでなければならない（下記参照）。
（ｉｉ）オペランドはエクスプレッション　タプル、シンボルノード又はリテラ ル　ノードとすることかできる。
（正）オペランドとして用いるシンボル　ノードは常にタイプＡＤＤＲを有する 。オペランドとして用いるリテラル　ノードはリテラルのデータ　タイプを有す る。
（ｉｖ）レジスタに割当てられる変数を表わすシンボルは通常の意味ではアドレ スをもたない。しかし、このようなシンボルはメモリから読出す又は書込むタプ ル（ＦＥＴＣＨ又は５ＴＯＲＥ）のアドレス　オペランドとして使用することか でき、この場合にはこのタプルは指示されたレジスタをアクセスする。
（ｖ）シンボルかスタック　フレーム内の変数を表わす場合には、このスタック 　フレームは現ルーチン又はシンボル　テーブル　ブロック　ツリー内のその祖 先の一つと関連していなけれはならず、さもなければ実行時にスタック　フレー ムを見つける方法かなくなる。
（ｃ）ＥＩＬではオペランドはエクスプレッション　タプルでなければならず、 且つどのエクスプレッション　タプルも正確に１つの他のダブルのオペランドで なければならない。
（ｄ）ステートメント　タプルは任意の他のタプルのオペランドにすることはで きない。
（ｅ）別のタプルのオペランドであるタプルはＩＬＧの線形順序内のこのタプル の前に置かなけれはならない。（このことはＥＩＬＧてはオペランド及びオペレ ータを同一基本プロ・ｙり内に生じさせる必要があることを意味する。）（ｆ） エクスプレッション　タプルはオペランドである全てのタプルを支配しなければ ならない。即ち、ルーチンのエントリポイントからあるタプルへ途中てこのタプ ルの全てのオペランドに出会うことなくたどりつくことかできないようにしなけ ればならない。
このセクションの次のパラグラフは中間言語で使用し得るオペレーション及びこ れを表わすのに使用されるオペレータの種類を記載する。個々のすベレータは全 て＜ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ〉（バートータブルーディクショナリ）タプル辞書と称 されるデータ構造内に集められる。辞書内の各オペレータは構造フォーマットを 用いて文書化される。表８はこのフォーマットにおける主カテゴリ、各カテゴリ の下で与えられる情報及びこの情報を与えるのに使用されるフォーマットを示し ている。
タプルのフォーマット　セクションはオペランドの数及び許容し得るオペレータ 、オペランド及び結果タイプを次の形態の単−行で指定する。
ｏ　ｐ　°ｔｙｐｅ　（ｔｙｐｅ　−１，−−−−ｔｙｐｅ　−ｎ　）　：　ｒ ｅｓｕｌｔここて、ｏｐはタプル　オペレータの名前であり、ｔｙｐｅは許容し 得るオペレータ　タイプを指定する。ｔｙｐｅ”か省略される場合には、オペレ ータ　タイプはＮＵＬＬにする必要かある。そうでなければ、ｔｙｐｅは次のう ちの１つとする必要がある。
（ａ）固有タイプ名（ＡＤＤＲ，ＢＯＯＬ、ＢＩＴＳ、ＬＡＤＤＲ等）は指定さ れたタイプのみが許されることを示す。
（ｂ）ＩＮＴ、ＵＩＮＴ、ＲＥＡＬ、ＣＭＰＬＸ又はＳＴＲは指定されたファミ リーに属する任意のタイプか正当であることを示す。例えば、ＣＭＰＬＸはＣＭ ＰＬＸＦ、ＣＭＰＬＸＤ。
ＣＭＰＬＸＧ、ＣＭＰＬＸＳ及びＣＭＰＬＸＴか全て許されることを意味し、Ｓ ＴＲは５ＴＲ８及び５ＴＲ１６か許されることを意味する。
（ｃ）ＡＬＬはＮＵＬＬ以外の任意の他のタイプが正当であることを示す。
（ｄ）文字Ｔ、　Ｕ、　Ｒ，Ｃ，Ａ、Ｓ及びＢのストリングはこれら文字の−っ て表されるファミリーに属する任意のタイプか許されることを示し、次の通りで ある。
Ｉ　ＩＮＴ　Ａ　ＡＤＤＲ Ｕ　ＵＩＮＴ　Ｓ　５ＴＲ ＲＲＥＡＬ　Ｂ　ＢＩＴＳ ＣＣＭＰＬＸ “Ｔ　ｙ　ｐ　ｅ　−１−−−−Ｔ　ｙ　ｐ　ｅ　−ｎ”はタプルのオペランド の許容し得るタイプを指定する。括弧内のリストかない場合には、オペレータは 何のオペランドも取らない。そうでない場合にはタプルは括弧内のリストの各タ イプごとに１つのオペランドを有する必要かある。各Ｔｙｐｅ−ｉは次のうちの １つとする必要がある。
（ａ）　Ｔは、このオペランド　タイプかオペレータ　タイプと同一である必要 かあることを意味する。
（ｂ）固有タイプ名（ＡＤＤＲ，ＢＯＯＬ、ＢＩＴＳ、ＩＡＤＤＲ等）はオペラ ンドが指定されたタイプを有する必要があることを意味する。
（ｃ）タイプ　コード文字１．　Ｕ、　Ｒ，Ｃ，Ａ、Ｓ及びＢのストリングはタ イプ指定子と同一の意味を有する。“任意の整数”を意味するタイプ指定子ＩＵ を有するオペランドは一般に発生コートのタイプＩＭＡＸに変換される点に注意 されたい。
これがため、プログラム動作はこのようなオペランドの実際値をタイプＩＭＡＸ に交換し得ない場合には定義されない。
（ｄ）オペレータ及びオペランド　タイプ指定子がＲＥＡＬ及びＣＭＰＬＸ又は ＳＴＲ及びＣＨＡＲである場合には、実際のΦ０ ＡＰＬＵＳ　アドレスに整数を加えて新アドレスを発生せよ。
ＢＡＳＥＰＲＥＦ　アドレスを評価して新アドレスを発生せよ。
ＬＩＴＡＰＤＲ指定されたリテラル値を含むリード　オンリ　メモリ位置のアド レスを発生せよ。
ＵＰＬＩＮＫ　現ルーチン又は現ルーチンを含むルーチンに対するスタック　フ レームのアドレスを発生せよ。
データ　アクセス　タプルは値をメモリから又はメモリにロード又は記憶させる タプルである。（ここで、“メモリ”なる語はターゲットＣＰＵ２５のレジスタ 　セットのレジスタを含む。ＣＰＵ２５のレジスタとノーマル　メモリ位置との 唯一の差異はレジスタの“アドレス”はデータ　アクセス　タプルで使用し得る のみである点にある。）データ　アクセス　オペレータは表９にリスト　アップ しである。
全てのデータ　アクセス　タプルにおいて、第１オペランドはアドレス　エクス プレッションである。全てのデータ　アクセス　タプルはロング　ワード整数を 含むオフセット　アトリビュートも有する。アドレスすべきメモリ位置のアドレ スはランタイム　アドレス　オペランドとコンパイル　タイム　コンスタント　 オフセット　アトリビュートとの和である。
Ｖ＋：＋ｒＶ　Ｊ−１ア、Ｌ−１ア宣言六り、　ｆ−ｔ　＜７カル　アレー・Ｄ ３ｃｋ全てのデータ　アクセス　タプルは表１Ｏにリスト　アップされているア トリビュートのいくつか又は全てを有する。エフェクト、エフェクト２及びベー スシンボル　アトリビュートの使用については表現エフェクトのためのセクショ ン　インタフェースにおいて後に詳細に論じる。
レファレンスの他のタイプはアレー　レファレンスである。
ＡＰＬＵＳ及びＡＭＩＮＵＳタプルは全てのアドレス計算に対し充分である。し かし、これらタプルはアドレス計算の意味について何の情報も与えない。特に、 これらタプルはアレー　レファレンス及びソース　コードに存在しているかもし れないサブスクリプト　エクスプレッションについての情報を何も与えない。こ の情報はベクトル化に必要である。これかため、ＩＬはアレー　レファレンスを 詳細に記述するタプルを有する。
例えば、１ｏｃａｌ　Ｘとして宣言されたＢＬＩＳＳベクトル：ｖｅｃｒｏｒ： 　（２（Ｌ　ｌｏｎｇ）が与えられると、Ｘ　（Ｉ）に対するレファレンスは、 ＄　１　：ＦＥＴＣＨ，ＩＮＴ３２　（Ｉ）；＄２：５ＵＢＳＣＲ，ＩＡＤＤＲ （＄１．　（４）、ＣＯ）；ＰＯ３ＩＴＩＯＮ＝１）； ＄３　：ＦＥＴＣＨ，ＩＮＴ３２　（Ｘ、＄２）と表わすことかできる。
、、　ｈ−ｙ上柄す１画専小マＬ’＋　η亡−乳愉手ツ　串嘴ｒ　−ＩＪ　＾ｎ −ロＶａｌｌ　こ　Ｌ／１．−　こ　し　”ｙ　ｊＬ　Ｅ３Ｃ”　４　Ｌ　Ｉ− ”パノＪ　ＩＶ　／　ｌ／　＋　）’　ａ　Ｉ−ｒ％−ドはＡＤＤ　（ＭＵＬ　 （インデックス、スライド）残部）に対するコードと同一である。
５ＵＢＳＣＲタプルはアレー　レファレンスのサブスクリプト　リスト内のイン デックスの位置を示すポジョン　アトリビュートも有する。ポジション　ナンバ ーにより所定のアレーに対する全てのレファレンス内の同一のサブ　スクリプト 位置を識別する必要かある。最も有効なベクトル化においては、ポジション】を 最も急速に変化するサブ　スクリプトにし、ポジション２を次に速く変化するサ ブ　スクリプトにするのか好ましい。
他のどのセクションにも実際に適合しないいくつかのタプルオペレータかある。
これらの種々のオペレータは次の通りである。
オペレータ　意味 ＡＤＩＦＦ　２つのアドレス間の整数差を計算せよ。
ＤＥＦＩＮＥＳ　ＩＬＧ内のサイド　エフェクト又は従属性を、何のコードも発 生させることなくエンコードせよ。
ＶＯＩＤ　エクスプレッションを評価するかその値を捨て捨てよ。
演算タプル 演算タプルは“演算値”−整数、実数及び複素数−を処理するのに使用される。
これはフェッチ、記憶及び変換、並びに加算及び乗算のような伝統的演算を含む 。
ＶＡＸ及びＲＩＳＣアーキテクチャ内のシフト命令は互いに相違し、フルアブス トラクトＩＬシフト　オペレータは一方及び双方のアーキテクチャに無効なコー ドを発生する。他方、ＩＬはシフティングをサポートする必要がある。その理由 は多くのソース言語がある種のシフト　オペレータを有するためである。妥協案 として、ＩＬは次のオペレータを与える（これらシフトオペレータのどれも演算 オーバフロー例外を生じない）。
（ａ）ＳＨＬ、ＳＨＲ，及びＳＨＡはそれぞれ左シフト、論理右シフト、及び演 算右シフトを生じさせて、正シフト　カウントを必要とする（即ちそれらの動作 はシフト　カウントが負の場合には不確定である）。これらはＣシフト　オペレ ータをサポートし、ＲＩＳＣアーキテクチャ　シフト命令に直接マツプする。
（ｂ）ＳＨはそのオペランドが正である場合に左シフトを行い、そのオペランド か負の場合に演算右シフトを行う。これはＢＬＩＳＳシフト　オペレータをサポ ートし、ＶＡＸシフト命令に直接マツプする。
（Ｃ）ＲＯＴは回転オペレータである。これはＶＡＸ及びＲＩＳＣアーキテクチ ャにおいて異なる形で記述されるが、何れの場合にも実際の動作は左回転とする ことかでき、その回転カウント値はカウント　オペランドの下位のｎピットで指 定され、ここてｎはレジスタ　サイズの２を底とする対数値である。（例えは、 ＶＡＸ及びＭＩＰＳては回転カウントはカウント　オペランドの下位５ビツトで ある。）整数オーバ　フローは考察すべき別の事項である。ＴＬでの整数演算の ためのサイズを指定する試みにおいて問題かあるため、全てのターゲット　マシ ーンに対し、ソース言語のセマンティクスを満足するコードを発生すると共にこ れらセマンティクスにより課される制約をできるだけ効率良く受けるようにする 。特に、いくつかのマシーン（例えばＶＡＸ）は幸運にもバイト及びワード演算 を行うか、ＲＩＳＣマシーンは代表的にはロング　ワード演算のみを行う。全て のサイズ変換を行うことは〜’ＡＸにはむだであるか、真バイト又はワード演算 をエミュレートすることはＲＩＳＣマシーンにはむだである。
コート発生器が全てのターゲット　マシーンに対し正当なコードを充分フレキシ ブルに発生し得るように次の規制を適用する（ＩＮＴタイプについての以下の説 明は全てＵＩＮＴタイプに等しく適用される）。
（ａ）エクスプレッションの結果タイプかＴＮＴ”−’である場合には、コンパ イラは指示された計算をｙビット演算（ここてｙ≧Ｘ）で実際に実行することが できる。これは、原Ｘビット計算がオーバ　フローする場合にはＸ桁ビットより 多いビットを有するｙビット結果を生ずるかもしれないためである。
例えは、ＡＤＤ、ｌＮＴ１６を３２ピツト加算で実行する。
２００００＋３００００は１６ビツト加算ではオーバ　フローを生ずるが、３２ ビツト加算では正当な３２ビツト数５００００か生ずる。
（ｂ）全ての演算オペレータはオーバ　フロー抑制フラグを有する（このフラグ はタプル結果タイプがＩＮＴ又はＵＩＮＴであるときにのみ有意になる）。この フラグかセットである場合、タプルに対し発生されたコードは計算の結果と無関 係にいかなる種類のオーバ　フロー状態もレポートする必要がなく、結果内に外 部高位ビットが存在する可能性を無視することかできる（結果をＸＣＶＴタプル のオペランドとして使用する場合を除く）。オーバ　フロー抑制フラグはオーバ 　フローが決して起こり得ないタプル（例えばＩＡＮＤにおいても定められる点 に注意されたい。これらタプルに対するオーバ　）ローの抑制は特に容易である 。オーバ　フロー抑制フラグは演算がオーバ　フローするのは意味的に正しくな い状態に対し予定される。いくつかのアーキテクチャに対しコートか一層高コス トになり得る。（例えばＶＡＸアーキテクチャに対してはオーバ　フロー抑制検 出のために余分のコードか必要とされる。これかため、演算がオーバ　フローす るか否かは重要でない場合、又はフロント　エンドが特定の演算は決してオーバ 　フローし得ないことを知っている場合にはこのフラグはクリアしてコンパイラ が最も有効なコードを発生し得るようにすべきである。
（Ｃ）ルーチン　ブロック　ノードは検出オーバ　フロー　フラグを有する。こ のフラグかクリアされている場合には、バック　エンドは整数演算におけるオー バ　フローを検出するコードを発生させる必要はない。しかし、オーバ　フロー を検出するフートを発生させることは、これか一層有効である場合には自由であ り、オーバ　フロー検出の強制的抑圧は特定のタプル内にオーバ　フロー抑制フ ラグをセットするだけで達成することができる。
（ｄ）検出オーバ　フローフラグがルーチン　ブロック　ノードにセットされて いる場合には、このとき発生されるコードは各エクスプレッション　ツリーに対 し、このエクスプレッションに対し計算された結果か妥当であることを保証する か、整数オーバ　フロー例外のシグナリングを保証しなければならない。これは 、オーバ　フローをエクスプレッションの全てのサブ　エクスプレッションにお いて検出することを要件としない。例えは、Ａ、Ｂ、Ｃ及びＸか１６ビツト変数 であり、且つＡが３２７６７、Ｂ及びＣが１であるものとする。
アサイメントＸ＝Ａ＋Ｂ−Ｃにおいて、発生コードは３２ヒツト演算を用いてＡ ＋Ｂ−Ｃを計算し、次いでストアする前にその結果が１６ビツト結果であるが否 かチェックする。この場合には正しい答え３２７６９かストアされるが、１６ビ ツト演算で計算する場合には同一のエクスプレッションでも整数オーバ　フロー 　エラーか生ずる。他方、アサイメントＸ＝Ａ＋Ｂは値３２７６８を正しく計算 するが、これをＸにストアしようとするどきオーバ　フロー例外を生ずる。オー バ　フローを検出しなければならない場所の集合体は明らかでないが、ストアの 右側及びルーチン　コール内のアーキテクチャを必ず含む。
（ｅ）ＸＣＶＴ変換オペレータはそのオペランドの値をリターンし、表現の外部 高位ビットを実オペランドの符号と一致させる。例えば、Ｅか３２ビツト演算を 用いて評価されたＵＩＮＴ８エクスプレッションである場合、ＸＣＶＴ−ＵＩＮ Ｔ８（Ｅ：ｌＮＴ１６）はその高位の８ビツトが０である１６ビツト整数になる 。一般に、ＥがタイプＴのエクスプレッションである場合には、ＸＣＶＴ　−Ｔ 　（Ｅ　：　Ｔ）を用いて値の表現をその公称サイズと一致させることかてきる 。
（ｆ）あるエクスプレッション内の整数オペランドの表現がオペランドの公称サ イズを越える高位ビットを含む場合には、発生コードはフル表現値又は公称サイ ズの値の何れの使用も自由である。これか受け入れられないときは、フロント　 エンドはＸＣＶＴタプルを発生して表現から不所望な高位ビットを切り捨てる必 要かある。
ＩＬには浮動小数点（フローティング　ポイント）オーバフロー例外の検出をデ ィセーブルするメカニズムは何もない。
フローティング　ポイント　オーバ　フローは常に例外のシグナリングを生ずる 。フローティング　ポイント　アンダー　フローのシグナリングはルーチン　レ ベルでのみ制御される。ルーチン　ブロック　ノードは検出アンダ　フローフラ グを有する。このフラグかセットされている場合、コンパイラはこのルーチン内 に生ずるフローティング　ポイント　アンダー　フローを検出しレポートするコ ートを発生するよう要求される。さもなければ発生コードはフローティング　ポ イント　アンダーフローを無視しなけれはならない。
変換オペレータは別の演算タイプの値に関連する一つの演算タイプの値を計算す る。実数−整数変換用のＲＯＵＮＤ及びＴＲＵＮＣオペレータ、実数−複素数変 換用のＣＭＰＬＸオペレータ、及び複素数−実数変換用のＲＥＡＬ及びＩＭＡＣ オペレータは全く普通のものである。（ＲＯＵＮＤ及びＴＲＵＮＣも実数結果タ イプで定義される）。
ＣＴＶは汎用変換オペレータである。これは任意の２つの演算タイプ間の変換を 行う。しかし、直接行われる変換はＵＮＩＴ−ＩＮＴ、ＩＮＴ−ＲＥＡＬ及びＲ ＥＡＬ−ＣＭＰＬＸ　（及び当然のことなからｌＮＴ１６−ＩＮＴ３２のような タイプ内の変換）のみであることを承知していることが重要である。このことは 、例えは、ＣＭＰＬＸＧ−ＵＩＮＴｌ　６変換は実際にはＣＭＰＬＸＧ−ＲＥＡ ＬＧ、ＲＥＡＬＧ−ＩＮＴ３２、ＩＮＴ３２−Ｕ　ｌＮＴｌ　６の〜連の変換と して行われることを意味する。これは直接実数−無符号整数変換を有するＶＡＸ パスカルの動作ではない。
ＸＣＶＴは整数タイプのみを処理する特別オペレータである。
ＣＶＴと同様に、このオペレータは算術的にそのオペランドに等しいその結果タ イプの値を発生する。しかし、このオペレータは最初にオペランドの表現の高位 ビットを変化させてオペランドの表現が算術的にその値に等しくなるようにする 特別の特徴を有する。
例えば、次のエクスプレッション（式）について考察する。
ＸＣＶＴ　（ＡＤＤ、ＵＩＮＴ８　（（ＵＩＮＴ８＝２５５）。
（ＵＩＮＴ＝２））：　ｌＮＴｌ　ｅ）この式を３２ビツト演算で計算すると、 ＡＤＤの結果は％Ｘ０００００１０１　（２５７）を含むレジスタになるかもし れない。この場合、ＸＣＶＴは高位ビットを捨て、正当な１６ビツト符号付き整 数である ％Ｘ０ＯＯＯＯＯＯＩ　（１）を残存させる。
ＣＡＳＴは実際には変換オペレータではない。その理由は値ではなくビット　パ ターンを処理するためである。ＣＡＳＴタプルはそのオペランドとして同一のビ ット　パターンを有するその結果タイプの値を発生する（必要に応じゼロ　ヒツ トを切捨て又は連結する）。
もう１つのタイプは変数変更オペレータである。フオームＯＰＭＯＤ　（ここて ＯＰはＡＤＤ、ＩＡＮＤ等）の名を有するこれらオペレータは全てアドレス　オ ペランド及び値オペランドを有する。これらオペレータは指定されたアドレスか ら演算値をフェッチし、この演算値と値オペランドとの間の指示された演算を実 行し、その結果を同一のアドレスにス）−アさせる。これらオペレータは計算さ れた値も発生する。これらのオペレータはＣ言語０ｐ（＝オペレータ）を実行す るのに予定される。
例えば、フード　シーケンス ＄　１　：ＡＯＤＭＯＤ、ＲＥＡＬＦ　（Ｘ、Ｃ％Ｆ０．１））；＄　２　：　 ５ＴＯＲＥ、ＲＥＡＬＦ　（Ｙ、＄　１）；は次のシーケンス ＄　１　：　ＦＥＴＣＨ，ＲＥＡＬＦ　（Ｘ）；＄２　：ＡＤＤ、ＲＥＡＬＦ　 （＄１．　Ｃ％Ｆ０．１））；＄３　：５ＴＯＲＥ、ＲＥＡＬＦ　（Ｘ、＄２） ；＄４　：５ＴＯＲＥ、ＲＥＡＬＦ　（Ｙ、＄２）；と同一の効果を有する。こ れらのオペレータはＯＰＭＯＤＡ及びＯＰＭＯＤＸフオームも有し、これらはパ ックド　アレー要素又はビット　フィールド内の値をフェッチし、更新し、置換 する。
ＰＲＥ　ＩＮＣＲＳＰＲＥ　ＩＮＣＲＡ、及びＰＲＥ　ＩＮＣＲＸオペレータは 、値オペランドの代わりにコンパイル　タイムコンスタント　インクリメント値 を含むアトリビュート　フィールドを有する点を除いて、ＡＤＤＭＯＤ、ＡＤＤ ＭＯＤＡ及びＡＤＤＭＯＤＸと本質的に同一である。これらオペレータはアドレ ス（ポインタ変数）並びに演算値に適用することができる。これらオペレータは Ｃ言語ブレインクリメント及びプレデクリメント　オペレータを実行するのに予 定される。
ＰＯ３ＴＩＮＣＲ，ＰＯ３ＴＩＮＣＲＡ及びＰＯ３ＴＩＮｃＲＸオペレータは、 タプルの値がメモリ位置に戻されて記憶された値となるというよりもむしろ、そ の値か更新される前にメモリ位置に保持されていた値となると云うことを除けは ＰＲＥＩＮＣＲ及びＰＲＥ　ＩＮＣＲＸタプルと同しである。上記オペレータは Ｃのポスト　インクリメント及びポスト　デクリメント　オペレータを実行させ るものである。
ストリング： コンパイラのストリング（又は集合体）のタイプは、値が基本タイプからのシー ケンスの値となるタイプであり、これらのタイプには次のようなものかある。
５ＴＲ８，８ビツト　キャラクタのシーケンス（タイプＣＨＡＲ８）。
ＳＴＲ１６，１６ビツト　キャラクタのシーケンス（タイプＣＨＡＲ１６）。
ＢＩＴＳ、単一ヒツトのシーケンス。
ＤＥＣＩＭＡＬ、１０進デイジツト及び関連精度のシーケンス。
キャラクタ、即ちビット　ストリングにおけるエレメントにはＯからｎ−１まで の番号を付ける。なお、ｎはストリング長である。８ビツトのキャラクタ　スト リングをメモリにアドレスＡにて表現させる場合、アドレスＡのバイトかストリ ングの第１キヤラクタを包含し、アドレスＡ＋１のバイトかストリングの第２キ ヤラクタを包含し、以下に同様にアドレスＡ＋ｎ−１のバイトがストリングの最 終文字を包含する。１６ビツトのキャラクタ　ストリングをアドレスＡにてメモ リに表現させる場合、アドレスＡにおけるワードがストリングの第１キヤラクタ を包含し、アドレスＡ＋２におけるワードがストリングの第２キヤラクタを包含 し、以下同様にしてアドレスＡ＋２（ｎ−１）におけるワードかストリングの最 終キャラクタを包含する。
ビット　ストリングをアドレスＡにてメモリに表現させる場合、ストリングの最 初の８ビツトはアドレスＡ＋１等におけるバイトの下位から上位まてのビットで ある。
一般に集合値はレジスタ内に発生し得るスカラー値とは別に、又は機械語命令に おけるリテラル　オペランドとしてメモリのどこかに表現させる必要かある。し かし、中間言語のセマンティック（意味論）モデルとはストリングをまさにスカ シのようにフェッチし、処理して、記憶させることである。コンパイラは一般的 なものを割当てて、中間ストリング値を保持する責任かある。
なお、ストリング　オペレーションように生成するコードは、オペランド間にオ ーバラップがある場合でも斯かるモデルと調和させる必要かある。たとえばＩＬ ステートメント（命令文）ＳＴＯＲＥＦ、５ＴＲ８（Ａ＋１．　（２０３）、Ｆ ＥＴＣＨＦ。
５ＴＲ８（Ａ、（２０））は２０個のキャラクタのストリングをメモリの１つの 位置の上に動かす。そうするだけてアドレスＡのキャラクタを２０回コピーする 必要かなくなる。
ストリングはその長さが０である場合にはエンプティ（ｅｍｌｌｔＹ）（空）で あると称する。ストリングのヘッド（ｈｅａｄ）はノン　エンプティ　ストリン グの第１エレメント（要素）を戻す機能をし、テイル（ｔａｉ　Ｉ）はノン　エ ンプティ　ストリングの第１エレメント以外の全てのエレメントを包含している ストリングを戻す機能をし、エンプティ　ストリングは成るストリングかエンプ ティであり、さもなければ誤りであるかどうかを確かめる機能をする。この場合 に標準の比較オペレータ（ＥＱＬ、ＮＥＱ。
ＬＳＳ、ＬＥＱ、ＧＴＲ，ＧＥＱ）によってテストされるような２つのストリン グＸとＹとの関係は次のように表される。
ｅｍｐｔｙ　（Ｘ）　△ｅｍｐｔｙ　（Ｙ）の場合、ｘ＝ｙ。
ｅｍｐｔｙ　（Ｘ）　△コｅｍｐｔｙ　（Ｙ）の場合、ＸくＹ０コｅｍｐｔｙ　 （Ｘ）　△ｅｍｐｔｙ　（Ｙ）の場合、Ｘ＞Ｙ０″″′Ｉｅｍｐｔｙ　（Ｘ）　 Ａコｅｍｐｔｙ　（Ｙ）　Ａｈｅａｄ　（Ｘ）　＜ｈｅａｄ　（Ｙ）の場合、Ｘ ＜Ｙ。
ｍｅｍｆｌｔＹ　（Ｘ）△コｅｍｐｔｙ　（Ｙ）Ａｈｅａｄ　（Ｘ）　＞ｈｅａ ｄ　（Ｙ）の場合、Ｘ＞Ｙ。
］ｅｍｐｔｙ　（Ｘ）　△コｅｍｐｔｙ　（Ｙ）　Ａｈｅａｄ　（Ｘ）　＝ｈｅ ａｄ　（Ｙ）の場合、ｔｅｌ　（Ｘ、　Ｙ）　＝ｔｅｌ　（ｔａｉｌ）　（Ｘ） 　、　（ｔａｉｌ）　（Ｙ）。
パスカルの如き幾つかの言語におけるストリング比較オペレータは、長目のスト リングの長さに比へて短め目のストリングをパディングすることにより等しい長 さのストリングとする作用だけをする。従って、ＩＬもバッド　ストリング比較 オペレータＥＱＬＰ、ＮＥＱＰ、ＬＳＳＰ、ＬＥＱＰ、ＧＴＲＰ及びＧＥＱＰを 有している。
全てのストリング　オペレータを表１２にリストしである。
プール（Ｂｏｏｌｅａｎｓ）　： 表現データ　タイプとは異なり、ブール　データ　タイプはユニークな表現を有 していない。プログラムの実行中のプール値は２進整数の成るビット値により明 白に表すか、又はとられる特性のコード　バス（ｐａｔｈ）によって絶対的に表 現することができる。ブール　データにはユニークな表現がないから、ＩＬにプ ール変数を持つことは有り得ない。しかし、殆どのソース言語は表現値を論理的 に解釈し、しかも多くの言語が論理変数又はプール変数を宣言する。従って、オ ペレータをプール値と、それらのソース言語の２進表現との間で変えなければな らない。
ＬＢＳＥＴオペレータは整数をその下位ビットをテストすることによりプール値 として解釈し、又Ｎ０ＮＺＥＲＯオペレータは整数をその整数全体かゼロである か、否かをテストすることによりプール値として解釈する。ＬＳＢＩＴオペレー タはプール値をビット　パターンか＜　ｏ　ｏ−−−−ｏ　ｏ　＞か、又は〈０ ０−一−−０１＞の整数として表し、又ＡＬＬＢ　ＩＴＳオペレータはプール値 をビットパターンが＜　ｏ　ｏ−−−−ｏ　ｏ　＞か、＜　１１−−−−１１＞ の整数として表す。これらのオペレータは様々なソース言語におけるプール値を 次のように２進表現する。
Ａｄａ　ＬＢＳＥＴ　ＬＳＢＩＴ ＢＬＬＳＳ　ＬＢＳＥＴ　ＬＳＢＴＴ ＣＮ０ＮＺＥＲＯＬＳＢＩＴ ＦＯＲＴＲＡＮ　ＬＢＳＥＴ　ＡＬＬＢＩＴＳＰａｓｃａｌ　ＬＢＳＥＴ　ＬＢ ＳＥＴプール値はユニークな表現を持たず、従って普通のリテラルノードで表現 することはできなくても、全ての規則的なＴＬ変換をプール式に当てはめること のできるようにすることは極めて望ましいことである。従って、バックエンド１ ２か２つの特殊なリテラル　ノードを提供し、これらノートのアドレスをグロー バル変換ＧＥＭ＄ＳＴ　Ｇ　ＴＲＵＥ及びＧＥＭ＄ＳＴＧ　ＦＡＬＳＥに包含さ せる。これらのリテラル　ノードはスタティック　ストレージ　イニシャリセー ション用には使用できないか、ＩＬＧにおけるオペランドとして使用することか できる。
ＡＮＤ及びＯＲオペレータを伴うプール式は全評価及びフロー又は短絡評価の２ 通りの異なる方法で評価することかできる。
全評価では双方のオペランドが十分に評価されて、実際のモード値を発生し、こ れらの値をＡＮＤ又はＯＲ命令にオペランドとして用いて、実モード結果を得る 。フロー又は短絡評価では第１オペランドを評価する。式の値を第１オペランド の値によって決定する場合には、第２オペランドをスキップさせる。そうしない と、第２オペランドが評価されて、式の値か第２オペランドの値となる。
ソース言語にはＡＮＤ及びＯＲ式の全評価を必要とするものがあり、ソース言語 には短絡評価を必要とするか、又はこの短絡評価用の特殊なオペレータを有する ものがあり、さらに他のソース言語には評価の種類を特定せず、コンパイラに選 択をまかせるものがある。これらのケースに対して次の３組のオペレータを準備 する。
（ａ）ＬＡＮＤＣ及びＬ　ＯＲＣ（”Ｌｏｇｉｃａｌ　ＡＮＤ　Ｃｏｎｄｉｔｉ ｏｎａｌ’及び”Ｌｏｇｉｃａｌ　ＯＲＣｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ”）はフロー　 ブール　オペレータである。これらのオペレータはそれらの第１オペランドを評 価し、且つそれらの第２オペランドの評価をバイパスさせることができる。
（ｂ）ＬＡＮＤＵ及びＬ　ＯＲＵ　（”Ｌｏｇｉｃａｌ　ＡＮＤ　Ｕｎｃｏｎｄ ｉｔｉｏｎａｌ”及び”Ｌｏｇｉｃａｌ　ＯＲＵｎｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ”） は全評価プール　オペレータである。これらのオペレータは普通の２進オペレー タのように作用し、２つの全評価オペランド式から得られる値を計算する。
（Ｃ）ＬＡＮＤＵ及びＬＯＲ（”Ｌｏｇｉｃａｌ　ＡＮＤ及びＬｏｇｉｃａｌ　 ＯＲ”　）はＣＩＬオペレータてあり、これらのオペレータは評価の種類もオペ ランドの順序も特定しない。上記オペレータはＩＬの拡張中にＬＡＮＤＣ及びＬ ＯＲＣか、ＬＡＮＤＵ及びＬＯＲＵタプルのいずれかと置き換えることかできる 。さらに上記オペレータをＬＡＮＤＣ及びＬＯＲＣタプルと置き換える際に、そ れらの第１オペランドを評価するコストかそれらの第２オペランドを評価するコ ストよりも高くなると思われる場合には、上記オペレータのオペランドを入れ替 えることがてきる。
バック　エンド１２はＬＡＮＤ、ＬＯＲ，ＬＡＮＤＣ又はＬＯＲＣタプルの各オ ペランドに属するタプルを識別できるようにする必要かある。ＣＩＬではＦＬＯ ＷＭＡＲＫタプルをこの目的のために用いる。これらタプルの内の１つのタプル の第１オペランドに関連する全てのタプルは第２オペランドに関連する全タプル の直前に置く必要かあり、又第２オペランドに関連する全タプルはプール　オペ レータそのものの直前に置く必要かある。これらのタプルの内の１つのタプルの いずれかのオペ”；７巨１ｈＴＷｉＡｋｌｎＢｒＫｎＴ；’々ゴ＋ＬＪ−ｒｉｌ ｉｌｊｓｒ−ＱＴ；’Ｔ乃ｒＦＱＴ；”Ｔランドに関連する第１タプルの直前に はＦＬＯＷＭＡＲＫタプルを置く必要がある。
例。
ｓ　ｔ　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　！第１オペランドの開始＄２　：　ＦＥＴ ＣＨ（Ｘ）； ＄３：ＧＴＲ（＄２．　（０））； ＄４　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　ｌ第２オペランドの開始＄５　：　ＦＥＴＣ Ｈ（Ｘ）： ＄６：ＬＳＳ（＄５．　（１０））； ＄７　：ＬＡＮＤ　（＄３．＄６）！オペレータ　タプル選択オペレータはプー ル　オペランドの値に応じて２つの任意タイプの値の一方の値を選択する。論理 ＯＲ及びＡＮＤタプルと同様に次の３つの選択タプルがある。
（ａ）ＳＥＬＣは、その第１オペランドか真であるか、偽であるかに応じてその 第２又は第３オペランドを評価する。
（ｂ）ＳＥＬＵはそのオペランドの内の３個のオペランドを全て評価してから、 その第２か又は第３オペランドの値を選択する。
（ｃ）ＳＥＬは評価の種類を特定しないＣＩＬオペレータである。
このオペレータはＩＬの拡張中に５ＥＬＣか、５ＥＬＵにより置き換えられる。
Ｘｌａｌｉｌ坪ハＩＮＬＩメＵ　Ｕ　Ｋ　７ノルこ１０１ｆｆｌ−１Ｑ　Ｌ　Ｌ ｇＵ’Ｑ　ｉＬ　ＬＣは、それらのオペランドに関連するタプルのオペランドの 順序か連続し、しかもＦＬＯＷＭＡＲＫタプルが前に置かれるようにする必要が ある。
ＦＬＯＷＭＡ、ＲＫタプル。
例 ＄１・ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　！第１オペランドの開始＄２　：　ＦＥＴＣＨ（ Ｘ）； ＄３：ＧＥＱ（２，（０））； ＄４　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　ｌ第２オペランドの開始＄　５　：　ＦＥＴ ＣＨＣＸ）； ＄　６　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　：　！第３オペランドの開始＄７　：　ＦＥＴ ＣＨ（Ｘ）； ＄８　：ＮＥＣ（＄７）： ＄９　：ＳＥＬ　（＄３．　＄５．　＄８）　！オペレータ　タプル又は ＄１・ＦＬＯＷＭＡＲＫ　、ｌ第１オペランドの開始＄２　：　ＦＥＴＣＨ（Ｘ ）； ＄３：ＧＥＱ（＄２．　（０））； ＄　４　：　ＦＬＯＷＭＡＲＫ　；　！第２オペランド用のコードかない。
＄　６　：　ＦＥＴＣＨ（Ｘ）　； ＄７：ＳＥＬ　（＄３．　（０）、＄６）！オペレータ　タブルーーーー第２オ ペランドに注意する プール　オペレータの全てを表１３にリストしである。
実行時間のチェック２ チェック　オペレータはプログラムの実行中に成る条件か真であるか、どうかを チェックし、その条件か真でない場合には例外として除外する。ＡＳＳＥＲＴ以 外のチェック　オペレータの全てはそれらの第１オペランドの値を戻す。各チェ ックタプルは条件のフィールドを有しており、これは条件か真でなけれは例外で ある旨を知らせるべく特定化し、その例外の除外を知らせた後に制御を戻すべき か、どうかを指示するフィールドを続行させることかできる。制圓か例外の除外 後にチェックタプルに戻れば、このチェック　タプルは除外か起こらなかった場 合に戻ることになる値と同じ値に戻る。これらのチェック　オペレータを表１４ にリストしである。
フロー制ａ＝ ＩＬＧ５５は基本ブロックを構成する。基本ブロックは、ブランチ　ターゲット 　タプルで始まり、ブランチ　タプル又はフロー終了タプルで終る一連のタプル である。基本ブロックはその冒頭部だけを入力させ、原則として前記冒頭部の全 てのコードは、制細か基本ブロックの終りまで進む前に実行させる（前記条件付 き評価についての説明参照）ＣＩＬＧでは基本ブロックをエンド　ツー　エンド に連結する。基本ブロックの終りのブランチ　タプルは、制御がその基本ブロッ クからＬＡＢＥＬタプルで開始させなければならない次の基本ブロックに流れる 場合に省くことかできる。同様に、基本ブロックの冒頭におけるＬＡＢＥＬタプ ルは、それへのブランチがない場合に省くこかできる。（即ち、バック　エンド ブランチ　タプルにより先行されないＬＡＢＥＬダブルを見つける場合には、そ れにＢＲＡＮＣＨを挿入し、又バック　エンドかブランチ　ターゲット　タプル により後続されないブランチ　タプルを見つける場合には、同期ラベル　シンボ ル付のＬＡＢＥＬタプルを挿入する。）ＩＬ拡張フェーズは各基本ブロックに対 して、それらの相互関係を表現する別のフロー　グラフ　データ構造を有する円 形のタプル　リストを発生する。
基本ブロック内のフローは暗黙的にタプルの線形順序付けに準する。基本ブロッ ク間の全てのフローは明示フロー制御タプルで表現されるため、ＩＬＧの基本ブ ロックはルーチンの意味合いに影響を及はすことなく任意の順序で配列させるこ とができる。
各基本ブロックの冒頭におけるブランチ　ターゲット　タプルはシンボル表にお けるラベル　シンボル又はエントリ　シンボル　ノードへのポインタを包含して いる。基本ブロック間の制御フローはブランチ　タプルの属性である宛先リスト によって表現される。宛先リストにおける各ノードはラベル　シンボル又はエン トリ　シンボル　ノードを示し、これは同じルーチンにおける成るブランチ　タ ーゲット　タプルによっても示され、制御を基本ブロワつて始める基本ブロック に転送すべきことを指示する。
ブランチ　ターゲット　タプルは基本ブロックの開始をマークする。全ブランチ 　ターゲット　タプルは次のような属性をブロック　エントリ　これかそのスコ ープ（有効範囲）のエントリ基本ブロックであるか、どうか を示すフラグ。
このタプルに関連するラベル又はエントリ　シンボル　ノードへのラベル　シン ボル　Ａ　ポインタ。
スコープ　ブロック　シンボル表におけるブロック　ノードへのポインタ 揮発性　制御がこのルーチン用のＩＬＧにて表現されない（非ローカルＧｏ　Ｔ ｏの 如き）成る制御の転送によりこの基本 ブロックに到達てきないことを示すフ ラグ。
ブランチ　タプルは基本ブロックの終りをマークし、且つその後続するものを指 定する。全てのブランチ　タプルは次のような属性を有している。
属性　意味 宛先リスト　ブランチ用の宛先リストへのポインタ。
ターゲット　シンボル　シンボル　ノードへのポインタ。このフィールドは数個 のブランチ　オペレ ータにしか用いられず、それぞれ異な る意味を有しているも、常にゼロか、 又はラベル　シンボル　ノードへのポ インタを包含する。
宛先リストは宛先ノートのリストであり、このリストは宛先ノートの次のフィー ルドと一緒にリンクされる。ブランチ　タプルの宛先リスト　フィールドは斯種 のリストにおける第１宛先ノードへのポインタを包含している。（なお、宛先ノ ードは僅か１つの宛先リストに生じ得るたけであり、宛先リストは１個のブラン チ　タプルだけで示すことができる。２つのブランチの宛先か同じでも、これら のブランチは別々の同じ宛先リストを持たなければならない。）各宛先ノードは ターゲット　フィールドを有しており、これはラベルまたはエントリ　シンボル 　ノードへのポインタを包含している。宛先ノードは、ブランチ　ターゲット　 タプルのラベル　シンボル　フィールドが同じシンボル　ノードへのポインタを 包含している基本ブロックへ制御を予想転送することを表す。宛先ノードは２種 類ある。
大抵の種類のブランチ　タプルは単純な宛先ノードを用いて、宛先リストにおけ るその位置に基づく宛先を選定する。しかし：ＢＲ３ＥＬタプルとセレクタ宛先 ノードを用いて、セレクタがタプルのオペランド値に整合する宛先を選定する。
セレクタ宛先ノードは低テスト値と高テスト値（これらはいずれも長いワードの 整数である）の追加のフィールドを有している。このセレクタ宛先ノードはオペ ランドの値が宛先の低テスト値と高テスト値との間に落ちる場合にオペランドの 値と一致する。
宛先リストで一組の宛先を指定してから、タプル　オペランドに基づいて１つの 宛先を選択する定型ブランチ　オペレータとは異なり、間接ブランチ　オペレー タ（ＪＵＭＰ及びＪＵＭＰＬＯＣＡＬ）はアドレス式（通常はラベル変数）によ って指定されるアドレスに制御を転送する。これらのオペレータはＧＯＴｏに指 定されたＦＯＲＴＲＡＮ又はラベル変数へのＰＬ／■に用いられるオペレータで ある。
バック　エンドはさらに、間接ブランチ　タプルの可能な宛先を確かめてからル ーチン　フロー　グラフを正しく組立てることのできるようにする必要かある。
従って、間接ブランチタプルは定型ブランチ　オペレータと同じような宛先リス トを有する。しかし、これらの宛先リストは（ＪＵＭＰタプル用のオプションで ある）単一宛先を包含しているたけである。この宛先のターゲット　ラベルはＶ ＢＲＡＮＣＨタプルか直ぐ後に後続するＶＬＡＢＥＬを識別する。この場合、Ｖ ＢＲＡＮＣＨタプルの宛先リストは、間接ブランチのこのルーチンにおける実際 に有り得る宛先の全てをリストする。
ＶＬＡＢＥＬタプルとＶＢＲＡＮＣＨタプルとの斯かる組合わせのことを仮想基 本ブロックと称する。このブロック用のコードは発生させることはなく、これは ＶＬＡＢＥＬとＶＢＲＡＮＣＨとの間には他のタプルを設ける必要かないからで ある。
従って間接ブランチからの制御を後続する仮想ブロックのいずれかに通すことか できる。このようにすれば、多数の間接ブランチか同じ宛先を有する場合に、単 一の仮想基本ブロックでそれら全ての宛先を表現することかてきるのて有利であ る。
各ルーチンには他にもう１つの仮想基本ブロックかある。このブロックはＢＥＧ ＩＮ及びＢＮＴＲＹＰＴＲタプルから成る特表千６−５０１５８３　（３６） ブロックかある。このブロック用のコードは、このブロックの実行を常にＥＮＴ ＲＹにて開始させるから発生させないが、そのブロックはバック　エンド用ルー チンのエントリ点を全て識別する。
基本ブロックはブランチ　タプル又はフロー終了タプルで終わらせることができ る。制御がフロー終了タプルに達すると、その制御は現行ルーチンから完全に離 れる。フロー終了タプルは制御を現行ルーチンにおける宛先には転送しないから 、それらのタプルは宛先リスト及びターゲット　シンボルの属性を持たない。
なお、ＪＵＭＰオペレータは、それか宛先リストを持たない場合、このことは現 行ルーチンに可能な宛先がないことを意味することからして、実際上はフロー終 了オペレータである。ＪＵＭＰＳＹＭＢＯＬはフロー終了オペレータであり、こ れはＣＩＬにおける既知のラベルへのノン（非）ローカル　Ｇｏ　ＴＯを表現す るのに用いられ、ＥＩＬでは上記オペレータはノンローカルＪＵＭＰと置き換え られる。
フロー割部オペレータの全てを表１５にリストしである。
ルーチンの呼出し及びパラメータの受渡しニリンケージには制御、パラメータ、 復帰値に関する３種類の規約がある。“リンケージ規約”とは、呼出しルーチン と被呼ルーチンを適切に「互いに通信」させるジェネレーテツド　コードについ ての全ての規則のことを称する。これらの規則の内の幾つかはコード　ジェネレ ータ２９に組込む。他の場合には呼出し及び被呼ルーチンを一致させなけれはな らない選択性かある。これらの選択性の内の幾つかは（双方のルーチンにアクセ スする必要かある場合）シェルによって成され、他の選択はフロント　エンド２ ０により成されて、シンホル表３０及び■ＬＧ５５にてコード化される。
制御リンケージ規約は命令を規定し、これらの命令は呼出しルーチンから被呼ル ーチンへと制御を通して、被呼ルーチンの実行文脈を確立させて、制御を呼出し ルーチンへと戻すへく実行させる必要かある。制御リンケージ規約は呼出しルー チンにおけるＩＮＩＴＣＡＬＬ及びＣＡＬＬタプルと、被呼ルーチン用のエント リ　シンボル　ノードとにより決定される。
オペランドか外部レファレンスであるＣＡＬＬタプルは識別したコール（呼）で あり、ライン内の被呼ルーチンをコンパイルしたり、又は被呼ルーチンの個別化 したコピーを発生する範囲かどんなであれ、識別した呼に対するリンケージを選 択するのは全く自由である。識別されない呼に対しては、ＩＮＴＴＣＡＬＬタプ ルの呼出し規約フィールドか、その呼に使用すべき制御リンケージ規約を特定化 しなければならない。このフィール）”ｃ７）値は列挙したタイ、’ＧＥＭ＄Ｃ ＡＬＬＩＮＧ　Ｃ０ＮＶＥＮＴＩＯＮからのものとする必要があり、これらの定 数を次のリストに定義する。
定数　意味 標準（Ｓｔａｎｄａｒｄ）　ターゲット　システムには標準の外部呼出し規約を 用いる。（これはＭＩＰＳ履行用に規定した呼出し規約に過ぎない。） 呼（Ｃｏｉｌ）　ＣＡ　Ｌ　Ｌリンケージ（ＶＡＸだけ）を用いる。
Ｊｓｂ　Ｊ　Ｓ　Ｂリンケージ（ＶＡＸだけ）を用いる。
ルーチン　ブロック　ノードは標準のエントリ　フィールドを有しており、これ はこのルーチンへの非識別呼によって呼出される斯かるルーチンをコピーするの にどの制御リンケージ規約を用いるのかを指定する。このフィールドの値は列挙 したタイプＧＥＭ＄ＥＮＴＲＹ　Ｃ０ＮＶＥＮＴＩＯＮから来るものとする必要 があり、その定数を次のリストに定義する。
定数　意味 Ｎｏｎｅ　ルーチンへの全ての呼は現行コンパイルで識別された呼であるため、 非識別呼から呼出すべきルーチンの例を生成する必要はない。
５ｔａｎｄａｒｄ　標準エントリ規約を用いて呼出すことのできるルーチンを生 成する。（これはＭＩＰＳ履行用に規定した単なる呼出し規約である。） Ｃａｌｌ　ＣＡＬＬリンケージ（ＶＡＸたけ）を用いる。
Ｊｓｂ　Ｊ　Ｓ　Ｂリンケージ（ＶＡＸだけ）を用いる。
パラメータ　リンケージ規約は他のタイプのものである。ルーチン呼出しは被呼 ルーチンに利用できるアーギュメント　リストを作る。アーギュメント　リスト は一致により呼出し及び被呼ルーチンの双方に知られる位置（レジスタ又はアド レスか成る標準レジスタに包含されるメモリ　ブロックの位置）におけるスカラ 値（アドレス）を収集したものである。
被呼ルーチンの仮パラメータはパラメータ　フラグ　セットである可変シンボル 　ノードにより表現される。パラメータシンボルに関連するアドレスは、呼出し ルーチンによって指定される記憶位置か、呼出しルーチンが通過させたデータの コピーを包含するローカル記憶位置のことである。（“アドレス”とは実際には レジスタのことである。）上記仮パラメータはアーギュメント　リストから及び 下記に述べるようにパラメータシンボルのメカニズム及びセマンティク　フラグ から取り出される。
パラメータは、そのパラメータの変数に関連するアドレスが呼出しルーチンによ って渡された記憶位置（実際の記憶位置）のアドレスである場合にバインド　セ マンテイクを有する。上記パラメータは、コンパイラがそのパラメータ用の記憶 位置を被呼ルーチン（ローカル記憶位置）に割当て、必要に応じ実際の記憶位置 とローカル記憶位置との間にコピーを生成する場合にコピー　セマンティクを有 する。（バインド　セマンテイクを有するパラメータのローカル記憶位置はその 実際の記憶位置と同じである。） コンパイラは、■ルーチン内のパラメータの使用パターン及び表１０−３にリス トしたフラグに基づくパラメータに対してバインド　セマンティクを用いるのか 、コピー　セマンテイクを用いるのかを選定する。（“エイリアス効果”につい てはＣＴｏ、７０におけるＤａｔａ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｍｏｄｅｌに記述されてい る。）要するにエイリアス効果とは実際の記憶位置をパラメータ　シンボルを介 することなくアクセスする方法である。これは実際の記憶位置となり得る非ロー カル変数、即ち別の効果に対する直接レファレンスを含み、しかも実際の記憶位 置をアクセスすることのある他のルーチンを呼出す。
表１７は様々なソース言語をセットする際に用いるパラメータ　セマンティク　 フラグを示す。
パラメータ　メカニズムは、呼出しルーチンか被呼ルーチンへの引き渡しを希望 することと、アーギュメント　リストに実際上回を記憶させるのかとの関係を特 定化する。パラメータシンボルは、このパラメータに対する値を渡すのに用いら れるメカニズムを指定するメカニズム　フィールドを有しており、アーギュメン ト　タプルは、このアーギュメントを渡すべきメカニズムを指定するメカニズム 　フィールドを有している。これらの各フィールドの値は列挙したタイプＧＥＭ ＄ＭＥＣＨＡＮＩＳＭから来るものとする必要かあり、これらのフィールドの定 数を表１８にリストしである。
パラメータ変数の未知のサイズ　フラグか偽である場合には、そのパラメータの サイズをコンパイル時に確認して、そのサイズ　フィールドによりパラメータ　 サイズを指定する。パラメータ　サイズの未知サイズ　フラグか真である場合に は、そのパラメータのサイズはコンパイル時に確認しなくて済む。未知サイズ　 パラメータのサイズは、それかアレイ　ストリング又はアドレス及び長さく長さ パラメータに関連するレファレンス）メカニズムを有する場合には、実行時に決 定することかできる。
別個の長さワードをアドレス及び長さメカニズムで渡し、且つパラメータか集合 データ　タイプのものである場合には、長さアーギュメントをバイト単位でなく 、エレメント（ビット又は文字（キャラクタ））のパラメータ　サイズとして解 釈する。
さらに、パラメータか文字ストリングであり、このストリングの表現か変化する 場合には、パラメータ　サイズはストリングの現行サイズでなく、最大サイズと なり、そのストリングのテスト部分にのみ適用され、これはストリング長ワード 又はヌルターミネータに必要とされるベースには当てはまらない。なお、パラメ ータは、コンパイラかどの程度コピーするのか判らなけれは、コピー　セマンテ ィクを有することはできない。実際のパラメータ　サイズかコンパイル時に判ら ず、実行時にコンパイラによっても計算できない場合には、フロント　エンドか パラメータの必須バインド　フラグをセットして、バインドセマンティクの使用 を余儀なくさせる必要がある。
他のタイプはリターン　バリュー　リンケージ規約である。
被呼ルーチンは２通りの方法で情報を呼出しルーチンに戻すことができる。その 第１の方法は出力パラメータを用いる方法である。このパラメータは値以外のメ カニズムで渡される変数であるため、被呼ルーチンは値をそれに記憶させること ができる。
第２の方法は復帰値を用いる方法である。復帰値とは被呼ルーチンにより計算さ れて、呼出しルーチンに「戻される」値のことてあり、この値は特定の結果タプ ルにより表現式の値とじて利用可能となる。
スカラ値はレジスタに戻すことができる。たとえば、我々の殆ど全て言語は算術 関数値を標準レジスタに戻し、ＢＬＩＳＳ“出力パラメータ”の特徴は、成るル ーチンか任意のレジスタ値を戻すことにある。
ストリングを戻すルーチンの場合には、アーギュメント　リストにおけるタプル が復帰値を一時バツファに割当て、そのアドレスを被呼ルーチンに渡し、この被 呼ルーチンのタプルが復帰値をバッファに記憶させ、呼出しルーチンのタプルが ノ＜・ノファからその値を検索するようにする必要かある。
復帰ストリングのサイズを被呼ルーチンにより決定する場合には、呼出しルーチ ンかその結果に対するスペースを割り当てることはできない。その理由は、呼出 しルーチンは結果かとの程度の大きさになるのかを前もって知らないからである 。この場合の可能性に対するメカニズムは特定のタプルに対するものである。し かし、これらの可用性はターゲット環境についての呼出し標準規格に依存する。
呼出しルーチンは：　（ａ）被呼ルーチンか固定バッファによる値を戻すことを 要求したり、（ｂ）被呼ルーチンがスタ・ツクの値を戻すことを要求したり、（ Ｃ）被呼ルーチンかダイナミック　ストリングによる値を戻すも、被呼ルーチン かそのような選定をする場合にはスタックに戻されたストリングを受け取ること を要求したりすることができる。被呼ルーチンは固定バッファによるダイナミッ ク　サイズの結果か、又は呼出しルーチンがそのダイナミック　サイズの結果を 必要とする場合に、スタックのダイナミック　サイズの結果を戻すべく常に用意 しておく必要がある。被呼ルーチンはダイナミック　ストリングによる結果、呼 出しルーチンがダイナミック　ストリングによる結果を要求する場合にスタック の結果を戻すべく用意しておく必要もある。
そこで、ＣＩＬでのルーチン呼出しの表現につき考察する。
プロシャージャ又は機能を呼出すのに多数の個別の操作が行なわれる。それには 次の幾つかのステップが必要である。
（ａ）アーギュメント　リスト用のスペースを割当てる。
（ｂ）パスーバイーバリュ（ｐａｓｓ−ｂｙ−ｖａｌｕｅ）オペランド式用のス ペースを割当てる。
（Ｃ）記述子用スペースを割当てる。
（ｄ）アーギュメント記述子を作製する。
（ｅ）アーギュメント記述子を作製する。
（ｆ）結果値に対するスペースを割当てる。（結果値、即ち出力アーギュメント は、呼出し後まで存在しないアーギュメントである。ＩＬにおける機能は結果値 でプロシージャとして処理される。
（ｇ）アーギュメント　リストを作製する。
（ｈ）ルーチンを呼出す。
（ｉ）アーギュメント、記述子及びアーギュメント　リスト用に割当てられたス ペースを削除する。
（Ｄ呼出しによる結果値を得る。
（ｋ）結果値に対して割当てられたスペースを解除する。
Ｉしてとった汎用戦略は、呼出しをするのに伴われる様々な操作に対して別々の オペレータを与えることにあるか、これらのオペレータは特殊な形態でひとまと めにする必要かある。ＩＬのルーチン呼出しは次のようなもので構成する。即ち 、１、呼出しを行なう連続操作の冒頭にフラグを立てるＩＮＴＴＣＡＬＬステー トメント。
２、アーギュメント　リストを構成する一連のアーギュメント及び一時割当てス テートメント。
３、制御を被呼ルーチンに実際に転送する呼出しステートメント（ＣＡＬＬ又は ＢＰＣＡＬＬ）。
４、呼出しの復帰値をアクセス可能にする一連の結果タプル。
ＩＮＩＴＣＡＬＬ及びステートメントは必須のものであるか、アーギュメント　 リスト及び結果タプルは随意選択できるものである。呼出しに伴われるタプルは 全て同じ基本ブロック内に発生させる必要かあり、との結果タプルも介在タプル なして呼出しタプルを直ぐ後ろに後続させる必要かある。ＩＮＩＴＣＡＬＬと呼 出しとの間にどんなタプルかあろうとも、他の制約は何もない。それても、ルー チン呼出し用のＩＬは他の呼出し用アーギュメント　リストＩＬ内に含めること かできる。
アーギュメント　リストの構成は、このアーギュメント　リストそのものに対す るアドレス及び記述子用及び引き渡す値を一時的に保持するため並びに出力アー ギュメント用のスペースを割当てる操作を伴う。これらの活動状態をアーギュメ ントタプルと一緒にＩＬに特定化する。全てのアーギュメント　タプルはＡＲＧ で始まる名前を有しており、これらのタプルは表２０にリストした属性を有して いる。
呼出しルーチンが引き渡す値を有する場合、このルーチンは名前がＡＲＧＶＡＬ で始まるアーギュメント　タプルの１つを用いる。実際のアーギュメント値はこ れらのタプルでアーギュメント　タプルのオペランドとして特定化される。なお 、このことは必ずしもアーギュメントを値メカニズムを用いて引き渡すことを意 味するのではない。メカニズムか値メカニズムである場合には、オペランド値を アーギュメント　リストに直接記憶させるか、さもなけれはテンポラリを割当て て、オペランド値をテンポラリに記憶させ、このテンポラリをレファレンス又は 記述子により引き渡すようにする。（これはＢＬＩＳＳにおける９６　ＲＥ　Ｆ に似ている）。値メカニズムはスカラタイプのＡＲＧＶＡＬタプル及びコンパイ ル時間の大きさか一定のＡＲＧＶＡＬＡタプルでサポートされるだけである。
呼出しルーチンか既存の記憶位置に渡すアドレスを有する場合、このルーチンは 名前かＡＲＧＡＤＲで始まるアーギュメント　タプルの１つを用いる。実際の記 憶位置のアドレスはこれらのタプルてアーギュメント　タプルのオペランドとし て特定化される。従って、値メカニズムはこれらのタプルと一緒に用いることは てきない。アーギュメント　リストにこれらタプルの１つか発生すると、被呼ル ーチンを現行ルーチンに対する既知の記憶位置から呼出したり、その記憶位置に 書き込ませることかできるから、これらのタプルは依存性及び副作用を有するこ とかできるため、オフセット効果及び基本シンボル　フィールドを有し、これら のフィールドは全てのメモリ　レファレンス　タプルに用いられ、又特殊なフラ グのパルム（ｐａｒｍ）か読み取られたり、書き込まれたりし、これは被呼ルー チンが記憶位置からの読み取り及び／又は記憶位置への書き込みをするようにコ ンパイラをし向けるか、どうかを指示する。
アーギュメント　タプルか汎用メカニズムを指定する場合には、コードを発生さ せて記述子用スペースを割当てて、その基特表千６−５０１５８３　（３９） 本アドレス　フィールド内にそのコードを入れる。フロントエンドは記述子内に 初期化すべき他のいずれものフィールドを明確に指定させる必要かある。これは ＤＳＣＦ　ＩＬＤタプルを用いて行なわれ、これらのタプルは汎用メカニズムで 以前のアーギュメント　タプルに差し戻され、そのアーギュメントに割当てられ た記述子のフィールドに記憶させる値を指定する。アーギュメント　ブロックの 構成： 幾つかのＲＴＬリンケージはアーギュメントのコレクションをアーギュメント　 ブロックに渡す必要かあり、このブロックのアドレスは普通のレファレンス　パ ラメータのようにＲＴＬルーチンに受け渡す。これは次の３つの特殊なタプルを 用いて行なう。
（ａ）ＡＲＧＢＬＯＣＫは特殊サイズのブロックをスタックに割当てて、そのア ドレスを被呼ルーチンに渡すアーギュメント　タプルである。上記ブロックはＢ ＬＫＦ　ＩＥＬＤタプルを用いて初期化することができる。
（ｂ）ＡＢＬＫＦ　ＩＥＬＤタプルは、任意のタプルの代わりに以前のＡＲＧＢ ＬＯＣＫタプルを汎用メカニズムで差し戻すことを除けば、ＤＳＣＦ　置Ｄと同 じである。このタプルは値をアーギュメント　ブロックのフィールドに記憶させ る。
（ｃ）ＡＲＧＤＥＦ　ＩＮＥＳタプルは、それがコードを発生しないことを除け は、アーギュメント　タプルと同じである。
このダブルはフロント　エンドを正規のアーギュメントタプルに関連しないアー ギュメント的な副作用を特定化させる。特に上記タプルはアーギュメント　ブロ ックに通過させたアーギュメントに関連する作用を指示するのに用いることがで きる。
ルーチンを集合値に戻すには、呼出しルーチンか割当てた位置にその値を記憶さ せる必要がある。名前かＡＲＧＴＭＰで始まるタプルは特定サイズの記憶ブロッ クを割当て、そのアドレスを被呼ルーチンに受け渡す。これらのタプルは、ＡＲ ＧＡＤＲタプルか既存の記憶ブロックのアドレスを渡し、又ＡＲＧＴＭＰタプル か呼出しに対して特別に割当てたテンポラリのアドレスを受け渡すことを除けは ＡＲＧＡＤＲと同じである。
ＡＲＧＢＵＦ、ＡＲＧＳＴＫ及びＡＲＧＤＹＮタプルはテンポラリを割当て、ダ イナミック　ストリング復帰値を得るのに必要な特殊な記述子を受け渡す。これ らのタプルは、いずれも通常のアーギュメント　タプルの属性を有しているか、 それらのメカニズムの属性は、そのメカニズムかダイナミック復帰値のメカニズ ムの使用により暗示されることからして無視される。
名前がＲＥＳＵＬＴで始まるタプルは呼出しルーチンでアクセス可能なルーチン 呼出しからの復帰値を作製する。これらのタプルの作用は、これらが被呼ルーチ ンにより戻されたテンポラリ位置、即ちレジスタからの出力パラメータをさらに 長持ちするテンポラリ位置に動かすことにある。結果タプルの値はそれが検索し た復帰値の値に過ぎない。呼出しに対する結果タプルには全て呼出しタプルを直 ぐ後続させる必要かある。
バウンド　プロシージャ　呼出し： バウンド　プロシージャ値、即ちＢＰＶは未知のルーチンを呼出すのに必要とさ れる状態を表す。ルーチンはアップ　レベルのレファレンスを含み、割当て変数 を他のルーチンにスタックすることかできるため、バウンド　プロシージャ値に は呼出すべきルーチンのコード　アドレスだけでなく、そのためのスタテック　 リンクを構成するのに十分な情報も組込む必要かある。
不都合なことに、ＢＰＶはそれらをとのように創成し、それらをどのように表現 し、それらをどのようにして呼出し、又それらかどんなに大きくても、それぞれ 異なるソフトウェア　アーキテクチュアで極めて異なる方法にて処理される。従 って、コンパイラは首尾一貫した表現を提供しようとはしない。その代わり、フ ロント　エンドはターゲット　ソフトウェア　アーキテクチュアに応じて異なる コードを生成しようとする。
（ａ）ＶＡＸ及びＭＩＰＳソフトウェア　アーキテクチュアにおけるＢＰＶは単 にコード　アドレス及びコンテキスト（文脈）値であり、バウンド　プロシージ ャ呼出しは、コンテキスト値を特定のレジスタにロードさせてからコードアドレ スへの呼出しをして行なう。従って、フロントエンドはＢＰＶを一対のアドレス 値として表現する責任かある。コード　アドレスはＢＰＬＩＮＫタプルで得られ る。
ＢＰＶへの呼出しは、アドレス　オペランドをコード　アドレス値とするＣＡＬ Ｌとして表現すべきてあり、この場合、コンテキスト値は、その値をアーキテク チュアのスタチック　リンク　レジスタに特殊なレジスタ　アーギュメントとし て受け渡すようにする。
（ｂ）ＲＩＳＣマシンては全てのプロシーシャを成る追加の情報と一緒にコード 　アドレスを包含している記述子により表現し、ＢＰＶは実行時に構成される特 殊な記述子（これはコンテキスト　ポインタを包含している）のアドレス及びコ ンテキスト　ポインタにロートして、実ルーチンを呼出すＲＴＬルーチンのアド レスに過ぎない。フロント　エンドは斯様な記述子そのものに対するスペースを 割当てなけれはならず、そのスペースに記述子を入れるのにＢＰＶＡＬタプルを 用いる。この場合、ＢＰＶは記述子のアドレスにより表現し、このＢＰＶへの呼 出しは上記アドレスへの呼出しにより表現すべきである。
バック　エンド１２にとって必要なことは、ルーチンの各入口点に対するパラメ ータか何であるかを知ることである。フロント　エンド２０は入口点のパラメー タ　リストを表すパラメータ　ノード（次のフィールドによりリンクされる）の リストにおける最初と最後のノードに対する点に各エントリ　シンボル　ノード のパラム　リスト及びパラム　リスト　テイル　フィールドをセットすることに よりルーチンの各入口のパラメータを知るようにする。
各パラメータ　ノードは、それらが　アーギュメント　タプル（表２０参照）で 行なうのと同じ意味を有しているレジスタ及び特定のレジスタ　フィールドが受 け渡す入口点及びアーギュメント位置を含むルーチンのパラメータ　シンボル　 ノードを指すシンボル　フィールドを有する。従って、パラメータノードのリス トは入口点のパラメータを全て識別すると共に、これらのパラメータが、その入 口点のアーギュメント　リストのどこに生ずるのかを識別する。
なお、パラメータ　シンボルは１つ以上のパラメータ　リストにて発生し、それ らは各々異なるアーギュメント位置にて発生する。しかし、メカニズムは特定ア ーギュメント　リストにそれか発生するというよりも、むしろパラメータ　シン ボルの属性と見なせるから、パラメータ　ノードはメカニズム　フィールドを有 していない。
ＲＥＴＵＲＮＲＧタプルは特定レジスタにおけるスカラ値を戻し、ＲＥＴＵＲＮ ＳＴＫ及びＲＥＴＵＲＮＤＹＮとはＰＲＩＳＭ呼出しスタンダードで与えられる ダイナミック　ストリング戻しメカニズムの１つを用いてストリング値を戻す。
なお、値をアーギュメント　テンポラリを経て戻すことと、値を普通の出力パラ メータに記憶させることは相違しないため、アーギュメント　テンポラリを経て 値を戻すのに呼出しルーチン用の特殊なタプルは必要でない。
パラメータ　シンボルに関連するアドレスはパラメータのローカル記憶位置のア ドレスである。被呼ルーチンはＤＥＳＣＡＤＤＲタプルを用いて汎用記述子のメ カニズムでパラメータ用記述子のアトルスを得ることかできる。実際のサイズを （記述子又は別個のサイズ　パラメータの）アーギュメント　リストて得ること かてきれは、未知のパラメータの実際のサイズを５ＴＺＥタプルを用いて得るこ とができる。
ルーチン呼出しに伴われるオペレータの全てを表２１にリストしである。
記憶配分及び範囲付け： 字句ブロックは一組の宣言か、例えはルーチン、サブルーチン、機能又は開始− 終了ブロックに有効であるソース　プログラムの範囲であり、ルーチンの字句構 造は、ルートかルーチンブロック　ノードとなるスコープ　ブロック　ノードの トリーにより表現される。ＩＬＧの各基本ブロックは単一字句ブロックに属する コードを包含する。基本ブロックの開始点におけるブランチ　ターゲット　タプ ルはシンボル表における対応するブロック　ノードを指すスコープ　ブロック　 フィールドを有している。ルーチンの各字句ブロックはユニークなスコープエン トリ基本ブロックを持たなければならず、このブロックは字句ブロックの内で、 この字句ブロック以外のいずれかの基本ブロックから制御を受け渡すことのでき る基本ブロックである。斯かるスコープ　エントリ基本ブロックはブランチ　タ ーゲット　タプルのブロック　エントリ　フラグにより識別される。
ＣＩＬにおける可変シンボルに対するレファレンスは常に記憶位置のアドレス（ 即ち、レジスタの名前）をもたらす：即ち、■、スタティック変数は記憶域クラ スかスタティックか、グローバル　レフか、又は予約したものである。スタティ ック変数はコンパイル時に成るＰＳＥＣＴに位置付けられるため、このような変 数に対する各レファレンスは同じ位置に照合させる。
２．ローカル変数は、記憶域クラスがオートマチックか、スタック　ローカルか 、レジスタか、登用されたレジスタであって、しかも未知サイズ　フラグが偽で ある変数である。ローカル変数はそれらの字句単位有効範囲の単一実行中にしか 存在せず、それらの字句単位有効範囲の多数の実例を同時に実行する場合には多 数の実例を持つことかできる。ローカル変数はコンパイル時に割当てられて、そ れらのルーチンのスタック　フレームにおける位置を登録したり、又は知ったり する。
３、ダイナミック変数はローカル変数と同じ記憶域クラスのものであるか、未知 サイズ　フラグは真である。ローカル変数と同様に、ダイナミック変数は、それ らの字句単位有効範囲の単一実行中にしか存在せず、それらの字句単位有効範囲 の多数の実例を同時に実行する場合には多数の実例を持つことかできる。ダイナ ミック変数は実行時にＣＲＥＴＥタプルによりスタックに割当てられ、しかもバ ック　エンドにより創成される関連するポインタ変数によりアクセスされる。
４、コピー　セマンティクスを有するパラメータは、それらの未知サイズ　フラ グのセツティングに応じてローカル又はダイナミック変数として作用する。
５、バインド　セマンティクスを有するパラメータは被呼ルーチンには全く割当 てられない。これらパラメータは、実際の記憶位置アドルスを保持するためにバ ック　エンドにより創作される関連するポインタ変数を経てアクセスされる。
字句ブロックにおけるタプルは、その字句ブロック又はシンボル　テーブル　ブ ロック　トリーにおけるいずれかのアンセスタにて宣言される任意の変数を参照 することかできる。現行のルーチンの変数を参照することに勿論何等問題はない 。他のルーチンのスタティック変数は直接参照することができる。他のルーチン のローカル及びダイナミック変数は、変数を宣言するスタック　フレームを位置 付ける“スタティック　チェーン”を必要とする。しかし、フロント　エンドか ルーチン　ブロック及び変数を正しく注釈付ければ、バック　エンド１２はスタ ティック　チェーンを創成して、それを用いてコードを生成すべく応答すること かできる。
ダイナミック　スタックの割当てには次のような幾つかの種類かある。
１、ダイナミック変数用のスタック記憶域をＣＲＥＡＴＥタプルにより割当てる 。これはＣＲＥＡＴＥタプルと同じ字句ブロック内にない基本ブロックに制御を 受け渡すまではＣＲＥＡＴＥタプルの実行により存在する。（このことはダイナ ミック変数用のＣＲＥＡＴＥタプルを基本ブロックに割当てる必要かあることを 意味し、この基本ブロックの有効範囲ブロックは変数を宣言するブロックであり 、さもなければ、そのダイナミック記憶域は変数か有効範囲内にまた字句的にあ る間釈放される。） ２、未知サイズ　コピー　パラメータ用のスタック記憶域を割当てるコードをＥ ＮＴＲＹタプルの直ぐ後に生成する。ＥＮＴＲＹタプルは主ルーチン　ブロック に必須であるため、この記憶域はルーチンか戻るまで存在する。
３、ダイナミック　テンポラリは集合式の値を保持するためにハック　エンドに より創成することかできる。このテンポラリは少なくとも集合式の値を用いるタ プルを実行するまでその値を創成するタプルの実行により存在する。
４、集合ＡＲＧＶＡＬ、ダブル用のアーギュメント値を保持するためにスタック 　スペースを割当てる。このスペースはＣＡＬＬタプルを実行するまてＡＲＧＶ ＡＬ、タプルの実行により存在する。
５、スタック　スペースをＡＲＧＴＭＰ、タプル用の戻り値を保持するために割 当てる。このスペースは戻り値をフェッチするＲＥＳＵＬＴ工の実行により存在 する。
本発明は上述した例のみに限定されるものではなく、幾多の変更を加え得ること 勿論である。
テーブルｌ （ただし、以下の全角英文字及び記号は実際は半角入力のものとし、全角アンダ ーライン２文字分は、実際は半角アンダーパー２個分とする。） パッケージからエクスポートされた名前式である。
・グローバル変数名は、ＧＥＭ＄ＺＺ　ｎａｍｅの形式である。
・リテラル名（グローバル又はエクスポーテッドのいずれであ列挙データ型式 ・すへての列挙データ型式は、固有の「型式名」を有する。
・型式ＸＹＺの各リテラルは、ＧＥＭ＄ＸＹＺ　Ｋ　ｎａｍｅの形式の名前を有 する。
・名前ＧＥＭ＄ＸＹＺ　Ｋ　ＦＩＲ３Ｔ及びＧＥＭ＄ＸＹＺ　Ｋ　ＬＡＳＴは、 データ型式の範囲の最初と最後の値を参照する。
集合データ型式 ・各集合データ型式は、固有の「型式名」を有する。
・集合型式ＸＹｚの各フィールドは、ＧＥＭ＄ＸＹＺ　ｎａｍｅの形式の名前を 有する。
・集合型式の特定の変数のサイズは、 ・集合型式の全体としてのサイズ（即ち、最大変数のサイズ）はＯＥＭ＄ＸＹＺ 　５ＩＺＥである。
・名前ＧＥＭ＄ＸＹＺは、型式宣言マクロを参照し、その拡張は、 テーブル２ 整数（Ｉｎｔｅｇｅｒ）　３２ヒツト（ロングワード）の符号付き整数。値（ｖ ａｌｕｅ）によって渡される（パスされる）。
ストリング（Ｓｔｒｉｎｇ）　可変ストリング（１６ビツトの長さの符号のない ワード＋テキスト）。レファ レンス（ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）によって渡される（パスされる）。
ハンドル（Ｈａｎｄｌｅ）　シェルルーチン（シェル内部データ構造のアドレス であることか多い）によ って割り込まれるかフロントエンドに 対しては意味をもたない３２ビツト（ロングワード）値。値（ｖａｌｕｅ）によ って渡される。
ブロック（Ｂｌｏｃｋ）　シェルパッケージの仕様で構造か規定され、その内容 かフロントエンドとシ ェルとの間の通信に使用される若干の カウントテッドベクトル（Ｃｏｕｎｔｅｄ　ｖｅｃｔｏｒ）３２ビツト構成要素 の特定数か付随す る３２ビツトの符号のないカウントワード。ベクトルの構成要素は、整数、変 化するストリングのアドレス、ハンド ル又はブロックのアドレス。レファレ ンスによって渡される。
テーブル３ （ただし、以下の全角英文字及び記号は実際は半角入力のものとし、全角アンダ ーライン２文字分は、実際は半角アンダーパー２個分とする。） ＯＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＩＴ これは、最初のアクションとしてシェル１１により呼び出さｍ）参照）をスター トし、デバッギングパッケージ（＜ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ＞　の（ｓｅｃｔ　５ｈ ｅｌｌ　ｄｂ）参照）を初期化し、“５ｔａｎｄａｒｄ　ｅｒｒｏｒ”　のアウ トプットファイルハンドＣＢを初期化する。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＴＮＩＴからの戻る際に、以下に列挙する全てのＧＥＭ＄ＸＸグ ローバル変数は、適正に初期化される。他われ、又１ｔＧＥＭ＄ＸＸ　ＰＲＯＣ ＥＳＳ　ＧＬＯＢＡＬＳ（以下を参照のこと）まで延期される。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＩＴの呼び出しを完了するまではシェル１１はいかなるコマ ンドライン処理を行わないため、ＶＡＸ／Ｅを呼び出してシェルが処理するコマ ンドストリングをセットさせることによってＤＣＬコマンドの代わりに外部コマ ンドてこれは、コマンドラインからのグローバル修飾子（ｇｌｏｂａｌｑｕａｌ 　ｉｆ　１ｅｒ）を処理した後てあって何からのコマンドラインパラメータ又は ローカル修飾子を処理する前にシェルによって呼び出される。このルーチンは、 グローバル修飾子ブロックを検討し、アクションか適正である限りこのアクショ ンをとることかできる。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＰＲＯＣＥＳＳ　ＬＯＣＡＬＳこれは、コマンドラインからのロ ーカル修飾子を処理した後であって、ローカル修飾子によって特定されたファイ ル２１をオーブンする前にシェル１１によって呼び出される。このルーチンは、 ローカル修飾子ブロックを検討し、所望の内容を変化させることかできる。この ことにより、個別の修飾子ブロックでは表すことかできない修飾子間の依存性を 可能にする。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＣＯＭＰＩＬＥ これは、ローカル修飾子ブロックに充填されたパラメータプラスリスト及びその 修飾子を解析し、プラスリストによって特定された入力ストリームでＯＥＭ＄Ｔ 　Ｉを初期化した後にシェル１１によって呼び出される。このルーチンは、その 入力ストリームをコンパイルするよう応答することかできる。
ＧＥＭ＄ＸＸ　ＦＩＮＩ これは、最終アクションとして抜は出るまえにシェルによって呼び出される。こ のルーチンは、フロントエンドの特定クリーンアップを行う。
フロントエンドは、以下のグローバル変数を宣言しなければならない。グローバ ル変数は、ＧＥＭ＄ＸＸ　ＩＮＩＴが制御をシェル１１に戻す時間によって規定 されねばならない（グローバル変数はリンク時間て規定されるか、イメージ起動 時間でアドレスフィックスアップを必要とする）。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＧＬＯＢＡＬ　ＱＵＡＬＳこれは、コンパイラのグローバル 修飾子のための修飾子ブロックに対するポインタのカランテッドベクトルのアド レスを含む（＜ＲＥＦＥＲＥＮＣＥ＞の （ｓｅｃｔ　５ｈｅｌｌ　ｃｐ）参照）。これらグローバル修飾子ブロックは、 シェルによって充填されてからこれは、コンパイラのローカル修飾子のための修 飾子ブロックに対するポインタのカランテッドベクトルのアドレスを含む（＜Ｒ ＥＦＥＲＥＮＣＥ＞の これらグローバル修飾子ブロックはシェルによって充填されＦＩＬＥを呼び出す 。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＦＡＣＰＲＥＦＩＸこれは、コンパイラメツセージを構成す るのに使用される機能ストリングを含む可変ストリングのアドレスを含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＦＡＣＮＵＭＢＥＲこれは、コンパイラメツセージコードを 構成するのに使用する整数機能（ｉｎｔｅｇｅｒ　ｆａｃｉｌｉｔｙ）＋−ドを 含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＩＮ　ＤＥＦＡＵＬＴＳこれは、コマンドラインパラメータ で特定されるソースファイルを開くときに使用するデフォルトファイル仕様を含 む可変ストリングに対するポインタのカランテッドベクトルのアドレスを含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＬＩＢ　ＤＥＦＡＵＬＴＳこれは、／Ｌ　Ｉ　ＢＲＡＲＹ修 飾子でコマンドラインパラメータとして特定されたテキストライブラリーを開く ときに仕様するデフォルトファイル仕様を含む可変ストリングに対するカランテ ッドベクトルのアドレスを含む。
ＧＥＭ＄ＸＸ　Ｇ　ＰＲＯＤＵＣＴ　ＩＤこれは、作表（ｌｉｓｔｉｎｇ）ファ イルのヘッダラインに仕様されるプロダクト識別ストリングを含む可変ストリン グのアドレスを含む。
ＧＥｒＶＩ＄ＸＸ　Ｇ　ＰＲＥＦＩＸ　ＬＥＮ作表ファイルのソースラインに添 付されるプレフィックスストリングのために確保されるコラム数を特定する整数 を含む。
ビジュアル　メモリ　パッケージ（ＯＥＭ＄ＶＭ）ビジュアル　メモリ　パッケ ージは、ビジュアルメモリを割り当てるための標準インターフェースを提供する 。
ＶＭＳ　ＬＩＢ＄ＶＭファシリティのゾーンメモリコンセプトを支援する。実際 ＶＭＳの下では、 Ｇｉｉ＄ＶＭはＬＴＢ＄ＶＭ上のはとんとトランスペアレントなレイヤである。
しかし、 ＧＥＭ＄ＶＭインターフェースはいかなるホストシステム上でも変更されずに支 援されるよう保証される。
ロケータ　パッケージ（ＯＥＭ＄ＬＯ）ロケータは、ソーステキスト１５の範囲 （起動ファイル及び終了ファイル、ライン、及びコラムナンバー）を記述する。
テキスト入力パッケージは、ロケータをソースラインに戻してこのソースライン を読み取る。ロケータは、シンボルテーブル１６及び中間言語ノードにも使用さ れ、メツセージ及びデバッガテーブル生成を容易にし、また作表ファイルのどこ て作表パッケージをアクションをとるかを特定するのに使用される。ロケータは ロンクワートとして表される。ロケータパッケージは、ロケータデータベースを 維持し、ロケータを生成し、ロケータに割り込むルーチンを提供する。
テーブル４ これは、幾つかの一般型式の定義を含み、以下に列挙するＳＤＬファイルの全て を含む。これはまた、ジェネリック（全体的な’）ＯＥＭ＄Ｎ０ＤＥ集合体の型 式を含む。
ＧＥＭ　Ｃ０Ｎ５ＴＡＮＴＳ、ＤＡＴ これは、ノードの種類及びノートの副種類（ｓｕｂｋｉｎｄ）の列挙された型式 並びに種々の他の列挙された型式の定義を含む。
翻訳を行うＣ０Ｎ５ＴＡＮＴＳプログラムを記述するための付録（アペンディッ クス）Ｄを参照されたい。
ＢＬＫ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドにおけるむ。
ＳＹＭ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドにおける含む。
ＦＲＭ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドにおけるＬＩＴ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドでの 義を含む。
ＰＲＭ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドでの ＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ　Ｋ　ＰＡＲＡＭＥＴＥＲの値によって識別されるパラメータ ノード これは、ノード種類フィールドでの ＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ　Ｋ　ＣＩＬ　ＴＵＰＬＥの値によって識別される組（タプル ：Ｔｕｐｌｅ）ノードＤＥＳ　Ｎ０ＤＥ、ＳＤＬ これは、ノード種類フィールドでの ＧＥＭ＄Ｎ０ＤＥ　Ｋ　ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮの値によって識別される組（タ プル）ノード （ＧＥＭ＄ＤＥＳＴＩＮＡＴＩＯＮ　Ｎ０ＤＥ）の定義を含む。
ＧＥＭ＄ＮＤ、Ｌ３２ ＢＬＩＳＳてコード化されたフロントエンドにより使用されるライブラリファイ ルである。これは、上に列挙したファイルのＢＬＩＳＳ翻訳を含む。
テーブル５ シンボルテーブル及びＩＬルーチン （モジュールのだめの中間表現を初期化する）ＯＥＭ＄ＳＴ　ＦＩＮＩ （モジュールの中間表現用に割当てられた全てのスペースを解除する。） ＧＥＭ＄ＩＬ　ＡＬＬＯＣＡＴＥ　ＤＥＳ　Ｎ０ＤＥ（宛先ノートを割り当てる ） ＧＥＭ＄ＩＬ　ＦＲＥＥ　ＤＥＳ　Ｎ０ＤＥ（宛先ノードの割り当てを解除する ） ＧＥＭ＄ＩＬ　ｌＮ５ＥＲＴ （一つの組又は組リストを組リストに挿入する）（組リストから一つの組を取り 外す） シンボルテーブルの生成 ＧＥＭ＄ＳＴ　ＡＬＬＯＣＡＴＥ　ＢＬＯＣＫ　Ｎ０ＤＥ（ブロックノードを割 り当てる） ＧＥＭ＄ＳＴ　ＡＬＬＯＣＡＴＥ　ＭＵＴＡＢＬＥ　ＳＹＭＢＯＬ （副種類を変更できるシンボルノードを割り当てる）ＧＥＭ＄ＳＴ　ＡＬＬＯＣ ＡＴＥ　ＰＡＲＡＭＥＴＥＲＮＯ−一―■−―−１階■―□−―闇− Ｅ （パラメータリストノードを割り当てる）ＧＥＭ＄ＳＴ　ＡＬＬＯＣＡＴＥ　Ｓ ＹＭＢＯＬ　Ｎ０ＤＥ（副種類を変更できないシンボルノードを割り当てる）（ 特定リテラル値のためのリテラルノードを得る）（特定者を有するＰＳＥＣＳＥ Ｃ前記−フレームノード）（ミュータプルシンポルノードの副種類を変更するン （変数又はＰＳＥＣＴの初期値としてシンボル又はＰＳＥＣＴアドレスを指定す る） ＧＥＭ＄ＳＴ　５ＴＯＲＥ　ＢＵＦＦＥＲ（変数又はＰＳＥＣＴの初期値として バイトの任意ブロックを指定する） ＧＥＭ＄ＳＴ　５ＴＯＲＥ　ＬＩＴＥＲＡＬ（変数又はＰＳＥＣＴの初期値とし てリテラルノードの値を指定する） テーブル６ ［ＮＴ８　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＩＮＴ１６　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ［ＮＴ３２　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＩＮＴ６４　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＵＩＮＴ８　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＵＩＮＴ１６　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　ＹｅｓＵｆＮＴ３２　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ［ＪＩＮＴ６４　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＦ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬＤ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬＧ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬ　Ｎｏ　Ｎｏ　Ｙｅｓ ＲＥＡＬＳ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＴ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＱ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＲＥＡＬＥ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＣＭＰＬＸＦ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＣＭＰＬＸＤ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＣＭＰＬＸＧ　Ｎｏ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ ＣＭＰＬＸＳ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
ＣＭＰＬＸＴ　Ｙｅｓ　Ｙｅｓ　Ｎ。
型式サイズ ＡＤＤＲ３２６４３２ 型式同義語 ＪＡＤＤＩ？　ｒＮＴ３２　１ＮＴ６４　１ＮＴ３２ＩＪＡＤＤＲＵＩＮＴ３２ 　ＵＩＮＴ６４　ＵＩＮＴ３２ＩＭＡＸ　［ＮＴ３２　１ＮＴ６４　１ＮＴ３２ ＵＭＡＸ　ＵＩＮＴ３２　ＵＩＮＴ６４　ＵＩＮＴ３２テーブル６ａ より指定されるループに関して帰納表現であることを示すフラ基本帰納変数セッ トにない場合、この組（タプル）は帰納的でない。
ＩＶ　ＬＯＯＰ ＴＵＰＬＥがループ内で帰納的である最も内側ループのループトップ。
各帰納表現Ｅは基本帰納変数Ｉのリニア関数を定義する。即ち、Ｅは次式によっ て■の項において再計算される。即ち、Ｅ＝　（ａ　＊　Ｉ）＋ｂ ただし、ｒａＪはリニア関数の「係数」であり、「ｂ」は「オフセット」である 。ＩＶ　Ｃ０ＥＦＦＩＣＩＥＮＴフイールドは、係数の定数部分を含む整数フィ ールドである。
分を有することを示すフラグである。
「この（Ｔｈｉｓ）Ｊループトップにより表されるループのための基本帰納変数 候補セットである。初めは、これはループにおいて変更されるすへての変数セッ トである。
い変数を排除する。ループトップに対してのみ有効である。
Ｃ０ＮＤＩＴＩ○ＮＡＬ　５ＥＴ− 「この（Ｔｈｉｓ）Ｊループトップにより表されるループにより、各完全トリッ プ毎に正確に実行されない記憶を有する変数セット。このセットに存在すること は、変数か帰納変数であることを意味しない。ループトップに対してのみ有効で ある。
テーブル７ 共通組（コモンタプル：Ｃｏｍｍｏｎ　Ｔｕｐｌｅ　）フィールドＦｉｅｌｄ　 意味 種類（Ｋｉｎｄ） すべてのノードで生ずる総称ノード種 類フィード。
全体演算子ＣＧｅｎｅｒｉｃ　ｏｐｅｒａｔｏｒ）組（タプル）によって行われ る一般的 演算（オペレーション）。これはすべ てのノードで生ずる全体的側種類フィ ールドの他の名前である。
演算子型式（Ｏｐｅｒａｔｏｒ　ｔｙｐｅ）全体演算子に関連して組により 実行される特定演算を決定するデータ 型式。
演算子型式は、常にてはないが、組 における１個又はそれ以上のオペラン ド（特に第１番目のオペランド）のデ ータ型式と同一であるのが一般的であ る。組によって計算される値のデータ 型式とは必ずしも同じではない。例え ば、ＡＤＤ、ｌＮＴ１６は２個のオペ ランド川ＮＴｌ６を加算し、 結果ｌＮＴ１６を生ずるか、 ＬＳＳ、ｌＮＴ１６は２個のオペラン ドｌＮＴ１６を比較し、 結果ＢＯＯＬを生じ、 ５ＴＯＲＥ、ＩＮＴ］６は 値ｌＮＴｌ＆をメモリ位置に記憶し、 結果を持たない。
結果型式（Ｒｅｓｕｌｔ　ｔｙｐｅ） この組により計算される値の型式。
たいていの演算子に関しては、結果型 式は演算子型式によって決定されるが、幾つかの演算子に関しては、結果型式 は演算子型式とは独立しており、組に より実行される特定演算は双方の型式 に左右される。
オペランド（Ｏｐｅｒａｎｄｓ） この組のオペランドに対するポイン タのアレイ。オペランドの数は全体演 算子により決定される。各オペランド ポインタは他のＩＬ組ノード又は ＣＩＬにおいてのみシンボル又はリテ ラルノードを指し示す。個別のオペラ ンドポインタフィールドは ａｐｌ、ｏｐ２等と称する。
次組（Ｎｅｘｔ　ｔｕｐｌｅ） 組の２重リンク組リストにおける次 の及び直前の組に対するポインタであ る。つぎの組オーダーは、評価の暗黙 オーダーである。ＣＩＬにおいて、 ＩＬＧのすべての組はともにリンクす るとともに、ＥＩＬにおいて各基本ブ ロックの組は個別のリストを形成する。
ロケータ（Ｌｏｃａｔｏｒ） この組にコンパイルされたトークン 又はトークン群のプログラムソースに おけるテキスト的な位置である。エラ ーメツセージ、ソース相関テーブル等 を構成するのに使用する。（ロケータ はＧＥＭ＄ＬＯパッケージ仕様に記載 されている。） Ｅｘｐｒカウント（Ｅｘｐｒ　ｃｏｕｎｔ）バックエンドによりセット れれたＥＩＬでのみ使用される。
Ｅｘｐｒカウントフィールドは、ＣＴ、０２９の効果表現インターフェースにお いて 記載されている。
テーブル８ 組辞書入口（タブルディクショナリエントリ）における見出しくヘッディング） 見出し　説明 演算子（Ｏｐｅｒａｔｏｒ）　演算子の名前は、辞書の頁のトップに現れる。こ の名前は、 ＯＥＭ＄ＴＰＬ　Ｋ　が前置され、 ＯＥＭコードで使用される実際の定 数を生成する。
オーバービュー（Ｏｖｅｒｖｉｅｗ）　組オーバービューは演算子の名前の直ぐ 下に現れる。これは、１個又 は２個のセンテンスにおいて、この 演算子を有する組が何をするかを説 明する。
フォーマツ）　（Ｆｏｒｍａｔ）　組フォーマットは組オーツ（−ビューに続く 。これは、演算子かとるオ ペランドの数、容認できる演算子型 式、オペランド型式及び結果型式を 特定する。
属性（Ａｔｔｒｉｂｕｔｅｓ）　属性は、テーブル７に列挙した共通フィールド 以外の組フィールドで ある。属性セクションは、フォーマ ットセクションに続き、組に使用さ れる属性の全てを列挙する。属性の 意味は、制限及び説明部分にほぼ要 約されている。
値（■ａｌｕｅ）　値セクションは属性セクションに続く。これはオペランドの 関数とし て組によって戻る値の詳細な説明を 与える。
制限（Ｒｅｓｔｒｉｃｔｉｏｎｓ）　値セクションに続くこれは、組の使用に関 する制限事項を説明する。
制限事項は以下のカテゴリーのう ちの一つに当てはまる。
（ａ）組はＣＩＬ又はＥＩしてのみ使 用できる。
（ｂ）組はＩＬＧの特定の文脈におい て生じなければならない、又は特 定の種類の組のオペランドでなけ ればならない。
（Ｃ）組の所定のオペランドは特定の 演算子を有する組でなけれはなら ない。
（ｄ）組の所定の属性フィールドは特 定の種類ノードに対する所定のポ インタでなければならない。
ＩＬＧの形式の構造（構文）上の 制限は、このセクションに文書化 されている。ルーチン制限例えば、 サブストリング組の長さオペラン ドはネガティブであってはならな いという必要条件は、説明部分で 示されている。
説明（Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ）　説明部分は、制限部分に続き、組の効果を説 明する。更に、組に関す る雑多な情報例えば、オペランド値 に対するランタイム条件、起こりう るエラー条件、組を支援する特定の ソース言語構造を与える。
テーブル９ データアクセス演算子（Ｄａｔａ　Ａｃｃｅｓｓ　０ｐｅｒａｔｏｒ）演算子（ Ｏｐｅｒａｔｏｒ）　意味 フェッチ演算子（Ｆｅｔｃｈ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＦＥＴＣＨ表現的値をフェ ッチする。
ＦＧＴＣＨＡ　パックドアレイ（ｐａｃｋｅｄ　ａｒｒａｙ）素子から符号表現 を有する符号付き整数又 はゼロ拡張を有するアドレス整数又は 符号なし整数をフェッチする。
ＦＥＴＣＨＦ　特定の長さを有する文字ストリング、又はピットストリングをフ ェッチする。
ＦＥＴＣＨ３文字サブストリング又はビットサブストリング即ち、基本アドレス からオ フセットした特定の長さの特定の文字 又はピットを有するストリングをフェ ッチする。
ＦＥＴＣＨＶ　可変長文字ストリング即ち、長さがストリングのテキストに先行 するワー ドにある文字ストリングをフェッチす る。
ＦＥＴＣＨＸ　ピットフィールドから符号拡張を有する符号付き整数又はゼロ拡 張を有す るアドレス整数又は符号なし整数をフ ェッチする。
ＦＥＴＣＨ２空白終了（ｎｕｌｌ−ｔｅｒｍｉｎａｔｉｎｇ）文字ストリングを フェッチする。
ＦＥＴＣＨ２Ｘ　パックドアレイ素子からゼロ拡張を有する符号付き整数をフェ ッチする。
ＦＥＴＣＨ２Ｘ　ビットフィールドからゼロ拡張を有する符号付き整数をフェッ チする。
記憶演算子（Ｓｔｏｒｅ　０ｐｅｔａｔｏｒｓ）ＳＴＯＲＥ　表現的値を記憶す る。
５ＴＯＲＥＡ　パックドアレイ素子の整数値又はアドレス値を記憶する。
５ＴＯＲＥＦ　文字ストリング又はヒ・ストストリングを記憶する。
５ＴＯＲＥＳ　文字サブストリング又はビ・ノドサブストリング即ち、基本アド レスからオ フセットした特定の長さの特定の文字 又はピットを有するストリングを記憶 する。
５ＴＯＲＥＶ　可変長文字ストリング即ち、ストリングの長さを含むワードに付 随するス トリングのテキストを記憶する。
５ＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数値又はアドレス値を記憶する。
５ＴＯＲＥＺ　空白終了文字ストリング即ち、空白文字（全てのゼロピット）が 後に付随 するストリングのテキストを記憶する。
ＶＳＴＯＲＥ　算術値又はアドレス値を記憶し、記憶した値を生成する。
ＶＳＴＯＲＥＡ　パックドアレイ素子の整数値又はアドレス値を記憶し、記憶し た値を生成 する。
ＶＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数値又はアドレス値を記憶し、記憶した値 を生成す る。
増分演算子（Ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＰＯ３ＴＩＮＣＲ変数 から表現的値をフェッチし、コンパイル時定数増分をそれに加算し、 この結果をメモリに戻して記憶し、初 期（非増分の）値を生成する。
ＰＯ３ＴＩＮＣＲＡ　パックドアレイ素子から表現的値をフェッチし、コンパイ ル時定数増分を それに加算し、この結果をメモリに戻 して記憶し、初期（非増分の）値を生 成する。
ＰＯ３ＴＩＮＣＲＸ　ビットフィールドから表現的値をフェッチし、コンパイル 時定数増分をそ れに加算し、この結果をメモリに戻し て記憶し、初期（非増分の）値を生成 する。
ＰＲＥＩＮＣＲ変数から表現的値をフェッチし、コンパイル時定数増分をそれに 加算し、 この結果をメモリに戻して記憶し、初 期（増分の）値を生成する。
ＰＲＥ　ＩＮＣＲＡ　パックドアレイ素子がら表現的値をフェッチし、コンパイ ル時定数増分を それに加算し、この結果をメモリに戻 して記憶し、初期（増分の）値を生成 する。
ＰＲＥ　ＩＮＣＲＸ　ビットフィールドから表現的値をフェッチし、コンパイル 時定数増分をそ れに加算し、この結果をメモリに戻し て記憶し、初期（増分の）値を生成す る。
可変変更演算子（Ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｍｏｄｉｆｉｃａｔｉｏｎ　０ｐｅｒａｔ ｏｒｓ）これら演算子は、変数、パックドア レイ素子又はビットフィールドから値 をフェッチし、フェッチした値と他の オペランド値との間の算術的演算を行 い、算術演算の結果をオリジナルのメ モリに戻して記憶し、更新した値を生 成する。
ＤＤＭＯＤ ＡＤＤＭＯＤＡ ＡＤＤＭＯＤＸ （上の３つは成る値をメモリ位置の算 術的値に加算する。） ＩＶＭＯＤ ＤＴＶＭＯＤＡ ＤＩＶＭＯＤＸ （上の３つはメモリ位置の算術的値を 成る値で減算する。） ＩＡＮＤＭＯＤ ＩＡＮＤＭＯＤＡ ＩＡＮＤＭＯＤＸ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値の［論理積（Ａｎｄ）　Ｊをとる。）０ＲＭＯＤ ＩＯＲＭＯＤＡ １０ＲＭＯＤＸ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値の「論理和（叶）」をとる。） ＩＸＯＲＭＯＤ Ｉ　ＸＯＲＭＯＤＡ ＩＸＯＲＭＯＤＸ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値の「排他的論理和（叶）」をとる。）ＵＬＭＯＤ ＭＵＬＭＯＤＡ ＭＵＬＭＯＤＸ （上の３つは成る値でメモリ位置の整 数値を乗算する。） ＥＭＭＯＤ ＲＥＭＭＯＤＡ ＲＥＭＭＯＤＸ （上の３つは成る値によりメモリ位置 の整数値を除算した剰余をとる。） ＨＲＭＯＤ ＳＨＲＭＯＤＡ ＳＨＲＭＯＤＸ （上の３つは成る値だけメモリ位置の 整数値を右側にシフトする。） ＵＢＭＯＤ ＳＵＢＭＯＤＡ ＳＵＢＭＯＤＸ （上の３つはメモリ位置の整数値から 成る値を減算する。） テーブルＩＯ データアクセス組（タプル）の属性 属性　意味 オフセット（Ｏｆｆｓｅｔ）　（フェッチ動作又は記憶動作のためのアドレスオ ペランドに加算すべきバイ トにおける）一定オフセット。
エフェクツ（Ｅｆｆｅｃｔｓ）　フロントエンドによって使用されるのに保存さ れるロングワードＧＥＭは、このフィールドは（ＩＬ拡張中にプロ グラミングするときを除いては）決し て検査しない。フロントエンドの場所 として、組によって影響された又はア クセスされたメモリに関する情報をセ ーブすることを意図する。詳細につい てはＣＴ、０２９を参照されたい。
エフエクツ（Ｅｆｆｅｃｔｓ）２　Ｆ　Ｅ　Ｔ　ＣＨ及び５ＴＯＲＥの組には使 用されない。ＰＲＥ　ＩＮＣＲ１ ＰＯ３ＴＩＮＣＲＰ、ｏｐＭＯＤの組 に対してエフェクツは、組の「リード エフェクツ（ｒｅａｄ　ｅｆｆｅｃｔｓ）Ｊ　（依存性）に付随するとともに、 エフエクツ２は 「ライトエフエクツ（ｗｒｉｔｅ　ｅｆｆｅｃｔｓ）　Ｊに付随する。
基本シンボル（Ｂａｓｅ　ｓｙｍｂｏｌ）基本シンボルはＣＴ、０７０のデータ アクセスモデルに説明されている。
マスト　リード（Ｍｕｓｔ　ｒｅａｄ）ＳＴＯＲＥ組には使用されない。
Ｉしては他の方法では検出されない幾 つかのメカニズムにより先行のフェッ チ又は記憶に続いてフェッチされる変 数が書き込まれたこと、従って、先行 のフェッチ又は記憶のときの値と同一 の値をとってはならないことをオプテ イマイザに表示する。ＩＬ拡張は基本 シンボルか揮発性の書き込み属性を有 するフェッチのマストリードフラッグ を自動的にセットする。
マスト　ライト（Ｍｕｓｔ　ｗｒｉｔｅ）ＦＥＴＣＨの組には使用されない。
ＩＬでは他の方法では検出されない幾 つかのメカニズムによりその後の記憶 の前にフェッチされる変数か読まれた こと、従って、その後の記憶の前にフ ェッチか検出されない場合でもこの記 憶が実行されなければならないことを オプテイマイザに表示する。ＩＬ拡張 は基本シンボルが揮発性の読み出し属 性を有する記憶のマストライトフラッ グを自動的にセットする。
テーブルＩｔ 算術演算子（Ａｒｉｔｈｍｅｔｉｃ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＦＥＴＣＨＡ　パッ クドアレイ素子から符号拡張を有する符号付き整数又はゼロ拡張を有するアドレ ス又は符号のない整数をフェッチする。
ＦＥＴＣＨＸ　ビットフィールドからパックドアレイ素子から符号拡張を有する 符号付き整数又はゼロ拡張を有するアドレス又は符号のない整数をフェッチする 。
ＦＥＴＣＨ２Ａ　パックドアレイ素子からゼロ拡張を有する符号付き整数をフェ ッチする。
ＦＥＴＣＨｚＸ　ビットフィールドからゼロ拡張を有する符号付き整数をフェッ チする。
記憶演算子（Ｓｔｏｒｅ　０ｐｅｒａｔｏｒ）ＳＴＯＲＥＡ　パックドアレイ素 子の整数又はアドレス値を記憶する。
５ＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数又はアドレス値を記憶する。
ＶＳＴＯＲＥ　算術的値又はアドレス値を記憶し、記憶した値を生成する。
ＶＳＴＯＲＥＡ　パックドアレイ素子の整数又はアドレス値を記憶し、記憶した 値を生成する。
ＶＳＴＯＲＥＸ　ビットフィールドの整数又はアドレス値を記憶し、記憶した値 を生成する。
算術的計算（Ａｒｉｔｈｍｅｔｉｃ　Ｃｏｍｐｕｔａｔｉｏｎ）ＡＢＳ　オペラ ンドの絶対値を計算する。
ｔ、５ｕｔ３　榎京叡丁ベフノトと夫飲不′＼フッｒり左で計算する。
ＭＩＮ　オペランドの最小を計算する。
ＭＯＤ　オペランドの数学的係数を計算する（Ａｄａ及びＰＬ／ＩＭＯＤ演算子 ）。
ＭＵＬ　オペランドの積を計算する。
ＮＥＣオペランドの負の補数又は２の補数を計算する。
ＰＭＯＤ　除数か正でなけれはならないオペランドの数学的係数を計算する（Ｐ ａｓｃａｌ　ＭＯＤ演算子）。
ＰＷＲ第１オペランドを第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペランドかゼ ロの場合にエラーの信号を発生する。
ＰＷＲＯ第１オペランドを第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペランドが ゼロの場合に一方を生成する。
、−−ｆｉｍ、？、＃＆／？％ｔ−Ｌ！Ａｒ１Ｒ＆？−−ｔＱ＃−＋１ＰＷＲＺ 　第１オペランドを第２オペランドの累乗に計算し、双方のオペランドがゼロの 場合にゼロを生成する。
ＲＥＭ　オペランドの剰余を計算する （ＦＯＲＴＲＡＮ　ＭＯＤ関数、ＢＬＩＳＳＭＯＤ演算子、０％演算子、及びＰ ａ５ｃａｌ及びＡｄａ　ＲＥＭ演算子）。
ＲＯＵＮＤ　実数の小数部分を近似整数値に丸める。
ＳＵＢ　オペランドの差を計算する。
ＴＲＵＮＣ実数の小数部分をゼロに切り捨てる。
桁送り（Ｓｈｉｆｔｉｎｇ）及びマスキングＩＡＮＤ　２個の整数のビット論理 積を計算する。
ＩＥＱＶ　２個の整数のビット等価を計算する。
Ｉ　ＮＯＴ　整数のビット補数を計算する。
１０Ｒ２個の整数のヒツトｗＩＭ埋ｌｆＯそ訂昇ｌΦ。
ｌＸＯＲ２個の整数のビット排他的論理和を計算する。
ＲＯＴ　整数値を回転させる。
ＳＨＬ　正の桁送り数（シフトカウント）によって整数値を左に桁送り（シフト ）する。
ＳＨＲ正の桁送り数（シフトカウント）によって整数値を右に桁送り（シフト） する。
ＳＨ桁送り数（シフトカウント）の符号に基ついて整数の値を左又は右に桁送り （シフト）する。
数学的計算（Ｍａｔｈｅｍａｔｉｃａｌ　Ｃｏｍｐｕｔａｔｉｏｎｓ）ＡＣＯ３ オペランドのラジアンのアークコサインを計算する。
インを計算する。
ＡＳ　ＩＮ　オペランドのラジアンのアークサインを計算する。
ＡＳ　ＩＮＤ　オペランドの度数のアークサインを計算する。
ＡＴＡＮ　オペランドのラジアンのアークタンジェントを計算する。
ＡＴＡＮＤ　オペランドの度数のアークタンジェントを計算する。
ＡＴＡＮ２　２個のオペランドの比のラジアンでのアークタンジェントを計算す る。
ＡＴＡＮ２Ｄ　２個のオペランドの比の度数でのアークタンジェントを計算する 。
ＣＯ８ラジアンで特定されるオペランドの余弦を計算する。
Ｃ０３Ｄ　度数で特定されるオペランドの余弦を計算する。
Ｃ０３Ｈオペランドの双曲線余弦を計算する。
ＥＸＰ　オペランドの指数（ｅの累乗）を計算する。
ＬＯＧ　オペランドのｅを底とする対数を計算する。
ＬＯＧ２　オペランドの２を底とする対数を計算する。
ＬＯＧＩＯオペランドの１０を底とする対数を計算する。
ＳＩＮ　ラジアンで特定されるオペランドの正弦を計算する。
５ＩＮＤ　度数で特定されるオペランドの正弦を計算する。
５ＩＮＨオペランドの双曲線正弦を計算する。
５ＱＲＴ　オペランドの平方根を計算する。
ＴＡＮ　ラジアンで特定されるオペランドの正接を計算する。
ＴＡＮＤ　度数で特定されるオペランドの正接を計算する。
ＴＡＮＨオペランドの双曲線正接を計算する。
変換（Ｃｏｎｖｅｒｓｉｏｎ） ＣＡＳＴ　若干の他の型式の幾つかの値として同一のビットパターンを有する算 術的型式の値を生成する。
ＣＭＰＬＸ　２個の実数オペランドから複素数を構成する。
ＣＶＴ　１個の算術的型式の値を他の算術的型式の値に翻訳する。
ＩＭＡＧ　複素数の虚数部分をとる。
ＲＥＡＬ　虚数の実数部分をとる。
ＲＯＵＮＤ　小数部分を丸めることにより実数を整数値に変換する。
ＴＲＵＮＣ小数部分をゼロに切り捨てることにより実数を整数値に変換する。
ＸＣＶＴ　変換した値の表現における過剰に大きいビットを切り捨てることによ り１個の整数型式の値を他の整数型式に変換する。
比較（Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｓ） ＥＱＬ　１個の算術的値か他の値に等しい場合にテストする。
ＧＥＱ　１個の算術的値が他の値より大きいか、又は等しい場合にテストする。
ＧＴＲ１個の算術的値が他の値より大きい場合にテストする。
ＬＳ３　１個の算術的値が他の値より小さい場合にテストする。
ＬＥＱ　１個の算術的値か他の値より小さいか、又は等しい場合にテストする。
ＮＥＱ　１個の算術的値が他の値とは異なる場合にテストする。
変数変更演算子（Ｖａｒｉａｂｌｅ　Ｍｏｄｉｆｉｃａｔｉｏｎ　０ｐｅｒａｔ ｏｒ）ＤＤＭＯＤ ＡＤＤＭＯＤＡ ＡＤＤＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値に成る値を加算する。） ＤＩＶＭＯＤ ＤＩＶＭＯＤＡ Ｄ　Ｉ　ＶＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値を成る値で除算する。） ＴＡＮＤＭＯＤ ＩＡＮＤＭＯＤＡ ＩＡＮＤＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数値を成る値て「論理積Ｊをとる。） ０ＲＭＯＤ １０ＲＭＯＤＡ １０ＲＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数値を成る値で「論理和」をとる。） ＴＸＯＲＭＯＤ ＩＸＯＲＭＯＤＡ ＩＸＯＲＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数値を成る値で「排他的論理和Ｊをとる。
） ＵＬＭＯＤ ＭＵＬＭＯＤＡ ＭＵＬＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値を成る値で乗算する。） ＥＭＭＯＤ ＲＥＭＭＯＤＡ ＲＥＭＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値の成る値に対する剰余をとる。） ＨＬＭＯＤ ＳＨＬＭＯＤＡ ＳＨＬＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数を成る値だけ左に桁送りする。） ＨＲＭＯＤ ＳＨＲＭＯＤＡ ＳＨＲＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における整数を成る値だけ右に桁送りする。） ＵＢＭＯＤ ＳＵＢＭＯＤＡ ＳＵＢＭＯＤＸ （上記３つは、メモリ位置における算術的値から成る値を減算する。） 増分演算子Ｏｎｃｒｅｍｅｎｔ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＰＯ３Ｔ　ＩＮＣＲ ＰＯ３ＴｒＮＣＩ？Ａ ＰＯ５ＴＩＮＣＲＸ （上記３つは、それぞれ変数、パックドアレイ素子又はビットフィールドから表 現的値をフェッチし、フェッチしたものにコンパイル時定数増分だけ加算し、こ の結果をメモリ内に戻して記憶し、初期値（非増分値）を生成する。） ＰＲＥ　［ＮＣＲ ＰＲＥＩＮＣＲＡ ＰＲＥＩＮＣＲＸ （上記３つは、それぞれ変数、パックドアレイ素子又はビットフィールドから表 現的値をフェッチし、フェッチしたものにコンパイル時定数増分だけ加算し、こ の結果をメモリ内に戻して記憶し、増分値を生成する。）テーブル１２ ＦＥＴＣＨＦ　特定長さの文字ストリング又はビットストリングをフェッチする 。
ＦＥＴＣＨ３特定長さ及び特定文字を有するストリングがベースアドレスからオ フセットする文字サブストリング又はビットサブストリングをフェッチする。
ＦＥＴＣＨＶ　長さがストリングのテキストに先行するワークにある可変長さ文 字ストリングをフェッチする。
ＦＥＴＣＨ２空白終了文字ストリングをフェッチする。
記憶演算子（Ｓｔｏｒｅ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）ＳＴＯＲＥＳ　特定長さ及び特 定文字を有するストリングがベースアドレスからオフセットする文字サブストリ ング又はビットサブストリングを記憶する。
５ＴＯＲＥＶ　可変長さ文字ストリングを記憶する即ち、ストリングがストリン グの長さを含むワードに後続する場合にテキストを記憶する。
５ＴＯＲＥＺ　空白終了文字ストリングを記憶する即ち、空白文字（全てのゼロ ビット）が後続するストリングのテキストを記憶する。
ストリング操作（Ｓｔｒｉｎｇ　Ｍａｍｉｐｕｌａｔｉｏｎｓ）ＣＯＮＣＡＴ　 他のストリングの全ての素子が後続する１個のストリングの全ての素子よりなる ストリングを計算する。
ＦＩＬＬ　特定文字の複写（ｃｏｐｙ）を有する特定長さに埋め込んだ文字スト リングの複写を生成する。
ＲＥＰＬＥＣＡＴＥ　他のストリングの特定数の複写連結であるストリングを生 成する。
５ＵＢＳＴＲ特定開始位置及び長さを有する特定ストリングからサブストリング を抜き出す。
ＴＲＡＮＳＬＳＴＥ　翻訳テーブルとして他の文字ストリングを使用して１個の 文字ストリングの複写を生成する。
ＢＡＮＤ　２個のビットストリングのビット論理積じｓｅｔ　１ｎｔｅｒｓｅｃ ｔｉｏｎ”）を計算する。
ＢＤ　Ｉ　ＦＦ　２個のビットストリングのビット差（”ｓｅｔ　５ｕｂｔｒａ ｃｔｉｏｎ＋）を計算する。
ＢＥＱＶ　２個のビットストリングのビット等価（ｅｑｕｉｖａｌｅｎｃｅ）を 計算する。
ＢＮＯＴ　ビットストリングのビット否定（”ｓｅｔ　ｃｏｍｐｌｅｍｅｎｔ″ ）を計算する。
ＢＯＲ２個のビットストリングのビット論理和（“ｓｅｔ　ｕｎｉｏｎ”）を計 算する。
ＢＸＯＲ２個のビットストリングのビット排他的ＥＬＥＭＥＮＴ　文字ストリン グ又はビットストリングから１個の素子を抜き出し、ＣＨＡＲ又はＩＭＡＸゼロ 又は１として生成する。
５ＣＡＳＴ　成る他の値と同一のビットパターンを有するストリングを生成する 。
ＵＳＴＲＩＮＧ　単独の文字よりなるストリングを生成す位置及びサイズ関数 （Ｐｏｓｉｔｉｏｎ　ａｎｄ　５ｉｚｅ　Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ）ＩＮＤＥＸ　他 のストリング内の１文字ストリングの第１出現位置を計算する。
ＬＥＮＧＴＨストリングの長さを計算する。
ＰＩＮＤＥＸ　他のストリング内の１個のストリングの第１出現位置を計算する か、双方のストリングが空の場合、Ｉを生成する。
ＰＳＥＡＲＣＨ他の文字ストリング内にも見られる１文字ストリングの第１文字 の位置を計算するが、双方のストリングが空の場合、ｌを生成する。
ＰＶＥＲＩ　ＦＹ　他の文字ストリング内にも見られない１文字ストリングの第 １文字の位置を計算するが、双方のストリングか空の場合、１を生成する。
５ＥＡＲＣＨ他の文字ストリング内にも見られる１文字ストリングの第１文字の 位置を計算する。
ＶＥＲＩＦＹ　他の文字ストリング内にも見られない１文字ストリングの第１文 字の位置を計算する。
非理込み比較（Ｕｎｐａｄｄｅｄ　Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｓ）ＥＱＬ　１個のス トリングが他のストリングに等しい場合にテストする。
ＧＥｏ　１個のストリングか他のストリングよりも大きいか、又は等しい場合に テストする。
ＧＴＲ１個のストリングか他のストリングよりも大きい場合にテストする。
ＬＥＱ　１個のストリングが他のストリングよりも小さいか、又は等しい場合に テストする。
ＬＳ３　１個のストリングか他のストリングよりも小さい場合にテストする。
ＮＥＱ　１個のストリングか他のストリングとは異なる場合にテストする。
埋込比較（Ｐａｄｄｅｄ　Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｓ）ＥＱＬＰ　１個の埋め込み ストリングが他のストリングに等しい場合にテストする。
ＧＥＱＰ　１個の埋め込みストリングか他のストリングよりも大きいか、又は等 しい場合にテストする。
ＧＴＲＰ　１個の埋め込みストリングが他のストリングよりも大きい場合にテス トする。
ＬＥＱＰ　１個の埋め込みストリングが他のストリングよりも小さいか、又は等 しい場合にテストする。
Ｌごごｆ”　１１回り吐σノ訟＋７．ｘｒソノノ／ｊ”ｌ出Ｖノへ「ソングより も小さい場合にテストする。
ＮＥＱＰ　１個の埋め込みストリングが他のストリングとは異なる場合にテスト する。
セット構造子（Ｓｅｔ　Ｃｏｎ５ｔｒｕｃｔｏｒｓ）ＢＲＡＮＧＥ　ビットの連 続シーケンスを既存のビットストリングの一つにセットすることにより新規なビ ットストリングを生成する。
ＢＳ　ｌＮ０ＬＥ　単独のビットを既存のビットストリングのうちの一つにセッ トすることにより新規なビットストリングを生成する。
ＺＥＲＯＢ　ＩＴＳ　特定数のゼロビットのビットストリングを生成する。
セット叙述（Ｓｅｔ　Ｐｒｅｄｉｃａｔｅｓ）ＭＥＭＢＥＲビットストリングが 特定インデックスで５ＵＰＥＲ３ＥＴ　ビットストリング内の全ての１ビツトが 他のビットストリングの１ビツトでもあるか否かをテストする。
５ＵＢＳＥＴ　ビットストリング内の全ての１ビツトか他のビットストリングの １ビツトでもあるか否かをテストする。
テーブル１３ プール演算子 ＬＢＳＥＴ　整数値の最下位ビットがセットされているか否かをテストする。
Ｎ０ＮＺＥＲＯ整数値が非ゼロであるか否かをテストする。
表現（Ｒｅｐｒｅｓｅｎｔａｔｉｏｎ）ＡＬＬＢ　ＩＴＳ　真に対して整数−１ （又は符号なしの等価値）を生成し、偽に対して０を生成する。
ＬＳＢ　ＩＴ　真に対して整数ｌを生成し、偽に対して０を生成する。
関係（Ｒｅｌｓｔｉｏｎｓ） ＥＱＬ　１個のスカラー値又はストリング値か他のものに等しい場合にテストす る。
ＥＱＬＢＬＫ　メモリ内のバイトの２個のブロックか同一である場合にテストす る。
ＥＱＬＰ　１個の埋込みストリングが他のものに等しい場合にテストする。
ＧＥｏ　１個のスカラー値又はストリング値か他のものよりも大きいか、又は等 しい場合にテストする。
ＧＥＱＰ　１個の埋込みストリングが他のものよりも大きいか、又は等しい場合 にテストする。
ＧＴＲ１個のスカラー値又はストリング値か他のものよりも大きい場合にテスト する。
ＧＴＲＰ　１個の埋込みストリングが他のものよりも大きい場合にテストする。
ＬＥＱ　１個のスカラー値又はストリング値か他のものよりも小さいか、又は等 しい場合にテストする。
ＬＥＱＰ　１個の埋込みストリングが他のものよりも小さいか、又は等しい場合 にテストする。
ＬＳ３　１個のスカラー値又はストリング値か他のものよりも小さい場合にテス トする。
ＬＳＳＰ　１個の埋込みストリングが他のものよりも小さい場合にテストする。
ＭＥＭＢＥＲビットストリングが特定インデックスでの１ビツトを有するか否か をテストする。
ＮＥＱ　１個のスカラー値又はストリング値か他のものと異なる場合にテストす る。
ＮＥＱＢＬＫ　メモリ内のバイトの２個のブロックが他のものと異なる場合にテ ストする。
ＮＥＱＰ　１個の埋込みストリングが他のものと異なる場合にテストする。
５ＵＰＥＲ３ＥＴ　ピットストリング内の全ての１ビツトか他のピットストリン グの１ビツトでもあるか否かをテストする。
５ＵＢＳＥＴ　ビットストリング内の全ての１ビツトか他のビットストリングの １ビツトでもあるか否かをテストする。
ＬＡＮＤＣ第１オペランドか偽である場合に、第２オペランドを［短絡（ｓｈｏ ｒｔ−ｃｉｒｃｕｉｔｉｎｇ）Ｊ評価して２個のプール値の論理積を計算する。
ＬＡＮＤＵ　第１オペランド及び第２オペランドの双方か評価されることを保証 して２個のプール値の論理積を計算する。
ＬＥＱＶ　２個のプール値の論理等価を計算する。
ＬＮＯＴ　２個のプール値の論理補数を計算する。
ＬＯＲ２個のプール値の論理和を計算する。
ＬＯＲＣ第１オペランドか真である場合に、第２オペランドを「短絡（ｓｈｏｒ ｔ−ｃｉｒｃｕｉｔｉｎｇ）Ｊ評価して２個のプール値の論理和を計算する。
ＬＯＲＵ　第１オペランド及び第２オペランドの双方が評価されることを保証し て２個のプール値の論理和を計算する。
ＬＸＯＲ２個のプール値の排他的論理和を計算する。
条件式（Ｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ　Ｅｘｐｒｅｓｓｉｏｎｓ）ＳＥＬ　ブールセ レクタに基づいて２個の値の一方を選択する。
５ＥＬＣブールセレクタに基づいて２個の式の一方を評価（ｅｖａｌｕａｔｅ） する。
５ＥＬＵ　ブールセレクタに基づいて２個の値の一方を選択するが、双方のオペ ランドか評価されることを保証する。
オペランドブリミタ（Ｏｐｅｒａｎｄ　Ｄｅｌｉｍｉｔｅｒ）ＦＬＷＭＡＲＫ　 ＬＡＮＤ、ＬＯＲ，ＳＥＬ、ＬＡＮＤＣ。
ＬＯＲＣ，又は５ＥＬＣの組（Ｔｕｐｌｅ）のオペランドのための組シーケンス の始まりをマークする。
フローコントロール（Ｆｌｏｗ　Ｃｏｎｔｒｏｌ）ＡＳＳＥＲＴ　プール値か偽 である場合に、例外条件の信号を発生する。
ＢＲＣＯＮＤ　プール値に基づいて２個の宛先のうちの一方に分岐する。
テーブル１４ チェック演算子（Ｃｈｅｃｋｉｎｇ　０ｐｅｒａｔｏｒｓ）演算子　意味 ＡＳＳＥＲＴ　プール値が偽である場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＥＱＬ　２個の値か等しくない場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＧＥＱ　１個の値が他の値よりも小さい場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＧＴＲ１個の値が他の値よりも小さいか又は等しい場合、例外の信号を発 生する。
ＣＨＫＬＥＮＥＱＬ　ストリングの長さか特定整数に等しくない場合、例外の信 号を発生する。
ＣＨＫＬＥＮＧＴＲストリングの長さが特定整数よりも小さいか、又は等しい場 合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＬＥＮＬＳＳ　ストリングの長さが特定整数よりも大きいか、又は等しい 場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＬＥＱ　１個の値か他の値よりも大きい場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫ　Ｎ　Ｅ　Ｑ　１個の値か他の値に等しい場合、例外の信号を発生する。
ＣＨＫＲＡＮＧＥ　１個の値か、他の２個の値で区切られる包含範囲にない場合 、例外の信号を発生する。
５ＩＧＮＡＬＳ　例外の信号を無条件に発生する。
テーブル１５ ＢＥＧＩＮ　ルーチンのためのＩＬＧの始めのマーク付けをする。
ＥＮＴＲＹ　ルーチンの入口ポイントを表示する。
ＬＡＢＥＬ　ブランチ目標を表示する。
ＶＬＡＢＥＬ　仮想基本ブロックを表示する。
ＨＡＮＤＬＥＲＴＢＳ ＢＲＡＲＩＴＨ算術的値が負か、ゼロか、正かに基づいて３個の宛先のうちの一 つに分岐する。
ＢＲＣＯＮＤ　ブール値か真か偽かに基づいて、２個の宛先のうちの一方に分岐 する。
ＢＲ３ＥＬ　下位テスト定数及び高位テスト定数か整数セレクタの値を囲む宛先 を選択する。
ＥＮＴＲＹＰＴＲルーチンのＢＥＧ　ＩＨの組（ｔｕｐｌｅ）をＥＮＴＲＹの組 に関連させる。
ＥＳＴＬＡＢＥＬ　ＴＢＳ ＥＳＴＥＮＴＲＹ　ＴＢＳ ＶＢＲＡＮＣＨＶＬＡＢＥＬを仮想基本ブロックの実存しうる宛先のセットに関 連させる。
間接ブランチ（Ｉｎｄｉｒｅｃｔ　Ｂｒａｎｃｈｅｓ）ＪＵＭＰ　外部ルーチン のコンテキストの復元又はリストアを含む「バウンドラベル変数 （ｂｏｕｎｄ　１ａｂｅｌ　ｖａｒｉａｂｌｅ）Ｊを経て制御を転送する。
ＪＵＭＰＬＯＣＡＬ　カレントルーチンのラベルのアドレスとなる。
フロー終了（Ｆｌｏｗ　Ｔｅｒｍｉｎａｔｉｏｎ）ＪＵＭＰＳＹＭＢＯＬ　カレ ントルーチンを含むルーチンにおける特定ラベルシンボルに非局所的ｇｏｔｏを 行う。
ＲＥＴＵＲＮ　カレントルーチンを終了し、コールの直後にコールしたリターン に制御を戻す。
５ＴＯＰ　カレントルーチンを終了し、コールしたリターンに制御を戻す。更に 、このルーチンか再びコールされないこと（このリターンがプログラム実行を終 了すること）をＯＥＭに知らせる。
テーブル１６ 複写又はコピー（ｃｏｐｙ）セマンティクスとバインドセマンティクス（Ｂｉｎ ｄ　Ｓｅｍａｎｔｉｃｓ）との間の選択に影響を与えるパラメータシＭｕｓｔ　 ｂｌｎｄ　パラメータをバインドセマンティクスで実施することを要求する。Ｍ ｕｓｔ　ｂｉｎｄが特定された場合、以後に列挙される他のフラグを無視する。
Ｃｏｎｃｅａｌ　ａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃｔｓエイリアスエフェクトが起こって はならないことを指示する。基本的に、このことは、パラメータを複写セマンテ ィクスで実施することを要求する。
Ｅｘｐｏｓｅ　ａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃｔｓエイリアスエフェクトが見えるよう にしなけれはならないことを指示する。基本的に、このことは、パラメータをバ インドセマンティクスで実施することを要求する。
Ｃｏｎｃｅａｌ　ａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃｔｓ又はＥｘｐｏｓｅ　ａｌｉａｓ　 ｅｆｆｅｃｔｓのいずれも特定されない場合、ＧＥＭはａｌｉａｓ　ｅｆｆｅｃ ｔｓについて心配する必要はない（恐らく、スカラーパラメータのための複写セ マンティクス及び集合パラメータのためのバインドセマンティクスを使用する） 。フロントエンドがこれらフラグの双方をセットするのはエラーである。
Ｉｎｐｕｔ　呼出しくコール）に先立って、呼出しルーチンが実記憶位置を初期 化することを指示する。複写セマンティクスをこのルーチンに使用する場合、実 記憶位置はルーチン入口の局所記憶領域に複写されなければならない。
０ｕｔｐｕｔ　このフラグがセットされる場合、呼出しルーチンは実記憶位置が 呼出しから復帰した際にパラメータの最終値を含むことを予期する。
このフラグがセットされない場合、呼出しルーチンは、実記憶位置がこの呼出し によってテーブル１８ ＧＥＭ＄ＭＥＣＨＡＮＩＳＭ列挙型式 ％式％ 値（Ｖａｌｕｅ）　コーラ−（ｃａｌ　１ｅｒ）は引き数の値を渡す。実記憶位 置はパラメータリストの入口である。
リファレンス（Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ） コーラ−は成る記憶位置のアドレスを渡す。
実記憶位置は、アドレスがパラメータリストに渡される記憶位置である。
リファレンス（Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）パラメータは長さパラメータフィールドを 有し、同一ルーチンにおける他のパラメータシンボルを指すよう定義される。こ の他のパラメータ（データ型式ＩＭＡＸと値メカニズムを有していなければなら ない）は、未知のサイズのフラグがセットされると思われるリファレンス（Ｒｅ ｆｅｒｅｎｃｅ）パラメータの実際の長さを受け取ると仮定される。（リファレ ンス（Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）によって渡される記憶位置と値（Ｖａｌｕｅ）によ って渡される関連の長さとのこの組み合わせは、［アドレス及び長さくａｄｄｒ ｅｓｓ　ａｎｄ　ｌｅｎｇｈｔ）Ｊと称される。
ストリング（Ｓｔｒｉｎｇ） コーラ−は文字ストリング又はビットストリングのアドレス及び長さく可変文字 ストリングに対しては最大長さ）を含むデータ構造のアドレスを渡す。パラメー タシンボルに関連する記憶位置は、記述子データ構造における基底（ベース）ア ドレスフィールドの内容である。
アレイ（Ａｒｒａｙ）　コーラ−は文字ストリング又はビットストリングを一次 元アレイ又はビットアレイを記述するデータ構造のアドレスを渡す。パラメータ シンボルに関連する記憶位置は、記述子データ構造におけるベースアドレスフィ ールドの内容である。
ジェネラル（Ｇｅｎｅｒａｌ） コーラ−は成る記憶位置のアドレスを含むデータ構造のアドレスを渡す。パラメ ータシンボルに関連する記憶位置は、記述子データ構造におけるベースアドレス フィールドの内容である。
フロントエンドはコーラ−にコードを発生し、記述子データ構造のベースアドレ スフィールド以外の全てのフィールドを満たすこと及び被呼ルーチンにコードを 発生してこれらフィールドに割り込むことの責任を負う。被呼ルーチンはＤＥＳ ＣＡＤＤＲを使用して記述子のアドレスを得る。
テーブル１９ 動的ストリングリターンメカニズム メカニズム　記述 固定バッファ　コーラ−は、固定サイズのバッファを割当（Ｆｉｘｅｄ　Ｂｕｆ ｆｅｒ）　て、そのための記述子を渡す。被呼ルーチンは、バッファに入ったの と同じだけの集合を複写し、集合のオリジナルの長さを戻す。コーラ−はオリジ ナル長さをバッファ長さに比較し、リターン値がはしょられたか否かを判定する 。（このことは、長さに対するエキストラリターン値では、上述の固定サイズメ カニズムと等価である。） スタック　コーラ−は、記述子のアドレスを渡す。被（Ｓｔａｃｋ）　呼ルーチ ンはスタックに集合を放置し、スタックポインタを集合を指し示すままにし、集 合のアドレス及び長さを特定する記述子を満たす。
動的ストリング　コーラ−は、ヒープ割当てストリングの（Ｄｙｎａｍｉｃ　Ｓ ｔｒｉｎｇ）　ための記述子（動的ストリング記述子）を渡す。被呼ルーチンは 、記述子によって指し示されるストリングをオーバーライドするか、又はこのス トリングの割当てを解除し、他のストリングを割当て、また記述子を更新する。
テーブル２０ 属性　意味 Ｐａ５ｓ　ｂｙ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ 引き数か、特定のレジスタ又は特定ア ーキテクチャのシステムコール標準によって決定される位置に渡されるか否かを 指示する。真であれば、引き数は識別子（ＧＥＭ＄ＴＳ　ＲＥＧ列挙型式からの ）がａｒｇ位置フィールドにあるレジスタに渡される。偽であれば、ａｒｇ位置 は単にこのコールの全ての非しジスタ引き数のうちの１オリジンインデツクスで あり、ＯＥＭは適正な「標準」引き数位置を決定する。（ＯＥＭはａｒｇ位置で 特定される引き数位置をオーバーライドし、利用できる呼出ルーチン及び被呼ル ーチンの双方を有する場合にレジスタによって渡し、必要な分析を行う。） Ｓｐｅｃｉａｌ　ｒｅｇｉＳｔｅｒ　Ｐａ５ｓ　ｂｙ　ｒｅｇｉＳｔｅｒか真で ある場合にのみ真であるとし、この場合、ＯＥＭは特定レジスタを使用しなけれ はならない。
Ａｒｇ　１ｏｃａｔｉｏｎ２ Ｐａｓｓ　ｂｙ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ２ メカニズムがリファレンスである場合 のみ関連し、この場合、これらフィールドは、引き数長さか値によって渡される 引き数位置を特定する。Ａｒｇ　１ｏｃａｔｉｏｎ２に渡されない長さは０であ る。
Ｐａｒｍ　ｉｓ　ｒｅａｄ　真である場合に、ＧＥＭか、被呼ルーチンは渡され る実際の引き数位置の内容を検査することを仮定する指示をするフラグ（メカニ ズムか値でない場合のみ意味がある。） Ｐａｒｍ　ｉｓ　ｗｒｉｔｔｅｎ　真である場合に、ＯＥＭか被呼ルーチンは渡 される実際の引き数位置の内容を修飾することを仮定する指示するフラグ（メカ ニズムか値でない場合のみ意味かある。） Ｄｅｓｃ　５ｉｚｅ　メカニズムかジェネラルである場合即ち、引き数を渡すよ う割当てる記述子のサイズである場合のみ意味かある。
０ｆｆｓｅｔ　実引き数アドレスを組のアドレスオペランドからオフセットする ことを特定する種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される。
Ｅｆｆｅｃｔｓ　引き数を渡すことにより生ずるｒｒｅａｄＪサイドエフェクト を特徴付ける種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される。
Ｅｆｆｅｃｔｓ２　引き数を渡すことにより生ずるｒｗｒｉｔｅ　Ｊサイドエフ ェクトを特徴付ける種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される。
Ｂａ５ｅ　Ｓｙｍｂｏｌ　既知であるアドレスが渡されている変数のシンボルノ ードを指し示すポインタである種々のＡＲＧＡＤＲの組においてのみ使用される 。
テーブル２１ ルーチンコール、引き数渡し及び値戻し演算子（Ｒｏｕｔｉｎｅ　Ｃａ１ｌ。
Ａｒｇｕｍｅｎｔ　Ｐａｓｓｉｎｇ、ａｎｄ　Ｖａｌｕｅ　Ｒｅｔｕｒｎ　０ｐ ｅｒａｔｏｒｓ）ＩＮＩＴＣＡＬＬ　ルーチンコールのためのＩＬの始めにマー クを付け、引き数リストの割当てを行う。
ＡＲＧＶＡＬＡ　特定長さの文字ストリング又はビットストリングを渡す。
アドレスの引き渡しくＰａｓｓｉｎｇ　ａｎ　Ａｄｄｒｅｓｓ）ＡＲＧＡＤＲ表 現的値を含む記憶位置のアドレスを渡す。
ＡＲＧＡＤＲＡ　特定長さの文字ストリング又はビットストリングを含む記憶位 置のアドレスを渡す。
ＡＲＧＡＤＲ３特定アドレスの記憶位置のビットストリング又は文字ストリング のサブストリングを渡す。
テンポラリの割当て及び引き渡し くＡｌｌｏｃａｔｉｎｇ　ａｎｄ　Ｐａｓｓｉｎｇ　ａ　Ｔｅｍｐｏｒａｒｙ） ＡＲＧＴＭＰ　スカラー値のための空間を割当て、そのアドレスを渡す。
ＡＲＧＴＭＰＡ　特定サイズの文字ストリング又はビットストリングのための空 間を割当て、そのアドレスを渡す。
動的リターン値記述子の生成 （Ｃｒｅａｔｉｎｇ　ａ　Ｄｙｎａｍｉｃ　Ｒｅｔｕｒｎ　Ｖａｌｕｅ　Ｄｅｓ ｃｒｉｐｔｏｒ）ＡＲＧＢＵＦ　特定サイズのビットストリング又は文字ストリ ングの空間を割当て、固定バッファ動的リターンメカニズムで値を戻すことを必 要とする記述子を渡す。
ＡＲＧＤＹＮ　スタック動的リターンメカニズムで値を戻すことを必要とする記 述子を渡す。
ＡＲＧＳＴＫ　動的ストリングメカニズム又はスタック動的リターンメカニズム でビットストリング又は文字ストリングを戻すごとを必要とする動的ストリング 記述子を渡す。
ＡＲＧＢＬＯＣＫ　特定サイズのブロックのための空間を割当て、そのアドレス を渡す。
ＢＬＫＦ　ＩＥＬＤ　スカラー値を先に割り当てられた引き数ブロックのフィー ルドに記憶する。
ＡＲＧＤＥＦ　ＩＮＥＳ　引き数ブロックに引き数を渡す属性のサイドエフェク トを記述する。
汎用記述子の充填 （Ｆｉｌｌｉｎｇ　ｉｎ　ａ　Ｇｅｎｅｒａｌ　Ｄｅｓｃｒｉｐｔｅｒ）ＤＳＣ Ｆ　ＩＥＬＤ　先に割り当てられた汎用記述子のフィールドにアドレス値又は整 数値を記憶する。
ルーチンの呼出しくＣａｌｌｉｎｇ　ａ　Ｒｏｕｔｉｎｅ）ＣＡＬＬ　特定アド レスでルーチンを呼び出す。
リターン値の検索 （Ｒｅｔｒｉｅｖｉｎｇ　ａ　Ｒｅｔｕｒｎ　Ｖａｌｕｅ）ＲＥＳＵＬＴＢＵＦ 　ＡＲＧＢＵＦの組で割り当てられたテンポラリに戻され、長さか特定のレジス タに戻された若しストリング又はビットストリングを検索する。
ＲＥＳＵＬＴＤＹＮ　ＡＲＧＤＹＮの組（Ｔｕｐｌｅ）に応答して戻された文字 ストリング又はビットストリングのための動的ストリング記述子を生成する。
ＲＥＳＵＬＴＲＥＧ　特定レジスタからスカラー結果値を検索する。
ＲＥＳＵＬＴＳＴＫ　ＡＲＧＳＴＫの組（Ｔｕｐｌｅ）に応答してスタック上に 戻された文字ストリング又はビットストリングを検索する。
付　録 翻訳機割面アクション 以下のアクションはアクション翻訳機の実行フローを割部する。
アクション（〈結果　パル　リスト〉；〈一時　パル　リスト〉）はテンプレー トのアクションシーケンスの開始をマークする。これはそれがオペランド変数を 割り付けるから、テンプレートの第１アクシヨンでなければならない。
双方のパル　リスト（ｖａｒ−１１ｓｔ）の内容はテンプレート□　の残りの期 間にオペランド変数の命名に使用された識別子のコンマで区切られたシーケンス である。もしテンプレートかいずれの結果オペランド（ｒｅｓｕｌｔ　ｏｐｅｒ ａｎｄ）もしくは一時オペランド（ｔｅｍｐｏｒａｒｙ　ｏｐｅｒａｎｄ　）を 使用しないなら、これらのパル　リストのいずれかは空である。
結果　パル　リザルト中の識別子は結果オペランドの名前である。ボイド　コン テキストのＩＬＧノードは０結果オペランドを有し、一方、他のたいていの表現 はｌ結果オペランドを有している。例外は、２もしくは３オペランド（１つはス トリング本体をアドレスし、１つはストリング長に対するものであり、そして他 の１つはストリング本体を保持する）を要求するストリング結果と、２オペラン ド（１つは実成分に対するもの、他は虚成分に対するもの）を要求する複合結果 とを含んでいる。
遅延（ＤＥＬＡＹ）は遅延しないアクションの終了と遅延されたアクションの開 始をマークする。遅延アクションが翻訳されると、現行テンプレートの処理は、 対応ＩＬＧサブツリーか親サブツリーのリーフとして使用されるまで一時停止さ れる。親サブツリーのテンプレートか対応リーフを遅延しないなら、翻訳は遅延 アクションに続くアクションを継続しよう。
イグジット（出口）はアクションシーケンスの翻訳を終了する。
イグジットアクションの翻訳は結果オペランドを戻し、残りのオペランド変数と 局部ＴＮを解放し、かっこのアクションシーケンスを遅延しないテンプレートに より翻訳を再開する。
終了−アクションはアクションシーケンスの終了をマークする。
それは翻訳されないから真のアクションではない。終了−アクションオペレーシ ョンはアクションシーケンスの字句的に最終の成分てなければならない。このオ ペレーションはアクションオペレーションで宣言されたオペランド識別子の範囲 の終端をマークする。
非遅延（リーフ、ｏｐｒｌ、ｏｐｒ２．　、、、、）は特定パターン「リーフ」 の遅延コンテキクスト　アクションを処理する。リーフの結果オペランドはｒｏ ｐｒ　ＩＪ　、ｒ□ｐｒ２Ｊ等のオペランド変数にコピーされる。コピーされた オペランドの数はリーフのテンプレートの結果オペランドの数と整合しなければ ならない。
ラベル（名前）はアクションシーケンス中の現行位置に「名前」を標識（１ａｂ ｅｌ）する。
ゴーツー（名前）は翻訳機を分岐し、かつ「名前」により特定されたラベルに続 くアクションで処理を継続する。
ンバ（Ｌｉｎｅａｒ　０ｒｄｅｒ　Ｎｕｍｂｅｒ）クロック変数を増分する。
使用（オペランド）は特定オペランド変数を参照する。このアクションはオペラ ンドが使用されるテンプレートの最後の場所をマークするのに使用され、かつ寿 命を適当に延永久クラスＴＮ　（ｐｅｒｍａｎｅｎｔ　ｃｌａｓｓ　ＴＮ）を創 生じ、かつ特定「オペランド」変数により参照する。もし「サイズＪパラメータ か喪失されると、ＴＮのサイズは現行テンプレートの結果データタイプにより決 定される。このアクションはコンテキストが通過する間にＴＮを創生ずるのみで ある。ＴＮバインド（ＴＮＢ　ＩＮＤ）およびコードが通過する間にいかにして このＴＮがアクセスされイトの遅延クラスＴＮを創生し、かつ特定「オペランド Ｊ変数により参照される。もし「サイズ」パラメータか喪失すると、ＴＮのサイ ズは現行テンプレートの結果データ　タイプにより決定される。このアクション はコンテキスト、ＴＮバインドおよびコードの各々か通過する間にＴＮを創生ず る。このアクションは実行されないが、一方、遅延されないアクションを翻訳す る。このＴＮの寿命はこのＴＮを使用する結果が使用される場合に終了局部クラ スＴＮを創生し、かつ特定「オペランド」変数により参照される。もし「サイズ 」パラメータか喪失すると、ＴＮのサイズは現行テンプレートの結果データタイ プにより決定される。このアクションはコンテキスト、ＴＮバインドおよびコー ドの各々が通過する間にＴＮを創生ずる。このＴＮの寿命はその創生と同じテン プレートて終了しなければならない。
フォース　レジスタ（オペランド）は「オペランド」変数で特定されたＴＮをメ モリにあってはならないようにマークする。このことはとのレジスタもＴＮが割 り付けられない場合に利用可能でない限りレジスタへの割り付けを一般に意味し ている。
フォース　メモリ（オペランド）は「オペランド」変数で特定されたＴＮをレジ スタにあってはならないようにマークする。このことはスタック位置への割り付 けを一般に保変数で特定されたＴＮを割り付けなくてはならぬようマリ付けのす べての３つか、これら３つの条件と同じＴＮ上で矛盾し、かつすべて満足できな いようにすることは誤りである。
優先（ｏｐｒｌ、ｏｐｒ２）　もし「オペランド」かレジスタに割り付けられる なら、「オペランド２」は同じレジスタに割り付けられ、さもなければ、「オペ ランド２」は「オペランドｌ」とは独立に割り付けられる。「オペランド２」を 「オペランド１」と同じレジスタに強制することは、たとえ「オペランド１」と 「オペランド２」か競合する寿命を有していても生起する。（優先アクションに 優先する［委任（ｍａｎｄａｔｏｒｕ）　Ｊに対抗して優先ず「オペランド」に より特定されたＴＮの非割り付けのコストを増大する。
リザーブ　ＲＯ（ナンバー）は連続レジスタの「ナンバー」がレジスタＯによる 開始を維持するようにする。
テスト　メモリ（オペランド、ラベル）は特定「オペランド」変数により参照さ れたＴＮをテストする。もしＴＮがメモリなら、アクション翻訳機は特定「ラベ ルＪに分岐する。コンテキストとＴＮバインドが通過する間に、このアクション は、フォース　メモリが行われない限り、割り付けられないＴＮがメモリに存在 しないことを仮定する。
テスト　レジスタ（オペランド、ラベル）は特定の［オペランド」変数により参 照されたＴＮをテストする。もしＴＮかレジスタなら、アクション翻訳機は特定 「ラベル」に分岐する。コンテキストとＴＮバインドが通過する間に、このアク ション（ま、フォース　メモリかＴＮで行われない限り、割り付けられないＴＮ がレジスタにあることを仮定する。
ＩＬＧ負荷とセーブアクション 負荷　リテラル（ノード、オペランド）はテンプレートパターンにより整合され た特定「ノード」のリテラル値を特定「オペランド」変数に負荷する。もし「ノ ード」かリテラルでないなら、それは誤りである。
セーブ　ＴＮ（オペランド、ノード、フィールド）は「オペランドｊ変数により 特定された永久クラスＴＮへの参照をセーブする。コンテキストか通過する間に 、ＴＮポインターはテンプレートの特定ＦノードＪにより整合されたＩＬＧタペ ル（Ｉ　Ｌ　Ｇ　ｔｕｐｌｅ）の成分Ｆフィールド」てセーブされる。ＴＮバイ ンドとコードが通過する間に、この情報は特定［ノード」の特定の「フィールド 」からフェッチされる。各永久クラスＴＮは、ＴＮバインドとコードが通過する 間に同じＴＮが位置できるように、コンテキストか適当なＩＬＧフィールドを通 過する間にセーブされなけれはならない。遅延クラスと局部クラスＴＮはそれら か決してセーブされるべきでないように各通過を再創生する。
の位置をセーブする。この情報はテンプレートの特定「ノード」により整合され たＩＬＧタペルでセーブされる。レジスタ値は成分「フィールドレジスタ」でセ ーブされる。ある種のレジスタ値は生起しなかった割り付けを符号化するか、あ るいはオペランドかレジスタの代わりにスタックに割り付けられる。もしオペラ ンドかスタックに割り付けられるなら、スタックオフセットは「フプレートパタ ーンにより整合された特定「ノード」の特定「フィールドｊの特定「オペランド 」のレジスタナンバーをセーブする。このレジスタナンバーの組はどんなレジス タも割り付けられなかったということの符号化を含んでいる。もし特定のオペラ ンドかメモリ位置に割り付けられるなら誤りが生起する。
から’　Ｏｐｒ　ｄＳｔＪオペランドの値を移動するコードを発生する。もしＯ ｐｒ　ＳｒＣとｏｐｒ　ｄｓｔが同一てあり、かつこのアクションかそれらを同 一にする割り付はルーチン（ａｌｌｏｃａｔｏｒ）の指示（ｈｉｎｔ）であるな ら、どのコードも発生されない。
放出（オプコード、オペランド１、オペランド２．　、、、、　）は特定「オブ コード」からなり、かつ命令のアドレスモードとして特定オペランド変数を使用 する目的命令を出力する。
メーク−アドレス−モード（ｏｐｒ　ｏｆｆｓｅｔ、　ｏｐｒ　ｂａｓｅ、　ｏ ｐｒ　１ｎｄｅｘ、　ｏｐｒ　ｒｅｓｕｌｔ）は変数ｒＯｐｒ　ｒｅｓｕｌｔＪ に新しいオペランドを作る。これはＶＡＸアドレスモードを創生すＶＡＸ特定ア クションである。もしｒｏｐｒ　ｏｆｆｓｅｔＪが喪失するなら、零か仮定され る。もしｒｏｐｒ　０ｆｆＳｅｔＪかメモリ位置を特定するなら、ｒｏｐｒ　ｏ ｆｆｓｅｔ」は零を特定しなければならず、かつｒｏｐｒ　１ｎｄｅｘＪは喪失 されなければならない。
−」を表す「オペランド」に新しいアドレスを作る。
「ナンバー」かパターンにより整合されたノードでないリテラル値であることに 注意。その代わり、ＬＩＴＲＥ非常に簡単な付加テンプレートと非常に複雑なア ドルシングテンプレートを含むいくつかの実例か存在する。これらはテンプレー トを書くのに容易なものと困難なもの双方の実例を与えるへきである。
テンプレートの結果値モードとパターン整合リーフの値モードの組は目標アーキ テクチャ−のデータタイプ特性を使用する。
これらの値モードは値が符号化される種々のやり方の列挙（ｅｎｕｍｅｒａｔ　 １ｏｎ）である。この列挙は表現値が仮想計算機で符号化できる種々のやり方を 命名する。
ＶＡＸの実例 ＲＶ（レジスタ値） ＭＶ　（インダイレクションとインデキシングの無いメモリ値） ＭＶＩＮＤ（インダイレクションはあるかインデキシングは無いメモリ値） ＭＶＩ（バイトコンテキストのあるメモリ値）ＭＶ２（ワードコンテキストのあ るメモリ値）ＭＶ４（長いコンテキストのあるメモリ値）ＭＶ８（カッドコンテ キストのあるメモリ値）ＭＶＩ６（オクトコンテキストのあるメモリ値）ＡＭ（ インダイレクションとインデキシングの無いアドレスモード） ＡＭＩＮＤ（インダイレクションは無いがインデキシングも無いアドレスモード ） ＡＭＴＮＸＩ　（バイトインデキシングのあるアドレスモード） ＡＭＩＮＸ２　（ワードインデキシングのあるアドレスモード） ＡＭＩＮＸ４　（長いインデキシングのあるアドレスモード）ＡＭＩＮＸ８　（ カッドインデキシングのあるアドレスモード） ＡＭＴＮＸＩ６（オクトインデキシングのあるアドレスモード） ＰＣＦＬＯＷ（偽ラベルあるいは真ラベルへのジャンプにより表されたフローブ ール） ストリングＣＣＶ（長さおよびメモリのアドレスとして符号化されたストリング 値） ＶＡＲＹＶ　（長さワードのアドレスとして符号化された変動ストリング値） ボイド（サイド効果のみを持つ動作で使用されたどんな値も存在しない） ＶＡＸ上の単純ＡＤＤＬ３ 結果値モード：Ｒｖ パターンツリー ０　：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　１，２ １　：　ＬＥＡＦ　（ＲＶ、ＭＶ、ＭＶＩＮＤ、ＭＶ４）２　：ＬＥＡＦ　（Ｒ Ｖ、ＭＶ、ＭＶＩＮＤ、ＭＶ４）アクション（結果、リーフｌ、リーフ２）；！ 　「結果」は一時結果である ！　「リーフＩＪはＬＥＡＦＩ　：　（左オペランド）！　「リーフ２」はＬＥ ＡＦ２　：　（右オペランド）非遅延（１，リーフ１）： 非遅延（２，リーフ２）； 使用（リーフ１）； 使用（リーフ２）： ンデクス　レジスタコアドレスモードを発生する。テンプレートは２つのオペラ ンドを保持するためにレジスタが使用されることをこのテンプレートの選択か保 証するＶＡＸ　フォルトラン規則に続く。
結果値モード：ＡＭＩＮＸｌ パターンツリー： ０　：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　１，２ １　：　Ｌ　ＩＴＲＥＦ、ＩＮＴ３２ ２・ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　３．　４ ３　：　ＬＥＡＦ　ｆＲＶ） ４　：　ＬＥＡＦ　（ＲＶ） スタ、リーフ４．リーフ３．　ｌｉｔ　）　；！　「結果」は結果アドレスモー ドｌｉｔ　（ベース　レジスジスタである ある ！　「リーフ４」はＬＥＡＦ４である＝　（インデクス　リーフ） ！　「リーフ３」はＬＥＡＦ３である：　（ベース　リーフ）ｊ　ｒｌｉｔＪは ＬＩＴＲＥＦＩである：遅延； ！　フォース　ＬＥＡＦ４　：レジスタの中に！ 非遅延（４，リーフ４）； 割り付け　遅延（インデクス　レジスタ）；優先（リーフ４．インデクス　レジ スタ）：使用（リーフ４）； ！　フォース　ＬＥＡＦ３：レジスタの中に非遅延（３，リーフ３）； 優先（リーフ３、ベース−レジスタ）；使用（リーフ３）： ！　アドレスモードｆｌｉｔ　（リーフ３）［リーフ４］」の発生 レジスタにＬＥＡＦを強制する７アクシヨンは多分ＶＡＸの共通オペレーション であることに注意。その結果、これらの７アクシヨンを結合する効果を有する「 マクロ」アクションが存在しよう。
プリズム訂正０，０の付加にＭＯＶＡを使用結果値モード：Ｒｖ パターンツリー： ０　：ＡＤＤ、１ＮＴ６４　１．２ １　：ＬＩＴＲＥＦ、ＩＮＴ６４ ２　：　ＬＥＡＦ　［ＲＶコ するなら続く アクション（結果：リーフ２．レジスタ２．レジスタ　結果、ｌｉｔ　）　； ！　「結果」は一時結果である ！　「リーフ２」はり−７２を記述する：！　「レジスタ２」はリーフ２を保持 するスクラッチレジ！　ｒｌｉｔ」はリテラルｌである： 非遅延（２，リーフ２）； 割り付け　局部（レジスタ２）； フォース　レジスタ（レジスタ２）： マスト　割り付け（レジスタ２）： 移動　値（リーフ２．レジスタ２）： 使用（リーフ２）： 使用（レジスタ２）； 負荷　リテラル（１，ｌｉｔ　）　； 放出（ＭＯＶＡ　移動　形式、ｌｉｔ、レジスタ２．レジス移動　値（レジスタ 　結果、結果）； 遅延； 註：レジスタ割り付はルーチンのヒユーリスティックスは、リーフ２とレジスタ ２か同じレジスタを得る高い確率を有することを保証する。また、結果とレジス タ　結果は同じレジスタをつかまえるように見える。
ＶＡＸの長いコンテキストインデキシングこのテンプレートは、付加を後続する ４の乗算をｋ（リーフ３）［リーフ６］アドレスモードが行うことを保証する。
レジスタか２つのオペランドの保持に利用可能であることをこのテンプレートの 選択が保証しないＶＡＸパスカル規約にこのテンプレートは従う。もしレジスタ 利用可能でないなら、アドレスモードは一時メモリを使用してシミュレートされ る。
結果値モード：ＡＭＩＮＸ４ パターンツリｍ： ０　：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　１．２ １・Ｌ　ＩＴＲＥＦ＜　ｌＮＲ３２ ２：ＡＤＤ、ＩＮＴ３２　３，４ ３　：　ＬＥＡＦ　（ＲＶＩ ４　：ＭＵＬ、ＩＮＴ３２　５，６ ５　：　Ｌ　ＩＴ、Ｉ　ＮＴ３２ ６　：　ＬＥＡＦ　（ＲＶＩ スタ、リーフ６、リーフ３．１ｉｔ、一時）；！　「結果」は結果アドレスモー ドであるある ！　「リーフ６」はＬＥＡＦ６である：　（インデクス　リーフ） ！　「リーフ３」はＬＥＡＦ３である：　（ペース　リーフ）ｊ　ｒｌｉｔＪは リテラル１である： ある 非遅延（６，リーフ６）： 非遅延（３，リーフ３）； 割り付け　遅延（インデクス　レジスタ）；増分−コスト（３，インデクスーレ ジスタ）；テスト−メモリ（インデクスーレジスタ、ノー−インデクス）；移動 −値（リーフ６、インデクスーレジスタ）：！　レジスタでインデクスを確実に するテスト　メモリ（ペース　レジスタ、ノー　ペース）；移動　値（リーフ３ ．ペース　レジスタ）；！　レジスタてベースを確実にする ｊｌｉｔ５（ベース２）［インデクス１コ！　一時レジスタインデクスなし 負荷　定数（２，一時）： 放出（ＡＳＨＬ、一時、リーフ６、インデクス　レジスタ）：！　ＡＳＨＬ　＃ ２．　リーフ６、インデクス　メモリ放出（ＡＤＤＬ２．　リーフ３．インデク ス　レジスタ）：！　ＡＤＤＬ２　リーフ３．インデクス　メモリ放出（ＡＤＤ Ｌ２．　ｌｉｔ　、インデクス　レジスタ）；！　ＡＤＤＬ２．＃Ｉｉｔ　、イ ンデクス　メモリ！　一時レジスタペースなし 時）； ！　インデクスは一時にない 放出（ＡＤＤＬ３．ｌｉｔ　、リーフ３．ペース　レジスタン　。
＃ｌｉｔ ！　＠ベースーメモリ　［インデクスーレジスタコ放出； ラベル（インデクスーハズーレジスター一時）；！　ペースレジスタはないか、 一時インデクスはある放出（ＭＯＶＡＬ、一時、インデクス　レジスタ）；ｉ　 ＭＯＶＡＬ　＠リーフ３　［インデクス　レジスタ］。
インデクス　レジスタ 放出（ＡＤＤＬ　２．　ｌｉｔ　、インデクス　レジスタ）；ｌ　ＡＤＤＬ２　 ＃Ｉｉｔ、インデクス　レジスタる。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロ ケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。
要素でなければならない。特に除外されるのはＢＯＯＬ。
ＢＩＴＳ、５ＴＲ８および５ＴＲ１６ＧＥＭ　ＴＹＰ　要素である。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　ｌ　ｕｅ。
基本タイプとして文字（ｃｈａｒａｔｅｒ）を規定する。例えば、文字はＵ　Ｉ ＮＴ８．Ｕ　ｌＮＴ１６．Ｕ　ｌＮＴ３２等であってもよい。
ＤＥＣＬ　ＢＬＫはタイプか規定されるブロックノードである。
ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌ ルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述する変動スト リングであり、かつヌルてあってもよい。ＢＡＳＩＣＴＹＰＥは規定されている タイプであり、かつ文字セットのサイズと表現を決定する。それはＧＥＭ　ＴＹ Ｐ列挙の要素でなければならず、かつサイズ８．１６および３２ビツトの符号付 きおよび非符号付き整数に制限されている。
文字およびストリング集合の定義 Ｇ　ＢＩＴＳＴＲＩＮＧは所与の基本タイプの文字とビットの集合を規定する。
ＴＹＰＥ　ＮＯＤＥ＝ ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＩＮＧ（ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　Ｉ　ｕｅ。
５ＴＲＩＮＧ　ＬＢ　：　ｉｎ　ＧＥＭ　Ｎ０ＤＥ。
５ＴＲＩＮＧ　ＵＢ　：ｉｎ　ＧＥＭ　Ｎ０ＤＥ）ＳＴＲＩＮＧ　ＴＹＰＥの文 字ストリングを規定する。
タイプの文字であり、かつストリングは下側オペランドとである。ＬＯＣＡＴＯ ＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ− であってもよ出しにより戻されたストリングの文字タイプに対して創生されたタ イプノードのあだ名（ｈａｎｄｌｅ）である。ヌル。５ＴＲＩＮＧ　ＵＢと５Ｔ ＲＩＮＧ　ＬＢはストリングの上限と下限である。
ＧＥＭ　ＢＬＯＣＫ　Ｎ０ＤＥ。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　Ｉ　ｕ　ｅ。
＋１要素からなるビットストリングを規定する。未知のすである。ＬＯＣＡＴＯ ＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ− であっもよい。
と下限である。
Ｔ　ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥはタイプ化されたポインターあるいはタイプ化され ないポインターの定義を許容する。ＯＥＭ関連するタイプがＧＥＭタイプ定義サ ービスて特定されたそのタイプ情報を有した後で以前に特定されたポインターの タイプを設定する。
ＴＹＰＥ　ＮＯＤＥ＝ ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＰＥ（ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　ｌ　ｕ ｅ。
新しいタイプ塩を規定し、かつそれをタイプノードＤＥＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭ あるいは異種のロケータ−である。
ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰブ定義て創生されたタ イプノードである。
ＴＹＰＥ　Ｎ０ＤＥ＝ ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕ　ｅ。
ポインタータイプを規定する。ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥは既存タイプ定義のタイ プノードであってもよく、あるいはタイプ化されないポインターを示すヌルであ ってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述する変動ストリングであり、か つヌルであってもよい。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−であ る。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＤＥＣＬ　ＢＬＫはタイ プが規定されるブロックノードである。
れた既存のポインタ一定義に対して、ポインターに関連すンターを規定する既存 のタイプノードのあだ名である。Ｎドのあだ名である。
レンジ、列挙およびセットの定義 ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＲＡＮＧＥ、ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦＥＮＵＭ、ＧＥＭ　 ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴおよびＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴは規定さ れたタイプにわたるレンジ、列挙、列挙要素およびセットを規定する。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ。
レンジタイプを規定する。レンジはその基礎となるタイＬＯＷ　ＶＡＬ、！１− ＲＡＮＧＥ　ＨＩＧＨＶＡＬＩ：より示されＫはタイプか規定されるブロックノ ードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣ ＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述 する変動ストリングであり、ヌルであってもよい。ＲＡＮＧＥ　ＴＹＰＥは既存 の基本タイプ定義のタイプノードのあだ名である。ＲＡＮＧＥ　ＬＯＷ　ＶＡＬ とＲＡＮＧＥ　ＨＩＧＨＶＡＬはレンジの低い値と高い値を示すリテラルノード へのポインターである。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ。
−ドである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケ−ターである。ＬＯＣ ＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＥＮＵＭ　ＴＹＰＥは既存の基本タ イプ定義を創生ずるタイプノードのあだ名である。
前場はまず最終順序の列挙定義に列挙要素を印加しなければならない。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ。
ドのあだ名である。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。
ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−てＥＭＥＮＴ　ＶＡＬＵＥは要素の値を規定す るリテラルノＬＯＣＡＴＯＲ：ｖａｌｕｅ。
れるブロックノードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ− である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−では以下のものにより戻されたあだ名 であってもよい。
ｏ　ＧＥＭ　ＴＤ　ＴＹＰＥＤＥＦ 限界の規定に使用てきる。アレイ次元の限界は固定され、調整可能であるかある いは仮定的なものとして規定できる。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　Ｉ　ｕｅ。
ツクノードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。
ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプ を記述する変動ストリングであり、かつヌルであってもよい。ＡＲＲＡ定するタ イプノードのである。ＡＲＲＡＹ　ＤＩＭ　Ｃ０ＵＮＴはアレイの次元数である 。
次元カウントはリテラルノード以外の値の次元として伝送される。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　ｌ　ｕ　ｅ。
元の限界を設定する。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である 。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロヶータ−であってもよい。ＤＩＭ　ＩＮＤＥＸ　ＬＯ ＷとＤＩＭ−るのに使用されたタイプを規定するタイプノートのあだ名である。
ＤＩＭ　５ＴＲＩＤＥは規定されている次元の続いて起こる要素間のバイトで表 したサイズを規定する。ブランクＡ定数の上限あるいは下限はリテラルノードに より特定される。非一定限界は限界値の位置を規定するシンボルノードにより示 される。
構造、バリアントおよびユニオンの定義以下のルーチンはバリアントとユニオン を含む構造を規定するのに使用される。バリアント成分を有する構造は以下のル ーチンを呼び出すことにより規定される。
Ｔ Ｔ ＯＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＲＡＮＥ ＯＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＤＥＦＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　Ｉ 　ｕ　ｅ。
か宣言されるブロックノードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロ ケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＴＹＰＥ　 ＮＡＭＥはタイプを記述する変動ストリングてあり、かつヌルてあってＬＯＣＡ ＴＯＲ：　ｖａ　Ｉ　ｕ　ｅ。
ＥＬＥＭＥＮＴ　ＮＡＭＥ　：ｉｎ　ＶＳ　ＳＲ た構造の要素を規定する。この要素はＥＬＥＭＥＮＴ　ＮＡＭＥと命名されかつ タイプノードあだ名ＥＬＥＭＥＮＴ−を規定しないなら要素の直接の親バリアン トあるいはヌルである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−であ る。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。その位置は定義されてい る構造のルートに関連し、構造要素のサイズはＥＬＥＭｉＮＴ−８ＩＺＥにより ビットで特定される。ＥＬＥＭＥＮＴ　５ＩＺＥは以下のＣプログラム断片の構 造要素ＣＩとＣ２の定義を支持するよう特定されている。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｍｌ　（ｃｈａｒ　ｃｌ　：　４； ｃｈａｒ　Ｃ２：　４； ）　： ＬＯＣＡＴＯＲ二　ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ。
記録のバリアント成分のセレクターを規定する。セレクターは構造のバリアント を決定する構造要素である。セレＴはセレクター要素の直接の親バリアントであ るか、あるいはもしもこの要素かバリアントのメンバーでないならヌルである。
ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌ ルロケータ−であってもよい。その位置は規定されている構造のルートに相対的 てる。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕ　ｅ）構造のバリアントを規定する。５ＥＬＥ ＣＴＯＲＴＹＰＥはバリアントを選択するタイプノードである。ＬＯＣＡＴＯＲ はＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬｏＣＡＴＯＲはヌルロケータ−で あってもよい。バリアントを選択するセレクターの値は次のものによって特定さ れる。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　ｌ　ｕ　ｅ。
バリアントＶＡＲＩＡＮＴ　ＴＹＰＥのセレクターレンジを規定する。ＬＯＣＡ ＴＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケー タ−であってもよい。単一セレクター値を規定する場合にＲＡＮＧＥＵＰＰＥＲ ＢＯＵＮＤはＲＡＮＧＥ　ＬＯＷＥＲＢＯＵＮＤと同じ値を有すべきである。単 一セレクターとレンジセレクターの結合はバリアントに印加してもよい。
ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＥＬＥＣＴＯＲＤＥＦＡＵＬＴ（ ＶＡＲＩＡＮＴ　ＴＹＰＥ　：ｖａｌｕｅ。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖ　ａ　１　ｕ　ｅ）そのセレクターのすへての値か列挙さ れない場合にバリアントタイプＶＡＲＩＡＮＴ　ＴＹＰＥを省略バリアント（ｄ ｅｆａｕｌｔ　ｖａｒｉａｎｔ）であると規定する。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあ るいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよ い。スカラーセレクターきである。スカラーセレクターとレンジの結合はバリア ントに印加してもよい。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕｅ。
を記述する変動ストリングであり、かつヌルであってもよい。ＬＯＣＡＴＯＲは ＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であ ってもよい。
ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ　１　ｕ　ｅ。
バーを含むユニオンのタイプノードである。ＬＯＣＡＴＯＲはＧＥＭあるいは異 種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケータ−であってもよい。ＭＥ ＭＢＥＲＮＡＭＥはメンバーの名前を規定する変動ストリングである。
ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＦＵＮＣＴＩＯＮ　ＴＹＰＥ（ＬＯＣＡＴＯＲ：　ｖａ 　ｌ　ｕ　ｅ。
タイプノートＦＵＮＣＴＩＯＮ　ＴＹＰＥにより特定されたタイプである手順パ ラメータのタイプを規定する。これはエントリーンンポルのタイプの規定に使用 されず、むしろそれはルーチンのパラメータを記述することに注意。
ＤＥＣＬ　ＢＬＫはタイプか規定されるブロックノードである。Ｌ　ＯＣＡ’Ｔ 　ＯＲはＧＥＭあるいは異種のロケータ−である。ＬＯＣＡＴＯＲはヌルロケー タ−であってもよい。
ＴＹＰＥ　ＮＡＭＥはタイプを記述する変動ストリングであり、かつヌルてあっ てもよい。
実例 以下の実例は多数のタイプとシンボルおよびＯＥＭにそれらを記述するのに使用 される機構を記述している。パスカルタイプのブーリアンはＧＥＭタイプユニッ ト３２にわたる列挙として規定されることに注意。
主要（）（ 符号なしｉｎｔ　ｕａ； 文字ストリング（）＝「ヘロー、ワールド＼ｎ」　；ＴＹＰＩＮＴ３２＝ＧＥＭ 　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＰＴＹＰＵＩＮＴ３２＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ 　ＢＡＳＩＣＴＹＰＥ（主　ブロック、ロケータ−９′符号なしｉｎｔ’。
ＧＥＭ　ＴＹＰ　Ｋ　ＩＮＴ３２）； ＴＹＰＲＥＡＬＦ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＴＹＰＲＥＡＬＧ＝ Ｃ；ＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＴＹＰＣＨＡＲ８＝ＧＥＭ　ＴＤ　Ｄ ＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＰＥ（主　ブロック、ロケータ−９′文字′。
ＧＥＭ　ＴＹＰ　Ｋ　ＩＮＴ８）＋ ＴＹＰＳＴＲＩＮＧ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＩＮＧ（ＴＹＰＣＨＡＲ８ ゜ ｌｉｔ　）−ド（ｆｅｎ　（ｓｔｒ　））　）　；タイプブーリアンの定義の実 例 手順ｂｔ： ブーリアン　マイフラグ： ＴＹＰＵＩＮＴ３２＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＴＣＴＹＴＹＰＢＯＯＬ＝ ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＥＮＵＭ　（ｂ　ｔ−ブロック、ロケータ−２°　ブー リアン’　ＴＹＰＵＩＮＴ３２）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭ ＥＮＴ（ＴＹＰＢＯＯＬ、ロケータ−１′偽’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝ｏ ））　；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＢＯＯＬ、 ロケータ−１゛真’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１））　；文字およびビット 集合の実例 ルーチン　ｔｅｓｔｉｔ　（ｐａｒｍｌ、、、、、　）　＝開始 自己ステータス　二ビットベクトル［１５］　。
フラグビット二ビットベクトル［８］　；バインドｄビットベクトル＝、ｐａｒ ｍｌ　：ビットベクトル［ｊ：ＴＹＰＢＩＴＳ１＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＩ ＴＳＴＲＩＮＧ　（ｔｅｓｔｉｔ　ブロック、ロケータ−１′　ビットベクトル °。
ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝　０　）、ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ　＝　１４））　 ；ＴＹＰＢＩＴＳ２＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＩＴＳＴＲＩＮＧ　（ｔｅｓｔ ｉｔ　ブロック、ロケータ−１′　ビットベクトル′。
ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝　０　）、ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝　７　））　； ＴＹＰＢＩＴＳ３＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＩＴＳＴＲＩＮＧ　（ｔｅｓｔｉ ｔ　ブロック、ロケータ−２′　ビットベクトル゛。
ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝０）、ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝　１　））　；構造 　ｔノード　（ タイプｄｅｆｓ　構造　ｔノード　５ｓｖａｌ：ｔノード　＊ｉｐ　； Ｚノード　＊ｚｐ　； 構造　Ｚノード　（ ＴＹＰＳＴＲＵＣＴｌ　＝構造ｔノードの定義！　ｔノードのアライアスとして ５ｓｖａｌを規定するＴＲＵＣＴＩ）　； １）　： ！　「同義語」ポインターを規定し、次に構造Ｚノードを規定する。最後に ！　ポインタータイプ を修正する ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ２＝構造Ｚノードの定義ＰＴＲ２，ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ２） ； レンジ列挙とセットの実例 ボイド　ｍｙｐｒｏｃ（）　（ タイプ ｄｎｌ＝０．．６； ｄ　ｎ　２　＝１００　、、１０５　；ｄ　ｎ　３　＝６６０００　、、６６０ ０１　；ウィークデー＝（月曜、火曜、水曜、木曜、金曜）：ｔ　タイプ　＝　 （ｉｎｔ、ｒｅ、ｂｏｏ）；ノ（ル ｓｌ　：ｄｎｌのセット： Ｓ２　：ウイークデーのセット： ｓ３　：ｔ　タイプのセット： ！　レンジｄｎｌを規定する ＴＹＰＵＩＮＴ８．ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝０）、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　 ６　）　； ！　レンジｄｎ２を規定する ＴＹＰＵ　ＩＮＴ８．ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝１００）、ｌｉｔノー）”　（ ｖａｌ　＝　１０５）　；！　レンジｄｎ３を規定する ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝６６０００）、ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ＝６６００１ ）　；ＵＮＩＴ８）； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭＩ、ロケ ータ−２°月曜’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　０　））；ＧＥＭ　ＴＤ　Ｓ ＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭＩ、　ロケータ−１′火曜 ’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１　））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ 　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＥＮＵＭｌ、　ロケータ−２′水曜’　、　ｌｉｔノ ード（ｖａｌ＝２））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ（Ｔ ＹＰＥＮＵＭｌ、　ロケータ−２゛木曜’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　３　 ））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＥＮＵＭＩ、 ロケータ−２°金曜’　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　４　））；ＰＥＮＵＭ２ ．　ロケータ−、’　ｉｎｔ’　、Ｈｔノード（ｖａｌ＝ＰＥＮＵＭ２．　ロケ ータ−、’　ｒｅ’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１　））；ＧＥＭ　ＴＤ　Ｓ ＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭ２．　ロケータ−、’　ｂ ｏｏ’　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝２））　： ！　パルＳｌ、Ｓ２およびｓ３のセットを規定する。
ＴＹＰＳＥＴＩ−ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　（ｍｙｐｒｏｃ　ブロック。
ロケータ−２′セツト’　、ＴＹＰＲＡＮＧＥＩ）；ＴＹＰＳＥＴ２＝ＧＥＭ　 ＴＤ　ＳＥＴ　（ｍｙｐｒｏｃ　ブロック。
ロケータ−２°　セット°、ＴＹＰＥＮＵＭＩ）；ロケータ−２′セツト’　、 ＴＹＰＥＮＵＭ２）：ｎｄ＝記録０．、。
パル ａｒｙｌ：整数のアレイ［１、、２０］ａｒｙ２　：整数のアレイ［１、、１０ ，１００、、１１０］　；ａｒｙ３　：　ｎｄのアレイ［９００、、１７００コ ａｒｙ４：ｎｄのアレイビ　ａ’、、’ｚ’］ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ１＝記録タイ プｎｄの定義！　アレイ１ｒａｒｙｌＪを規定する ＴＹＰＴＮＴ３２＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＰＴＹＰＡＲＲＡＹ ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ　ＴＹＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ 　ＢＯＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲＲＡＹ、ロケータ−、１，１ｉｔノード（ｖａｌ＝ 　１　）　、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝ＩＯ）　、　ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．　ｌｉ ｔノード（ｖａｌ＝　４　））；！　アレイｒａｒｙ２Ｊを規定する ＲＲＡＹ、　ロケータ−、１，ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１）　、　ｌｉｔノー ド（ｖａｌ＝１０）　、　ＴＹＰ　Ｉ　ＮＴ３２．　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　 ４　））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲＲＡ Ｙ、ロケータ−、２，ｌｉｔ　／−ド（ｖａｌ＝１００）　、　ｌｉｔノード（ ｖａｌ＝１１０）、ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．　ｌｉｔノード（ｖａｌｕｅ＝　４０ ））　；！　代案として、ａｒｙ２のアレイ規格を次のように規定してＲＲＡＹ ｌ、ロケータ−、Ｉ、ｌｉｔ／−ド（ｖａｌ＝１００）　、　ｌｉｔノード（ｖ ａｌ＝Ｉｌｏ）　、　ＴＹＰ　Ｉ　ＮＴ３２．　ｌｉｔノード（ｖａｌｕｅ＝１ ）： ＲＲＡＹ２．　ロケータ−、１，ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１）　、ｌｉｔノー ド（ｖａｌ＝１０）　、ＴＹＰ　ＴＮＴ３２．　ｌｉｔ　ノード（ｖａｌ１４６ ＝４０））； ｊ　アレイｒａｒｙ３Ｊを規定する ＴＹＰＡＲＲＡＹ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ（ディマー　ブロック、 ロケータ−、ヌル、ＴＹＰＡＲＲ，ＡＹｌ、１）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲ ＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ　（ＴＹＰＡＲＲＡＹ、ロケータ−、ｌ、ｌｉｔノード（ ｖａｌ＝９００）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１７００）、　ＴＹＰ　ＩＮＴ ３２．　ｓ　ｉ　ｚ　ｅ　ｏ　ｆ　（ｎ　ｄ））；調整可能なアレイ定義の実例 サブルーチン　ｘ　（ｃｖ、ａｒｙｌ、ａｒｙ２．ａ、ｂ）文字＊（＊）　ｃｖ 次元　ａｒｙｌ　（１：１０．　ｌ　：ｂ）次元　ａｒｙ２　（ａ　：ｂ、１　 ：＊）ＴＹＰＩＮＴ３２＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＰＴＹＰＣＨ ＡＲ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＣＨＡＲＴＹＰＥ！　アレイｒＣＶＪを規定する ＴＹＰ　ＩＮＴ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ　（ｘ　ブロック、ロケー タ−、ヌル、ＴＹＰＣＨＡＲ，１）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯ ＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲＲＡＹｌ、ロケータ−、１，ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　１ 　）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝２）、ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．ｌｉｔノード（ ｖａｌｕｅ＝１））　； ！　アレイｒａｒｙｌ」を規定する ＴＹＰＲＥＡＬＦ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＴＹＰＡＲＲＡＹ＝ ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ（ｘブロック、ロケータ−、ＴＹＰＲＥＡＬ Ｆ、２）；２、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝４）　）　；ＧＥＭ　ＴＩ）　ＳＥＴ　 ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲＲＡＹ、ｌ、ロケータ−、ｌｉｔノード （ｖａｌ＝＝　１　）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝４０）、　Ｔ　Ｙ　Ｐ　Ｉ 　ＮＴ３２．　ｌｉｔノード（ｖａｌｕｅ＝　４　））　；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥ Ｔ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ（ＴＹＰＡＲＲＡＹ、２．　ロケータ−、ｌｉｔ ノード（ｖａｌ＝　１　）　、ｂ　シンボル、ＴＹＰ　ＩＮＴ３２．ｌｉｔノー ド（ｖａｌｕｅ＝４）　）　；＊＊＊＊＊＊＊＊＊＊ ！　アレイｒａｒｙ２」を規定する ＴＹＰＡＲＲＡＹ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＡＲＲＡＹ　（ｘブロック、ロケー タ−、ヌル、ＴＹＰＲＥＡＬＦ、ＴＹＰＩＮＴ３２．　２．　ｌｉｔノード（ｖ ａｌ＝４）　）　；ＹＰ　ＩＮＴ３２．　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝４）　）　； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＡＲＲＡＹ　ＢＯＵＮＤＳ　（ＴＹＰＡＰＲＡＹ、ロケ ータ−、２，ｌｉｔノード（ｖａＪ＝　２　）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　 １　）、　Ｔ　Ｙ　Ｐ　Ｉ　ＮＴ３２．１ｉｔノード（ｖａｌｕｅ＝　４　）） ；ｎｄｐ　＝＠ｎｄ ｎｄ＝記録 ｉｔ　・　（ｉｖ：整数）； ｒｅ　：　（ｒｖ：実数）： ｐｔｒ：　（ｐｖ：ｎｄｐ；和：整数）；さもなければ：（ｉｆ：整数；１２： 実数）；終了； ！　実例に使用された基本タイプを規定するＴＹＰＩＮＴ３２＝ＧＥＭ　ＴＤ　 ＤＥＦ　ＢＡＳＩＣＴＹＰＥ　（ｔｙｐｅｉｔ　ブロック、ロケータ−２′整数 ’、ＧＥＭＴＹＰＥ　（ｔｙｐｅｉｔ　ブロック、ロケータ−１゛実数’、ＧＥ ＭＴ（ｔｙｐｅｉｔ　ブロック、ロケータ−、ヌル、ＧＥＭ　ＴＹＰ　ＫＮＩＬ ）； ｉ　ｎｄにｎｄｐボシンターを規定するＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｉｔ’　 、ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　０　））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬ ＥＭＥＮＴ　（ＴＹＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｒｅ’　、ｌｉｔノード（ｖ ａｌ＝　１　））；ＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｂｏｏ’　、ｌｉｔノード（ ｖａｌ　＝　２　））　；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ　 （ＴＹＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｖｌ’　、ｌｉｔノート（ｖａｌ＝３）） ；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＥＮＵＭ、ロケー タ−９′　ｖ２°、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　４　））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥ Ｔ　ＥＮＵＭ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＥＮＵＭ、ロケータ−、’　ｖ３’　、 ｌｉｔノード（ｖａｌ＝　５　））；！　構造定義ｎｄを規定する （ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、、ヌル、ロケータ−１′次ぎ’、ＴＹ！　バリアントパ ートのセレクタを規定するＴＹＰＳＥＬ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＵＣＴ 　５ＥＬＥＣＴＯＲ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、ヌル、’　ｔｔ’　、ＴＹＰＥ（ｔ 　ｔ）　）　、　ｌｉｔノード（ビット　サイズ（１１））；！　省略（ｄｅｆ ａｕｌｔ）を含む構造のバリアントを規定するＶ１＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ ＴＲＵＣＴ　ＶＡＲＩＡＮＴ（ＴＹＰＳＥＬ、ロケータ−）； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＲＡＮＧＥ（Ｖｌ、ロケータ−、ｌｉｔ ノード（ｖａｔ：＝０）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 Ｖｌ、ロケータ−、’　ｉｖ’　、ＴＹＰ（ＴＹＰＳＥＬ、ロケータ−）； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＲＡＮＧＥ（Ｖ２、ロケータ−、ｌｉｔ ノード（ｖａｌ＝　１　）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝１）： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 Ｖ２．　ロケータ−、’　ｒｖ’　、ＴＹＰＲＥＡＬＦ。
ビット（ｒ　ｖ）　）　、ｌｉｔ　ノード（ビット　サイズ（ｒｖ））；Ｖ３＝ ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＵＣＴ　ＶＡＲＩＡＮＴ（ＴＹＰＳＥＬ、　ロケ ータ−）： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＲＡＮＧＥ（Ｖ３、ロケータ−、Ｈｔ） −ド（ｖａｌ＝２）　、　ｌｉｔノード（ｖａｌ＝（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、Ｖ３ ．ロケータ−、’　ｐｖ’　、ＴＹＰビット（ｐｖ））、ｌｉｔノード（ビット 　サイズ（ｐｖ））；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、Ｖ３．　ロケータ−２″和’　、ＴＹＰＰＴＲ。
ｌｉｔノート（１バイト（和））、ｌｉｔノード（１ビット（和））、ｌｉｔノ ード（ビット　サイズ（和））：Ｖ４＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　５ＴＲＵＣＴ　 ＶＡＲＩＡＮＴ（ＴＹＰＳＥＬ、ロケータ−）： （ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、Ｖ４．　ロケータ−、’ｉｆ’、ＴＹＰＧＥＭ　ＴＤ　 ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、Ｖ４．　ロケー タ−、’　ｊ２’　、ＴＹＰＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＰＯＩＮＴＥＲＴＹＰＥ（ ＴＹＰＰＴＲ，ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ）； ）　； ユニオン　ａｎｏｎ　（ ｉｎｔ　１ｖａｌ； フロート　ｆｖａｌ： 文字　ｔｐＶａ　１ 構造　ディマー３　１ｏｃ； ）； 構造　ｎｌ　（ ユニオン　ａｎｏｎａ； ユニオン　ａｎｏｎｂ； ユニオン　ａｎｏｎｃ； ）　： 構造　ｎ　１．　ｎｉｌ、ｎ１２．　ｎ１３；ＴＹＰ　ＩＮＴ３２＝ＧＥＭ　Ｔ Ｄ　ＤＥＦ　ＢＡＳ　ＩＣＴＹＴＹＰＲＥＡＬＦ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＢＡ ＳＩＣＴＴＹＰＣＨＡＲ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＣＨＡＲＴＹＰＥ（主　ブロ ック、ロケータ−、ヌル、ＧＥＭ　ＴＹＰ　ＫＵＮＩＴ８）； ＴＹＰＰＴＲ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＰＯＩＮＴＥＲ（主ブロック、ロケータ −、ヌル、ＴＹＰＣＨＡＲ）；！　構造「ディマー３」を規定する ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＳＴＲＵＣＴＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥ Ｔ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、ヌル、ロケータ−、 ’　ｘ’　、ＴＹＰＩＮＴ３２゜ １ｏｃバイト（ｘ）、ｔｏｅピット（ｘ）、Ｈｔノード（Ｘ　サイズ））： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 ヌル、ロケータ−、’　ｙ’　、ＴＹＰＩＮ　Ｔ　３２゜ １ｏｃバイト０’）、ｌｏｃビット（ｙ）、ｌｉｔノード（ｙ　サイズ））： ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 ヌル、ロケータ−、’　ｚ’　、ＴＹＰＩＮ　Ｔ　３２゜ １ｏｃバイト（ｚ）、ｌｏｃピット（ｚ）、ｌｉｔノード（Ｚ　サイズ））； ！　ユニオンｊａｎＯｎノを規定する ＴＹＰＵＮＩＯＮ＝ＧＥＭ　ＴＤ　ＤＥＦ　ＵＮＩＯＮ（主ズ））； Ｎｌ０Ｎ、ロケータ−、’　ｉ　ｖａ　１’　、ＴＲＰ　ＩＮＴ３２）；ＧＥＭ 　ＴＤ　ＳＥＴ　ＵＮＩＯＮ　ＭＥＭＢＥＲ（ＴＹＰＵＮＩＯＮ、ロケータ−、 ’　ｆｖａｌ″、ＴＲＰＲＥＡＬＦ）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＵＮＩＯＮ　Ｍ ＥＭＢＥＲ（ＴＹＰＵＮＩＯＮ、ロケータ−、’　ｐｖａ　ｌ’　、ＴＲＰＰＴ Ｒ）；ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　ＵＮＩＯＮ　ＭＥＭＢＥＲ（ＴＹＰＵＮＩＯＮ、 ロケータ−、’　１　ｏｃ　’　、ＴＲＰＳＴＲＵＣＴ）；！　構造ｒｎｌＪを 規定する ＰＳＴＲＵＣＴ、ヌル、ロケータ−、’　ａ’　、ＴＹＰＵＮＩＯＮ。
１ｏｃバイト（ａ）、ｌｏｃビット（ａ）、ｌｉｔノードＰＳＴＲＵＣＴ、ヌル 、ロケータ−２“　ｂ’　、ＴＹＰＵＮＩＯＮ。
１ｏｃバイト（ｂ）、ｌｏｃビット（ｂ）、ｌｉｔノード（ａｎｏｎ　サイズ） ）； ＧＥＭ　ＴＤ　ＳＥＴ　５ＴＲＵＣＴ　ＥＬＥＭＥＮＴ（ＴＹＰＳＴＲＵＣＴ、 ヌル、ロケータ−、’　ｃ’　、ＴＹＰＵＮＩＯＮ。
１ｏｃバイト（ｃ）、ｌｏｃビット（Ｃ）、ｌｉｔノードＳＯＵ日ＣＥ Ｆ■（Ｊ 国際調査報告　。、Ｔ／ｌｌｔ。、１．．１２％２ＰＣＴ／ＵＳ　９２１０１２ ５２ フロントベージの続き （３１）優先権主張番号　６６２，４７７（３２）優先日　１９９１年２月２７ 日（３３）優先権主張国　米国（ＵＳ） （３１）優先権主張番号　６６２，４８３（３２）優先日　１９９１年２月２７ 日（３３）優先権主張国　米国（Ｕ　Ｓ　）（３１）優先権主張番号　６６２， ７２５（３２）優先日　１９９１年２月２７日（３３）優先権主張国　米国（Ｕ Ｓ） （８１）指定回　ＥＰ（ＡＴ、ＢＥ、ＣＨ，ＤＥ。
ＤＫ、ＥＳ、ＦＲ，ＧＢ、ＧＲ，ＩＴ、ＬＵ、ＭＣ，ＮＬ、ＳＥ）、０Ａ（ＢＦ 、ＢＪ、ＣＦ、ＣＧ、ＣＩ、ＣＭ、ＧＡ、ＧＮ、ＭＬ、ＭＲ，ＳＮ、ＴＤ、ＴＧ ）、ＡＴ、　ＡＵ、　ＢＢ、　ＢＧ、　ＢＲ，ＣＡ、　ＣＨ，Ｃ３，ＤＥ。
ＤＫ、　ＥＳ、　ＦＩ、　ＧＢ、　ＨＵ、ＪＰ、　ＫＰ、　ＫＲ，ＬＫ、　ＬＵ 、　ＭＧ、　ｈｉＮ、　ＭＷ、　ＮＬ、　Ｎｏ、　ＰＬ、　Ｒ○、ＲＵ、ＳＤ、 ５Ｅ （７２）発明者　デイビッドソン　キャロライン　ステイーブン アメリカ合衆国　ニューハンプシャー州０３０４９　ホーリス　ライドアウト　 ロード（７２）発明者　フェイマン　ロバート　ネイル　ジュニアアメリカ合衆 国　ニューハンプシャー州０３８０６　ウィルトン　プットナム　ヒルロード　 （番地なし） （７２）発明者　グラブ　リチャード　バリーアメリカ合衆国　マサチューセッ ツ州 ０１８８６　ウェストフォード　キャリエイジウェイ　５ （７２）発明者　ホブス　ステイーブン　オーアメリカ合衆国　マサチューセッ ツ州 ０１８８６　ウェストフォード　バターナツトロード　１０ （７２）発明者　マーフィー　デニス　ジョセフアメリカ合衆国　マサチューセ ッツ州 ０１８８６　ウェストフォード　ディポットロード　８６

Claims (17)

    【特許請求の範囲】
  1. １．様々な異なる高レベルプログラミング言語の１つで表されるソースコードを 含む入力コードモジュールにおける規定のプログラムを言語特定コンパイラフロ ントエンドを用いてアクセスするステップと； 前記コンパイラフロントエンド内の変換プログラム及びフロー解析プログラムに よって中間言語における前記プログラムを規定するために中間言語フローグラフ を生成するステップと； 前記フローグラフを再構成して前記プログラムを最適化するために前記フローグ ラフをアクセスするステップと；様々な異なるターゲットコンピュータアーキテ クチュアの１つに対するオブジェクトコードをコードジェネレータにより前記フ ローグラフから生成するステップ；とを具え、前記プログラムの最適化ステップ が：定数式を検出し、且つこれらの定数式をタペルと、前記コンパイラフロント エンドの前記変換プログラム及びフロー解析プログラムを用いて構成される定数 フォールディングルーチンと、前記中間言語に規定した入力モジュールを有する コードジェネレータとにより規定される等価式にフォールディングして、前記プ ログラムに対して前記タペルから発生される前記オブジェクトコードの実行回数 及び実行時間を減らすステップを含むことを特徴とするコードコンパイル方法。
  2. ２．前記フローグラフを複数のタペルで構成し、各タペルが前記入力コードモジ ュールにおける単一式を表すことを特徴とする請求の範囲１に記載の方法。
  3. ３．前記フローグラフを前記タペルの順序付けられるシーケンスを含むブロック で作ることを特徴とする請求の範囲２に記載の方法。
  4. ４．前記各ブロックがエントリ又はラベルで始まり、中間出口のないリターンで 終わることを特徴とする請求の範囲３に記載の方法。
  5. ５．前記タペルがオペレータ、オペレータデータタイプ及びオペランドを示すた めのフィールドを有しているデータ構造をしていることを特徴とする請求の範囲 ３に記載の方法。
  6. ６．前記定数フォールディングルーチンを構成するために前記中間言語に規定し た前記入力モジュールが、多数の許可されたオペランドと、前記高レベル言語の 内の前記１つの言語及び前記ターゲットアーキテクチュアの内の前記１つのアー キテクチュアに対するデータタイプとを有しているタペルを含むことを特徴とす る請求の範囲５に記載の方法。
  7. ７．様々な異なる高レベルプログラミング言語の１つで表されるソースコードを 含んでいる入力コードモジュールに規定したプログラムをアクセスするための言 語特定コンパイラフロントエンドと； 前記コンパイラフロントエンド内にあって、前記プログラムを中間言語で規定す るために中間言語フローグラフを生成するための変換プログラム及びフロー解析 プログラムと； 前記フローグラフを再構成することによって前記プログラムを最適化するために 前記フローグラフをアクセスするための最適化手段と； 前記フローグラフをアクセスすることにより様々な異なるターゲットコンピュー タアーキテクチュアの１つに対するオブジェクトコードを生成するためのコード ジェネレータ； とを具え、前記最適化手段が； 前記フローグラフにおける定数式を検出し、且つこれらの定数式を等価式にフォ ールディングして、前記プログラムに対して前記フローグラフから発生される前 記オブジェクトコードの実行回数及び実行時間を減らす定数フォールディングル ーチンを含み、該ルーチンが、前記コンパイラフロントエンドの変換プログラム 及びフロー解析プログラムを用いることにより、前記中間言語に規定した入力モ ジュールで前記コードジェネレータにより構成されるようにしたことを特徴とす るコードコンパイル装置。
  8. ８．前記フローグラフを複数のタペルで構成し、各タペルが入力コードモジュー ルにおける単一式を表すようにしたことを特徴とする請求の範囲７に記載の装置 。
  9. ９．前記タペルがオペレータ、オペレータデータタイプ及びオペランドを示すた めのフィールドを有しているデータ構造をしていることを特徴とする請求の範囲 ８に記載の装置。
  10. １０．前記定数フォールディングルーチンを構成するために前記中間言語に規定 した前記入力モジュールが、前記高レベル言語の内の１つの言語及び前記ターゲ ットアーキテクチュアの内の前記１つのアーキテクチュアに対して許可されたオ ペランドを全て有するタペルを含むようにしたことを特徴とする請求の範囲９に 記載の装置。
  11. １１．前記フローグラフを前記タペルの順序付けられたシーケンスを含むブロッ クで作り、これらの各ブロックがエントリ又はラベルで始まり、中間出口のない リターンで終了するようにしたことを特徴とする請求の範囲９に記載の装置。
  12. １２．様々な異なる高レベルプログラミング言語の１つで表されるソースコード を含む入力コードモジュールにおける規定のプログラミングを言語特定コンパイ ラフロントエンドを用いてアクセスするステップと；コンパイラフロントエンド 内の変換プログラムによって中間言語におけるプログラムを規定する入力コード モジュールから中間言語グラフを生成するステップと；前記グラフを再構成して 前記プログラムを最適化するために前記グラフをアクセスするステップと；様々 な異なるターゲットコンピュータアーキテクチュアの１つに対するオブジェクト コードをコードジェネレータにより前記グラフから生成するステップ；とを具え 、前記プログラムの最適化ステップが：定数式を検出し、且つこれらの定数式を 前記コンパイラフロントエンドの前記変換プログラムを用いて構成される定数フ ォールディングルーチンと、前記コードジェネレータとにより前記中間言語に規 定した入力モジュールで等価式にフォールディングして、前記プログラムに対し て前記グラフから発生される前記オブジェクトコードの実行回数及び実行時間を 減らすステップを含むことを特徴とするコンパイラ用定数フォールディング最適 化装置構成方法。
  13. １３．前記中間言語グラフを複数のタペルで構成し、各タペルが前記入力コード モジュールにおける単一式を表すことを特徴とする請求の範囲１２に記載の方法 。
  14. １４．前記グラフを前記タペルの順序付けられたシーケンスを含むブロックで作 ることを特徴とする請求の範囲１３に記載の方法。
  15. １５．前記各ブロックがエントリで始まり、且つ中間出口のないリターンで終わ ることを特徴とする請求の範囲１４に記載の方法。
  16. １６．前記タペルがオペレータ、オペレータデータタイプ及びオペランドを示す フィールドを有しているデータ構造をしていることを特徴とする請求の範囲１４ に記載の方法。
  17. １７．前記定数フォールディングルーチンを構成するために前記中間言語に規定 した前記入力モジュールが、多数の許可されたオペランドと、前記高レベル言語 の内の前記１つの言語及び前記ターゲットアーキテクチュアの内の前記１つのア ーキテクチュアに対するデータタイプとを有しているタペルを含むことを特徴と する請求の範囲１６に記載の方法。
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