JPH03209551A - 並列処理システム - Google Patents

並列処理システム

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JPH03209551A
JPH03209551A JP25755690A JP25755690A JPH03209551A JP H03209551 A JPH03209551 A JP H03209551A JP 25755690 A JP25755690 A JP 25755690A JP 25755690 A JP25755690 A JP 25755690A JP H03209551 A JPH03209551 A JP H03209551A
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tasks
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JP25755690A
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Colin G Broughton
コリン　ジイ．ブロートン
James R Savage
ジェームズ　アール．サベージ
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MYRIAS RES CORP
Original Assignee
MYRIAS RES CORP
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    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/46—Multiprogramming arrangements
    • G06F9/50—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU]
    • G06F9/5005—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request
    • G06F9/5011—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request the resources being hardware resources other than CPUs, Servers and Terminals
    • G06F9/5016—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request the resources being hardware resources other than CPUs, Servers and Terminals the resource being the memory
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F8/00—Arrangements for software engineering
    • G06F8/40—Transformation of program code
    • G06F8/41—Compilation
    • G06F8/45—Exploiting coarse grain parallelism in compilation, i.e. parallelism between groups of instructions
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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    • G06F2209/50—Indexing scheme relating to G06F9/50
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  • General Physics & Mathematics (AREA)
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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】 技術分野 本発明はコンピュータシステムに関するものであって、
更に詳細には、多数の論理要素が同時的に動作してプロ
グラムを並列的に実行するコンピュータシステムに関す
るものである。
従来技術 多数の論理要素が命令ストリーム及びデータに関して同
時的に動作するコンピュータシステムは、並列プロセサ
として知られている。並列プロセサと考えることが可能
な幾つかの種類のシステムが構築されている。例えば、
あるパイプラインシステムにおいては、幾つかのプロセ
サを使用することが可能であり、その各々はそのシステ
ムによって実行されるべき特定のタスクに対して専用化
されている。実行されるべき命令は、これらのプロセサ
を介して逐次的な順番で流れ、各プロセサは命令ストリ
ームに関して専用化された機能を実行する。各プロセサ
はそれが実行するタスクに対して最適化させることが可
能であるので、全てのタスクが汎用プロセサによって実
行される場合と比較してより短い時間で実行することが
可能である。
別の形態の並列プロセサは、多数の同一の処理要素を使
用し且つ単一命令シーケンスの制御下においてこれらの
処理要素を問題の別々の部分に関して使用する。このタ
イプのシステムの一例はｌｌｌ１ｉａｃ　　ＩＶである
。
更に別のタイプの並列処理システムは、ハードウェア概
念から生まれており、例えば、比較的低置なマイクロプ
ロセサのハイパーキューブ（Ｈｙｐｅｒｃｕｂｅ）又は
バンヤン（Ｂａｎｙａｎ）相互接続がある。この様なシ
ステムにおいては、独立したプロセサが、典型的に、別
々の自己充足的な制御構成の下で動作してタスクの独立
的な部分を実行する。プロセサ間でのデータ及び命令の
通信は必要に応して実行される。しかしながら、その結
果前られるマシンは、プログラムすることが困難であり
、その主な理由は、このマシンのハードウェアアーキテ
クチャはユーザがプログラムするモデルを支配するから
である。
従来のシステムの一例が、Ａｇｐａｎ　　Ｇｏｔｔｌｌ
ｉｅｂ著ｒＮＹＵウルトラコンピュータプロジェクトの
概観（Ａｎ　　Ｏｖｅｒｖｉｅｗ　　ｏｆｔｈｅ　　Ｎ
ＹＵ　　Ｕ′ＴＩｔｒａｃｏｍｐｕｔｅｒＰｒｏｊｅｃ
ｔ）Ｊの文献に記載されている。
このシステムにおいては、計算タスクはグローバルメモ
リを共用している。ユーザが、どのメモリが計算タスク
に対して専用のものであり且つどのメモリが全てのタス
クに対してグローバルに使用可能なものであるかどうか
を特定する。プロセサ間のコオディネーション即ち共同
動作のための基礎をなす「フェッチ−アンド−アット（
フェッチ及び加算）」構成が、全てのプロセサが、共用
メモリから値をフェッチし、且つ同時的に、その値を既
に存在していた値に整数値を加算することによって形成
した新たなものと置換することを可能とする。この動作
の効果は、それかあたかも不定の順番で発生したかのよ
うにシステムに対して見えるようにさせることである。
しかしながら、このことはプログラム用モデルに不確定
性を導入する。更に、ＮＹＵプロジェクトにおいては、
メモリ動作の簡単なモデルは存在していない。
Ｓ、　　Ｌｕｎｄｓｔｒｏｍ及びＧ、　　Ｂａｒｎｅｓ
著「制御可能なＭＩＭＤアーキテクチャ（ＡＣｏｎｔ　
ｒｏｌｆｌ　ａｂｌ　ｅ　　ＭＩＭＤ　　Ａｒｃｈｉ　
ｔｅｃｔｕｒｅ）Ｊの文献は、ユーザにメモリの使用の
明示的な制御を与えるためにフォートランの延長を有す
る流れモデルプロセサを提案している。メモリの制御は
、プログラムをコンパイルする時に特定される。プログ
ラムの実行期間中にメモリ動作のダイナミック制御を行
なうものではない。このＭＩＭＤアーキテクチャは、各
プロセサに対して専用のメモリと全てのプロセサによっ
て共用されるメモリとを有している。専用メモリの一部
がそのプロセサのローカルメモリ以外に位置されている
一つのプロセサ上で計算単位が実行される可能性はない
。しかしながら、コンパイルする時にメモリのタイプが
静的に割当てられ且つ変化することはないので、プログ
ラムの実行中に全プロセサに亘ってダイナミックにロー
ドをバランスさせる可能性はない。
ＭＩＭＤアーキテクチャは、又、グローバル共用メモリ
へのアクセスについての通常の問題を提起し、即ち一つ
のプロセサが共用メモリ内の一つの位置をアクセスする
場合に、どのプロセサが最後にその位置に格納を行なっ
たか又どの様な値がフェッチされるかの問題が発生する
。その結果、これらの問題に対する答えが正確に実行す
るプログラムを発生することを確保するように慎重に注
意が払われねばならない。この点に関する問題は上述し
た文献に記載されているが、何らかの最終的な解決策が
提案されているものとは思われない。
ユーザの作業をこれらの並列プロセサへ分散乃至は分布
させるための幾つかの一般的な方法が存在している。最
初の技術は、ユーザの作業に関する情報を何れかの既知
の位置に維持することである。プロセサがアイドル状態
である場合には、該プロセサがこの位置をチエツクして
実行すベキユザの作業を獲得する。
この方法は、はとんどの共用メモリマルチプロセサシス
テムによって使用されているものと思われる。このアプ
ローチにおいては、分散されるべきタスクに関する情報
、例えば実行すべき次のタスクの反復数が、既知の共用
変数へ割当てられる。
プロセサがアイドル状態にあると、それは、この変数の
値を周期的にチエツクして、実行すべきタスクが存在す
るか否かを決定する。実行すべきタスクが存在する場合
には、該プロセサは、該変数を適宜デクリメントするこ
とによって１個又はそれ以上のタスクを獲得することが
可能である。子供タスクか完了したことを親タスクへ報
告するために、子供タスクが完了した場合には第二共用
変数がデクリメントされる。この変数がＯであると、親
タスクは実行を再開することが可能である。
このアプローチについては二つの問題が存在している。
第一に、多くのプロセサがほぼ同時に同一の共用変数を
アクセスする場合がある。このことは、メモリ競合を発
生し、そのことはシステムの拡縮性に悪影響を与える場
合がある。第二に、このアプローチは、使用可能な資源
の最善の利用を行なうために、タスクをプロセサへ分散
させる機構を与えるものではない。例えば、実行中のタ
スクの通信条件を減少させるためにどの様にしてタスク
をプロセサへ割当てるかということが明確ではない。
本発明者等は、プログラム可能性及び使用の容易性によ
ってプログラマの生産性を向上させ、多数のプロセサへ
の拡張性によって高性能を達成し、且つプロセサに対し
ての計算作業の分散及び再分散によって及びコンピュー
タプログラムの基準位置を利用することによってプログ
ラムを効率的に実行するマルチ命令マルチデータ（Ｍ　
Ｉ　ＭＤ）並列コンピュータシステムを開発した。
本発明者等の発明は、同時的に実行されるべき計算作業
即ちタスクのユニットとこれらのタスクによって必要と
されるアドレス空間との間を区別シテいる。特に、タス
クにはメモリ条件とは独立的にプロセサが割当てられて
いる。本システムの一実施例において設けられる全メモ
リは、潜在的に、本システムに関して実行する各タスク
に対して使用可能である。
本発明の最も顕著な二つの特徴は、コンピュタ適用にお
いて本質的な並列性をとるための言語拡張及び並列プロ
グラムの実行を管理するための機構である。言語拡張の
意味論は、並列計算のためのメモリモデルを包含してい
る。本システムの制御機構の好適実施例においては、こ
のメモリモデルは、分散型拡張可能板の要求ページ型板
想メモリを使用して実現される。
本システムの好適実施例においては、制御機構のコピー
、即ちカーネル乃至は中核は、本システムにおける各プ
ロセサと物理的に関連するメモリ内に存在している。こ
のカーネルは、その例示化間にメツセージを送給し且つ
本システム及び実行中のプログラムのステータスに関す
る情報の分散記録を維持することによって並列プログラ
ムの実行を管理する。
このアプローチには幾つかの問題がある。第一に、プロ
セサへタスクを割当て且つそれらの実行をコオディネー
ト即ち調整するのはプログラマの責任である。第二に、
各タスクのコード及びデータはそのプロセサにフィツト
せねばならない。第三に、並列タスクを開始させ且つ完
了させるための直接的なアプローチはシステム資源の競
合を発生させる場合がある。
目　　的 本発明は、以上の点に鑑みなされたものであって、上述
した如き従来技術の欠点を解消し、従来の並列システム
と比較して一層高速であり且つ容易に使用することの可
能な改良した配列計算システム及びその方法を提供する
ことを目的とする。
構成 本発明システムは、プログラムすることが容易である。
なぜならば、ハードウェア及びシステムソフトウェアが
ユーザプログラム用モデルをサポートするからである。
更に、計算タスクはメモリ条件とは独立的にプロセサに
割当てられる。
本発明の好適実施例においては、並列システムがフォー
トラン又はＣ言語でプログラムされ、且つシステムプロ
グラミングに関する熟練性を必要とすることはない。本
システムは、任意の寸法のハードウェア形態でプログラ
ムが稼動することを可能とする。本システムは任意にス
ケール即ち拡縮することが可能であるので、共用中央メ
モリ又はユーザが特定したタスク通信を使用することは
ない。タスク及びデータ管理オーバーヘッドは、使用さ
れるプロセサ数によって測定されるシステムの寸法の関
数として極僅かに増加するに過ぎない。プロセサへのタ
スクの割当て及びタスクのメモリ条件の管理は自動的で
あり且つ本システムのユーザに対しては透明である。
本システムは、既存のフォートランに対して僅かな拡張
を使用しており、即ち単一の並列ｄ。
（ＰＡＲＤＯ）が使用されている。本発明のｐａｒｄｏ
構成は、構文的には、ｄｏ小ループ成と似ているか、ｐ
ａｒｄｏの各反復はそれ自身のメモリで完成される別個
のタスクであるという意味において異なっている。その
結果、複数個のタスクを並列的に実行するか、又は任意
の所望の順番で実行することが可能である。
本発明の好適実施例においては、タスクがｐａｒｄｏ命
令を実行する場合、一団の子供タスク（ｃｈｉｌｔ　ｄ
　　ｔａｓｋｓ）か形成され、これらの子供タスクの全
てが完了するまで、親タスク（ｐａｒｅｎｔ　　ｔａｓ
ｋ）は中断される。各子供タスクは、親のメモリの同一
のコピーを受継ぎ、反復子か異なるのみである。その結
果、各タスクは独立的に実行することが可能である。各
タスクが独立的に実行するので、子供タスクはそれぞれ
の他のメモリ画像に影響を与えることはない。子供タス
クの全てが完了すると、それらのメモリは一体的に併合
されてその親に対する新たなメモリを形成する。
本システムのアーキテクチャによって、プロセサに対す
るタスクの割当てはユーザから１蔽されている。本シス
テムを使用するために、ユーザは、適宜の位置において
実行可能なコード内にｐａｒｄｏ構成を挿入することが
必要であるに過ぎない。
オペレーティングシステムか自動的且つダイナミックに
プロセサに対してタスクを割当て且つ再割当てするので
、本システムは、プロセサ間においてロードを均一に分
散させた状態で、はぼ最適な数のプロセサをビジーな状
態に維持する。本システムも、各タスクと関連するメモ
リ画像のコピ格納及び併合の全てを管理する。本システ
ムにより、ユーザが適切であると考えるレベルにおける
ユーザのアブリケーンヨンプログラムにおいて本質的な
並列性をユーザが表現することが可能である。並列ｄｏ
命令は、子供タスクの数に何ら制限を課すものではなく
、且つネスティングの深さに何ら制限を与えることなし
に入れ予室ｐａ　ｒｄ。
とすることを可能とする。更に、ｐａ　ｒｄｏを再帰と
結合して並列再帰を有するプログラムを得ることが可能
である。
各タスクはそれ自身のアドレス空間を参照するので、タ
スクが存在することはシステムハードウェアの観点から
潜在的に「高価」である。その結果、少なくとも原則的
には、親タスクの各メモリステートが、形成された各子
供タスクに対して複製され且つ管理されねばならない。
本発明者等は、並列タスクを管理し且つそれらのアドレ
ス空間を管理する上で関連する作業を最小とする技術を
開発した。特に、本システムは、プロセサ当りの全管理
オーバーヘッドが、プログラムを実行するために使用さ
れるプロセサの数が増加するに従い、ゆっくりと増加す
るように構成されている。本制御システムは、分離され
たプロセサにおける管理作業が集中することを回避する
ように構成されている。プログラムをランするために使
用されるマシンの部分に亘って管理作業が可及的に一様
であるように分散させることにより、より一層効率的な
並列処理システムが得られる。例えば、タスクを分散さ
せ且つ再分散させるのに必要な管理作業は、システム内
の何れかの指定されたプロセサ又はメモリによって実行
されるのではなく、その代わりに、タスク分散又は再分
散動作によって直接的に影響を受けるプロセサのみを使
用する。
好適実施例においては、本システムのハードウェア構成
は、処理要素のクラスタのヒエラルキ（階層）から構成
されている。各処理要素は、プロセサとそれと関連する
任意の」法のメモリとを有している。本発明においては
、処理要素はクラスタに構成され、該クラスタはそれぞ
れの処理要素間の距離を画定している。例えば、ヒエラ
ルキの最下位レベルは、単一のプロセサ及びそれと関連
するメモリによって実行されるタスクのクラスタに対応
している。次のレベルのヒエラルキは、固定数の処理要
素を具備するボード（基板）に対応している。ヒエラル
キを更に昇ると、次のレベルは、固定数のボードを具備
するカードケージに対応している。この概念は所望によ
り拡張することが可能である。任意の数のプロセサかメ
ッセジを使用して互いに通信を行なう。従って、例えば
、メモリ内のページを捜し出すためには、制御システム
がプロセサからプロセサヘページを捜すためのメソセー
ジを送給する。
本システムの好適実施例においては、制御メカニズム（
機構）が、実行中のタスクに対するアドレス空間を管理
するためのページャ−（ｐａｇｅｒ）を有している。ペ
ージャ−は、ページに対スるプロセサのドメインをサー
チし且つ必要に応じてそれらを結合し、ページ欠陥を処
理し、且つ他の動作を行なう。プランナ（ｐｉｌａｎｎ
ｅｒ）コンポーネントは、新たなタスクをプロセサ間に
分散させ、且つ一群のプロセサにおける作業量がアンバ
ランスとなると、プロセサ間においてタスクを再分散さ
せる。本制御システムは、更に、単一のプロセサ上のタ
スクの実行を管理するためのタスクベージヤ（ｍａｎａ
ｇｅｒ）を有しており、マルチタスク作業を可能として
いる。本制御システムとハードウェアとの間にインター
フェースを与えるために、フレームワーク（ｆｒａｍｅ
ｗ。
ｒｋ）コンポーネントを使用し、プロセサによって実行
されるべき次の活動を決定する。
本発明では、特定の問題に対して使用されるプロセサの
ドメインの小さな部分に対して管理作業を局所化させる
ためにフェイム（ｆ　ａｍｅ）の概念を使用している。
タスクのフェイム（名声）は、プロセサの最小のクラス
タのレベルであり、そのタスクに属するメモリの全ての
ページ及びそのタスクの全ての子孫はそのクラスタ内に
存在している。本システムにおいては、フェイムは制御
システム内のフェイムマネジャコンポーネントによって
制御される。
実施例 ■。
■。
目　　次 並列処理システム概括 プランナ（Ｐ、Ｑａｎｎｅｒ） Ａ、緒論 Ｂ、レベリング（Ｌｅｖｅｌ）ｉｎｇ）サブコンポーネ
ント １、概括 ２、レベリングサブコンポーネントの設計ａ、ロードー
レベリングの発動 ｂ　ロード−レノベリングの調整 Ｃ，ロードーレヘリングの例 ｄ、ロードーレヘリングトランザクションの相互作用 ｅ、クラスタへの作業の割当て ｆ、レベリングサブコンポーネントの要約 Ｃ，モーションサブコンポーネント １、概括 ２、モーションサブコンポーネントの設計ａ１作業の要
求 す、インターバルの選択 Ｃ，クラスタへのタスクインターバルの割当て ｄ、タスク転送 ｅ、スタートさせたタスクモーション ｆ、モーションサブコンポーネント設計の要約 ページャ−（Ｐａｇｅｒ） Ａ、概括 Ｂ、ページのタイプ １、タスクページ ２６ページの併合 Ｃ，ページャ−データ構成 １３分散型データ構成 ２、ページ名称記録 ３、タスク及び併合ページヘッダ ４、タスクに基づく記録 ５、ページツリー ａ、ページャ−エージェント ｂ、ヘッド及びリーフページャ−エージェント Ｃ，ページャ−エージェント及びエージェントリスト構
成 ｄ、タスク活性及びマージ活性ページャ−エージェント ｅ、ページ経路 り、併合 １、併合用に使用されるページャ−エージェント記録フ
ィールド ２、ページ形成 ａ、Ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｃｒｅａｔ　１ｏｎ）ランザ
クジョン （ｉ）ＮＰＣ構成 （ｊＤＮＰｃ処理 す、Ａｃｋｎｏｗｊ７　　ｅｄｇｅ−ｐａｇｅｃｒｅａ
ｔｉｏｎ）ランザクジョ ン （ｉ）ＡＰＣ構成 （ｉＤＡＰｃ処理 ３、併合の開始 ａ、Ｐｅｒｍｉｔ−ｍｅｒｇｉｎｇトランザクション （ｉ）ＰＥＭ構成 （ｉｉ）ＰＥＭ処理 す、Ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ動作 （ｉ）Ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ処 理 （ｉｉ）ＲＯＭ構成 （ｉｉｊ）ＲＱＭ処理 （ｉｖ）Ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ／Ｆａｍｅ相互作
用 ４、併合の継続 ａ。
Ｐｅ　　ｒ　　ｆ　　ｏ　　ｒｍ ｍｅｒｇｉｎｇ動 作 （ｉ）Ｐｅｒｆｏｒｍ−ｍｅｒｇｉｎ ｇ処理 す、Ｍｅ　ｒｇｅ−ｐａｇｅ　トランザクション （ｉ）ＭＰＩ構成 （ｉｉ）　ＭＰ　Ｉ処理 ５、併合の終了 ａ、ページ破壊及びページ削除トランザクション （ｉ）ＤＰＳ構成 （ｉｉ）ＤＰＳ処理 す、ページ再名称化及びＲｅｎａｍｅ ｐａｇｅｓ）ランザクジョン （ｉ）ＲＰＳ構成 （ｊｊ）ＲＰＳ処理 Ｅ、タスクページモーション及び削除 １、Ｄｅｌ　ｅｔｅ−ｐａｔｈトランザクション ａ、ＤＰＲ構成 り、ＤＰＲ処理 ２、Ｔｒａｎｓｆｅｒ−ａｒｃｈｉｖａｌｌｐａｇｅ　
）ランザクジョン ａ、ＴＡＰ構成 り、ＴＡＰ処理 ３、Ｂｕｉ、１７　ｄ−ｔａｓｋｐａｇｅ−ｐａｔｈ）
ランザクジョン ａ、ＢＰＡ構成 り、ＢＰＡ処理 ４、Ｌｏｃａｔｅ−ａｒｃｈｉｖａｊｌ　−ｐａｇｅト
ラントランザク ションＡＰ構成 り、ＬＡＰ処理 Ｆ、ページサーチ １、ページサーチ名称 ２、フェイムレベルページサーチ ３、ページサーチ用に使用されるページャ−エージェン
ト記録フィールド ４、ページサーチの開始 ａ、ページ欠陥及び局所的ベージサーチｂ、ページ要求
処理 Ｃ０局所的ページサーチ処理 ５、グローバルページサーチ及びＲｅｑｕｅｓｔ−ｔａ
ｓｋ−ｐａｇｅ）ランザ クジョン ａ、ＲＰＲ構成 り、グローバルページサーチの終了 Ｃ，グローバルページサーチの開始 ｄ、グローバルページサーチ状態 （ｉ）経路構築 （ｊｉ）経路構築の後 （ｉｉＤ経路探索及び経路追従 （ｉｖ）経路フェイル （Ｖ）アーカイハルサーチ及びアーカ イバルフェイル ＲＰＲ処理 ｆ、ＲＰＲ／フェイム相互作用 ６、ページデリバリ ａ、Ｔｒａｎｓｆｅｒ−ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ−ｐａｇｅ
トランザクション （ｉ）ＴＰＲ構成 （１１）ページデリバリ処理 （Ｉｌｉ）ＴＰＲ／フェイム相互作用 ７、ページ到着 ａ、ＴＰＲ処理 す、Ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｅｑｕｉｖａｌｅｎｃｅトラ
ンザクション （ｉ）ＮＥＱ構成 （ｉＤＮＥＱ処理 Ｇ、ページャーフェイム動作 １、フェイム増加動作 ａ、Ｒａｉｓｅ−ｐａｇｅｒ−ａｇｅｎｔトランザクシ
ョン （ｉ）ＲＰＡ構成 （Ｈ）ＲＰＡ処理 す、Ａｃｋｎｏｗｆｌｅｄｇｅ−ｐａｇｅｒ−ａｇｅｎ
ｔ−ｍｏｔ　ｔｏｎ）ラ ンサクション （ｉ）ＡＰＭ構成 （ｉｔ）ＡＰＭ処理 ｃ、Ｍｏｖｅ−ｐａｇｅ−ｔｏ−ｈｅａｄトランザクシ
ョン （ｉ）ＭＰＨ構成 （Ｎ）ＭＰＨ処理 Ｈ，ページャ−インターフェース １、ドメイン初期化 ２、プラナインターフェース ａ、タスク記録 す、タスク及びページ形成 ３、フレームワークインターフェース ４、タスクマネジャインターフェース ５６　ページフレームマネジャインターフェース ６、フェイムマネジャインターフェースフェイム（Ｆａ
ｍｅ） Ａ、緒論 Ｂ、フェイムの記録 Ｃ，フェイム増加 り、フェイムコマンド １、フェイムコマンドコオディネーション２、フェイム
命令擬似コード カーネルトランザクション Ａ、緒論 Ｂ、フォーマット Ｃ，）ランザクジョンサイクル Ｄ、　　トランザクションパターン Ｅ、　　）ランザクジョン制御 １、緒論 ａ、　　）ランサクションシーケンシングｂ、　　トラ
ンザクション休止 ２、機能的記述 ａ、論理モデルの受取り す、論理モデルの休止 ３、インターフェース ａ、）ランザクジョンサービス ｂ、休止サービス ｃ、ＴＱＵ構成 ４、物理的設計 ａ、データ構成 ｂ、擬似コード タスクマネジャ Ａ、仮想メモリマツピング Ｂ、タスクマネジャ活動 Ｃ，タスクマネノヤインターフェース 情報コンポーネント Ａ、緒論 Ｂ、情報サブコンポーネントの設計 １、周期的情報流れ ２、偶発的情報流れ ３、コンポーネントコオディネーション４、インターフ
ェース及びデータ構成 フレームワーク Ａ１機能的記述 Ｂ、メツセージ Ｃ，タイマー ０６例外 Ｅ、ＰＭＭＵサポート Ｆ、ディスパッチ＋　（Ｄｉｓｐａｔｃｈｅｒ）以下、
上述した目次の内容を順番に説明する。
■。
■。
■。
１、並列処理システム概括 第１図は、本発明の並列処理システムによって使用され
るメモリモデルを示したブロック図である。第１図に示
したシステムは、ユーザに、パラレル処理へのアクセス
か容易なシステムを与えている。特に、並列処理の数又
は異質性に関しての制限がなく、且つプログラマに感知
しうる同期条件は存在しない。
第１図は、本発明システムでの並列性を達成する主要な
側面を示している。第１図に示した如く、ＰＡＲＤＯ文
（並列ｄｏ）は、コードを並列的に実行するために本シ
ステムによって使用される言語構成である。
並列フォートランのバージョンにおいては、このｐａ　
ｒｄｏ文は以下の形態を有している。
ｐａｒｄｏ　１ａｂｅｌ　１ｎｄｅｘ　＝　Ｉ、Ｊｃｏ
ｄｅ　ｂｌｏｃｋ ｌａｂｅｌ　　ｃｏｎｔｉｎｕｅ 尚、ｒｌ）ａｂｅＪ７Ｊは正の整数であり、月つ整数Ｉ
及びＪはＩ＜−Ｊの条件を満足する。ｒｃｏｄｅ　　ｂ
ｊＪｏｃｋＪで表わされるコードは、別のｐａ　ｒｄｏ
文を包含することが可能である。好適実施例においては
フォートランを使用しているが、その他の言語、例えば
、別の実施例においては、Ｃ言語を使用することも可能
であることを理解すべきである。
このｐａ　ｒｄｏ文の実行により、ｎ−Ｊ−１＋１個の
タスク（ｔａｓｋ）が形成され、各タスクには特定の繰
返し番号が割当てられ、その番号は０とｎとの間の整数
である。各タスクは、それ自身のアドレス空間において
ランされ、その初期的状態は、タスクの繰返し数を除い
て、親タスクのものと同一である。
制御メカニズム乃至はカーネル（ｋｅｒｎｅｐ）は、各
プロセサ上で稼動する動作システムである。
それは、独特な名称を各タスクに割当てる。この名称か
らそのタスクの家系を決定することが可能であり、即ち
、その親タスク、祖父母などを決定することか可能であ
る。プログラムを実行するために使用される一組のプロ
セサはドメイン（ｄ。
ｍａ　ｉ　ｎ）と呼ばれ、該ドメイン内の特定のプロセ
サで初期的に実行を開始するプログラムコードはプライ
マルクスク（ｐｒｉｍａｊｌ　　ｔａｓｋ）、即ち主タ
スクと呼ばれる。主タスクの名称（ｎａｍｅ）は該ドメ
インを識別する単一数乃至は単一番号である。
タスクがｐａｒｄｏを実行する場合、それは親タスクと
して言及され、そのｐａｒｄｏによって形成されるタス
クは子供タスクと呼ばれる。この子供タスクの名称は、
親タスクの名称と、親タスクの現在の化身番号（ｉｎｃ
ａｒｎａｔ　ｔｏｎｎ　ｕｍｂ　ｅ　ｒ）と、子供タス
クの繰返し数乃至は番号とから構成される。
並列ｄｏと逐次的ｄｏ小ループの間の主要な差異は、メ
モリへ割当てられる意味が多少変化されるということで
ある。並列ｄｏ小ループおいては、実行中のコードがマ
シン状態が、先行する繰返しの終わりにおけるものでは
な（ｐａ　ｒｄｏの開始時におけるものと同一であるこ
とを見付は出す。
図面に示した如く、概念的には、このマシン状態は多く
の子供タスク又はループ繰返しに対する親である。子供
タスクは、完全に異質なものである場合もあり、且つ概
念的には並列的に処理される。
勿論、並列性の実際の量は、使用されるプロセサの数に
依存する。
各タスクは、それが修正する親メモリ状態のこれらの部
分の自分自身の専用コピーを作成する。
各子供タスクがｐａｒｄｏによって形成されると、その
メモリ状態は、ｐａ　ｒｄｏ制御変数を除いて、その親
の正確なコピーである。このｐａ　ｒｄｏ制御変数は、
兄第タスクの各々において独特の値を有している。
兄第タスクのメモリ状態は独立的である。タスクは、そ
の兄第の何れかのメモリ状態に影響を与えることは不可
能である。しかしなから、子供は、その子供のメモリ状
態及びその兄第のメモリ状態かｐａｒｄｏ完了後に一体
的にマージ即ち併合される場合に、そのタスクの終了時
においてその親のメモリ状態を変化させることが可能で
ありＨつ変化させる。
第２図に示した如く、ハードウェアアーキテクチャは、
一団のプロセサ要素（ＰＥ）１．０を有しており、それ
らのプロセサ要素はメツセージ又はトランズアクション
を介してのみ互いに通信を行なう。各プロセサ要素は、
関連するメモリを伴った１個のプロセサに対応している
。典型的には、１個のプロセサは、市販されている単一
チップのマイクロプロセサであり、一方関連するメモリ
は市販されているダイナミックランダムアクセスメモリ
のアレイである。以下の説明において、プロセサ要素の
ことを単にプロセサとも呼称する。
プロセサボード（基板）２０は、４個のプロセサを有し
ており、それらのプロセサはボードバス］５を介して通
信を行なう。共通バス１５を共用する一団のボード２０
はケージ３０と呼ばれる。
好適実施例においては、１個のケージ内に１６個のボー
ドを設けることか可能である。１個のケシ内の異なった
ボード上のプロセサは、ケージハスを介して通信を行な
う。異なったケージ内のプロセサは、ケージ相互接続体
３５を介して通信を行なう。
プロセサの種々の団体に対してクラスタ（ｃＩＩｕｓｔ
ｅｒ）という概括的な名称を与えており、且つリーフＵ
？ｅａｆ）クラスタは単一のプロセサであり、且つクラ
スタのレベルがより高くなるに従い、ボード（ｂｏａｒ
ｄ）、ケージ（ｃａｇｅ）などとなる。又、与えられた
クラスタのサブクラスタ（ｓｕｂｃｉ）ｕｓ　ｔｅｒ）
及びスーパクラスタ（ｓｕｐｅｒｃｇｕｓｔｅｒ）につ
いても言及する。例えば、特定のボードを収容するケシ
は、そのボートのスーパークラスタであり、一方そのボ
ード上のプロセサはそのボードのサブクラスタである。
タスクの化身番号は初期的にはゼロである。タスクかｐ
ａ　ｒｄｏを行ない且つその子供タスクの全てが完了し
た後には、そのタスクの化身番号がインクリメントされ
る。従って、化身番号は、ｐａｒｄｏ文を実行した後に
そのタスクが実行を再開した回数をカウントする。
連続する繰返し番号を有するｐａ　ｒｄｏ文がら得られ
る一団のタスクはタスクインターバル（ｔａｓｋ　　１
ｎｔｅｒｖａ、Ｑ）と呼ばれる。タスクインターバルは
、時々、そのタスクが何らかのその他のタスクインター
バルから得たものであることを強調するために、タスク
サブインターバル（ｔａｓｋ　　５ｕｂｉｎｔｅｒｖａ
ｌ））と呼ばれる。
ｐａｒｄｏ文を完了した後に、全ての子供タスクはある
規則を使用して一つのマシン状態へマージ即ち併合され
る。本システムにおいては、何れの子供タスクもメモリ
位置内に値を格納していない場合、親メモリ状態におけ
るメモリ内のその位置は、ｐａｒｄｏの実行前にそれが
有していた値を維持する。ここで使用される次の規則は
、子供タスクのみがその位置に値を格納していた場合に
は、親メモリ状態におけるその位置はその子供タスクに
よって格納されている最後の値を受取る。
一方、１個を超える子供タスクかそのメモリ位置に値を
格納しているか、格納されている最後の値が各子供タス
クに対して同一であった場合には、親メモリ状態におけ
るその位置はその値を受取る。
最後に、１個を超えた子供タスクがそのメモリ位置に値
を格納しており且つ格納されている最後の鎖が各子供タ
スクに対して同一ではない場合には、そのメモリ位置及
び親メモリ状態は不定となる。
制御メカニズム乃至は機構は、コンピュータシステムの
資源をマネージ即ち管理しなければならない。本システ
ムは、これを行なうために管理ツリーを使用する。管理
ツリー（ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　　ｔｒｅｅ）は、分散
型データ構成の形態である。このツリーのノードは、ハ
ードウエアヒエラルキに対応している。各プロセサにお
いてはリフ（Ｎｅａｆ）ノードが存在しており、各ボー
ドに対してはボートノードか存在しており、各ケシに対
してはケージノードが存在している。管理ツリーノード
かプロセサへ割当てられる態様は、そのドメイン内の各
プロセサに対して既知である。
従って、資源のタイプを特定するノードの名称が与えら
れると、そのノードの位置を決定することか可能である
。
フェイム（Ｆａｍｅ）即ち「名声」は、ある種のオブジ
ェクト及び情報をドメインのクラスタ内に閉込める即ち
制限する方法である。負でない整数がユーザプログラム
における各タスクと関連している。この整数は、そのタ
スクのフェイムレベルと呼ばれ、より簡単には、そのタ
スクのフェイム即ち「名声」であると言われる。
タスクのフェイムは、どのクラスタがそのタスクと関連
するオブジェクト（ｏｂｊｅｃｔ）を有しているかを表
わす。これらのオブジェクトは、タスク自身と、そのペ
ージと、その名称と、そのタスク又はそのページの記録
と、そのタスクによって発生されたトランザクション（
ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ）を有している。一般的には、
それからタスクが存在することを演鐸することが可能な
任意のオブジェクトが閉込め即ち制限される。この様な
オブジェクトはフェイム付きオブジェクトと呼ばれる。
それらは、又、関連するタスクのフェイムと同しフェイ
ムを有するものであると言われる。
タスクオブジェクトがその様に閉込められたクラスタは
そのタスクのフェイムクラスタ（ｆ　ａｍｅ　　ｃｌｕ
ｓｔｅｒ）又はフェイム領域と呼ばれる。それは、フェ
イムクラスタのクラスタレベルであるフェイムレベル及
びそのレベルの一つのクラスタにおいてのみ存在する場
合のあるそのタスクの何らかの記録によって識別される
。フェイムレベルがゼロであることは、そのタスクが１
個のプロセサに閉込め即ち制限されていること（プロセ
サフェイム）を表わしており、フェイムレベルが１であ
るということはボードフェイム（ｂｏａｒｄ　　ｆａｍ
ｅ）であることを表わす。最大のフェイムレベルは、ド
メインのクラスタレベル、即ちドメインフェイム（ｄｏ
ｍａ　ｉｎ　　ｆ　ａｍｅ）である。
多くの観点から、子供タスクはその親タスクの一部であ
る。子供タスクの名称は、親タスクの名称を有しており
、子供タスクは究極的に親タスクの併合ページとなるペ
ージを形成する。従って、親タスクのフェイムクラスタ
は、子供タスクのフェイムクラスタを有するものでなけ
ればならない。
タスクのフェイムはダイナミックな特性であり、変更さ
れる場合がある。フェイム増加動作は、タスクのフェイ
ムクラスタをより高いクラスタへ変更させる。フェイム
減少動作はそれをより低いクラスタへ変更し、一方フニ
イム転送動作はそれを解体したクラスタべ変更する。
第３図は、カーネルの種々のコンポーネントの関係を示
した１０７９図である。第３図に示した如く、カーネル
は、プランナ２０を有しており、それは新たなタスクを
分散させ且つドメイン内の作業量がアンバランスになる
とタスクを再分散させる。ページャ−（ｐａｇｅｒ）３
０は、タスクに対してのアドレス空間を管理し、即ちそ
れはページに対するドメインをサーチし、ページをマー
ジ即ち併合し、ページ欠陥を処理するなどの動作を行な
う。フェイムマネージャ（（ａｒｌｅ　　ｍａｎａｇｅ
ｒ）４０は、タスク管理作業をそのドメインの小さなサ
ブクラスタ（ｓｕｂｃ、９ｕｓｔｅｒ）へ局所化させる
。トランザクンヨン制御５０は、トランザクションが正
確に送られ且つシステム内の種々のプロセサの間で処理
されることを確保する。タスクマネージャ６０は、プロ
セサ上でのタスクの実行を管理し且つその他のマルチタ
スクに関連した機能を実行する。情報コンポーネント７
０は、プロセサ上に適切なページフレームの供給を維持
すべく機能するページフレームマネジャ　（ｐａｇｅ　
　ｆｒａｍｅ　　ｍａｎａｇｅｒ）及びプランナによっ
て必要とされる情報を収集し且つ分散させる。フレーム
ワーク（ｆ　ｒａｍｅｗｏｒｋ）８０は、カーネルとハ
ードウェアとの間のインターフェースを与え、且つプロ
セサに関して実行すべき次の活動を決定する。Ｉ１０ユ
ニット９０は、各タスクに対しての入出力機能を実行す
る。上述したコンポーネントの特定の動作について以下
に詳細に説明する。
オペレーテインクシステムが、各タスクに対して独特な
名称を割当てる。この名称は、そのタスクの家系を表わ
し、即ち、親タスク、祖父母タスクなどを表わす。プラ
イマルクスク即ち主タスクの名称は単一の番号であり、
それはそのプログラムが稼動する一組のプロセサを識別
する（ドメイン識別子）。
タスクがｐａ　ｒｄｏを実行する場合、各子供タスクに
は０からスタートして形成されるタスク数よりも一つ少
ない数までの個別的な繰返し番号が割当てられる。この
子供タスクの名称は、親タスクの名称と、親タスクの現
在の化身番号と、子供タスクの繰返し番号とから構成さ
れている。
タスクの化身番号は、初期的には、Ｏである。
タスクがｐａ　ｒｄｏを行ない且つその子供タスクの全
てが完了した後に、タスクの化身番号がインクリメント
される。従って、化身番号は、そのタスクがｐａ　ｒｄ
ｏの後に実行を再開した回数をカウントする。
形式上、タスク名称は以下の如くに構成されている。
（（ｔｌ、　　ｃｌ）、　　　（ｔ２．　　ｃ２）、　
　　（ｔ３゜Ｃ３）、・・・、−（ｉｎ）１ （ｔｌ、ｃｌ）対はシャーム（ｇｅｒｍ）と呼ばれ、ジ
ャームは繰返し番号ｔｎと化身番号ｃｉとを有している
。タスク名称の最後のジャームは繰返し番号のみを有し
ている。
以下の如き化身番号を有している。
ｆ（ｔｌ、ｃｌ）、　　（ｔ２．ｃ２）、　　（ｔ３゜
ｃ３）、−、（ｔｎ、ｃｎ）１ これらは、タスクの化身番号が最後のジャーム内に含ま
れている場合を除いて、タスク名称と同じである。タス
クの異なった「化身」のアドレス空間は異なった内容を
有しているので、この様な化身番号は有用である。
各ページも、そのページが属するタスク化身の名称と、
ページ番号と、タスクページ又は併合ベジを特定するイ
ンジケータとから構成される独特の名称を有している。
例えば、以下の如く構成されている。
［＋　（１２，１）、　　（５，０）ｌ　　、　　１０
００゜ＴＰ］ これは、ドメイン識別子で稼動されるプログラムの２番
目の化身の６番目の子供タスクのタスクベジ１０００の
名称である。タスクページを表示するＴＰは、タスクが
完了すると、マージングページ即ち併合ページを表わす
ＭＰへ変化される。
■、プランナ（Ｐｉｌａｎｎｅ　ｒ） Ａ、緒論 並列システムのプロセサを効果的に使用するために、ユ
ーザの作業をプロセサへ分散するメカニズム即ち機構が
なければならない。この制御メカニズムのプランナコン
ポーネントは、本システムに対してのこの機能を実行す
る。
第４図に示した如く、プランナツリー（ｐｉ）　ａｎｎ
ｅｒ　　ｔｒｅｅ）として言及される単一の管理ツリー
は、プランナの活動を実施するために使用される。この
プランナツリーのノードは、プランナエージェント（ｐ
、Ｑａｎｎｅｒ　　ａｇｅｎｔ）として言及され、且つ
該プランナによって必要とされる情報を包含するプラン
ナエージェント記録によって表わされる。各プランナエ
ージェントは、ハードウェアの特定のクラスタに対する
プランナの活動を実施することが可能である。従って、
プランナツリーの連結性は、本システムのハードウェア
形態に相当する。従って、例えば、第４図に示した如く
、個々の処理要素に対応してリーフノドが存在しており
、プリント回路基板に対応してボードノードが存在して
いるなどである。該プランナによるプロセサへのタスク
の割当ては、適宜のプランナエージェントによって調整
される。
従って、タスクインターバルの運動は、プランナツリー
を構成するプランナエージェントによって実施される。
プランナエージェントは、そのプランナエージェント記
録内に含まれる情報によって表わされる。
該プランナエージェントは、例えば、そのエージェント
のクラスタ内のスタートされた及びスタトされていない
作業の量なとのクラスタ情報を有している。プランナエ
ージェント記録が非リーフ資源管理エージェントに対応
すると、それは各活性子供クラスタに対する子供クラス
タ情報記録へポイントする。該子供クラスタ情報は、そ
の子供クラスタ内のスタートされた及びスタートされて
いない作業の量を有すると共に、その子供クラスタ内の
プロセサによって送給されるか又は受取られる処理中の
作業の量を有している。プランナエージェントは、又、
例えば作業を必要とするスーパークラスタが存在するこ
と及びこれらのスーパークラスタによって必要とされる
タスク数などのようなドメイン情報を有している。
プランナエージェント記録は以下の如き構成を有してい
る。
５ｔｒｕｃｔ　ｐｌａ−＊ｇ＊ｔｐｄａｔａ　ｆｉｎｔ
ｅｒｖａｌ−ｓｏｔｉｏｎ ｉｎｔ ｉｎｔ ｉｎｔ ｉｎｔ ｉｎｔ ｉｎｔ ｉｎｔ ｉｎｔ ｉｎｔ ＊ｐＩｌｄ−ｉｎｔｅｒｖａｌｓ； ｐａｄ−ｕｎｓｔａｒｔｅｄ−ｖｅｉｇｈｔｓ［２］１
）ｍｄ−ｕｎｓｔａｒｔｅｄ−ｄｅｎｏｓ　；ｐｍｄ−
ｓｔａｒｔｅｄ−ｗｅｉｇｈｔｓ［２］ｐｍｄ−ｓｔａ
ｒｔｅｄ−ｄｅｎｏｍ　：ｐｍｄ−１ｃｔ　ｌ　： ｐｍｄ−ｔｏｔａｌ−ｗｏｒｋ； ｐｍｄ−１ｏｔａｌ−ｕｎｓｔａｒｔｅｄ；ｐａｉｄ−
ｔｏｔａｌ−ｓｔａｒｔｅｃｆ＋ｐｍｄ−ｕｎｓｔａｒ
ｔｅｄ　［ＭＡＸ　ｒＸ）ＭＡＩＮＤＥｒｙＴ旧［２］
：ｉｎｔ　　　　　　　　　　　　　ｐｍｄ−ｓｔａｒ
ｔｅｄ　［ＭＡＸ　ＤＯＭＡＩＮ　ＤＥＦｎｌｌ［２］
；ｉｎｔ　　　　　　　　　　　　　ｐｍｄ−ｓｅｎｔ
−ｏｒ−ｒｅｃ　［ＭＡＸ　ＤＯＭＡＩＮ　ＤＥ円Ｍ］
：ｂｏｏ　ｌ　　　　　　　　　　　　ｐａｄ−ｃｈ　
ｉ　！　ｄ−ｈａｓ−ｅｘｃｅｓｓ−ｗｏｒｋ　：ｂｏ
ｏｌ　　　　　　　　　　　　ｐａｉｄ−ｃｈｉ　Ｉｄ
−ｈａｓ−ｗｏｒｋ：ｂｏｏｔ　　　　　　　　　　　
　ｒｙｍｄ−ｃｈｉ　Ｉｄ−ｃａｎ−ｕｓｅ−ｗｏｒｋ
；ｂｏｏｌ　　　　　　　　　　　　ｐｍｄ−ｃｈｉ　
Ｉｄ−ｎｅｅｄｓ−ｗｏｒｋ；ｂｏｏｌ　　　　　　　
　　　　　ｐｍｄ−ｃｌ　ｕｓｔｅｒ−ｖｊ　ｔｈｏｕ
ｔ−ｔａｓｋｓ［ＭＡ）ｊＤＯＭＡＩＮ−ＤＥＩ’ロロ
；ｉｎｔ　　　　　　　　　　　　　ｐｍｄ−ｃｌｕｓ
ｔｅｒ−ｎｅｅｄｓ−ｔａｓｋｓ［ＭＡＸ−ＤＯＭＡ　
Ｉ　Ｎ−ＤＢＰＴ８１　；ｉｎｔ　　　　　　　　　　
　　　ｐＩＩｌｄ−ｃｌ　ｕｓｔｅｒ−ｃａｎ−ｕｓｅ
−ｔａｓｋｓ［ＭＡＸ−ＩＸ）ＨＡＩｌｊＤＥＰＴ）Ｉ
コニｃｈｉ　Ｉｄ−ｉｎｆｏ　　　　　　　　＊ｐｍｄ
−ｃｈｉ　Ｉｄ−４ｎｆｏ［ＭＡＸ　ＤＯＭＡＩＮ　Ａ
ＧＥＮＴＳＩ；／＊　ｏｔｈｅｒ　ｉｎｆｏｒｍａｔｉ
ｏｎ　ｗｈｉｃｈ　ｉｓ　ｏｍｉｔｔｅｄ　＊／尚、 ＰＭＤ　　ＩＮＴＥＲＶＡＬＳは、コノエージェントに
対するインターバルモーション記録のリストへポイント
するか、又は零である。
ＰＭＤ　　ＵＮＳＴＡＲＴＥＤ　　ＷＥＩＧＨＴＳは各
スタートされていないタスク長さのウェイト（ｗｅ　ｉ
　ｇｈ　ｔ）即ち重さの分子である。
ＰＭＤ　　ＵＮＳＴＡＲＴＥＤ　　ＤＥＮＯＭはＰＬＡ
　　ＵＮＳＴＡＲＴＥＤ　　ＷＥＩＧＨＴＳエントリー
用の分母である。
ＰＭＤ　　５ＴＡＲＴＥＤ　　ＷＥＩＧＨＴＳは各スタ
ートしたタスク長さに対するウェイト（ｗｅｉｇｈｔ）
即ち重さの分子である。
ＰＭＤ　　５ＴＡＲＴＥＤ　　ＤＥＮＯＭはＰＬＡＳＴ
ＡＲＴＥＤ　　ＷＥＩＧＨＴＳエントリー用の分母であ
る。
ＰＭＤ　　ＬＣＴＬはクラスタの局所的競合タスク限界
である。
ＰＭＤ　　ＴＯＴＡＬ　　ＷＯＲＫはクラスタ内のタス
クの総数である。
ＰＭＤ　　ＴＯＴＡＬ　　ＵＮＳＴＡＲＴＥＤはクラス
タ内のスタートされていないタスクの総数である。
ＰＭＤ　　ＴＯＴＡＬ　　５ＴＡＲＴＥＤはクラスタ内
のスタートされたタスクの総数である。
ＰＭＤ　　ＵＮＳＴＡＲＴＥＤは親タスクのフェイム及
び該タスクの長さによって分類されたクラスタ内のスタ
ートされていないタスクの数である。
ＰＭＤ　　５ＴＡＲＴＥＤは親タスクのフェイム及び該
タスクの長さによって分類されるクラスタ内のスタート
されたタスクの数である。
ＰＭＤ　　５ＥＮＴ　　ＯＲＲＥＣはタスクの移動を調
整するエージェントのレベルによってリストされたクラ
スタ内のプロセサによって受取られる（正）又は送られ
る（負）タスクの数である。
ＰＭＤ　　ＴＡＳＫＳ　　ＥＸＥＣＵＴＥＤはこのクラ
スタにおける前のサンプル期間の期間中に実行を完了し
たタスクの数である。
ＰＭＤ　　ＣＨＩＬＤ　　ＨＡＳ　　ＥＸＣＥＳＳＷＯ
ＲＫは、子供か報告を行ない且つそのクラスタかその局
所的競合タスク限界よりも多くのタスクを有する場合に
、セットされる。
ＰＭＤ　　ＣＨＩＬＤ　　ＨＡＳ　　ＷＯＲＫは、子供
が報告を行ない且つそのクラスタかその局所的競合タス
ク限界と同一のタスク数を有する場合に、セットされる
。
ＰＭＤ　　　ＣＨＩＬＤ　　　ＣＡＮ　　　ＵＳＥ　　
　ＷＯＲＫは、子供が報告を行ない且つそのクラスタが
そのｔａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄカウントよりも大きな
タスクカウントを有しているがその局所的競合タスク限
界よりも小さい場合に、セットされる。
ＰＭＤ　　ＣＨＩＬＤ　　ＮＥＥＤＳ　　ＷＯＲＫは、
子供が報告を行ない且つそのタスクカウントがそのｔａ
ｓｋ　　ｎｅｅｄｅｄカウントよりも小さい場合に、セ
ットされる。
ＰＭＤ　　ＣＨＩＬＤ　　ＩＮＦＯは、各子供クラスタ
に対する情報記録へポイント・する。
ＰＭＤ　　ＣＬＵＳＴＥＲＷＩＴＨＯＵＴ　　ＴＡＳＫ
Ｓは、そのレベルにおけるエージェントかタスクなしの
子供クラスタを有する場合に、セットされる。
ＰＭＤ　　ＣＬＵＳＴＥＲＮＥＥＤＳ　　ＴＡＳＫＳは
、該エージェントか作業を必要とする場合に、そのレベ
ルにおけるエージェントによって必要とされるタスク数
であり、そうでない場合には、それは０である。
ＰＭＤ　　　ＣＬＵＳＴＥＲＣＡＮ　　　ＵＳＥ　　　
ＷＯＲＫは、そのエージェントが作業を使用することが
できる場合、そのレベルにおけるエージェントによって
使用することか可能なタスク数であり、そうでなければ
、それは０である。
プランナ記録内に表われるｃｈｉｊ） ０記録は次の如くである。
５ｔｒｕｃｔ　ｃｈｉｌｄ−ｉｎｆｏｌｎｔ ｎｔ ｎｔ ｎｔ ｎｔ ｎｔ −１ｎｆ ｅｈｉ−Ｉｃｔｌ　； ｃｈｉ−ｔｏｔａｌ−ｕｎｓｔａｒｔｅｄ；ｃｈｆ−ｔ
ｏｔａｌ−ｓｔａｒｔｅｃｌ；ｃｈｊ−ｕｎｓｔａｒｔ
ｅｄ　［ＭＡＸ　ＤＯ）４ＡＩＮ　ＤＥＦＩ”旧［２］
：ｃｈｉ−ｓｔａｒｔｅｄ　［ＭＡＸ−ＩＸ）ＭＡＩＮ
−ＤＥＦｒＨ］［２］；ｃｈｉ−ｗｏｒｋ−＋ｎｏｔｉ
ｏｎ゛ 尚、 ＣＨＴ　　ＣＨＩＬＤ　　ＬＣＴＬは子供クラスタに対
する局所的競合タスク限界である。
ＣＨＩ　　ＴＯＴＡＬ　　ＵＮＳＴＡＲＴＥＤは子供ク
ラスタ用のスタートされていないタスクの総数である。
ＣＨＩ　　ＴＯＴＡＬ　　５ＴＡＲＴＥＤはその子供ク
ラスタ用のスタートされたタスクの総数である。
ＣＨＩ　　５ＴＡＲＴＥＤは、子供クラスタ用であり、
親タスクのフェイム及びそのタスクの長さによって分類
される開始されたタスクの数である。
ＣＨＩ　　ＷＯＲＫ　　ＭＯＴＩＯＮは、子供タスクが
受取る予定（送り出される作業の場合は負）の作業の総
量である。
タスクインターバルは、プランナか作業するオブジェク
トである。ＰＡＲＤＯが実施されると、タスクインター
バル（ｔａｓｋ　　１ｎｔｅｒｖａＩりか形成される。
説明する如く、タスクの分散は、タスクインターバルを
サブインターバル（Ｓｕｂｉｎｔｅｒｖａ、ｌ））へ分
割し且つ該サブインターバルをプロセサへ割当てること
を包含する。
各タスクインターバルは、タスクインターバル記録によ
って表現される。この記録のフィールドは、そのタスク
インターバルを形成している一団の全てのタスクと関連
する情報を有している。タスクインターバルに含まれる
情報には三つのタイプがあり、即ちインターバルに関す
る情報（インターバルを構成しているタスクの繰返し数
、及びそのインターバル内に含まれる推定作業量）、タ
スクマネジャによって使用される情報（スタートされた
タスクのキュー、及びタスクインターバルのステータス
）、及び親タスクに関するページング（ｐａｇｉｎｇ）
情報である。
タスクインターバル記録は以下の如くである。
５ｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋ　ｔｎｔｅｒｖａｌ　ｆｔａｓ
ｋ　１ｎｔｅｒｖａｌ　　　＊ｔｉｒ　ｎｅｘｔ；ｔａ
ｓｋ　＋ｎｔｅｒｖａｌ　　　＊ｔｉｒ−ｐｒｅｖ＋１
ｎｔｅｒｖａｌ　ｍｏｔｉｏｎ　　＊ｔｉｒ　ｍｏｔｉ
ｏｎｉｎｔ　　　　　　　　ｔｉｒ　Ｉｏ　１ｔｅｒａ
ｔｉｏｎ。
ｉｎｔ　　　　　　ｔｉｒｂｉ　１ｔｅｒａｔｉｏｎ：
ａｄｄｒｅｓｓ　　　　　　　ｔｉｒ　ｇｒＬｓ　５ｔ
ａｃｋ；／＊　ｏｔｈｅｒ　ｉｎｒｏｒｍａｔｉｏｎ　
ｗｈｉｃｈ　ｉｓ　ｏｓ＋１ｔｔｅｄ　＊／）： 尚、 ＴＩＲＮＥＸＴはこのプロセサ上の次のタスクインター
バル記録へポイントする。
ＴＩＲＰＲＥＶは、このプロセサ上の前のタスクインタ
ーバル記録へポイントする。
ＴＩＲＭＯＴＩＯＮは、このインターバルに対するイン
ターバルモーション記録へポイントする。
ＴＩＲＬＯＩＴＥＲＡＴＩＯＮは、このインターバル内
のスタートされていないタスクの最下位の繰返し数であ
る。
ＴＩＲＨＩ　　ＩＴＥＲＡＴＩＯＮは、このインターバ
ル内のスタートされていないタスクの最高の繰返し数で
ある。
ＴＩＲＧＲＴＳ　　５ＴＡＣＫは、このタスクに対する
ＣＲＴＳ制御スタックが開始する場合の仮想アドレスで
ある。
タスクを分散させるプロセスは、通常、一団のプランナ
エージェントを使用し、各エージェントがそれが受取る
タスクインターバルをサブインターバルへ分割し且つ該
サブインターバルをプランナサブエージェントへ送給す
る。全てのタスクが実行を完了すると、この情報は親タ
スクへ帰還し、従って親タスクは実行を再開することが
可能である。インターバルモーション（ｉｎｔｅｒｖａ
ｌ）ｍｏｔｉｏｎ）記録は、タスクを分散する場合に行
なわれるタスクインターバルの移動及び分割を追跡する
ために使用される。インターバルモーション記録は、二
つのタイプの情報を有しており、即ち、関連するタスク
インターバルの移動に関する情報（そのタスクインター
バルの発生源又はそのタスクインターバルを発生した親
タスク）、及びタスクインターバルに関する情報（その
インターバルを構成するタスクによって消費される時間
及びそのインターバルを構成するタスクのページ使用）
である。プロセサ上に位置されているインターバルモー
ション記録は、特定のプランナエージェントと関連して
おり、従ってそのプロセサ上に位置されているプランナ
エージェント記録を介してアクセスすることが可能であ
る。
インターバルモーション記録は以下の如くである。
５ｔｒｕｃｔ　　ｔｎｔｅｒｖａｌ　　ｍｏｔｉｏｎｌ
ｉｎｔｅｒｖａｌ　　ｍｏｔｉｏｎ　　　＊Ｉｅ＋ｒ　
　ｎｅｘｔ；ｉｎｔｅｒｖａｊｍｏｔｉｏｎ　　　ｔｉ
ｅｒ−ｐｒｅｖ；ｔａｓｋ　　１ｎｔｅｒｖａｌ　　　
　ｔｉｅｒ　　１ｎｔｅｒｖａｌ；ａｇｅｎｔ　　ｎａ
ｍｅ　　　　　　　ｉｍｒ　　ｔｒｌ　　５ｏｕｒｃｅ
；ｊｎｔ　　　　　　　　　　　ｉ＋ｕ　　ｔｒｉ　　
１ｄｅｎ：５ｔａｒｔｅｄｊａｓｋ　　　　　Ｈｅｒ−
ｐａｒｅｎｔ　ｔａｓｋ；ｊｎｔ　　　　　　　　　　
　Ｈｅｒ　ｄｉｓｐｅｎｓｅｄ；ｉｎｔ　　　　　　　
　　　　ｉｍｒ　ｃｏＩｌｐＩｅｔｅｄ　　ｔａｓｋｓ
；／＊　ｏｔｈｅｒ　ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ｗｈｉ
ｃｈ　ｉｓ　ｏｍｉｔｔｅｄ　＊／）； 尚、 ＩＭＲＮＥＸＴは、リスト上の次のインターバルモーシ
ョン記録へポイントする。
ＩＭＲＰＲＥＶは、リスト上の前のインターバルモーシ
ョン記録へポイントする。
ＩＭＲＩＮＴＥＲＶＡＬは、一つがこのプロセサ上にあ
る場合、このインターバルに対するタスクインターバル
記録へポイントする。
ＩＭＲＴＲＩ　　５ＯＵＲＣＥは、該インターパルをこ
こへ送ったエージェントの名称を有しており、且つ局所
的ＰＡＲＤＯがそのインターバルを形成した場合には、
有効である。
ＩＭＲＴＲＩ　　ＩＤＥＮは、そのインターバルをここ
へ持ってきたＴＲＩ）ランザクジョンからの諜別子を有
しており、且つ局所的ＰＡＲＤＯがそのインターバルを
形成した場合には、有効である。
ＩＭＲＰＡＲＥＮＴ　　ＴＡＳＫは、局所的ＰＡＲＤＯ
がそのインターバルを形成した場合には親タスクに対−
するスタートしたタスク記録へポイントし、又は、ＴＲ
１トランザクシヨンがそのインターバルをここへ持って
きた場合には、零である。
ＩＭＲＤＩＳＰＥＮＳＥＤは、幾つのサブインターバル
かこのインターバルから分割され且つ他のプロセサへ配
給され、いまだに完了し且つ帰還していないかを表わす
。
ＩＭＲＣＯＭＰＬＥＴＥＤ　　ＴＡＳＫＳは、このイン
ターバル内の幾つのタスクが完了したかを表わす。
サイクル（ｃｙｃｌｅ）記録は、特定のタスクインター
バルに対するインターバルモーション記録を追跡するた
めに使用される。サイクル記録は次の如くである。
５ｔｒｕｃｔ　ｃｙｃＩｅｌ ｃｙｃｌｅ　　　　　　　　　＊ｃｙｃ、、−ｎｅｘｔ
：ｃｙｃｌｅ　　　　　　　　　＊ｃｙｃ　ｐｒｅｖ；
ｊｎｔ　　　　　　　　　　ｃｙｃ−ｊｄｅｎ；ｊｒ＋
ｔｅｒｖａｌノｏｔｉｏｎ　　　　＊ｃｙｃ−ｍｏｔ　
ｔｏｎ；／ネ　ｏｔｈｅｒ　　ｊｎｆｏｒｍａｔＪｏｎ
　　ｖｈｊｃｈ　　ｄｅｐｅｎｄｓ　　ｏｎ　　１ｂｅ
ｕｓｅ　ｙａａｄｅ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｃｙｃｌｅ　ｒｅ
ｃｏｒｄ　ａｎｄ　ｏｍｊｔｔｅｄ　＊／１）； 尚、 ＣＹＣＮＥＸＴは、このプロセサ上の次のサイクル記録
へポイントする。
ＣＹＣＰＲＥＶは、このプロセサ上の前のサイクル記録
へポイントする。
ＣＹＣＩＤＥＮは、各サイクル記録に割当てられた独特
の（このプロセサに対して）整数である。
ＣＹＣＭＯＴＩＯＮは、インターバルモーション記録へ
ポイントする。
サイクル記録のリストは各プロセサ上に維持される。
プランナは二つのサブコンポーネント即ち部分コンポー
ネントを有している。レベリングサブコンポーネント（
Ｉｅｖｅｌｉｎｇ　　ｓｕｂｃｏｍｐｏｎｅｎｔ）は、
余分のユーザ作業をユーザ作業を必要とする一団のプロ
セサへ割当てる機能を行なう。モーションサブコンポー
ネント（ｍｏｔｉｏｎ　　ｓｕｂｃｏｍｐｏｎｅｎｔ）
は、レベリングサブコンポーネントによってなされた決
定を、余分のユーザワークを持ったプロセサからユーザ
作業を必要とするプロセサへ実際に転送するタスクへ変
換する機能を行なう。
このモーションサブコンポーネントは、実際にタスクを
移動させるサブコンポーネント（ｔａｓｋ　　ｔｒａｎ
ｓｆｅｒ即ちタスク転送コンポーネント）と共に、タス
クを移動させることを要求するサブコンポーネント（ｒ
ｅｑｕｅｓｔｏｒ即ち要求者コンポーネント）を有して
いる。
このプランナの主要の目標は、ユーザプログラム実行時
間が可及的に小さくなるようにタスクを分散させること
である。プランナは、ドメインに亘ってのユーザの作業
のロードを可及的に「−様」であることを維持し、且つ
「密接に関連したｊタスクを近くのクラスタへ分散させ
ることによってこの目標を達成せんとする。作業量を「
−様Ｊに維持することにより、ハードウェアの並列性が
使用される。密接に関連したタスクを近くのクラスタへ
分散させることにより、ページャ−のオーバーヘッドが
減少される。
このプランナの第二の目標は一貫性である。固定した入
力を有するプログラムの実行時間が稼動毎に著しく異な
ることは望ましくない。これを達成するために、本プラ
ンナは、プロセサへのタスクの割当てにおいて一貫性が
ある。従って、固定した入力を有するプログラムの場合
、主タスクによって実行される各ＰＡＲＤＯに対するタ
スクの分散はラン即ち稼動毎に変化することはない。
Ｂ、レベリングサブコンポーネント １、概括 本プランナのレベリングサブコンポーネントＱｔ　ｅｖ
ｅｆｌ　ｉｎｇ　　ｓｕｂｃｏｍｐｏｎｅｎｔ）の機能
は、余分のユーザ作業を、ユーザ作業を必要とするクラ
スタへ割当てることである。この機能を実施するために
、レベリングサブコンポーネントは、何時余分のユーザ
ワークを分散させるべきか、ドメインのどの部分かその
分散に含まれるべきか、及びどの程度の余分のユーザ作
業を必要とする各クラスタべ割当てるべきかということ
を決定する。
これらの機能を実施するために、レベリングサブコンポ
ーネントは、ドメインの状態及びユーザプログラムに関
するアップツーデート即ち最近の情報を有している。本
システムは、はとんどの状態に対して有効な態様で子供
タスクを分散させるか、子供タスクの「将来の作業」の
完全な推定を行なうことなしに行なわれる。例えば、Ｐ
ＡＲＤＯが実行される場合、本プランナには、新たに形
成された子供タスクが将来の作業を形成する蓋然性（Ｐ
ＡＲＤＯＩＭＰＯ３ＳＩＢＬＥ、ＰＡＲＤＯＰＯ３５Ｉ
ＢＬＥ、ＰＡＲＤＯＣＥＲＴＡＩＮ）が与えられる。
ドメインを構成するプロセサを可及的にビジーな状態に
維持するために、本プランナのレベリング機能は、分散
を必要とする作業が存在する場合に、発動される。この
作業の分散は可及的に迅速にスタートし、プロセサのア
イドル時間を減少させ、且つその分散がプログラムの実
行時間を減少させる場合に作業が分散されるのみである
。
典型的には、ＰＡＲＤＯが実行される場合に、プランナ
のレベリングサブコンポーネントが発動される。なぜな
らば、新たな作業か形成され、それが分散を必要とする
場合かあるからである。ドメイン内における可及的に多
数のプロセサに関してバランスしたユーザ作業のロード
即ち負荷状態を維持するためにプログラムの実行期間中
においても作業の再分散が行なわれる。
先祖タスクのフェイム（ｆ　ａｍｅ）は、レベリングコ
ンポーネントが作業を分散するドメインの一部に重要な
制限を課す。これを説明するために、幾つかの用語を導
入せねばならない。タスクインターバル（ｔａｓｋ　　
１ｎｔｅｒｖａρ）は、同一の親タスク及び連続した繰
返し数を持った一団のタスクである。タスクインターバ
ルシーケンス（ｔａｓｋ　　１ｎｔｅｒｖａ、７７　５
ｅｑｕｅｎｃｅ）は、タスクインターバルのシーケンス
、即ちＴｌ、Ｔｌ、・・・、Ｔｋであり、Ｔｌの親はイ
ンターバルＴ１内のタスクであり、Ｔ３の親はインター
バルＴｌ内のタスクであり、以下間等である。
ブライマルタスフインターバル（ｐ　ｒ　ｉｍａＩＩｔ
ａｓｋ　　１ｎｔｅｒｖａｌ）即ち主タスクインターバ
ルは、ＴＯで示され、ドメインフェイム（ｄｏｍａ　ｉ
　ｎ　　ｆ　ａｍｅ）を有するものと仮定される。本プ
ランナは、新たなタスクインターバルを構成するタスク
へフェイム値を割当てる機能を行なう。このレベリング
コンポーネントの一つの目標は、フェイム上昇動作（可
能な場合）を実施することを回避するために、入れ予室
ＰＡＲＤＯから得られるタスクインターバルを分散させ
ることである。従って、Ｔｌ内のタスクがクラスタＣ１
に亘って分散され且つフェイムクラスタＦ１を有してお
り、且つＴｌ内のタスクがクラスタＣ２に亘って分散さ
れ且つフェイムクラスタＦ２を有している場合、Ｃ２及
びＦ２の両方ともが、Ｆｌのサブクラスタである。同様
に、Ｔ３内のタスクがクラスタＣ３に亘って分散されて
おり且つフェイムクラスタＦ３を有する場合、Ｃ３及び
Ｆ３はＦ２のサブクラスタである。従って、入れ予室Ｐ
ＡＲＤＯの場合、各タスクインターバルＴｉに対して、
レベリングサブコンポーネントは、そのタスクインター
バルを分散させるべきクラスタＣ１及びＴｉ内の各タス
クに対するフェイムクラスタＦｉを選択せねばならない
。これらのクラスタは、Ｃ２及びＦ２がＦｌのサブクラ
スタてあり、Ｃ３及びＦ３がＦ２のサブクラスタであり
、以下同様であるように選択されねばならない。
特定のクラスタに関して作業を分散するための決定がな
されると、レベリングサブコンポーネントは、各子供ク
ラスタがどの程度の作業を受取るべきかを決定せねばな
らない。このことは、重要性の順番にリストした以下の
検討事項を使用して達成される。可能である場合には、
クラスタ内の各プロセサが実行すべき少なくとも１個の
タスクを有するように、各不十分のクラスタは十分な作
業を受取るべきである。残りの余分のユーザ作業は、そ
の局所的競合タスク限界（ｉｌｃｔＮ）を基にして各ク
ラスタへ割当てられるべきである。従って、大きな０ｃ
ｔ（ｌを持った子供クラスタは、小さなｌｌｃｔｇを持
ったクラスタよりもより多くのタスクを持っている。
プロセサの局所的競合タスク限界は、ドメイン初期化に
おいて割当てられ、且つそのプロセサに対する同時的に
実行するタスクの最大数を表わしている。クラスタの局
所的競合タスク限界は、そのクラスタを構成するプロセ
サの局所的競合タスク限界の和である。
作業を再分散する試みは、サブクラスタが作業を受取る
こととなることを保証するものではない。
これには幾つかの理由がある。第一に、タスクを移動す
ることは、タスクを受取るべきクラスタを有することの
ない親タスクのフェイム領域に起因してフェイム上昇動
作を必要とする場合がある。
従って、この様なタスクを移動することは、フェイム上
昇動作を実施する高いオーバーヘッドに起因してユーザ
プログラムの稼動時間を増加させる場合がある。第二に
、余分なユーザ作業は、スタートしたタスクのみから構
成される場合があり、スタートしたタスクを移動するこ
とはコスト的に効果的でない場合がある。最後に、エー
ジェントの情報は、古くなっている場合があり、及び／
又は要求が適宜のプロセサへ到達する前にタスクが実行
を完了する場合がある。レベリングサブコンポーネント
は、タスクの不必要な再分散を回避するように構成され
ている。
２、レベリングサブコンポーネントの設計レベリングサ
ブコンポーネントは、余分のユザ作業をユーザ作業を必
要とするクラスタへ割当てる、即ち「ロードレベリング
」即ち負荷の平均化乃至は一様化であるプランナの主要
な機能を実施する。この部分は、レベリングサブコンポ
ーネントの設計乃至は構成について説明する。
ａ、ロードレベリングの発動 ロードレベリング（，７７ｏａｄ　　４７　ｅｖｅ９　
ｉｎｇ）は、二つの別個の状態において発動される。
第一に、ＰＡＲＤＯの実行によって新たなタスクが形成
される場合に、ロードレベリングが発動される場合があ
る。第二に、ユーザプログラムの通常の実行期間中に、
ユーザ作業ロードがアンバランスとなる場合があり、即
ち他のクラスタが過剰なユーザ作業を有する場合に、一
つ又はそれ以上のクラスタが不十分なユーザ作業を有す
る場合がある。新タスク報告（ｒｅｐｏｒｔ　　ｎｅｗ
　　ｔａｓｋｓ））ランサクンヨンは、適宜のプランナ
エージェントに対して新タスクの形成を知らせ、その際
にロードレベリング、即ちレベリングのロードを発動す
る動作を行なう。このトランザクションは、それかロー
ドレベリング動作を発動する適宜の祖先エージェントへ
プランナツリーを上方に送られる。ロードレベリング動
作を調整するために適宜のプランナエージェントを決定
するための正確な条件について以下に説明する。
ユーザ作業の分散をバランスさせるためのロードルベリ
ング即ちロードの平均化乃至は一様化動作は周期的に行
なわれる。情報コンポーネントによって使用される分散
統計（ｄｉｓｐｅｒｓｅｓｔａｔｉｓｔｉｃｓ））ラン
ザクジョンは、このタスクを実行する。非リーフアンソ
ース（ｎ。
ｎ−１ｅａｆ　　ｕｎｓｏｕｒｃｅ）管理エージェント
がそのサブクラスタに対して分散統計トランザクション
をブロードキャスト即ち同報通信を行なうと、アンバラ
ンスな作業ロード即ち負荷状態がある場合には、プラン
ナエージェントがロード（負荷）の分散を発動する。
資源管理エージェントがそのサブクラスタに対して分散
統制トランザクションをブロードキャストする度にロー
ドルへリングを実行せんとする試みがなされるとすると
、過剰な数のロードレヘリングの試みが発生する。本発
明のアプローチは、各プランナエージェント記録におい
て以下の如きプール（Ｂｏｏ、Ｑ　ｅａｎ）フィールド
を有するものである。
（１）ｐｍｄ　　ｃｈｉｊ）ｄ　　ｈａｓ　　ｅｘｃｅ
ｓｓ　　ｗｏｒｋ：サブクラスタのタスクカウントがサ
ブクラスタの局所的競合タスク限界よりも大きい場合に
セットされる。
（２）ｐｍｄ　　ｃｈｉｇｄ　　ｈａｓ　　ｗｏｒｋ：
サブクラスタのタスクカウントがサブクラスタの局所的
競合タスク限界と等しい場合にセットされる。
（３）ｐｍｄ　　　ｃｈｉｇ　ｄ　　　ｃａｎ　　　ｕ
ｓｅｗｏｒｋ：サブクラスタのタスクカウントがそのｔ
ａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄカウントよりも大きいがサブ
クラスタのｐｍｄ−Ωｃｔ（ｌよりも小さい場合にセッ
トされる。尚、ｔａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄ＝ｍｉｎ（
クラスタ内のプロセサ数、クラスタのｆｆｃＮ））であ
る。
（４）ｐｍｄ　　ｃｈｉｇｄ　　ｎｅｅｄ　　ｗｏｒｋ
：サブクラスタのタスクカウントがそのｔａｓｋｓ　　
ｎｅｅｄｅｄカウントよりも小さい場合にセットされる
。
これらのフィールドは、情報コンポーネントによって使
用されるコレクト（ｃｏｌｊ７ｅｃｔ）統計トランザク
ションによってアップデートされる。
（１）及び（３）又は（４）である場合にロードレベリ
ング（１）ｏａｄ　　ｌ　ｅｖｅｌ　ｉｎｇ）が発動さ
れる。なぜならば、これは、サブクラスタが余分の作業
を有しており且つその作業を使用することが可能である
か又はその作業を必要とする何れかのサブクラスタが存
在することを意味しているからである。ロードレベリン
グは、又、（２）は（３）及び（４）である場合にも発
動される。
なぜならば、これは、作業を実行することが可能なプロ
セサよりも多くのタスクを有するサブクラスタが存在し
ており且つ作業を必要とするサブクラスタが存在するこ
とを意味しているからである。
第一の場合は、作業か再分布される通常の状態であり、
一方第二の場合は、スタートしたタスクの可能な移動を
包含している。ロードレベリングが発動されると、これ
ら四つのフィールドはＦＡＬＳＥ（偽）ヘセットするこ
とが可能である。
ｂ、ロードレベリングの調整 本システムは、どのプランナエージェントがロードレベ
リング動作を調整するための責任を有するかを決定せね
ばならない。タスク再分布の場合には、ロードレベリン
グ動作を調整するプランナエージェントは、分散統計ト
ランザクションをブロードキャストする資源管理エージ
ェントに対応する。新タスク分布の場合には、新作業の
分散を調整するプランナエージェントを決定することは
一層困難である。
どのプランナエージェントが新作業の分散を調整するか
を決定するために以下のドメイン情報を使用する。
ｐｍｄ　　ｃΩｕｓｔｅｒ　　ｗｉｔｈｏｕｔ　　ｔａ
ｓｋｓ・このレベルにおける祖先プランナエージェント
がタスクなしのサブクラスタである場合に、このビット
のアレイのｇ番目のエントリーがセットされる。
ｐｍｄ　　ｃｌｕｓｔｅｒ　　ｎｅｅｄｓ　　ｔａｓｋ
ｓ：このレベルにおける祖先エージェントがｔａｓｋｓ
　　ｎｅｅｄｅｄ−ｍｉｎ　（クラスタ内のプロセサ数
、クラスタの１１Ｃｔｊ））よりも多くのタスクを有し
ている場合にこのアレイのｇ番目のエントリーは０であ
り、そうでなければｔａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄ−該エ
ージェントのクラスタ内のタスク数である。
ｐｍｄ　　ｃ（ｌ　ｕｓｔｅｒ　　ｃａｎ　　ｕｓｅ　
　ｔａｓｋｓ　：このレベルにおける祖先エージェント
がその１ｃｔｆｌよりも多くのタスクを有している場合
にはこのアレイのｇ番目のエントリーがＯであり、そう
でなければクラスタの１ｃｔｌ−該エージェントのクラ
スタ内のタスク数である。
これら三つの情報は、分散統計トランザクションの処理
によってアップデートされる。しかしながら、親タスク
のフェイムも考慮に入れられなければならない。フェイ
ムによって導入される限定は、別の作業を発生すること
のないタスクと別のタスクを形成するタスクの両方に適
用される。
第一に、新タスクが別の新作業を形成する可能性がある
場合、即ち、ＰＡＲＤＯＰＯ３５ＩＢＬＥ又はＰＡＲＤ
ＯＣＥＲＴＡＩＮの何れかがセットされる場合について
検討する。五つの可能な状態について検討する。
（１）該新作業を取扱うことの可能な空のサブクラスタ
を有する祖先エージェントが存在している。「作業を取
扱う」という文節は、ｔａｓｋｓｎｅｅｄｅｄ−クラス
タタスクカウント〉−新タスクの数を意味している。基
本的に、新タスクを各「アイドル」プロセサへ割当てる
ことが可能であるように、タスクを実行することが可能
な十分な「アイドル」プロセサが存在している。
（２）新作業を取扱うことが可能な空のサブクラスタを
持った祖先エージェントは存在しないが、作業を必要と
し月つ新作業を取扱うことが可能な祖先エージェントが
存在している。この「作業が必要」という文節は、ｔａ
ｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄクラスタタスクカウント〉−〇
であることを意味している。即ち、タスクを実行するこ
とが可能な「アイドル」プロセサが存在している。
（３）作業を必要とし且つ新作業を取扱うことの可能な
祖先エージェントは存在しないが、作業を使用すること
か可能であり且つ新作業を利用することが可能な祖先エ
ージェントが存在している。
この「作業を使用する」という文節は、クラスタの（ｌ
ｃｔｌよりも少ない数のタスクがエージェントのクラス
タ内に存在していることを意味している。「作業を利用
することが可能」という文節は、クラスタのｆｌｃｔｌ
−クラスタのタスクカウント〉−新タスクカウントであ
ることを意味している。
従って、作業を利用することか可能であるという文節は
、それらか分散されると新タスクか実行をスタートする
ことが可能であることを意味している。
（４）作業を使用することが可能な祖先エージェントが
存在しているが、これらのエージェントの何れもが新作
業を利用することか不可能である。
（５）何れの祖先エージェントも作業を使用することか
不可能である。
状態（１）においては、新タスク報告トランザクション
が、空のサブクラスタを有しており且つ新作業を取扱う
ことが可能な最高レベルエージェントへ送られる。この
アプローチは、新タスクを可及的に離して広げさせ、何
れかの可能な子孫タスクに対して場所を開ける。同時に
、それは、新タスクが形成される毎に、全ドメインに亘
ってタスクを分散させることはない。どのエージェント
が新作業を分散させるかを決定するための処方は状態（
２）乃至（５）に対して保守的である。兄弟タスクも、
それらの親タスクに可及的に近接して分散されねばなら
ない子供タスクを形成するものと仮定する。状態（２）
において、新タスク報告トランザクションか、作業を必
要とし且つ新作業を取扱うことの可能な最下位レベルプ
ランナエージェントへ送られる。
状態（３）において、新タスク報告トランザクションか
、作業を使用することが可能であり且つ新たに形成され
た作業を利用することが可能な最下位レベルエージェン
トへ送られる。状態（４）において、新タスク報告トラ
ンザクションは、該作業を使用することが可能な最下位
祖先エージェントにおいて停止する。最後に、状態（５
）において、新タスク報告トランザクションは何れの祖
先プランナエージェントへ送られることはなく、即ち新
タスクインターバルは親タスクのプロセサへ分散される
。本発明の組の規則がどの様にしてタスクの分散に影響
を与えるかの例を、新タスクが他の作業を形成すること
のない場合について検討した後に与える。
上述した説明においては、新タスクが別の作業を形成す
るものと仮定した。次に、新タスクが別の作業を形成す
ることがないものと仮定する、即ちＰＡＲＤＯＩＭＰＯ
３ＳＩＢＬＥがセットされる。状態（１）及び（２）に
おいて、新タスク報告トランサクンヨンが、新作業を取
扱うことの可能な最下位レベルのプランナエージェント
へ送られる。状態（３）において、新タスク報告トラン
ザクションが、新作業を利用することか可能なＭ下位プ
ランナエージェントへ送られる。状態（４）において、
新タスク報告トランザクションが、作業を使用すること
の可能な最下位プランナエージェントへ送られる。最後
に、状態（５）において、新タスク報告トランザクショ
ンは送られることはなく、従ってタスクが初期的に、親
タスクを有するプロセサへ分散される。
プランナは、又、フェイム値を新タスクへ割当てる機能
を行なう。コオディネーティング即ち調整用エージェン
トが新タスクインターバル及びドメインの状態に関する
最も正確な情報を有しているので、このエージェントは
フェイム値を新タスクへ割当てる。新タスクが別の作業
を形成することがない場合には、０のフェイムか各新タ
スクへ割当てられる。一方、タスクが別の新作業を形成
する場合には、調整用エージェントによるフェイムの割
当ては一層困難である。該エージェントか新タスクを種
々の子供クラスタへ割当てると、該エージェントのクラ
スタは以下の三つの状態のうちの一つとなることか可能
である。
（１）クラスタのタスクカウントくクラスタのｔａｓｋ
ｓ　　ｎｅｅｄｅｄカウント （２）クラスタのｔａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄカウント
〈−クラスタのタスクカウント〈−クラスタの１１ｃｔ
Ｏ （３）クラスタの（ｌｃｔ（１＜−クラスタのタスクカ
ウント 状態（１）の場合には、最初に、最高限界によって与え
られる「タスク当りのプロセサの平均数」を計算する（
クラスタに対するクラスタ／タスクカウントに対するｔ
ａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄカウント）。少なくともこの
タスク当りのプロセサの平均数を包含する最小クラスタ
のレベルが新タスクのフェイムとして割当てられる。状
態（２）の場合においては、最初に、最高限界によって
与えられる「タスク当りの実効的プロセサの平均数」を
計算する（クラスタに対するクラスタ／タスクカウント
に対する。Ｑｃｔｇ）。このタスク当りの実効的プロセ
サの平均数を包含する最小クラスタか、タスクの実効的
勢力クラスタと呼ばれる。注意すべきことであるが、実
効的勢力クラスタのレベルがレベリングエージェントの
レベルよりも大きいものであることが可能である。従っ
て、新タスクへ割当てるフェイム値は（調整用エージェ
ントのレベル、実効的勢力クラスタのレベル）の最小の
ものである。状態（３）の場合においては、０のフェイ
ム値を新タスクへ割当てる。次に、新タスクインターバ
ルに対する調整用エージェントの選択に関するフェイム
の影響について検討する。
新作業は、常に、親タスクのフェイム領域内に分散され
ることを必要とする。従って、前に説明した規則を使用
して決定される調整用エージェントのレベルが親タスク
のフェイムよりも大きい場合には、新タスクの分散用の
調整用エージェントは親タスクのフェイムレベルにおけ
る祖先エージェントとして選択される。
新タスク報告トランザクンヨンをプランナツリの情報へ
正確に案内するためには、エージェントのドメイン情報
はアップツーデート即ち最近のものでなければならない
。従って、エージェントがアレイのステータスを変化さ
せるロードレベリング動作を実施すると、即ちｐｍｄ　
　ｃｌｕｓｔｅｒ　　ｗｉｔｈｏｕｔ　　ｔａｓｋｓ；
ｐｍｄ　　ｃＩＩｕｓｔｅｒ　　ｎｅｅｄｓ　　ｔａｓ
ｋｓ；ｐｍｄｃ、Ｑｕｓｔｅｒ　　ｃａｎ　　ｕｓｅ　
　ｔａｓｋｓ。
この情報はエージェントのクラスタを介して可及的迅速
に使用可能なものとなされねばならない。
このことを確保するために、ロードレベリング動作を終
了する各エージェントがそのクラスタ上で偶発的な分散
統計トランザクションをブロードキャストすることを必
要とする。このことは、クラスタ内のエージェントが可
及的にアップツーデートなドメイン情報を有することを
保証する。分散統計トランザクションがこの目的のため
に使用される場合、それはロードレベリングサブコンポ
ーネントを発動すべきてはない。
新タスク報告トランザクションは、新タスクの分散を調
整するための特定の祖先プランナエージェントを選択す
るための理由（ＲＮＴ　　ＣＬＵＳＴＥＲ３ＥＭＰＴＹ
　　ＲＮＴ　　ＮＥＥＤＳ　　ＴＡＳＫＳ、ＲＮＴ　　
ＵＳＥ　　ＴＡＳＫＳ、ＲＮＴＣＡＮ　　ＵＳＥ　　Ｔ
ＡＳＫＳ、及びＲＮＴ　　ＣＬＵＳＴＥＲ５ＦＵＬＬ）
を有している。祖先エージェントを選択するために使用
される情報がアップツーデートなものではない場合には
、祖先エージェントを選択するための理由が無効である
場合がある。新タスク分散をコオディネート即ち調整す
るために選択されたプランナエージェントが該理由の有
効性をチエツクする。該理由がいまだに有効であるか、
又は該エージェントが作業を使用することが可能である
か、新タスクインタバルを有するクラスタに対する子供
プランナエージェントか作業を使用することが不可能で
ある場合には、該エージェントか新タスク分散を調整す
る。そうでない場合には、新タスク報告トランザクショ
ンか、新タスクインターバルを包含するクラスタ内の子
供プランナエージェントへ送られる。
子供エージェントか新作業を使用することが可能である
場合には、それは新タスクインターバルの分散を調整し
、そうでない場合には、それかリフプランナエージェン
トでない場合には、それが新タスク報告トランザクショ
ンをそのクラスタが新タスクインターバルを有する子供
へ送る。これは、リーフエージェントである可能性のあ
るプランナエージェントが新タスクの分散を調整するた
めに見付かるまで繰返し行なわれる。
Ｃ，ロードラベリングの例 以下の説明においては、ドメインが二つの完全なケージ
から構成されており、各ケージが１６個のボード（基板
）を有しており、且つ各ボードが４個の処理要素を有し
ているものと仮定する。更に、各プロセサの（ｌｃｔｌ
が３であると仮定する。
第一に、主タスクが０１個の子供タスクを形成し且つ各
子供タスクが０２個の子供タスクを形成し１１つ最後に
各孫タスクが０３個の子供タスクを形成する場合につい
て検討する。ｎｌ、ｎ２．ｎ３の値に依存して多数の可
能な場合か存在する。
しかしながら、ケース（Ａ）においては、ｎ］＝４、ｎ
２−１６．ｎ３＝８であるとし、ケース（Ｂ）において
は、ｎ１＝６４．ｎ２＝８．ｎ３−０であると、仮定す
る。ケース（Ａ）について検討する。世代２タスクの分
散は状態（１）に対応する。それは、トップレベルのプ
ランナエージェントによってコオディネート即ち調整さ
れ、且つ各ケージが２個のタスクを受取ることとなる。
２のフェイム値が各タスクに割当てられる。世代３タス
クの分散は、状態（１）及び（２）の両方に対応し、レ
ベル２プランナエージエントによって調整され、且つ各
ボードが２個のタスクを受取ることとなる。各タスクは
フェイム１が割当てられる。世代４タスクの分散は、状
態（３）及び（４）の両方に対応し、レベル１プランナ
エージエントによって調整され、且つ各プロセサが４個
のタスクを受取ることとなる。各タスクはフェイム０が
割当てられる。
ケース（Ｂ）においては、世代２タスクの分散は状態（
１）に対応する。それは、トップレベルのプランナエー
ジェントによって調整され、且つ各ボードが２個のタス
クを受取ることとなる。１のフェイムが各タスクに割当
てられる。世代３タスクの分散は状態（３）及び（４）
の両方に対応し、レベル１プランナエージエントによっ
て調整され、且つ各プロセサが４個のタスクを受取るこ
ととなる。０のフェイムが各タスクに割当てられる。
ｄ、ロードレベリングトランザクションの繰返し新タス
ク報告トランザクション及び分散統計トランザクション
が相互作用することが可能である。
両方のトランザクションは、ロードレベリングを発動す
る作用を有している。新タスク報告トランザクションに
よって開始されるロードレベリング動作が新作業を分散
させる前に、ロードレベリング動作によって分散される
べき新タスクが分散統計トランザクションによって発動
されることは望ましいことではない。この状態を回避す
るために、それらが分散される後まで、新たに形成され
たタスクインターバルが親タスクプロセサの作業量にお
いてカウントされることはない。従って、新作業の知識
は、新作業を分散する作用を行なう新タスク報告トラン
ザクションを介して！ｊえられるのみである。
ｅ、クラスタへの作業の割当て 次に、余分の作業が作業を必要とする種々の子供クラス
タへ割当てられる本システムの側面について検討する。
ロートルベリング動作が新タスクの分散又はタスクの再
分散を行なうが否かに従って、検討すべき二つの場合が
ある。
第一に、新タスクの分散を包含するロードレベリング動
作について検討する。作業を分散させるエージェントは
、例えば各子供クラスタ内に存在する全作業及び各子供
クラスタのｊ７ｃｔｇなどのようなりラスタ情報を有し
ている。レベリングルチンは、この情報を使用して、新
作業のどれほどが各子供クラスタへ割当てられねばなら
ないがを決定する。新作業を分散するために使用される
処方は、その新作業か作業を必要とする子供クラスタに
よって受イ・」けられることが可能であるが否かに依存
する。これらの場合の各々について別々に検討する。
子供クラスタか新作業を受付けることができない場合に
は、本システムは、各子供クラスタ内に含まれる作業を
新作業へ加算することによってｔｏｔａｌ７　　ｗｏｒ
ｋを決定する。各子供クラスタのエンタイトルメント即
ち表題は以下の如くにしてＭ１算される。
（ｃｈｉｄ　ｃｌｕｓｔｅｒ　Ｉｃｔｌ）／（ｓｕｍ　
ｏｆ　ｔｈｅ　ｃｈｉｄｃｌｕｓｔｅｒ’ｓ　Ｉｃｔり
　＊　ｔｏｔａｌ　ｗｏｒｋ現在のタスクカウントがそ
れらのエンタイトルメント即ち表題と等しいか又はそれ
より大きい子供クラスタは無視され、且つそれらのタス
クはｔ。
ｔａｐ　　ｗｏｒｋから除去される。次いて、上の式を
使用して残りの子供クラスタに対してエンタイトルメン
ト即ち表題を再計算する。子供クラスタのｐｃｔ（ｌの
和を、残りの子供クラスタのみを使用して計算する。各
子供クラスタに十分のタスクを割当てることによって新
タスクを分散させ、そのエンタイトルメント即ち表題を
達成する。最もタスクを必要とする子供クラスタからこ
のプロセスかスタートする。
次いて、子供クラスタが新作業を受付けることが可能で
ある場合について検討する。本システムが、作業を必要
とする各子供クラスタ内に含まれる作業を新作業へ加算
することによってｔｏｔａｊ７ｗｏｒｋを決定する。次
いで、以下の式を使用して各子供クラスタのエンタイト
ルメント即ち表題を計算する。
（ｃｈｉｌｄ　ｃｌｕｓｔｅｒ　ｔａｓｋｓ−ａｅｅｄ
ｅｄ　ｃｏｕｎｏ／（ｓｕｔｘ　ｏｆｃｈｉｄ　ｃｌｕ
ｓｔｅｒ’ｓ　ｔａｓｋｓ−ｎｅｅｄｅｄ　ｃｏｕｎｔ
）＊　ｔｏｔａｌ　ｗｏｒｋ 注意すべきことであるが、作業を必要とする子供クラス
タのみが、子供クラスタのｔａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄ
カウントの和内に含まれる。現在のタスクカウントがそ
れらのエンタイトルメント即ち表題き等しいか又はそれ
より大きい子供クラスタは無視され、且つそれらのタス
クはｔ　ｏ　ｔ　ａｌｊｗｏｒｋから除去される。次い
で、残りの子供クラスタに対してのエンタイトルメント
即ち表題が再Ｈ算される。次いて、各子供クラスタに十
分なタスクを割当てることによって新タスクを分散させ
、そのエンタイトルメント即ち表題を達成する。
最もタスクを必要とする子供クラスタからこのプロセス
かスタートする。
新作業を子供クラスタへ割当てるためのこの処方は、既
に子供クラスタ内に存在する作業及び子供クラスタの寸
法を考慮に入れる。一般的には、この処方は、局所的競
合タスク限界が各サブクラスタに対して同一でない限り
、サブクラスタに対して一様にタスクを分散するもので
はない。更に、このアプローチは、全てのタスクが等し
いものとして処置しており且つタスク内にどれほどの作
業（命令で測定）が含まれているかを直接的に考慮する
ものではない。
次に、タスクの再分布を包含するロードレベリング動作
について検討する。作業を再分散するニジエンドは、例
えば親タスクのフェイムによって分類される各子供クラ
スタ内に存在する全作業、タスクの長さ、及びそれがス
タートされているか又はスタートされていないかなどの
クラスタ情報を有している。従って、該エージェントは
、各タスクを以下のカテゴリの一つへ割当てることが可
能である。
Ｔ１：フェイム上昇動作なして移動させることが可能な
スタートされていないタスク。
Ｔ２：その移動かフェイム上昇動作を必要とするスター
トされていないタスク。
Ｔ３：その移動がフェイム上昇を必要とする場合がある
スタートされたタスク。
平均で、各タイプのタスクは、移動させるために異なっ
た量の管理作業を必要とする。Ｔ１タスクは、移動する
のに最少量の管理作業を必要とする。
Ｔ２タスクは、フェイム上昇動作を実施する必要性のた
めに、より多くの管理作業を必要とする。
最後に、スタートされたタスクは、移動するのに最も多
い管理作業を必要とする。
タスクの再分散に関する正しい決定は、部分的には、関
係するタスクのタイプに依存する。従って、ＴＩ、Ｔ２
又はＴ３タイプの作業としての作業の分類は、とのタス
クを移動すべきであるかを決定する上でのガイドとして
使用することが可能である。これは、更に、タスクの再
分散用のレベリング動作が三つのフェイズへ分解され、
各フェイズが特定のタイプの作業の再分散を取扱うもの
であるということを示している。タスクの再分散用のレ
ベリング動作の各フェイズについて以下に説明する。
フェイズ１：このフェイズは、タイプＴ１タスクの再分
散を取扱う。第一に、タイプＴ１タスクの総数が決定さ
れる。これらのタスクの再分散は、該タスクが作業を必
要とする子供クラスタによって受入れられるか否かに依
存する。そのタスクカウントがそのｔ　ａ　ｓ　ｌｃ　
ｓ　　ｎ　ｅ　ｅ　ｄ　ｅ　ｄカウントよりも小さい場
合には、子供クラスタは「作業を必要とする」。
タイプＴ１タスクが、作業を必要とする子供クラスタに
よって受付けることが不可能であると仮定する。各子供
クラスタのエンタイトルメントを計算するために次式を
使用する。
（ｃｈｉｌｄ　ｃｌｕｓｔｅｒ　Ｉｃｔｌ）／（ｃｌｕ
ｓｔｅｒ’ｓ　ｔｅｌｌ）＊　ｔｏｔａｌ　ｗｏｒｋ 各子供クラスタに十分のタスクを割当てることによって
Ｔ１タスクを再分散させ、そのエンタイトルメントを達
成すべきである。このプロセスは、タスクを最も必要と
する子供クラスタから開始すべきであり、且つエンタイ
トルメントの計算に関連する切捨て問題を考慮に入れる
べきである。余分のタスクが作業を必要とする子供クラ
スタによって受入れることが可能であると仮定する。作
業を最も必要とする子供クラスタからこの再分散を開始
すべきであり、且つ全ての余分のＴ１タスクが再分散さ
れた場合に終了すべきである。
フェイズ２：このフェイズは、タイプＴ２タスクの再分
散を取扱う。このフェイズに入るためには、フェイズ１
を完了した後に作業を必要とする子供クラスタが存在せ
ねばならない。第一に、タイプＴ２タスクの数及び作業
を必要とする子供クラスタによって必要とされるタスク
の数の最小値をとることによってｔｏｔａ、１７　　ｗ
ｏｒｋが決定される。
フェイム上昇が関与するので、「適当な量の余分の作業
」が存在する場合にのみタスクを移動させる。「適当な
量の余分な作業」という概念は、二つのパラメータ（ｍ
ｌ、ｍ２）　、尚Ｑ　＜　−ｍ　］、　。
ｍ２＜−１、から構成される重みベクトルによって定義
される実効的タスクカウントによって測定される。これ
らのパラメータを適宜選択することにより、フェイム上
昇動作を発生させるこれらのタスクの移動において、所
望な程度の「自由主義的」又は「保守的」とすることが
可能である。同様に、各フェイズの実効的タスクカウン
トの計算のために異なった重みベクトルを選択すること
により、フェイズ２及びフェイズ３との間を区別するこ
とが可能である。例えば、フェイズ２に対して重みベク
トル（１／３．１）を選択し、且つフェイズ３に対して
より「保守的な」重みベクトル（１／４．１）を選択す
ることが可能である。重みベクトルがプランナエージェ
ントのレベルに依存させることも可能である。従って、
プランナ・ツリーのトップ近傍のプランナエージェント
は、該ツリーの底部近傍にあるプランナエージェントと
比較して、タスクを移動させる上で一層保守的なものと
することが可能である。
プランナ用の重みベクトルは、ドメインのスタートアッ
プにおいて初期化される。タイプ２作業用の重みベクト
ルは、二つの部分の集合であり、その分子はプランナ記
録フィールドｐｍｄ　　ｕｎｓｔａｒｔｅｄ　　ｗｅｉ
ｇｈｔｓ　　［２］であり且つその分母はｐｍｄ　　ｕ
ｎｓｔａｒｔｅｄ　　ｄｅｎｏｍによって与えられる。
タイプ３作業に対する重みベクトルは、二つの部分の集
合体であり、その分子はプランナ記録フィールドｐｍｄ
　　５ｔａｒｔｅｄ　　ｗｅｉｇｈｔｓ　　［２］で与
えられ且つその分母はｐｍｄ　　５ｔａｒｔｅｄ　　ｄ
ｅｎ。
ｍて与えられる。
例えば、Ｓ−１／４Ｔ、Ｌ−ＩＴの如くにして、異なっ
た長さのタスクに対して実効的なタスクカウントを割当
てることが可能である。実効的なタスクカウントの重み
ベクトルは、トリプル０／４．１）によって与えられる
。従って、四つの短い（Ｓｈｏｒｔ）タスクと、二つの
長い（Ｌｏｎｇ）のタスクを有するクラスタは実効的タ
スクカウントが３である。
この実効的タスクカウントは、タイプ下２タスクが移動
されるべきか否かを決定するために以下の如くに使用さ
れる。最大数のＴ２タスクを有するクラスタでスタート
し、且つそのクラスタの実効的タスクカウントを計算す
る。その実効的タスクカウントがそのｔａｓｋｓ　　ｎ
ｅｅｄｅｄカウントより小さいか又は等しい場合には、
このクラスタから何れのタスクも移動させることはない
。
この子供クラスタを「レベル済み」としてマークを付け
、且つそのＴ２タスクをｔｏｔａｌｌ　　ｗ。
ｒｋから減算する。そのクラスタに対しての実効的タス
クカウントかクラスタのｔａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄカ
ウントよりも大きい場合には、可及的に多くのＴ２タス
クを該クラスタから移動させ、且つ移動させたタスクの
数をｔ　ｏ　ｔ　ａｊ７　　ｗｏ　ｒｋから減算する。
ｔｏｔａｌ　　ｗｏｒｋが０より小さくなるか又は等し
くなるまで、レベル化されていない最大数の１２タスク
を持った子供クラスタについてこの手順を繰返し行なう
。
フェイズ３：このフェイズは、Ｔ３タスクの再分布を処
理する。このフェイズにエンターするために、フェイズ
２を完了した後に作業を必要とする子供クラスタが存在
せねばならない。Ｔ３タスクを再分散させるための手順
は、フェイズ２において「レベル化済み」としてマーク
が付けられた子供クラスタがフェイズ３においては考慮
されないということを除いて、フェイズ２において与え
られたものと基本的に同一である。
ｆ、レベリングサブコンポーネントの要約新タスクイン
ターバルが形成されると、それはプランナタスクに区画
化され、そのプランナタスクは、更に、５ｈｏｒｔ（短
い）又はＬｏｎｇ（長い）タスクとして分類される。こ
の新タスクのステータス、親タスクのフェイム及びドメ
インに関する情報を使用して、新タスクの分散を調整す
る作用を行なう適宜のプランナエージェントへ、新タス
ク報告トランザクションをプランナツリーの情報ヘガイ
ドする。このエージェントは、ロートレベリング動作を
発動させ、その結果、タスクインターバルがエージェン
トのクラスタに亘って分散される。更に、該エージェン
トは、新タスクのステータスと共に、そのクラスタの最
終的ステータスを使用して、フェイム値をタスクインタ
バルにおける各新タスクへ割当てる。
クラスタ内の作業量がアンバランスとなると、クラスタ
エージェントはコレクト統計トランザクションによって
知らされ、該エージェントの記録内に適宜のビットを設
定する。各分散統計トランザクションか、これらのビッ
トを検査して、タスクの再分散を行なうためにロードレ
ベリング動作を発動する価値があるか否かを決定する。
このロードレベリング動作は、該エージェントのクラス
タを構成するサブクラスタに関してタスクの「−様な」
分散を得ようとする。タスクは、作業を実行するサブク
ラスタの能力に基づいて分散される。これは、二つの異
なった方法で測定される。第一に、実行すべきタスクの
ないサブクラスタにおけるプロセサ数によって行なわれ
る。第二に、同時的にタスクを実行するサブクラスタの
能力の目安であるサブクラスタの局所的競合タスク限界
によって行なわれる。
タスクの再分散用のロードレベリング動作は３フエイズ
プロセスである。第一フェイズにおいて、フェイム上昇
動作なしで移動させることが可能な余分のタスクがレベ
ル化される。第二フェイズは、実行すべきタスクを必要
とするプロセサがいまだに存在する場合にのみエンター
される。このフェイズにおいては、フェイム上昇動作を
必要とする余分のタスクがレベル化される。第三フェイ
ズは、第二フェイスか完了した後に、実行すべきタスク
を必要とするプロセサがいまだに存在する場合にのみエ
ンターされる。このフェイズにおいては、余分のスター
トしたタスクがレベル化される。注意すべきことである
が、第二及び第三フェイスにおいては、クラスタの実効
的タスクカウントかそのｔａｓｋｓ　　ｎｅｅｄｅｄカ
ウントよりも大きい場合にのみ、タスクがクラスタから
移動される。
これは、余分のタスクの移動を正当化するために適当な
量の余分の作業か存在していることを保証する。この実
行タスクカラン・トを計算するために使用される式は、
関与するタスクのタイプに依存してタスクの移動を容易
とさせるために、フェイズ毎に変化させることが可能で
ある。
Ｃ，モーションサブコンポーネント １、概括 モーションサブコンポーネント（ｍｏｔｉｏｎｓｕｂｃ
ｏｍｐｏｎｅｎｔ）の機能は、レベリングサブコンポー
ネントによってなされた決定を実行することである。従
って、ユーザ作業が一つのクラスタ（送給クラスタ）か
ら別のクラスタ（受給クラスタ）へ移動されることをレ
ベリングサブコンポーネントが要求すると、余分のユー
ザ作業を有する送給クラスタにおけるプロセサから適宜
の数のタスクをユーザ作業を必要とする受給クラスタに
おけるプロセサへ移動させるのはモーションサブコンポ
ーネントの責任である。
つのクラスタから別のクラスタへの作業の分散は、以下
のンーケンスのステップを包含する。
第一に、作業に対する要求が送給クラスタへなされる。
次いで、作業要求か余分の作業を有する送給クラスタ内
の個々のプロセサへの作業要求へ変換されねばならない
。次いで、作業要求を受取る各プロセサは、その要求を
満足するタスクを選択し且つ送給せねばならない。最後
に、受給クラスタへ送られるタスクは、作業を必要とす
る受給クラスタ内のプロセサへ分散されねばならない。
このプランナのモーションサブコンポーネントは、又、
タスクに関連する情報の移動も処理する。
タスクを送給することは、受給プロセサ上で実行するだ
めのタスクに対して必要な情報の移動を包含する。タス
クが実行を完了すると、この情報は、タスク実行に関す
るその他の情報と共に、親タスクへ送られねばならず、
従って、それは実行を再開することが可能である。
モーションサブコンポーネントは、作業に対するレベリ
ングサブコンポーネントの要求を、送給クラスタ内のプ
ロセサから余分のタスクの送給へ変換せねばならない。
作業に対する要求は、幾つかのプロセサかタスクを送給
することとなる場合がある。なぜならば、単一のプロセ
サから必要とされる作業を得ることが不可能な場合があ
るからである。密接に関連したタスクは、要求を満足す
るために可及的に少ないタスクインターバルを送給する
ことにより可及的に近接した状態を維持させることが可
能である。要求された作業を送給クラスタから得るため
のプロセスもフェイムを考慮に入れねばならない。可能
な場合には、要求された作業は、フェイム上昇動作を実
施することなしに送給することが可能な要求された余分
の作業を持ったクラスタから得るべきである。その結果
、クラスタから作業を得る場合には、以下の重要性の順
番にリストした事項を包含している。即ち、（１）フェ
イム上昇動作の回避、及び（２）可及的に少ない数のタ
スクインターバルの送給。
このモーションサブコンポーネントは、又、受給クラス
タへ送られた作業を分散させる作用を行なう。受給した
タスクインターバルをサブインタバルへ分割することが
必要な場合がある。なぜならば、作業を必要とする受給
クラスタ内には幾つかのプロセサが存在する場合がある
からである。
密接に関連したタスクを近接して維持するために、タス
クインターバルの不必要な分割は回避する。
従って、作業をクラスタ内で分散させるべき場合には、
受給したタスクインターバルを可及的に少ない数のサブ
インターバルへ分割させる。
本プランナのモーションサブコンポーネントは、又、プ
ロセサ上のどのタスクインターバルが作業要求を充足す
るために送給されるべきであるがを決定する作用を行な
う。タスクのフェイムが考慮されねばならない。例えば
、二つのタスクインターバルが存在しており且つ一方の
親タスクのフェイムが受給エージェントのレベルよりも
大きい場合であって、他方の親タスクのフェイムが受給
エージェントのレベルと等しいが又はそれより小さい場
合には、第一インターバルに優先性が与えられるべきで
ある。この選択の理由は、フェイム上昇動作は高価であ
り、従って可能である限り回避されるべきであるからで
ある。タスクがＰＡＲＤＯを実施する可能性を考慮に入
れるべきである。
例えば、二つのタスクインターバルが存在しており且つ
一方が子供タスクを形成し、他方が形成しない場合には
、第一インターバルに優先性が与えられるべきである。
この選択に対する理由は、子供タスクを形成するタスク
は、プロセサをユーザ作業を実行してビジー状態に維持
するための努力において可及的に迅速にスタートされる
べきであるからである。タスクの世代が考慮に入れられ
るべきである。例えば、二つのタスクインターバルが存
在しており且つ全てのタスクが子供タスクを形成する場
合には、最小世代を有するインターバルニ優先性か与え
られるべきである。最小世代を有するタスクインターバ
ルは、より多くの作業を形成するより多くの蓋然性があ
り、従って可及的に速やかに実行を開始すべきであるか
らである。
従って、作業要求を満足するためのタスクインターバル
の選択は、以下の重要性の順番にリストした事項に基づ
いてなされる。
（１）タスクの送給がフェイム上昇動作を引起こす可能
性 （２）タスクが子供タスクを形成する可能性（３）子供
タスクを形成するタスクの世代（４）作業要求を満足す
るために必要とされるタスクインターバルの数 ２、モーションサブコンポーネントの設計モーションサ
ブコンポーネントの機能は、レベリングサブコンポーネ
ントによって要求される作業の分散を実行することであ
る。
ａ０作業の要求 このセクションにおいては、送給サブクラスタからの作
業に対する要求を送給クラスタを構成している個々のプ
ロセサからの作業に対する要求へ変換するために使用さ
れるメカニズムについて説明する。又、ドメイン内の作
業の移動を反映するためにどの様にして各プランナエー
ジェントのドメイン情報かアップデートされるかという
補助的な問題について検討する。この場合にも、ロード
レベリング動作が新タスクの分散を包含するか又はタス
クの再分散を包含するかに依存して、検討すべき二つの
場合かある。
第一に、ロードレベリングが新タスクインターバルの分
散を包含する場合について検討する。新作業要求（ｒｅ
ｑｕｅｓ　ｔ　　ｎｅｗ　　ｗｏｒｋ）トランザクショ
ンが、新タスクインターバルを有するプロセサへ直接的
に送給される。このトランザクションは、各サブエージ
ェントが受給すべきタスク数と共に、調整用エージェン
トのどのサブエージェントが作業を受給するかというこ
とを表わす。従って、新作業の分散を要求するために単
一の新作業要求トランザクションが必要であるに過ぎな
い。更に、この要求は満足されることが保証されている
ので、新作業要求トランザクションに対するアクルッジ
メント即ち認知を行なう必要性はない。
次に、ロードレベリングが作業の再分散を包含する場合
について検討する。この場合には、作業要求のプロセス
は繰返しプロセスである。送給クラスタに対するトップ
エージェントは、そのサブクラスタのどれが該要求を満
足することが可能な余分の作業を有しているかを決定せ
ねばならない。
（一般的には、元の要求を満足するために作業を送給す
ることが必要な一つを超えたサブクラスタか存在してい
る。）このプロセスは、作業が要求された各サブクラス
タの非リーフエージェントによって繰返し行なわれる。
従って、作業に対する元の要求は、作業に対する送給ク
ラスタ内のリーフエージェントに対する要求数となる。
作業に対する要求は、送給されるべきＴＩ、Ｔ２．Ｔ３
タスクのタイプ数を包含している。作業要求を満足せん
とする場合に非リーフエージェントが従う二つの一般的
なガイドラインが存在している。第一に、Ｔｌタイプタ
スクと共にＴ２タイプタスクに対する要求を満足するこ
とが可能である場合には、それが実行される。同様に、
Ｔ２タイプのタスクと共に、又はより良好には、Ｔ１タ
イプのタスクと共に、Ｔ３タイプのタスクに対する要求
を満足することが可能である場合には、それを実行する
。
第二に、単一の作業要求を満足するために必要とされる
リーフエージェントの数を最小とする。このことは、最
大量の余分の作業を持ったサブクラスタからの作業を要
求することによりその作業要求を満足する各非リーフエ
ージェントによって達成することが可能である。作業要
求分散トランザクションを使用して作業に対するこの要
求を実施する。
次に、クラスタ情報を可及的にアップツーデート即ち最
近のものに維持することの問題について説明する。エー
ジェントが送給クラスタから受給クラスタへ作業を移動
させると、それはそのｗ。
ｒｋ　　ｍｏｔｉｏｎ記録をアップデートして、作業が
移動中であるという事実を記録する。一般的に、エージ
ェントがサブクラスタから作業を要求するか又はサブク
ラスタへ作業を送給する場合、該エージェントはそのｗ
ｏｒｋ　　ｍｏｔｉｏｎ記録をアップデートする。この
ｗｏｒｋ　　ｍｏｔｉｏｎ記録は、各サブクラスタのｐ
ｍｄ　　ｃｈｉｆＩｄ　　１ｎｆｏ記録のｃｈｉ　　ｗ
ｏｒｋ　　ｍｏｔｉｏｎフィールドによって与えられる
。検討すべき二つの問題かある。第一に、その作業がリ
ーフプランナエージェントによって実際に送給されるか
又は受給されると、この情報は適宜の祖先エージェント
へ転送されて、該エージェントがそれらのｗｏｒｋ　　
ｍｏｔｉｏｎ記録をバランスすることが可能であるよう
にされねばならない。第二に、再分布中の作業の場合、
送給クラスタが実際に必要とされる作業を有するもので
はないことがある。
この場合に、この矛盾によって影響を受ける全てのプラ
ンナエージェントがそれらの記録を正確にバランスさせ
ることを可能とする何らかのメカニズムを必要とする。
第一の問題は、プランナエージェント記録内に含まれて
いるｐｍｄ　　５ｅｎｔ　　ｏｒ　　ｒｅｃフィールド
によって解決され、尚ｐｍｄ　　５ｅｎｔｏｒ　　ｒｅ
ｃはこのアレイ内のｇ番目のエントリーであり、ｇ番目
のレベルの祖先エージェントが移動させＤつそのエージ
ェントのクラスタ内のプロセサによって送給（負）され
たが又は受給（正）されたかの何れかであるタスク数で
ある。
リーフプランナエージェントかレベル１祖先エージエン
トの要求でタスクインターバルを受給（送給）すると、
それはその５ｅｎｔ　　ｏｒ　　ｒｅｃアレイ内のｇ番
目のレベルエントリーへタスク数を加算するか又はそれ
から減算する。このアレイは、コレクト統計トランザク
ションを介して各祖先エージェントへ送給される。ｊ番
目のレベルの祖先エージェントは、ｊ番目のレベルから
スタートしてトップレベルへかけてこのアレイ内のエン
トリーを使用して、そのｗｏｒｋ　　ｍｏｔｉｏｎ記録
を補正する。
２番目の問題は、分散報告（ｒｅｐｏｒｔ　　ｄｉｓｔ
ｒｉｂｕｔｊｏｎ））ランザクジョンを導入することに
よって解決される。作業要求分散トランザクションが送
られると、対応する分散報告トランザクションが受取ら
れて、いかほどの要求された作業が実際に送給されたか
をアクルッジ即ち認知せねばならない。非リーフエージ
ェントによる作業要求分散トランザクションの処理は、
一つ又はそれ以上の作業要求トランザクションがそのサ
ブエージェントへ送られることとなる。各サブエージェ
ントから要求された作業量を、この様なエージェントの
数と共に包含するサイクルが形成される。サブエージェ
ントから分散報告トランザクションが受取られる毎に、
実際に送られたタスク数が要求されたタスク数と比較さ
れ、その差を使用して適宜のｗｏｒｋ　　ｍｏｔｉｏｎ
記録エントリーを補正する。全ての分散報告トランザク
ションが受取られると、分散報告トランザクションがそ
の作業要求分散トランザクションを送給したエージェン
トへ送給される。
ｂ、インターバルの選択 作業に対する要求がリーフプランナエージェント　（ｌ
　　ｅａｆ　　　　ｐｉ　　ａｎｎｅｒ　　　　ａｇｅ
ｎｔ）　　Ｉこよって受取られると、このエージェント
はこの要求を満足するためにどのインターバルを使用す
べきかということを決定せねばならない。新タスクの分
散の場合、何ら決定をすべきものはない。０−ドレベリ
ング＜９　ｏａｄ　　（ｌ　ｅｖｅＯｉｎｇ）動作を達
成させる新タスクインターバルは、この要求を満足する
ために使用される。タスクの再分散の場合には、この決
定はそんなに筒中ではない。
プロセサ上にたくさんのタスクインターバルが存在する
場合があり、且つ送給すべき特定のタスクインターバル
を選択することは重要な性能結果を有している。
作業要求分散（ｒｅｑｕｅｓｔ　　ｗｏｒｋ　　ｄｉｓ
ｔｒｉｂｕｔｉｏｎ）　　トランザクションは、送られ
るべきＴＩ、Ｔ２．Ｔ３タイプのタスクの数を有してい
る。作業要求分散トランザクションの非リーフエージェ
ントの取扱いに対しての上述した一般的なガイドライン
はリーフエージェント（ｊ７ｅａｆ　　ａｇｅｎｔ）に
も適用される。従って、最初に、作業に対する要求を満
足させるためにタスクインターバルを選択する場合、移
動させるためにフェイム上昇動作を必要とすることのな
いスタートされていないタスクを有するタスクインター
バルのみを検討する、即ち、タイプＴ１作業である。第
二に、以下のタスクインターバルを使用して、タスクに
対する要求を満足する試みを行なう。即ち、（１）最も
初期の世代を有しており１つ別の作業を形成するタスク
を具備するタスクインターバル、及び（２）タスクイン
ターバルの分割が最小であるタスクインターバル。タイ
プＴ２及びＴ３タスクに対する要求がいまだに未決であ
る場合には、移動させるためにフェイム上昇動作を必要
とするスタートされていないタスクを有するタスクイン
ターバルが考慮され、即ちタイプＴ２作業である。タイ
プＴ３タスクに対する要求がいまだに未決である場合に
は、スタートしたタスクを有するタスクインターバルを
検討する。
以下のタスクを使用することにより、タイプＴ３タスク
に対する要求を満足する試みを行なう。即ち、（１）フ
ェイム上昇動作を必要とすることのないタスク、及び（
２）最小数のアーカイバルベージ（ａｒｃｈｉｖａｌｌ
　　ｐａｇｅ）を有するタスク。最小数のアーカイバル
ページを有するスタートしたタスク（ｓｔａｒｔｅｄ　
　ｔａｓｋ）は最小の「確立された」ものと考えられ、
従って移動させるのに最良のスタートしたタスクである
。
Ｃ，クラスタへのタスクインターバルの割当て要求した
作業か送給されると、受給クラスタを構成するプランナ
エージェントは、作業を必要とする受給クラスタ内のプ
ロセサに対して、該作業を分散させねばならない。この
ことは、タスクインターバルを受給し且つこれらのタス
クインターバルを欠乏性のサブクラスタへ適宜分散させ
る受給クラスタに対するトップエージェントによって達
成される。これは、一般的には、繰返しプロセスである
。なぜならば、欠乏性サブクラスタに対する非リーフエ
ージェントは、受給したタスクインターバルをそれらの
欠乏性サブクラスタへ分散させねばならないからである
。
タスクインターバルを分散させるための明らかなアプロ
ーチは、送給クラスタに対しての元の作業要求を充足す
るために受取られるタスクインターバルの数とは独立的
に、各受給したタスクインターバルを分散させることを
包含する。このアプローチは適切なものではない。なぜ
ならば、それは、タスクインターバルを不必要に分割さ
せるからである。この問題を回避するために、受給され
たタスクインターバル内に含まれる作業ではなく、予定
された作業の全量を使用して分散が実施される。このプ
ロセスについて簡単に説明する。
ロードレベリング動作を調整するエージェントは、受給
クラスタべ送られる予定の全体的な作業を知っている。
この量は、ロードレベリング動作から得られる各作業要
求分散トランザクション内に含まれている。この作業要
求分散トランザクションは、最初に、受給クラスタのト
ップエージェントを訪ね、次いで送給クラスタに対する
トップエージェントへ送給される。この受給クラスタの
エージェントに対する僅かな回り道は、作業要求分散が
、送給されるべき全体的な予定された作業を使用して受
給クラスタに対する作業分散動作を発動することを可能
とする。作業分散動作の結果を有しており且つ受給クラ
スタが受給したタスクインターバルを分散させるために
プランナエージェントによって使用されるサイクル記録
が形成される。受給クラスタに対するトップエージェン
トがタスクインターバルを受給すると、それは作業分散
動作から得られた情報を使用して、各受給されたタスク
インターバルを適宜のサブクラスタへ送給する。この時
に、該エージェントは、どの程度各サブクラスタか受給
を行なう予定であるがを知っており且つそれが送給する
タスクインターバルと共にこの情報を包含する。サブエ
ージェント（ｓ　ｕｂａｇｅｎ　ｔ）がタスクインター
バルを受給すると、それは作業分散動作を実施するため
に予定した量の作業を使用する。このプロセスは、全て
のタスクインターバルが分散されるまで継続される。受
給クラスタ用のトップエージェントは、作業要求分散ト
ランザクションに応答して何時全てのタスクインターバ
ルが受給されるがということを知っている。これは、受
給クラスタ用のトップエージェントが、全てのタスクイ
ンターバルが送給された場合に、送給クラスタ用のトッ
プエジエントから分散報告トランザクションを受取る結
果である。このトランサクションは、送給されたタスク
の総数を有している。分散報告トランザクションが受給
され且つ全てのタスクインターバルか受給されると、受
給クラスタ用のトップエージェントはそのｗｏｒｋ　　
ｍｏｔｉｏｎ記録を補正し、且つ分散報告トランザクシ
ョンをその親プランナエージェントへ送給する。
作業分散動作は、プランナエージェントがどのサブクラ
スタが予定された作業の一部を受取るべきであるかとい
うことを決定することを包含している。この動作を実施
するために使用される処方は、新タスクの分散のための
処方と同一である。
ｄ、タスク転送 タスク転送（ｔａｓｋ　　ｔｒａｎｓｆｅｒ）：１ンポ
ーネントは、特定されたタスクインターバル内に含まれ
る与えられた数のタスクの転送を実行する。タスクイン
ターバルが存在するプロセサが送給プロセサによって呼
出される。タスク分散要求において特定されたクラスタ
が受給クラスタによって呼出される。この動作は、通常
、受給クラスタ内の幾つかのプロセサが元のタスクイン
タバルのサブインターバルを受取る結果となる。タスク
サブインターバルを受給するプロセサは受給プロセサに
よって呼出される。
タスクの転送は、そのタスクインターバルに関連する情
報を送給することを包含している。この情報は、タスク
インターバルを構成しているタスクを特定し、且つその
タスクを受給プロセサ上で実行することを可能とする。
これらのタスクが実行を完了すると、タスク転送コンポ
ーネントは、それらの実行に関する情報を収集し且つこ
の情報を元の送給プロセサへリターンする。従って、こ
のタスク転送コンポーネントは二つの部分から構成され
ている。第一に、タスクに関連する情報を種々のプロセ
サへ送給する部分がある。第二に、タスクが実行を完了
した場合に情報を収集する部分がある。
インターバル転送（ＴＲＩ））ランザクジョンは、タス
クインターバルに関する情報を宛て先プロセサへ移動さ
せるために使用される。以下の情５ｔｒｕｃｔ　　ｔｒ
ａｎｓｒｅ＋−１ｎｔｅｒｖａｌ　　　！ｊｎｔ　　　
　　　　　　ｔｒｉＪｉｒｓｆ　Ｈｅｒ；ｉｎｔ　　　
　　　　　　ｔｒｉ−１ａｓｔ　１ｔｅｒ；１ｎｔ　　
　　　　　　　　ｔｒｉ　ｊｄｅｒ＋：ａｄｄｒｅｓｓ
　　　　　　　ｔｒｊｇｒｔｓ　５ｔａｃｋ；ｔａｓｊ
ｎａｍｅ　　　　　　　　　　　　ｔｒ　ｉ−ｔａｓｋ
ｎａｍｅ：ｂｏｏｌ　　　　　　　　　ｔｒｊｎｅｗ　
ｔａｓｋｓ：ｉｎｔ　　　　　　　　　ｔｒｉ−ｅｘｐ
ｅｃｔｅｄ　ｗｏｒｋ：ｊｎｔ　　　　　　　　　ｔｒ
ｉ−ｒｅｃｅｉｖｅｒ　１ｄｅｎ：／＊　ｏｔｈｅｒ　
ｔｎｆｏｒｉ＊ａｔｊｏｎ　ｖｈｊｃｈ　ｊｓ　ｏｔｉ
ｔｔｅｄ　＊／）； 尚、 ＴＲＩ　　ＦＩＲ５Ｔ　　ＩＴＥＲは、該インタバル内
のタスクの最下位の繰返し数である。
ＴＲＩ　　ＬＡＳＴ　　ＩＴＥＲｊｔ、該インタル内の
タスクの最高の繰返し数である。
ＴＲＩ　　ＩＤＥＮは、このインターバル転送トランザ
クションの識別子である。
ＴＲＩ　　ＧＲＴＳ　　５ＴＡＣＫは、コノタスクに対
するＣＲＴＳ制御スタックが開始する箇所における仮想
アドレスである。
ＴＲＩ　　ＴＡＳＫＮＡＭＥは、該インターバルの親化
身の名称である。
ＴＲＩ　　ＮＥＷ　　ＴＡＳＫＳは、該タスクが新しい
か否かを表わす。
ＴＲＩ　　ＥＸＰＥＣＴＥＤ　　ＷＯＲＫは、このロー
ドレベリング動作において全てのインターバル転送トラ
ンザクションが受給エージェントへ送られる場合の全て
の作業である。
ＴＲＩ　　ＲＥＣＥＩＶＥＲＩＤＥＮは、タスク再分散
動作において受給クラスタ用のトップレベルエージェン
ト用のサイクル識別子である。
インターバル報告完了（ＲＩＣ））ランザクジョンは、
完了したタスクに関する情報を、該タスクを最初に送給
したプロセサへ帰還させるために使用される。以下の情
報がＲＩＣ）ランザクショ５ｔｒｕｃｔ　ｒｅｐｏｒｆ
ｊｎｔｅｒｖａｌ−ｃｏｓｐｌｅｔｉｏｎ　（Ｌｎｔ　
　　　　　　ｒｉｃ−１ｒｊ　１ｄｅｎ；ｔａｓｋ−ｎ
ａｍｅ　　　　ｒｊｃ　Ｉａｓｌｔｎａｍｅ：／＊　ｏ
ｔｈｅｒ　ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ｗｈｉｃｈ　Ｉｓ
　ｏｍｉｔｔｅｄ　＊／）； 尚、 ＲＩＣＴＲＩ　　ＴＤＥＮは、インターバルモーション
記録を得るために使用されるサイクル識別子である。
ＲＩ　ＣＴＡＳＫＮＡＭＥは、該イ＞ターハルの親化身
の名称である。
次に、タスクインターバルを移動させることが必要な情
報がどの様にして受給クラスフ内の受給プロセサへ送給
されるがということについて説明する。以下のシーケン
スのステップによってこの動作を実行する。
（１）タスクを移動させることが必要な情報は、タスク
インターバル（ＴＲＩ））ランザクジョンを形成するた
めに使用される。インターバルモーション記録が形成さ
れ口っプロセサのリーフプランナエージェント記録に取
付ｌすられる。このＴＲ１は、受給クラスタ用のトップ
レベルプランナエージェントに送給される。
（２）該ＴＲＩ）ランザクジョンを受給する各非リーフ
プランナエージェントは、タスク分散動作を発動する。
該タスクインターバルの一部を受取るべき各サブクラス
タに対し°（、ＴＲＩ）ランザクジョンが形成され且つ
該サブクラスタ用のトップレベルプランナエージェント
へ送給される。
インターバルモーション記録が形成され且つ非リーフプ
ランナエージェント記録へ取付けられる。
（３）ＴＲＩ　）ランザクジョンを受取る各リーフプラ
ンナエージェントは、該ＴＲＩ内に含まれる情報からタ
スクインターバル記録を形ａする。
それは、又、インターバルモーション記録を形成し、そ
れは該リーフプランナエージェント記録へ取付けられる
。該タスクインターバルは、タスクマネジャコンポーネ
ントへ与えられる。ステップ２乃至４について以下に更
に詳細に説明する。
作業に対する要求は、特定のタスクインターバル内に含
まれる固定数のタスクが受給クラスタ内に含まれるプロ
セサへ送給されることによって満足されるか又は部分的
に満足される。注意すべきことであるが、この要求は、
受給クラスタ内のどのプロセサが、実際に、移動される
べきタスクサブインターバルからタスクを受取るかを特
定するものではない。
該要求において特定されるタスクインターバルを、初期
的タスクインターバルとして言及する。
このインターバルは、インターバルモーション記録のリ
ーフプランナエージェントのリスト上に対応スるインタ
ーバルモーション記録を有するものでなければならない
。該初期インターバルがこのプロセサ上の親タスクによ
って形成された場合には、ｒｉｍｒ　　ｂａｒｅｎｄ　
　ｔａｓｋＪフィルドが親タスク記録へポイントする。
この初期インターバルがこのプロセサへ移動されると、
「ｉｍｒ　　ｔｒｉ　　５ｏｕｒｃｅＪフイールドが送
給プランナエージェントの名称を与える。
このタスク転送コンポーネントは、初期タスクインター
バル記録内に含まれる情報を使用することによってタス
クインターバルの転送をスタートし、ＴＲＩトランザク
ションを形成する。このトランザクションは、受信クラ
スタ用のトップレベルプランナエージェントへ送給され
る。
このＴＲＩが送給されると、初期タスクインターバル記
録に対応するインターバルモーション記録がアップデー
トされて、付加的なタスクサブインターバルが初期タス
クインターバルから取除かれたという事実を反映させる
。初期タスクインターバルを追跡するために、サイクル
記録が形成され且つ該プロセサ上のサイクル記録のリス
ト内に挿入される。このサイクル記録は、独特な（プロ
セサに対して）識別子が与えられ、それはＴＲＩ記録フ
ィールド［ｔｒｉ　　１ｄｅｎＪへ割当てられる。この
サイクルは、初期タスクインターバルに対するインター
バルモーション記録へポイントする。
非リーフプランナエージェントがＴＲｌｌ−ランザクジ
ョンを受取ると、それは、最初に、インク−パルモーシ
ョン記録を形成し、受給したタスクインターバルのモー
ション即ち運動乃至は移動を追跡する。該エージェント
が受給クラスタ用のトップレベルエージェントである場
合には、ｔｒｉｒｅｃｅｉｖｅｒ　　１ｄｅｎが使用さ
れて、作業′に対する要求の期間中に実施された作業分
散動作の結果を有するサイクル記録を捜し出す。そうで
ない場合には、それは、タスク分散動作を実施すること
を要求する。この動作の結果は、エージェントのサブク
ラスタの各々へ送給されるべきタスクの数である。
サブエージェントに対して送給された各ＴＲＩに対して
、サイクル記録が形成され且つ独特の識別子が割当てら
れる。このサイクル記録は、ＴＲＩが最初に処理された
時に形成されたインターバルモーション記録へポイント
し、且つその識別子は該ＴＲＩ内において該サブエージ
ェントへ送給される。
リーフプランナエージェントがＴＲＩ）ランサクション
を受給すると、それは、最初にインクパルモーション記
録を形成し、そのタスクインターバルのモーションを追
跡する。次いで、その受給したＴＲＩ）ランザクジョン
内の情報が使用されて、タスクインターバル記録を形成
し、それは受給されたタスクを表わしている。該タスク
インターバルはタスクマネジャコンポーネントへ与えら
れる。
タスクが完了すると、それらの実行に関連する情報が初
期タスクインターバルのプロセサへ送給される。これは
、該タスクが転送された時に形成されたインターバルモ
ーション記録内に含まれる情報を使用して行なわれる。
以下のステップは、タスク転送動作を完了するために実
行される。
（１）タスクインターバル内の最後のタスクがその実行
を完了すると、タスクマネジャコンポーネントがタスク
転送コンポーネントにそのインタバルが完了したことを
知らせる。
（２）タスクの実行に関する情報か収集され且つインタ
ーバル完了報告（ＲＩＣ））ランザクジョンを形成する
ために使用される。リーフプランナエージェントのイン
ターバルモーション記録を使用して、該タスクインター
バルを最初に送給したプランナエージェントを決定する
。そのＲＩＣがこのプランナエージェントへ送給され、
且つインターバルモーション及びタスクインターバル記
録か削除される。
（３）ＲＩＣ）ランザクジョンを受取る各非リーフプラ
ンナエージェントが、該タスクインターバルに対応する
そのインターバルモーション記録をアップデートする。
このインターバルモーション記録に対応するタスクイン
ターバルが完了すると、該インターバルモーション記録
内に含まれる情報が使用されてＲＩＣトランザクション
を形成する。最初にこのタスクインターバル及びインタ
ーバルモーション記録を送給したプランナエージェント
へ送給されるこのトランザクションは削除される。
（４）リーフプランナエージェントがＲＩＣを受取ると
、それは元の送給プロセサ上に存在せねばならない。該
ＲＩＣトランザクション内に含まれる情報を使用して、
元のタスクインターバルに対するインターバルモーショ
ン記録をアップデートする。
ステップ２乃至４についてこのセクションの残りの部分
においてより詳細に説明する。タスクマネジャコンポー
ネント（ｔａｓｋ　　ｍａｎａｇｅｒ　　ｃｏｍｐｏｎ
ｅｎ　ｔ）は、タスクインターバル内の全てのタスクか
それらの実行を完了すると、タスクインターバル完了プ
ロセスを開始する。完了したタスクに関する全ての情報
は、タスクインターバルのインターバルモーション記録
内に格納される。この情報を使用して、ＲＩＣトランザ
クションを形成し、それはインターバルモーション記録
内に特定されているソースエージェント（Ｓｏｕｒｃｅ
　　ａｇｅｎｔ）へ送給される。タスクインターバル及
びインターバルモーション記録は削除される。
非リーフプランナエージェントが受給したＲＩＣトラン
ザクションを処理すると、それは、該タスクインターバ
ルが受給された時に最初に形成されたインターバルモー
ション記録における情報をアップデートする。このイン
ターバルモーション記録は、それへポイントするサイク
ル記録を使用して捜し出される。このサイクル記録は、
該ＲＩＣトランザクション内に含まれるサイクル識別子
を使用することによって個別的に決定される。
特に、ｒｉｍｒ　　ｄｉｓｐｅｎｓｅｄＪフィールドが
デクリメントされる。このフィールドがゼロでない場合
には、いまだに完了したことが報告されていない未決の
タスクインターバルが存在している。一方、このフィー
ルドがゼロである場合には、全てのタスクが完了してお
り、且つそれらの実行に関する情報を最初にそのタスク
インターバルを送給したプランナエージェントへ送給す
ることが可能である。このエージェントは、インターバ
ルモーション記録から得られる。この場合に、ＲＩＣ）
ランサクションが送給され且つインターバルモーション
記録が削除される。
該ＲＩＣトランザクションを受取るリーフエージェント
は、送給プロセサ用のエージェントてなければならない
。初期タスクインターバル用のインターバルモーション
記録は、該タスクが最初に送給された時に形成されたサ
イクル記録を使用して捜し出される。ｒｉｍｒ　　ｄｉ
ｓｐｅｎｓｅｄＪフィールドがデクリメントされ、且つ
完成したタスクに関してＲＩＣ内に含まれる情報を使用
してインターバルモーション記録情報をアップデートす
る。
いまだに完了していないタスクが存在子る場合には、初
期タスクインターバル用のタスク転送動作が完了する。
初期インターバルを有するタスクインターバル内の全て
のタスクが実行を完了すると、タスクインターバルの完
了がスタートされねばならない。該タスクインターバル
か親タスクによって形成されたか又は親タスクのタスク
インターバルのサブインターバルであるか否かに依存し
て二つの場合がある。そのタスクインターバルが親タス
クによって形成されたものである場合には、該親タスク
は、インターバル完了コンポーネントを発動することに
よって知らされる。そのタスクインターバルが何れかの
他のプロセサがらこのプロセサへ転送されたものである
場合には、該インターバルモーション記録内に含まれる
情報を使用してＲＩＣトランザクションが形成され、そ
れは送給エージェントへ送給され、且つそのタスクイン
ターバル及びインターバルモーション記録は削除される
。
ｅ、スタートされたタスクモーション スタートしたタスク（ｓｔａｒｔｅｄ　　ｔａｓｋ）が
移動される前に、宛て先プロセサが決定されねばならな
い。更に、スタートしたタスクのフェイム領域が宛て先
プロセサを包含するものであるようにフェイム（ｆ　ａ
ｍｅ）動作を要求することが必要となる場合がある。
宛て先捜索プロセサトランザクションは、スタトしたタ
スクに対する宛て先プロセサを決定する作用を行なう。
それは、スタートしたタスクのプロセサから受給クラス
タ用のエージェントへ送給され、且つプランナツリーを
下方へ移動して実行すべきタスクなしてプロセサを捜索
する。リーフプランナエージェントに到達すると、それ
はスタートしたタスクのプロセサへ送り戻される。この
トランザクションは、適宜のｗｏｒｋ　　ｍｏｔｉｏｎ
記録をセットし、タスクが受給されるべきであることを
表わす。スタートしたタスクのプロセサによって処理さ
れると、ｄｅｆｅｒｒｅｄｔａｓｋ　　ｍｏｖｅ記録を
形成して、宛て先プロセサを追跡することが可能である
。
スタートしたタスクの移動は、幾つかのカーネルコンポ
ーネントによって開始させることが可能である。宛て先
捜索プロセサの処理は、全てのページ形成が完了してお
り且つフェイム動作が要求されない場合に、その移動を
スタートさせることが可能である。未決のページ形成が
存在する場合には、そのタスクの移動をスタートさせる
のはページ形成認知（ａｃｋｎｏｗ、Ｑ　ｅｄｇｅ　　
ｐａｇｅ　　ｃｒｅａｔｉｏｎｓ）　　トランザクンヨ
＞の処理の責任である。フェイム動作が要求される場合
には、そのフェイム（名声）増加動作が完了すると、該
タスクか移動される。
宛て先プロセサが決定され、且つ未決のページ形成か完
了される間に、そのプロセサ上で実行可能なタスクの数
がゼロとなる場合がある。そのプロセサ上で実行可能な
タスクが存在しない場合には、スタートしたタスクの移
動がキャンセルされ且つスタートしたタスクが回復され
る。これは、宛て先捜索プロセサトランザクション又は
ページ形成認知トランザクションの何れかの処理によっ
て行なうこさが可能である。タスク移動キャンセル（ｃ
ａｎｃｅＩＩ　ｔａｓｋ　　ｍｏｖｅ）　トランザクシ
ョンは、宛て先プロセサのリーフプランナエージェント
記録の５ｅｎｔ　　ｏｒ　　ｒｅｃアレイの適宜のエン
トリーへ１を加算することにより受給クラスタのプラン
ナエージェント記録内に含まれる情報を補正する作用を
行なう。
スタートしたタスクを一つのプロセサから別のプロセサ
へ移動させることは、スタートしていないタスク（ｕｎ
ｓｔａｒｔｅｄ　　ｔａｓｋ）から構成されるタスクイ
ンターバルを移動させることよりも複雑である。移動さ
れるべき幾つかのスタートしたタスクか存在する場合に
は、各スタートしたタスクが別々に移動される。これは
、各スタートしたタスクについて転送されねばならない
情報量のためである。スタートしたタスクのタスク制御
ブロック（ｔｃｂ）は、宛て先プロセサへ移動されねば
ならない。更に、スタートしたタスクのページ形成及び
ページ均等テーブル（ｐａｇｅｅｑｕｉｖａｊ）ｅｎＣ
ｅ　　ｔａｂｇｅ）が移動されねばならない。各スター
トしたタスクの移動は二つのトランザクションを使用す
る。スタート済みインターバル転送（ｔｒａｎｓｆｅｒ
　　５ｔａｒｔｅｄ　　１ｎｔｅｒｖａ、Ｑ））ランザ
クジョンは、そのタスクのｔｃｂを包含することのない
全ての情報を有している。スタート済みタスク転送（ｔ
ｒａｎｓｆｅｒ　　５ｔａｒｔｅｄ　　ｔａｓｋ））ラ
ンザクジョンはスタートしたタスクのｔｃｂを包含して
いる。
ｆ、モーションサブコンポーネント設計の要約新作業分
散を満足するための作業要求は、新作業要求（ｒｅｑｕ
ｅｓｔ　　ｎｅｗ　　ｗｏｒｋ）トランザクジョンによ
って実施される。このトランザクションは、新タスク分
散を新タスクインタバルを有するプロセサと調整するエ
ージェントから送給される。このトランザクションの処
理の結果、インターバル転送トランザクションが新作業
を受給すべきサブクラスタ用の適宜のエージェントへ送
給される。各インターバル転送トランザクションは、新
タスクインターバルのサブインターバルの運動を表わす
。エージェントがサブインタバルを受取ると、それは、
一般的には、受給したサブインターバルを複数個のサブ
インターバルに細分化し、それらのサブインターバルは
結合性のサブエージェントへ送給される。一般的には、
このことは、多数のリーフエージェントか元の新タスク
インターバルのサブインターバルを受給することとなる
。
作業再分散を満足するだめの作業要求は、作業分散要求
トランザクシヨンによって実施される。
一般的には、クラスタへの里−の要求は、幾つがのリー
フエージェントか作業要求分散トランザクションを受取
ることとなる。これらのリーフエージェントは、作業要
求を満足させるために、受給クラスタに対して送給すべ
き適宜のタスクインターバルを選択せねばならない。そ
れらは、又、送給された作業量を包含する分散報告トラ
ンザクションを使用して作業要求分散トランザクション
をアクルッジ即ち認知する。エージェントがそれが送給
した作業要求分散トランザクションに対する全てのアク
ルッジメント即ち認知を受取ると、それは、分散報告ト
ランザクションを、作業要求を送給したエージェントへ
送給する。これは、作業再分散用の調整用プランナエー
ジェントが分散報告トランザクションを受取るまで継続
的に行なわれる。このトランザクションの内容は、各エ
ージェントがドメイン内の作業の運動に関するその情報
を「補正」することを可能とする。
受給エージェントがタスクインターバルを受給すると、
それはタスクインターバルを作業を必要とするサブクラ
スタべ分散させる。このことは、作業分散動作によって
実施される。タスクの再分散の場合には、受給クラスタ
エージェント用の作業分散動作が作業分散要求トランザ
クションによって開始される。
タスクインターバルがインターバル転送トランザクショ
ンを介して受給されると、インターバルモーション記録
がそのタスクインターバルに対して形成される。そのイ
ンターバルモーション記録は、どのエージェントがその
タスクインターバルを送給し且つどれ程のサブインター
バルがそのタスクインターバルから形成されたかという
ことを追跡する。従って、特定のプロセサ上のタスクイ
ンターバルがその実行を完了すると、そのインターバル
を構成するタスクの実行に関する情報をそのタスクイン
ターバルを最初に送給したエージェントへ送給すること
が可能である。インターバル完了報告トランザクション
はこの情報の送給を実施する作用を行なう。
スタートしたタスクの移動は、カーネルのプランナ、ペ
ージャ−及びフェイムコンポーネントを包含する。宛て
先捜索プロセサトランザクションはそのスタートしたタ
スクに対しての宛て先プロセサを決定する。宛て先プロ
セサが見付かり且つ全てのページ形成が完了すると、必
要とされるフェイム動作がプランナによって要求される
。フェイム動作が必要とされない場合には、そのタスク
は直ぐに移動される。フェイム増加動作が要求されてい
る場合には、そのフェイム増加動作が完了した後にその
タスクが移動される。スタートしたタスクの移動は、移
動キャンセルトランザクションを使用してキャンセルす
ることが可能である。
■、ページャー（ｐａｇｅｒ） Ａ、概括 ページャ−（ｐａｇｅｒ）は、タスクからページ欠陥を
奪い取り、且つどのページが必要とされているかを決定
する。タスクは、そのアドレス空間内における使用可能
なアドレスから読取りを行なうか又はそこに書込みを行
なおうとする場合がある。そのタスクがそのページに対
する適切なアクセスを有していない場合には、この試み
は失敗し、ページ欠陥を発生する。フレームワーク（ｆ
ｒａｍｅｗｏｒｋ）がページャ−に信号を送り、それは
、究極的に、該タスクへそのページ（即ち、アクセス）
を与える。
ページャ−は、又、ページを見付は出し且つそれを必要
とするプロセサへそれを送給する。ページは、タスクに
よって必要とされる場合もあり、又マージング即ち併合
を行なうためにページャ−自身によって必要とされる場
合もある。ページャは、要求されたページが存在するか
否かを決定する。存在する場合には、そのコピーが見付
は出され、要求したプロセサへ送られる。存在しない場
合には、ページャ−は、マージング即ち併合によってそ
のページを生成するか、又は祖先タスクのアドレス空間
からページを見付は出す。最後に、そのページが要求者
へ送給される。ページ要求を満足するために究極的に使
用されるページは満足ページと呼ばれる。
ページャ−は、メモリモデルに従ってマーリング（併合
）を行なう。ページャ−は、どのページをマージ即ち併
合することが可能であるか又は併合せねばならないかを
決定し、且つそれは実際の（ビットにより）併合を行な
う。最後に、ページャ−は、例えばメモリマネジャなど
のような他のコンポーネントに対するページング（ｐａ
ｇｉｎｇ）のサポートを与える。それは、ページフェイ
ムマネジャに対するサポートを与え、ページを削除又は
移動させ、且つチャンネルサポート（ｃｈａｎｎｅｌ　
　５ｕｐｐｏｒｔ）コンポーネントに対してのベージン
グを行なう。
メモリモデルによって支配される如く、各タスクはそれ
自身のアドレス空間を稼動する。アドレス空間は大きい
。集約的には、それらは、マシン内の物理的メモリの量
よりも桁違いで大きい。タスクが稼動をスタートした場
合に、アドレス空間の完全なコピーを作ろうとすること
は無謀である。
その代わりに、ページャ−は、要求によりアドレス空間
のページをコピーする。該タスクがページ内に格納され
るまで、ページはタスクのアドレス空間内にコピーされ
ることはない。なぜならば、格納を行なう前に、そのペ
ージは親タスクのページと同一だからである（又は、多
分、その他の祖先のページと同じである）。コードペー
ジ及び予備初期化データページは主タスクに属し、且つ
プログラムが稼動を開始する前にロードされる。
ＰＡＲＤＯの完了と次のＰＡＲＤＯの開始との間の「無
駄」時間を最小とするために、ページャ−がどのページ
を併合することが可能であるかということを知っている
場合には、ページ併合が行なわれる。これは、タスクが
完了した時に、プランナによってページャ−に知らせる
ことにより達成される。ページャ−は、タスクのページ
及びその子孫のページの全てを併合することが可能であ
ることを注意する。このバックグラウンドのページ併合
は、何れかのプロセサが稼動の準備がなされたタスクを
有していない場合には継続して行なわれる。
本アーキテクチャは、親タスクが、そのアドレス空間が
完全に併合される前に、実行を再開することを可能とす
る。タスクが併合を要求するページを必要とする場合、
その併合は、他のページャ−の活動に対して優先性を有
している。この要求をマージング即ち併合と呼ぶ。タス
クは、そのアドレス空間が併合される前に実行を再開す
ることが可能であるので、古いアドレス空間におけるペ
ージを化身番号によって新たなアドレス空間におけるペ
ージから区別する。
通常の効率に関する懸念に加えて、並列コンピュータは
付加的な懸念としてスケール可能性即ち拡縮性を有して
いる。ドメインが成長するに従い、システムが継続して
良好な動作を行なうものでなければならない。このこと
は、通常、各ページャ−活動の効率とそれを実施するた
めに費やされる努力との積がドメイン寸法と比例的に成
長するか又はそれよりも小さいものであるべきことを意
味する。しかしながら、Ｐ＋、Ｑ　ｏｇ　（Ｐ）の成長
率は許容可能なものであると考えられる。
これを達成するために、管理ツリー及びフェイムは、可
能である限り、活動を小さなりラスタ内に拘束する。こ
こでは、各ページ番号に対して異なった管理ツリーを使
用する。ページ番号はツリ−の番号である。
ページサーチは、多分、ページャ−の最も一般的な活動
である。繰延べ併合及びページコピー動作のために、ペ
ージサーチは、必要とされるページを見付は出すだけで
はなく、併合を行なわねばならないか否か又どの祖先タ
スクのページ（存在する場合）を使用せねばならないか
を決定せねばならない。
タスクのページに対して併合が必要であるか否かを決定
するために、ページャ−は、そのタスクの前の化身の子
孫をチエツクする。これらの子孫は、そのページ内に格
納されている場合がある。
このタスク又は何れかの化身からの何れかの子孫タスク
によってページが形成されたことがない場合には、祖先
タスクのページが使用される。次いて、ページャ−は、
どの祖先（存在する場合）が最も最近にそのページ内に
格納を行なったかを決定せねばならない。
これらの従前の化身及び祖先を介してのサーチは、可及
的にトランザクションのやりとりが最も少ない態様でな
されねばならない。一実施例においては、同一のページ
番号を有しているが異なったタスクに対してのものであ
るページは同一の管理ツリーを使用する。ページに対す
るサーチが進行すると、ページャ−は同一のプロセサ上
の種々のタスクのページの記録を見付は出し、そこで、
それはそれらが必要とされていることを推論する。
種々のページャ−の活動は、多くのプロセサ時間を消費
する場合がある。しばしば、他の活動は、ページャ−が
その作業を終了するまで待機せねばならない。従って、
ページャ−の作業はドメインに亘って均一に分散される
ことが重要である。
ここでは、ページャ−の作業を、各ページ番号に対する
異なったページ管理ツリーを使用することによって、多
数の管理ツリーの間で分割する。
しかしながら、これでも十分なものではなく、あるペー
ジ番号（スタックフレーム（ｓｔａｃｋｆｒａｍｅ）及
びコードページ（ｃｏｄｅ　　ｐａｇｅ））は、他のも
のよりも一層使用される傾向となる。
ページャ〜の作業を更に分散させるためにフェイム（ｆ
　ａｍｅ）即ち「名声」を使用する。タスクのページに
対する記録は、そのタスクに対してのフェイムレベルノ
ードにおいて又はそれ以下において維持されており、従
ってページ用の併合及びページサーチは、そのフェイム
クラスタの外側で発生することはない。従って、異なっ
たフェイムクラスタを有するタスクは、ページャ−の作
業を行なうために異なった組のプロセサを使用する。
第５ａ図及び第５ｂ図は、ページの形成及びそれらの爾
後の併合を示している。第５ａ図において、ページＰ２
が形成される。適宜のボードに対するボードノード、こ
の場合には２番目のボード、に通知が送られ、且つヘッ
ドタスクページ（ｈｅａｄ　　ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ）
及びページ併合記録が構築される。これらの記録は、更
に詳細に以下に説明する如き態様で横第される。
第５ｂ図は、ヘッドノード（ｈ　ｅ　ａ　ｄ　　ｎ　ｏ
　ｄｅ）においてページが形成された後に、ページＰに
対する併合記録が構築され且つ該ヘッドノードに対する
ポインタが第５ｂ図内のステップ３によって示される如
く挿入されることを示している。
次に、ページ形成メツセージ（４で示されている）がス
ーパーノード（ｓｕｐｅｒｎｏｄｅ）へ送給され、且つ
このスーパーノードに応答して、ケージノード（ｃａｇ
ｅ　　ｎｏｄｅ）においてヘッド併合記録５を構築する
。該スーパーノードからメツセージ送給者へのサブノー
ド（ｓｕｂｎｏｄｅ）ポインタが挿入される。
第５Ｃ図乃至第５ｆ図は、ページｐＨ及びＰＩ３を形成
した後の併合ツリーの構成を示している。ページｐＨ及
びＰＩ３がほぼ同じ時間に形成されたものと仮定する。
そのタスク及び併合ページに対するヘッドノード記録が
、第５Ｃ図及び第５ｄ図に示した如く、それらのそれぞ
れのへラドノードにおいて構築される。次いで、第５ｅ
図に示した如く、ヘッドノードＰ１に対する併合記録が
リーフノードにおいて構築され且つｐＨ及びＰＩ３用の
へラドノード記録へ接続される。このことは、第５ｅ図
におけるステップ３によって示されている。ノードＰ１
に対するページ形成メツセージ４が該ヘッドノードの各
々からスーパーノードへ送給される。
ｐＨヘッドノードからのメツセージが最初に到着したも
のと仮定する。この場合に、スーパーノードは左側のボ
ードノードにおいてノードＰ１に対するヘッド併合記録
５を構築する。この併合用記録は、最初のリーフノード
へポイントする。
Ｐに対する併合用記録も、そこで構築され、且つＰ１記
録に接続される。そのメツセージは、上方向へ継続して
移動し、ノードＰに対する併合ツリーを拡張する。
次に、第５ｅ図に示した如く、第二メツセージ７が処理
される。第三ノードに対するポインタが挿入される。Ｐ
ｌの併合用記録は既に存在しているので、そのメツセー
ジに対する処理は完了する。
第５ｆ図は、第一メツセージ６がＰに対するヘッドノー
ドに到着した状態を示している。ポインタ８が挿入され
てこのプロセスが完了する。
Ｂ、ページのタイプ ページャ−は二つの種類のページを有しており、即ちタ
スクページ及び併合用ページである。タスクページは通
常のタイプのページである。それらは、タスクから読出
されたりタスクへ書込まれたりし、且つタスク名称とペ
ージ番号からなるページ名称を有している。２番目のタ
イプのページは、併合用ページであり、それは一つ又は
それ以上のタスクページの併合結果を表わしている。タ
スクが完了すると、そのタスクページが併合ページへ変
化され、一体的に併合され、且つ究極的には、親タスク
のタスクページへ変化される。
］、タスクページ タスクページには種々の種類のものがある。ペジャーは
、ページ番号を検査することによりそのページのタイプ
を決定することが可能である。
コードページは、稼動中のプログラムのコードを有して
いる。これらのページは、プログラムのスタートアップ
即ち始動期間中にロードされ、修正することが不可能で
あり、且つ併合されることはない。これらのページは変
化することが不可能であるので、それらは主タスクの第
一化身と関連している。コードページは、残りのタスク
ページとは別のアドレス空間内に存在している。
前もって割当てられたタスクページは、コンパイル時に
割当てられた格納部を有している。それらは、プログラ
ムのスタートアップ即ち始動期間中にロードされ、且つ
主タスクと関連される。コードページと異なって、それ
らは修正されうる。
予め割当てられた即ち予備割当てページの一つの特別の
タイプはゼロ型ページであり、それはゼロへ初期化され
るがロードされることはない。その代わりに、ゼロ型ペ
ージに対する全てのページ番号のリストが各プロセサ上
に維持される。これらのページは、それらが最小に参照
された時に構成される。
ファンクション−ローカルページ（ｆｕｎｃｔｉｏｎ−
１１ｏｃａ［ｐａｇｅ）は、見ることの可能なファンク
ション−ローカルデータ（ｆｕｎｃｔｉｏｎ−ｆｌｏｃ
ａｇ　ｄａｔａ）、即ちユーザのプログラムにおいて宣
言されたファンクション変数を有している。これらのデ
ータは、該ファンクションがリターンすると、不定とな
る。従って、そのページ内にスタックフレーム（ｓｔａ
ｃｋ　　ｆｒａｍｅ）を有する全てのファンクションが
リターンすると、ファンクション−ローカルページに対
して併合を行なう必要はない。ファンクション−ローカ
ルページは、ファンクション−ローカル格納区画部内に
存在している。
格納制御（ｃｏｎｔｒｏＩＩ　５ｔｏｒｅ）ページは、
例えばリターンアドレス及びマシンレジスタなどのよう
な、レジスタ変数（Ｇｒｅｇｓ）及び隠れたファンクシ
ョン−ローカルデータを有している。ファンクション−
ローカルページに関しては、そのページを使用する全て
のファンクションがリターンした場合には、格納制御ペ
ージは併合する必要がない。格納制御ページは、格納制
御区画部内に存在している。
タスクページは、タスクに対して使用可能な場合もあれ
ば又使用可能でない場合もある。この使用可能性は、タ
スクページのタイプ及び参照中のアドレスに依存する。
コードページは、そのコードページが存在する場合に「
使用可能」である。
予備割当てページは、常に使用可能である。ファンクシ
ョン−ローカルページは、参照されたアドレスがタスク
のファンクションスタックポインタ以下のものでない場
合には、タスクに対して使用可能である。格納制御ペー
ジは、参照されたアドレスがタスクのスタック制御ポイ
ンタよりも低いものでない場合には、タスクに対して与
えられる。
ファンクション−ローカルページ及び格納制御ページの
場合、フレームワークがページの使用可能性をチエツク
し、且つそのページが使用可能である場合にのみ、ペー
ジ欠陥をカーネルヘパスさせる。従って、ページャ−は
、使用可能性に対してのプログラム（ｇＩｏｂａｌ）ペ
ージをチエツクすることが可能であるに過ぎない。これ
らは、そのページが存在するか、又はゼロ型ページであ
る場合にのみ使用可能である。ファンクション−ローカ
ルページ及び格納制御ページは、併合及び使用可能性の
両方に対して同一に処理される。
ページャ−は、タスクページの一つを超えたコピーが存
在することを許容することがしばしばある。このことは
、異なったプロセサ上のタスクが該ページ内のデータを
同時的に使用することを許容し、且つ異なったプロセサ
上での同時的な併合動作を行なうことを援助する。正確
に一つのこの様なコピーがアーカイバル属性を有してお
り、このコピーはアーカイバルページ（ａｒｃｈｉｖａ
ｊ？　　ｐａｇｅ）と呼ばれる。はとんどの場合におい
て、このページは削除されることがない。該ページのそ
の他のコピーは通常のものと呼ばれ、これらのページは
、例えば、ページフレームマネジャ（ｐａｇｅ　　ｆｒ
ａｍｅ　　ｍａｎａｇｅｒ）によって随意に削除するこ
とが可能である。
ページのタスクが稼動中である場合には、タスクがタス
クページを書込むことが可能である。ページは変化可能
なものであるが、そのページの一つのコピーのみが存在
することが可能であり、その独特なコピーもアーカイバ
ル即ち保存用のものである。このことは、該ページの全
てのコピーが同一の内容を有するものであることを保証
する。
ある時間において、ページャ−が、タスクページがその
プロセサ上に止どまることを要求し、且つ該ページのそ
の他のコピーが形成されないことを要求することがある
。このページは、ビン止めされたと言われる。
２、ページ併合 タスクページが、例えば、そのタスクの完了後に、併合
可能となる場合には、そのタスクページの一つのコピー
が併合用ページへ変更される。この併合用ページは、親
の化身名称が与えられ、且つ同一のページ番号を維持す
る。従って、同一の併合用ページの多くのバージョンが
存在することが可能であり、その全てが同一のページ名
称を有している。
Ｃ，ページャ−のデータ構成 １、分散型データ構成 分散型オペレーティングシステムの最も困難な側面の一
つは、その分散型データ構成の維持である。これは、特
に、ページャ−に対してそのことが言え、そこでは、ペ
ージャ−のデータ構成に影響を与える活動が任意数の箇
所で一度に発生する場合がある。カーネルの同期能力の
全てを使用して制御した状態に維持するが、可能な場合
には何時でも、ページャ−動作は交換可能なものとされ
、ページャ−はトランザクション同期及びトランザクシ
ョン休止制御に強く依存し、且つトランザクションは多
様な条件下において後の処理のためにしばしばキュー状
態とされる。
ページャ−のデータ構成自身は断続的に変化する。一つ
のプロセサ上の記録が他のプロセサ上のものと一貫性が
ないことがあるのは通常であり、このことは、何らかの
イベントが両方の上の記録に影響を与え、且つ一方のプ
ロセサに対して通知がなされていない場合に発生する。
２、ページ名称記録 ページ名称は、タスク（化身）名称とページ番号の組合
わせである。しかしながら、ページが、単にタスクの化
身であるというよりも、タスクと関連したものとして考
えることが一層便利であることが多い。
各繰返し記録（ｉｔｅｒａｔｉ けてページ名称記録のＡＶＬツリ いる。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｎａｍｅＴｒ
ｅｃ　１ｓｔｒｕｃｔ　　ｐａｇｅｎａｍｅＴｒｅｃｓ
ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｎａｍｅＴｒｅｃｓｔｒｕｃｔ　
１ｔｅｒａｔｉｏｎＴｒｅｅｓｔｒｕｃｔ　１ｎｃａｒ
ｎａｔｉｏｎＴｒｅｅｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｒ−１ｇ
ｅｎｔＴｒｅｅｓｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋｐａｇｓ　ｈｅ
ａｄｅｒＴｒｅｃｓｔｒｕｃｔ　ｍｅｒｇｐａｇｔ　ｈ
ｅａｄｅｒＴｒｅｃａｒｄ４Ｔ ｎｔ２Ｔ ｌ　　ｐａｇｅｎａｌｅＴ： 尚、 ｏｎＴ）に取付 −が設けられて ＊ｐｎｔ　　１ｅｆｔ： ＊ｐｎｔ　　ｒｉｇｈｔ； ＊ｐｎｔ　　ｉｔｒ； 零ｐｎｔ　　ｌｎｅ； ＊ｐｎｔ−ｓｇｅｎｔｓ； 零ｐｎｔ　　ｌａｓｋｐａｇｅ： 零ｐｎｔ　　ｍｅｒｇｐａｇｅ； ｐｎｔ、、−ｐａｇｅｎｕ■； ｐｎｔ　　ｂａｌａｎｃｅ； ｒｐｎｔ　　ｐａｇｅｎｕｍＪは、ページ番号であり、
それは又ＡＶＬキーである。
ｒｐｎｔ　　ｆｆｅｆｔＪ及びｒｐｎｔ　　ｒｉｇｈｔ
」は、左側及び右側のＡＶＬポインタである。
ｒｐｎｔ　　ｂａｇ　ａｎｃｅＪは、ＡＶＬバランスイ
ンジケータである。その値は、ｒＰＮＴ　　ＬＥＦＴ　
　ＨＥＡＶＹＪ、ｒＰＮＴ　　ＢＡＬＡＮＣＥＤｌ及び
ｒＰＮＴ　　ＲＩＧＨＴ　　ＨＥＡＶＹＪである。
［ｐｎｔ　　１ｔｒＪは、繰返し記録へ戻ってポイント
する。
ｒｐｎｔ　　１ｎｃＪは、繰返しに対する化身記録の一
つへポイントする。
ｒｐｎｔ　　ａｇｅｎｔｓＪは、ページャ−エージェン
トのリストへポイントする（ｒＰａｇｅｔｒｅｅｓＪセ
クションを参照）。
ｒｐｎｔ　　ｔａｓｋｐａｇｅＪは、一つ存在する場合
に、このページに対するタスクページヘッダへポイント
する。
ｒｐｎｔ　　ｍｅｒｇｐａｇｅＪは、一つ存在する場合
に、このページに対する併合用ページヘッダへポイント
する。
プロセサ上にこのページ名称を有するタスクページ又は
併合用ページが存在する場合には、ページ名称記録が対
応するヘッダに対してポイントし、且つｒｐｎｔ　　１
ｎｃＪが該ページの化身へポイントする。そうでなけれ
ば、該化身は任意である。
３、タスク及び併合用ページヘッダ プロセサ上の各タスクページに対して、タスクページヘ
ッダ（ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　　ｈｅａｄｅｒ）が存在
している。この記録は、ページ名称記録に取付けられて
おり、それは該ページの名称を特定する。
プロセサ上の全てのタスクページヘッダは二方向リスト
（ｒｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　　ＩＩ　１ｓｔＪ）上でリ
ンクされる。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｅｔ　ｔａｓｋｐａｇｅ−ｈ
ｅａｄｅｒＴｒｅｅ　１ｓｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋｐｇｓ
−ｈａａｄｅｒＴｒｅｃｓｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋｐａｇ
Ｃ−ｈｅａｄｅｒＴｒｅｅＳｔｒｔｌｅｔ　ｐａｇｅｎ
ａｌｅＴｒｅｅｇｅＴ ａｒｄ４Ｔ ωｒｄ４Ｔ ωｒｄ２Ｔ ｎｔ２Ｔ ωｒｄ２Ｔ ｂｉｔｓ１６Ｔ 尚、 ＊ｔｋｐノｅｘｔ； ＊ｔｋｐ−ｐｒｅｖ： ＊ｔｋｐノａｇｅｎｕｅ； 零ｔｋｐ−ｐｇｅ： ｔｋｐ−１ｉｍｅ−ｓｔｏｐ ｔｋｐ−ｓｏｔｓｏｎｓ： ｔｋｐ−ｉｏｌｏｃｋ： ｔｋｐｊｏｏｋ−ｖａｌｕｅ； ｔｋｐ−＋＋５ｅ−ｃｏｕｎｔ　； ｔｋｐ−ｆｌａｇｓ：　ｌｔａｓｋｐａｇ！−ｈｅａｄ
ｅｒＴ；ｒｔｋｐ　　ｎｅｘｔＪは、存在する場合に、
このプロセサ上の次のタスクページヘッダへポイントす
る。
ｒｔｋｐ　　ｐｒｅｖＪは、存在する場合に、このプロ
セサ上の前のタスクページヘッダへポイントする。
ｒｔｋｐ　　ｐａｇｅｎａｍｅＪは、コノページに対す
るページ名称記録へポイントする。
「ｔｋｐ　　ｐａｇｅＪは、タスクページコピー自身へ
ポイントする。
ｒｔｋｐ　　ｔｉｍｅ　　ｓｔａｍｐＪは、そのページ
が最後に使用された時を表わす。これは、ページフレー
ムマネジャによって使用される。
ｒｔｋｐ　　ｍｏｔ　１ｏｎｓＪは、このベージフビー
が何回−つのプロセサがら別のプロセサへ移動されたか
を表わす。
ｒｔｋｐ　　１ｏｆｆｏｃｋＪは、幾つのチャンネルサ
ポート要求がこのヘッダのページを使用しているかを表
わす。該ページは、このデータがゼロでない場合には、
そのプロセサ上に止どまらねばならない。
ｒｔｋｐ　　ｂｏｏｋ　　ｖａｌ　ｕｅＪは、ページフ
レームマネジャによって割当てられた値である。
ｒｔｋｐ　　ｕｓｅ　　ｃｏｕｎｔＪは、何回そのペー
ジが使用されたかを表わす。これは、ページフレームマ
ネジャによって使用される。
ｒｔｋｐ　　ｆｌ　ａｇｓＪは、そのページがアーカイ
バルであるか、ピン止めされたが、又はＧ−ピン止め（
オペレーティングシステムによるピン止め）の何れか、
（ｒＴＫＰ　　ＡＲＣＨＩＶＡＬ」、ｒＴＫＰ　　Ｐ　
ＩＮＮＥＤＪ、［ＴＫＰ　　ＧＰ　ＩＮＮＥＤＪ　）で
あるかを表わす。
プロセサ上で同一のページ名称を有する各−組の併合用
ページに対して、併合用ページヘッダが存在している。
この記録は、ページ名称記録に取付けられ、それは該ペ
ージの名称を特定する。このヘッダは、併合用ページバ
ージョン記録のリストへ対してポイントし、それは該併
合用ページに対してポイントする。
プロセサ上の全ての併合用ページヘッダは二方向リスト
（ｒｍｅｒｇｉｎｇ　　ｐａｇｅ　　ｐ　１ｓｔＪ）上
てリンクされる。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　＊ｅｒｇｐａｇｅ−ｈ
ｅａｄｅｒＴｒｅｅ　１ｓｔｒｕｃｔ　ｗｅｒｇｐａｇ
ｓ−ｈｅａｄｅｒＴｒｅｅｓｔｒｕｃｔ　Ｉｅｒｇｐａ
ｇｅ−ｈｅａｄｅｒＴｒｅｃｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｎ
ｕｅＴｒｅｅｓｔｒｕｅｔ　ｓｅｒｇｐａｇｅ−ｖｅｒ
ｓｉｏｎＴｒｅｅａｒｄ２Ｔ ）　ｍｅｒｇｐａｇｅ−ｂｅａｄｅｒＴ；ｔｙｐｅｄｅ
ｒ　５ｔｒｕｅｔ　ｓ＋ｅｒｇｐａｇｅ−ｖｅｒｓｉｏ
ｎＴｒｅｃ　１ｓｔｒｕｅｔ　Ｉｅｒｇｐａｇｅ−Ｖｅ
ｒｓｔＯｎＴｒｅｅａｇｅＴ ｌ　ｍｅｒｇｐａｇｅ−ｗｅｒｓｉｏｎＴ；尚、 軸ｒｐ−ｎｅｘｔ； 軸ｒＪｐｒ６Ｖ； Ｔｈｒｐ−Ｐａｇｅｎａ＊ｅ； 軸ｒｐ−ｗｉ３ｒｓｉｏｎｓ； ｂｒｐ−ｗｅｒｓＩｏｎ−ｑｕａｒｔ：ｂｒｖ　ｎｅｘ
ｔ； ｂｒｖ−ｐａｇｅ； ｒｍｒｐ　　ｎｅｘｔＪは、存在する場合に、このプロ
セサ上の次の併合用ページヘッダへポイントする。
ｒｍｒｐ　　ｐｒｅｖＪは、存在する場合に、このプロ
セサ上の前の併合用ページヘッダへポイントする。
ｒｍｒｐ　　ｐａｇｅｎａｍｅＪは、このページに対す
るページ名称記録へポイントする。
「ｍｒｐ　　ｖｅｒｓｉｏｎｓＪは、併合用ページバー
ジョン記録のリストへポイントする。
「ｍｒｐ　　ｖｅｒｓ　ｉｏｎ　　ｑｕａｎＪは、該リ
スト内に幾つの併合用ページバージョン記録が存在する
かを表わす。
ｒｍ　ｒ　ｖ　　ｎ　ｅ　ｘ　ｔ　Ｊは、存在する場合
に、次の併合用ページバージョン記録へポイントする。
ｒｍｒｖ　　ｐａｇｅＪは併合用ページへポイントする
。
４、タスクに基づく記録 ページを見付は出す上での困難性の一つは、どの祖先の
タスクのページに対してサーチを行なうかということを
知ることである。このことを決定することを助けるため
に、ページャ−は、各タスクに対してのページ世代テー
ブル（ＰＧＴ）を維持している。ｍＰＧＴに対して二つ
の部分が存在している。第一の部分は、ページ形成テー
ブル（ＰＣＴ）であり、それは整数のアレイであって、
ページグループによってインデックスされており、その
グループ内のページを形成するための最後の祖先タスク
の世代を与える。一つのページのページグループは、最
後の数個のビットを除いて全てをマスクすることによっ
て計算される。このテーブルは、必要とされるページの
実際の世代番号に対する上限を与える。第二の部分は、
ページ均等テーブル（ＰＥＴ）であり、それは最も最近
に使用されたページ番号を有しており、それに対して、
ページ形成テーブルは不正確な情報を有している。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇ！ｇｅｎｅ＋−
ｔａｂｌｅＴｒｅｃ　［５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｃｒｅ
ａｔｅ−ｔａｂｌｅＴｒｅｃｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｓ−
ｅｑｕｌ　ｗ−ｔａｂｌｅＴｒｅｃｌ　ｐａｇｅ　ｇｅ
ｎｅｒ−１ａｂｌｅＴ；ｔｙｐｏｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ
　ｐａｇｅ　Ｃｒｅａｔｅ　１ａｂｌｅＴｒｅｃ　ｌ５
ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅ−ｃｒｅａｔｅ　ｅｎｔｒｙＴｒ
ｅｃｌ　ｐａｇｅ−ｃｒｅａｔｅ−ｔａｂｌｅＴ；ｔｙ
ｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｔ−ｃｒｅａｔｅ　
ｅｎｔｒｙＴｒｅｃ　１ａｒｄｌＴ ａｒｄｌＴ ｌ　ｐａｇｅ−ｃｒａａｔｓ　ｅｎｔｒｙＴｔｙｐｅｄ
ｅｒＳｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅ　ｅｑｕｉｔ−ｔａｂｌｅ
Ｔｒｅｃ　１ｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅ　ｅｑｕｉｗ　ｅ
ｎｔｒｙＴｒｅｃａｒｄ２Ｔ ｌ　ｐａｇｅ　ｅｑｕｌｖ−１ａｂｌｅＴ；ｔｙｐｅｄ
ｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅ−ｅｑｕｉｗ　ｅｎｔｒ
ｙＴｒｅｃ　（ａｒｄ４Ｔ ａｒｄ２Ｔ ａｒｄ２Ｔ ｌ　ｐａｇｅ　ｔｑｕｔｖ−ｅｎｔｒｙＴ；ｐｇｔ　ｃ
ｒｅａｔｅ； ｐｇｔ−ｔｑｕｔｖ； ｐｅｔ−ｔｎｔｒｌｅｓ［ＰＡＧＥ−ＣＲＥＡＴＥ−３
ＩＺＥ］　；ｐｃｅ−ｇｅｎｅｒ； ｐｃｅ−ｅｑｕｌｖ　ｑｕａｎ： ｐｅｔ　ｔｎｔｒｌｅｓ［ＰＡＧＥ　ＥＱＵＩＶ　ＩＺ
ＥＩ；ｐｅｔ−ｎｅｘｔ　ｓｅｑ＋ 仄陀−ｐａｇｅｎｕｍ： ｐｅｅ　ｇｅｎｅｒ； ｐｅｅ　１ｅｑｕｅｎｃｅ： 尚、 ｒｐｇｔ　　ｃｒｅａｔｅＪはこのＰＧＴに対するＰＣ
Ｔである。
ｒｐｇｔ　　ｅｑｕｉｖＪはこのＰＧＴに対するＰＥＴ
である。
ｒｐｃｔ　　ｅｎｔｒｉｅｓＪは、ページ番号の下側７
個のビットによってインデックスされるページ形成エン
トリーのアレイである。従って、ｒＰＡＧＥ　　ＣＲＥ
ＡＴＥ　　５ＩＺＥＪＧ；１１２８である。
ｒｐｃｅ　　ｇｅｎｅｒＪは、このエントリーのページ
グループにおける最も高い世代のページ番号である。
ｒｐｃｅ　　ｅｑｕｉｖ　　ｑｕａｎＪは、このページ
グループに対して幾つのページ均等エントリーが存在し
ているかを表わしている。
ｒｐｅｔ　　ｅｎｔｒｉｅｓＪは、何ら特定の順番では
ないページ均等エントリーのアレイである。
ｒｐｅｔ　　ｎｅｘｔ　　５ｅｑＪは、このＰＥＴに対
する次のシーケンス番号である。それは、ページ均等エ
ントリーが形成されるが又は使用される場合にｒｐｅｅ
　　５ｅｑｕｅｎｃｅＪフイールドヘコピーされる。
ｒｐｅｅ　　ｐａｇｅｎｕｍＪは、このページ均等エン
トリーに対するページ番号である。
ｒｐｅｅ　　ｇｅｎｅｒＪは、ページ番号に対する世代
番号である。
ｒｐｅｅ　　ｐａｇｅｎｕｍＪ ｒｐｅｅ　　５ｅｑｕｅｎｃｅＪは、どれだけ最近にこ
のページ均等エントリーが使用されたがを表わす。ＰＥ
Ｔが満杯で且つ新たなエントリーが挿入されねばならな
い場合には、最も最近でなく使用されたエントリーは破
棄される。
５、ページツリー ページツリー（ｐａｇｅ　　ｔｒｅｅ）は管理ツリーの
一つのタイプであり、ページャ−に対する基本的なデー
タ構成である。各ページに対して一つのページツリーが
存在している。前に説明した如く、エージェントのマツ
ピングはページ番号（及びレベル及びクラスタ）に依存
するが、ページのタスク名称には依存しない。
ａ、ページャ−エージェント ページツリーの各ノードにおいて、ページャ−エージェ
ント（ｐａｇｅｒ　　ａｇｅｎｔ）が存在している。こ
れらのエージェントは、マシン内のほとんどのページャ
−活動に対する焦点である。
この様なエージェントは、ページ番号、化身名称、及び
クラスタ名称によって識別することが可能である。ペー
ジツリー内の各ノードにおいて、ページャ−エージェン
ト記録が存在する場合がある。
これらの記録は、例えばタスクページコピーの位置など
のようなページに関する情報を有しており、且つどの様
にしてそのページが関連するページと併合されるかとい
う情報を有している。ノードにおいてページャ−エージ
ェント記録が存在する場合には、対応するページャ−エ
ージェントが活性であると言われる。そうでない場合に
は、そのエージェントは不活性である。
各ページ名称記録は、ページャ−エージェント記録の空
でないリストへポイントする。該エージェント記録は、
最下位のクラスタレベルから最高位へ順番に、且つ同一
のクラスタレベル内において、最も最近の化身から最も
最初のものへ配列されている。
このエージェントリスト記録は、ページャ−エージェン
トの他のリストを構成するために使用される。該ページ
ャ−エージェント及びエージェントリスト構成について
以下に説明する。
ｂ、ヘッド及びリーフページャ−エージェントレベルゼ
ロクラスタに対するページャ−エージェントは、リーフ
（ｌｅａｆ）ページャ−エージェント又は単にリーフエ
ージェント乃至は葉ニジエンドと呼ばれる。タスクが完
了すると、ページャ−は、究極的に、該タスクページを
親化身に対する併合用ページへ変化させる。完了したタ
スクに対して併合用ページが存在する場合には（別の子
孫タスクのページから既に変換され且つ併合されている
）、このページも親化身の併合用ペジヘ変換される。
ヘッド（ｈ　ｅ　ａ　ｄ）ページャ−エージェントは、
この様なページの存在を記録する。ページに対するヘッ
ドエージェントは、ページツリーのフェイムレベルノー
ドに位置している。一つのページの全ての「過去、現在
及び将来」の化身に対して正確に一つのヘッドエージェ
ントが存在している。
フェイム動作がページのタスクである場合には、ページ
ャ−は全てのヘッドエージェント（種々のページ番号に
対して）を新フェイムレベルノードへ移動させる。
Ｃ，ページャ−エージェント及びエージェントリスト構
成 ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｒ−ｔｇｅｎ
ｔＴｒｅｅ　ｔｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｒ−ｇｇｅｎｔ
Ｔｒｅｃ　　　　　＊ｐｇａ−ｎｅｘｔ；５ｔｒｕｃｔ
　　ｐａｇｅｒ−ｔｇｅｎｔＴｒｅｅ　　　　　　　　
　　本ｐｇａ−ｐｒｅｖ；５ｔｒｕｃｔ　ｎｏｄｅｎａ
ｍｅＴｒｅｅ　　　　　　ｐｇａ　ｎａｓｅ；５ｔｒｕ
ｃｔ　１ｎｃａｒｎａｔｌｏｎＴｒｅｅ　　　　　＊ｐ
ｇａ−ｔｎｃ；５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｎｕｅＴｒｅｃ
　　　　　　＊ｐｇａ−ｐａｇｅｎｕｅ；５ｔｒｕｃｔ
　ｑｕｅｕｅｄ　ａｃｔｉｏｎＴｒｅｃ　　　　ｔｐｇ
ａ　ｑｕｅｕｅ：５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｔ−ｒｅｑｕｅ
ｓｔＴｒｅｅ　　　　＊ｐｇａ−ｃｕｒｒｅｎｔ−ｒｅ
ｑｕｅｓｔｓ；５ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅ−ｒｅｑｕｅｓ
ｔＴｒｅｅ　　　　＊ｐｇａ−１ａｔｅｒ−＋ｅｑｕｅ
ｓｔｓ；５ｕｂｎｏｄｅ　ｂｌｔｓＴ ｂｉｔｓ１６Ｔ ／＊　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｐａｒｔ　＊／５ｔｒｕｃ
ｔ　ａｇｅｎｔ−＋１ＳｔＴｒｅｅａｒｄ４Ｔ ａｒｄ４Ｔ ａｒｄ４Ｔ ｓｕｂｎｏｄＣｂｉｔｓＴ ／＊　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｐａｒｔ　＊／５ｔ
ｒｕｃｔ　ａｇｅｎｔ−１ｉｓｔＴｒｅｃｓｕｂｎｏｄ
ｅ　ｂｉｔｓＴ １　ｐａｇｅｒ−ａｇｅｎｔＴ； 尚、 ｐｇａ−ｓｕｂｎｏｄｅｓ： ｐｇａ−ｓｔａｔｕｓ； ＊ｐｇａ−ｃｈｉ　Ｉｄ−ｔａｓｋＪａｇｅ：ｐｇａ−
１ｏｃａｔｉｏｎ： ｐｇａ−ｍｏｔ　ｔｏｎｓ　； ｐｇａ−ｓｅａｒｅｈｎｍ； ｐｇａ−ｔａｓｋ−ｓｕｂｎｏｄｅｓ；＊ｐｇａ−ｃｈ
ｉ　Ｉｄ−ｍｅｒｇＪａｇｅ；ｐｇａ−ｍｅｒ　ｇ−ｓ
ｕｂｎｏｄｅｓ　：ｒｐｇａ　　ｎｅｘｔＪは、存在す
る場合に、このページ名称記録に対する次のページャ−
エージェント記録である。
ｒｐｇａ　　ｐｒｅｖＪは、存在する場合に、このペー
ジ名称記録に対する前のページャ−エージェント記録で
ある。
「ｐｇａ　　ｎａｍｅＪは、このエージェントのノード
の名称を有している。
ｒｐｇａ　　１ｎｃＪは、エージェントの化身に対する
化身記録へポイントする。これは、エージェント名称の
化身名称部分に貢献する。
ｒｐｇａ　　ｐａｇｅｎａｍｅＪは、このエージェント
に対するページ名称記録へ戻ってポイントする。
ｒｐｇａ　　ｑｕｅｕｅＪは、このエージェントに対す
るキューした作用のリストである。
ｒｐｇａ　　ｃｕｒｒｅｎｔ　　ｒｅｑｕｅｓｔｓＪは
、エージェントのページに対するこのページにおいて待
機するページ要求のリストである。
ｒｐｇａ　　、１７　ａｔｅｒ　　ｒｅｑｕｅｓｔｓＪ
は、そのページの後の化身に対するこのエージェントに
おいて待機するページ要求のリストである。
ｒｐｇａ　　５ｕｂｎｏｄｅｓＪは、どのサブクラスタ
がドメイン内にあるかを表わすビットストリングである
。
ｒｐｇａ　　５ｔａｔｕｓＪは、該エージェントのステ
ータスを表わす一組のビットである。可能な状態は、ｒ
ＰＧＡ　　ＨＥＡＤＪ、ｒＰＧＡ　　ＮＥＶ　　ＢＥＡ
ＤＪ　、　ｒＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　　ＥＸＩＳＴＳ
Ｊ　、　ｒＰＧＡ　　　ＰＡＲＥＮＴ　　ＰＡＴＨ」、
　ｒＰＧＡ　　ＲＥＮＡＭＩＮＧＪ、　ｒＰＧＡＬＥＡ
Ｆ　　　ＥＸＰＥＣＴＪ　、　ｒＰＧＡ　　ＨＥＡＤ　
　ＥＸＰＥＣＴＪ　、　ｒＰＧＡ　　ＤＥＭＡＮＤＭＥ
ＲＧ　Ｉ　ＮＧＪ　、　ｒＰＧＡ　　ＭＰＡＧＥ　　Ｔ
。
ＰＡＲＥＮＴＪ　、　ｒＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　　Ｔ
。
ＰＡＲＥＮＴＪ及びｒＰＧＡ　　５ＥＮＤ　　ＭＰＡＧ
ＥＪがある。これらは本明細書において説明する。
ｒｐｇａ　　ｃｈｉＩｄ　　ｔａｓｋ　　ｐａｇｅＪは
、このエージェントのページと均等な子供タスクページ
に対するページャ−エージェント記録のリストへポイン
トする。この様な子供タスクページは存在しないが、そ
れらに対するエージェント記録はページサーチの期間中
に構成される。
ｒｐｇａ　　１ｌｏｃａｔｉｏｎＪは、存在する場合に
、アーカイバルページを有するプロセサの数を有する。
このフィールドは維持され且つヘッドエージェントにお
いてのみ使用される。
ｒｐｇａ　　ｍｏｔ　１ｏｎｓＪは、アーカイバルベー
ジが一つのプロセサから別のプロセサへ移動した回数を
有している。このデータは、新たな位置情報がｒｐｇａ
　　ｌ　ｏｃａｔ　１ｏｎＪよりもより現在のものであ
るか否かを決定するために使用される。このフィールド
は維持され且つヘッドエージェントにおいてのみ使用さ
れる。
ｒｐｇａ　　ｓｅａｒｃｈｎｕｍＪは、ページサーチの
期間中にデッドロックを防止するために使用されるエー
ジェントのページサーチ番号を有している。
ｒｐｇａ　　ｔａｓｋ　　５ｕｂｎｏｄｅｓＪは、どの
サブノードがタスク活性エージェントを有しているかを
表わす。
ｒｐｇａ　　ｃｈｉｇｄ　　ｍｅｒｇ　　ｐａｇｅＪは
、子供タスクの併合用ページに対するページャ−エージ
ェント記録のリストへポイントする。
ｒｐｇａ　　ｍｅｒｇ　　５ｕｂｎｏｄｅｓＪは、どの
サブノードが併合活性エージェントを有しているかを表
わす。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ａｇｅｎｊｌｉｓｔＴ
ｒｅｃ　（ｓｔｒｕｃｔ　　ａｇｅｎｊｌｉｓｔＴｒｅ
ｃ　　　　　＊ａｇｌ−ｎｅｘｔ；５ｔｒｕｃｔ　ａｇ
ｅｎｔ−＋ｔｓｔＴｒｅｃ　　＊ａｇｌ−ｐｒｅｙ；５
ｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅｒ−＊ｇｅｎｔＴｒｅｃ　　＊ａ
ｇｌ−＊ｇｅｎｔ；ｌ　ａｇｅｎｔ　ｌ１ｓｔＴ； 尚、 「Ｂｇ（Ｊ　　ｎｅｘｔＪは、このリスト内の次のエー
ジェントリスト記録へポイントする。
ｒａｇｊ７　　ｐｒｅｖＪは、このリスト内の前のエー
ジェントリスト記録へポイントする。
「ａｇｆＪ　ａｇｅｎｔｊはページャ−エージェント５
己録ヘポイントする。
ｄ、タスク活性及び併合活性ページャ−エージェント ページャ−エージェント記録には二つの部分があり、即
ちタスクページ部分と併合用ページ部分である。これら
の部分はほぼ独立的であり、且つ便宜上はとんど結合さ
れている。タスクページ又はタスクページ経路の記録が
ある場合に、は、該工−ジエントはタスク活性であると
言われる。これは、以下の条件のうちの何れかが成立す
る場合に発生する。（１）タスクページコピーがプロセ
サ上に存在している（ページ名称記録がタスクページヘ
ッダへポイントしている）、（２）エージェントがタス
クページのコピーを要求した（ＰＧＡＨＥＡＤ　　ＥＸ
ＰＥＣＴ又はＰＧＡ　　ＬＥＡＦＥＸＰＥＣＴがセット
されている）、（３）サブノードにおいてタスク活性エ
ージェントが存在している（ｐｇａ　　ｔａｓｋ　　５
ｕｂｎｏｄｅｓがゼロではない）、（４）該エージェン
トがヘッドエージェントであり（ＰＧＡ　　ＨＥＡＤが
セットされている）且つ該タスクページが存在している
（ＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　ＥＸＩ　ＳＴＳがセットさ
れている）、（５）子供タスクページがこのベジと均等
であると判別される（ｐｇａ　　ｃｈｉｌｄ　　ｔａｓ
ｋ　　ｐａｇｅが零ではなイ）、又は（６）このエージ
ェントのページが親ページと均等であり且つこのエージ
ェントがページ経路の一部である（ＰＧＡ　　ＰＡＲＥ
ＮＴ　　ＰＡＴＨがセットされている）。
併合用ページの記録が存在する場合には、該エージェン
トは併合活性である。これは、以下の条件のうちの何れ
かが成立する場合に発生する。
（１）幾つかの併合用ページバージョンがプロセサ上に
存在している（ページ名称記録が併合用ページヘッダへ
ポイントしている）、（２）該エージェントがヘッドエ
ージェントであり（ＰＧＡＨＥＡＤがセットされている
）、そのことはこのエージェントが究極的に併合用ペー
ジを親ページに対するこのノードのエージェントへ送給
することを意味する、（３）このエージェントに対して
併合用ページを送給するサブノードにおいて併合活性エ
ージェントが存在している（ｐｇａ　　ｍｅｒｇ　　５
ｕｂｎｏｄｅｓは零てはない）、（４）このノードにお
いて子供ページに対する幾つかの併合活性ヘッドエージ
ェントが存在しており、それは究極的に併合用ページを
このエージェントへ送給する（ｐｇａ　　ｃｈｉｐ　ｄ
　　ｍｅｒｇ　　ｐａｇｅは零てはない）、（５）ペー
ジ要求に応答して併合がこのノードにおいて進行中であ
る（ＰＧＡ　　ＤＥＭＡＮＤ　　ＭＥＲＧＩＮＧがセッ
トされている）、又は（６）スーパーノードにおけるエ
ージェントがこのノードから併合用ページを受取ること
を予定している（ＰＧＡ　　５ＥＮＤ　　ＭＰＡＧＥが
セットされている）。
エージェントがタスクアクティブ（ｔａｓｋａｃｔｉｖ
ｅ）でもなく又併合活性（ｍｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖｅ）
でもない場合には、記録が存在する必要性がなく、従っ
てそれは削除される。ページ名称記録に取付けられた最
後のページャ−エージェントが削除されると、ページ名
称記録も削除される。必要な場合には、ページャ−エー
ジェント記録が形成される場合に、ページ名称記録も形
成される。タスクページ又は併合用ページがプロセサ上
に存在する場合には、そこにはページャ−エージェント
記録も存在せねばならない。
ｅ、ページャ−経路 上述した如く、活性ページャ−エージェント記録は、多
様な方法で、ｒｐｇａ　　ｃｈｉｌｌｄ　　ｔａｓｋ　
　ｐａｇｅｄＳ　ｒｐｇａ　　　ｔａｓｋ　　　５ｕｂ
ｎｏｄｅｓＪ　、　「ｐｇａ　　　ｃｈｉｉｌ　　ｄ　
　ｍｅｒｇ　　ｐａｇｅＪ及び「ｐｇａ　　ｍｅｒｇ　
　５ｕｂｎｏｄｅｓＪフイールドと共に、一体内に接続
される。これらのフィールドは、集約的にページポイン
タ（ｐａｇｅ　　ｐｏｉｎｔｅｒ）として呼ばれる。タ
スクページポインタ及び併合用ページポインタが存在し
ている。これらのページポインタは、ページに対するヘ
ッドエージェントから該タスクページのほとんど全ての
コピーへの及び併合用ページに貢献する全てのヘッドエ
ージェントへのページ経路を形成する。
併合用ページ経路は、タスクがページを形成する場合に
構築され、且つ形成されたタスクページが親タスク用の
併合用ページへ変更される場合に除去される。ページが
併合される場合、ページャ−は、これらの経路に従うこ
とによって全ての併合用ページを得ることが可能であり
、且つ全ての併合用ページ経路を通過し且つただ一つの
併合用ページが存在している場合に併合が終了したこと
を判定する。
全ての通常のタスクページコピーはページ経路上にある
ので、全てのこの様なコピーに関して動作を実施するこ
とが可能である。これらの動作は、しばしば、最初にア
ーカイバルコピーをヘッドエージェントへ持って行き、
次いでヘッドエージェントからのトランザクションを全
てのタスクページ経路を介して送給することによって行
なわれる。
第一部分を容易とするために、ヘッドエージェントは特
別のページポインタｒｐｇａ−ＩＩｏｃａｔｉ　ｏｎＪ
を維持し、それはアー力イバルページコピーが現在位置
している箇所にプロセサのアドレスを有する（ｒＴａｓ
ｋ　　ｐａｇｅ　　ｍｏｔｉ。
ｎ」セクションを参照するとよい）。
しかしながら、全ての通常のタスクページが常にページ
経路上にある訳ではない。なぜならば、ヘッドエージェ
ントへのこれらの経路を構築するのに時間がかかるから
である。そのことは、タスクページ動作は単にページ経
路のブロードキャストではなく完全なブロードキャスト
を必要とすることを意味している。タスクページの全て
のコピーの削除は例外である。なぜならば、ページャ−
は、ページ経路がｆａｍ−レベルノードへ構築される場
合にｒｒｅ−ｄｅｆｌ　ｅｔｅＪ即ち再削除を行なうこ
とが可能だからである。
タスクページ経路は、又、必要とされるタスクページの
近傍のコピーを見出すために使用される。
ページサーチは、通常、タスク活性エージェントが見付
かるまで、ページツリーを上方へ進行する。
このエージェントは、しばしば、該サーチが従うことの
可能なページ経路を有しており、それは、通常、該ペー
ジのコピーとなる。従って、クラスタ内にページコピー
が存在する場合には、サーチはそのクラスタの外側に行
く必要はない。
併合用ページ経路の場合における如く、タスクページ経
路も、ページが形成する場合に、タスクによるか、又は
ページがラン（稼動）のスタートにおいてロードされる
時に形成される。ページャ−は、又、ページャ−サーチ
がリーフエージェントからスタートする時に、タスクペ
ージ経路を構築する。該経路は、タスク活性エージェン
トが見付かった時に完了し、且つ該ページが到着した後
は何も行なう必要はない。この方法は、他のページサー
チが従うべき経路を直ぐに提供する。
Ｄ、マーリング（併合） マージング即ち併合において関与する活動は四つある。
ページャ−は、ページが形成された場合にどのページが
マーリング（併合）に貢献するかを記録する。ページャ
−は、必要とされるページを構成するために何時マージ
ング即ち併合がなされねばならないかを認識する。ペー
ジャ−は、ページの実際の併合を行ない、且つ併合用エ
ージェント記録をクリーンアップする。ページャ−は、
又、必要とされない古いタスクページを削除する。
実際の併合を行なうために、三つのページが存在せねば
ならず、そのうちの二つは併合用ページであり、且つ他
の残りの一つの参照ページはタスクページか又は併合用
ページかの何れかとすることが可能である。第一併合用
ページは、参照用ページとビット毎に比較され、ビット
が異なる場合には、第一併合用ページ内のビットが第二
併合用ページ内にコピーされる。最後に、第一併合用ペ
ー・ジが破棄される。第二併合用ページは結果である。
併合用ページの一つを超えたバージョンが存在する限り
、これらのバージョンは部分的併合ページと呼ばれる。
これは、いまだに幾つかの子孫タスクページが存在する
か又はこれらのページを形成することが可能なタスクが
存在する場合もそうである。全てのバージョンが一つに
併合されると、それは完全併合ページと呼ばれる。従っ
て、最後の二つの併合用ページバージョンが併合される
場合にはタスクページが存在せねばならない。一つのペ
ージに対して併合が行なわれると、そのタスクページの
全てのコピーが削除され、且つ該併合用ページは後の化
身のタスクページ又は祖先タスクの併合用ページとなる
ことが可能である。
タスクページが存在しない場合には、該タスクのアドレ
ス空間のその部分は親タスクのアドレス空間と同一であ
る。親タスクのページ（即ち何らかの別の祖先のページ
）は、併合を完成するために使用される。この場合、完
全併合ページは何れかのタスクページを置換することは
ない。
第一タスクのページが併合される前に、一つのタスク及
び幾つかの祖先タスクが完成する場合に多世代併合が発
生する。この場合に、完全併合ページは、後の化身のタ
スクページへ変化することは必要ではないが、その代わ
りに、親タスクの併合用ページとなる。それが置換して
いたであろうタスクページは通常の如く削除される。
タスクページが存在しない世代を介して多世代併合が通
過する場合、別のショートカットが可能である。完全併
合ページは、前のように、親タスクの併合用ページとし
て変化させることが可能である。しかしながら、併合は
同一のタスクページに関して行なわれ、且つこの様な併
合は連合動作であるので、部分併合ページであっても親
タスク併合用ページへ変化させることが可能である。
１、併合用に使用されるページャ−エージェント記録フ
ィールド 以下のページャ−エージェント記録フィールド及びステ
ータスビットはマージング即ち併合のために使用される
。
ｒｐｇａ　　ｐａｇｅｎａｍｅＪは、該ページ用のペー
ジ名称記録へポイントし、それはタスクページ及び併合
用ページヘッダへポイントする（但し、これらのページ
がこのプロセサ上に存在する場合）。
「ｐｇａ　　ｃｈ　ｉｌ　ｄ　　ｍｅ　ｒｇ　　ｐａｇ
ｅ」は、このノードにおける子供併合用ページに対する
全てのエージェントのエージェントリストへポイントす
る。この様なエージェントの各々は、究極的に、ページ
をこのエージェントに対する併合用ページへ変化させる
。
ｒｐｇａ　　ｍｅｒｇ　　５ｕｂｎｏｄｅｓＪは、どの
サブノードが併合活性エージェントを有しているかを表
わす。この様なエージェントの各々は、究極的には、併
合用ページをこのエージェントへ送給する。
ｒＰＧＡ　　ＨＥＡＤＪは、これがヘッドエージェント
であることを表わす。このエージェントは、そのページ
に対する併合が完了した時を認識し且つ古いタスクペー
ジを破壊することが可能である。
ｒＰＧＡ　　ＮＥＷ　　ＨＥＡＤＪは、このエージェン
トが、併合用のそのタスクページを要求し次いでこのノ
ードを移動させた（フェイム動作期間中に）新たなヘッ
ドエージェントであることを表わす。
ｒＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　ＥＸ　Ｉ　５ＴＳＪは、該
タスクページが存在するか否かを表わす（そうでない場
合には、それは祖先タスクのページと均等である）。
ｒＰＧＡ　　ＲＥＮＡＭＩＮＧＪは、前の化身ニ対スる
ページがこのエージェントの化身に対して再度命名され
ていることを表わす。
ｒＰＧＡ　　ＨＥＡＤ　　ＥＸＰＥＣＴＪは、この（可
能性としては前者）ヘッドエージェントが併合用のその
タスクページを要求したことを表わす。
ｒＰＧＡ　　ＤＥＭＡＮＩｊＭＥＲＧＩＮＧＪは、この
エージェントのページに対して併合のデマンド（要求）
が進行中であることを表わす。
ｒＰＧＡ　　ＭＰＡＧＥ　　ＴＯＰＡＲＥＮＴ」は、こ
のヘッドエージェントがその完全併合ページを親タスク
に対する併合用ページへ変化させるべきであることを表
わす。ＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　ＥＸＩＳＴＳがセット
されていない場合には、部分併合ページもその様に変化
させることが可能である。
ｒＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　Ｔｏ　　ＰＡＲＥＮＴ」は
、このヘッドエージェントがそのタスクページを親タス
ク用の併合用ページへ変化させるべきであることを表わ
す。
ｒＰＧＡ　　５ＥＮＤ　　ＭＰＡＧＥＪは、スーパーノ
ードにおけるエージェントがこのエージェントからの併
合用ページを予定することを表わす。
該ヘッドエージェントは、全ての子供タスクが完了した
場合にページが完全に併合されたこと、ｒｐｇａ　　ｃ
ｈｉｆＩｄ　ｍｅｒｇ　　ｐａｇｅＪが零テアルコト、
ｒｐｇａ　　ｍｅｒｇ　　５ｕｂｎ。
ｄｅｓＪがゼロであること、及びこのプロセサ上に正確
に一つの併合用ページが存在することを知らせることが
可能である。該ヘッドエージェントがＰＧＡ　　ＮＥＷ
　　ＨＥＡＤ又はＰＧＡ　　ＨＥＡＤ　　ＥＸＰＥＣＴ
状態を有している場合には、併合が終了したものとは考
えられない。これらの場合の何れかにおいて、ヘッドエ
ージェントは併合用のタスクベージを要求している。併
合用の最後の活動は、ページツリーを除去することであ
り、未解決のページ要求が存在している場合には、それ
は該ページを決して見付は出さない場合がある。
従って、要求したページが到着するまで併合が終了する
ことはない。従って、「ｐｇａ　　ｃｈｉｆｌｄ　　ｍ
ｅｒｇ　　ｐａｇｅＪが零でない場合又はｒｐｇａ　　
ｍｅｒｇ　　５ｕｂｎｏｄｅｓＪがゼロでない場合には
、エージェントが併合用ページを予定する。
２、ページ形成 タスクが最初に格納命令を介してか又はその他の何らか
の手段によってページ内に書込みを行なうと、ページャ
−は、タスクページが存在することを記録し、且つそれ
が究極的には併合されて祖先タスクのページを形成する
ことを記録する。従って、タスクベージＰが形成される
場合に、全ての祖先併合用ページが暗示的に形成される
。
全ての経路が構築されるまで、ページャ−は、正確に祖
先ページを併合することは不可能であり、又該ページに
対するサーチを成功裡に納めることができない。これが
問題となることを防止するために、該ページを形成する
タスクが、該ページ経路が構築されるまで、完了し、移
動し、又はＰＡＲＤＯを行なうことを防止する。又、該
ページをビン化めする。該タスクが完了することができ
ないので、そのページに対して併合を行なう必要はない
。該タスク及びページは移動することができないので、
該ページに対する参照は「この」プロセサからやってこ
なければならず、且つ局所的ページサーチが該ページを
捜し出す。又、ＰＡＲＤＯは不可能であるので、どの子
供タスクも他の場所から該ページを参照することはでき
ない。
該経路が構築されると、アクルッジメント即ち認知が該
形成されたページに対するリーフエージェントへ送られ
る。従って、ページ形成はサイクルである。スタートし
たタスク記録は、ページ形成カウンタを有しており、該
カウンタは、各ページ形成に対してインクリメントされ
、且つ各アクルッジメント即ち認知に対してデクリメン
トされる。該タスクは、このカウンタがゼロである場合
には、ＰＡＲＤＯを行なうか、移動するか、又は完了す
ることが可能である。
ページ形成は、又、プログラムロード期間中に発生する
。各ロードしたページに対して、ドメイン管理コンポー
ネントがページャ−ルーチンを呼出して、主ページに対
するページツリーを構築する。この様な呼出しの全ては
、該主タスクが稼動をスタートする前に行なわれ、従っ
てタスク完了又はＰＡＲＤＯが速すぎることとなる危険
性はない。ページ形成は、該ページが初期的に格納され
たプロセサ上で開始する。これは、通常、スタートした
タスク記録を有するプロセサではなく、その代わりに、
ｒｉｎｉｔ　　ｄｅｔａＴＪ記録（ドメイン管理構成）
がページ形成をカウントする。
この値がゼロとなると、ページャ−はドメイン管理ルー
チンを呼出す。
ａ、Ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｃｒｅａｔｉｏｎ）ランザク
ジョン Ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｃｒｅａｔｉｏｎ　（ＮＰＣ）ト
ランザクションは、ページ形成用のページ経路を構築す
るために使用される。ＮＰＣは、ページのプロセサから
スタートして、該ページのフェイムレベルノードまでの
タスクページ経路を構築する。タスク活性エージェント
は、この経路に沿っての各ノードにおいて構築され、そ
の各々は下側のクラスタに対するサブノードポインタ（
Ｓｕｂｎｏｄｅ　　ｐｏｉｎｔｅｒ）を有している。
フェイムノードにおけるエージェントは、ヘッドエージ
ェントステータス（ｈｅａｄ　　ａｇｅｎｔｓｔａｔｕ
ｓ）が与えられ、且つ該ページ位置がそこに格納される
。
この点から、祖先ページ用の併合用経路が形成される。
該ページに対するページャ−エージェントが併合活性状
態とされ（いまだにその様にされていない場合）、且つ
Ｐ用のヘッドエージェントに対する子供併合用ページポ
インタが挿入される。
ＮＰＣはページツリーを上方に継続して、親ベージに対
する併合用ページ経路を構築する。該親ページのフェイ
ムノードエージェントもヘッドエージェントステータス
をとり、且つ祖父母ページに対する経路がそこから構築
される。経路構築は、併合活性ページャ−エージェント
が見付かるまで、又は主ページのヘッドエージェントが
構築されるまで継続して行なわれ、次いでアクルッジメ
ント即ち認知が送られる。
ヘッドでない併合活性エージェントにはＰＧＡＳＥＮＤ
　　ＭＰＡＧＥステータスが与えられて、スーパーノー
ドエージェントがそのエージェントからの併合用ページ
を予定することを表わす。
ＮＰＣ）ランザクジョンは、上方ページ経路トランザク
ションと共にシーケンス動作され、且つフェイム動作用
に休止させることが可能である。
（ｉ）ＮＰＣ構成 ｔｙｐｅｄｅｒｓｔｒｕｃｔ　ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｃ
ｒｅａｔｉｏｎＴｒｅｃ　ｔｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　
ｎｐｃＪｄｅｎ；ｂｌｔｓｌＢＴ　　　　　ｎｐｅ−ｆ
　ｌａｇｓ：＄ｄｅｆ’ｉｎｓ　ＮＰＣ−ＡＮＣＥＳＴ
ＯＲ０ＸＯＯＯＩ婁ｄｅｆｉｎｅ　ＮＰＣＰＡＧＥＬＯ
ＡＤ　０ＸＯＯＯ２ｎｏｄｅ　ｎａｗｅＴ　　　　ｎｐ
ｃ−ｇｅｎｅｒａｔｏｒ；ｌ　ｎｏｔｅ−ｐａｇｔ−ｃ
ｒｅａｔｌｏｎＴ；尚、 「ｎｐｃ　　ｉ　ｄｅｎＪは、このページ形成用のサイ
クル識別子である。
ｒＮＰＣＡＮＣＥＳＴＯＲＪは、タスクページ経路又は
祖先ページの併合用ページ経路が構築中であることを表
わす。
ｒＮＰｃ　　ＰＡＧＥＬＯＡＤＪは、このページ形成が
ロードしたページ用のものであることを表わす。
［ｎｐｃ　　ｇｅｎｅｒａｔｏｒＪは、このペジ形成サ
イクルをスタートさせたリーフエージェントのノード名
称である。
ＮＰＣ）ランザクジョンは、又、ページ名称部分を有し
ており、それはトランザクションヘッダのタスク及びノ
ード名称フィールド内に設けられている。
（ｉｔ）ＮＰＣ処理 Ｔｏ　ｃｒｅａｔｅ　ａ　ｐａｇｅ　（ｔａｓｋ　Ｔ、
　ｐａｇｅ　Ｐ）：ｒｅｓｏｖｅ　ｔｈｅ　ａｎｃｅｓ
ｔｏｒ　ｐａｇｅ　ｆｒｏｍ　ｔｈｅ　ｔａｓｋｓ　Ｍ
ＭＵ　（ｉｆ　ｐｒｅｓｅｎｔ）ｉｎｃｒｅｓｅｎｔ　
ｐｇｅ　ｃｒｅａｔｉｏｎｓ　Ｉ’ｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔ
ｂｕｉｌｄ　１ｅａｆ　ｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏ
ｒ　ｐａｇｅ　Ｐｂｕｔ　Ｉｄ　ｃｙｃｌｅ　ｒｅｃｏ
ｒｄｐｉｎ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ ｂｕｉｌｄ　ＮＰＣｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ：ｎｐｃｊ
ｄｅｎ　　：”　ｔｈｅ　ｔｅａｒ　ｎｏｄｅ″ｓ　ｎ
ｕｅｎｐｃＪＩａｇｓ　ニー　０ ｎｐｃＪｅｎｅｒａｔｏｒ　ニー　ｔｈｅ　１ｅａｒｎ
ｏｄｅ　ｓ　ｎａｌＩｅｔｒｓ　１ｎｃ−ｈｔｈｅ　ｐ
ａｇｅ　ｓ　１ｎｃａｒｎａｔｉｏｎ　ｒｅｃｏｒｄｔ
ｒＩｓｅｎｄｅｒ　ニー　ｔｈｅ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅ
　ｓ　ｎａｍｅｔｒＩｒｅｃｅｉｖｅｒ　ニー　ｔｈｅ
　１ｅａｆ　ｎｏｄｅ　ｓ　ｎｕｅｐｒｏｃｅｓｓ　Ｎ
ＰＣａｔ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅＴｏ　１ｏａｄ　ａ　ｐ
ａｇｅ　（ｐａｇｅ　Ｐ）：１ｎｃｒｅ＋ｗｅｎｔ　ｐ
ａｇｅ　ｃｒｅａｔｉｏｎｓ　ｉｎ　’１ｎｉｌ−ｄａ
ｔａＴ−ｒｅｃｏｒｄｂｕｉｌｄ　１ｅａｆ　ｇｅｎｔ
　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ　ｐａｇｅ　Ｐｂｕｌｌｄ　ｃ
ｙｃｌｅ　ｒｅｃｏｒｄｐｌｎ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐ
ａｇｅ ｂｕｉｌｄ　ＮＰＣｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ：ｎｐｃＪ
ｄｅｎ　ニー　ｔｈｅ　ｃｙｃｌｅ　ｎｕｍｂｅｒｎｐ
ｃ−ｆｌａｇｓ　ニー　ＮＰＣ−ＰＡＧＥＬＯＡＤｎｐ
ｃＪｎｅｒａｔｏｒ　：”　ｔｈｅ　１ｅａｆ　ｎｏｄ
ｅ’ｓ　ｎａｌｌｌｅｔｒＩＩｎｃ　−＋　ｔｈｅ　ｐ
ａｇｅ’ｓ　１ｎｃａｒｎａｔｉｏｎ　ｒｅｃｏｒｄｔ
ｒｘ　５ｅｎｄｅｒ　ニー　ｔｈｅ　Ｉａａｆ　ｎｏｄ
ｅ　ｓ　ｎａｆｆｌｅｔｒｔ　　ｒｅｃｅｉｖｅｒ　ニ
ー　ｔｈｅ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅ’ｓ　ｎｕｅｐｒｏｃ
ｅｓｓ　ＮＰＣａｔ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅＰｒｏｃｅｓ
ｓ　ＮＰＣ（ｐａｇｅ　Ｐ、　ｎｏｄｅ　Ｎ）　：ｎｏ
ｔｅ　ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　Ｉｓｎ’ｔ　ｄｏｎｅｂ
ｕｉｌｄ　（ｏｒ　ｒｌｎｄ）　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎ
ｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ａｔ　ｎｏｄｅ　Ｎ　（ａｇｅｎｔ
　Ａ）　１ｆ’ｎｏｔ　ａｔ　１ｅｖｅｌ　ｚｅｒ。
ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ＰＧＡ−３ＥＮＤ−Ｍ
ＰＡＧＥ　ｏｆ　ＰＧＡ−ＨＥＡＤ　５ｔａｔｅｓｎｏ
ｔｅ　ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　ｉｓ　ｄｏｎｅｅｎｄ　
ｉ　ｆ ｉｆ　ｂｕｊ　Ｉｄｉｎｇ　ａｎｃｅｓｔｏｒ　ｐａｇ
ｅ　Ｓ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｔｈｉｎｓｅｒｔ　５ｕ
ｂｎｏｄｅ　ｍｅｒｇｉｇ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ
　ｔｏ　ＮＰＣ５ｅｎｄｅｒ１ｓｅ ｉｎｓｅｒｔ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　
ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　ＮＰＣ５ｅｎｄｅｒｅｎｄｉｆ
’ ｎｄｉｆ ｗｈｊ　ｌｅ　ａｔ　ｒｕｅ　１ｅｖｅｌ　ｏｆＰ　ａ
ｎｄ　ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　Ｉｓｎ’ｔ　ｄｏｎｅｓ
ｅｔ　ＰＧＡ　ＨＥＡＤ　５ｔａｔｕｓ　ｒｏｒ　ａｇ
ｅｎｔ　Ａｉｒｂｕｉ　ｌｄｉｎｇ　ｔａｓｋ　ｐａｇ
ｅ　ｐａｔｈｓｔｏｒｅ　ｐａｇｅ　１ｏｃａｔｉｏｎ
　ｉｎ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｓｅｔ　ｔｈｅ　ｐ
ａｇｅ　ｍｏｔｉｏｎｓ　ｔｏ　ｚｅｒ。
ｓｅｔ　ｔｈｅ　ＰＧＡ−ＴＰＡＧＥ−ＥＸＩＳＴＳ　
５ｔａｔｕｓ　ｂｉｔｅｎｄ　ｉ　ｒ ｉｆ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｉｓ　ｐｒｉｍａｌｎｏｔｅ　ｐ
ｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　ｉｓ　ｄｏｎｅ１ｓｅ ｂｕｊ　Ｉｄ　（ｏｒ　ｆｉｎｄ）　ｎｏｄｅ　Ｎ　ａ
ｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｒｏｒ　Ｐ／　（ａｇｅｎｔ
　Ｂ）ｉｆ　ａｇｅｎｔＢ　ｉｓ　ｌｌｅｒｇｅ−ａｃ
ｔｉｖｅｉｎｓｅｒｔ　ｃｈｉ　ｌｄ　ｍｅｒｇｉｎｇ
　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　ａｇｅｎｔ＾ｎｏ
ｔｅ　ｐｒｏｃｅｓｓｔｎｇ　ｔｓ　ｄｏｎｅ１ｓｅ ｉｎｓｅｒｔ　ｃｈｉ　ｌｄ　ｓ＋ｅｒｇｉｎｇ　ｐａ
ｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　ａｇｅｎｔ　Ａｓｅｔ　
ＮＰＣ−ＡＮＣ：ＰＳｒｏＲｂｉｔ　ｉｎ　ＮＰＣｓｅ
ｔ　ＮＰＣｐａｇｅ　ｎｕｅ　ｔｏ　Ｐ／ｇｅｎｔ　Ａ
　：”　ｇｅｎｔ　Ｂ ｅｎｄ　１　ｆ’ ｎｄｉｆ ｅｎｄｗｈｉｌｅ ｉｒｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　ｉｓ　ｄｏｎｅ−５ｅｎｄ
　ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｍｅｎｔ　ｔｏ　ｎｐｃＪｅｎ
ｅｒａｔｏｒｂｕｉｌｄ　ＡＰＣｔｒａｎｓａｃｔｊｏ
ｎｓｅｎｄ　ｔｏ　ｎｐｃ−ｇｅｎｅｒａｔｏｒｄｉｓ
ｃａｒｄ　ＮＰＣｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ１ｓｅ ｉｆ’　ＮＰＣＡＮＣＥＳＴＯＲｂｊｔ　ｉｓ　５ｅｔ
ｓｅｔ　ＰＧＡ　ＳＥ？ＪＤ　ＭＰＡＧＥ　５ｔａｔｕ
ｓ　ｉｎ　ａｉｃｅｎｔ＾ｎｄ　１ｆ ｓｅｎｄ　ＮＰＣｔｏ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｅｎｄ　ｉ
　ｒ ページが形成中にフェイム動作が発生すると、ＮＰＣに
よって形成されたエージェントの幾つかが移動し、且つ
経路が調節される場合がある。ＮＰＣ）ランザクジョン
は、又、フェイム動作期間中に、併合用ページ経路を調
節するために使用される。ＮＰＣＭＥＲＧＰＡＧＥビッ
トは、これらのフェイム動作によってのみ使用される。
ｂ、Ａｃｋｎｏｗｊ７　ｅｄｇｅ−ｐａｇｅ−ｃ　ｒｅ
ａｔｉｏｎ）ランザクジョン Ａｃｋｎｏｗｊ７　ｅｄｇｅ−ｐａｇｅ−ｃ　ｒｅａｔ
　ｉｏｎ　（ＡＰＣ）ｈランザクジョンは、ページ形成
の完了に関する信号を発生する。ＮＰＣ処理が終了する
と、ＡＰＣ）ランザクジョンが構築され且つＮＰＣ発生
器へ送られる。そこで、該ページがピン止めから外され
、且つ該タスクのページ形成カウントがデクリメントさ
れる。該カウンタがゼロであると、該タスクは、ＰＡＲ
ＤＯを行なうか、移動するか、又完了することが許容さ
れる。
（ｉ）ＡＰＣ構成 ｔｙｐｅｄｅｆ’　５ｔｒｕｃｔ　ａｃｋ−ｐａｇｅ−
ｃｒｅａｔｉｏｎＴｒｅｃ　（ｃａｒｄ４Ｔ　ａｐｅ−
ｎｐｃ−ｉｄｅｎ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　ａｐｅＪＩａｇｓ
； ＄ｄｅｆｌｎｅ　ＡＰＣ−ＰＡＧＥＬＯＡＤ　０ＸＯＯ
ＯＩｌ　　ａｃｊｐａｇｅ−ｃｒｅａｔｌｏｎＴ；尚、 ｒａｐｃ　　ｎｐｃ　　１ｄｅｎＪは、このページ形成
サイクルに対する識別子である。
ｒＡＰＣＰＡＧＥＬＯＡＤＪは、このページ形成がロー
ドしたページに対するものであることを表わす。
（ｉｆ）ＡＰＣ処理 ＰｒｏｃｅｓｓＡＰＣ： ｆｊｎｄ　ｔｈｅ　ｃｙｃｌｅ　ｒｅｃｏｒｄｕｎｐｉ
ｎ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ ｉｒｔｈｉｓ　ｉｓ　ａ　ｐａｇｅ　ｌｏａｄｄｅｃｒ
ｅｍｅｎｔ　ｐｇｅ　ｃｒｅａｔｉｏｎ　ｃｏｕｎｔ　
ｉｎ　”１ｎｊｔ−ｄａｔａＴ”　ｒｅｃｏｒｄｉｆｔ
ｈｅ　ｐａｇｅ　ｃｒｅａｔｉｏｎ　ｃｏｕｎｔ　ｉｓ
　ｚｅｒ。
ｃａｌ　ｌ　ｄｏｇ＋ａ！ｎ　ｍａｎａｇｅｓ＋ｅｎｔ
　ｒｏｕｔｊｎｅｎｄｉｆ １ｓｅ ｄｅｃｒｅｓｅｎｔ　ｐａｇｅ　ｃｒｅａｔｉｏｎ　ｃ
ｏｕｎｔ　ｉｎ　５ｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋｔｒ　ｔｈ
ｅ　ｐａｇｅ　ｃｒｅａｔｉｏｎ　ｃｏｕｎｔ　ｉｓ　
Ｚｅｒ。
ａｌｌｏｗ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｔｏ　ｆｉｎｉｓｈ、
　ｏｒａｔ　ｌｏｗ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｔｏ　ｄｏ　
ａ　ｅｕｒｅｋａ　ｊｕｓ＋ｐ、　ｏｒａｌ　ｌｏｗ　
ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｔｏ　ｄｏ　ａ　ＰＡＲＩＸ）、　
ｏｒａｌ　ｌｏｗ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｔｏ　ｍｏｖｅ
ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｃｙｃｌｅ　ｒｅｃｏｒｄｃＨ
ｓｃａｒｄ　ｔｈｅ　ＡＰＣ廿ａｎｓａｃｔ　１ｏｎ３
、併合のスタート ｅｃｏｒｄ マージング即ち併合がｐｅｒｍｊｔ−ｍｅｒｇｉｎｇ　
（併合許可）及びｄｅｍａｎｄ−ｍｅｒｇｉｎｇ（併合
要求）を開始することが可能な場合に二つの場合がある
。最初に、ページのタスクが完了し且つ全ての子孫ペー
ジに対する併合が行なわれると、該タスクページは併合
用ページへ変化させることが可能である。該ｐｅｒｍｉ
ｔ−ｍｅｒｇｉｎｇトランザクションは、バックグラウ
ンド併合をスタートするために使用される。第二に、タ
スクが実行を再開し且つ幾つかの子供タスクが修正した
ページを参照する場合、そのページが併合されねばなら
ない。該ｄｅｍａｎｄ−ｍｅｒｇｉｎｇをスタートする
ために、ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ　（併合強制）動
作が使用される。
ａ、Ｐｅｒｍｉｔ−ｍｅｒｇｉｎｇトランザクション Ｐｅｒｍｉｔ−ｍｅｒｇｉｎｇ　（ＰＥＭ））ランザク
ジョン、即ち併合許可トランザクションは、タスクの完
了を示す信号を発するために使用される。タスクが完了
すると、ＰＥＭは、タスクのフェイム領域を介してブロ
ードキャスト、即ち同報通信され、ＰＥＭが該タスクの
ページ用の全てのヘッドエージェントに到達することを
確保する。
このブロードキャストのために使用される管理ツリーは
任意的なものである。従って、各ＰＥＭブロードキャス
トに対してランダムなツリ一番号が選択される。これは
、カーネル作業を分散することを助ける。ＰＥＭ）ラン
ザクジョンがリーフノードに到達すると、ページャ−は
そのノードのプロセサ上のタスクのページに対する全て
のヘッドエージェントを捜し出し、且つ併合はこの様な
各エージェントにおいてスタートされる。
（ｉ）ＰＥＭ構成 ＰＥＭ）ランザクジョンは、該トランザクションヘッダ
内に含まれているタスク名称部分のみを有している。
（Ｉｔ）ＰＥＭ処理 Ｏｎ　ｔａｓｋ　ｃｏｍｐｌｅｔｉｏｎ：ｂｕｉｌｄ　
ＰＥＮ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｐｉｃｋ　ｒａｎｄｏ
ｓ　ｍａｎａｇｅ＠ｅｎｔ　ｔｒｅｅ　＋ｕ＋ｓ＋ｂｅ
ｒｆ’ｉｌｌ　ｉｎ　５ｅｎｄｅｒ　ｆｉｅｌｄ　ｏｒ
　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ：ｇｎＪｇｅｎｕａ：　ｒａ
ｎｄｏｍ　ｔｒｅｅ　ｒ＋ｕｓｂｅｒａｇｎ−ｔｙｐｅ
：　ｐａｇｅｒ ａｇｎ−１ｅｖｅ！　：　Ｏ ａｇｎ−ｃｌｕｓｔｅｒ：　ｔｈｉｓ　ｐｒｏｃｅｓｓ
ｏｒｓｅｎｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ｆａｙ
ａｅ　１ｅｖｅｌ　ｏｆ　ｔａｓｋＰｒｏｅｅｓｓＰＥ
Ｍ（ｔａｓｋ　Ｔ、　ｎｏｄｅ　Ｎ）：ｉｆ’　Ｎ　ｉ
ｓ　ｎｏｔ　ａ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅｓｅｎｄ　ｔｒａ
ｎｓａｃｔｌｏｎ　ｔｏ　５ｕｂｎｏｄｅｓ１ｓｅ ｂｕｔ　Ｉｄ　１ｉｓｔ　ｏｆ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ
ｓ　ｏｎ　ｔｈｉｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　ｆｏｒ　ｔ
ａｓｋ　Ｔ’ｓａｇｅｓ ｄｉｓｃａｒｄ　ＰＥＭ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｆｏ
ｒ　ｅａｃｈ　５ｕｃｈ　ａｇｅｎｔ　Ａｉｒｔｈｅｒ
ｅ　ａｒｅ　ｌｌｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅｓｉｆ’　Ａ
　ｓ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｉｓ　ｆｉｎｉｓｈｅｄｃｈａ
ｎｇｅ　　ｔｈｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　　ｐａｇｅ　　ｔ
ｏ　　ａ　　ｐａｒｅｎｔｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｔｒｅｅ　ｒｏｒ　
Ａ　ｓ　ｐａｇｅｓ１ｓｅ ｓｅｔ　ｔｈｅ　ＰＧＡ−ＭＰＡＧＥ−ＴＯ−ＰＡＲＥ
ＮＴ　５ｔａｔｕｓ　ｂｉｔ（ｃｈａｎｇｅ　ｍｅｒｇ
ｉｎｇｐａｇｅ　ｔｏ　ｐａｒｅｎｔ　ｍｅｒｇｉｎｇ
ｐａｇｅ） ｅｎｄｉｆ’ ｅｌｓｅ　ｉｆ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｈａｓ　ｒｅｑ
ｕｅｓｔｅｄ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ−ｔｈｅ　
ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ａｌｒｅａｄｙ　ｍｅｒｇｔｎｇ；
　ｄｏ　ｎｏｔｈｉｎｇｅｌｓｅ　Ｉｆ　ｔｈｅ　ｔａ
ｓｋ　ｐａｇｅ　Ｉｓ　ｏｎ　ｔｈｉｓ　ｐｒｏｃｅｓ
ｓｏｒｃｈａｎｇｅ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｔ
ｏ　ａ　ｐａｒｅｎｔ　ｌｅｒｇｉｌｌｇ　ｐａｇｅｄ
ｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｔｒｅｅ　ｆｏｒ　Ａ
　Ｓ　９ｄｇｅ１ｓｅ −ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｅｘｉｓｔｓ、　ｂｕ
ｔ　ｉｓ　ｎｏｔ　ｈｅｒｅｒｅｑｕｅｓｔ　ｔｈｅ　
ｔａｓｋ　ｐａｇｅｓｅｔ　ｔｈｅ　ＰＧＡ　ＴＰＡＧ
Ｅ　Ｔｏ　ＰＡＲＥＮＴ　５ｔａｔｕｓ　ｂｉｔ（ｃｈ
ａｎｇｅ　ｔａｓｋ　ｐａｚｅ　ｔｏ　ｐａｒｅｎｔ　
ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ）ｅｎｄ　Ｉ　ｆ ｎｄｆｏｒ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｂ、Ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ動作 要求されたページが併合されねばならないことをページ
ャ−が見出すと、ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ（強制併
合）動作がそのページのヘッドエージェントからスター
トされる。これは以下の四つのステップを包含してイル
。
（１）ページャ−がｒｅｑｕｅｓｔ−ｍｅｒｇｉ　ｎ　
ｇ　（ＲＱＭ）　トランザクション、即ち併合要求トラ
ンザクションを、各併合活性サブノード（ｐｇａ　　ｍ
ｅｒｇ　　５ｕｂｎｏｄｅｓ）へ送給する。
（２）ページャ−が、各子供併合用ページのエージェン
ト上で再帰的に併合強制動作を行なう（ｐｇａ　　ｃｈ
ｉ、９ｄ　　ｍｅｒｇｅ　　ｐａｇｅ）。
（３）ページャ−が、全ての現在の併合用ページバージ
ョンを併合する。
（４）最後に、タスクページコピーが存在しない場合に
は、ページャ−は、併合を終了するためにそれが必要で
あるか否かを決定し、且つ必要である場合には、それを
要求する。
強制併合が最初に実施される場合、ｒｐｇａｓｔａｔｕ
ｓＪのｒＰＧＡ　　ＤＥＭＡＮＤ　ＭＥＲＧ　Ｉ　ＮＧ
Ｊ　ビットがセットされる。これは、爾後の発動を防止
する。
上述した再帰は、スタック上にフイ・ソトするのには深
すぎる場合があり、従って「ＳｔａＣｋｆｒａｍｅｓ（
スタックフレーム）」は、ヒープ（山積み）割当て型記
録内に配置させる。二つのスタック（ｓｔａｃｋ）が使
用される。最初のスタックは、強制併合が行なわれるエ
ージェント記録に対してのポインタを格納する。これら
は、二つのステップでこのスタック上に押込まれる。強
制併合がエージェント記録を処理することを終了すると
、それは２番目のスタック上へ押込まれる。
これは、ステップ３及び４に対して、逆の順番でエージ
ェント記録を処理することを可能とする。
（ｉ）Ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ　（強制併合）Ｆｏ
ｒｃｅ−ｍｅｒｇｌｎｇ　（ａｇｅｎｔ　Ａ）：ｉｆ　
　ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｌｎｇ　ｈａｓ　ａｌｒｅａｄ
ｙ　ｂｅｅｎ　ｐｅｒ「ｏｒＩＩｌｅｄ　　ｆｏｒ　ａ
ｇｅｎｔ　　Ａ　　ａｎｄｔｉｌｅ　ａｇｅｎｔ　ｅｘ
ｐｅｃｔｓ　ｐｏｓｔ−ｔｍａｇｅｓｒｅｔｕｒｎ、　
１ｎｄｉｃａｔ１ｎｇ　ｍｅｒｇｌｎｇ　ｈａｓ　ｎｏ
ｔ　ｃｏｍｐｌｅｔｅｄ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ａｕｉ
　ｔ ｎｄｉｆ Ｉｎｉｔｉａｌｉｚｅ　ｒｅｃｕｒｓｉｏｎ　５ｔａｓ
ｋｓｐｕｓｈ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｏｎｔｏ　５ｔａｃｋ
　ｏｎｅｗｈｉｌｅ　５ｔａｃｋ　ｏｎｅ　ｉｓｎ　ｔ
　ｅｍｐｔｙｐｏｐ　５ｔａｃｋ　ｏｎｅ　　→ａｇｅ
ｎｔ　Ｂｓｅｔ　ＰＧＡ　ＤＥＭＡＮＤ　ＭＥＲＧＩＮ
Ｇ　５ｔａｔｕｓ　ｆｏｒ　Ｂｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ａｒ
ｅ　ｍｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖｅ　ａｇｅｎｔｓ　ａｔ　
５ｕｂｎｏｄｅｓｓｅｎｄ　ｒｅｑｕｅｓｔ−ｍｅｒｇ
ｅ　ｔｒａｎｓａｃｔ、Ｉｏｎｓ　ｔｏ　ｔｈｅｓｅ　
５ｕｂｎｏｄｅｓｎｄＩｆ ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ｃｈｉ　ｌｄ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐ
ａｇｅ　Ｓ　ａｇｅｎｔ　Ｃ１ｆ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ
　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅｓ　ｒｏｒ　Ｃ５ｅｔ　ｌ
”ＧＡ−ＭＰＡＧＥ−Ｔｏ−ＰＡＲＥＮＴ　５ｔａｔｕ
ｓ　ｒｏｒ　Ｃｐｕｓｈ　Ｃｏｎｔｏ　５ｔａｃｋ　ｏ
ｎｅｅｌｓｅ　ｉｆ　Ｃｈａｓ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ　
ａ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ、　ｏｆ’　ｉｓ　ａ　”ｎｅ
ｗ　ｈｅａｄ−ａｇｅｎｔｓｅｔ　ＰＧＡ−ＤＥＨＡＮ
ＤＪＲＧＩＮＧ　５ｔａｔｕｓ　ｆｏｒ　Ｃｅｌｓｅ　
ｉｆ　Ｃｓ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎ
ｔｃｈａｎｇｅ　　ｔｈｅ　　ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　
　ｔｏ　ａ　　ｐａｒｅｎｔ　　ｔａｓｋ’ｓ　　ｍｅ
ｒｇｉｒｙ、ｐａｇｅｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ
　ｔｒｅｅ　ＣＳ　ｐａｇｅｓ１ｓｅ ｓｅｔ　　ＰＧＡ−ＤＥＭＡＮＤ−）ｔＪ？’ＧＩＮＧ
　　ａｎｄ　　ＰＧＡ−ＲＥＮＡＭＥ−ＰＲＥ　　５ｔ
ａｔｅｓ　　ｆｏｒ　　Ｃｒｅｑｕｅｓｔ　ｔｈｅ　ｔ
ａｓｋ　Ｉ）ａｇｅ　ｆｏｒ　ｍｅｒｇｊｎｇｅｎｄ　
］　ｔ ｒｎｄｆｏｒ ｐｕｓｈ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　ｏｎｔｏ　５ｔａｃｋ　ｔ
ｗ。
ｅｎｄｖｈｉ　１ｅ ａｓｓｕｓ＋ｅ　ｓｅｒｇｉｎｇ　ｗｉｌｌ　ｆｉｎｉ
ｓｈ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　ＡｗｈＮｅ　５ｔａｃｋ　
ｔｗｏ　ｉｎｓ　ｔ　ｅｍｐｔｙｐｏｐ　５ｔａｃｋ　
ｔｗｏ　→ａｇｅｎｔ　Ｄｍｅｒｇｅ　ａｌ　Ｉ　ｐｏ
ｓｓｉｂｌｅ　ｍｅｒｇ］ｎｇ　ｐａｇｅ　ｖｅｒｓｉ
ｏｎｓ　ｔｏｇｅｔｈｅｒ＋ｒ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　
ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅＳ　ａｔ　５ｕｂｎｏｄｅｓ
ｎｏｔｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｗｉｌｌ　ｎｏｔ　ｆｉｎ
ｉｓｈ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ＾Ｉｒｔｈｅ　ｔａｓｋ　
ｐａｇｅ　ｉｓ　ｎｅｅｄｅｄ　ｔｏ　ｆｉｎｉｓｈ　
ｍｅｒｇｉｎｇｒｅｑｕｅｓｔ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐ
ａｇｅ　ｆｏｒ　ｓ＋ｅｒｇｌｎｇｎｄｊｒ ５ｅ ｉｆ　ｔｈｅ　ＰＧＡ−ＭＰ＾ＧＥ−Ｔｏ−ＰＡＲＥＮ
Ｔ　５ｔａｔｕｓ　ｊｓ　５ｅｔｉｆ　　ｔｈｅｒｅ　
　ｉｓ　　ｅｘａｃｔｌｙ　ｏｎｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　
　ｐａｇｅ、ｏｒ　　ｉｒ　ｔｈｅｔａＳｋ　ｐａｇｅ
　ｄｏｅｓ　ｎｏｔ　ｅＸｉｓｔｃｈａｎｇｅ　ｔｈｅ
　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｖｅｒｓｉｏｎｓ　ｔｏ
　ｍｅｒｇｉｎｇｐａｇｅｓ　ｆ’ｏｒ　ｔｈｅ　ｐａ
ｒｅｎｔ　ｔａｓｋｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　
ｔｒｅｅ　ｆｏｒ　Ｄ　ｓ　ｐａｇｅｓ１ｓｅ ｎｏｔｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　　ｗｉｌｌ　　ｎｏｔ　　
ｆｉｎｉｓｈ　　ｆｏｒ　　ａｇｅｎｔ　　Ａｉｆ　ｔ
ｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｊｓ　ｎｅｅｄｅｄ　ｔｏ
　ｒｌｎｉｓｈ　ｍｅｒｇｉｎｇｒｅｑｕｅｓｔ　　ｔ
ｈｅ　　ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　　ｆｏｒ　　ｍｅｒｇ
ｉｎｇｎｄｊｆ ｎｄｉｆ １ｓｅ ｉｆ’　ａｇｅｎｔ　Ｄ　ｉｓ　ａ　ｈｅａｄ　ａｇｅ
ｎｔｉＴ　ｔｈｅｒｅ　ｉｓ　ｔｎｏｒｅ　ｔｈａｎ　
ｏｎｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｖｅｒｓｉｏｎｎ
ｏｔｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｗｉｌｌ　ｎｏｔ　ｆｉｎｉ
ｓｈ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ａｉｆ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ
　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｎｅｅｄｅｃｌ　ｔｏ　ｆｉｎｉｓ
ｈ　ｍｅｒｓｊｎｇｒｅｑｕｅｓｔ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ
　ｐａｇｅ　ｆｏｒ　ｍｅｒｇｉｎｇｎｄ　ｊｆ ｅｌｓｅ　Ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ｄ　ｈａｓ　ｒｅｑｕｅ
ｓｔｅｃｌ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅｎｏｔｅ　ｍ
ｅｒｇｉｎｇ　ｗｉｌｌ　ｎｏｔ　ｒｉｎｉｓｈ　ｆｏ
ｒ　ａｇｅｎｔ　Ａｎｄｉｆ ｅｌｓｅ　ｔｒ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ
　ｐａｇｅｓ　ａｔ　５ｕｂｎｏｄｅｓｎｏｔｅ　ｍｅ
ｒｇｉｎｇ　ｗｉｌｌ　ｎｏｔ　ｆｉｎｉｓｈ　ｆｏｒ
　ａｇｅｎｔ　Ａ１ｓｅ ｓｅｎｄ　ｔｈｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｖｅｒ
ｓｉｏｎｓ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｌａｋ
ｅ　ａｇｅｎｔ　Ｄ　ｎｏｔ　ｌｅｒｇｅ−ａｅｔｉＶ
ｅｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｎｄｉｆ ｅｎｄｗｈ　ｉ　Ｉ　ｅ ｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｗｈｅｔｈｅ
ｒ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｈａｓ　ｆｌｎｉｓｈｅｃｌ　ｆ
ｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ａ（ｉｉ）ＲＱＭ構成 ＲＱＭトランザクションは、該トランザクションヘッダ
のタスク及びノード名称フィールド内に設けられている
ページ名称部分のみを有している。
（ｉｉｉ）ＲＱＭ処理 ＰｒｏｃｅｓｓＲＱＭ（ｐａｇｅ　Ｐ、　ｎｏｄｅ　Ｎ
）　：ｉｆ　Ｐ’ｓ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ａｔ　
ｎｏｄｅ　Ｎ　ｉｓ　ｍｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖｅｉｆ　
ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　Ｉｌｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖｅ　ａ
ｇｅｎｔｓ　ｉｔ　５ｕｂｎｏｄｅｓ、　ｏｒ　ｔｈｅ
ｒｅ　ａｒｅｃｈｉｌｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　Ｔ）ａｇｅ
　ａｇｅｎｔｓ　ａｔ　ｔｈｉｓ　ｎｏｄｅｄｏ　ｒｏ
ｒｅｆｌｅｒｇｉｎｇ　ｆｏｒ　ｔｈｉｓ　ａｇｅｎｔ
ｓ１ｓｅ ｄｏ　ｐｅｒｆｏｒ＋ｉ−ｓｅｒｇｉｌ−５ｅｒ　ｔｈ
ｉｓ　ａｇｅｎｔｅｎｄ　ｉ　ｒ （ｉｖ）Ｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ／Ｆａｍｅ相互作
用 フェイム（ｆ　ａｍｅ）増加が進行中である場合、ヘッ
Ｆページａｒ　−（ｈｅａｄ　　ｐａｇｅｒ）エージェ
ントはノードからより高（１ノードへ移動されることが
可能である。ＲＱＭ）ランザクションカ（より低いノー
ドへ向かって送られて併合要求を行なう場合、それは該
へ・ソドエージェントをミスする。これを解決するため
に、該へ・ソドエージェントがより高いノードに到達す
る場合１こ、ページャ−は、そのノードにおける親ペー
ジのエージェントが併合要求であるか否かをチエ・ツク
し、且つそうである場合には、そのヘッドエージェント
に対してｆｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ　（強制併合）を
発動する。
４、併合の継続 マージング即ち併合の期間中、ページが一体的に併合さ
れ且つノード（ｎ　ｏ　ｄ　ｅ）からスーパーノード（
ｓ　ｕｐｅ　ｒｎｏｄｅ）　へ移動され、且つ併合用ペ
ージ経路が削除される。Ｐｅｒｆｏｒｍｍｅｒｇｉｎｇ
　（併合実施）動作がマーリング（併合）を行ない且つ
該経路をクリーンアップし、一方ｍｅｒｇｅ−ｐａｇｅ
　　（ＭＰＩ）　　トランザクション、即ちページ併合
トランザクションが該ページを移動させる。
ａ、Ｐｅｒｆｏｒｍ−ｍｅｒｇｉｎｇ動作ページャ−が
、ノードにおいて実施すべき併合作業が存在することを
見付は出すと、ｐｅｒｆ。
ｒｍ−ｍｅｒｇｉｎｇ　（以下の条件か満たされる場合
に）このことが発生する。
（１）併合がスタートした時、 （２）親タスクの併合用ページへ変化されるために要求
したタスクページが到達した時、（３）併合用の参照ペ
ージとして使用されるために要求したタスクページがヘ
ッドエージェントに到達した時、 （４）他のページと併合されるために併合用ページが到
達した時、及び （５）ページフレームマネジャ（ｐａｇｅ　　ｆｒａｍ
ｅ　　ｍａｎａｇｅｒ）が自由空間への併合を行なう時
。
Ｐｅｒｆｏｒｍ−ｍｅｒｇｉｎｇ動作は五つの結果と関
与する。
（１）ページャ−がページを併合する場合がある。
（２）ページャ−がタスクページを親タスクの併合用ペ
ージへ変化させ且つその親タスクのペジに対してｐｅｒ
ｆｏｒｍ−ｍｅｒｇｉｎｇ　（併合実施）を発動する場
合かある。
（３）ページャ−が、該エージェントが併合を終了し且
つヘッドノードでない場合に、スーパーノードへ併合用
ページを送給する場合がある（ＭＰＩトランザクション
）。
（４）該エージェントがヘッドエージェントであり且つ
併合を終了した場合、又は該エージェントがヘッドエー
ジェントであり且つタスクページが存在しない場合に、
ページャ−が併合用ページを親タスクの併合用ページへ
変化させ且つ該親タスクのページに対してｐｅ　ｒ　ｆ
　ｏ　ｒｍ−ｍｅ　ｒｇｉｎｇ（併合実施）を発動する
場合がある。この再帰はテール（ｔ　ａ　ｉｇ）再帰で
あり、従ってそれは反復的に行なわれる。
（５）何れかが存在しており且つ併合が行なわれる場合
に、ページャ−が完全併合ページを要求するページサー
チを再開する場合がある。ページ要求活動は、完全併合
ページを後の化身のタスクページ内に挿入する。
Ｐｅｒｆｏｒｍ−ｍｅｒｇｉｎｇをエージェントに対し
て行なった後に、該エージェントが活性でない場合には
、該記録が削除される。Ｐｅｒｆｏ　ｒｍ−ｍｅ　ｒｇ
　ｉ　ｎｇが「オリジナル」のニジエンド記録（パラメ
ータ）が削除されたか否かを表わすプール（ｂ　ｏ　ｏ
ｊｌ　ｅ　ａ　ｎ）をリターンする。
（ｉ）Ｐｅｒｆｏｒｍ−ｍｅｒｇｉｎｇ処理Ｐｅｒｆｏ
ｎＩ−ｔｅｒｇｌｎｇ　（ａｇｅｎｔ＾）：ａｇｅｎｔ
　Ｂ　ニー　ａｇｅｎｔ　Ａｄｅｌｅｔｅｄ（ｌａｇ　
ニー　ＦＡＬＳＥｅｐｅａｔ ｒｅｃｕｒｓｉｎｇ　＋−ＦＡＩｓＥ Ｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｔｈｒｅｅ　ｏｒ　ｔａｏ
ｒｅ　ｐａｇｅｓ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ｂｄｏ　ｍｅ
ｒｇｉｎｇ ｎｄｌｆ Ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　ｄｏｅｓ　ｎｏｔ　ｅｘｐｅｃ
ｔ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅｓｊｒａｇｅｎｔ　Ｂ　
ｉｓ　ｎｏｎ−ｈｅａｄｓｅｎｄ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐ
ａｇｅ（ｓ）　ｔｏ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅ　（ＭＰＩ　
ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ）ｇ＋ａｋｅ　ａｇｅｎｔ　Ｂ
　ｎｏｔ　ｓｅｒｇＬ１！−ａｃｔｉｖｅ汀ａｇｅｎｔ
　Ｂ　ｉｓ　ｎｏｔ　ａｃｔｌｖｅｄｅｌｅｔｅ　ａｇ
ｅｎｔ　Ｂ　ｓ　ｒｅｃｏｒｄｉｒａｇｅｎｔ　Ｂ　ｉ
ｓ　ａｇｅｎｔ＾ｄｅｌｅｔｅｄ（ｌａｇ　ニー　ＴＲ
１ＪＥｎｄｉｆ ｅｌｓｅ ｅｎｄｊｆ’ Ｉｆ　ＰＧＡ−ＭＰＡＣＥ　Ｔｏ−ＰＡＲＥＮＴ　５ｔ
ａｔｕｓ　ｉｓ　Ｓｅｔ　「ｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ｂｉｆ
　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｆｕｌ　Ｉｙ　ｍｅｒｇｅ
ｔＪ　ｏｒ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅｄｏｅｓ　ｎ
ｏｔ　ｅｘｉｓｔ ｃｈａｎｇｅ　Ｂ’ｓ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅｓ　
ｔｏ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ｔａｓｋ’ｓｓｅｒｇｔ
ｎｇ　　ｐａｇｅｓ ｌｒｄｅｍａｎｄ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｏｒ　ｓｔｏｒｇ
ｅ　ｉｓ　ｌｏｗｆｉｎｄ　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　
Ｓ　ａｇｅｎｔｒｅｃｕｒｓｉｎｇ　ニー　ＴＲＵＥ ｎｄｌｒ ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｔｒｅｅ　ｒｏｒ　
Ｂ’ｓ　ｐａｇｅＩｆ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　ｉｓ　ａｇｅ
ｎｔ＾ｄｅｌｅｔｅｄ−ｒｌａｇ　ニー　ＴＲＵＥｅｎ
ｄ　Ｉ　ｒ ａｇｅｎｔ　Ｂ　ニー　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ’ｓ　
ａｇｅｎｔ　（ｆｏｒ　ｒｅｃｕｒｓｉｏｎ）１ｓｅ Ｉｆ　　ｔｈｅ　　ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　　Ｉｓ　　
ｎｅｅｄｅｄ　　ｔｏ　　ｆｌｎｊｓｂ　　ｍｅｒｇｉ
ｎｇｒｅｑｕｅｓｔ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｒ
ｏｒ　ｍｅｒｇｉｎｇｎｄｉｆ ｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｅｌｓｅ　ｊｆ　ＰｃＡ−ＴＰＡＧＥ−ＴＯ−ＰＡＲＥ
ＮＴ　５ｔａｔｕｓ　ｉｓ　ｓｅｔ　ｆｏｒ　ａｇｅｎ
ｔ　Ｂｃｈａｎｇｅ　Ｂ　Ｓ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｔ
ｏ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ｔａｓｋ’ｓｗｅｒｇｉｒ
１ｇｐａｇｅ　（ｔｈｅ　ｐｇｅ　ｍｕｓｔ　ｂｅ　ｐ
ｒｅｓｅｎｔ　ｎｏｗ）ｉｒｄｅｍａｎｄ　ｍｅｒｇｉ
ｎｇ　ｏｒ　ｓｔｏｒｇｅ　ｉｓ　ｌｏｗｆｌｎｄ　ｐ
ａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ’ｓ　ａｇｅｎｔｒｅｃｕｒｓｌ
ｎｇ　ニー　ＴＲＵＥ ｅｎｄｊ「 ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｔｒｅｅ　ｆｏｒ　
Ｂ　Ｓ　ｐａｇｅｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　ｉｓ　ａｇｅ
ｎｔ　Ａｄｅｌｅｔｅｃｌ−ｆｌａｇ　ニー　ＴＲＬＩ
Ｅｅｎｄ　Ｉ　ｆ ａｇｅｎｔ　Ｂ　　ニー　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ’ｓ
　ａｇｅｎｔ　　（ｒｏｒ　ｒｅｅｕｒｓｆｏｎ）ｅｌ
ｓｅ　ｉｒＢ　ｓ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｒｕｌｌｙ　ｍｅ
ｒｇｅｄｒｅｓｕｍｅ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃｈｅｓ　
ｒｏｒ　１ａｔｅｒ　ｊｎｃａｒｎａｔｊｏｎｓｅｌｓ
ｅ　ｉｒＢ　ｓ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｎｅｅｄ
ｅｄ　ｔｏ　ｆｉｎｉｓｈ　ｍｅｒｇｉｎｇｒｅｑｕｅ
ｓｔ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｒｏｒ　ｍｅｒｇ
ｉｎｇｎｄｊｆ ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｕｎｔｉｌ　ｒｅｃｕｒｓ４ｎｇ　ｉｓ　ＦＡＬＳＥ＋
ｒ　ｔｈｅ　ｒｅｒｅｒｅｎｃｅ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ａ
ｎ　ａｎｃｅｓｔｏｒ　ｐａｇｅ　ａｎｄ　＋ｍｅｒｇ
ｉｎｇ　ｄｉｄ　ｎｏｔｃｏｅｔｐｌｅｔｅ ｃｏｐｙ　ｔｈｅ　ｒｅｒｅｒｅｎｃｅ　ｐａｇｅ　ｔ
ｏ　ａｗａｋｅ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｓ　ｔａｓｋ　ｐａ
ｇｅｓｔｏｒｅ　ｐａｇｅ　ｌ０ｅａｔｊＯｎ　Ｉｎ　
Ａ　Ｓ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｅｎｄ　ｉ　ｒ ｒｅｔｕｒｎ　ｄｅｌｅｔａｆ−ｒｌａｇｂ、Ｍｅｒｇ
ｅ−ｐａｇｅ）ランザクジョンページャ−が併合用ペー
ジをノードからスーパノードへ移動させる場合に、それ
はｍｅｒｇｅ−ｐａｇｅ　（ＭＰ　Ｉ））ランザクジョ
ン、即ちページ併合トランザクションを使用する。その
ページが到着すると、ｐｅｒｆｏｒｍ−ｍｅｒｇｉｎｇ
動作を使用してマーリング（併合）を継続する。
（ｉ）ＭＰ！構成 ｔｙｐｅｄｅｆ’　５ｔｒｕｃｔ　ｓｅｒｇｅ−ｐａｇ
ｅＴｒｅｅ　（ｂｉｔｓ１８Ｔ　ｗｐｉ−ｆ！ａｇｓ；
５ｄｅｆｉｎｅ　ＭＰｊＮＩＬ　ＩＭＡＧＥ　　０ＸＯ
ＯＯＩ零ｄｅｆｉｎｅ　ＭＰＩ　ＬＡＳＴ　ＩＭＡＧＥ
　０ＸＯＯＯ２１ｍｅｒｇｅ−ｐａｇｅＴ： ｒＭＰＩ　　ＮＩＬ　　ＩＭＡＧＥＪは、このトランザ
クション内に併合用ページが含まれていないことを表わ
す。これは、フェイム（ｆ　ａｍｅ）動作に関連しての
み使用される。ｒＭＰ　Ｉ　／　ｆ　ａｍｅ相互作用」
のセクションを参照するとよい。
ｒＭＰ　Ｉ　　ＬＡＳＴ　　ＩＭＡＧＥＪは、このトラ
ンザクションがノードからスーパーノードへ送られるべ
き最後の併合用ページを有していることを表わしている
。
ＭＰＩ）ランザクジョンは、又、該トランザクションヘ
ッダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれるペ
ージ名称部分を有している。
（ｉｔ）ＭＰ！処理 ＳｅｎｄＭＰＩ　（ａｇｅｎｔ　Ａ）：ｉｆ　ａｇｅｎ
ｔ　Ａ　ｈａｓ　ＰＧＡ−３ＥＮＤ−ＭＰＡＣＥ　５ｔ
ａｔｕｓｂｕｆｌｄ　ａｎ　ＭＰ［ｔｒａｎｓａｃｔ４
ｏｎｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａ
ｇｅｓａｔｔａｃｈ　ｔｈｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇ
ｅｓ　ｔｏ　ｔｈｅ　Ｍ円ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｗ＋
ｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｒｅｃｏｒｄｓｉｒｔｈｅ　
ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ｎｏ　ｌｏｎｇｅｒ　
ｍｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖｅｓｅｔ　ｔｈｅ　ＭＰＩ−Ｌ
ＡＳＴ−ＩＭＡＧＥ　ｒｌａｇｃｌｅａｒ　ＰＧＡ−８
ＥＮＤ−ＭＰＡＧＥ　ｓｔａｔｕｓｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｓｅｎｄ　ｔｈｅ　ＭＰＩ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｕｐｅｒ
ｎｏｄｅ１ｓｅ ｓｅｔ　ＭＰＩ−ＮＩＬ−ＩＭＡＧＥ　ａｎｄ　Ｍ円−
ＬＡＳＴ−ＩＭＡＧＥ　ｆ　ｌａｇｓｓｅｎｄ　ｔｈｅ
　ＭＰＩ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｅｎｄ　
１　ｆ １ｓｅ −ｄｏ　ｎｏｔｈｌｎｇ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ＰｒｏｃｅｓｓＭＰＩ（ｐａｇｅ　Ｐ、　ｎｏｄｅ　Ｎ
）：ｆｉｎｄ　ｔｈｅ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｆｏ
ｒ　Ｐ　ａｔ　Ｎ汀ＭＰＩ　ＬＡＳＴ　ＩＭＡＧＥ　ｉ
ｓ　５ｅｔｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｍ
ｅｒｇｉｎｇ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｓｅｎ
ｄｅｒ（ｐｇａ　ｍｅｒｇ　５ｕｂｎｏｄｅ＞ｅｎｄ　
ｉ　ｆ ｉｆ’　ＭＰＩ−ＮＩＬ−ＩＭＡＧＥ　ｉｓ　ｎｏｔ　
５ｅｔｉｎｓｅｒｔ　ｔｈｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇ
ｅ　ｖｅｒｓｉｏｎｓｅｎｄ　ｉ　「 １ｒｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅｓ
ｉｒｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ｄｅｓａｎｄ　ｍｅｒ
ｇｉｎｇｄｏ　ｐｅｒｆｏｒｍｌｅｒｇｉｎｇ　ｆｏｒ
　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔｎｄｉｆ ｅｌｓｅ　ｉｆ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｉｓｎ　ｔ　ｈ
ｅａｄ　ａｎｄ　ｄｏｅｓ　ｎｏｔ　ｅｘｐｅｃｔ　ｍ
ｏｒｅ　ｍｅｒｇｉｇａｇｅｓ ｓｅｎｄ　ａｎ　ＭＰＩ　ｒｒａａ　ｔｈｅ　ａｇｅｎ
ｔｃｌｅａｒ　ＰＧＡ−ＤＥＭＡＮＤ−ＭＥＲＧＩＮＧ
　５ｔａｔｕｓｅｎｄ　ｉ　ｒ ５、マーリング（併合）の終了 前述した如く、ヘッドエージェント（ｈｅａｄａｇｅｎ
ｔ）は、何時ページ用のマージング即ち併合が完了する
かということを決定することが可能である。これは、全
ての子供タスクが完了したかどうか、子供ページエージ
ェントに対する併合用ページポインタが存在しないか、
サブノードにおけるエージェントに対しての併合用ペー
ジポインタが存在しないか、ただ一つの併合用ページが
存在するのみであるか、及び該タスクページが要求され
ていないかどうかの場合である。第一の条件は、該ペー
ジのタスクの後の化身の記録が存在するか否かを検討す
ることによって決定することが可能である。存在する場
合には、該ページのタスクは実行を再開したはずであり
、従って全てが、後の化身のページに対するページ要求
と共に到達する。
ページ用の併合要求（ｄｅｍａｎｄ−ｍｅ　ｒｇｉｎｇ
）が終了すると、該ページは後の化身のタスクベージへ
変化される。これは、ｄｅｍａｎｄ−ｍｅｒｇｉｎｇ（
併合要求）をスタートさせたページ要求をサービスする
ことによって行なわれる。しかしながら、それが発生す
ると、該ページが要求される前に併合が完了する。この
場合、完全併合ページはそのままに残される。後に、該
ページが要求され且つ後の化身タスクページへ変化され
る場合があり、又そのタスクが完了する場合かあり、且
つそのページが親タスクの併合用ページへ変化される。
ａ、ページ破壊及びＤｅｌｅｔｅ−ｐａｇｅｓトランザ
クション ページ用の併合が終了すると、該タスクベージの全ての
コピーは削除される。これは、局所的ページコピーを削
除し、且ツｄｅｊｌ　ｅ　ｔ　ｅ−ｐａｇｅｓ（ページ
削除）トランザクションを全てのタスクページサブノー
ドポインタ（ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　　５ｕｂｎｏｄｅ
　　ｐｏｉｎｔｅｒｓ）を介して送ることによって行な
われ、他のコピーを削除する。
この方法は、タスクページ経路がいまだに構築中である
場合には、アーカイバルコピー（ａｒｃｈｉｖａｐ　　
ｃｏｐｙ）をミスする場合がある。
それは、現在のところアーカイバルコビーであって且つ
それに対して経路がいまだ構築中である通常のコピーを
ミスする場合がある。最終的に、それは、経路がいまだ
構築中の他の経路へ連結されている通常のコピーをミス
する場合がある。
ＤＰＳトランザクションは、タスクページサブノードポ
インタのみに追従する。子供タスクページポインタを有
するエージェントに遭遇すると、ＤＰＳは、これらの経
路がサブノードポインタへ変更されるまで、待機する。
（ＮＥ（ｌランザクジョンが該ポインタを変更させ且つ
ＤＰＳをキュ−即ち列から外す。）エージェントがｒＰ
ＧＡＲＥＮＡＭＩＮＧＪステータスを有していると、Ｄ
ＰＳトランザクションはそこでキュー、即ち列をなす。
ページ破壊活動は、該ヘッド活動からスタートする。該
トランザクションが子供タスクページポインタを有する
エージェントに到達（又はそこからスタート）すると、
それは、全ての子供タスクページポインタがサブノード
ポインタへ変更されるまで、そこでキューを形成する（
即ち、列をなす）。該トランザクションが子供タスクペ
ージポインタのない非リーフエージェントに到達（又は
、そこからスタート、又はそこにおいてキューから外れ
る）と、それは、全てのタスクページサブノードポイン
タを介して送られる。ページコピーは、存在している場
合には、削除される。該エージェントは、タスク活性と
はされず、且つ該エージェント記録は削除される。該ト
ランザクションが子供タスクページポインタのないリー
フエージェントに到達する（又は、そこからスタートす
る、又はそこで列から外れる）と、該ページコピーは、
それが存在する場合には、削除される。該エージェント
はタスク活性とはされず、且つ該エージェント記録が削
除される。該トランザクションが破棄される。最後に、
該トランザクションが活性エージェントのないノードに
到達すると、なされるべき必要なものは何もない。タス
クページ経路も、底部から削除することが可能である。
該トランザクションが破棄される。
幾つかのページコピーが喪失している場合には、ＧＰＳ
ブロードキャストを繰返すことが可能である。これは、
活性エージェントが存在しないフェイムレベルノードに
おいてｂｕｉｊ７　ｔ−ｔａｓｋｐａｇｅ−ｐａｔｈ　
（ＢＰＡ））ランザクジョンを処理した後に発生する。
（ｉ）ＤＰＳ構成 りＰＳトランザクションは、そのトランザクションヘッ
ダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれている
ページ名称部分のみを有している。
（ｉｉ）ＤＰＳ処理 Ｔｏ　ｄｅｌｅｔｅ　ａ　ｐａｇｅ　ｔｒｅｅ　（ｆｒ
ｏｍ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ＾）：ｃｌｅａｒ　ＰＧＡ
　１ｒＥＡＤ　５ｔａｔｕｓ　ｉｎ　Ａｉｆ　Ａ　ｈａ
ｓ　ｎｏ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　（
ｏｒ　ｅｉｔｈｅｒ　ｔｙｐｅ）　ａｎｄ　ｄｏｅｓ　
ｎｏｔｈａｖｅ　ＰＧＡ　ＲＥＮＡＭＩＮＧ　５ｔａｔ
ｕｓＩｒ　ａ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　ｔｓ　ｐｒｅｓｅ
ｎｔｄｅｌｅｔｅ　Ｉｔ ｅｎｄ　１　ｒ ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ１ｓ
ｅ ｂｕｉｌｄ　ＤＰＳ　ｔｒａｎｓａｃｔｌｏｎｉｆ　ａ
ｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ｃｈｉｌｄ　ｔａｓｋ　ｐａｇ
ｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　ｏｒ　ＰＧＡ　ＲＥＮＡＭＩＮ
Ｇｔａｔｕｓ ｑｕｅｕｅ　ＤＰＳ　ａｔ　Ａ　（ｗａｉｔ　ｆ’ｏｒ
　ＮＥＱ）１ｓｅ ｓｅｎｄ　ＤＰＳ　ｔｏ　ａｌ　Ｉ　ｔａｓｋ−ａｃｔ
ｉｖｅ　ｓｕｂｎｏｄｅｓｒｅｍｏｖｅ　ａ！　Ｉ　ｔ
ａｓｋ　ｐａｇｅ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｊｎｔｅｒｓ
ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｅｎ
ｄ　１ｆ ｅｎｄ　ｉ　「 ＰｒｏｃｅｓｓＤＰＳ（ｎｏｄｅ　Ｎ、　ｐａｇｅ　Ｐ
）：１ｏｏｋ　ｆｏｒ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ＾「ｏ
ｒ　Ｐ　ａｔ　Ｎｉｆ　ｎｏｔ　Ｉ’ｏｕｎｄ ｄｉｓｃａｒｄ　ＤＰＳ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ１ｓ
ｅ ｉｆ　ａ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎｔ
ｄｅｌｅｔｅ　１ｔ ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｉｆ’　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ｃｈｉｌｄ　ｔａｓ
ｋ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　ｏｒＰＧＡ−ＲＥＮ
ＡＭＩＮＧｔａｔｕｓ ｑｕｅｕｅ　ＤＰＳ　ａｔ　Ａ　（ｗａｆｔ　ｆｏｒ　
ＮＥＱ）１ｓｅ ｓｅｎｄ　ＤＰＳ　ｔｏ　ａｌ　Ｉ　ｔａｓｋ−ａｃｔ
ｉｖｅ　５ｕｂｎｏｄｅｓｒｅｓｏｖｅ　ａｌ　Ｉ　ｔ
ａｓｋ　ｐａｇｅ　５ｕｂｎｃｘｉｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ
ｓｄｅ＋ｅｔｅ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｅ
ｎｄ　ｉ　ｔ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｂ、ページ再命名及びＲｅｎａｍｅ−ｐａｇｅｓトラン
ザクション しばしば、ページサーチがタスクの古い化身に対するペ
ージを見付けることがあり、且つそのべ−ジのタスクの
子孫がそのページを修正しないことがある。この場合、
メモリモデルは、新しい化身のページが前の化身のもの
と同一であると陳述する。この新たな化身のページを構
築するために、ページャ−はタスクページコピーの一つ
をとり、且つそれを該新たな化身に対して再命名する。
次いで、他のコピーは、通常の如く、削除する。
しかし、この新たな化身のページがユニークでない場合
、該ページのコピーの全てが再命名され、且つ単に一つ
のコピーのみが発生される場合よりも、ページサーチは
これらのページをより速く捜し出す。Ｒｅｎａｍｅ−ｐ
ａｇｅｓ　　（ＲＰＳ）　　トランザクションを使用し
て、この再命名を行なう。
それは、ヘッドエージェントからスタートし、且つ全て
のタスクページサブノードポインタに追従する。ページ
が見付かると、それは新たな化身に対して再命名され、
且つそのアーカイバル／通常状態を維持する。
ＤＰＳの場合の如く、ＲＰＳＩ−ランサクンヨノは該ペ
ージコピーの幾つかをミスする場合がある。
これは問題ではない。なぜならば、ミスした通常のペー
ジは、経路かへラドノードに到達した時に削除されるか
らである。
ページャ−は、ＤＰＳトランザクションがミスし且つ「
別の」削除を行なうものと仮定する。しかし、ページャ
−は、アーカイバルベージが再命名されることを確保せ
ねばならない。従って、アーカイバルページがヘッドエ
ージェントへ持ってこられ、且つｒｅｎａｍｅ−ｐａｇ
ｅｓ　）ランザクジョンが送出される前に、その場所で
再命名される。
ＰＨ１は、タスクページサブノードポインタのみに追従
する。子供タスクページポインタを有するエージェント
に遭遇すると、これらの経路がサブノードポインタへ変
更されるまで、ＲＰＳは待機する。別のｐａｇｅ−ｒｅ
ｎａｍｅ　（ページ再命名）又はｐａｇｅ−ｄｅｓｔｒ
ｕｃｔｉｏｎ（ページ破壊）動作が開始することが可能
であるので、ＲＰＳがキューされる場合、新たなエージ
ェント記録にはｒＰＧＡ　　ＲＥＮＡＭＩＮＧＪステー
タスが与えられて、最初のＲＰＳが終了するまで、新た
なＲＰＳ又はＤＰＳ）ランザクジョンは新たなエージェ
ントにおいて待機すべきであることを表わす。ページ再
命名活動は、アーカイバルコビーが存在すると、ヘッド
エージェントからスタートする。Ｒｅｎａｍｅ−ｐａｇ
ｅｓ　）ランザクジョンが構築され且つそこで処理され
る。
該トランザクションが活性エージェントに到達する（又
は、そこからスタートする）場合、その新たな化身に対
するエージェント記録が構築され（又は見付は出され）
、且つ古いページが、存在する場合には、再命名される
。その古いエージェントがヘッドエージェントである場
合には、新たなエージェントにはｒＰＧＡ　　ＨＥＡＤ
Ｊステータスが与えられ、且つそのステータスは古いエ
ージェントが除去される。親ページのエージェントから
の子供併合用ページポインタが新たなエージェント記録
へポイントすべく調節され、且つアーカイバルページの
位置及び存在が新たなエージェント記録内に格納される
。古いエージェントが子供タスクページポインタを有し
ていると、子供タスクページポインタがサブノードポイ
ンタへ変更されるまでＲＰＳはそこでキューし、且つ新
たなエージェントにはｒＰＧＡ　　ＲＥＮＡＭＩＮＧＪ
ステータスが与えられる。しかし、古いエージェントが
子供タスクページポインタを有していない場合には、そ
のタスクページサブノードポインタは新たなエージェン
ト記録内にＦｏｒ処理」され、ＲＰＳトランザクション
が古いエージェントに対する全てのタスクページサブノ
ードポインタを介して送られ、且つその古いエージェン
ト記録が削除される。
該トランザクションがキュー状態から外されると（古い
エージェントにおいて）、新しいエージェント記録が見
付は出される。古いエージェントのタスクページサブノ
ードポインタは新たなエージェント記録内に「Ｏｒ処理
」され、ＲＰＳトランザクションは古いエージェントに
対する全てのタスクページサブノードポインタを介して
送られ、且つ古いエージェント記録が削除される。ｒＰ
ＧＡ　　ＲＥＮＡＭＩＮＧＪステータスが新たなエージ
ェントが除去され、且つ未決のＤＰＳ又はＲＰＳトラン
ザクションがキュー状態から外される。
該トランザクションがエージェントなしのノードに到達
すると、それは、古いタスクページ経路が底部から削除
されることを意味する。古いベージ経路に対するＤＥＬ
ＥＴＥ−ＰＡＧＥ−ＣＯＰＹ　（ＤＰＲ）　　トランザ
クションは、ちょうど、このノードを介して通過し、且
つスーパーノードのエージェントに対するタスクページ
サブノードポインタをクリアすることはできない。なぜ
ならば再命名は、最初に、そこで発生するからである。
従って、ページャ−は、新たな名称に対してＤＰＲを送
給する。ＲＰＳ）ランザクジョンが破棄される。
（ｉ）ＲＰＳ構成 ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｒｅｎａｓｅ−ｐａｇ
ｅｓＴｒｅｃ　１ｃａｒｄ４Ｔ　　ｒｐｓ−ｎｅｗ　Ｉ
ｎｃ　ｎｕｎ：）　　ｒｅｎａｓｅ−ｐａｇｅｓＴ； ｊｒｐｓ　　ｎｅｗ　　ｉｎｃ　　ｎｕｍＪは、新しい
ページ名称の最後のジャーム（ｇｅｒｍ）の化身番号で
ある。
ＲＰＳ）ランザクジョンは、又、そのトランザクション
ヘッダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれて
いるページ名称部分を有している。
これは、古いページ名称を特定する。
（ｊｊ）ＲＰＳ処理 Ｔｏ　ｒｅｎｕｅ　ａｔ　Ｉ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｃ
ｏｐｉｅｓ　（ｆｒｏｓ　ｈｅａｄ　ｇｅｎｔ＾）：ｉ
ｆ　Ａ　ｈａｓ　ｎｏ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎ
ｔｅｒｓ　（Ｏｒ　ｅｉｔｈｅｒ　ｔｙｐｅ）　ａｎｄ
　ｄｏｅｓ　ｎｏｔｈａｖｅ　ＰＧＡ−ＲＥＮＡＭＩＮ
Ｇ　５ｔａｔｕｓｂｕｉｌｄ　ｔｈｅ　ｎｅｗ　ｔｎｃ
ａｒｎａｔｓｏｎ’ｓ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ（ａ
ｇｅｎｔ　Ｂ）ｓｅｔ　ＰＧＡ−ＨＥＡＤ　５ｔａｔｕ
ｓ　ｒｏｒ　Ｂｉｒｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｎｏｔ　
ｐｒｉｍａｌｃｈａｎｇｅ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ａ
ｇｅｎｔ’ｓ　ｃｈｉｌｄ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ
　ｐｏｉｎｔｅｒｒｏｒ　Ａ　ｔｏ　ｐｏｉｎｔ　ｔｏ
　Ｂｅｎｄ　ｉ　ｆ’ ５ｔｏｒｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　１ｏｃａｔｉｏｎ　ｉ
ｎ　Ｂ　ｓ　ｒｅｃｏｒｄｒｅｒ＋ａＩＩｌｅ　ｔｈｅ
　ａｒｃｈｉｖａｌ　ｐａｇｅｄｅｌｅｔｅ　ａｇｅｎ
ｔ　Ａ　ｓ　ｒｅｃｏｒｄ１ｓｅ ｂｕｉｌｄ　ＲＰＳ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｐｒｏｃ
ｅｓｓ　ＲＰＳ　ａｔ　Ａ’ｓ　ｎｏｄｅｎｄｌｆ ＰｒｏｃｅｓｓＲＰＳ（ｎｏｄｅ　Ｎ、　ｐａｇｅｓ　
Ｐ　ａｎｄ　Ｐ＞＞　）：１ｏｏｋ　ｆｏｒ　ａｇｅｎ
ｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆ’ｏｒ　Ｐ　ａｔ　Ｎ　（ａｇｅ
ｎｔ　Ａ）ｉｆ　Ａ’ｓ　ｒｅｃｏｒｄ　ｉｓ　ｎｏｔ
　ｆｏｕｎｄｓｅｎｄ　ＤＰＲｔｒａｎｓａｅｔｆｏｎ
　ｆ’ｏｒ　ｐ＞＞　ｔｏ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｄｌｓ
ｅａｒｄ　ＲＰＳ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ１ｓｅ ｆｌｎｄ　ｏｒ　ｂｕｌｌｄ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒ
ｄ　ｆｏｒ　Ｐ＞＞　ａｔ　Ｎ　（ａｇｅｎｔ　Ｂ）ｉ
ｆ　Ａ　ｉｓ　ａ　ｈａａｄ　ａｇｅｎｔｓｅｔ　ＰＧ
Ａ−ＨＥＡＤ　５ｔａｔｕｓ　ｒｏｒ　Ｂｃｌｅａｒ　
ＰＧＡ−ＨＥＡＤ　５ｔａｔｕｓ　ｆｏｒ　Ａｉｔ　ｔ
ｈｅ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｎｏｔ　ｐｒｉｍａｌｃｈａｎ
ｇｅ　　ｔｈｅ　　ｐａｒｅｎｔ　　ａｇｅｎｔ’ｓ　
　ｃｈｉｌｄ　　ｍｅｒｇｉｎｇ　　ｐａｇｅ　　ｐｏ
ｉｎｔｅｒｒｏｒ　Ａ　ｔｏ　ｐｏｉｎｔ　ｔｏ　Ｂｅ
ｒｋｄｉｒ ｓｔｏｒｅ　ｔｈｅ　ａｒｃｈｉｖａｌ　ｐａｇｅ’ｓ
　１ｏｃａｔｉｏｎ　ｉｎ　Ｂ’ｓ　ｒｅｃｏｒｄｅｎ
ｄ　ｉ　ｒ ｉｆ’　ａ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　Ｐ　Ｉｓ　ｐｒｅｓ
ｅｎｔｒｅｎｕｅ　Ｐ　ｔｏ　Ｐ＞＞ ｎｄｉｆ Ｉｒａｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ｃｈｉｌｄ　ｔａｓｋ　
ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　ｏｒ　ＰｃＡ　ＲＥＮＡ
）ＩＩＮＧ　５ｔａｔｕｓｑｕｅｕｅ　ｔｈｅ　ＲＰＳ
　ａｔ＾（ｗａｉｔ　ｆｏｒ　ＮＥＱ）ｓｅｔ　ＰＧＡ
　ＲＥＮＡＭＩＮＧ　５ｔａｔｕｓ　ｆｏｒ　Ｂｅｌｓ
ｅ ’ｏｒ”　Ａ’ｓ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　５ｕｂｎｏｄ
ｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　１ｎｔｏ　Ｈ’ｓ　ｒｅｃｏｒ
ｄｓｅｎｄ　ｔｈｅ　ＲＰＳ　ｔｏ　ａｌ　ｌ　ｏｒ　
Ａ　ｓ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｉ
ｎｔｅｒｓｄｅｌｅｔｅ　ｇｅｎｔ　Ａ　ｓ　ｒｅｃｏ
ｒｄｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｔ　ｒ ＰｒｏｃｅｓｓＲＰＳ　ａｆｔｅｒ　ｄｅｑｕｅｔｎｇ
ｃａｇｅｎｔ　Ａ、　ｎｅｗ　ｐａｇｅ　Ｐ＞＞）ｆｉ
ｎｄ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ　Ｐ＞＞　ａ
ｔ＾’ｓ　ｎｏｄｅ　（ｇｅｎｔ　Ｂ）’ｏｒ＋Ａ’ｓ
　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｉｎｔｅ
ｒｓ　Ｉｎｔｏ　Ｂ’ｓ　ｒｅｃｏｒｄｓｅｎｄ　ｔｈ
ｅ　ＲＰＳ　ｔｏ　ａｌｌ　ｏ「＾ｓ　ｔａｓｋ　ｐａ
ｇｅ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓｄｅｌｅｔｅ
　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｓ　ｒｅｃｏｒｄｃｌｅａｒ　ＰＧ
Ａ　ＲＥＮＡＭＩＮＧ　５ｔａｔｕｓ　ｆｏｒ　Ｂｄｅ
ｑｕｅｕｅ　ＤＰＳ　ｏｒ　ＲＰＳ　ｔｒａｎｓａｃｔ
ｉｏｎ　（ｉｆ　ａｎｙ）　ａｔ　ＢＥ、タスクベージ
モーンヨン及び削除 ページャ−が一つのプロセサから別のプロセサヘタスフ
ベージコピーを移動させる場合に二つの場合がある。第
一に、プロセサが自由空間を必要とする場合があり、従
ってページフレームマネジャがアーカイバルタスクベー
ジコピーを送出すことによってそれを行なうことを選択
する。第二に、タスクによって又はマーリング（併合）
又はりネーミング（再命名）を行なうために、そのペー
ジがプロセサにおいて必要とされる場合がある。
空間が自由とされている場合、ページフレームマネジャ
は決して通常のタスクページを移動することはないが、
その代わりに、それらを単に削除する。従って、通常の
ページコピーは、そのページを要求したプロセサへのみ
移動することが可能である。
タスクベージ（Ｐ）がプロセサに到達すると、別のペー
ジコピーが既に存在している場合がある。
このページは、前の化身又は後の化身のための該ページ
のタスクの同一の化身に対してのものである場合がある
。又、同一の化身又は後の化身に対しての併合用ページ
が存在している場合がある。
既に存在しているページがそのページについてなされる
べきことを制御する。該プロセサによってとられる活動
は以下の如くである。
（１）タスク又は後の化身に対しての併合用ページが存
在すると、ページＰが破棄される。この場合、ページＰ
は、ＤＰＳブロードキャストによって喪失されたアーカ
イバルページであるか、又はＤＰＳ又はＲＰＳブロード
キャストによってミスされた通常のページの何れかでな
ければならない。何れにしても、ページＰは要求される
ということは不可能である。
（２）同一の化身に対してタスクページコピーが存在す
る場合には、ページＰが破棄される。ページＰがアーカ
イバルであると、他のページコピーがアーカイバルとな
る。
（３）同一の化身に対して併合用ページコピーのみが存
在すると、ページＰはそのプロセサ上のページャ−記録
内に挿入され、タスクページヘッダが構築され、且つペ
ージ名称記録が該ヘッダへポイントするようにされる。
（４）前の化身に対するタスクページコピーが存在する
場合には、そのコピーは破棄され、且つその経路が削除
され、且つページＰが該プロセサ上のページャ−記録内
に挿入され、ページ名称記録がページＰの化身に対して
ポイントするようにされ、且つ古いページヘッダがペー
ジＰに対してポイントするようにされる。
（５）何れの化身のページも存在しない場合には、ペー
ジＰがそのプロセサ上のページャ−記録内に挿入され、
タスクページヘッダ及びページ名称記録が構築され、且
つページ名称記録がページＰの化身に対してポイントす
るようにされる。
又、タスクベージがノードに到達すると、そのエージェ
ントはタスク活性状態とされ、且つそのノードへのタス
クページ経路が構築される。
アーカイバルページが移動する場合に、ｆＩｏｃａ　ｔ
　ｅ−ａ　ｒｃｈ　ｉ　ｖａＩＩ−ｐａｇｅ　（ＬＡＰ
）トランザクションと共に、その新たな位置がそのペー
ジのヘッドエージェントへ報告される。各アーカイバル
ページは、ｒｐａｇｅ　　ｍｏｔ　１ｏｎＪカウントを
有しており、該カウントは該ページが移動する毎にイン
クリメントされる。そのページが迅速に動き回る場合に
は、このデータは、ページャ−が、新たなＬＡＰ情報が
前のＬＡＰよりも一層現在のものであるか否かを決定す
ることを可能とする。
どこにそのページが行くかということをソースノードが
「知っている」としても、ＬＡＰは、常に、宛て先ノー
ドから送られる。このことは、ＬＡＰがヘッドエージェ
ントに到達する前に、該ページがその宛て先に到達する
ことを保証する。従って、ページサーチは、そのヘッド
エージェントにおける位置情報が現在のものであるか、
又はＬＡＰ）ランザクジョンが新たな情報と共に後に到
達するかの何れかを仮定することが可能である。
ページコピーがプロセサから除去される場合には、ｄｅ
ｆｌ　ｅｔｅ−ｐａｇｅ−ｃｏｐｙ　（ＤＰＲ）トラン
ザクションと共に、そのコピーに通ずるタスクページ経
路も削除される。このトランザクションは、タスク活性
状態のままであるページャ−エージェントが見付かるま
で、ページツリーを介して進み、タスクページポインタ
を削除する。
ページコピーがページフレームマネジャによって移動さ
れる場合、ｔｒａｎｓｆｅｒ−ａｒｃｈｉ　ｖａｎ　−
ｐａｇｅ　　（ＴＡＰ））ランザクジョンが使用される
。到着すると、宛て先ノードにおいてタスク活性ページ
ャ−エージェントが存在しない場合には、ｂｕｉｌ　ｄ
−ｔａｓｋｐａｇｅ−ｐａ　ｔｈ　（ＢＰＡ））ランザ
クジョンと共にタスクベージ経路が構築される。このト
ランザクションは、既にタスク活性状態であるページャ
−エージェントが見付かるまで、ページツリーを介して
進行し、タスクベージポインタを挿入する。
ページコピーが要求するノードへ移動する場合に、ｔｒ
ａｎｓｆｅｒ−ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ−ｐａｇｅ　（ＴＰ
Ｒ））ランザクジョンが使用される。
１．０ｓＪ　ｅｔｅ−ｐａｔｈ　（経路削除）トランザ
クション Ｄｅｌ　ｅｔｅ−ｐａｔｈ　（ＤＰＲ））ランザクジョ
ンは、タスクページ経路を削除するために使用される。
ＤＰＲがエージェントにおいて処理されると、送給サブ
ノードへ向けてポイントするタスクベージポインタが取
除かれる。該エージェントがタスク活性状態のままであ
ると、ＤＰＲ処理が完了され、そうでない場合には、そ
れはスーパーノードにおいて継続する。
ａ、ＤＰＲ構成 りＰＲ）ランザクジョンは、トランザクションヘッダの
タスク及びノード名称フィールド内に含まれているペー
ジ名称部分のみを有している。
ｂ、ＤＰＲ処理 Ｔｏ　ｄｅｌｅｔｅ　ａ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｃｏｐ
ｙ　（Ｐ）：ｆ’ｉｎｄ　ｔｈｅ　ｌｏｗｅｓｔ　ｔａ
ｓｋ−ａｃｔｉｖｅ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　（＾）
　ｆｏｒ　Ｐｒｒｅｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ａｎｄ　ｔ
ａｓｋ　ｐａｇｅ　ｈａａｄｅｒ　ｒｅｃｏｒｄｓｅｔ
　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｎａｍｅ　ｒｅｃｏｒｄ　ｓ　ｔ
ａｓｋ　ｐａｇｅ　ｂｅａｄｅｒ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔ
ｏ　ｎｊ　ｌｔｒ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｓ　ｎｏ　ｌｏ
ｎｇｅｒ　ｔａｓｋ−ａｅｔｊＶｅｂｕｉｌｄ　ＤＰＲ
ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓｅｎｄ　ＤＰＲｒｒｏｗ　Ａ
　ｔｏ　Ａ　ｓ　５ｕｐｅｒｎＯｄｅｉｆ　Ａ　ｉｓ　
ｎｏｔ　ｍｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖｅｄｅｌｅｔｅ　ｔｈ
ｅ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｒｏｒ＾ｎｄｉｆ ｅｎｄ　ｉ　ｒ ＰｒｏｅｅｓｓＤＰＲ（ｎｏｄｅ　Ｎ、　ｐａｇｅ　Ｐ
）：ｆｆｎｄ　ｔｈｅ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｅ
ｃｏｒｄ　ｆｏｒ　ｐａｇｅ　Ｐ　ａｔ　ｎｏｄｅ　Ｎ
　（ｇｅｎｔ　Ａ）ｉｆ　ｆｏｕｎｄ ｒｔｘ＞ｖｅ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　５ｕｂｎ
ｏｄｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｅｎｄｅｒ
ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｓ　５ｔ１１１　ｔａｓｋ−
ａｃｔｌｖｅｄｉｓｃａｒｄ　ｔｈｅ　ＤＰＲｔｒａｎ
ｓａｃｔｉｏｎ１ｓｅ ｓｅｎｄ　ｔｈｅ　ＤＰＲｔｏ　ｔｈｅ　５ｕｐｅｒｎ
ｏｄｅｔｒ　ａｇｅｎｔ＾Ｉｓ　ｎｏｔ　Ｉｅｒｇｅ−
ａｅｔｌＶｅｄｅｌｅｔｅ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ
　Ａｎｄｉｆ ｅｎｄ　］　ｒ １ｓｅ ｄｊｓｅａｒｄ　ｔｈｅ　ＤＰＲｔｒａｎｓａｅｔｊｏ
ｎｅｎｄ　Ｉ　ｒ ２、Ｔｒａｎｓｆｅｒ−ａｒｃｈｉｖａｆＩ−ｐａｇｅ
（アーカイバルベージ転送）トランザクショＴｒａｎｓ
ｆｅｒ−ａｒｃｈｉｖａｆｉ−ｐａｇｅ　（ＴＡＰ）ト
ランザクションは、一つのプロセサから別のプロセサへ
要求されていないアーカイバルベージフピーを送るため
に使用される。このページは、ソースプロセサから削除
され、且つｄｅ（ｌｅｔｅ−ｐａｔｈ）ランザクジョン
をそのソースから送ることが可能である。宛て先プロセ
サにおいて、そのページを挿入することが可能であり、
且つより多くのｐａｔｈ−ｕｐｄａｔ　ｉｎｇトランザ
クションを発生させることが可能である。
ａ、ＴＡＰ構成 ｔｙｐｅｄｅｆ’　５ｔｒｕｃｔ　ｔｒａｎｓｆｅｒ−
ａｒｃｈｊｖａｌ−ｐａｇｅＴｒｅｅ　（ｃａｒｄ４Ｔ
　ｔａｐ−ｍｏｔｉｏｎｓ；ｌ　ｔｒａｎｓｒｅｒ−ｓ
ｒｃｈｊｖａｌ−ｐａｇｅＴ；ｒｔａｐ　　ｍｏｔ　１
ｏｎｓＪは、このモーション即ち運動を包含してこのア
ーカイバルページが移動した回数である。
ＴＡＰトランザクションは、又、該トランザクションヘ
ッダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれるペ
ージ名称部分を有している。
ｂ、ＴＡＰ処理 Ｔｏ　ｊｎｓｅｒｔ　ａ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｃｏｐ
ｙ　Ｐ：ｔｒ　ｔｈｅｒｅ　ｊｓ　ａ　ｔａｓｋ　ｐａ
ｇｅ　ｃｏｐｙ　ｆｏｒ　ａ　ｐｒｉｏｒ　１ｎｃａｒ
ｎａｔｉｏｎｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｏｌｄ　ｔａｓｋ
　ｐｇｅ　ｃｏｐｙｅａｓｅ　ｉｆ’　ｔｈｅｒｅ　ｉ
ｓ　ａ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　ｒｏｒ　ａ　
１ａｔｅｒ　ｉｎｃａｒｎａｔｔｏｎｄｊＳＣａｒｄｐ
ａｇｅｃＯｐｙＰ １ｓｅ ｔｆ　ｔｈｅｒｅ　ｉｓ　ｎｏ　ｐｇｅ　ｎｕｅ　ｒｅ
ｃｏｒｄ　ｆｏｒ　Ｐｂｕｉ　Ｉｄ　０ｎｅ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｌａｋｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｎａＩＩｅ　ｒｅｃｏｒ
ｄ　ｐｏｉｎｔ　ｔｏ　ｐａｇｅ　Ｐ　Ｓ　＋ｎｃａｒ
ｎａｔ＋ｏｎｉｒ　ｔｈｅｒｅ　ｉｓ　ｎｏ　ｔａｓｋ
　ｐａｇｅ　ｈｅａｄｅｒ　ｒｏｒ　ｐｂｕｉ　ｌｄ　
ｏｎｅ、　ａｔｔａｃｈ　ｉｔ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｐａｇ
ｅ　ｎａｒａｅ　ｒｅｃｏｒｄｎｄｉｆ ｉｆ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　Ｐ　ｉｓ　ａｒｃｈｊｖａ
ｌｓｅｔ　ｔｈｅ　ａｒｃｈｉｖａｌ　ｂｉｔ　ｉｎ　
ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｈｅａｄｅｒｓｔｏｒｅ
　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｌ０１ｉＯｎＳ　ｃｏｕｎｔｅｎ
ｄ　Ｉ　ｒ ｉｒａｎｏｔｈｅｒ　ｃｏｐｙ　ｏ「ｐａｇｅ　Ｐ　ｉ
ｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｄｉｓｃａｒｄ　ｐａｇｅ　ｃｏｐ
ｙ　Ｐ１ｓｅ ａｔｔａｃｈ　ｐｇｅ　ｃｏｐｙ　ｐ　ｔｏ　ｔｈｅ　
ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｈｅａｄｅｒｅｎｄ　Ｉ　ｆ ｅｎｄ　Ｉ　ｒ Ｔｏ　５ｅｎｄ　ａｎ　ｕｎｒｅｑｕｅｓｔｅｃｌ　ａ
ｒｃｈｌｖａｌ　ｐａｇｅ　（Ｐ）　ｒｒ＞　ｐｒｏｃ
ｅｓｓｏｒ　Ｓｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　［）： １ｎｃｒｅｓｅｎｔ　ｔｈｅ　ｐｇｅ　ｓ　ｗ＋ｏｔｉ
ｏｎ　ｃｏｕｎｔｂｕｔ　Ｉｄ　ＴＡＰ　ｔｒａｎｓａ
ｃｔｉｏｎ、　ａｔｔａｃｈ　ｐａｇｅ　ｔｏ　ＴＡＰ
ｓｅｎｄ　ＴＡＰ　ｆｒｏｍ　１ｅａｆ　ｐａｇｅｒ　
ｎｏｄｅ　ｏｎ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　Ｓｔｏ　１ｅａ
ｆ　ｐａｇｅｒ　ｎｏｄｅ　ｏｎ　ｐｒｏｃａｓｓｏｒ
　Ｄｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　１ｏｃａｌ　ｐａｇｅ　ｃ
ｏｐｙＰｒｏｃｅｓｓＴＡＰ（ｐａｇｅ　Ｐ）　：ｒｉ
ｎｄ　ｏｒ　ｂｕｉｌｄ　ｐａｇｅ　ｎｔａｅ　ｒｅｃ
ｏｒｄ　ｒｏｒ　Ｐｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ｉｓ　ｎｏ　ｐ
ａｇｅ　ｏ「ｅｉｔｈｅｒ　ｔｙｐｅ　ｆｏｒ　ａ　１
ａｔｅｒ　Ｉｎｃ、ａｒｎａｔｉｏｎｆｉｎｄ　ｔｈｅ
　ｌｏｗｅｓｔ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉｖｅ　ｐａｇｅｒ
　ａｇｅｎｔ　（＾）　ｆｏｒ　Ｐｉｆ　ｔｈｅｒｅ　
ｉｓ　ｎｏ　５ｕｃｈ　ａｇｅｎｔｂｕｔ　ｌｄ　ａ　
１ｅａｆ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ　ｐａｇ
ｅ　Ｐ　（ａｇｅｎｔ　Ａ）ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｎｏｔｅ　ｗｈｅｔｈｅｒ　ａｇｅｎｔ＾Ｉｓ　ｔａｓ
ｋ−ａｃｔｉｖｅＩｎｓｅｒｔ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　
Ｐ　（ａｓ　ａｂｏｖｅ）ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｗａ
ｓｎ’ｔ　ｔａｓｋ−ａｅｔｌｖｅｓｅｎｄ　ＢＰＡ　
ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｆｏｒ　Ｐ　ｆｒｏｍ　Ａｅ
ｎｄ　ｉ　ｒ ｓｅｎｄ　ｐａｇｅ　１ｏｃａｔｉｏｎ　ｉｎｆｏｒｍ
ａｔｉｏｎ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ１４
　Ａ　ｉｓ　ｌｅａｆ−ｅｘｐｅｃｔｉｎｇｒｅｓＬｌ
ｌｌｅ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃｈｅｓ　ｆｏｒ　ａｇｅ
ｎｔ　Ａ’ｓ　ｔｎｃａｒｎａｔｔｏｎｅｌｓｅ　ｉｆ
　Ａ　ｉｓ　ｈ７−ｅｘｐｅｃｔｉｎｇ　ａｎｄ　ｄｅ
Ｉａｎｄ　ｓｅｒｇｌｎｇｄｏ　ｐｅｒｆｏｎｍ−ｍｅ
ｒｇｉｎｇ　ｆｏｒ　Ａｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｉ　ｆ’ ｄｉｓｃａｒｄ　ＴＡＰ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ３、
Ｂｕｉｇｄ−ｔａｓｋｐａｇｅ−ｐａｔｈ（タスクペー
ジ経路構築）トランザクションＢｕｉｇｄ−ｔａｓｋｐ
ａｇｅ−ｐａｔｈ　（ＢＰＡ）トランザクションは、転
送したアーカイバルページコビーに対してページ経路を
構築するために使用される。このトランザクションは、
サブノードからスーパーノードヘパスされ、既にタスク
活性であるエージェントが見付がるまで、エージェント
記録を構築し且つタスクページサブノードポインタを挿
入する。
このトランザクションがフェイムレベルノードへ到達し
且つそこには該ページに対するヘッドエージェントが存
在しないことを判別すると、ＤＰＳトランザクションが
送出されて該ページのコピーを削除する。これは、前の
ＤＰＳ又はＲＰＳブロードキャストが転送ページをミス
した場合にのみ発生することが可能である。尚、「ペー
ジ破壊」及ヒ「ページ再命名」のセクションを参照スル
トよい。
ＤＰＡ）ランザクジョンは、上方ページ経路動作とシー
ケンスされており、且つフェイム動作のために休止させ
ることが可能である。
ａ、ＢＰＡ構成 りＰＡ）ランザクジョンは、該トランザクションのヘッ
ダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれるペー
ジ名称部分のみを有している。
ｂ、ＢＰＡ処理 ＰｒｏｃｅｓｓＢＰＡ（ｐａｇｅ　Ｐ、　ｎｏｃｌｅ　
Ｎ）　：ｒｉｎｄ　Ｏｒ　ｂｕｊ　Ｉｄ　ｔｈｅ　ｐａ
ｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ　Ｐ　ａｔ
　ｎｏｄｅ　Ｎ　（ａｇｅｎｔ　Ａ）ｎｏｔｅ　ｗｈｅ
ｔｈｅｒ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｓ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉ
ｖｅｔｎｓｅｒｔ　ｔｈｅ　５ｅｎｄｅｒ　ｓ　ｔａｓ
ｋ　ｐａｇｅ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｉｆ’
　ｇｅｎｔ　Ａ　ｗａｓ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉｖｅｄ４
ｓｅａｒｄ　ｔｈｅ　ＢＰＡ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ
ｅｌｓｅ　ｉｆ　ｔｈｉｓ　Ｉｓ　ｔｈｅ　ｆｕｅ　１
ｅｖｅｌ　ｏｆＰｄｉｓｃａｒｄ　ｔｈｅ　ＢＰＡ　ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎｄｅｌｅｔｅ　ａｌ　Ｉ　ｔａＳ
ｋ　ｐａｇｅ　Ｃｏｐｉｅｓｌ　５ｅ ｓｅｎｄ　ｔｈｅ　ＢＰＡ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｕｐｅｒ
ｎｃｄｅｅｎｄ　Ｉ　ｒ ４、Ｌｏｃａｔｅ−ａｒｃｈｉｖａｊｌ−ｐａｇｅ（ア
ーカイバルページ捜索）トランザクションＬｏｃａｔｅ
−ａｒｃｈｉｖａｌｌ−ｐａｇｅ（ＬＡＰ））ランザク
ジョンは、ページのヘッドエージェントへページ位置情
報を送るために使用される。
ａ、ＬＡＰ構成 ｔｙｐｅｄｅｒ　５ｔｒｕｅｔ　ｌｏｃａｔｅ−ａｒｅ
ｈｌｖａｌ−ｐａｇｅＴｒｅｅ　　（ｃａｒｄ４Ｔ　１
ａｐｊｏｃａｔｉｏｎ；ｃａｒｄ４Ｔ　ｌａｐ−ｍｏｔ
ｉｏｎｓ；］　　１ｏｃａｔｅ−ａｒｃｈｉｖａｌ−ｐ
ａｇｅＴ；ｒｊ！　ａｐ　　ｌ　ｏｃａｔ　１ｏｎＪは
、該ページの位置（プロセサ番号）を有している。
ｒｊ７ａｐ　　ｍｏｔｉｏｎｓＪは、該アーカイバルコ
ビーが何回移動したかを表わしている。
ＬＡＰ　）ランザクジョンは、又、該トランザクション
ヘッダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれて
いるページ名称部分を有している。
ｂ、ＬＡＰ処理 Ｔｏ　５ｅｎｄ　ｐａｇｅ　１ｏｃａｔｔｏｎ　ｉｎｒ
ｏｒｗａｔｉｏｎ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎ
ｔ：ｉｆ　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ｏｎ
　ｔｈｉｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒｆｌｎｄ　ｔｈｅ　ｈ
ｅａｄ　ｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｉｆ　ｔｈｅ　ｐａｇ
ｅ　ｍｏｔｉｏｎｓ　ｉｓ　ｇｒｅａｔｅｒ　ｔｈａｎ
　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ’ｓｍｏｔｉｏｎｓ　
ｄａｔｕｍ ｓｔｏｒｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｍｏｔｉｏｎｓ　ａｎ
ｄ　１ｏｃａｔｉｏｎ　１ｎｒｏ１ａｔｌｏｎｎｄｉｒ ｌ　５ｅ ｂｕｉｌｄ　ＬＡＰ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓｅｎｄ
　ｔｏ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔｎｄｌＦ ＰｒｏｅｅｓｓＬＡＰ（ｎｏｄｅ　Ｎ、　ｐａｇｅ　Ｐ
）ｉｆ　ｔｈｊｓ　ｉｓ　ｔｈｅ　ｆ’ａｓｅ　１ｅｖ
ｅｌ　ｏｆ　ｐａｇｅ　Ｐｆ’ｉｎｄ　ｔｈｅ　ｈｅａ
ｄ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｉｆ　ｔｈｅ　ｐｇｅ　
ｍｏｔｉｏｎｓ　ｉｓ　ｇｒｅａｔｅｒ　ｔｈａｎ　ｔ
ｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ’５１０ｔｉＯｎＳ　　ｄ
ａｔＬＩＩ ｓｔｏｒｅ　　ｔｈｅ　　ｐａｇｅ　　ｍｏｔｉｏｎｓ
　　ａｎｄ　　１ｏｃａｔｉｏｎ　　！ｎｆ’ｏｒｗａ
ｔｉｏｎｅｎｄ　ｉ　ｒ ｄｉｓｃａｒｄ　ＬＡＰ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｅｌ
ｓｅ ｓｅｎｄ　ｔｈｅ　ＬＡＰ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　
ａｇｅｎｔｅｎｄ　ｊ　ｆ Ｆ、ページサーチ ベージサーチは、プロセサがタスクページを必要とする
場合に始められる。これは、タスクが読取り又は書込み
のためにページを必要とするが、又はページャ−がマー
ジング即ち併合を終了するためにページを必要とする場
合があるがらである。
１、ページサーチ名称 ベージサーチは幾つかのページ名称を必要とする。最初
に、タスクのページ名称は欠陥性タスクの名称子ページ
番号である。（そのベージサーチがページ欠陥に起因す
るものでない場合には、タスクのページ名称はない。）
第二に、要求されたページ名称は、ページ要求を行なう
ページャ−エージェントと関連するページ名称である。
これは、タスクのページ名称であるか、又は何らかの祖
先のページ名称（局所的ページ名称サーチによって見付
は出される）、又は併合用エージェントのページの名称
である。第三に、満足するページ名称は、究極的に要求
者へ送られるページの名称である。これは、要求された
ページ名称であるか、又は何らかの祖先のページの名称
である。
ページ名称は以下の如くにして決定される。即ち、（１
）そのページ内への最後の格納が親タスクからのもので
あった場合には、その満足するページ名称は同一の世代
内にある。このページが存在するが、−層長い名称に対
するページが存在しない。（２）最後の格納が子供タス
クからのものであった場合には、その満足するページ名
称は親であり、且つ該ページを構築するために併合が行
なわれねばならない。何らかのタスクが既に併合動作を
完了させていない限り、子供タスクの記録が存在してお
り、その場合は、該ページが存在する。（３）何れのタ
スクも該ページ内に格納を行なわなかった場合には、プ
ログラムが稼動を開始する前にロードされた主ページが
存在していた場合があり、これが満足するページである
。この様なページがロードされなかった場合、満足する
ページが存在せず、その満足する名称は主ページの名称
である。この様なページが要求され且つ該タスクに対し
て与えられると、新たなページが構築され、それは該主
タスクに属する。それがゼロ型ページである場合には、
該ページはゼロで満たされており、そうでない場合には
、その内容は任意である。該ページが与えられない場合
には、該タスクはアドレス用例外をとる。
要求を発するプロセサにおける情報から満足するページ
名称を決定することは通常可能ではない。
従って、サーチ用ページ名称は、ページャ−が現在サー
チしているページの名称である。初期的には、この名称
は要求したページ名称と同一であり、且つベージサーチ
がページ均等情報に遭遇すると変化する。究極的には、
サーチ用ページ名称は満足するページ名称とマツチする
が、これは、通常、そのページ自身が見付かるか又はマ
ージング即ち併合動作が開始されるまで、知られていな
い。
２、フェイムレベルページサーチ フェイムレベルサーチは、該ページの前の化身に対する
ヘッドエージェントの記録に対するページのフェイムレ
ベルノードにおけるサーチのことである。ページが形成
されると、そのページの存在が該ページのフェイムレベ
ルノードにおいて記される。そのノードにおける記録を
検査することにより、ページャ−は該ページが存在する
か否かを決定することが可能であり、且つ存在する場合
には、マージング即ち併合を行なう必要があるか否かを
決定する。より詳細には、（１）ｒＰＧＡＴＰＡＧＥ　
　ＥＸＩＳＴＳＪステータスを有する問題のページに対
するヘッドページャ−エージェントが存在する場合には
、そのページが存在しており、且つ満足するページであ
る。（２）そのページの前の化身に対する併合活性ヘッ
ドエージェントが存在する場合には、そのページに対ス
る併合要求が開始される。併合が直ぐに完了すると、ペ
ージャ−は完全に併合したページをサーチ用名称の化身
用のタスクページへ変化させる。このページは満足する
ページである。併合が直ぐに完了しない場合には、併合
が完了する時にページサーチが継続する。（３）前の化
身に対するタスク活性エージェントが存在する場合には
、該タスクページが現在の化身に対して再命名される。
アーカイバルページコピーが存在する場合には、その再
命名動作は直ぐに行なわれ、且つ再命名されたページが
要求を出したエージェントへ送られる。そうでない場合
には、アーカイバルベージコビーはヘッドエージェント
へ送られ、別のベージサーチを使用する。このアーカイ
バルベージが到着スると、オリジナルのベージサーチが
継続し、（４）フェイムレベルノードにおける何れの前
の化身に対するヘッドエージェントが存在しない場合に
は、サーチ用ページは親のタスクのページと均等であり
、（５）ヘッドエージェントが存在せず且つサーチ用ペ
ージが主（ｐｒｉｍａｇ）である場合には、全くページ
が存在しない。
フェイムレベルページサーチ用の擬似コードは以下の如
くである。
Ｔｏ　ｄｏ　ａ　ｒｕｅ−ｌｅｖｅｌ　５ｅａｒｃｈ　
（ｎｏｄｅ　Ｎ、　ｐａｇｅ　Ｐ）：ｒｏｒ　　ｅａｃ
ｈ　　ｐｇｅｒ　　ａｇｅｎｔ　　ｒｅｃｏｒｄ　　（
Ａ）　　ａｔ　　ｎｏｄｅ　　Ｎ　　ｒｏｒ　　ａｎｙ
　　Ｐａｇｅ　Ｐく＜−Ｔｈｅｓｅ　ｒｅｃｏｒｃｌｓ
　ａｒｅ　ｏｎ　ａ　ｐａｇｅｎｕｅＴ’ｓ　ａｇｅｎ
ｔ　Ｉ　ｉｓｔニー　ｏｎｌｙ　ｏｎｅ　ｃａｎ　ｂｅ
　ｈｅａｄ、　Ｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｏｔｈｅｒ
、　ｎｏｎ−ｈｅａｄ−ａｇｅｎｔｓ、　ｔｈｅｙ　ａ
ｒｅ“ｂｅｆｎｇ　ｄｅｌｅｔｅｄ−。
ｉｆ’　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ａ　ｈｅａｄ　ａ
ｇｅｎｔ　（ＰＧＡＪ！ＢＡＤ　５ｔａｔｕｓ）ｒｅｔ
ｕｒｎ　ａｇｅｎｔ　Ａ ｎｄｉｒ ｎｄｆｏｒ ｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｎｏ　ｆａｍ
ｅ−１ｅｖｅｌ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ｆｏｕｎｄＴｏ　
ｄｏ　ｆａｓｅ−１ｅｖｅｌ　ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　
ａｔ　ｇｅｎｔ　Ａ　ｆｏｒ　ｐａｇｅ　Ｐｃ＜：−Ｐ
　Ｉｓ　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｎａ
ｓｅ汀ａｇｅｎｔ　Ａ　ｋｎｏｗｓ　ｏｆ　Ｉｍｅｒｇ
ｉｎｇ　ｐａｇｅｓｄｏ　ｒｏｒｅｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ
　ｆｏｒ　ｇｅｎｔ　ＡＩｆ　ｇ＋ｅｒｇｉｎｇ　ｃｏ
ｍｐｌｅｔｅｓｂｕｉ　Ｉｄ　ｈａａｄ　ｐａｇｅｒ　
ａｇｅｎｔ　「ｏｒ　Ｐ　−＞　ａｇｅｎｔ　Ｂｉｆ　
Ｐ　ｊｓ　ｎｏｔ　ｐｒｉｍａｌｃｈａｎｇｅ　ｔｈｅ
　ｐａｒｅｎｔ　ａｇｅｎｔ’ｓ　ｃｈｉ　Ｉｄ　ｍｅ
ｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅｐｏｉｎｔｅｒ　ｆｏｒ　Ａ　ｔ
ｏ　ｐｏｔｎｔ　ｔｏ　Ｂｅｎｄ　ｉ　ｒ ｃｈａｎｇｅ　ｔｈｅ　ｒｕｔ　Ｉｙ−ｍｅｒｇｅｄ　
ｐａｇｅ　１ｎｔｏ　ａ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｆｏｒ
　ＰｒｅｓＩＪｅ　１ａｔｅｒ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃ
ｈｅｓｄｅｌｅｔｅ　　ｔｈｅ　　ｐａｇｅ　　ｔｒｅ
ｅ　　ｆｏｒ　　Ｐ＜＜５ｔｏｒｅ　ｐａｇｅ　１ｏｃ
ａｔｉｏｎ　１ｎｆｏｒｌｌａｔｊｏｎ　ｉｎ　Ｐ’ｓ
　ａｇｅｎｔｒｅｔｕｒｎ、　Ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　
ｐａｇｅ　ｉｓ　ｍｅｒｇｅｄ　５ｅ ｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｍｅｒｇｉｎ
ｇ　ｉｎ　ｐｒｏｇｒｅｓｓｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｌｓｅ　ｊｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｓ　ＩＩＥＡＤ−
ＥＸＰＥＣＴＩＮＧ−ｃａｎ　ｔ　ｌｅｔ　ｍｅｒｇｉ
ｎｇ　ｃｏａ＋ｐｌｅｔｅ　ｙｅｔｒｅｔｕｒｎ、　ｉ
ｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｉｎ　ｐｒｏｇ
ｒｅｓｓｌｓｅ ＋ｒ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ　ｐａｇｅ　ｉｓ　
ｕｎｉｑｕｅｌｆ　　ａ　　ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　　
ｃｏｐｙ　　ｉｓ　　ｐｒｅｓｅｎｔ　　（Ｐｃ＜）ｂ
ｕｉｌｄ　ｈｅａｄ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｏｒ
　Ｐ　−＞　ａｇｅｎｔ　Ｂｉｆ　Ｐ　ｉｓ　ｎｏｔ　
ｐｒｉｍａ！ｃｈａｎｇｅ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ａ
ｇｅｎｔ　Ｓ　ｃｈｉｌｄ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐｕｅｐ
ｏｉｎｔｅｒ　ｆｏｒ　Ａ　ｔｏ　ｐｏｉｎｔ　ｔｏ　
Ｂｅｎｄ　１　「 ｒｅｎａｓｅ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｔｏ　ｔ
ｈｅ　ａｒｃｈｉｖａｌ　ｐａｇｅ　Ｐｄｅ！ｅｔｅ　
　ｔｈｅ　　ｐａｇｅ　　ｔｒｅｅ　　ｆｏｒ　　Ｐ＜
＜ｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｒｃｆａｔｉｎｇ　ｐａｇｅ
　ｆｓ　ｍｅｒｇｅｄ５ｅ ｒｅｑｕｅｓｔ　ｔｈｅ　ａｒｃｈｉｖａｌ　ｐａｇｅ
　Ｐ＜＜ｒｅｔｕｒｎ、　Ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｍｅ
ｒｇｉｎｇ　ｉｎ　ｐｒｏｇｒｅｓｓｅｎｄ　ｉ　ｆ １ｓｅ ｉｆ　ｔｈｅ　ａｒｃｈｉｖａｌ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｐ
ｒｅｓｅｎｔｒｅｎａｌｌｌｅ　ａｌ　Ｉ　ｐａｇｅ　
ｃｏｐｉｅｓ　ｔｏ　Ｐｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａ
ｔｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｍｅｒｇｅｄ１ｓｅ ｒｅｑｕｅｓｔ　　ｔｈｅ　　ａｒｃｈｆｖａｌ　　９
ａｇｅ　　Ｐ（（ｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｅａｔｉｎ
ｇ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｉｎ　ｐｒｏｇｒｅｓＳｅｎｄ　
ｉ　「 ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｎｄｉｒ ３、ページサーチ用に使用されるページャーエジェント
記録フィールド 以下のページャ−エージェント記録フィールド及びステ
ータスビットはページサーチ用に使用される。
［ｐｇａ　　ｑｕｅｕｅＪは、キューした動作記録のリ
ストへポイントする。これらは、キューしたｒｅｑｕｅ
ｓｔ−ｔａｓｋ−ｐａｇｅ　（タスクページ要求）トラ
ンザクション及び二三のその他の種類のものを包含して
いる。
「ｐｇａ　　ｒｅｑｕｅｓｔｓＪは、エージェントのペ
ージに対する又は該ページの後の化身に対するページ要
求記録のリストへポイントする。
「ｐｇａ　　ｃｈｉｌｌ　ｄ　　ｔａｓｋ　　ｐａｇｅ
」は、このノードにおける均等子供タスクページに対す
るエージェントのエージェントリストへポイントしてい
る。
［ｐｇａ　　ｔａｓｋ　　５ｕｂｎｏｄｅｓＪは、どの
サブノードがタスク活性エージェントを有しているかを
表わす。
ｒＰＧＡ　　ＮＥＷ　　ＨＥＡＤＪは、このエージェン
トが新しいヘッドエージェントであり、それはその併合
用のタスクページを要求し次いでこのノードへ移動（フ
ェイム動作期間中）ことを表わす。
ｒＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　ＥＸＩＳＴＳＪは、タスク
ベージが存在することを表わす（そうでない場合には、
それは祖先のタスクベージと均等である）。このフラッ
グはヘッドエージェントに対してのみ有効である。
ｒＰＧＡ　　ＰＡＲＥＮＴ　　ＰＡＴＨＪは、このエー
ジェントのページが親タスクのページと均等であること
を表わす。ページサーチが均等情報に遭遇すると、この
ステータスビット及び「ｐｇａ　　ｃｈｉｌ）ｄ　　ｔ
ａｓｋ　　ｐａｇｅＪフィールドは、均等タスクページ
用のページ経路を接続するために使用される。
ｒＰＧＡ　　ＬＥＡＦ　　ＥＸＰＥＣＴＪは、このエー
ジェントがタスクの代わりにそのタスクページを要求し
たことを表わす。
ｒＰＧＡ　　ＨＥＡＤ　　ＥＸＰＥＣＴＪは、この（多
分前者の）ヘッドエージェントが併合用のタスクページ
を要求したことを表わす。
ページが要求され、且つその要求が直ぐにサービスされ
ない場合には、ページ要求記録が構築され且つ要求リー
フページャ−エージェント記録のｒｐｇａ　　ｒｅｑｕ
ｅｓｔｓＪフィールドへ取付けられる。このページ要求
記録は、要求するページ名称に対する化身ポインタを有
している。ページ欠陥を発生したか又はＩｌｏを行なっ
ているタスクを識別するスタートしたタスク記録ポイン
タも存在している。特に、Ｉ１０ページ要求の場合、コ
ールバック手順ポインタ及びパラメータがここに格納さ
れる。最後に、ページ要求フラッグが、書込み又は読取
り要求があるか否かを表わし、且つページ欠陥又はＩ１
０要求があるか否かを表わす。コードページに対する欠
陥は読取られた要求である。
タスクページを予定するか又はそれを併合するエージェ
ントにおいてサーチが待機する場合には、ページ要求記
録はグローバルページサーチのためにも使用される。こ
れらの記録は、零からスタートしたタスクポインタを有
しており、且つＲＰＲトランザクションに対するポイン
タを有している。
ページにアクセスするタスクには二つの方法があり、即
ちページ欠陥（ｐａｇｅ　　ｆａｕｊ）ｔｓ）及びＩｌ
ｏによるものである。従って、ページの中に二つの格納
を非同期的に行なうことが可能である。しかしながら、
同一のページに対して二つのページ形成があってはなら
ない。これを防止するために、ページャ−は、タスクの
スタートしたタスク記録に取付けた全ての未決の書込み
要求のリストを維持する。書込み要求が受取られると、
それはこのリストに対してチエツクされ、同一のページ
番号に対する別の書込み要求が既に存在する場合には、
最初の格納が発生するまで新たな要求は繰延べられる。
ｔｙｐｅｄｅｆ　ｐａｇｅ、、−ｒｅｑｕｅｓｔＴｒｅ
ｅ　ｔｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅ−ｒｅｑｕｅｓｔＴｒｅ
ｅ　　＊ｐｇｒ−ｎｅｘｔ；ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　
　　　　　ｐｇ　ｒ−１）ａｇｅｎｕｗ　：１ｎｃａｒ
ｎａｔｉｏｎＴ　　　　　　　＊ｐｇｒ−１ｎｃ；ｔ　
ｒａｎｓａｅｔ　ＩｏｎＴ　　　　　　　１９ｇ　ｒｊ
ｐｒｔ　ｒａｎＳ　：５ｔａｒｔｅｄ−ｔａｓｋＴ　　
　　　　　＊ｐｇ＋−５ｉｔ；ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　
　　　　　（ｔｐｇｒ−ｃａｌ　Ｉｂａｃｋ）　０　；
ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　ｐｇｒ　　ｅａｌｌｐａｒｍ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　　　
　　　　　　　Ｉ）ｇｒ−ｆｌａｇｓ＋婁ｄｅｆｉｎｅ
　ＰＧＲＪＲＩＴＥ−ＲＥＱ　　　　０ＸＯＯＯＩｌｄ
ｅｆｉｎｅ　ＰＧＲ１０ＲＥＱ　　　　　０ｘＯ００２
１ｐａｇｅ−＋ｅｑｕｅｓｔＴ； 尚、 「ｐｇｒ　　ｎｅｘｔＪは、このページャ−エージェン
トに対する次のページ要求記録へポイントする。
ｒｐｇｒ　　ｐａｇｅｎｕｍＪはこのページ要求に対す
るページ番号である。
ｒｐｇｒ　　１ｎｃＪは、このページ要求に対する化身
記録へポイントする。
ｒｐｇｒ　　ｒｐｒｔｒａｎｓＪは、これがグローバル
ページ要求である場合に、ＲＰＲトランザクションへポ
イントする。
ｒｐｇｒ　　５ｔｔＪは、この要求記録がページ欠陥又
はＩ１０要求に対するものである場合にはスタートした
タスク記録へポイントし、そうでない場合には零である
。
ｒｐｇｒ　　ｃａｌｆｌ　ｂａｃｋＪは、Ｉ１０要求に
対し、Ｉ１０コールバックルーチンへポイントする。
ｒｐｇｒ　　ｃａｌｆｌ　ｐａｒｍＪは、Ｉ１０要求に
対するコールバックパラメータである。
ｒｐｇｒ　　ｆｌ　ａｇｓＪは、局所的ページ要求に対
するソース及びアクセスタイプを表わす。
ｒＰＧＲＷＲＩＴＥ　　ＲＥＱＪは、セットされた場合
に書込み要求を表わし、且つそうでない場合には読取り
を表わす。
ｒＰＧＡ　　１０　　ＲＥＱＪは、セットされた場合に
Ｉ１０要求を表わし、そうでない場合にはページ欠陥を
表わす。
４、ページサーチの開始 ページサーチを開始するためには、ページャ−は、それ
が存在する場合に、サーチが進行する間満足するページ
が継続して存在し且つ満足するページであることを継続
することを保証することが必要である。
タスクページが併合のために必要とされる場合、ヘッド
エージェント記録にｒＰＧＡ　　ＨＥＡＤＥＸＰＥＣＴ
Ｊステータスが与えられ、ページサーチが進行中である
ことを表わす。ページサーチが完了し且つ満足するペー
ジを送給するまで、併合は完了せず、且つ該ページは削
除されない。
タスクが該ページを必要とする場合、ページサーチが完
了し且つ該ページを送るまで、該タスクが継続乃至は移
動することが防止される。該タスクも完了することがで
きず、従って祖先のタスクの何れの将来の化身に対して
も併合は完了することができず（その後に、該ページは
削除されているかもしれない）、又該満足するタスクベ
ージが併合用ページへ変化させることもできない。
ａ、ページ欠陥及び局所的ページサーチページ欠陥には
二つの種類がある。第一に、そのページが該タスクに与
えられない場合には、タスクをページから読取るか又は
ページへ書込むことが可能である。第二に、祖先のペー
ジの場合には、それが読取りアクセスのみを有する場合
にタスクはページへの書込みを行なうことが可能である
。これらの欠陥は、フレームワークによって中止され、
該フレームワークはページャ−ルーチンを呼出して、タ
スクのＴＣＢ、ページ番号及びアクセスタイプをパスす
る。
タスクがコードページを要求する場合、主タスク（及び
ページ番号）の名称は、要求されたページ名称を構成す
る。タスクがデータページを要求すると、該要求された
ページ名称は、初期的に、タスクのページ名称である。
次いで、ページャ−かタスクのページ世代テーブル及び
その他の局所的記録をチエツクする。
要求されたページ名称が、ＰＣＴ内における世代へ短縮
され、該ＰＣＴは満足するページ名称の世代へ上限を与
える。このページグループに対してＰＥＴ内にエントリ
ーがあると、ページャ−はマツチングするページ番号を
捜し出し、且つそれが見付かると、対応する世代番号を
使用する。
ページ世代テーブルをチエツクした後に、局所的サーチ
が行なわれる。ページャ−はエージェント記録を見て、
要求されたページ名称が更に短縮することが可能である
か否かを決定し、且つベジそれ自身を捜し出す。ページ
ャ−が、要求されたページが親ページと均等であること
を推論することが可能な多数の場合がある。即ち、（１
）ｒＰＧＡ　　ＰＡＲＥＮＴ　　ＰＡＴＨＪステータス
を有するページに対するエージェントが見付かる場合、
（２）ｒＰＧＡ　　ＴＰＡＧＥ　　ＥＸＩＳＴＳ」ステ
ータスを有することのないページに対するリーフヘッド
エージェントが見付かる場合、又は（３）要求されたペ
ージ名称がプロセサフェイムを有しており、且つそのペ
ージの何れの化身に対するエージェントも存在しない場
合。
これらの条件の何れかが非主ページに対して成り立つ場
合、その要求されたページ名称は１個のジャーム（ｇｅ
ｒｍ）だけ短縮され、且つこれらの条件は再度テストさ
れる。該名称がブライマル（ｐｒｉｍａｌ）即ち主であ
る場合には、そのページ番号を有するページは存在せず
、一方、該ページが該タスクに対して与えられる場合に
は、新たなページが形成される。
次の場合には局所的サーチが終了する。（１）新たなペ
ージが形成された場合、（２）満足するページが見付か
った場合、（３）該ページが併合されたことをフェイム
レベル処理が表わす場合、（４）併合処理が進行中であ
ることをフェイムレベル処理が表わす場合、（５）ｒＰ
ｃＡ　　ＬＥＡＦ　　ＥＸＰＥＣＴＪステータスを有す
るエージェントが見付かった場合、又は（６）要求され
たページが親ページと均等でないことをページャ−が推
論することができず、且つ上述した条件の何れもが適用
されない場合、である。
最初に、主タスクのページ用のヘッドエージェント記録
が構築され、該ページがゼロで満たされ且つ該タスクに
与えられる。２番目及び３番目の場合においては、該ペ
ージに該タスクが与えられる。４番目の場合においては
、祖先ページと均等な参照ページが存在しないという理
由のみによって、併合は完了しない。該参照ページが到
着し且つ併合が完了した後に、該ページに該タスクが与
えられる。しかし、該ページのフェイムが最初に増加さ
れると、該参照ページが到着する場合に併合処理は完了
することがなく、その代わりに、局所的ページサーチが
繰返し行なわれ、且つグローバルサーチを開始させる。
５番目の場合においては、ページ要求記録が構築され且
つ予定するエージェント記録（ｒＰＧＡ　　ＲＥＱＵＥ
ＳＴＳＪ　）へ取付けられる。他のグローバルページサ
ーチの終わりに該ページが到着する場合に該タスクが継
続する。６番目の場合においては、グローバルページサ
ーチか開始される。
ページが見付かり、且つ要求した（更に、満足する）ペ
ージ名称が要求するタスクと同一の世代のものではない
場合には、該タスクは該ページから読取りを行なうだけ
の場合がある。そのページ要求が書込みのためのもので
ある場合には、該ページが該タスクに対してコピーされ
、且つページ形成が行なわれる。
ｂ、ページ要求処理 Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ａ　ｔａｓｋ’ｓ　ｐａｇｅ　
ｒｅｑｕｅｓｔ　（ｔａｓｋ　Ｔ、　ｐａｇｅ　ｎｕｍ
ｂｅｒ　Ｎ）ニー　ｔｈｉｓ　ｉｓ　ｆ’ｏｒ　ｂｏｔ
ｈ　ｐａｇｅ　ｆ’ａｕｌｔ、；　ａｎｄ　Ｉｌｏ　ｒ
ｅｑｕｅｓｔｓｉｆ　ｔｈｉｓ　Ｉｓ　ａ　ｗｒｉｔｅ
　ｒｅｑｕｅｓｔｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ｉｓ　ａｎｏｔｈ
ｅｒ　ｗｒｉｔｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｆｏｒ　ｐａｇｅ
　Ｎｂｕｉｌｄ　ｗｒｉｔｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃ
ｏｒｄａｔｔａｃｈ　ｔｏ　５ｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋ
　ｒｅｃｏｒｄ　ｒｏｒ　Ｔｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉ
ｃａｔｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｎｏｔ　ｐｒｅｓｅｎｔｎｄ
ｉｒ ｎｄｉｆ Ｐ　　＝　ｔａｓｋ’ｓ　ｐａｇｅ　ｎｕｅ　（Ｔ　十
Ｎ）ｇｅｔ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｎＬ＋ｍｂｅｒ　
ｆｒｏｗ　ＰＣＴｓｈｏｒｔｅｎ　Ｐ　ｔｏ　ｔｈａｔ
　ｇｅｎｅｒａｔｊｏｎｉｆ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　Ｐ
ＥＴ　ｅｎｔｒｉｅｓ　ｒｏｒ　Ｐ　ｓ　ｐａｇｅ　ｇ
ｒｏｕｐｓｅａｒｃｈ　ｔｈｒｏｕｇｈ　ｔｈｅ　ＰＥ
Ｔ、　５ｈｏｒｔｅｎ　Ｐ　ｉ（’　ｒｏｕｎｄｎｄｉ
ｆ ｄｏ　ａ　１ｏｃａｌ　５ｅａｒｃｈ　ｆ’ｏｒ　Ｐ　
−＞　ｇｅｎｔ　Ａ−ｔｈｉｓ　ｒｏｕｔｉｎｅ　ｍｇ
　ｃｈａｎｇｅ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ　ｐａｇ
ｅ　ｎｍｅ　Ｐ−ｐ　ｔｓ　ｎｏｗ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕ
ｅｓｔｅｄ　ｐａｇｅ　ｎａｍｅｉｆ　ｔｈｅ　ｐａｇ
ｅ　Ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｆｉｎｉｓｈ　ｔｈｅ　ｐａ
ｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａｔ
ｉｎｇ　ｐａｇｅ　１ｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｅｌｓｅ　Ｉ
ｆ　ｔｈｅ　ｐｇｅ　ｉｓ　ｕｎａｖａｉｌａｂｌｅ’
１ｍｉ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｕｎａｖａｉ　ｔａｂｌｅ１
ｓｅ ｂｕｉ　Ｉｄ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏｒ
ｄａｔｔａｃｈ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　
ｒｅｃｏｒｄ　ｔｏ　Ａ’ｓ　ＰＧＡ−ＲＥＱＵＥＳＴ
Ｓ　１ｉｓｔ−ｒｅｐｅａｔ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓ
ｔ″ｉｓ　ｃａｔ　ｌｅｄ、　ｗｉｔｈ　ｔｈｅ　ｐａ
ｇｅ−ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏｒｄ、　ｗｈｅｎ　ａ
　ｐａｇｅ　ａｒｒｆｖｅｓｉｒｔｈｉｓ　ｉｓ　ａ　
ｖｒＨｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｂｕｉｌｄ　ｗｒｊｔｅ　ｒ
ｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃＯｒｄ。
ａｔｔａｃｈ　ｔｏ　５ｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋ　ｒｅ
ｃｏｒｄ　ｒｏｒ　Ｔｅｎｄ　ｉ　ｆ ｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｎ
ｏｔ　ｐｒｅｓｅｎｔｎｄｉｆ Ｔｏ　ｒｅｐｅａｔ　ａ　ｔａｓｋ’ｓ　ｐａｇｅ　ｒ
ｅｑｕｅｓ七−ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ’ｓ
　１ｎｃａｒｎａｔｉｏｎ　ｉｓ　１−　ｔｈｅ　ｃａ
ｔ　ｌｅｄ　ｍｇ　５ｕｐｐｌｙ　ａ　ｔａｓｋ　ｐａ
ｇｅ　ｈｅａｄｅｒ、　ＰＨＩｆ　ＰＨＩｓ　ｎ１ｌ ｄｏ　ａ　１ｏｃａｌ　５ｅａｒｃｈ　ｆｏｒ　ｐａｇ
ｅ　［１］　−）　ｇｅｎｔ　Ａ、　ｐａｇｅ　ｈｅａ
ｄｅｒ　ＰＨｅｎｄ　ｉ　ｆ １４　ＰＨｉｓ　ｎｏｎ−ｎ１１ ｉｆ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｉｓ　ａ　ｒｅａｄｆ
ｉｎｉｓｈ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑＵｅｓｔｅｌｓ
ｅ　−ｗｒｉｔｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｒｏｒ　ｅａｃｈ　
ｖｒｊｔｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　ｐａｇ
ｅ　ｎｕｍｂｅｒ　（ｏｎ　５ｔａｒｔｅｄｔａｓｋ　
ｒｅｃｏｒｄ） ｆ’１ｎｊｓｈ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｄ
ｅｌｅｔｅ　ｗｒｉｔｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏｒ
ｄｅｎｄｉｆ’ ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｄｅｌｅｔｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏｒ
ｄｅｌｓｅ　ｉｆ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｕｎａｖ
ａｉ　ｆａｂｌｅ’ＸＸＩ；’Ａ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｕ
ｎａｖａｉｌａｔ）ｌｅｅｌｓｅ ａｔｔａｃｈ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏｒ
ｄ　ｔｏ＾’ｓ　ＰＧＡ−ＲＥＱＵＥＳＴＳ　１ｉｓｔ
−ｔｈｌｓ　ｒｏｕｔｉｎｅ　ｉｓ　ｃａｌ　ｌｅｄ　
ａｇａｉｎ　ｗｈｅｎ　ａ　ｐａｇｅ　ａｒｒｉｖｅｓ
ｅｎｄ　ｉ　ｆ Ｃ１局所的ページサーチ処理 Ｔｏ　ｄｏ　ａ　！ｏｃａｉ　５ｅａｒｃｈ　（ｐａｇ
ｅ　ｎａｍｅ　Ｐ）　：ＡＧＡＩＮ　ニー　ＴＲ匪 ｗｈｉｌｅ　Ｐ　Ｉｓ　ｎｏｎ−ｐｒｉｍａｌ　ａｎｄ
　ＡＧＡＩＮＡＧＡＩＮ　ニー　ＦＡＬＳＥ ｉｒｐａｇｅ　Ｐ　ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｒｅｔｕｒｎ
　ｐａｇｅ　ｐ ＩｓＴＲ即 ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｌｏｏｋ　ｆｏｒ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉｖｅ　１ｅａｆ
　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｏｒ　Ｐｉｒａｎ　ａｇ
ｅｎｔ　ｉｓ　ｒｏｕｎｄｉｆ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　
ｈａｓ　ＰＧＡ　ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡＴＨ５ｔａｔｕｓ
Ｐ・−Ｐ／ ＡＧＡＩＮ　ニー　ＴＲ１ＪＥ ｅｌｓｅ　ｉｆ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ｈｅａｄ
　ａｎｄ　ｄｏｅＳｎｏｔ　ｈａｖｅＰＧＡ　ＴＰＡＧ
Ｅ　ＥＸＩＳＴＳ　５ｔａｔｕｓＰ・−Ｐ／ へＧ＾ｌＮニーＴＲ匪 ｎｄｉｆ ｅｌｓｅ　ｉｆ’　Ｐ　ｈａｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　
ｆａｓｅｄｏ　ｆｍｅ−１ｅｖｅｌ　５ｅａｒｃｈ　ｆ
ｏｒ　ａｎ　ａｇｅｎｔｉｆ　ｎｏ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ
　ｒｏｕｎｄＰニーＰ／ ＡＧＡＩＮ　ニー　ＴＲＵＥ ａｎｄ　Ｉｒ ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄｗｈｊｌｅ ｉｆ’　ＡＧＡＩＮ　ｉｓ　ＴＲＵＥ ｉｒｐａｇｅ　Ｐ　ｔｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｒｅｔｕｒｎ
　ｐａｇｅ　ｐ ｅｎｄ　ｉ　ｒ −Ｐ　ｉｓ　ｐｒｊｍａｉ　、　ａｎｄ　ｗｅ　ｈａｖ
ｅｎ’ｔ　５ｅａｒｃｈｅｄ　ｒｏｒ　ｉｔｓ　ａｇｅ
ｎｔｌｏｏｋ　ｆ’ｏｒ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉｖｅ　１
ｅａｆ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｆｏｒ　Ｐ＋ｒ　ｎ
ｏ　ｇｅｎｔ　ｉｓ　ｒｏｕｎｄ　ａｎｄ　Ｐ　ｈａｓ
　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　ｒｕｅｕｎｉｐｒｏｃｅｓｓｏ
ｒ　ｄｏｍａｉｎｄｏ　ａ　ｒａｍｅ−ｌｅｖｅｌ　５
ｅａｒｃｈ　ｆｏｒ　ａｎ　ａｇｅｎｔ　Ｐ＜＜ｅｎｄ
　ｉ　ｆ ｅｎｄ　Ｉ　ｆ ｔｒ　ｐａｇｅ　ｐ　ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｒｅｔｕｒ
ｎ　ａｇｅｎｔ　ｆｏｒ　Ｐ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ
　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｅｌｓｅ　１ｒＰ　
Ｉｓ　ｐｒｉｍａｌ　、　ｈａｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ
　ｒａＩｅ、　ａｎｄ　ｎｏ　ａｇｅｎｔ　ｗａｓ　ｆ
ｏｕｎｄＩｆ’　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ａｖａｌ　
ｔａｂｌｅ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｔａｓｋｂｕｉｌｄ　ｎｅ
ｗ　ｐｇｅ　ｒｅｃｏｒｄｓ　ｆｏｒ　Ｐｒｅｔｕｒｗ
　ａｇｅｎｔ　ｒｏｒ　Ｐ、　Ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　
ｐａｇｅ　ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｅｌｓｅ ｒｅｔｕｒｎ　ｎｏ　ａｇｅｎｔ、　ｉｎｄｉｃａｔｉ
ｎｇ　ｕｎａｖａｉｌａｂｌｅ　ｐａｇｅｅｎｄ　！　
ｆ ｅｌｓｅ　　ｉｆ　　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　　ｉｓ　　
ｒｏｒ　　Ｐ〈ｃｄｏ　ｒｕｅ−ｌｅｖｅｌ　ｐｒｏｃ
ｅｓｓｉｎｇｉｆ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｍｅｒｇ
ｅｄｒｅｔｕｒｎ　ａｇｅｎｔ　ｒｏｒ　ｐ、　ｉｎｄ
ｉｃａｔｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｉｓ　ｐｒｅｓｅｎｔｅｌ
ｓｅ　−ｍｅｒｇｉｎｇ　　ｉｓ　　Ｉｎ　　ｐｒｏｇ
ｒｅｓｓｒｅｔｕｒｎ　　ｓｅｒｇｊｎｇ　　ａｇｅｎ
ｔ、　　Ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　　ｍｅｒｇｉｎｇ　　
ｉｎ　　ｐｒｏｇｒｅｓＳｎｄｌｆ ｅｌｓｅ　１ｒｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　（ｒｏｒ　Ｐ）　
ｉｓ　ｌｅａｒ−ｅｘｐｅｃｔｉｎｇｒｅｔｕｒｎ　　
ｅｘｐｅｃｔｉｎｇ　　ａｇｅｎｔ、　　ｉｎｄｉｃａ
ｔｉｎｇ　　ｇｌｏｂａｌ　　５ｅａｒｃｈ　　Ｉｎ　
　ｐｒｏｇｒｅｓｓ（３１ｓｅ ｓｔａｒｔ　ａ　ｇｌｏｂａｌ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃ
ｈ　ｆｏｒ　Ｐ　（２）ｒｅｔｕｒｎ　ｅｘｐｅｃｔｉ
ｎｇ　ａｇｅｎｔ、　Ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｇｌｏｂ
ａｌ　５ｅａｒｃｈ　ｉｎ　ｐｒｏｇｒｅｓｓｅｎｄ　
Ｉ　ｆ ５、グローバルページサーチ及びＲｅｑｕｅｓｔｔａｓ
ｋ−ｐａｇｅ）ランザクジョン タスクページが必要とされ且つプロセサ上に存在しない
場合には、グローバルページサーチが開始される。Ｒｅ
ｑｕｅｓ　ｔ−ｔａｓｋ−ｐａｇｅ（ＲＰＲ）ｌ’シラ
ンクジョン、即ちタスクページ要求トランザクションは
、このサーチを行なうために使用される。それは、上方
向ページ経路動作とシーケンス動作され、且つフェイム
動作に対して休止させることが可能である。
ｒｅｑｕｅｓｔｊａｓｋ−ｐａｇｅＴｒｅｅ　　ｌｒｐ
ｒ−ｓｅａｒｃｈ−ｇｅｎｅｒ： ｒｐｒ−＋ｅｑｕｅｓｔｅｒ； ｒｐｒ−ｉｄｅｎ； ｒｐｒ−ｓｅａｒｃｈｎｕｃ ｒｐｒ−＊ｒｃｈｉｖａｌ　　ｌ０ｅａｔｌＯｎ；ｒｐ
ｒ−ｍｏｔ　ｔｏｎｓ　； ＊ｒｐｒ−ｓｅｎｄｅｒ： ｒｐｒ−＋ｅｔｒｙ−ｅｖｅｌ； ｒｐｒ−ｓｅａｒｃｈ−ｔｙｐｅ： ｒｐｒ−ｓｅｎｄｅｒ−ｔｙｐｅ； ｒｐｒ−ｆ　Ｉ　ａｇｓ　： ＵＮＩＱＵＥ　　　　　　０ＸＯＯＯＩＬＯＣＡＴＩＯ
Ｎ−ＫＮＯＷＮ　　０ＸＯＯＯ２ＡＲＣＩＩＩＶ＾Ｌ　
ＮＥＥＤＥＤ　０ＸＯＯＯ４ｔｙｐｅｄｅｒ　５ｔｒｕ
ｃｔ ａｒｄ２Ｔ ｎｏｄｅ　　ｎａｓｅＴ ａｒｄ４Ｔ ａｒｄ４Ｔ ａｒｄ４Ｔ ａｒｄ４Ｔ ｐａｇｅｒ−ａｇｅｎｔＴ ａｒｄ２Ｔ ａｒｄｌＴ ａｒｄｌＴ ｂｉｔｓ１６Ｔ １１ｄｅｆｉｎｅ　ＲＰＲ １１ｄｅｆｉｎｅ　ＲＰＲ １１ｄｅｆｌｎｅ　ＲＰＲ １ｒｅｑｕｅｓｔ　　ｔａｓＪｐａｇｅＴ：尚、 「ｒｐｒ　　ｓｅａｒｃｈ−ｇｅｎｅｒｊは、サーチ用
ページ名称の世代番号を特定し、且つ満足するページの
世代上の上限である。
ｒｒｐｒ　　ｒｅｑｕｅｓｔｅｒＪは、要求するエージ
ェントの名称である。
ｒｒｐ　ｒ　　ｉ　ｄｅｎＪはこのＲＰＲサイクル用の
識別子である。
１”ｒｐｒ　　ｓｅａｒｃｈｎｕｍＪは、要求するエー
ジェントのページサーチ番号であり、後で説明する。
ｒｒｐｒ　　ａｒｃｈｉｖａｊ）　　ｌ　ｏｃａｔ　ｉ
。
ｎ」は、アーカイバルページの可能な位置である。
ｒＲＰＲＬＯＣＡＴＩＯＮ　　ＫＮＯＷＮＪ（ｂｅｌｏ
ｗ）は、このデータが有効であるか否かを表わす。
ｒｒｐｒ　　ｍｏｔｉｏｎｓＪは、ヘッドエージェント
記録の「ｐｇａ　　ｍｏｔ　１ｏｎｓＪフイールドから
とられる。それは、ページ位置情報が最近ヘッドエージ
ェントに到着したか否かを決定する。
ｒＲＰＲＬＯＣＡＴ　Ｉ　ＯＮ　　ＫＮＯＷＮＪ（ｂｅ
ｆｉｏｗ）は、このデータが有効であるか否かを表わす
。
ｒｒｐｒ　　５ｅｎｄｅｒＪは、送給側のタイプがｒＲ
ＰＲＣＨＩＬＤ　　ＰＡＧＥ　　５ＥＮＤＥＲ」である
場合に、送給ページャ−エージェントの記録へポイント
する。
ｒｒｐｒ　　ｒｅｔｒｙ　　ｌ　ｅｖｅｌＪは、紅路追
従サーチが失敗した場合にどのノードレベルへ行くかを
表わす。
ｒｒｐｒ　　５ｅａｒｃｈ　　ｔｙｐｅＪは、どのタイ
プのページサーチが行なわれているかを表わす。可能な
値は、ｒＲＰＲＰＡＴＨＢＵＩ　ＬＤ」、ｒＲＰＲＰＡ
ＴＨＦ　ＩＮＤＪ、ｒＲＰＲＰＡＴＨＦＯＬＬＯＷＪ、
ｒＲＰＲＰＡＴＨＦＡＩＬＪ、ｒＲＰＲＡＲＣＨＩ　Ｖ
ＡＬＪ及びｒＲＰＲＡＲＣＨＩＶＡＬ　　ＦＡＩＬＪで
ある。
ｒｒｐｒ　　５ｅｎｄｅｒ　　ｔｙｐｅＪは、最後にそ
のトランザクションを送ったページャ−エージェントに
関する何かを表わす。可能な値は［ＲＰＲＣＨＩＬＤ　
　ＰＡＧＥ　　５ＥＮＤＥＲＪ、ｒＲＰＲ５ＵＢＮＯＤ
Ｅ　　５ＥＮＤＥＲＪ及びｒＲＰＲ０ＴＨＥＲ５ＥＮＤ
ＥＲＪである。
ｒＲＰＲＵＮｒＱＵＥＪは、それが存在する場合に、要
求されたページがユニークであることを表わす。
ｒＲＰＲＬＯＣＡＴＩ　ＯＮ　　ＫＮＯＷＮＪ　は、ｒ
ｒｐｒ　　ａｒｃｈｉｖａＩ　１ｌｏｃａｔｉｏｎＪ及
びｒｒｐｒ　　ｍｏｔ　１ｏｎｓＪデータが有効である
ことを表わす。
ｒＲＰＲＡＲＣＨＩＶＡＬ　　ＮＥＥＤＥＤＪは、アー
カイバルページコピーが見付は出され且つ送給されるべ
きことを表わす。
ＲＰＲ）ランザクジョンも、該トランザクションヘッダ
のタスク及びノード名称フィールド内に含まれるページ
名称部分を有している。このページ名称は、ｒｒｐｒ　
　５ｅａｒｃｈ　　ｇｅｎｅｒＪにおける世代へ短縮さ
れる場合には、サーチ用ページ名称である。
ページサーチの期間中、サーチ用ページが子供タスクの
ページと均等であることをページャ−が発見する場合が
ある。そのことが発生すると、べ−ジャーは、時々、Ｒ
ＰＲトランザクションテールにおける名称を子供タスク
のものへ長いものとさせ、且つ該サーチを継続する。こ
のことは、サーチ用ページ名称に影響を与えるものでは
ない。
なぜならば、子供ページが実際に均等である場合には、
該ページは存在しないからである。ｒＲＰＲＭＩＮ　　
ＧＥＮＥＲＪフィールドは、サーチ用ページ名称の世代
を表わす。（この名称の長尺化は、該子供ページに対す
る適切な予定のエージェントを捜し出す期待で行なわれ
る。この点に関しては、「グローバルページサーチの終
了」のセクションを参照するとよい。） ｂ、グローバルベージサーチの終了 以下の条件が成立する場合にグローバルベージサーチが
終了する。即ち、（１）新たなページが形成された場合
、（２）満足するページのコピーが見付かった場合、（
３）該ページが併合されたことをフェイムレベル処理が
表わす場合、（４）該ページが使用可能であることが決
定された場合、（５）併合が進行中であることをフェイ
ムレベル処理が表わす場合、（６）該タスクページを予
定するエージェントが見付かり、その場合に該ページサ
ーチが待機することが可能である場合。
最初の三つの場合においては、該ページは要求側へ送給
される。４番目の場合においては、使用不可能であるこ
とを表わすトランザクションが要求側へ送られる。５番
目の場合においては、ページサーチがフェイムレベルエ
ージェントにおいて待機し、それは該ページの前の化身
に対するヘッドエージェントである。ＲＰＲは、マージ
ンが完了した場合に再処理される。６番目の場合におい
ては、デッドロックが発生しない限り、グローバルベー
ジサーチが待機する。ＲＰＲ）ランザクジョンを有する
ページ要求記録が構築され且つ予定するエージェントに
取付けられる（ｒＰＧＡ　　ＲＥＱＵＥＳＴＳＪ　）。
デッドロックを防止するために、ページサーチ番号はペ
ージャ−エージェントのｒｐｇａ　　ｓｅａｒｃｈｎｕ
ｍＪフィールド及びＲＰＲのｒｒｐｒ　　ｓｅａｒｃｈ
ｎｕｍＪフィールド内に格納される。ページャ−エージ
ェントに対してグローバルサーチが開始されると、整数
が発生され且つエージェント記録及びＲＰＲ内に格納さ
れる。グローバルベージサーチは、ＲＰＲのページサー
チ番号が該エージェントのページサーチ番号よりも大き
い場合にだけ、予定するエージェントにおいて待機する
ことが可能である。該サーチが待機することができない
場合には、それは他のところで継続する。
ページサーチ番号は、プロセサのクロックの中間から３
２ビツトをとることによって発生される。
後のサーチが前のサーチに対する予定するエージェント
にしばしば遭遇するので、このことは本手法を効率的な
ものとするように思われ、且つここで待機することが可
能である。アーカイバルページコビーが必要とされ、且
つ通常のページが見付かった場合には、あたかも何れの
ページも見付からなかった如くのようにしてサーチが継
続する。
Ｃ，グローバルベージサーチのスタートページャ−は、
次の如き理由に対してグローバルベージサーチをスター
トさせる場合がある。即ち、（１）親タスクの併合用ペ
ージへ変更されるべくヘッドエージェントにおいてタス
クページが必要とされる場合、（２）併合を完了するた
めにヘッドエージェントにおいて参照ページが必要とさ
れる場合、（３）ページ再命名を開始するためにヘッド
エージェントにおいてアーカイバルページコビーが必要
とされる場合、（４）タスクがページ（ページ欠陥又は
Ｉｌｏの何れが）を要求し且つ局所的サーチがページも
予定するエージェントも見出さない場合。
グローバルサーチが開始すると、要求するエージｘ　ン
トｉ：　ハｒ　Ｐ　Ｇ　Ａ　　ＨＥ　Ａ　Ｄ　　Ｅ　Ｘ
　Ｐ　Ｅ　ＣＴ　Ｊステータス（１乃至３の場合）又は
ｒＰＧＡ　　ＬＥＡＦ　　ＥＸＰＥＣＴＪステータス（
４の場合）の何れかが与えられる。サイクル記録が構築
され、それは要求するエージェントへポイントする。こ
のことは、ページが到着する場合にエージェント記録を
見付けるために使用される。Ｒｅｑｕｅｓｔ−ｔａｓｋ
−ｐａｇｅ　（タスクページ要求）トランザクジョンが
構築され、且つ該フィールドは以下の如くにセットされ
る。
［ｒｐｒ　　５ｅａｒｃｈ　　ｇｅｎｅｒＪは、要求し
たページ名称（それは、初期のサーチ用ページ名称であ
る）の世代である。ページ欠陥及びＩ１０要求の場合、
これは局所的ページ名称サーチによって決定され、その
他のページ要求の場合には、それは要求するエージェン
トのページの世代である。
「ｒｐｒ　　ｒｅｑｕｅｓｔｅｒＪは要求するエージェ
ントの名称である。
ｒｒｐｒ　　１ｄｅｎＪはＲＰＲサイクル用の識別子で
ある。
「ｒｐｒ　　ｓｅａｒｃｈｎｕｍＪは、現在のクロック
の中間から３２ビツトを抽出することによってセットさ
れる。同一の値が、ページャ−エージェントの［ｐｇａ
　　ｓｅａｒｃｈｎｕｍＪフィールド内に格納される。
このフィールドは、該サーチの経路追従部分の期間中に
使用される。
「ｒｐｒ　　ａｒｃｈｉｖａＪ　　ｌ　ｏｃａｔｉｏｎ
Ｊは、該サーチがヘッドエージェントにおいて開始し且
つ該タスクページが存在する場合にのみセットされる。
該データは、ヘッドエージェント記録からとられ、且っ
ｒＲＰＲＬＯＣＡＴＩ　ＯＮ　　ＫＮＯＷＮＪフラッグ
がセットされる。
そうでない場合には、該フラッグはクリアされる。
ｒｒｐｒ　　ｍｏｔ　１ｏｎｓＪは、該サーチがヘッド
エージェントにおいて開始し且つ該タスクページが存在
する場合にのみセットされる。該データは、ヘッドエー
ジェント記録からとられ、且つｒＲＰＲＬＯＣＡＴＩＯ
Ｎ　　ＫＮＯＷＮＪフラッグがセットされる。
ｒｒｐｒ　　５ｅｎｄｅｒＪは、要求するエージェント
記録に対してポイントする。
ｒｒｐｒ　　ｒｅｔｒｙ　　ｌ　ｅｖｅｊ！Ｊはゼロに
セットされる。
ｒｒｐｒ　　５ｅａｒｃｈ　　ｔｙｐｅＪは、「グロー
バルページサーチ状態」セクションにおいて説明した如
く、初期のサーチ状態ヘセットされる。ページ欠陥の場
合、これはｒＲＰＲＰＡＴＨＢＵＩＬＤＪであり、アー
カイバルベージが必要とされる場合には、それはｒＲＰ
ＲＡＲＣＨＩＶＡＬ　　５ＥＡＲＣＨＪである。併合に
関しては、該ページが存在する場合には、それはｒＲＰ
ＲＡＲＣＨＩＶＡＬ　　５ＥＡＲＣＨＪテあり、該ペー
ジが存在しない場合には、それはｒＲＰＲＰＡＴＨＢＵ
Ｉ　ＬＤＪである。
要求されたページが該タスクによって変更されることが
可能である場合にのみｒＲＰＲＵＮＩＱＵＥＪがセット
される。これは、要求されたページ名称がタスクのペー
ジ名称である場合に、ページ欠陥及びＩ１０要求に対し
てのみの場合であることがある。
ページ欠陥及びＩ１０要求の場合には、該トランザクシ
ョンヘッド内のタスク名称が、局所的ページサーチによ
って発生された要求されたページ名称から派生される。
その他の要求に対しては、タスク名称は要求するエージ
ェントのページ名称から派生される。
該トランザクションが構築されると、それはどこか他の
ところへ送給されるか又は処理される。
ページ欠陥の場合、送給側のタイプがｒＲＰＲ３ＥＢＮ
ＯＤＥ　　５ＥＮＤＥＲＪへ送られ、且つＲＰＲがスー
パーノードへ送られる。（該エージェントがプロセサフ
ェイムを有している場合には、該局所的サーチは何か別
のことを行なっている場合がある。）他の経路構築要求
に対しては、サーチ用ページ名称が１ジヤームだけ短縮
され（以下の如く）、送給側タイプがｒＲＰＲＣＨＩ　
ＬＤＰＡＧＥ　　５ＥＮＤＥＲＪへ送られ、且つ該ＲＰ
Ｒが同一のノードで処理される。アーカイバルサーチの
場合、送給側のタイプがｒＲＰＲ０ＴＡＧＥＲ５ＥＮＤ
ＥＲＪへ送られ且つ該ＲＰＲが「ｒｐｒ　　ａｒｃｈｉ
ｖａｆＪｆｉｏｃａｔｉ。
ｎ」プロセサ上のり−フノードへ送られる。
ｄ、グローバルベージサーチ状態 グローバルページサーチは６個の状態、即ち経路構築、
経路捜索、経路追従、経路フェイル、アーカイバル及び
アー力イバルフエイルの６個の状態のうちの何れか一つ
にあることが可能である。
（ｉ）Ｐａｔｈ　　Ｂｕｉｆｉ　ｄ　（経路構築）タス
ク活性状態でないエージェントからグローバルサーチを
開始する場合、ページャ−は、そのノードから直ぐにペ
ージ経路を構築する。経路構築（ｐａｔｈ−ｂｕｄ！　
ｄ）状態の期間中、ＲＰＲがノードからスーパーノード
へ移行し、ページャ−がタスク活性エージェント記録を
見付は出すか又はフェイムレベルに到達するまで、ペー
ジャ−エージェント記録を構築し且つタスクページポイ
ンタを挿入する。ｒＲＰＲ５ＥＮＤＥＲＴＹＰＥＪフィ
ールドが、どのタイプのポインタを挿入すべきかを表わ
し、ｒＲＰＲ５ＥＮＤＥＲＪは、子供タスクページポイ
ンタに対して、ｒｓｅｎｄｉｎｇ　（送給）」エージェ
ントへポイントする。
タスク活性エージェントが見付かると、最後のタスクペ
ージポインタが挿入され、且つ該経路は完成する。該サ
ーチは経路捜索（ｐａｔｈ　　ｆｉｎｄ）状態へ変化す
る。その後は、ｒＲＰＲ５ＥＮＤＥＲＴＹＰＥＪ及びｒ
ＲＰＲ５ＥＮＤＥＲＪフイールドはもはや必要とはされ
ない。
フェイムレベルに到達し且つサーチ用ページに対するタ
スク活性エージェントが存在しない場合には、ページャ
−がフェイムレベル（ｆａｍｅ−ＩｅｖｅｆＩ）サーチ
を行なう。その結果は次に何をなすべきかを決定する。
即ち、（１）フェイムレベルサーチが何れのエージェン
トも見付がらなかったことを表わす場合には、ページャ
−エージェント記録が構築され、且っＲＰＲ送給側に対
してのタスクページポインタが挿入される。従って、サ
ーチ用ページ名称がブライマル（ｐｒｉｍａ、９）即ち
主である場合には、そのページ番号を有するページは存
在しない。そのページが該タスクに対して与えられる場
合には、該主ページに対するヘッドエージェント記録が
構築され、且つ新たなページが要求側エージェントへ送
給される。該主ページが得られない場合には、ｒｐａｇ
ｅ　　ｕｎａｖａ　１ｌ）ａｂ　Ｉ　ｅＪ表示が要求側
エージェントへ送給される。しかし、該サーチ用ページ
名称が主ではない場合には、ＲＰＲにおけるページ名称
は親ページの名称へ変更される（ｒｒｐｒ　　５ｅａｒ
ｃｈ　　ｇｅｎｅｒＪがデクリメントされる）。
又、新たなサーチ用ページはユニークではなく、その位
置は知られておらず、且つアーカイバルベージコピーは
必要とはされず、従ってこれらのビットはクリアされる
。ＲＰＲは子供ページ送給側のタイプが与えられ、且つ
同一のコードにおいて再処理され、（２）フェイムレベ
ル処理が該ページが併合されていることを表わす場合に
は、そのページに対するページャ−エージェント記録が
構築されている。ページャ−は該送給側に対してタスク
ページポインタを挿入し、且つ要求側エージェントへ該
ページを送り、（３）フェイムレベル処理が併合が進行
中であることを表わす場合には、ページサーチはその併
合用エージェントにおいて待機する。ページ要求記録が
構築され且つ該ニジエンドのｒＰＧＡ　　ＲＥＱＵＥＳ
ＴＳＪリストへ取付けられる。併合が完了する場合又は
ツユイム動作が発生する場合に、該経路構築状態におい
てページサーチが再開する。
（ｉｉ）経路構築の後（Ａｆｔｅｒ　　Ｐａｔｈ−ｂｕ
ｉｊ？ｄ） 該サーチが経路構築状態にない場合には、ページャ−は
、最初に、サーチ用名称のタスクページを捜す。見付か
った場合には、それは満足するページであり、それは要
求側へ送られ且つ該サーチは終了する。しかし、そのペ
ージが通常のものであり、且つアー力イバルページが必
要とされる場合には、該サーチは、あたかもページが見
付からなかったの如くにして、継続される。
（ｉｆｆ）経路捜索（Ｐａｔｈ　　Ｆｉｎｄ）及び経路
追従（Ｐａｔｈ　　ｆｏｆＩｊｌｏｗ）経路捜索状態の
期間中、ページャ−は適切なｔａｓｋ−ｐａｇｅ−ｅｘ
ｐｅｃｔｉｎｇ　　ａｇｅｎｔ（タスクページ予定エー
ジェント）又は追従すべきサブノードポインタを捜す。
「適切な」タスクページ予定エージェントは、ｒｒｐｒ
　　ｓｅａｒｃｈｎｕｍＪが「ｐｇａ　　ｓｅａｒｃｈ
ｎｕｍ」よりも大きい場合のものである。
最初に、ＲＰＲベージ名称のエージェントが該タスクペ
ージを予定しているか否かをページャ−がチエツクする
。予定したものでない場合には、ページャ−は、予定し
ている子供ページのエージェントを捜そうとする。その
ことを失敗すると、子供ページエージェント自身の何れ
かが子供ページポインタを有する場合には、ページャ−
が予定する孫ページのエージェントを捜索する。適切な
タスクページ予定エージェントが見付かった場合には、
該サーチは、到着すべきページに対するそのエージェン
トにおいて待機する。
適切な予定エージェントが見付からない場合には、ペー
ジャ−は追従すべきサブノードポインタを捜索する。こ
の場合にも、それはＲＰＲベージ名称のエージェント、
子供ページのエージェント、及び孫ページのエージェン
トをこの順番でチエツクする。特定のエージェントから
一つを超えたサブノードポインタがある場合には、ペー
ジャ−は、各々に等しい確率を与えて、ランダムに一つ
を選択する。
現在のノードにおいてタスク活性エージェントが存在し
ない場合には、ページャ−は、フェイムレベル処理を行
なうか、又はスーパーノードにおいてページサーチを継
続して行なう。フェイムレベルにおいて、処理は経路構
築に関してのものであるが、何らのエージェント記録も
経路ポインタも構築されることはない。フェイムレベル
サーチがエージェントを見付けなかった場合、サーチ用
ページ名称が短縮され、且つページャ−は再度捜索を行
なう（該ページ名称はブライマル即ち主であることはな
い）。
経路追従状態は経路捜索に類似している。この場合、サ
ーチがページ又は予定リーフエージェントへ到達するま
でタスクページ経路を追従する。
この場合にも、ページャ−は、子供ページポインタが存
在する場合に、ｒｊ７ｏｏｋｓ　　ａｈｅａｄ（先の見
越し）」を行なう。（経路捜索と経路追従との間の唯一
の差異は、経路追従の場合には、［送給側（ｓｅｎｄｅ
ｒ）Ｊは、スーパーノードか又は親ベーンのエージェン
トの何れかであり、従ってページ経路は送給側へ到達す
ることがないという点である。） 経路追従状態の期間中、タスク活性エージェントを有す
ることがないか、又はページサーチが待機することが不
可能な予定エージェントを有するノードに到達すること
が可能である。（最初の状態は、例えば、ページコピー
が送られたか又は削除された場合に発生することが可能
である。スパーノードは、究極的にはそのことについて
知らされる。「タスクページ運動及び削除」のセクショ
ンを参照するとよい。）このことが発生すると、ページ
サーチが再度試みられ、状態が経路操作へ変化し、ＲＰ
Ｒの再試行レベルが増加され、且つ該トランザクション
がそのレベルにおけるノードへ送られる。必要な場合に
は、該ヘッダにおけるタスク名称が、そのフェイムクラ
スタが再試行ノドを包含する最も少ない祖先タスクへ変
化される。
しかし、再試行レベルかサーチ用ページのフェイムレベ
ルよりも大きい場合には、経路サーチがフェイル（失敗
）する。即ち、サーチは経路フェイル状態へ変化し、該
名称がサーチ用ページのタスクへ変化され、且つ該トラ
ンザクションがそのフェイムレベルノードへ送られる。
該再試行レベル特徴が実行されて、カーネル作業の分散
を助ける。それがない場合には、フェイルするサーチが
直ぐに経路フェイル状態へ変化し、且つフェイムレベル
ノードへ進行する。該ページに対して多くの要求が存在
する場合には、この様な多数のフェイル（失敗）が存在
する場合があり、且つフェイムレベルノードはカーネル
作業でオーバーロードされることとなる場合がある。こ
のことは、再試行レベルであっても発生する場合がある
が、それ程頻繁ではなく、且つそれ程深刻なものではな
い。
（ｉｖ）経路失敗（Ｐａｔｈ　　Ｆａｉｌｌ）経路フェ
イル状態は、経路サーチ（状態を捜し出し且つ追従する
こと）が該ページを見付は出すことを失敗した場合に使
用される。それは、サーチが一群のノードを介して永久
的にサイクル動作をすることから防止するために必要で
ある。この状態の期間中、ページサーチはサーチ用ペー
ジのフェイムレベルへ移り、且つ該ページが存在するか
否かをチエツクする。存在しない場合には、該サーチは
経路捜索状態へ変化し且つ上述した如く継続する。該ペ
ージが存在する場合には、該サーチはアーカイバルサー
チ状態へ変化する。
（Ｖ）アーカイバルサーチ及びアーカイバルフエイル アーカイバルサーチ（ａｒｃｈｉｖａｌ　５ｅａｒｃｈ
）は、該ページのコピーを見付は出すために、ヘッドエ
ージェント記録内のページ位置情報を使用する。それは
、該サーチが、サーチ用ページが存在し且つ満足するペ
ージであると決定した場合にのみ使用される。
ＲＰＲｌ−ランザクジョンがサーチ用ページのフェイム
レベルノードへ送られる（既にそこに存在しない限り）
。ページ位置及び運動カウントデータが、ヘッドエージ
ェント記録からＲＰＲ内にコピーされ、且つｒＲＰＲＬ
ＯＣＡＴＩＯＮ　　ＫＮＯＷＮＪフラッグがセットされ
る。次いで、該トランザクションが、アーカイバルコピ
ーのプロセサへ送られる。通常、ページコピーがそこに
あるが、ない場合には、ページサーチがアーカイバル失
敗状態へ変化し、且つフェイムレベルノードへ帰還する
。
アーカイバル失敗状態においては、ページャ−が、ＲＰ
Ｒの運動カウントをエージェントの運動カウントと比較
する。それらが異なる場合には、新たな位置情報が到着
し、それがＲＰＲ内にコピーされ、且つ該トランザクシ
ョンが再度アーカイバルサーチ状態で該ページへ送られ
る。それらが同じである場合には、新たな情報は到着せ
ず、該情報が到着するまでＲＰＲはそこでキューされる
。
（［タスクページ運動及び削除、ｌｏｃａｔｅａｒｃｈ
ｉｖａｊ）−ｐａｇｅＪのセクションを参照するとよい
）。
ｅ、ＲＰＲ処理 Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ａｎ　ＲＰＲａｔ　ｔｈｅ　ｒ
ｕｅ　１ｅｖｅｌ　（ｓｅａｒｃｈｉｎｇ　ｐａｇｅ　
Ｐ）　：ｄｏ　ｆａｓｅ−１ｅｖｅｌ　５ｅａｒｃｈ　
ｆｏｒ　ＰＩｆａｎａｇｅｎｔｆｏｒＰ＜＜ｌ５ｒｏｕ
ｎｄｄｏ　「ａａｅ−１ｅｂｅｌ　ｐｒｏｃｅｓｓｉｎ
ｇｉｆ　ｐａｇｅ　Ｐ　Ｉｓ　ｍｅｒｇｅｄ１４　ｐａ
ｔｈ−ｂｕｉｌｄ　ｍｏｄｅＩｎｓｅｒｔ　ｐａｇｅ　
ｐｏｉｎｔｅｒ　ｆｒｏｍ　Ｐ’ｓ　ａｇｅｎｔ　ｔｏ
　５ｅｎｄｅｒ（ａｓ　ｂｅｌｏｗ） ｎｄｌｆ ｄｅｌｉｖｅｒ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｔｏ　ｒｅｑｕｅｓｔ
ｅｒｄｉｓｃａｒｄ　ＲＰＲｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｅ
ｌｓｅ　−ｍｅｒｇｉｎｇ　ｉｓ　１ｎ　ｐｒｏｇｒｅ
ｓｓｂｕｉｌｄ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏ
ｒｄ　ｗｉｔｈ　ＲＰＲａｔｔａｃｈ　ｔｏ　ｍｅｒｇ
ｉｎｇ　ａｇｅｎｔ、　ＰＧＡ−ＲＥＱＬＪＥＳ’円１
ｉｓｔｎｄｉｆ ｒｅｔｕｒｎ、　Ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｐｒｏｃｅｓ
ｓｉｎｇ　Ｉｓ　ｄｏｎｅ　（ｆｏｒ　ｎｏｖ）ｅｌｓ
ｅ　Ｉｆ　Ｐ　Ｉｓ　ｐｒｉｍａｌＩｆ　Ｐ　Ｉｓ　ａ
ｖａｉｌａｂｌｅ ｂｕｉｌｄ　ａ　ｐａｇｅ　ｎｕｅ　ｒｅｃｏｒｄ　ａ
ｎｄ　ａ　ｈｅａｄ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｆｏｒ
　ＰＩ「ｐａｔｈ−ｂｕｉｌｄ　ｍｏｄｅ ｉｎｓｅｒｔ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　５ｅ
ｎｄｅｒ　（ａｓ　ｂｅｌｏｗ）ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｓｅｎｄ　ａ　ｎｅｗ　ｐａｇｅ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅ
ｑｕｅｓｔｅｒ１ｓｅ ｓｅｎｄ　ａｎ　ｕｎａｖａｉｌａｂｌｅ　ｉｎｄｉｃ
ａｔｉｎｇ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｒｎｄｉ
ｆ ｄｉｓｃａｒｄ　ＲＰＲｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｒｅｔ
ｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｐｒｏｃｅｓｓｉｇ
　１ｓ　ｄｏｎｅ１ｓｅ ｒｅｔｕｒｎ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　Ｐ　ｉｓ　ｅ
ｑｕｉｖａｌｅｎｔ　ｔｏ　Ｐ／−ｔｈｅ　ＲＰＲｉｓ
　ｐｒｏｃｅｓｓｅｄ　ａｇａｉｎ、　ｌ＋＋ｎｅｄｉ
ａｔｅｌｙｎｄｉｒ Ｔｏ　ｂｅｇｉｎ　ａ　ｇｌｏｂａｌ　ｐａｇｅ　５ｅ
ａｒｃｈ　ｆｏｒ　ｓｅａｒｃｈｉｎｇ　ｐａｇｅ　Ｐ
　ａｔ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅ　Ｎ：ｂｕｉｌｄ　１ｅａ
ｆ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ　
Ｐｇｉｖｅ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ＰＧＡ−ＬＥＡ
Ｆ−ＥＸＰＥＣＴ　５ｔａｔｕｓｂｕｉｌｄ　ｃｙｃｌ
ｅ　ｒｅｃｏｒｄｂｕｉｌｄ　ＲＰＲｔｒａｎｓａｅｔ
ｉｏｎｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ｐａｔｈ　ｂｕ
ｉｌｄｓｅｎｄｅｒ　ｔｙｐｅ　ニー　５ｕｂｎｏｄｅ
ｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｓｕｐｅｒｎｔｘｉｅＴｏ　ｂ
ｅｇｉｎ　ａ　ｇｌｏｂａｌ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃｈ
　ｆｏｒ　ｓｅａｒｃｈｌｎｇ　ｐａｇｅ　Ｐ　ａｔ　
ｆａｍｅ−ｌｅｖｅｌｇｌｖｅ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ＰＧ
Ａ−ＨＥＡＤ　ＥＸＰＥＣＴ　５ｔａｔｕｓｂｕｉｌｄ
　ｃｙｃｌｅ　ｒｅｃｏｒｄｂｕｌｌｄ　ＲＰＲｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎ１４　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　
ｅｘｉｓｔｓ　（ＰＧＡ−ＴＰＡＧＥ−ＥＸＩＳＴＳ　
Ｉｓ　５ｅｔ）ｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ａｒｃ
ｈｌｖａｌｓｅｎｄｅｒ　ｔｙｐｅ　ニー　ｏｔｈｅｒ
ｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｐａｇｅ　ｌｏｃａｔｌｏｎａ
ｇｅｎｔ　Ａ： ５ｈｏｒｔｅｎ　ＲＰＲｐａｇｅ　ｎａＩｌｅ　（ａｓ
　ｂｅｌｏｗ）Ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ＰＧＡ
　ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡＴＨ５ｔａｔｕｓｓｅａｒｃｈ　
ｔｙｐｅ　ニー　ｐａｔｈ（ｉｎｄ５ｅ ｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ −ｐａｔｈ−ｂｕｔ　１ｄ ｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｓｅｎｄｅｒｔｙｐｅニーｃｈｉｌｄｐａｇｅｓｅｎｄ
ｅｒ　−）　ａｇｅｎｔ＾ ｐｒｏｃｅｓｓ　ＲＰＲａｔ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｓ　ｎ
ｏｄｅｎｄ１４ Ｔｏ　Ｉｎ５ｅｒｔ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ
　５ｅｎｄｅｒ：Ｉｆ　５ｅｎｄｅｒ　ｔｙｐｅ　ｉｓ
　５ｕｂｎｏｄｅ’ｏｒ″５ｕｂｎｏｄｅ　ｂｉｔ　１
ｎｔｏ　ＰＧＡ−ＴＡＳＫ　５ＵＢＮＯＤＥＳｅｌｓｅ
　−５ｅｎｄｅｒ　ｔｙｐｅ　Ｉｓ　ｃｈｌ　ｌｄ　ｐ
ａｇｅ−ＰＧＡ　ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡＴＨｍｕｓｔ　ｂ
ｅ　ｃｌｅａｒ　Ｉｎ　ｔｈｅ　５ｅｎｄｅｒＩｎｓｅ
ｒｔ　ａ　ｃｈｌ　Ｉｄ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｐｏｌ
ｎｔｅｒ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｅｎｄｅｒｓｅｔ　ＰＧＡ
　ＰＡＲＥ）ＪＴ　ＰＡＴＨＩｎ　５ｅｎｄｅｒｎｄｌ
ｆ Ｔｏ　５ａａｒｃｈ　ｆｏｒ　ａｎ　ｅｘｐｅｃｔｉｎ
ｇ　ａｇｅｎｔ　ｏｒ　ａ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｉｎ
ｔｅｒ　（ｐａｇｅ　Ｐ、　ｇｅｎｔ＾）：５ＵＢ−Ａ
ＧＥＮＴ　ニー　’ｎｏ　ａｇｅｎｔ−Ｉｆ　ｇｅｎｔ
　Ａ　Ｉｓ　ｅｘｐｅｃｔｉｎｇ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　
ｐａｇｅ、　ａｎｄ　ｉｔｓ　ｓｅａｒｃｈｒｕｍ　Ｉ
ｓ　１ｅｓｓｔｈａｎ　ｔｈｅ　ＲＰＲｓ　５ｅａｒｃ
ｈｎｕ＊ｒｅｔｕｒｎ　ａｇｅｎｔ　Ａ、　ｗａｉｔ　
ｈｅｒｅ　Ｉｎｄｉｃａｔｏｒｎｄｊｆ ｉｒａｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｉ
ｎｔｅｒｓ　ｎｏｔ　Ｉａａｄｌｎｇ　ｔｏ　ｔｈｅ　
５ｅｎｄｅｒ　ｎｏｄｅＳＵＢ　ＡＧＥＮＴ　ニー　ａ
ｇｅｎｔ　Ａｎｔｌｌｒ ｆｏｒ　ａａｃｈ　ｃｈｉ　ｌｄ　ｐａｇｅ　ａｇｅｎ
ｔ　Ｃｏｒ　ａｇｅｎｔ　ＡＩｆａｇｅｎｔ　ＣＩｓ　
ｅｘｐｅｃｔＩｎｇ　ｔｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ、　
ａｎｄ　ｉｔｓ　ｓａａｒｃｈｎｕｍ　ｌ５ｅｓｓ　ｔ
ｈａｎ　ｔｈｅ　ＲＰＲ’ｓ　ｓｅａｒｃｈｎｕｍｒｅ
ｔｕｒｎ　ａｇｅｎｔ　Ｃ，ｗａｆｔ　ｈｅｒｅ　Ｉｎ
ｄｉｃａｔｏｒｅｎｄ　ｉ　ｒ Ｉｆ　５ＩＪＢ−ＡＧＥＮＴ　Ｉｓ　　ｎｏ　ａｇｅｎ
ｔ”　ａｎｄ　ａｇｅｎｔ　Ｃｈａｓ　５ｕｂｎｏｄｅ
　ｐｏｉｎｔｅｒｓｎｏｔ　ｌｅａｄｉｎｇ　ｔｅ　ｔ
ｈｅ　５ｅｎｄｅｒ　ｎｏｄｅＳＵＢ−ＡＧＥＮＴ　ニ
ー　ａｇｅｎｔ　Ｃｅｎｄ　ｉ　ｒ ｎｄｆｏｒ ｒｏｒ　ｅａｃｈ　ｃｈｉ　Ｉｄ　ｐａｇｅ　ａｇｅｎ
ｔ　Ｃｏｆ　ａｇｅｎｔ＾ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ｃｈｉ　
Ｉｄ　ｐａｇｅ　ａｇｅｎｔ　ＧＣｏｒ　ａｇｅｎｔ　
Ｃｉｆ　ａｇｅｎｔ　ＣＩｓ　ｅｘｐｅｃｔｉｎｇ　ｔ
ｈｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ、　ａｎｄ　ｉｔｓ　ｓａａ
ｒｃｈｎｕｍＩｓ　１ｅｓｓ　ｔｈａｎ　ｔｈｅ　ＲＰ
Ｒｓ　ｓｅａｒｃｈｎｕｍｒｅｔｕｒｎ　ａｇｅｎｔ　
ＧＣ，ｗａｉｔ　ｈｅｒｅ　１ｎｄｉｃａｔｏｒｎｄｉ
ｆ ＩｆＳＬＩＢ−ＡＧＥＮＴ　Ｉｓ　　ｎｏ　ａｇｅｎｔ
″ａｎｄ　ａｇｅｎｔ　ＧＣｈａｓ　５ｕｂｎｏｄｅｐ
ｏｉｎｔｅｒｓ　ｎｏｔ　Ｉｅａｄｔｎｇ　ｔｏ　ｔｈ
ｅ　５ｅｎｄｅｒ　ｎｏｄｅＳＵＢ−ＡＧＥＮＴ　ニー
　ａｇｅｎｔ　ＧＣｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｉ　「 ｎｄｒｏｒ ＩｆＳＵＢ−ＡＧＥＮＴ　Ｉｓ　　ｎｏ　ａｇｅｎｔ−
ｒｅｔｕｒｎ　ｎｏ　ａｇｅｎｔ　１ｎｄｉｃａｔｏｒ
Ｓｅ ｒｅｔｕｒｎａｇｅｎｔＳＬＩＢ−＾ＧＥＮＴ、５ｕｂ
ｎｏｄｅＩｎｄｉｃａｔｏｒｅｎｄ　Ｉ　ｒ Ｔｏ　５ｈｏｒｔｅｎ　ｔｈｅ　ＲＰＲｐａｇｅ　ｎａ
ｍｅ　（Ｐ）：Ｉｆ　ｔｈｅ　Ｐ　ｓ　ｇｅｎｅｒａｔ
ｌｏｎ　Ｉｓ　ｅｑｕａｌ　ｔｏ　ＲＰＲ−１ＩＩＩＮ
　ＧＥＮＥＲｄｅｃｒｅｓｅｎｔ　ＲＰＲＭＩＮ　ＧＥ
ＮＥＲｆ−ＮｋＫＥ　ニーＴＲＵＥ ｃｌｅａｒ　［？ＰＲＵＮＩＱＬＪＥ、　１ｉＰＲユ美
＾Ｔｌ０Ｎ　ＫＮＯＷＮ、　ａｎｄＲＰＲ−＾１？Ｃ）
ＩＩＶ＾Ｌ−ＮＥＥＤＥＤ　ｒ　ｌ　ａｇｓｎｄｌｆ Ｐ・−Ｐ／ Ｔｏ　ｒｅｔｒｙ　ｔｈｅ　ｐａｔｈ　５ａａｒｃｈ　
（ａｔ　ｎｏｄｅ　Ｎ）：ｒｅｔｒｙ　１ｅｖｅｌ　ニ
ー　ｌｌ１ａｘ（ｒｅｔｒｙ　１ｅｖｅｌ　＋　ｌ、　
ｎｏｄｅ　Ｎ　１ｅｖｅｌ　＋　１）ｊｆ　ｔｈｅ　ｒ
ｅｔｒｙ　１ｅｖｅｌ　ｉｓ　１ｅｓｓ　ｏｒ　ｅｑｕ
ａｌ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｌｎｇ　ｐａｇｅ’
ｓ　Ｃａｎｅｖｅ　１ ｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ｐａｔｈ（ｌｎｄｗｈ
ｉｌｅ　ｔｈｅ　ｒｅｔｒｙ　１ｅｖｅｌ　Ｉｓ　ｇｒ
ｅａｔｅｒ　ｔｈａｎ　ｔｈｅ　ＲＰＲｐａｇｅ　ｎａ
ｍｅ’ｓ　ｒｕｅＰニーＰ／ ｎｄｌｒ ｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅｔｒｙｅｖｅｌ　
ｎｏｄｅ ｅｌｓｅ Ｐ　ニー　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｌｎｇ　ｐａｇｅ　ｎ
ａｍｅｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ｐａｔｈ−ｆａ
ｌｌｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｉｎ
ｇ　ｐａｇｅ’ｓ　ｒｕｅ　１ｅｖｅｌ　ｎｏｄｅｎｄ
ｌｒ ＰｒｏｃｅｓｓＲＰＲ（ＲＰＲｐａｇｅ　ｎａｍｅ　Ｐ
、　ｎｃｘｌｅ　Ｎ）　：ｆｉｎｄ　ｔｈｅ　ｓｅａｒ
ｃｈｉｎｇ　ｐａｇｅＩｎｃａｒｎａｔｉｏｎ　Ｓｌｅ
ｐｅａｊ Ｉｆ　Ｓｌ　ｈａｓ　ｃｈａｎｇｅｄ　ａｎｄ　ｎｏｔ
　Ｉｎ　ｐａｔｈ−ｂｕｉｌｄ　５ｔａｔｅｌｏｏｋ　
ｆｏｒ　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｉｎｇ　ｐａｇｅＩｆ　
ｆｏｕｎｄ、　ａｎｄ　Ｉｔ　Ｉｓ　ａｒｃｈｌｖａｌ
　ｏｒ　ｔｈｅ　ａｒｃｈｌｖａｌ　ｃｏｐｙ　ｉｓｎ
’ｔｎ　ｅｅｄ　ｅｄ ｄｅｌｉｖｅｒ　ｐａｇｅ　ｔｏ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｒ
ｄｉｓｃａｒｄ　ＲＰＲｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｅｔｕ
ｒｎ ｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｉ　ｒ １７ＥＰＲ（Ｘ套追ニー　ＦＡＬＳＥ ｓＱａｒｃｈ　ｆｏｒ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉｖｅ　ｐａ
ｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｆｏｒ　Ｐ　ａｔ　Ｎ　−＞　ａ
ｇｅｎｔ　ＡＩｆ　ａｎ　ｇｅｎｔ　Ｉｓ　ｒｏｕｎｄ
ｉｆ　ｐａｔｈ−ｂｕｉｌｄ　５ｔａｔｅｉｎｓｅｒｔ
　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　５ｅｎｄｅｒ　（
ａｓ　ａｂｏｂｅ）ｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ｐ
ａｔｈ−ｆｉｎｄｓｅｎｄｅｒ　ｔｙｐｅ　：”　ｏｔ
ｈｅｒｅｎｄ　ｉ　ｆ ｉｒｐａｔｈ（ｉｎｄ　ｏｒ　ｐａｔｈ（ｏｌｌｃｗ　
５ｔａｔｅｓｅａｒｃｈ　ｆｏｒ　ａ　５ｕｉｔａｂｌ
ｅ　ｅｘｐｅｃｔｌｎｇ　ａｇｅｎｔ　ｏｒ　ａ　５ｕ
ｂｎｏｄｅｐｏｉｎｔｅｒ　−＞　ａｇｅｎｔ　Ｂ　（
ａｓ　ａｂｏｖｅ）ｉ「ａ　５ｕｉｔａｂｌｅ　ｅｘｐ
ｅｃｔｉｎｇ　ａｇｅｎｔ　Ｉｓ　ｒｏｕｎｄｂｕｉ　
Ｉｄ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｗｉ
ｔｈ　ＲＰＲａｔｔａｃｈ　ｔｏ　ａｇｅｎｔ　Ｂ’ｓ
　ＰＧＡ−ＲＥＱＩＪＰＳＴＳ　Ｉ　ｉｓｔｅｔｕｒｎ ｅｌｓｅ　１ｒａｎ　ａｇｅｎｔ　ｗｉｔｈ　５ｕｂｎ
ｏｄｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　ｉｓ　ｆｏｕｎｄｓｅａｒ
ｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ｐａｔｈ（ｏｆ　ｌｏｗｓｅｌ
ｅｃｔ　ｏｎｅ　ｏｆ’　Ｂ　ｓ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉ
ｖｅ　５ｕｂｎｏｄｅｓｓｅｎｄ　ｔｈｅ　ＲＰＲｔｏ
　ｔｈｅ　５ｕｂｎｏｄｅｅｔｕｒｎ ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｉ　ｒ −ｔｈｅｒｅ’ｓ　ｎｏ　ｐａｔｈ　ｔｏ　ｆａｔ　ｌ
ｏｗｊ４　ｐａｔｈ−ｆｌｎｄ　５ｔａｔｅｉｆ　ａｇ
ｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ＰＧＡ　ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡＴＨ
５ｔａｔｕｓｓｈｏｒｔｅｎ　ＲＰＲｐａｇｅ　ｎａｓ
ｅ　（ａｓ　ａｂｏｖｅ）ＲＥＰＲＯＣＥＳＳ　ニー　
ＴＲＵＥ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｅｌｓｅ　ｉｆ　ｎｏｔ　ａｔ　Ｐ’ｓ　ｆ’ｕｅ−ｌ
ｅｖｅｌｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｅ
ｔｕｒｎ ｅｌｓｅ　ＩｆＰ　ｉｓ　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｉｎｇ
　ｐａｇｅ　ｎａｍｅ　ａｎｄ　ｔｈａｔ　ｐａｇｅｅ
ｘｉｓｔｓ　（ＰＧＡ−ＴＰＡＧＥ−ＥＸＩＳＴＳ　ｉ
ｓ　ｓｅｔ　ｉｎ　Ａ）ｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー
　ａｒｃｈｉｖａｌ−ｓｅａｒｃｈｅｌｓｅ　ｊｆ　ｐ
ａｇｅ　Ｐ　ｅｘｉｓｔｓＰ　ニー　ｔｈｅ　ｓｅａｒ
ｃｈｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｎｔａｅｃｏｎｔ　ｉ　ｎｕｅ ５ｅ ｓｈｏｒｔｅｎ　ＲＰＲｐａｇｅ　ｎｕｅ　（ａｓ　ａ
ｂｏｖｅ）ＲＥＰＲＯＣＥ≦ば３ニーＴＲｔＪＥ ｃｏｎｔｉｎｕｅ １ｄｉｒ ｅｌｓｅ　ｊｒ　ｐａｔｈ−ｆｏｌｌｏｗ　５ｔａｔｅ
ｒｅｔｒｙ　ｔｈｅ　ｐａｔｈ　５ｅａｒｃｈｅｔｕｒ
ｎ ｎｄｉｆ ｉｆ　ｐａｔｈ（ａｉｌ　５ｔａｔｅ ｉｆ　ａｔ　ｆａｍｅ　１ｅｖｅｌ ｉｒｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｅｘｉｓｔｓ　（ＰＧＡ−ＴＰ
ＡＧＥ−ＥＸＩＳＴＳ　Ｉｓ　ｓｅｔ＞５ｅａｒｃｈ　
ｔｙｐｅ　ニー　ａｒｃｈ１ｖａｌ１ｓｅ ｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ｐａｔｈ　ｒＩｎｄｓ
ｈｏｒｔｅｎ　ｔｈｅ　ＲＰＲｐａｇｅ　ｎａｓ＋ｅｃ
ｏｎｔｉｎｕｅ　（２） ｎｄｉｒ １ｓｅ ｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｆｕｅ　１ｅｖｅｌｅｔｕｒｎ ｎｄｊｆ ｅｎｄ　ｊ　ｆ ｉｒａｔ　ｆｏｅ　１ｅｖｅｌ ｉｆ　ａｒｃｈｉｖａｌ（ａｉｌ　５ｔａｔｅ、　ＲＰ
Ｒ−＾ＲＣＨＩＶ＾Ｌ−ＫＮＯＷＮ　ｉｓ　ｓｅｔ。
ａｎｄ　ＲＰＲＭＯＴＩＯＮＳ　ｅｑｕａｌｓ　ＰＧ＾
ＭｆｆｒｌＯＮＳｑｕｅｕｅ　ＲＰＲｏｎ　ａｇｅｎｔ
　ｕｎｔｉ　ｌ　ａ　ＬＡＰ　ｔａｎｓａｃｔｉｏｎａ
ｒｆｌｖｅｓ　ｏｒ　ａ　ｒａＩｌｅ　１ｎｃｒｅａｓ
ｅ　ｏｃｃｕｒｓｅｔｕｒｎ ｎｄｉｆ ｃｏｐｙ　ｍｏｔｉｏｎｓ　ａｎｄ　１ｏｃａｔｉｏｎ
　ｄａｔａ　１ｎｔｏ　ＲＰＲｓｅｔ　ＲＰＲ−＾ｆ？
ｃＨＩＶＡＬ−ＫＮＯＷＮ　ｒｔａｇｉｆ　ｔｈｅ　ｐ
ａｇｅ　５ｂｏｕｌｄ　ｂｅ　ｈｅｒｅ　（ａｅｃｏｒ
ｄｊｎｇ　ｔ。
ＲＰＲＡＲＣＨＩＶ＾Ｌ　ＬＥＧＡＴＩＯＮ）ｑｕｅｕ
ｅ　ＲＰＲｏｎ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｕｎｔｉｌ　ａ　Ｌ
ＡＰ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎａｒｒｉｖｅｓ　ｏｒ　
ａ　ｆａｓｅ　１ｎｃｒｅａｓｅ　ｏｃｃｕｒｓ１ｓｅ ｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ａｒｃｈｊｖａｌｓｅ
ｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｐａｇｅ　１ｏｃａｔｉｏｎｎｄｉ
Ｔ １ｓｅ ｉｒＲＰＲＡＲＣＨＩＶ＾Ｌ　ＫＮＯＷＮ　ｉｓ　ｓｅ
ｔ　ａｎｄｔｈｅ　ｐａｇｅ　５ｈｏｕｌｄ　ｂｅ　ｈ
ｅｒｅｓａａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ａｒｃｈｊｖａ
ｌ（ａｉｌｅｎｄ汀 ５ｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｆ’ａ＋ｎｅ−ｌｅｖｅｌｅｎ
ｄ　］　ｒ ｅｌｓｅ　１ｒｎｏｄｅ　Ｎ　ｉｓ　Ｐ’ｓ　ｒａＩＩ
ｌｅ−ｌｅｖｅｌ　ｎｏｄｅｐｒｏｃｅｓｓ　ＲＰＲａ
ｔ　ｔｈｅ　ｒａＩｌｅ　１ｅｖｅｌ　（ａｓ　ａｂｏ
ｖｅ）ｉｆ　Ｐ　ｉｓ　ｅｑｕｉｖａｌｅｎｔ　ｔｏ　
Ｐ／ｉｆ　ｐａｔｈ−ｂｕｉｌｄ　５ｔａｔｅｂｕＩＩ
ｄ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ　
Ｐ　−＞　ａｇｅｎｔ　Ａｌｎ５ｅｒｔ　ｐｇｅ　ｐｏ
ｔｎｔｅｒ　ｔｏ　５ｅｎｄｅｒ　（ａｓ　ａｂｏｖｅ
）ｓｅｎｄｅｒ　ｔｙｐｅ　：”　ｃｈｉｌｄ　ｐａｇ
ｅｓｅｎｄｅｒ　：”　ａｇｅｎｔ　Ａ ｅｎｄ＋　ｆ ｓｈｏｒｔｅｎ　ＲＰＲｐａｇｅ　ｎｕｅ　（ａｓ　ａ
ｂｏｖｅ）ＲＥＰＩ？ＯＣＦ′ｓｓニーＴＲＬＪＥｅｎ
ｃｌ　ｆ　ｆ １ｓｅ ｉｒｐａｔｈ−ｂｕｉｌｄ　５ｔａｔｅｂｕｉ　ｌｄ　
ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ　Ｐｉ
ｎｓｅｒｔ　ｐａｇｅ　ｐｏｊｎｔｅｒ　ｔｏ　５ｅｎ
ｄｅｒ　（ａｓ　ａｂｏｖｅ）ｓｅｎｄｅｒ　ｔｙｐｅ
　ニー　５ｕｂｎｏｄｅｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　５ｕｐ
ｅｒｎｏｄｅｅｌｓｅ　１ｒｐａｔｈ−ｆｊｎｄ　５ｔ
ａｔｅｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｅｌ
ｓｅ　ｉｆ　ｐａｔｈ−ｆｏｌｌｏｗ　５ｔａｔｅｒｅ
ｔｒｙ　ｔｈｅ　ｐａｔｈ　５ｅａｒｃｈ１ｓｅ １ｆ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　５ｈｏｕｌｄ　ｂｅ　ｈｅｒ
ｅｓｅａｒｃｈ　ｔｙｐｅ　ニー　ａｒｃｈｉｖａｌ−
「ａ１１ｎｄｉｆ ｓｅｎｄ　ＲＰＲｔｏ　ｆｕｅ　１ｅｖｅｌｅｎｄ　ｉ
　ｒ ｅｎｄｉｆ’ ｕｎｔｉｌ　ＲＥＰＲＯＣＦＳＳ　ｉｓ　ＰＡＬＳＥｆ
、ＲＰＲ／フェイム相互作用 併合が進行中であるので、ページサーチはフェイムレベ
ルノードにおいて待機する場合がある。
併合が完了する場合に、該サーチは通常継続する。
フェイム増加動作が発生すると、併合は異なったノード
で完了する。
ＲＰＲトランザクションがフェイムレベルノードにおい
てキューする場合があり、アーカイバルページの位置に
関する情報を待つ場合がある。ＲＰＲは、通常、ＬＡＰ
　）ランザクジョンが到着する場合にキューから外され
る。フェイム増加動作が発生すると、ＬＡＰが新たなフ
ェイムレベルノードへ送られる。
何れの場合においても、ページサーチを再開させるイベ
ントは新たなフェイムレベルノードにおいて発生する。
従って、フェイム増加動作が発生する場合、ページサー
チは直ぐに再開し、それは新たなフェイムノードに究極
的に到達する。
６、ページデリバリ（ｐａｇｅ　　ｄｅｆｌ　１ｖｅｒ
ｙ） 満足するページが見付かった場合には、それはそれを必
要とするプロセサへ送られる。幾つかの検討すべき場合
がある。即ち、（１）該ページがユニークである場合に
は、見付かったページコピーはアーカイバルであるに違
いない。送給したページコピーはアーカイバルステータ
スを得、且つ局所的コピーは削除される。（２）該ペー
ジがユニークでない場合で且つ見付かったページコピー
が通常のものである場合には、送給したページコビーも
通常のものであり、且つ局所的コピーは保持される。（
３）該ページがユニークなものではなく且つ見付かった
ページコピーがアーカイバルであると、ページャ−は、
送給したコピー又は保持したコピーの何れかがアーカイ
バルであるものとする選択を有している。この実行は、
見付かったコピーがページのヘッドエージェントと同一
のプロセサ上にない限り、送給したページと共にアーカ
イバルステータスを送給する。
タスクページがユニークであるかないかを決定するため
に、ページャ−は、そのページのタスクが稼動中である
かないかを知らねばならない。このことは、単に、満足
するページ名称の世代番号が該タスクの世代番号と等し
いか否かという場合である。併合を行なうためにページ
が必要とされる場合には、それはユニークである。なぜ
ならば、それが併合用ページに変化される場合、該タス
クは終了し、且つそれが参照ページとして必要とされて
いる場合、該タスクは終了するか、又は新たな化身にお
いて実行を再開する。ＲＰＲ）ランザクジョンは、ｒＲ
ＰＲＵＮＩ　ＱＵＥＪビットを有しており、それはユニ
ークであることを表わしている。
ａ、Ｔｒａｎｓｆｅｒ−ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ−ｐａｇｅ
　（要求ページ転送）トランザクション要求されたペー
ジは、ｔｒａｎｓｆｅｒ−ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ−ｐａｇ
ｅ　（ＴＰＲ））ランザクジョンで要求側エージェント
へ送給される。ＴＰＲトランザクションは、又、満足す
るページが存在しておらず且つ要求側が新たな主ページ
を形成するか又は得られないことを要求側タスクへ信号
を送るかの何れかをすべきであることを表わすために使
用される。
（ｉ）ＴＰＲ構成 ｔｙｐｅｄｅｒｔｒａｎｓｆｅｒ−＋ｅｑｕｅｓｔｅｄ
−ｐａｇｅＴｒｅｅ　（ｃａｒｄ４Ｔ　　ｔｐｒ−ｒｐ
ｒ−＋ｄｅｎ；ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｔｐｒ−ｗｏｔｌｏ
ｎｓ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　ｔｐｒ、−ｒｌａｇｓ；ｌ　ｔ
ｒａｎｓｒｅｒ−ｒｅｑＵｅｓｔｅａ−ｐａｇｅＴ；尚
、 ［ｔｐｒ　　ｒｐｒ　　１ｄｅｎＪは、ＲＰＲ）ランザ
クジョンからとられ、このＴＰＲを完了するページサー
チサイクルに対する識別子である。
ｒｔｐｒ　　ｍｏｔ　１ｏｎｓＪは、そのページがアー
カイバルである場合（ＴＡＰ　）ランザクジョンの場合
の如く）、このページが移動した回数を有している。
ｊｔｐｒ　　ｆｆｆａｇｓＪは、満足するページが祖先
タスクのページ（要求されたページのタスクと相対的に
）であるか否かを表わす。それは、又、該ページコピー
が宛て先において形成されるべきであるか否かく新しい
ページに対して）、新しいページがゼロで満たされるべ
きであるか否か、該ページがアーカイバルであるか否か
、及び該ページが得られるか否かを表わす。そのフィー
ルド値はｒＴＰＲＡＮＣＥＳＴＯＲＪ、ｒＴＰＲＮＥＷ
　　ＰＡＧＥＪ、ｒＴＰＲＺＦＩＬＬＪ、ｒＴＰＲＡＲ
ＣＨＩＶＡＬＪ及びｒＴＰＲＵＮＡＶＡＩＬＡＢＬＥＪ
である。
このＴＰＲ）ランザクジョンは、又、該トランザクショ
ンヘッダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれ
ているページ名称部分を有している。又、新たなページ
又は得られないことが表示されない限り、データページ
部分が存在している。
（ｉＩ）ページデリバリ処理 Ｔｏ　５ｅｎｄ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅｑ
ｕｅｓｔｅｒ：ｂｕｉｌｄ　ＴＰＲｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎａｔｔａｃｈ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　ｔｏ　ＴＰＲ
ｌｆ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｉｓ　ｕｎｉｑｕｅｓｅｎｔ　ｐ
ａｇｅ　ｉｓ　ａｒｃｈ１ｖａ！ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ　
ｐａｇｅ　ｍｏｔｉｏｎｓｄｅ＋ｅｔｅ　１ｏｃａｌ　
［ｅ　ｃｏｐｙｅｌｓｅ　ｉｆ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｉｓ　
ａｒｃｈｉｖａｌｉｆ’　Ｐ’ｓ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎ
ｔ　ｍａｐｓ　ｏｎｔｏ　ｔｈｉｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏ
ｒｌｏｃａｌ　ｃｏｐｙ　ｒｅｍａｉｎｓ　ａｒｃｈｌ
ｖａｌｓｅｎｔ　ｃｏｐｙ　ｉｓ　ｏｒｄｉｎａｒｙ１
ｓｅ ｌｏｃａｌ　ｃｏｐｙ　ｂｅｃｔｙａｅｓ　ｏｒｄｉｎ
ａｒｙｓｅｎｔ　ｃｏｐｙ　ｉｓ　ａｒｃｈｉｖａｌＩ
ｎｃｒｅｍｅｎｔ　　ｐａｇｅ　　ＩＯｔｊＯｎＳｅｎ
ｄｊｆ ｅｌｓｅ ｂｏｔｈ　ｃｏｐｉｅｓ　ａｒｅ　ｏｒｄｉｎａｒｙｅ
ｎｄ　ｉ　ｒ ｓｅｎｄ　ＴＰＲｔｏ　ｒｅｑｕｅｓｔｉｎｇ　ｇｅｎ
ｔＴｏ　５ｅｎｄ　ａ　ｎｅｗ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｔｏ　
ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｒ：ｂｕｔ　ｌｄ　ＴＰＲｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓｅｔ　ｐａｇｅ　ｍｏｔｉｏｎ
ｓ　ｔｏ　０ｎｌｌ！ｓｅｔ　ＴＰＲ−ＮＥＷ−ＰＡＧ
Ｅ　ｂｉｔｉｆ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｉｓ　ａ　ｚｅｒｏｅ
ｄ　ｐａｇｅｓｅｔ　ＴＰｔｊＺＦＩＬＬ　ｐａｇｅｅ
ｎｄ　ｉ　ｒ ｓｅｎｄ　ＴＰＲｔｏ　ｒｅｑｕｅｓｔｉｎｇ　ａｇｅ
ｎｔＴｏ　５ｅｎｄ　ｕｎａｖａｉ　ｆａｂｌｅ　ｉｎ
ｄｉｃａｔｉｎｇ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｒ
：ｂｕｉ　Ｉｄ　ＴＰＲｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓｅｔ
　ＴＰＲ［ＪＮ＾■＾ＩＬＡＢＬＥ　ｂｉｔｓｅｎｄ　
ＴＰＲｔｏ　ｒｅｑｕｅｓｔｉｎｇ　ａｇｅｎｔ（Ｉｌ
ｉ）ＴＰＲ／フェイム相互作用 ヘッドエージェントが併合のためにページを要求し、且
つフェイム増加動作が該ページが到着する前に発生する
場合、該エージェントは新たなフェイムレベルノードへ
移動しており、且つ該ページは古いフェイムレベルノー
ドへプリバー、即ち送給される。必要とされる場合に該
ページを移動させるためにｍｏｖｅ−ｐａｇｅ−ｔｏ−
ｈｅａｄ（ヘッドへのページ移動）トランザクションが
使用される。
７、ページ到着 ＴＰＲ）ランザクジョンがページをエージェントへ持っ
てくると、ページャ−は、そのページに関して何をすべ
きかを決定せねばならない。このことは、なぜページが
要求されたか及びその後回が起こったかに依存する。即
ち、（１）別のコピーが最初にそこに到達しない限り、
該ページが局所的ページャ−記録内に挿入される。（２
）次いて、サイクル記録が見付けられる。この記録は、
要求されたページに対する予定エージェントへポイント
している。そのページが満足するページと異なる場合に
は、ｎｏ　ｔ　ｅ−ｐａｇｅ−ｅｑｕ　１ｖＢｌ　ｅｎ
ｃｅ　（ページ均等注意）トランザクションを使用して
、タスクページ経路が再構築される。（３）該ページが
アーカイバルである場合には、その新たな位置がヘッド
エージェントへ送られる。（４）満足するページが要求
されたページでない場合には、ページャ−は、満足する
ページのエージェントに対して現在のページサーチを再
開する場合がある。しかし、局所的ページ要求がある場
合には、少なくとも一つが残されねばならず、従ってそ
のエージェントのページサーチは、タスクが終了するか
又はそのページ内に格納する前に完了することが可能で
ある。（５）要求側エージェントの化身用のページ要求
が存在する場合には、それらは再開される。（６）要求
側エージェントがｒＰＧＡ　　ＨＥＡＤ　　ＥＸＰＥＣ
ＴＪステータスを有しており且つ併合活性である場合に
は、併合が継続される。該エージェントがもはやヘッド
エージェントでない場合には、フェイム増加が行なわれ
ねばならず、従って、ｍｏｖｅ−ｐａｇｅ−ｔｏ−ｈｅ
ａｄ）ランザクジョンを使用して、該ページは新たなヘ
ッドエージェントへ送られる。
ページ要求を再開する場合に、気を付けるべきユニの場
合がある。即ち、（１）ページサーチが子供タスクペー
ジ経路を追従し且つページ形成によって均等性が破られ
た後に予定エージェントに到達する可能性がある。この
場合には、プリバーされた即ち送られたページは満足す
るページではなく、且つページサーチは継続して行なわ
れねばならず、ＲＰＲは再度処理される。（２）ＴＰＲ
トランザクションがページを送り且つページサーチサイ
クルを完了する場合、現在の化身に対する全ての待機中
のページサーチが再開される。しかし、ＴＡＰ）ランザ
クジョンがページを送ると、一つの局所的ページ失敗は
そうではない。このことは、ページサーチが進行中に、
全てのタスクが完了することを防止する。（３）そのタ
スクページはユニークであるかもしれない。ページ要求
記録は、失敗するタスクの世代番号を、ｒｐｇｒｓｔｔ
Ｊポインタか又はＲＰＲトランザクションのｒｒｐｒ　
　５ｅａｒｃｈ　　ｇｅｎｅｒＪフイ−ルドを介して表
示する。その世代番号が該ページの世代番号と等しい場
合にのみそのページはユニークである。
ａ、ＴＰＲ処理 ＰｒｏｃｅｓｓＴＰＲ（ｐａｇｅ　Ｐ、　ｎｏｄｅ　Ｎ
）　：ｆｉｎｄ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃｈ　ｃ
ｙｃｌｅ　ｒｅｃｏｒｄ　ａｎｄ　ｒｅｑｕｅｓｔｉｎ
ｇ　ａｇｅｎｔ　Ｒｌｒｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ　
ｐａｇｅ　ｉｓ　ｎｏｔ　ｔｈｅ　ｓａｔｌｓｆｙｉｇ
　ｐａｇｅｎｏｔｅ　ｐａｇｅ　ｅｑｕｊｖａｌｅｎｃ
ｅｅｎｄ　ｉ　ｆ ｉｒ　ｎｅｗ　ｐａｇｅ ｅｒｅａｔｅ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　Ｐｉｒｚｅｒｏ−
ｆｉｌ　ｌｅｄ　（ＴＰＲＺＦＩＬＬ）ｚｅｒｏ　ｒｌ
ｌｌ　Ｐ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｅｎｄ　Ｉ　ｆ ｊｎｓｅｒｔ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　ＰＩｆ　ｔｈｅ　
ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　ｉｓ　ａｒｃｈｊｖａｌｓｎｄ　
ｐａｇｅ　１ｏｃａｔｉｏｎ　ｊｎｒｏｒｍａｔｊｏｎ
　ｔｏ　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔｅｎｄ　ｉ　ｒ ｉｒ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｅｄ　ｐａｇｅ　ｉｓ　
ｎｏｔ　ｔｈｅ　ｓａｔｉｓｆｙＩｎｇ　ｐａｇｅｒｅ
ｓＩＮｅ　ｃｕｒｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃｈｅ
ｓ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ａｎｄｌｒ ｒｅｓｕｍｅ　ｃｕｒｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃ
ｈｅｓ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　ＲＩｆ　ａｇｅｎｔ　Ｒ
Ｉｓ　ｈｅａｄ−ｅｘｐｅｃｔｔｎｇＩｆ　ａｇｅｎｔ
　ＲＩｓ　ｎｏｔ　ａ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ　（ｒｕ
ｅ　Ｉｎｃｒｅａｓｅ　ｈａｐｐｅｎｄ）ｓｅｎｄ　ｐ
ａｇｅ　ｐ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｎｅＶ　ｈｅａｄ　ａｇｅ
ｎｔ１４　ａｇｅｎｔ　Ｒｈａｓ　ＰＧＡ−５ＥＮＤ−
ＭＰＡＧＥ　５ｔａｔｕｓｄｏ　ｐｅａｒｏｒｍｌｅｒ
ｇｌｎｇ　ｆｏｒ　Ｒｅｎｄ１４ ｅｌｓｅ　Ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ｒｋｎｏｗｓ　ｏｒ　ｍ
ｅｒｇｌｎｇ　ｐａｇｅｓ　ｏｒ　ｉｓ　ｃｈａｎｇｉ
ｎｇ　Ｉｔｓｔａｓｋ　　ｐａｇｅ　　ｔｏ　　ａ　ｍ
ｅｒｇｉｎｇ　　ｐａｇｅ　ｏｆ　　ｔｈｅ　　ｐａｒ
ｅｎｔ　　ｔａｓｋｄｏ　ｐｅｒｆｏｒｍ−ｓｅｒｇｌ
ｎｇ　ｆｏｒ　Ｒｅ１ｓθ Ｉｎｃａｒｎａｔ　ｆａｎ ｒｅｓｕｍｅ　１ａｔｅｒ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃｈｅ
ｓ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ｒｅｎｄ１４ ｎｄｌｒ ｃｌｅａｒ　ｌ’ＧＡ−１１ＥＡＤ−ＥＸＰＥＣＴ、　
ＰＧＡ−ＬＥ＾Ｆ　ＥＸＰＥＣＴ　５ｔａｔｅＳ　Ｉｎ
　ａｇｅｎｔ　ＲＩｆ　ａｇｅｎｔ　ＲＩｓ　ｎｏ　ｌ
ｏｎｇｅｒ　ａｃｔｌｖｅｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ａｇ
ｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｎｄｉｒ ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ＲＰＲｃｙｃｌｅｄｉｓｃａｒ
ｄ　ｔｈｅ　ＴＰＲｔｒａｎｓａｃｔｌｏｎＴｏ　ｒｅ
ｓｕｍｅ　ｃｕｒｒｅｎｔ　ｐｇｅ　５ｅａｒｃｈｅｓ
　ｒｏｒ　ａｎ　ａｇｅｎｔ　（ｐａｇｅ　Ｐ、　ａｇ
ｅｎｔ　Ｒ，！ＴＥＰＯＮＥ）：ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ｐ
ａｇｅｒｅｑｕｅｓｔ　ｏｎ　ｇｅｎｔ　Ｒ１４ｔｈｅ
　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ’ｓ　Ｉｎｃａｒｎａｔｉ
ｏｎ　ｄｉｆｆｅｒｓ　ｒｒｃａ　ａｇｅｎｔ　Ｒ’５
Ｉｎｃａｒｎａｔｉｏｎ ｐｕｔ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｂａｃｋ
　ｏｎ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ’ｓ　１ｉｓｔｅｌｓｅ　
Ｉｆ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　Ｉｓ　ａ　ｐａｇｅ　
ｆａｕｌｔ　ｏｒ　Ｉｌｏ　ｒｅｑｕｅｓｔＩｆ　ｔｈ
ｅｒｅ　Ｉｓ　ａ　ｐａｇｅ　ａｎｄ　ＫＥＥＰＯＮＥ
　Ｉｓ　ＰＡＬ、５Ｅｒｅｐｅａｔ　ｔｈｅ　ｐｕｅ　
ｒｅｑｕｅｓｔｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅ
ｑｕｅｓｔ　ｒｅｃｏｒｄｅｌｓθ ｐｕｔ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｂａｃｋ
　ｏｎ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ’ｓ　Ｉ　１ｓｔＫＥＥＰ
ＯＮＥニーＦＡＬＳＥ ｎｄｌｒ １ｓｅ Ｉｆ　ｔｈｅ　ＲＰＲ’ｓ　ＭＩＮ　ＧＥＮＥＲｆｉｅ
ｌｄ　ｌ５ｅｓｓ　ｔｈａｎ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｓｇ
ｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｎｕｍｂｅｒ ｄｅｔａｃｈ　ｔｈｅ　ＲＰＲｒｒｏａ　ｔｈｅ　ｐａ
ｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒｏｃｏｒｄＲＰＲｐｕｅ　ｎ
ｕｆ３　：”　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｉｎｇ　ｐｕｅ　
ｒｕｅ（ＲＰＲＪ！１ｌｊＧＥＮＥＲ） ｒｅｐｒｏｃｅｓｓ　ｔｈｅ　ＲＰＲｔｒａｎｓａｃｔ
ｉｏｎ１ｓｅ ｉｆ　ｔｈｅ　ｓｅａｒｃｈｉｎｇ　ｐａｇｅ　Ｉｓ　
ｕｎｌｑｕｅ　ａｎｄ　ｔｈｅ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ
ｓ１ｒｆｅｒ ｃｌｅａｒ　ｔｈｅ　”ＲＰＲ−ＵＮＩＱＵＥ−ｒｌａ
ｇｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｄｅｌ　１ｖｅｒ　ｐａｇｅ　Ｐ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅ
ｑｕｅｓｔｅｒｄｌｓｃａｒｄ　ｔｈｅ　ＲＰＲｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎｎｄｌｆ ｄｅｔｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒ
ｅｃｏｒｄｅｎｄ　Ｉ　ｆ ｎｄｆｏｒ Ｔｏ　ｒｅｓｕｍｅ　ｐａｇｅ　５ｅａｒｃｈｅｓ　ｒ
ｏｒ　＋ａｔｅｒ　１ｎｅａｒｎａｔｌｏｎｓ　（ａｇ
ｅｎｔ　Ｒ）：ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕ
ｅｓｔ　ｏｎ　ａｇｅｎ　ＲＩｒ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅ
ｓｔ　Ｉｓ　ａ　１ｏｃａｌ　ｐｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ
ｒｅｐｅａｔ　ｔｈｅ　ｐｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ１ｓｅ ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｒ
ｅｃｏｒｄ、　ｂｕｔ　ｋｅｅｐ　ｔｈｅ　ＲＰＲｒｅ
ｐｒｏｃｅｓｓ　ｔｈｅ　ｌ？ＰＲｅｎｄ　ｉ　ｆ ｎｄｆｏｒ Ｔｏ　ｆｉｎｉｓｈ　ａ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　
（ｐａｇｅ　Ｐ、　ｆｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔ）：ｉｆ　［
Ｔ］　ｉｓｎ’ｔ　Ｐ　（ｄｌｆｆ’ｅｒｅｎｔ　ｎｕ
ｅｓ）　ａｎｄ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　ｒｅｑｕｅｓｔｗ
ｒｉｔｉｎｇ ｃＯｐｙ　Ｐ、　ｐｒｏｄｕｃｉｎｇ　［Ｔ］ｄｏ　ｐ
ａｇｅ　Ｃｒｅａｔｉｏｎ Ｉｆ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｉｓ　ｕｓｉｎｇ　ｐａｇｅ　Ｐ
ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　Ｐ　ａｗａｙ　ｒｒｏｓ　ｔａｓ
ｋ　Ｔｅｎｄ　Ｉ　ｆ ｅｎｄ　ｊ　ｆ ＋ｒ　ｔｈｅ　ｒｅｑｕｅｓｔ　ｉｓ　ａ　ｐａｇｅ　
ｒａｕｌｔｉｆ　ｍ　ｉｓ　Ｐ　ｏｒ　ｔｈｅ　ｐａｇ
ｅ　ｗａｓ　ｃｏｐｉｅｄｇｊｖｅ　ｔａｓｋ　Ｔ　Ｗ
ｒｉｔｅ　ｐｅｌ”１ｊｓｓｊｏｎ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　
ｐａｇｅＳｅ ｇｉｖｅ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｒｅａｄ　ｐｅｒ＋ｎ１ｓｓ
ｉｏｎ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ１ｄｉｒ １ｓｅ ｃａｌｌ−ｂａｃｋ　ｃｈａｎｎｅｌ　５ｕｐｐＯｒｔ
ｓ　ｒｏｒ ｅｎｄｆ「 ｂ、Ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｅｑｕｉｖａｌ７　ｅｎｃｅ
トランザクション 満足するページが要求したページと異なる場合、要求し
たページに対するエージェントへ通ずるタスクページ経
路が満足するページへ通ずるように変更される。これは
、ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｅｑｕｉｖａｌ　ｅｎｃｅ　　
（ＮＥＱ）　　トランザクションで行なわれる。
ＮＥＱ処理が開始する前に、要求されたページへ通ずる
経路は、サブノードポインタと子供ページポインタの両
方を有している。該経路は、満足するページに対するタ
スク活性エージェントからスタートし、且つ要求側ペー
ジのエージェントへ通じている。ページャ−は、古い経
路を除去しくＤＰＲトランザクションのように）且つ新
しいものを構築する（ＢＰＡの如く）。
満足するページのエージェントからの子供ページポイン
タが削除される場合、又は子孫ページのエージェントか
らタスクページポインタ（何れのタイプのものでも）を
除去した後に該エージェントがいまだにタスク活性状態
である場合に、ページャ−は古い経路を除去することを
停止する。
（これは、一つを超えたタスクが同一のページを要求す
る場合に発生し、且つ該要求は均等ページに対するペー
ジ経路を構築し、最後のＮＥＱ）ランザクジョンが古い
経路を削除することを終了する。） ページャ−が満足するページのエージェントから最後の
子供タスクページポインタを除去する場合、それは未決
のＤＰＳ又はＲＰＳ）ランザクジョンをキューから外す
。
ページャ−が既にタスク活性状態にある満足するページ
に対するエージェントを見付けると、それは新たな経路
を構築することを停止する。
（ｉ）ＮＥＱ構成 ５ｔｒｕｃｔ　ｎｏｔｅ−ｐａｇｅ−ｅｑｕｉｖａｌｅ
ｎｃｅＴｒｅｃ　　１ｃａｒｄ２Ｔ　　　ｎｅｑ−ｓｈ
ｏｒｔ−ｇｅｎｅｒ：ｂｉｔｓ１６Ｔ　　ｎｅｑＪＩａ
ｇｓ；Ｉｄｅｆｉｎｅ　ＮＥＱ−ＮＥＷ−ＰＡＴＨ−Ｄ
ＯＮＥ　０ｘ０００１婁ｄｅｆｆｎｅ　　ＮＥＪＯＬＤ
　　ＰＡＴＨＧＯＮＥ　　０ｘ０００２）　　ｎｏｔｅ
−ｐａｇｅ−ｅｑｕｌｖａｌｅｎｃｅＴ：尚、 ｒｎｅｑ　　５ｈｏｒｔ　　ｇｅｎｅｒＪは、満足する
ページの世代番号である。
ｒＮＥＱ　　ＮＥＷ　　ＰＡＴＨＤＯＮＥＪは、新たな
ページ経路が構成されたことを表わす。
ｒＮ　Ｅ　Ｑ　　ＯＬ　Ｄ〜ＰＡＴＨＧＯＮＥＪは、古
いページ経路が削除されたか又は後のＮＥＱ　トランザ
クションがそれを削除することを表わす。
ＮＥＱ）ランザクジョンは、又、そのトランザクション
ヘッダのタスク及びエージェント名称フィールド内に含
まれているページ名称部分を有している。このページ名
称は均等ページである。
（ｉＪ）ＮＥＱ処理 Ｔｏ　ｎｏｔｅ　ｐｇｅ　ｅｑｕｉｖａｌｅｎｃｅ　（
ｅｑｕｉｖａｌｅｎｔ　ａｇｅｎｔ　Ｅ。
ｓａｔｊｓｆｙ４ｎｇ　ｐａｇｅ　Ｐ）：１ｏｏｋ　ｒ
ｏｒ　ａ　ｔａｓｋ−ａｃｔｌｖｅ　ａｇｅｎｔ　ｆ’
ｏｒ　ｐａｇｅ　Ｐ　（ａｇｅｎｔ　Ｂ）ｉｆ　ｒｏｕ
ｎｄ ｎｏｔｅ　ｎｅｗ　ｐａｔｈ　１ｓ　ａｌｒｅａｄｙ　
ｂｕ１ｆｔ１ｓｅ ｂｕｉ　Ｉｄ　ａｎ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏ
ｒ　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　Ｐｅｎｄ　ｉ　ｆ ａｇｅｎｔ　＾　ニー　ａｇｅｎｔ　Ｅｗｈｉｌｅ　ｄ
ｅｌｅｔｉｎｇ　ｔｈｅ　ｏｌｄ　ｐａｔｈ　ａｎｄ　
ａｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ″ＰＧＡ−ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡ
ＴＨ−ｔａｔｕｓ ｆｉｎｄ　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　ｓ　ａｇｅｎｔ　
ＰＡｄｅｌｅｔｅ　ｃｈｉ　ｌｄ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ
　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｒｒｃｓ　ＰＡ　ｔｏ＾ｉｆａｇｅ
ｎｔ　ＰＡ　ｉｓ　ａｇｅｎｔ　Ｂ、　ａｎｄ　ｔｈｅ
ｒｅ　ａｒｅ　ｎｏ　５ｏｒｅ　ｃｈｉ　ｌｄ　ｔａｓ
ｋｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　ｒｒｏｅ　Ｂｄｅｑｕ
ｅｕｅ　ＤＰＳ／ＲＰＳ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ａ
ｔ　ａｇｅｎｔ　Ｂｅｎｄ　ｉ　ｒ ｃｌｅａｒ　’ＰＧＡ　ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡＴ！（−５
ｔａｔｕｓ　Ｉｎ＾汀ａｇｅｎｔ＾ｌｓｎ　ｔ　ａｇｅ
ｎｔ　Ｅ　ａｎｄ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｓｎ’ｔ　ａｃ
ｔｉｖｅｄｅｌｅｔｅ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｓ　ｒｅｃｏ
ｒｄｅｎｄ　１．　ｆ ａｇｅｎｔ＾ニー　ａｇｅｎｔ　ＰＡ ｅｎｄｖｈｌｌｅ ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　Ｉｓｎ　ｔ　ｔａｓｋ−ａｃｔ
ｉｖｅｌｆ　ｎｅｗ　ｐａｔｈ　１ｓ　ａｌｒｅａｄｙ
　ｂｕｉｌｔｂｕｉｌｄ　ＮＥＱ　ｔｒａｎｓａｃｔｌ
ｏｎ　ｔｏ　ｄｅｌｅｔｅ　ｏｌｄ　ｐａｔｈ　ｔｏ　
ａｇｅｎｔ　Ａｅｌｓθ ｂｕｔ　Ｉｄ　ＮＥＱ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔｏ
　ｄｅｌｅｔｅ　ｏｌｄ　ｐａｔｈ　ｔｏ　ａｇｅｎｔ
　Ａａｎｄ　ｌ０ａｋｅ　ｎｅｗ　ｐａｔｈｅｎｄ　ｌ
　ｆ’ ５ｅｎｄ　ＮＥＱ　ｔｏ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅ１ｓｅ ｉｆ　ｎｅｗ　ｐａｔｈ　ｉｓｎ　ｔ　ａｌｒｅａｄｙ
　ｂｕｉｌｔｂｕｌｌｄ　ＮＥＱ　ｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎ　ｔｏ　ｖａｋｅ　ｎｅｗ　ｐａｔｈ　ｔｏ　ａｇ
ｅｎｔ　Ｂｓｅｎｄ　ＮＥＱ　ｔｏ　５ｕｐａｒｎｏｄ
ｅｎｄｉｒ ｅｎｄ　＋　ｆ ＰｒｏｃｅｓｓＮＥＱ　（ｎｏｄｅ　Ｎ、　ｅｑｕｉｖ
ａｌｅｎｔ　ｐａｇｅ　ＰＥ、　ｓａｔｌｓｒｙｌｎｇ
　ｐａｇｅ　Ｐ）：ｉｆ　ａ　ｎｅｗ　ｐａｔｈ　ｉｓ
　ｂｅｉｎｇ　ｂｕｉｌｔｌｏｏｋ　ｒｏｒ　ａ　ｔａ
ｓｋ−ａｃｔｌｖｅ　ａｇｅｎｔ　ｒｏｒ　ｐａｇｅ　
ｐ　ａｔ　ｎｏｄｅ　Ｎ（ａｇｅｎｔ　Ｂ）ｉｆ　ｆｏ
ｕｎｄ ｎｏｔｅ　ｎｅｗ　ｐａｔｈ　ｉｓ　ａｌｒ８ａｄｙ　
ｂｕｉｌｔ（ｓｅｔ　”ＮＥＱ−Ｎ′ＥＪＰ＾ＴＨ−Ｄ
ＯＮＥ−）１ｓｅ ｂｕｉｌｄ　ａｎ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　ｆｏｒ
　ｔｈｅ　ｐａｇｅ　Ｐｅｎｄ　ｉ　ｒ ｉｎｓｅｒｔ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　
ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　ＮＥＱ　５ｅｎｄｅｒｎｄｊｒ １ｒｔｈｅ　ｏｌｄ　ｐａｔｈ　Ｉｓ　ｂｅｉｎｇ　ｒ
ｅｓｏｖｅｄｒｆｎｄ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｆｏｒ　
ｐａｇｅ　ＰＥａｔ　ｎｏｄｅ　Ｎ　（ａｇｅｎｔ　Ａ
）ｗｈｉｌｅ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ｎｏ　ｔａｓ
ｋ　ｐｕｅ　ｐｏｉｎｔｅｒｓ　ａｎｄ　ｈａｓ　ｔｈ
ｅ”ＰＧＡ　ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡＴＨ（”　５ｔａｔｕ
ｓｆｉｎｄ　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　Ｓ　ａｇｅｎｔ
　ＰＡｓｈｏｒｔｅｎ　ｔａｓｋ　ｎｕａｅ　ｉｎ　ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｈｅａｄｅｒｄｅｌｅｔｅ　ｃ
ｈｉ　ｌｄ　ｔａｓｋ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｆ
ｒｏｍ　ＰＡ　ｔｏ＾Ｉｒａｇｅｎｔ　ＰＡ　ｉｓ　ａ
ｇｅｎｔ　Ｂ、　ａｎｄ　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｎｏ　
ｍｏｒｅ　ｃｈｉｌｄ　ｔａｓｋｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔ
ｅｒｓ　ｒｒａｓｓ　Ｂｄｅｑｕｅｔｓｅ　ＤＰＳ／Ｒ
ＰＳ　ｔｒａｎｓａｅｔｉｏｎｓ　ａｔ　ａｇｅｎｔ　
Ｂｅｎｄ　ｒ　「 ｃｌｅａｒ　ＰＧＡ　ＰＡＲＥＮＴ　ＰＡＴＨ”　５ｔ
ａｔｕｓ　ｉｎ　Ａｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｓｎ　ｔ
　ａｃｔｉｖｅｄｅｌｅｔｅ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｓ　ｒ
ｅｃｏｒｄｅｎｄ　ｉ　ｒ ａｇｅｎｔ　Ａ　ニー　ｇｅｎｔ　ＰＡｅｎｄｗｈｉｌ
ｅ ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｓ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉｖｅ
ｓｅｔ　’ＰＧＡＪ）ＬＤ−ＰＡＴＨ−ＧＯＮＥ”ｎｄ
ｉｆ ｎｄｉｆ ｉｆ　ｅｉｔｈｅｒ　ｔｈｅ　ｎｅｗ　ｐａｔｈ　Ｉｓ
　ｂｅｉｎｇ　ｂｕｉｌｔ　ｏｒ　ｔｈｅ　ｏｌｄ　ｐ
ａｔｈ　ｉｓ　ｂｅｉｎｇｄｅ＋ｅｔｅ ｓｅｎｄ　ＮＰＱ　ｔｏ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｅ！　５
ｅ ｄｉｓｃａｒｄ　ＮＥＱ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｅｎ
ｄ　ｉ　ｆ Ｇ、ページャーフェイム（ＰＡＧＥＲＦＡＭＥ）動作 フェイム増加動作は、タスクのフェイムクラスタ及び同
一のフェイムクラスタを有する全ての祖先タスクをより
大きなスーパークラスタへ変化させる。フェイム動作に
よって影響される各々スクの全てのページに対して、フ
ェイムレベルノードにおいてヘッドエージェントが存在
している。フェイム動作期間中、ページャ−はこの様な
各ヘッドエージェントを新たなフェイムレベルノードへ
移動させ且つそれに従ってページ経路を変更する。
それらが同時に変化している場合には記録を再構築する
ことは不可能であるので、ページャ−がその作業を開始
する前に、フェイムマネジエが古いフェイム領域上でト
ランザクションを休止させる。
フェイム動作期間中に、影響されたタスク名称（子孫の
タスク名称）を有するページャ−トランザクションが処
理されたり又は送出されたりすることはない。フェイム
動作を実施するために使用されるページャ−トランザク
ションは例外とされる。
フェイム動作の開始時に、フェイムマネジャがフェイム
動作の種類及び影響されるタスクを表わすページャ−ル
ーチンを呼出す。この呼出しは、古いフェイムクラスタ
内の全てのプロセサ上でなされる。この様な各プロセサ
上で、ページャ−は影響されたページに対するヘッドエ
ージェントをサーチし且つ見付かった各エージェントを
移動させる。エージェントが移動されるに従いページ経
路がアップデートされる。全てのエージェントがその様
に移動された後に、ページャ−はフェイムマネジャを呼
出して、フェイム動作のページャ−部分がそのプロセサ
に対して行なわれたことを知らせる。
１、フェイム増加動作 フェイムマネジャがプロセサ上でページャーフェイム増
加をスタートすると、ページャ−は、そのプロセサ上で
影響されるタスクのページに対する全てのヘッドページ
ャ−エージェントを見付は出す。古いフェイムレベルノ
ードにおけるものは新しいフェイムレベルノードへ移動
される。該ニジエンドは一度にルベルずつページツリー
を上方へ移動され、従って該ページ経路は再構築させる
ことが可能である。
フェイム増加が一つを超えたタスクに影響を与える場合
、特定のページ番号に対するエージェントが増加する世
代番号のシーケンスで移動される。
即ち、ページに対するエージェントは、子孫ページに対
する全てのエージェントの前に移動される。
特定のページ番号を持った一組の移動エージェントが移
動エージェントグループと呼ばれる。異なったエージェ
ントグループ内のエージェントは、互いに独立的に移動
させることが可能である。
ヘッドエージェントＡがノード０（古いフェイムノード
）からより高いノードＮ（新たなフェイムノード）へ移
動すると、ノードＮ１ノードＯ及び中間ノード（存在す
る場合）における併合用記録は影響される。ノードＯに
おけるヘッドエージェントは併合用ページポインタを有
しているか又は併合用ページバージョンが該プロセサ上
に存在している場合、該ノードは併合活性状態を維持し
、且つ併合用ページ経路はノードＮに到達するまで構築
される。０におけるエージェントは、ｒＰＧＡ　　５Ｅ
ＮＤ　　ＮＰＡＧＥＪステータスを得る。
該エージェントが上述したものの何れをも有するもので
はない場合には、該エージェントは非併合活性状態とさ
れ、且つ併合用経路は構築されない。
同様に、ノード０におけるエージェントがタスク活性状
態である場合には、ノードＯからノードＮヘタスフペー
ジ経路が構築される。
親ページに対する併合用記録も、ヘッドエージェントが
移動する場合に影響される場合がある。
親ページのエージェントは、削除されるヘッドエージェ
ントに対しての子供併合用ページポインタを有している
。従って、親ページャ−のエージェントがｒＰＧＡ　　
５ＥＮＤ　　ＮＰＡＧＥＪステータスであるというだけ
で併合活性状態である場合には、該親ページへの併合用
ページ経路は削除される。
フェイム増加動作は、多数のエージェントを移動させる
可能性がある。各エージェントに対して一つのトランザ
クションを使用する代わりに、ページャ−は、単一のト
ランザクションで多数のエージェントを移動させようと
する。幾つかのエージェントに対する受給ノードが同一
のプロセサ上にマツプする場合には、一つのトランザク
ションが該情報の全てを有することが可能である場合に
限り、同一のトランザクションを使用してこれらのエー
ジェントを移動させることが可能である。
同一の移動エージェントグループ内のエージェントは、
新たなフェイムノードに到達するまでずっと一つのトラ
ンザクションを共用することが可能であり、異なったグ
ループ内のエージェントは、時々、一つのトランザクシ
ョンを共用し、次いでより高いレベルにおいて分割する
。
ヘッドエージェントがその宛て先に到達すると、古いフ
ェイムノードのプロセサヘアクルッジメント即ち認知が
送られる。ページャ−は、幾つのエージェントが上昇さ
れているかを記録し、カウントがゼロとなると、そのプ
ロセサに対してのページャーフェイム動作は完了する。
フェイム増加かへラドページャ−エージェントに発生す
ると、ページャ−はページサーチを再開し且つそこでキ
ューされているＲＰＲをキューから外さねばならない。
ａ、Ｒａｉｓｅ−ｐａｇｅｒ−ａｇｅｎｔ）ランザクジ
ョン Ｒａｉｓｅ−ｐａｇｅｒ−ａｇｅｎｔ　（ＲＰＡ）トラ
ンザクションは、一つのノードからスーパーノードへ幾
つかのへッドベージャーエージェントを移動させるため
に使用される。ページャ−は、必要に応じ、ページ経路
及びエージェント記録を構築し且つ削除する。新しいフ
ェイムノードにおいて、ページャ−はヘッドエージェン
ト記録を構築し且つアクルッジメント即ち認知が古いフ
ェイムノードへ送られる。
（ｉ）ＲＰＡ構成 ｔｙｐｅｄｅｒｓｔｒｕｃｔ　ｒｉｓｉｎｇ−ａｇｅｎ
ｔＴｒｅｃ　１ｂｉｔｓｌＢＴ　ｒｐｐ−ｂ４ｔｓ； ＄ｄｅｒｉｎｅ　ＲＰＲＢＵＩＬＤ−ＴＰＡＴＩ（０ｘ
Ｏ００１１に！ｅｆｉｎｅ　ＲＰＲＢＵＩＬＤ−ＭＰＡ
ＴＨ０ＸＯＯＯ２ｋＪｅｒｉｎｅ　ＲＰＲ−ＤＥＬＥＴ
Ｅ−ＭＰＡＴＨＯｙ＋０Ｏ０４ｔｄｅｆｉｎｅ　ＲＰＲ
ＬＡＳＴ−ＲＰＡ　　０ＸＯＯＯ８ｂｉｔｓｌｆ３Ｔ　
ｒｐｐ　ａｇｅｎｔ−ｓｔａｔｕｓ：ｃａｒｄ４Ｔ　　
ｒｐｐ　ａｒｃｈｉｖａヒ１ｏｃａｔｉｏｎ；ｃａｒｄ
４Ｔ　　ｒｐｐ−ａｒｅｈｌｖａｌ−ｍｏｔｉｏｎｓ；
ｃａｒｄ４Ｔ　　ｒｐｐ−ｐａｇｅｎｕｗ；ｃａｒｄ４
Ｔ　　ｒｐｐＪｎｃ−ｒ＋ｕｓ＋ｂｅｒ；ｃａｒｄ２Ｔ
　　ｒｐｐ３ｎｅｒａｔｉｏｎ；ｌ　ｒｊｓｉｎｇ−ｘ
ｇｅｎｔＴ； ｌｄｅ自ｎｅ　ＲＰＰＳ−ＰＥＲ−ＰＡＧＥ　（ＰＡＧ
Ｅ−８ＩＺＥ　／　５ｉｚｅｏｆ’（ｒｉｓｉｎｇ−ｔ
ｇｅｎｔ））ｔｙｐｅｄｅｆ　ｒｉｓｉｎｇ−ｘｇｅｎ
ｔ　　　　　ｒｐｘ−ａｒｒａｙＴ［ＲＰＰＳ−ＰＥＲ
−ＰＡＧＥ］；／ｆｌ　Ｔｈｅ　ｒｉｓｉｎｇ−ａｇｅ
ｎｔＴ　ａｒｒａｙ　Ｉｓ　５ｅｐａｒａｔｅ　ｆｒｏ
ｌｔｈｅ　ＲＰＡ　ｔａｉｌ。
Ｏｎ　Ｗａｐｊｔｌ　、　ｔｈｅ　ｄａｔａ　ｐａｇｅ
　ｐａｒｔ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　
Ｉｓ　ｕｓｅｄ。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｒａｉｓｅ−ｐｇｅｒ
−ｘｇｅｎｔＴｒｅｃ　（ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　ｒ
ｐｇ　ｃｙｃｌ！−１ｄｅｎ；ｎｏｄｅ　ｎｎｅＴ　　
　　ｒｐｌ−Ｏｒｉｇｉｎａｔｏｒ；ｃａｒｄ２Ｔ　　
　　　ｒｐｌ−ａｇｅｎｊｑｕａｎ；ｃａｒｄｌＴ　　
　　　ｒｐｘ−ｎｅｗ　ｒｕｅ；ｒａｉｓｅＪａｇｅｒ
−ａｇｅｎｔＴ；尚、 ＊１ ｒＲＰＰ　　ＢＵＩＬＤ　　ＴＰＡＴＨＪは、エージェ
ントのページに対するタスクページ経路が構築中である
ことを表わす。
ｒＲＰＰ　　ＢＵＩＬＤ　　ＭＰＡＴＨＪは、該エージ
ェントのページに対する併合用ページ経路が構築中であ
ることを表わす。
ｒＲＰＰ　　ＤＥＬＥＴＥ　　ＭＰＡＴＨＪは、該親ペ
ージに対する併合用ページ経路が削除中であることを表
わす。
ｒＲＰＰ　　ＬＡＳＴ　　ＲＰＡＪは、これがこのペー
ジ番号に対する最後のＲＰＡ）ランザクジョンであり、
且つこのトランザクションがアクルッジ即ち認知される
べきであることを表わす。
ｒｒｐｐ　　ａｇｅｎｔ　　５ｔａｔｕｓＪはヘッドエ
ージェントのステータスである。
ｒｒｐｐ　　ａｒｃｈｉｖａｆＩ　ｆｌ　ｏｃａｔ　ｉ
。
ｎ」は、ヘッドエージェント記録からとられたアーカイ
バルベージの位置である。
ｒｒｐｐ　　ａｒｃｈｉｖａ、Ｑ　　ｍｏｔｉｏｎｓＪ
は、ヘッドエージェント記録からとられたアーカイバル
ベージを移動した回数である。
ｒｒｐｐ　　Ｉ）ａｇｅｎｕｍＪはページ番号である。
ｒｒｐｐ　　ｉｎｃ　　ｎｕｍｂｅｒＪはページ名称の
最後の化身番号である。
ｒｒｐｐ　　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎＪはこのエージェン
トのページの世代番号である。
ｒｒｐａ　　ｃｙｃｌ　ｅ　　１ｄｅｎＪはこのＲＰＡ
サイクルに対するサイクル識別子である。
ｒｒｐａ　　ｏｒｉｇｉｎａｔｏｒＪはアクルッジメン
ト即ち認知が送られるべき古いフェイムノードの名称で
ある。
ｒｒｐａ　　ａｇｅｎｔ　　ｑｕａｎＪは、このトラン
ザクションで幾つのページャ−エージェントが上昇され
ているかを表わす。
ｒｒｐａ　　ｎｅｗ　　ｆａｍｅＪは新しいフェイムレ
ベルである。
ＲＰＡ　）ランザクジョンは、又、該トランザクション
ヘッダ内に含まれるタスク名称部分を有している。これ
は、常に、フェイム動作によって影響される最も少ない
祖先のタスクの名称である。
エージェントのページの名称は、タスクネームを［ｒｐ
ｐ　　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎＪジャームへ短縮し、最後
のジャームの化身番号をｒｒｐｐ　　ｉｎｃ　　ｎｕｍ
ｂｅｒＪて置換し、且つｒｒｐｐｐａｇｅｎｕｍＪをペ
ージ番号として使用することによって得られる。
（１１）ＲＰＡ処理 Ｔｏ　ｂｅｇｉｎ　ａ　ｐａｇｅｒ　ｒａＩＩｅ　Ｉｎ
ｅｒａａｓｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ、　ｔａｓｋｓ　Ｔ
　ｔｏ　’ｎｉ”、　ｏｎ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　Ｐ：
ｂｕｉｌｄ　ａ　１ｉｓｔ　ｏｆ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎ
ｔｓ　ｆｏｒ　Ｔ＆−ｂｕｊｌｄ　ＲＰＡ　ｃｙｃｌｅ
　ｒｅｃｏｒｄ；　ａｃｋｎｏｗｌｅｃｊｇｍｅｎｔｓ
　ニー　０ｃｌｅａｒ　ｔｈｅ　ｏｕｔｇｏｉｎｇ　Ｒ
ＰＡ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　１ｉｓｔｆｏｒ　ｅａ
ｃｈ　ａｇｅｎｔ　Ａ　ｉｎ　ｔｈｅ　１ｉｓｔ汀ａｇ
ｅｎｔ　Ａ　ｈａｓ　ｔｈｅ　ｏｌｄ　ｆａａｅ　Ｉｅ
ｖｅｒａｊｓｅ　ａｇｅｎｔｓ’ｓ　ｇｒｏｕｐ　ｆｏ
ｒ　ｔａｓｋｓ　Ｔ　ｔｏ　ｎｔ＝ｎｄｉｆ ｆｒｅｅ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　１ｉｓｔ　ｒｅｃｏｒ
ｄｎｄｆｏｒ Ｉｒ　ｔｈｅｒｅ　ｖｅｒｅ　ｎｏ　ａｇｅｎｔ　ｇｒ
ｏｕｐｓ　ｒａ１ｓｅｄｄｅ！ｅｔｅ　ｔｈｅ　ｃｙｃ
ｌｅ　ｒｅｃｏｒｄｒｅｔｕｒｎ、　＋ｎｄ＋ｃａｔｉ
ｎｇ　ｐａｇｅｒ　ｒａＩ！ｌｅ　Ｉｎｃｒｅａｓｅ　
ｉｓ　ｄｏｅｓ１ｓｅ ｓｅｎｄ　ｏｕｔ　ａｌ　ｌ　ＲＰＡ　ｔｒａｎｓａｃ
ｔｉｏｎｓ　ｏｎ　ｔｈｅ　１ｉｓｔｒｅｔｕｒｎ、　
ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｔｈｅ　ｐａｇｅｒ　ｆａｍｅ
　１ｎｃｒｅａｓｅ　ｉｓ　ｎｏｔ　ｄｏｅｓｅｎｄ　
Ｉ　ｒ Ｔｏ　　ｒａｌｓｅ　　ａｎ　　ａｇｅｎｔ　　ｇｒｏ
ｕｐ　　（ａｇｅｎｔ　　＾、　　ｔａｓｋｓ　　Ｔ　
　ｔｏ　Ｔｌ１−）：ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ｔａｓｋ　Ｓ
、　ｒｒｃｓ　Ｔ　ｔｏ　Ｔ＆−Ｉｒ　ｔｈｅｒｅ　Ｉ
ｓ　ａ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎｔ　ｆｏｒ　ａｎｙ　Ｉｎ
ｃａｒｎａｔｉｏｎ　ｏｒ　ｔａｓｋ　Ｓ　ａｔｔｈｅ
　ｏｌｄ　ｒｕｅ　Ｉｅｖｅ ｄｅｔｅｒｍｉｎｅ　ｗｈｅｔｈｅｒ　ｔｈｉｓ　Ｉｓ
　ｔｈｅ　１ａｓｔ　ａｇｅｎｔ　Ｉｎ　ｔｈｅ　ｇｒ
ｏｕｐ（２）ｒａｌｓｅ　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅｎ
ｔＩｆ　ｔｈｌｓ　Ｉｓ　ｔｈｅ　１ａｓｔ　ａｇｅｎ
ｔｂｒｅａｋ　ｔｈｅ　［’ｏｒ　１ｏｏｐｎｄｌｒ ｎｄｌｆ ｎｄｆｏｒ Ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ　ｔｈｅ　ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｍ
ｅｎｔ　ｃｏｕｎｔＴｏ　ｒａｉｓｅ　ａｎ　ａｇｅｎ
ｔ　（ａｇｅｎｔ　Ｂ、　ｔａｓｋ　Ｓ）：１ｏｏｋ　
ｆｏｒ　ａｎ　ＲＰＡ　ｔｒａｎｓａｃｔｌｏｎ　ｄｅ
ｓｔｉｎｅｄ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅ　
５Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ Ｉｆｎｏｔ　ｒｏｕｎｄ ｂｕｉｌｄ　ａｎ　ＲＰＡ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ、
　ａｄｄ　Ｉｔ　ｔｏ　ｔｈｅ　ＲＰＡ　ｔｒａｎｓａ
ｃＬｌｏｎｅｎｄ　Ｉ　ｒ ＋ｎｃｒｅｓ＋ｅｎｔ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　ｃｏｕｎ
ｔ　Ｉｎ　ｔｈｅ　ＲＰＡ　ｔａｌｌｓｔｏｒｅ　ｄａ
ｔａ　ｒｒｏｓ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　Ｉｎ　ｔｈｅ　ｒｉ
ｓｉｎｇ　ａｇｅｎｔＴ　ａｒｒａｙｃｌｅａｒ　ａｌ
　Ｉ　ｈｅａｄ　５ｔａｔｕｓ　ｂｉｔｓ　ｉｎ　ａｇ
ｅｎｔ　Ｂ、　ｅｘｐｅｃｔ　「ｏｒＰＧＡ　ＨＥＡＤ
　ＥＸＰＥＣＴ ｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ａｇｅｎｔ’ｓ
　ｃｈｉ　Ｉｄ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎ
ｔｅｒ　ｔｏ　ｔｈｉｓｇｅｎｔ ｉｆ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ａｇｅｎｔ　ｄｏｅｓ　
ｎｏｔ　ｋｎｏｗ　ｏｆ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐａｇｅｓ
ｃｌｅａｒ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ａｇｅｎｔ’ｓ　
ＰＧＡ−５ＥＮＤ−ＭＰＡＧＥ　５ｔａｔｕｓｎｄｉｆ ｉｆ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ａｇｅｎｔ　Ｉｓ　ｎｏ
ｔ　ｍｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖｅｓｅｔ　ｔｈｅ　ＲＰＰ
　ＤＥＬＥＴＥ　Ｍｌ”ＡＴ’）（ｂｉｔ　ｉｎ　ｔｈ
ｅ　ｒｉｓｉｎｇ−ｔｇｅｎｔ　ｅｎｔｒｙｉｆ　ｔｈ
ｅ　ｐａｒｅｎｔ　ａｇｅｎｔ　ｉｓ　ｎｏｔ　ｔａｓ
ｋ−ａｃｔｉｖｅｄｅｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ
　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏｒｄｎｄｉｆ ｅｎｄｉ「 ｉｒａｇｅｎｔ　Ｂ　ｗｏｕｌｄ　ｂｅ　ｔａｓｋ−ａ
ｃｔｉｖｅ　ｗｊｔｈｏｕｔ　ＰＧＡ−ＰＡＲＥＮＴ　
Ｐ＾’ｒｎ　５ｔａｔｕｓｓｅｔ　ｔｈｅ　ＲＰＰ、、
−ＢＵＩＬＤ−ＴＰＡＴＨｂｉｔ　ｉｎ　ｔｈｅ　ｒｉ
ｓｉｎｇ−ａｇｅｎｔ　ｅｎｔｒｙｅｎｄ　ｉ　ｒ ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　ｉｓ　ｍｅｒｇｅ−ａｃｔｉｖ
ｅｓｅｔ　ｔｈｅ　ＲＰｊＢＵＩＬＤ−ＭＰＡＴＨｂｉ
ｔ　ｉｎ　ｔｈｅ　ｒｉｓｉｎｇ−ａｇｅｎｔ　ｅｎｔ
ｒｙｓｅｔ　ｔｈｅ　ＰＧＡ　ＳＥＮＤ−ＭＰＡＧＥ　
５ｔａｔｕｓ　ｉｎ　ａｇｅｎｔ　Ｂｎｄｉｒ ｉｆ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　Ｉｓ　ｎｏｔ　ａｃｔｉｖｅｄ
ｅｌｅｔｅ　ａｇｅｎｔ　Ｂ’ｓ　ｒｅｃｏｒｄｌｓｅ ｒｅｓｕｍｅ　１ａｔｅｒ　ｐｇｅ　５ｅａｒｃｈｅｓ
ｄｅｑｕｅｕｅ　ａｃｔｉｏｎｓ　ｗａｎｉｎｇ　ｆｏ
ｒ　ａ　ｒｕｅ　１ｎｃｒｅａｓｅｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｉｒｔｈｅ　ｒｉｓｉｎｇ　ａｇｅｎｔ　ａｒｒａｙ　
Ｉｓ　ｒｕｌｌｒｐｓｏｖｅ　ｔｈｅ　ＲＰＡ　ｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎ　ｒｒｏｓ　ｔｈｅ　ｌ　１ｓｔｓｅ
ｎｄ　ｔｔ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｕｐｅｒｎｏｄｅｅｎｄ
　ｉ　ｆ ＰｒｏｃｅｓｓＲＰ＾（ｎｏｄｅ　Ｎ）：ｃｌｅａｒ　
ｔｈｅ　ｏｕｔｇｏｉｎｇ　ＲＰＡ　ｔｒａｎｓａｃｔ
ｉｏｎ　ｌｉｓｔａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｍｅｎｔｓ　ニ
ー　０ｒｏｒ　ｅａｃｈ　ａｇｅｎｔ　ｉｎ　ｔｈｅ　
ｉｎｃｏｍｉｎｇ　ＲＰＡｐｒｏｃｅｓｓ　ｔｈｅ　ｒ
ｉｓｉｎｇ　ａｇｅｎｔｎｄｆｏｒ ｉｒａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｍｅｎｔｓ　！−０ｓｅｎｄ
　ａｎ　ＡＰＭ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ｔｈ
ｅ　ＲＰ＾Ｏｒｉｇｉｎａｔｏｒｎｄｉｆ ｓｅｎｄ　ｏｕｔ　ａｌ　Ｉ　ＲＰＡ　ｔｒａｎｓａｃ
ｔｌｏｎｓ　ｏｎ　ｔｈｅ　Ｉ　１ｓｔｄｌｓｃａｒｄ
　ｔｈｅ　ｌｎｃｏａｌｎｇ　ＲＰＡＴｏ　ｐｒｏｃｅ
ｓｓ　ａ　ｒｌｓｌｎｇ　ａｇｅｎｔ　（ａｇｅｎｔ　
Ａ、　ｎｃｘｌｅ　Ｎ）　：Ｉｆ　ｔｈｅ　ｒｐｐ　ｇ
ｅｎｅｒａｔｉｏｎ　Ｉｓ　ｅｑｕａｌ　ｔｏ　ｔｈｅ
　ｇｅｎｅｒａｔｌｏｎ　ｏｒ　ｔｈｅｔｒａｎｓａｃ
ＬＩｏｎ　ｈｅａｄｅｒ　ｓ　ｔａｓｋ　ｎｕｅｃｒｅ
ａｔｅ　ｏｒ　ｆｉｎｄ　ｔｈｅ　ｔｎｃａｒｎａｔｉ
ｏｎ　ｒｅｃｏｒｄ　「ｏｒ　ｔｈｅ　ｒｐｐ−Ｉｎｃ
　ｒｕ＋ｇ＋ｂｅｒ１ｓｅ ｆｉｎｄ　ｔｈｅ　Ｉｎｃａｒｎａｔｌｏｎ　ｒｅｃｏ
ｒｄ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　ｒｉｇｈｔ　ｇｅｎｅｒａｔｉ
ｏｎｎｄｉｆ Ｉｆ’　ｎｏｄｅ　Ｎ　Ｉｓ　ｔｈｅ　ｒｕｅ　１ｅｖ
ｅｌ　ｎｏｄｅ、　ｏｒ　ｗｅ　ａｒｅ　ｂｕｉｌｄｉ
ｎｇ　ｅＨｈｅｒ　ｋｉｎｄｆｐａｔｈ ｃｒｅａｔｅ　（ｏｒ　ｆｌｎｄ）　ａ　ｐａｇｅｒ　
ｇｅｎｔ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　Ｉｎｃａｒｎａｔｌｏｎ　
（ａｇｅｎｔ　Ｂ）ｉｆ　ｂｕｉｌｄｉｎｇ　ａ　ｔａ
ｓｋ　ｐａｇｅ　ｐａｔｈ！ｎ５ｅｒｔ　ａ　ｔａｓｋ
　ｐａｇｅ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　
ｔｈｅ　５ｅｎｄｅｒｎｄｉｆ １４　ｂｕｌ　ｌｄｌｎｇ　ａ　ｗｅｒｇｌｎｇ　ｐａ
ｇａ　ｐａｔｈＩｎｓｅｒｔ　ａ　ｍｅｒｇｉｎｇ　ｐ
ａｇｅ　５ｕｂｎｃｘｌｅ　ｐｏｌｎｔｅｒ　ｔｏ　ｔ
ｈｅ　５ｅｎｄｅｒｅｎｄ　ｉ　ｒ ｎｄｉｆ ｉｆ　ｎｏｄｅ　Ｎ　Ｉｓ　ｔｈｅ　ｆａｍｅ　１ｅｖ
ｅｌ　ｎｏｄｅｓｔｏｒｅ　ｔｈｅ　ｈｅａｄ　ａｇｅ
ｎｔ　ａｎｄ　ＰＧＡ　ＤＥＭＡＮＤ−ＭＥＩ？ＧＩＮ
Ｇ　ｂｉｔｓ　ｒｒｃｓｒｐｐ、、−ａｇｅｎｔ−ｓｔ
ａｔｕｓ　ｉｎ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　Ｂ　ｓ　ｒｅｃ
ｏｒｄｉｆ　ｔｈｅ　ｏｌｄ　ａｇｅｎｔ　５ｔａｔｕ
ｓ　（ｒ＋）ｐ−＊ｇｅｎｔ−ｓｔａｔｕｓ）　１ｎｃ
ｌｕｄｅｄＰＧＡ−ＨＥＡＤ−ＥＸＰＥＣＴ　ｏｒ　Ｐ
ＧＡ−Ｅｌ−ＨＥＡＤｓｅｔ　ＰＧＡ　ＮＥｗＨＥＡＤ
　５ｔａｔｕｓ　ｉｎ　ｔｈｅ　ａｇｅｎｔ　Ｂ’ｓ　
ｒｅｃｏｒｄｅｎｄ　ｌ　ｆ ｓｔｏｒｅ　ｔｈｅ　ａｒｃｈｌｖａｌ　ｐａｇｅ　１
ｏｃａｔｉｏｎ　ａｎｄ　ｍｏｔｉｏｎｓｆ’ｌｎｄ　
ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　ｓ　ａｇｅｎｔ　ｒ
ｅｃｏｒｄｉｎｓｅｒｔ　ａ　ｃｈｉ　Ｉｄ　ｐａｇｅ
　ｇ＋ｅｒｇｉｎｇ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｒｒｏｗ　ｔｈ
ｅ　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ’ｓａｇｅｎｔ　ｔｏ　ａ
ｇｅｎｔ　Ｂ ｉｆ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　！ｌｉ　ａｇ
ｅｎｔ　ｉｓ　ｄｅｍａｎｄ　ｍｅｒｇｉｎｇｄｏ　ｆ
ｏｒｃｅ−ｍｅｒｇｉｎｇ　ｆｏｒ　ａｇｅｎｔ　Ｂｅ
ｎｄ　ｉ　ｆ ｅｎｄ　ｒ　ｒ ＋ｒ　ｗｅ　ａｒｅ　ｄｅｌｅｔｉｎｇ　ｔｈｅ　ｐａ
ｒｅｎｔ　ｐａｇｅ　ｓ　ｍｅｒｇｔｎｇ　ｐａｔｈｒ
！ｎｄ　ｔｈｅ　ｐａｒｅｎｔ　ｐａｇｅ’ｓ　ａｇｅ
ｎｔ　ｒｅｃｏｒｄ　（ａｇｅｎｔ　Ｐ）ｒｃ＊＋ｏｖ
ｅ　ａｇｅｎｔ　Ｐ　ｓ　５ｕｂｎｏｄｅ　ｍｅｒｇｉ
ｎｇ　ｐａｇｅ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　ｔｈｅ　５ｅ
ｎｄｅｒｎｏｔｅ　ｗｈｅｔｈｅｒ　ａｇｅｎｔ　Ｐ　
ｈａｓ　ＰＧＡ−５ＥＮＤ−Ｍ円５ｔａｔｕｓｃｌｅａ
ｒ　ＰＧＡ　５ＥＮＤ　ＭＰＩ　５ｔａｔｕｓ　ｉｎ　
ａｇｅｎｔ　Ｐ　（ｔｃｓｐｏｒａｒｉ　Ｉｙ）＋ｒ　
ａｇｅｎｔ　ｐ　ｉｓ　ｍｅｒｇｅ−ａｃｔ４ｖｅｓｅ
ｔ　ｌ”ＧＡ　５ＥＮＤ　ＭＰＩ　５ｔａｔｕｓ　ｉｎ
　ａｇｅｎｔ　Ｐ、　ｉｒ！ｔ　ｗａｓ　ｓｅｔ　ｂｅ
ｆｏｒｅｃｌｅａｒ　ＲＦＰ−ＤＥＬＥＴＥ−ＭＰＡＴ
ＨＩｎ　ｒｐｐ−ｂｉｔｓｅｌｓｅ　ｉｆ　ａｇｅｎｔ
　Ｐ　ｉｓ　ｎｏｔ　ｔａｓｋ−ａｃｔｉｖｅｄｅｌｅ
ｔｅ　ａｇｅｎｔ　Ｐ　ｓ　ｒｅｃｏｒｄｎｄｉｆ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｉｒｎｏｄｅ　Ｎ　ｉｓ　ｔｈｅ　ｆｔａｅ　１ｅｖｅ
ｌ　ｎｏｄｅｉｆ’　ｔｈｉｓ　ｉｓ　ｔｈｅ　１ａｓ
ｔ　ｒｉｓｉｎｇ　ｇｅｎｔ　ｆ’ｏｒ　ｔｈｅ　ｇｒ
ｏｕｐａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｍｅｎｔｓ　４−１ｅｎｄ
　ｉ　ｒ １ｓｅ ｉｒＷｅ　ａｒｅ　ｂｕｔ　ｌｄ　ａ　ｓｅｒｇｔｎｇ
　ｐａｇｅ　ｐａｔｈｓｅｔ　ＰＧＡ−８ＥＮＤＪ’ｌ
　５ｔａｔｕｓ　ｉｎ　ａｇｅｎｔ　Ｂｅｎｄ　ｉ　ｆ ｆｊｎｄ　ｏｒ　ｂｕｔ　Ｉｄ　ａｎ　ＲＰＡ　ｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎ　ｈｅａｄｅｄ　ｆｏｒ　ｔｈｅ　５
ｕｐｅｒｎｏｄｅｉｎｅｒｅｓｅｎｔ　ｔｈｅ　ａｇｅ
ｎｔ　ｃｏｕｎｔ　ｉｎ　ｔｈｅ　ＲＰＡ　ｔａｉ　１
ｃｏｐｙ　ｏｖｅｒ　ｔｈｅ　ｒｉｓｊｎｇ−ａｇｅｎ
ｔＴ　ｅｎｔｒｙ　ｒｒｏｍ　ｔｈｅ　ｉｎｃｏｍｉｎ
ｇ　ＲＰＡｅｎｄ　ｔ　ｒ ｂ、Ａｃｋｎｏｗｐ　　ｅｄｇｅ−ｐａｇｅ　ｒｅｎ　
ｔ−ｍｏ　ｔ　ｉ　ｏｎ　トランザクションＡｃｋｎｏ
ｗ［ｅｄｇｅ−ｐａｇｅ　ｒｇ ｇｅ ｎ　ｔ−ｍｏ　ｔ　ｉ　ｏｎ　（ＡＰＮ）　トランザク
ションは、幾つかの移動エージェントグループが移動さ
れたことの信号を送るために使用される。該トランザク
ションは、新たなフェイムノードがら古いフェイムノー
ドへ送られ、そこで、ページャ−は、フェイム動作に対
して移動されるべきグループの数を記録する。
（ｉ）ＡＰＭ構成 ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ａｃ３ｐａｇｅｒ−ｍ
ｏｔｌｏｎＴｒｅｃ　１ｃａｒｄ４Ｔ　　ａｒｙｍ−ｃ
ｙｃｌｔ　：ｄｅｎ：ｃａｒｄ２Ｔ　　ａｐｍ−ａｃｋ
−ｑｕａｎ：ｌ　ａｃｋ−ｐａｇｅｒ　ｗｏｔｊｏｎＴ
；尚、 ｒａｐｍ　　ｃｙｃ（ｌ　ｅ　　１ｄｅｎＪはこのべ一
ジャーフェイム動作サイクルに対するサイクル識別子で
ある。
ｒａｐｍ　　ａｃｋ　　ｑｕａｎＪは、このトランザク
ションによってアクルッジ即ち認知される移動するエー
ジェントグループの数である。
（ｆｉ）ＡＰＭ処理 ＰｒｏｃｅｓｓＡＰＭ　（ｎｏｄｅ　Ｎ）　：ｎｎｄ　
ｔｈｅ　ｒａｗｅ　ｏｐｅｒａｔｊｏｎ　ｃｙｃｌｅ　
ｒｅｃｏｒｄｓｕｂｔｒａｃｔ　ａｐｅ−１ｃｋ−ｑｕ
ａｎ　ｔｒａｍ　ｔｈｅ　ｎｕｍｂｅｒ　ｏｒ　ａｃｋ
ｎｏｗｌｅｄｇｍｅｎｔｓ　１ｎｔｈｅ　ｃｙｃｌｅ　
ｒｅｃｏｒｄ ｔｒ　ｔｈｅ　ｃｙｃｌｅ　ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｍｅ
ｎｔｓ　ｉｓ　Ｚｅｒ。
ｃａｔ　１−ｂａｃｋ　ｔｈｅ　ｒｕｅ　ｍａｎａｇｅ
ｒ、　ｉｎｄｉｃａｔｉｎｇ　ｔｈａｔ　ｔｈｅ　ｐａ
ｇｅｒｆａｍｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　ｉｓ　ｃｏ＠ｐ
ｌｅｔｅ　ｆｏｒ　ｔｈｌｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒｄｅ
ｌｅｔｅ　ｔｈｅ　ｃｙｃｌｅ　ｒｅｃｏｒｄｎｄｊｒ ｄｆｓｃａｒｄ　ｔｈｅ　ＡＰＭ　ｔｒａｎｓａｃｔｊ
ｏｎｃ、Ｍｏｖｅ−ｐａｇｅ−ｔｏ−ｈｅａｄ）ランザ
クジョン ヘッドエージェント（エージェントのページのフェイム
レベルにおける）が併合用のタスクページを要求する場
合、該ページは、究極的に、そのフェイムレベルノード
へ送られる。フェイム増加動作が発生すると、そのペー
ジは新しいフェイムレベルノードにおいて必要とされる
が、古いフェイムレベルにおいては必要とされない。古
いフェイムノードに到着した後に、該ページを移動させ
るだめに、ｍｏｖｅ−ｐａｇｅ−ｔｏ−ｈｅａｄ（ＭＰ
Ｈ）　　トランザクション、即ちページのヘッドへの移
動のトランザクションが使用される。
ＭＰＨトランザクションは、シーケンスされず、且つフ
ェイム動作のために休止させることが可能である。
（ｉ）ＭＰＨ構成 ｔｙｐｅｄｅｒ　５ｔｒｕｃｔ　　ｗｏｖｅ−ｐａｇｅ
−ｔｏ−ｈｅａｄＴｒｅｃ　　（ｃａｒｄ２Ｔ　　　ｍ
ｐｈ−ｐａｇｅ−ｇｅｎｅｒ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　　＊ｐ
ｂ−ｒ１ａｇｓ；＄ｄｅｆｉｎｅ　ＭＰＨ−＾ＲＣＨＩ
ＶＡＬ　０ＸＯＯＯＩｃａｒｄ４Ｔ　　　ｍｐｈ　ｍｏ
ｔｌｏｎｓ；ｌ　ｗｏｖｅ−ｐａｇｔ−ｔｏ−ｈｅａｄ
Ｔ：尚、 ｒｍｐｈ　　ｐａｇｅ　　ｇｅｎｅｒＪは該ページの世
代番号である。
ｒｍｐｈ　　ｆｌａｇｓＪは、該ページがアーカイバル
コピーであるか否かを表わす。
ｒｍｐｈ　　ｍｏｔｉｏｎｓＪは、このモーション即ち
運動を包含して、該ページが何回移動したかを表わす。
ＭＰＨ）ランザクジョンは、又、該トランザクションヘ
ッダのタスク及びノード名称フィールド内に含まれるペ
ージ名称部分を有している。このページ名称は、（前の
）要求側エージェントのページの名称であり、ｒｍｐｈ
　　ｐａｇｅ　　ｇｅｎｅｒＪ世代へ短縮された場合、
それはページの名称である。
（Ｉｌ）ＭＰ）ｉ処理 ＰｒｏｅｅｓｓＭＰＨ（ｎｏｄｅ　Ｎ、　ａｇｅｎｔ’
ｓ　ｐａｇｅｎｕｅ　Ｐ、　ｐａｇｅ　Ｐ／−）：ｉｆ
　ｔｈｉｓ　ｉｓ　Ｐ’ｓ　ｆｕｅ　１ｅｖｅｌｓｅｎ
ｄ　ｔｈｅ　ＭＰＨｔｏ　ｔｈｅ　ｆｕｅ　１ｅｖｅｌ
ｌ　５ｅ ｆｔｎｄ　ｔｈｅ　ｐａｇｅｒ　ａｇｅｎｔ　ｒｅｃｏ
ｒｄｒｅｓｅｔ　ｔｈｅ　ＰＧＡ−ＮＥＷＩＨＥ＾Ｄ　
５ｔａｔｕｓｉｎｓｅｒｔ　ｐａｇｅ　ｃｏｐｙ　Ｐ／
ｐｅｒｆ’ｏｒ＊　　ｍｅｒｇｉｎｇ　　ｆｏｒ　　ｔ
ｈｅ　　ａｇｅｎｔｄｉｓｃａｒｄ　ｔｈｅ　ＭＰＨｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎｅｎｄ　ｉ　ｆ Ｈ。
ベ ジャーインターフェース （Ｐａｇｅｒ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅｓ） １．ドメイン初期化（Ｄｏｍａｉｎ　　Ｉｎ１ｔｉａｊ
７ｉｚａｔｉｏｎ） プログラムがロードされると、ドメインマネジャが主ペ
ージをページャ−へ与える。該ドメインマネジャは、ど
のプロセサ上で各ページが初期的に存在するかを決定し
、且つそのページをそこへ送る。それが到着すると、ペ
ージャ−ルーチンがコール即ち呼出されて、該ページが
存在することの信号を送る。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｊｄＴ ＬｏａｄＰａｇｅ（ｃａｒｄ４Ｔ　ｐａｇｅｎｕ＊ｂｅ
ｒ、　　ｐａｇｅＴ　＊ｐａｇｅ）ページャ−は、１ｎ
ｉｔ　　ｄａｔａ前記録内のページ形成カウントフィー
ルドを使用し、それはグ０−パル変数によってポイント
されている。
ｐｕｂｌｉｃ　１ｎｉｌ　ｄａｔａＴ　＊１ｎｉｌ　ｄ
ａｔａ；ｔｙｐｅｄｅｆｓｔｒｕｃｔ　　ｊｎｉｔ　ｄ
ａｔａＴｒｅｃ　　１ｃａｒｄ４Ｔ　ｉｎｃｊｐａｇｅ
−ｃｒｅａｔｉｏｎｓ；１　１ｎｉｔ　ｄａｔａＴ： ［ｉｎｄ　　ｐａｇｅ　　ｃｒｅａｔｉｏｎｓＪフィー
ルドがゼロとなると（最後のＮＰＣサイクルが完了した
後に）、ページャ−はドメインマネジャをコールバック
して、ページローディングがこのプロセサに対してなさ
れたことを表わす。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｊｄＴ ＰａｇｅｒＬｏａｄｉｎｇＤｏｎｅ（ｖｏｊｄ）ドメイ
ンマネジャは、必要がある場合には、より多くのページ
に対してｒＬｏａｄＰａｇｅ　ＯＪをコール、即ち呼出
すことが可能であり、且っｒＰａｇｅｒＬｏａｄｉｎｇ
Ｄｏｎｅ　（）Ｊを介して別の返答を予定することが可
能である。
２、プランナインターフェース（ＰｊｌａｎｎｅｒＩｎ
ｔｅｒｆａｃｅｓＪ タスクが完了すると、プランナはページャ−に報告し、
従ってバックグラウンド併合をそのタスクのページに対
して行なうことが可能である。
ａ、タスク記録（Ｔａｓｋ　　Ｒｅｃｏｒｄｓ）ページ
ャ−は、プランナのスタートしたタスク記録内にページ
世代テーブル（ＰＧＴ）を格納する。（「ページャ−デ
ータ構成、タスクをベースにした記録（Ｐａｇｅｒ　　
ｄａｔａ　　５ｔｒｕｃｔｕｒｅｓ、　　　ｔａｓｋ−
ｂａｓｅｄ　　ｒｅｃ。
ｒｄｓＪ　）のセクションを参照するとよい。）タスク
が稼動中の場合、ページャ−はＰＧＴをアップツーデー
トの状態に維持する。しかしながら、プランナは、ＰＧ
Ｔを初期化する作用を行ない且つタスクが完了した場合
にそれらをマージング即ち併合する作用を行なう。
タスクがＰＡＲＤＯを行なう場合、プランナはタスクイ
ンターバル記録（ｔａｓｋ　　１ｎｔｅｒｖ　ａｊｌ　
　ｒ　ｅ　ｃ　ｏ　ｒ　ｄ）を形成し、それはいまだに
実行されていない子供タスクを表わしている。
このタスクインターバル記録は、親タスクのページ形成
テーブル（ＰＣＴ）のコピーを有している。
（ページ均等テーブルは受継がれない。）子供タスクが
該インターバルから「スプリットオフ」、即ち切り取ら
れると、インターバルのＰＣＴが子供タスクのスタート
したタスク記録内にコピーされ、且つ該ＰＥＴがクリア
される。
プランナは、又、子供タスクのページ形成の結果を蓄積
するために使用されるインターバル運動記録を維持する
。タスクが終了すると、そのＰＣＴが、エントリー毎に
、インターバル運動記録のＰＣＴ内に併合される。
Ｔｏ　ｍｅｒｇｅ　ｔａｓｋ　Ａ’ｓ　ｐｃ’ｒ　Ｉｎ
ｔｏ　１ｎｔｅｒＶａｌ　Ｂ　Ｓ　Ｐｅｒ：ｆｏｒ　ｅ
ａｃｈ　ＰＣＴ　ｅｎｔｒｙ１４＾’Ｓ　ｅｎｔｒＹ　
Ｉｓ　ｇｒａａｔｅｒ　ｔｈａｎ　Ｂ　Ｓ　ｅｎｔｒｙ
１ｒ＾’ｓ　ｅｎｔｒｙ　５ｓ　ｅｑｕａｌ　ｔｏ　ｔ
ｈｅ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｏｒ　ｔａｓｋ　Ａｓｔ
ｏｒｅ　ｔｈａｔ　ｇｅｎｅｒａｔｌｏｎ　ｎｕｍｂｅ
ｒ、　ｍ１ｎｕｓ　ｏｎｅ、　Ｉｎ　Ｂ’ｓｎｔｒｙ １ｓｅ ｓｔｏｒｅ　Ａ　ｓ　ｅｎｔｒｙ　Ｉｎｔｏ　Ｂ　ｓ　
ｅｎｔｒｙｎｄｌｆ ｅｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ「ｏｒ 同様のアルゴリズムを使用して、インターバルの完了し
た部分からのＰＣＴを併合し、且つ全体的なインターバ
ルのＰＣＴを親タスクのＰＣＴへ併合させる。親タスク
のＰＥＴは、該タスクが実Ｔｏ　ｍｅｒｇｅ　１ｎｔｅ
ｒｖａｌ　　Ａ’ｓ　ＰＣＴ　１ｎｔｏ　１ｎｔｅｒｖ
ａｌ　　Ｂ’ｓ　ＰＣＴ　ｏｒ　ｐａｒｅｎｔ　　ｔａ
ｓｋ　Ｂ’ｓ　Ｐｅｒ二ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ＰＣＴ　ｅ
ｎｔｒｙｉｆ　Ａ　ｓ　ｅｎｔｒｙ　１ｓ　ｇｒｅａｔ
ｅｒ　ｔｈａｎ　Ｂ　ｓ　ｅｎｔｒｙｓｔｏｒｅ　Ａ　
ｓ　ｅｎｔｒｙ　Ｉｎｔｏ　Ｂ　ｓ　ｅｎｔｒｙｎｄｉ
ｆ ｎｄｆｏｒ ページャ−は、スタートしたタスク記録へ取付けたペー
ジ書込み記録のリストを維持する。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　５ｔａｒｔｅｄ　ｔａ
ｓｋＴｒｅｃ　（ｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｅ−ｃｒｅａｔ
ｅ　ｔａｂｌｅＴｒｅｃｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇＣ−ｅｑ
ｕｆｒ−ｔａｂｌｅＴｒｅｃｓｔｒｕｃｔ　ｐａｇｓ−
ｖｒ４ｔｅＴｒｅｃｌ　５ｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ： ｓｔ　ｊｃｒｅａｔｅ； Ｂｔｌ−ｅｑｕｉＶ： ｂｔｌ　」■ｅｖｒｌｔｅｓ； ｂ、タスク及びページ形成 ページャ−は、タスクに対してページ形成が行なわれて
いる場合、該タスクが移動せず、完了せず、且っＰＡＲ
ＤＯを行なわないことを要求する。
タスクがＰＡＲＤＯ又はエンドトラップ（ｅｎｄｔｒａ
ｐ）を発行すると、又はプランナがタスクを移動するこ
とを決定すると、そのイベントは、ページ形成が完了す
るまで繰延べられる。何れかのイベントが繰延べられる
と、プランナはスタートしたタスク記録内にフラッグを
セットし、セットされると、そのページ形成が完了した
時に、ページャ−がブランチルーチンを呼出す。
ｔｙｐｅｄｅｒｓｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴｒｅｃ　ｔ
ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｓｔｌ　」ａｇｅ　ｃｒｅａｔｉｏ
ｎｓ：ｂｊｔｓ１６Ｔ　　ｓｔｌ　５ｔａｔｕｓ；ｔｄ
ｅｆｉｎｄ　　ＳＴＴ　　ＥＶＥＮＴ　　ＤＥＦＥＲＲ
ＥＤ　　０Ｘ８０００　　／＊　ｏｒ　　ｗｈａｔｅｖ
ｅｒ　零ｌｌ　５ｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ； ｐｕｂｌ　Ｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＤｏＤｅｒｅｒｒｅｄＥｖｅｎｔ（ｓｔａｒｔｅｄ　ｔ
ａｓｋＴ　ｈｔｔ）３、フレームワークインターフェー
ス（Ｆｒａｍｅｗｏｒｋ　　Ｉｎｔｅｒｆａｃｅｓ）タ
スクがページ欠陥（ｐａｇｅ　　ｆａｕｊｌ　ｔ）を行
なう場合、要求されたページが到着するか又はコピーさ
れるまで、実行は繰延べられる。フレームワークが各ペ
ージ欠陥を中断し且つそれを取扱つためにページャ−ル
ーチンを呼出す。該ページが到着すると、ページャ−が
ＭＭＵハンドラを呼出して該ページを挿入し且つタスク
マネジャを呼出して該タスクを継続する。該ページが該
タスクに対して与えられない場合、ページャ−はアドレ
ス用例外ハンドラ（ｈａｎｄｊｌｅｒ）を呼出し、該タ
スクのＴＣＢ及び現在のＰＣをバスする。
タスクが、それが読取りアクセスのみを持ったページに
対しての書込みアクセスを必要とするのでページ欠陥が
発生した場合、ページャ−は、新たなページを供給する
前に、該タスクから読取りのみのページを取去る。
ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＰａｇｅＰａｕｌｔ（ｔｃ
ｂＴ　＊ｔｃｂ、　ｃａｒｄ４Ｔ　ｐｕｅｎｙ、　ｂｏ
ｏｌＴ　ｗｒｊｔｅａｃｃｅｓｓ）ｐｕｂｌｌｅ　ｖｏ
ｌｄＴ　ＩｎｓｅｒｔＰａｇｅ（ｔｃｂＴ　＊ｔｃｂ、
　ｃａｒｄ４Ｔ　ｐａｇｅｎｕｗ、　ｐａｇｅＴ　＊ｐ
ａｇｅ）ｐｕｂｌ　１ｃ　ｖｏｌｄＴ　Ｒｅｓ＋ｏｖｅ
Ｐｇｅ（ｔｃｂＴ　５ｔＣｂ、　ｃａｒｄ４Ｔ　ｐａｇ
ｅｎｕｗ）ｐｕｂｌ　ｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＴａｓｋＨａ
ｓＰａｇｅ（ｔｃｂＴれｃｂ、　ｃａｒｄ４Ｔ　ｐａｇ
ｅｎｕｍ）ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏＩｄＴ　Ａｄｄｒｅｓｓ
ｌｒｄｘｃｅｐｔｌｏｎ（ｔｃｂＴ　本ｔｃｂ、ｖｉｒ
ｔｕａｌ　　ａｄｄｒｅｃｃＴ　ｐｃ）；フレームワー
クは容易にタスクのｃｏｎｔｒ。
１−ｓｔａｃｋ及びｆｕｎｃｔｉｏｎ−ｓｔａｃｋポイ
ンタにアクセスすることが可能であるので、それは、ｃ
ｏｎｔｒｏｌｌ−ｓｔｏｒｅ及びｆｕｎｃｔｉｏｎ−Ｊ
ｏｃａ（１−ｓｔｏｒｅ領域内において使用不能のペー
ジをチエツクする。それが、これらの領域の一つにおけ
る使用不能の領域へのアクセスを受取ると、ページ欠陥
はベージャーヘバスされることはない。ページャ−は、
ｐ　ｒｏｇｒａｍ−ｇｌｏｂａｌ　　５ｔｏｒｅ内にお
ける使用不能のページに対してチエツクせねばならない
。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＵｎｌｏｃｋｌＯＰａｇｅ（ｔａｓｋｐａｇ！−ｈｅａ
ｄｅｒＴ　＊ｔａｓｋｐａｇｅ）；チャンネルサポート
コンポーネント（ｃｈａｎｎｅｆｌ　　５ｕｐｐｏｒｔ
　　ｃｏｍｐｏｎｅｎｔ）からのページ要求は、コール
バック（ｃａｌｆｌ　−ｂ　ａ　ｃ　ｋ）メカニズムの
場合を除いて、ページ欠陥（ｐａｇｅ　　ｆ　ａｕｊｌ
　ｔ　ｓ）と同一の態様で取扱われる。チャンネルサポ
ートがページを形成させ、且つ祖先ページが該タスクに
よって使用されている場合（勿論、読取りのために）、
ページャ−は古いページを取去り且つ新しいページを供
給せねばならない。フレームワークルーチンは、その古
いページが使用中であるか否かを決定するために呼出さ
れる。
４、タスクマネジャインターフェース タスクが送給されるべきページを待っている場合、ペー
ジャ−はそのタスクがランすることができないことをタ
スクマネジャへ知らせる（ＴＭＥｖｅｎｔＳｔａｒｔ）
。該ページが到着し且つ該タスクが継続することが可能
である場合、タスクマネジャは再度報告される（ＴＭＥ
ｖｅｎｔＥｎｄ）。
ｐｕｂｌｉｃ　ＴＭＥｖｅｎｔＳｔａｒｔ（ｓｔａｒｔ
ｅｄ−ｔａｓｋＴ　ｂｉｔ、　ｂｉｔｓ１８Ｔ　ｅｖｅ
ｎｔｂｌｔ）ｐｕｂｌｉｅ　ＴＭＥｖｅｎｔＥｎｄ（ｓ
ｔａｒｔｅｄ−ｔａｓｋＴ　ｂｔｔ、　ｂｉｔｓ１６Ｔ
　ｅｖｅｎｔｂｉｔ）＄ｄｅｆ１ｎｅ　５ＴＴ−ＰＡＧ
ＥＦＡＵＬＴ　　０ｘ００１０５、ページフレームマネ
ジャインターフェースページフレームマネジャは、しば
しば、通常タスクページコピーを削除するか又はアーカ
イバルコピーを別のプロセサへ移動させることによって
空間を取戻すことが必要な場合がしばしばある。
ページャ−はこのために二つのルーチンを与える。
ｐｕｂｌ　ｌｃ　ｖｏｉｄ　Ｄｅ＋ｅｔｅｒｐａｇｅｃ
ｏｐｙ（ｔａｓｋｐａｇｅ−ｂｅａａｅｒｒ　＊ｔｋｐ
）ｐｕｂｌ　ＩＣｖｏｉｄ　ＭｏｖｅＴＰａｇｅＣｏｐ
ｙ（ｔａｓｋｐａｇｅ−ｈｅａｄｅｒＴ　＊ｔｋｐ、　
ｃａｒｄ４Ｔ　ｄｅｓｔｐｒｏｃ）ページフレームマネ
ジャは、又、ページのブ・ツク値（ｂｏｏｋ　　ｖａＪ
　ｕｅ）を記録する。コノタスクページヘッダにおける
二つのフィールドは、ページフレームマネジャによって
操作される。
ｔｙｐｅｄｅｒ　５ｔｒｕｅｔ　ｔａｓｋｐａｇ！−ｈ
ｅａｄｅｒＴｒｅｃ　（ｉｎｔ２Ｔ　　　ｔｋｐ−ｂｏ
ｏｋ−ｗａｌｕｅ；ｃａｒｄ２Ｔ　　ｔｋｐ−ｕｓｓ−
ｃｏｕｎｔ；、　ｌ　　ｔａｓｋｐａｇｅｊｅａｄｅｒ
Ｔ；ページが別のプロセサへ移動される場合、ブック値
がそれと共に送られる。宛て先プロセサ上にそのページ
の別のコピーが存在する場合には、そのブック値が加算
される。
ページが要求されると、ページサーチの「コスト」がＲ
ＰＲトランザクションの［ｒｐｒ　　ｃ。
ｓｔＪフィールド内に蓄積される。このフィールドは、
満足するページのブック値に貢献する。
６、フェイムマネジャインターフェースフェイムマネジ
ャインターフェースは、「ぺ−ジャーフェイム動作（Ｐ
ａｇｅｒ　　ｆａｍｅ　　。
ｐｅｒａｔｉｏｎｓ）Ｊのセクションにおいて説明しで
ある。それらを、ここに要約する。
ｐｕｂｌ　ｉｃ　ｂｏｏｌＴ ＰａｇｅｒＦｕｅｌｎｃｒｅａｓｅ（ｃａｒｄ４Ｔ　ｒ
ｅｐｌｙａｒｇ、　１ｎｃａｒｎａｔｉｏｎＴ　＊ｊｎ
ｅ。
ｃａｒｄ２Ｔ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ、　ｃａｒｄｌＴ
　ｎｅｖ「ｕｅ）ｐｕｂｌ　ｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＦｕｅｌｎｅｒｅａｓｅＲｅｐｌｙ（ｃａｒｄ４Ｔ　ｒ
ｅｐｌｙａｒｇ）尚、ＰａｇｅｒＦａｍｅｌｎｃｒｅａ
ｓｅ　□は、フェイムマネジャがフェイム増加を行なう
場合に呼出される。それは、古いフェイム領域内の各プ
ロセサ上で、タスクトランザクション休止が発効中に呼
出される。それは、ページャーフェイム増加が直ぐに完
了するとＦＡＬＳＥをリターンし、ＴＲＵＥがリターン
される場合には、フェイムマネジャはＦａｍｅＩｎｃｒ
ｅａｓｅＲｅｐｇｙＯの呼出しを待たねばならない。「
ページャーフェイム動作、ＲＰＡ処理」のセクションを
参照するとよい。
ＦａｍｅｌｎｃｒｅａｓｅＲｅｐｊ７　ｙ　（）は、ペ
ージャ−かページャーフェイム増加を完了すると呼出さ
れる。「ｒｅｐＮｙａｒｇＪは、ＰａｇｅｒＦａｍｅｌ
ｎｃｒｅａ５ｅ　（）においてバスされたものと同一の
値である。
■、フェイム（Ｆａｍｅ） Ａ、緒論 フェイムは、あるオブジェクト及び情報を一つのドメイ
ンの一つのクラスタ内に閉込める、即ち制限する方法で
ある。負でない整数が、ユーザ°のプログラムにおける
各タスクと関連している。この整数は、そのタスクのフ
ェイムレベルと呼ばれ、より簡単には、そのタスクのフ
ェイムと呼ばれる。
タスクのフェイムは、どのクラスタがそのタスクと関連
するオブジェクトを有することが可能であるかを表わす
。これらのオブジェクトは、タスク自身、そのページ、
その名称、該タスク又はそのページの記録、及び該タス
クによって発生されたトランザクションを包含している
。一般的に、タスクの存在を推論することの可能な任意
のオブジェクトが閉込められる。この様なオブジェクト
はフェイム型オブジェクトと呼ばれる。それらは、又、
フェイムを有するとも言われ、関連するタスクのフェイ
ムと等しい。
タスクオブジェクトがその様に閉込められるクラスタは
、フェイムクラスタ（ｆａｍｅ　　ｃｌｕｓ　ｔ　ｅ　
ｒ）又は該タスクのフェイム領域と呼ばれる。それは、
そのフェイムクラスタのクラスタレベルであるフェイム
レベル（ｆ　ａｍｅ　　４７　ｅｖｅｇ）、及びそのレ
ベルのただ一つのクラスタ内に存在する場合のある該タ
スクの任意の記録（ｒｅ（ｏｒｄ）によって識別される
。フレームレベルが０であることは、そのタスクが１個
のプロセサに閉込められていることを表わす（プロセサ
フェイム、即ちｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　　ｆａｍｅ）、フ
ェイムが１であることはボードフェイム（ｂｏａｒｄ　
　ｆａｍｅ）であることを表わし、以下同様である。最
大フレームレベルは、ドメインのクラスタレベルである
（ドメインフェイム、即ちｄＯｍａ　ｉ　ｎ　　ｆ　ａ
ｍｅ）。親タスクのフェイムクラスタは、子供タスクの
フェイムクラスタを包含せねばならない。
タスクのフェイムは、フェイム増加動作によって変化さ
れる、動的特性である。これは、タスクのフェイムクラ
スタをより高いクラスタへ変化させる。
フェイムは、通信、管理作業、及び休止時間を減少させ
ることによって拡縮性を向上させる。例えば、タスクが
ページを形成する場合、そのドメインはそのことが通知
されねばならず、従って併合を実施することが可能であ
る。フェイムの場合、より少ない数のプロセサが関与す
ることとなる。
そして、一般的に、ページ欠陥が発生すると、サーチさ
れねばならない領域、そのタスクとそのページとの間の
距離、及びそのページを見付は出すのに必要な時間はよ
り小さくなる。一般的に、低いフェイムを有するタスク
は、小さなドメイン上で稼動する全ての利点を享受する
。
フェイムは、多数の複雑化を導入する。フェイムは、分
散型タスク及びページ情報を制限するので、この情報は
、ドメインレベルノードではなく、フレームレベルノー
ドに集積する傾向がある。これは、その情報を使用する
場合に利点ではあるがフェイム動作が適用される場合、
その情報は再分散されることを必要とする場合がある。
従って、フェイム動作は、フェイムレベルノードを区別
する何れかのカーネルコンポーネントに影響を与える場
合がある。
フェイムは、又、ページを閉込める。このことは、幾つ
かのタスクがそれらのフェイムクラスタ内に嵌まるより
も一層多くのページを形成する場合に、問題となる場合
がある。そのカーネルは、タスクを再スタートさせるか
、又はフェイムを上昇させるか又は転送することの何れ
かによってこの様な状態を検知し且つ矯正せねばならな
い。
フェイムはタスクを閉込める。クラスタがそのユーザ作
業を消費し尽くすと、カーネルはもっと供給しようとす
る。稼動可能なタスクのフェイムクラスタが消費し尽く
されたクラスタを有していると、そこへタスクを送るた
めにフェイム動作が必要とされる場合がある。一方、こ
の様なタスクの閉込めは、参照の局所化を実施する助け
となる傾向となり、タスクはドメインに亘って散乱され
ることはない。
タスクに関連するオブジェクトはドメイン全体に亘って
移動させることが可能であるので、カーネルは提案され
たアクションが許容されるか否かを局所的に決定するこ
とが可能でなければならない。このことは、各プロセサ
がこの様な全てのオブジェクトに対するフェイム記録を
有することを確保することによって行なうことが可能で
ある。
Ｂ、フェイムの記録 タスク名称の各ジャーム（ｊｅｒｍ）はフェイムレベル
と関連している。フェイム記録は、タスクが実行をスタ
ートする時、又は該タスク名称を包含するトランザクシ
ョンが到着する時に、局所的に形成される。それらは、
最後のタスクに関連するオブジェクトが削除されるか又
は送出される場合に削除される。
タスク名称内の各ジャームは小さな整数を有しており、
それはタスクのフェイムレベルを特定する。このタスク
は、その名称が、該ジャームを包含してそこまでのタス
ク名称における全てのジャームから構成されるものであ
る。以下に一例を示す。
第一ジャーム：　反復２９　フェイムレベル４化身２ 第二ジャーム：　反復４　　フェイムレベル３化身２０ 第三ジャーム：　反復１７　フェイムレベル０化身Ｏ これは、タスク（２９）がフェイムレベル４を有してお
り、タスク（２９／２：４＞がフェイムレベル３を有し
ており、且つタスク（２９／２；４／２０；１７）がフ
ェイムレベル０を有していることを表わしている。
フェイム増加が発生すると、影響されるタスクの名称を
包含する各トランザクションが捜し出され且つ新たなフ
ェイムレベルを有するように補正されねばならない。そ
れらの全てを捜し出すために終わりのないカーネル構成
を介して捜し出すことを回避するために、以下の方法が
使用される。
タスク名称を包含するトランザクションがプロセサに到
着すると、その名称が該名称の記録に対してのポインタ
で置換される。タスクに言及するトランザクションを発
生する場合、各カーネルコンポーネントはタスク記録ポ
インタを格納することが必要であるに過ぎず、該トラン
ザクションを送る前に、該ポインタが該タスク名称と置
換される。トランザクションを受取った後に、そのタス
ク名称は、そのタスク記録に対するポインタと置換され
る。このことは、タスク名称を、転送中であるか又はち
ょうど転送されたトランザクション内側のユニの可能な
位置のみに制限し、従って、タスク名称を有する全ての
トランザクションを容易に見付けることが可能である。
Ｃ，フェイム増加（Ｆａｍｅ　　ＩｎｃｒｅａｓｅＳ） フェイム増加動作は、−組のタスクのフェイムを変化さ
せる。この組は、タスク名称Ｔ及び世代番号によって識
別される。その組は、タスクＴ及びその世代に至るまで
の全ての祖先タスクを有している。
フェイム動作は、又、フェイムクラスタを包含する。こ
れらは、クラスタレベルとプロセサ名称とによって識別
される。物事を簡単にするために、フェイム増加動作に
よって影響される一組のタスクは、単一のソースフニイ
ムクラスタ（ｓｏｕｒｃｅ　　ｆａｍｅ　　ｃｌ　ｕｓ
ｔｅｒ）を共用し、且つ単一の宛て先フェイムクラスタ
となる。
フェイム増加動作を制限するルールがある。即ち、（１
）フェイム増加動作は、親タスクのフェイムクラスタの
外側のタスクのフェイムクラスタを超えてはならず、且
つ（２）タスクは、二つのフェイム増加動作によって一
度に影響を受けてはならない。
フェイム増加動作は、旧及び新フェイムクラスタに対し
てフェイムマネジャノードにおいて調整される。前者の
ノードは旧フェイムノードであり、後者は新フェイムノ
ードである。
フェイム増加動作は、−組のタスクのフェイム領域を拡
張する。該組内の各タスクは、同一の旧フェイムクラス
タ及び同一の新フェイムクラスタを有さねばならない。
−組のタスクに対してフェイム増加動作を開始するため
に、フェイムマネジャがフェイム動作スタート１　　（
ＦＯＳＩ）及びタスク休止スタート１　（ＴＱＳＩ））
ランザクジョンを、旧フェイムノードのクラスタを介し
てプロトキャストする。該休止は、記録に同時的に影響
を与えることが可能な他のアクションのことを心配する
ことなしに、種々のコンポーネントがフェイム変化に対
してそれらの記録をアップデートすることを可能とする
。新フェイムクラスタはこの休止を必要としない。なぜ
ならば、フェイム動作が完了するまで、この様な活動が
そこには存在することがないからである。
旧フェイム領域内の各プロセサは、該タスクに対してそ
のフェイム記録をアップデートし、フェイムが変化して
いることを旧及び新フェイム領域に知らせ、且つこれら
のタスクに対して他のトランザクション活動を停止させ
る。次いで、該プロセサは、新フェイムノードに達する
まで、タスク休止スタート２及びフェイム動作スタート
２（ＦＯＳ２））ランザクジョンを有するブロードキャ
スト応答を開始する。
ＦＯ３２ブロードキャスト応答が終了すると、フェイム
マネジャが、旧フェイムノードのクラスタ全体に亘って
、フェイム動作増加１（ＦＯＩＩ）トランザクションを
ブロードキャストする。ＦＯｌｌ）ランザクジョンを受
取ると、該旧フェイム領域内の各プロセサは、フェイム
増加が進行中であることを各カーネルコンポーネントへ
信号で知らせ、且つどのものが後に応答するかを記録す
る。
フェイム動作全体に亘って、該プロセサはこれらの応答
を追従する。
全てのカーネルコンポーネントが、フェイム動作を終了
したことを表わすと、各プロセサはそのフェイム記録を
アップデートして該タスクの新しいフェイムレベルを表
示し、且つ旧フェイムノードに達するまで、フェイム動
作増加２（ＦＯ１２）トランザクションを有するブロー
ドキャスト応答をスタートする。
ＦＯＩ２ブロードキャスト応答が終了すると、フェイム
マネジャが、旧フェイムノードのクラスタ全体に亘って
タスク休止終了（ＴＱＦ））ランザクジョンをブロード
キャストし、そのことはこれらのタスクに対するトラン
ザクション休止をキャンセルする。旧フェイム領域内の
プロセサは、ＴＱＦの前にフェイム型トランザクション
を受取る場合があり、これらは通常の如く処理すること
が可能である。
フェイム動作は、ＦＯＩ２ブロードキャスト応答が旧フ
ェイムノードにおいて完了する時に完了したものと考え
られる。旧フェイムノードは、フェイムコマンドコオデ
ィネータ（ｆａｍｅ　　ｃ。
ｍｍａｎｄ　　ｃｏｏｒｄｉｎａｔｏｒ）へ完了したこ
とを信号によって知らせる。
フェイムを増加させるための擬似コードは以下の如くで
ある。
Ｔｏ　ｄｏ　ｒａＩｌｅ　Ｉｎｃｒｅａｓｅ　（ｒｒｏ
ｓ　ｏｌｃｉ　ｒｕｅ　ｎｏｄｅ）：ｄｅｔｅｒｍｔｎ
ｅ　ｔａｓｋ　５ｅｔｉｔ　ｏｌｄ　ｒｕｅ　ｎｏｄｅ
　ｔｓ　ｎｏｎＨ銘ｒ：５ｅｎｄ　ＴＱＳＩ／ＰＯ３Ｉ
　ｔｏ　５ｕｂ−ｎｏｄｅｓｎｏｔｅ　ｔｈａｔ　ｎｏ
　ＩＹ）Ｓ２　ｂｒｏａｄｃａｓｔ　ｒｅｓｐｏｎｓｅ
ｓ　ｈａｖｅ　ｂｅｅｎｒｅｃｅｊｖｅｃ！ １ｓｅ ｕｐｄａｔｅ　ｒａｇｅ　ｒｅｃｏｒｄｓ　ｔｏ　ｓｈ
ｏｗ　ｃｈａｎｇｉｎｇ　Ｉ’ａｓｅｃｒｅａｔｅ　ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｑｕｊｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ
ｄｏ　１ｅａｒｎｏｄｅ　ｆｕ＋ｅ　１ｎｃｒｅａｓｅ
ｅｎｄ　ｊ　ｒ Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ＴＱＳＩ／ＩＹ）Ｓｌ：１ｒｎ
ｏｎ−ｌｅａｆ　ｎｏｄｅ： ５ｅｎｄ　ＴＱＳＩ／ＰＯ３Ｉ　ｔｏ　５ｕｂ−ｎｏｄ
ｅｓｎｏｔｅ　　ｔｈａｔ　　ｎｏ　　ＦＯ８２ｂｒｏ
ａｄｃａｓｔ　　ｒｅｓｐｏｎｓｅｓ　　ｈａｖｅｂｅ
ｅｎ　ｒｅｃｅｉｖｅｄ １ｓｅ ｕｐｄａｔｅ　ｒｕｅ　ｒｅｃｏｒｄｓ　ｔｏ　ｓｈｏ
ｗ　Ｃｈａｎｇｉｎｇ　ｆｕｅｃｒｅａｔｅ　ｔｒａｎ
ｓａｃｔｉｏｎ　ｑｕｉｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄｓｅｎ
ｄ　ＴＱＳ２／ＰＯ３２ｔｏ　５ｕｐｅｒ−ｎｏｄｅｅ
ｎｄ　＋　ｆ Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ＴＱＳ２／ＦＯ８２：ｎｏｔｅ
　ｗｈｉｃｈ　５ｕｂ−ｎｏｄｅ　ｈａｓ　ｒｅｓｐｏ
ｎｄｅｄｉｆ　ｔｈｉｓ　ｗａｓ　ｔｈｅ　１ａｓｔ　
ｏｎｅ：ｉｆ　ｔｈｉｓ　ｉｓｎ’ｔ　ｔｈｅ　ｏｌｄ
　ｒａｓｅ　ｎｏｄｅｓｅｎｄ　ＴＱＳ２／ＰＯ３２ｔ
ｏ　５ｕｐｅｒ−ｎｏｄｅ１ｓｅ ｓｅｎｄ　Ｐｏ１ｌ　ｔｏ　ｏｌｄ　ｆ’ｕｅ　ｎｏｄ
ｅｅｎｄ　ｉ　ｆ ｅｎｄ　ｉ　ｒ Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ＦＹ）１１＋ Ｉｆ　ｎｏｎ−１ｅａｆ’　ｎｏｄｅ：５ｅｎｄ　Ｐｏ
１ｌ　ｔｏ　５ｕｂ−ｎｏｄｅｓｎｏｔｅ　ｔｈａｔ　
ｎｏ　ＰＯＩ２　ｂｒｏａｄｃａｓｔ　ｒｅｓｐｏｎｓ
ｅｓｈａｖｅ　ｂｅｅｎ　ｒｅｃｅｉｖｅｄ１ｓｅ ｄｏ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅ　ｒａｓｅ　１ｎｃｒｅａｓ
ｅｎｄｉｆ Ｔｏ　ｄｏ　１ｅａｒｎｏｄｅ　ｒｕｅ　１ｎｃｒｅａ
ｓｅ：ｒｏｒ　ｅａｃｈ　ｋｅｒｎｅｌ　ｃｏａｐｏｎ
ｅｎｔ：１ｎｄｌｃａｔｅ　ｒａｌｅ　Ｉｎｃｒｅａｓ
ｅ　ｉｎ　ｐｒｏｇｒｅｓｓｎｏｔｅ　Ｖｈｉｅｈ　０
ｎｅＳ　ｗｉｌｌ　ｒｅｓｐｏｎｄ　１ａｔｅｒｅｎｄ
「ｃｒ ｉｆ　　ａ！　Ｉ　　ｃｍｐｏｎｅｎｔｓ　　ｈａｖｅ
　　ｆｉｎｉｓｈｅｄ　　ｉｍｍｅｄｉａｔｅ！ｙＥｎ
ｄ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅ　ｆｍｅ　ｔｎｅｒｅａｓｅｅ
ｎｄ　ｌ　ｒ Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｋｅｒｎｅｌ　ｃｏｍｐｏｎｅ
ｎｔ　ｒｅｓｐｏｎｓｅ：ｎｏｔｅ　ｔｈａｔ　ｔｈｉ
ｓ　ｃｏ＠ｐｏｎｅｎｔ　ｈａｓ　ｆｉｎｉｓｈｅｄ　
ｒｕｅ　１ｎｃｒｅａｓｅＩｆ　ｔｈｉｓ　ｉｓ　ｔｈ
ｅ　１ａｓｔ　ｏｎｅ：Ｅｎｄ　１ｅａｆ’　ｎｏｄｅ
　ｆｏｅ　１ｎｃｒｅａｓｅｅｎｄ　ｉ　ｒ Ｔｏ　ｅｎｄ　１ｅａｆ　ｎｏｄｅ　ｆａｍｅ　１ｎｃ
ｒｅａｓｅ：ｕｐｄａｔｅ　ｒａｌｅ　ｒｅｃｏｒｄｓ
　ｔｏ　ｓｈｏｗ　ｎｅｗ　ｆｏｅｉｒｏｌｄ　ｒｍｅ
　ｎｏｄｅ　ｉｓ　１ｅａｒ：ｃａｎｃｅｌ　ｔａ、ｓ
ｋ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｑｕｊｅｓｃｅｓｊｇｎ
ａｌ　　Ｔｕｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　ｃｏｓ＋ｐｌｅ
ｔｅ−ｔｏ　ｒａｓｅｃｏｍｍａｎｄ　ｃｏｏｒｄｌｎ
ａｔｏｒ１ｓｅ ｓｅｎｄ　ＰＯＩ２　ｔ、ｏ　５ｕｐｅｒ−ｎｏｄｅｎ
ｄｊｆ Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ＦＯ１２： ｎｏｔｅ　ｗｈｉｃｈ　５ｕｂ−ｎｏｄｅ　ｈａｓ　ｒ
ｅｓｐｏｎｄｅｄＩｆ　ｔｈｉｓ　ｉｓ　ｔｈｅ　１ａ
ｓｔ　ｏｎｅ：ｉｆ　ｔｈｉｓ　ｉｓ　ｔｈｅ　ｏｌｄ
　ｒｕｅ　ｎｏｄｅ：ｓｉｇｎａｌ　　Ｔｕｅ　ｏｐｅ
ｒａｔｉｏｎ　　ｃｃ＊ｐｌｅｔｅ−ｔｏ　　ｒｕｅ　
　ｃｏｍｍａｎｄｃｏｏｒｄｉｎａｔｏｒ　５ｅｎｄ　
ＴＱＦ　ｔｏ　５ｕｂ−ｎｏｄｅｓ１ｓｅ ｓｅｎｄ　ＰＯＩ２　ｔｏ　５ｕｐｅｒ−ｎｃｘｌｅｅ
ｎｄ　ｉ　ｒ ｅｎｄ　Ｉ　ｆ’ Ｔｏ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ＴＱＦ： ｉｒ　ｎｕｎ−１ｅａｆ’　ｎｏｄｅ ｓｅｎｄ　ＴＱＦ／Ｆｏｒ　ｔｏ　５ｕｂ−ｎｏｄｅｓ
１ｓｅ ｃａｎｃｅｌ　ｔａｓｋ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｑ
ｕｉｅｑｃｅｅｎｄ　ｉ　ｆ Ｄ、フェイムコマンド（Ｆａｍｅ　　Ｃｏｍｍａｎｄｓ
） 資源マネジャが、タスクのフェイムが変更されるべきこ
とを命令すると、フェイムマネジャが発動される。この
様な命令はフェイムコマンドと呼ばれる。フェイムコマ
ンドは、再フェイム化タスクの祖先に対するフェイム動
作を発生させることが可能である。
各フェイムコマンドは、プロセサ番号によって識別され
るフェイムコマンドオリジネータ（ｏｒｉｇｉｎａｔｏ
ｒ）と、フェイムコマンドが完了した時に呼出されるべ
きルーチンのアドレスと、多分該ルーチンヘバスされる
べきパラメータとを供給スる。該プロセサは、フェイム
コマンドを命令するものである。それは、又、再フェイ
ム化タスクの名称及び該再フェイム化タスクの新しいフ
ェイムレベルを与える。
各タスクのフェイムクラスタは、その親タスクのフェイ
ムクラスタのサブクラスタでなければならない。各コマ
ンドに対して、フェイムマネジャは、どのタスクがフェ
イム動作を必要とするかを決定スる。そのフェイムレベ
ルが新フェイムレベルよりも低い祖先タスクはフェイム
増加を必要とする。
フェイム増加動作は、正確に１個のソースフレームクラ
スタ及び正確に１個の宛て先フェイムクラスタを使用す
る。従って、フェイムコマンドが１個を超えたソースフ
レームクラスタ、又は１個を超えた宛て先フレームクラ
スタを巻込む場合は、複数個のフェイム動作を必要とす
る。複数個のフェイム動作が行なわれる場合、それらは
減少するソースフェイムレベルの順番で行なわれる。こ
のことは、フェイムコマンドの動作量であっても、フェ
イム領域がネスト、即ち入れ子となることを保証する。
１、フェイムコマンドコオディネーション（Ｆａｍｅ　
　Ｃｏｍｍａｎｄ　　Ｃｏｏｒｄｉｎａｔｉ。
ｎ） フェイムコマンドは、フェイム管理ツリーを介してコオ
ディネート、即ち調整される。個別的なフェイムコマン
ド間において、及び一つのフェイムコマンド内における
フェイム動作問において、二つの種類のコオディネーシ
ョン、即ち調整が必要とされる。
二つの個別的なフェイムコマンドが発行されると、両方
のコマンドは同一のタスクに関与する場合がある。二つ
のフェイム動作が同時に発生することを防止するために
、各フェイム動作は、各影響されるタスクに対する古い
フェイムノードにおいて調整される。フェイムコマンド
を実行スるための許可はこの様な各ノードにおいて最も
低いノードから最も高いノードへの順番で与えられる。
最も高いノードに許可が与えられると、フェイムコマン
ドは実行を開始する。
ノードにおいて同期する場合、フェイムマネジャは、フ
ェイム動作がそのフェイムレベルにおいて各影響される
タスクに対して効果があることを注意する。爾後のフェ
イムコマンドは、フェイム動作が完了するまで遅延され
、次いで該タスクに対する新たなフェイムノードへ送ら
れる。
フェイムコマンドは、影響されるタスクに対する最も高
い古いフェイムノードにおいてフェイム動作の実行を開
始する。この動作か完了すると、フェイムマネジャは、
この古いフェイムノードにおいて遅延されているフェイ
ムコマンドを解放し、次いて次の最も高い古いフェイム
ノードへ進行し、以下同様である。最後に、最後の（最
も低い）フェイム動作が完了した後に、フェイムマネジ
ャは、そのコマンドが完了したことをオリジネータ、即
ち発行元に通知する。
その実行期間中、フェイムコマンドは多数の状態を介し
て通過する。それは、フェイム動作を実行するための許
可を必要とする場合があり、それはフェイム動作を実行
中である場合があり、又それは全てのフェイム動作を完
了している場合があり、且つフェイムコマンドオリジネ
ータへ信号を送って知らせることが必要であるに過ぎな
い場合がある。
記録は各フェイムコマンドと関連しており、それは該コ
マンドの状態を記録する。フェイムコマンドにおいて与
えられる情報に加えて、該記録は次の情報を有している
。
（１）フェイム許可データは、フェイムコマンドがフェ
イム動作を実施するために許可を必要とするタスクの最
も高い世代番号（数）である。このデータは、全ての許
可が与えられるとゼロとなる。
（２）最も低い世代データは、フェイム動作が必要とさ
れることのあるタスクの最も低い世代番号（数）である
。このデータは、フェイム許可データがゼロである場合
にのみ意味がある。
（３）最も高い世代データはフェイム動作が進行中のタ
スクの最も高い世代番号（数）である。
このデータは、フェイム動作が進行中である間及びその
後の短期間においてのみ意味がある。
（４）動作レベルデータは、フェイム動作が進行中の古
いフェイムクラスタのクラスタレベルである。このデー
タは該動作の期間中及びその後の短期間においてのみ意
味がある。
２、フェイムコマンド擬似ノード（Ｆａｍｅ　　Ｃｏｍ
ｍａｎｄ　　Ｐｓｅｕｄｏ−ｃｏｄｅ）Ｆｕｅ　ｃｏｍ
＋ｍａｎｄ： ａｃｃｅｐｔ　ｏｒｉｇｉｎａｔｏｒ、　ｔａｓｋ、　
ｎｅｗ　ｆａｍｅ−ｄｏ　ａｓｓｅｒｔｉｏｎｓ　ｈｅ
ｒｅｉｆ　ｎｏ　ｔａｓｋｓ　ｎｅｅｄ　ａ　ｒａｓｅ
　ｏｐｅｒａｔｉｏｎＦｌｎｉｓｈ　ｆａｍｅ　ＣｏＩ
Ａｍａｎｄｖｅ　１ １ｓｅ ｓｅｔ　１ｎｉｔｉａｌ　ｆａｓｅ　ｐｅｒｏ＋ｌ５ｓ
ｌｏｎ　ｄａｔｕｓ＋　ｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅｆ’ａａｅ
ｄ　ｔａｓｋ　ｓｇｅｎｅｒａｔ　１ｏｎ Ｓｙｎｃｈｒｏｎｉｚｅ　ｆｕｅ　ｃｏａｍａｎｄｎｄ
ｌｒ Ｓｙｎｃｈｒｏｎｌｚｅ　ｒｕｅ　ｃｏｍｍａｎｄ＋Ｐ
ｒｏｃｅｓｓ　Ｔ”Ｏ３＋ ｇｅｔ　ｒｕｅ　ｐｅｎｌｓｓｌｏｎ　ｄａｔｕｍ　Ｇ
ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｎｕｍｂｅ
ｒ、　ｒｒｃｘａ　Ｇ　ｕｐｗａｒｄ：ｌｅｔ　ｔａ、
ｑｋ　Ｔ　ｂｅ　ｔｈｅ　Ｇ’ｔｈ　ｇｅｎｅｒａｔｉ
ｏｎ　ａｎｃｅｓｔｏｒ　ｏｆ　ｔｈｅ　ｒｅｆｕｅｄ
ｔａｓｋ　ｉｆ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｄｏｅｓｎ’ｔ　ｎｅ
ｅｄ　ａ　ｆａｍｅ　ｏｐｅｒａｔｌｏｎ：ｂｒｅａｋ
　ｆｏｒ ｎｄｌｆ １４Ｔ″ｓ　ｏｌｄ　ｒｕｅ　ｎｏｄｅ　Ｉｓ　ｏｎ　
ｔｈｌｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ：ｉｆ　ａ　ｒｕｅ　ｏ
ｐｅｒａｔｌｏｎ　１ｓ　ｉｎ　ｐｒｏｇｒｅｓｓ　ｆ
ｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔ：ｑｕｅｕｅ　ｃｏｓｓａｎｄ　ａ
ｔ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｕｎｔｉｌ　ｒｕｅ　ｏｐｅｒａｔ
ｉｏｎＣｏｍｐｌｅｔｅｓ　ｒｅｔｕｒｎ １ｓｅ ｎｏｔｅ　ｔｈａｔ　ａ　ｆａｍｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏ
ｎ　Ｉｓ　ｊｎ　ｐｒｏｇｒｅｓｓ　ｆｏｒｔｈｉｓ　
ｔａｓｋ Ｉｎｃｒｅｍｅｎｔ　ｆａｍｅ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎ
　ｄａｔｕｍ　Ｇｎｄ１４ １ｓｅ ｓｅｎｄ　ＦＣＳ　（ｆｍｅ　ｃｏＩｌｌｍａｎｄ　５
ｙｎｃｈｒｏｎｌｚｅ）　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔ
。
ｏｄｄ　ｆａｍｅ　ｎｏｄｅ ｅｔｕｒｎ ｅｎｄ　ｌ　ｒ ｎｄｒｏｒ −Ｈｅｒｅ、　ａｌ　ｌ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ　ｈ
ａｖｅ　ｂｅｅｎ　ｇｉｖｅｎ。
ｓｅｔ　ｌｏｗ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｄａ、ｔｕｍ
　ｅｑｕａｌ　ｔｏ　ｒｕｅ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎ　
ｄａｔｕｍｓｅｔ　ｒａｌｅ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎ　
ｄａｔｕｍ　ｔｏ　ｚｅｒ。
Ｃｏｎｔｉｎｕｅ　ｒｕｅ　ｅｏｗａｎｄＣｏｎｔｌｎ
ｕｅ　ｒａＪＩｅ　ｃｏｗａａｎｄ：Ｐｒｏｃｅｓｓ　
ＰＣＣ ｇｅｔ　ｌｏｗ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｄａｔｕｍ　
Ｇｆｏｒ　ｅａｃｈ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　Ｈｆ’ｒ
ｏｗ　Ｇ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｒｅｆａｓｅｄ　ｔａＳｋ　
Ｓ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎｌｅｔ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｂｅ
　ｔｈｅ　Ｈ’ｔｈ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ａｎｃｅ
ｓｔｏｒ　ｏｒ　ｔｈｅ　ｒｅｒｕｅｔＪｔａｓｋ　ｉ
ｆ　Ｔ’ｓ　ｏｌｄ　ｆａｌｅ　ｎｏｄｅ　ｉｓｎ　ｔ
　ｏｎ　ｔｈｉｓ　ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ：５ｅｎｄ　Ｆ
ＣｊＳ　（ｒｕｅ　ｃｏｓ＋５ａｎｄ　ｃｏｎｔｉｎｕ
ｅ）　ｔｏ　ｏｌｄ　ｆａｓｅ　ｎｏｄｅｅｔｕｒｎ １ｓｅ ｉｆ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｎｅｅｄｓ　ａ　ｆａＩｅ　ｏｐ
ｅｒａｔｌｏｎＣｏｍｐｕｔｅ　ｈｉｇｈ　ｇｅｎｅｒ
ａｔｉｏｎ　ｄａｔＬＩＩｆ’ｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔｓｅ
ｔ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　１ｅｖｅｌ　ｄａｔｕｍ　ｔ
ｏ　ｔｈｅ　ｏｌｄ　ｒｕｅｎｏｄｅ　ｓ　ｃｌｕｓｔ
ｅｒ　１ｅｖｅｌＳｔａｒｔ　ｒｕｅ　ｏｐｅｒａｔｉ
ｏｎ　ａｔ　ｏｌｄ　ｒａｌｅ　ｎｏｄｅｑｕｅｕｅ　
ｒｕｅ　ｃｏｓ＋＊ａｎｄ　ａｔ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｕｎ
ｔｉ　Ｉ　ｔｈｉｓ　ｒａｓｅｏｐｅｒａｔｉｏｎ　ｃ
ｏｍｐｌｅｔｅｓ−”Ｐｕｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　ｃ
ｏｓｐｌｅｔｅ−ｗｉｌｌ　ｂｅｃａｌｌｅｄｏｎ −ｃｏｓｐｌｅｔ！ｏｎ ｅｔｕｒｎ １ｓｅ ｎｏｔｅ　ｎｏ　ｒａ＋ｇｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　Ｉ
ｎ　ｐｒｏｇｒｅｓｓ　「ｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔａ５ｓｅ
ｎｔ：　ｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ｎｏ　ｑｕｅｕｅｄ　ｒ
ｕｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎｓ　ｆｏｒｔａｓｋ　Ｔ　Ｉ
ｎｃｒｔｐｓｅｎｔ　Ｉｖｙ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　
ｄａｔｕｍ−６ｑｕａｌ　ｔｏ　Ｈ＋ｌ　Ｉｒ　ｔｈｅ
　ｌｏｗ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｄａｔｕｍ　Ｉｓｇ
ｒｅａｔｅｒ　ｔｈａｎ　ｔｈｅ　ｒｅ鵠−ｔａｓｋ’
ｓ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎＦｌｎｌｓｈ　ｒｕｅ　ｃｏ
ｍｍａｎｄｅｔｕｒｎ ｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｅｎｄ　ｌ　ｒ ｅｎｄ　Ｉ　ｒ ｎｄｆｏｒ −Ｉｆ　ｙｏｕ　ｆａｌｌ　ｏｆｆ　ｔｈｅ　ｅｎｄ　
ｏｆ　ｔｈｉｓ　１ｏｏｐ、　ｓｏｍｅｔｈｉｎｇ　Ｉ
ｓ　ｗｒｏｎｇ。
Ｃｏｍｐｕｔｅ　ｈｌｇｈ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｄ
ａｔｕｓ　ｆｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔ：ｓｅｔ　ｈｌｇｈ　
ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｄａｔｕｍ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｇ
ｅｎｅｒａｔｉｏｎ　ｍｍｂｅｒ　ｏｒ　ｔｈｅ　ｆｕ
ｒｔｈｅｓｔｄｅｓｃｅｎｄａｎｔ　ｏｒ　Ｔ　ｖＨｈ
　ｔｈｉｓ　ｆａｍｅ　１ｅｖｅｌＦｕｅ　ｏｐｅｒａ
ｔｌｏｎ　ｃｏｍｐｌｅｔｅ：ｇｅｔ　ｒｕｅ　ｏｐｅ
ｒａｔｉｏｎ　１ｅｖｅｌ　Ｌ、　ｌｏｗ　ｇｅｎｅｒ
ａｔｌｏｎ　ｄａｔｕｍ　Ｇｈｌｇｈ　ｇｅｎｅｒａｔ
ｌｏｎ　ｄａｔｕｍ　Ｈｆｏｒ　ａａｃｈ　ａｎｃｅｓ
ｔｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔ　ｏｒ　ｔｈｅ　ｒｅｒｕｅｄ　
ｔａｓｋ。
ｒｒｃ＊　ｇｅｎｅｒａｔｉｏｎｓ　Ｇ　ｔｏ　ＩＩｎ
ｏｔｅ　ｎｏ　ｒｕｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ　Ｉｎ　ｐ
ｒｏｇｒｅｓＳ　ｆｏｒ　ｔａｓｋ　Ｔｄｅｑｕｅｕｅ
　ａｌ　ｌ　ｒｕｅ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎｓ　ｆｏｒ　
ｔａｓｋ　Ｔｔｈｅｙ　ＣＣ１３ｎｔｌｎ１　ｅＸｅｃ
ｕｔＩＯｎ　ａｔ’５ｙｎｃｈｒｏｎｉｚｅ　ｒｕｅ　
ｃｏｍｍａｎｄ−ｔｈｅ ｎｄｆｏｒ ｓｅｔ　ｌｏｗ　ｇｅｎｅｒａｔｌｏｎ　ｄａｔｃ＋＋
＋　ｅｑｕａｌ　ｔｏ　ｈｆｇｈ　ｇｅｎｅｒａｔｉｏ
ｎ　ｄａｔｕｍ　ｐｌｕｓ　ｏｎｅ　１ｆｏｖ　ｇｅｎ
ｅｒａＮｏｎ　ｄａｔｕｍ　Ｉｓ　ｇｒｅａｔｅｒ　ｔ
ｈａｎ　ｔｈｅ　ｒｅｆａｓｅｄ　ｔａｓｋ’ｓ　ｇｅ
ｎｅｒａＬＩｏｎＦｌｎｌｓｈ　Ｌｕｅ　ｃｏｍｍａｎ
ｄ１ｓｅ Ｃｏｎｔｉｎｕｅ　ｒｕｅ　ｃｏｍｍａｎｄｎｄｊｒ Ｆｌｎｌｓｈ　ｒｕｅ　ｃｘｘｓｍａｎｄ：Ｉｆ　ｏｒ
ｌｇｌｎａｔｏｒ　Ｉｓ　ｏｎ　ｔｈｌｓ　ｐｒｏｃｅ
ｓｓｏｒｓｌｇｎａｌ　ｏｒ１ｇｌｎａｔｏｒ １ｓｅ ｓｅｎｄ　ＦＵＦ　（「ｕｅ　ｃｏｍｍａｎｄ　ｒｌｎ
ｌｓｈ）　ｔｏ　ｏｒｌｇｌｎａｔｏｒｅｎｄ　ｌ　！ Ｐｒｏｃｅｓｓ　ＦＣＦ： ｓｌｇｎａｌ　ｏｒ１ｇ！ｎａｔｏｒ ■、カーネルトランザクシラン（ＫｅｒｎｓＪＴｒａｎ
ｓａｃｔ　１ｏｎｓ） Ａ、緒論 本発明のマルチ処理システムにおいては、プロセサは互
いに通信をせねばならない。本発明においては、メツセ
ージに基づいた通信を使用し、且つそのメツセージのこ
とをトランザクションとして言及する。メツセージをサ
ポートするために使用される通信ネットワークは、任意
のプロセサが任意のその他のプロセサへトランザクショ
ンを送ることを可能とする。送信は、二つのプロセサ間
の距離によって影響を受ける場合がある。
二つのプロセサ間の距離は、それらの両方を含む最も小
さいクラスタのクラスタレベルである。
従って、プロセサは、それからの距離は０であり、同一
のボード、即ち基板上の二つのプロセサの距離は１であ
り、同一のケージ内の異なったボード上の二つのプロセ
サの距離は２であり、以下同様である。距離が増加する
と、通信リンクの帯域幅は、これらのリンクを使用する
場合のあるプロセサの数よりもゆっくりと増加する。従
って、長い距離の通信のほうが、短い距離の通信よりも
遅延される可能性があり、且つその遅延は一層長いもの
と予測される。従って、本システムは、長い距離の通信
をたまに使用する。
Ｂ、フォーマット（Ｆｏｒｍａｔ） トランザクションフォーマットは、その基礎となるハー
ドウェアとは独立しており且つ異なったアーキテクチャ
に対してポータプル、即ち移動可能である。更に、フォ
ーマットはほとんどの共通の動作に対して最適化されて
おり、更に、現存する及び将来のカーネルコンポーネン
トをサポートするのに十分に柔軟性がある。
トランザクションフォーマットは、０がらＴＲＡ　　Ｍ
ＡＸ　　ＴＡＩＬトランザクションテールへの共通ヘッ
ダと、オプションの短いテールとから構成されている。
データページは、長いＰＡＧＥＳＩＺＥの［テール（ｔ
ａｉ１’）Ｊであると考えられる。トランザクションの
第一の部分は、共通ヘッダフォーマットとマツチせねば
ならない。
Ｆｒｅｅ−ｏｎ−ｓｅｎｄ意味論は、トランザクション
を送給する場合に使用される。従って、トランザクショ
ンが送給されると、それは「使用済み（ｕｓｅｄ　　ｕ
ｐ）Ｊとなる。このフォーマットを以下に示す。
ｋＪｅｒｉｎｅ　ＴＲＡ−ＭＡＸ−Ｔ＾ＩＬｔｄｅｆｌ
ｎｅ　ＴＲＡ−８ＨＯＲＴ−３ＩＺＥ　（２５Ｂ−ＯＦ
ＦＳＥＴＯＦ（ｔｒａｎｓＴ、　ｔｒａ　５ｈｏｒｔ）
）ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｔｒａｎｓＴｒｅｃ
　ｌ５ｔｒｕｃｔ　ｔｒａｎｓＴｒｅｃ　　　　　　＊
ｔｒｚ　ｎｅｘｔ；ｂｊｔｓ３２Ｔ　　　　　　　　　
　ｔｒｌｓｏｕｒｃｅ：ｂｉｔｓ３２Ｔ　　　　　　　
　　　ｔｒｇ　ｄｅｓｔｉｎａｔｉｏｎ；ｂｆｔｓｌＢ
Ｔ　　　　　　　　　　ｔｎ−ｆ　ｌａｇｓ；ｃａｒｄ
２Ｔ　　　　　　　　　　ｔｒｍ　ｔｙｐｅ；ｃａｒｄ
４Ｔ　　　　　　　　　　ｔｒｘ　ｄｏｍａｉｎ。
５ｔｒｕｃｔ　ａｇｅｎｔ−ｎａ＋ａｅＴｒｅｃ　　　
　ｔｒａ　５ｅｎｄｅｒ；５ｔｒｕｃｔ　ａｇｅｎｔ　
＋＋ｕｅＴｒｅｃ　　　　ｔｒａ　ｒｅｃ、ｅｉｖｅｒ
；５ｔｒｕｃｔ　１ｎｃａｒｎａｔｊｏｎＴｒｅｃ　　
　氷ｔｒ１ｉｎｃ；５ｔｒｕｅｔ　ａｄｄｒ　１ｅｎＴ
ｒｅｃ　　　　　ｔｒａ　ｔａｉｌ［ＴＲＡ−ＭＡＸ　
Ｔ＾ｌＬ＋１］；１ｎｔｌＴ　　　　　　　　　　　ｔ
ｒａ」ｒｌｏｒｉｔｙ；ｃａｒｄｌＴ　　　　　　　　
　　　　　　　　　　　　　廿ｓ　　５ｉｚｅ；ｃａｒ
ｄ２Ｔ　　　　　　　　　　ｔｒｇＪａｄ：ｃｈａｒＴ
　　　　　　　　　　　ｔｒｘ　ｓｈｏｒｔｍ＾−８Ｈ
ＯＲＴ−８ＩＺＥ］ｌ　ｔｒａｎｓＴ； トランザクションヘッダフィールドは以下の如くに定義
される。
ｔｒａ　　ｎｅｘｔは、トランザクションをリスト及び
キューへリンクするために使用される。
ｔｒａ　　５ｏｕｒｃｅ及びｔｒａ　　ｄｅｓｔｉｎａ
ｔｉｏｎは、それぞれ、ソース及び宛て先ＰＥアドレス
を特定する。
ｔｒａ　　ｆｌａｇｓは、種々のフラッグを格納するた
めにカーネルによって使用される。
ｔｒａ　　ｔｙｐｅはトランザクションのタイプである
。
ｔｒａ　　ｄｏｍａｉｎは、スーパーバイザトランザク
ションに対するドメイン番号である。
ｔｒａ　　５ｅｎｄｅｒ及びｔｒａ　　ｒｅｃｅｉｖｅ
ｒは、それぞれ、カーネルがエージェントを送給及び受
給することを表わしている。
ｔｒａ　　ｉｎｃは、命名したトランザクションに対す
る化身記録へポイントする。トランザクションか化身を
有する場合、少なくとも一つのテールが送信のためにタ
スク名称のアレイ形態を格納するために使用可能である
ように残されねばならない。
ｔｒａ　　ｔａｉｊｌは、トランザクションテール用の
一組のアドレス長さ対である。
ｔｒａ　　ｐｒｔｏｒｉｔｙは、トランザクションの優
先度を表わす。
ｔｒａ　　５ｉｚｅは、バイトでの短いテールの寸法で
ある。それは、可能である場合に、タスク名称のアレイ
形態が短いテール内に詰込むことが可能であるように、
タスク名称を有するトランザクションに対してゼロでな
いことが要求される。
ｔｒａ　　ｐａｄは、短いテールの長いワード配列を強
制する。
ｔｒａ　　５ｈｏｒｔは、固定した短いテールから構成
される簡単なトランザクションに対して使用される。多
くのトランザクションはこの形態であるので、短いテー
ルは、ヘッダ内に格納し且つ単一のブロックとして送る
ことが可能である。
Ｃ，）ランザクジョンサイクル（Ｔ　ｒ　ａ　ｎ　ｓ　
ａ　ｃｔ　ｔｏｎ　　Ｃｙｃｌ　ｅｓ） プロセサが応答を必要とするトランザクションを送給す
ると、そのトランザクション、その応答及び中間のトラ
ンザクション（存在する場合）は、トランザクションサ
イクルを形成する。最初のトランザクションは、サイク
ル発生器と呼ばれ、最後のトランザクションはサイクル
完成器と呼ばれる。種々の種類のサイクルが存在してい
る。
幾つかのサイクルは、例えばページ要求サイクルなどの
ようなある時間期間内で完了することが予定されている
。ページを必要とする動作又はタスクは、それが到着す
るまで継続することはできず、更に、小量のサーチ動作
がそのページを捜し出すことが可能であるべきである。
迅速に完了することが予定されるサイクルは計時される
。サイクルが発生されると、その記録が特別のキューの
上に配置され、プロセサは経過したサイクルに対してこ
のキュー（ｑｕｅｕｅ）を周期的にチエツクし且つその
一つが見付かると適宜のアクション即ち活動を行なう。
他のサイクルは、ある種のことが正しいシーケンスて行
なわれることを確保するために使用される。例えば、フ
ェイム型オブジェクト（ｆ　ａ　ｍ　ｅｄ　　ｏｂｊｅ
ｃｔ）は、そのフェイム領域の外側へ送給することがで
きない。コンポーネントがこのことを行なうことを望む
場合、それは、最初に、フェイム領域を拡張するための
トランザクションサイクルを使用し、そのサイクルが完
了すると、そのオブジェクトはその宛て先へ送給するこ
とが可能となる。
Ｄ、トランザクションパターン（Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏ
ｎ　　Ｐａｔｔｅｒｎｓ） トランザクションの処理は、多数のプロセサを関与させ
る場合がある。幾つかのトランザクションは一度だけ送
信され、処理され且つ廃棄される。
幾つかのトランザクションは、プロセサ間を多数回送給
される。幾つかのトランザクションは、群のプロセサヘ
ー団となって送給される。この様な送信シーケンスは、
トランザクションパターンによって分類され、そのカテ
ゴリは多数の種類がある。
プロセサが特定の単一のプロセサと通信することを必要
とする場合、単一のトランザクションが直接的に送られ
る。例えば、永久ノードを移動させるトランザクション
が古いフェイムノードのプロセサから新しいものへ直接
的に送られる。なぜならば、後者の位置が知られている
からである。
プロセサが単一のプロセサと通信を行なうことを必要と
するが、どのプロセサであるかを知らない場合、トラン
ザクションが送られてそのプロセサをサーチする。ペー
ジ要求トランザクションはこのトランザクションパター
ンを有している。
プロセサか小さな組のプロセサと通信をすることを必要
とする場合、トランザクションが送られて、それが各プ
ロセサを順番に訪問する。オリジネータが全体の絹を知
ることは必要ではないが、そのトランザクションを受取
る各プロセサは、トランザクションの送給を継続するか
否か及びどこへ送給するかを知らせねばならない。ペー
ジ紅路に影響を与えるトランザクションはこのトランザ
クションパターンを有している。
プロセサがクラスタ内の多数のプロセサと通信を行なう
ことを必要とする場合、トランザクションが該クラスタ
内の＾、ラドノードへ送られる。そのノードは、各サブ
ノードに対して該トランザクションを送給し、且つ該サ
ブノードはそれらのサブノードの各々へそれを送給し、
且つ以下同様である。究極的に、該クラスタ内の全ての
リーフノードが該トランザクションを受取る。フェイム
動作は、しばしば、このパターンでトランザクションを
使用する。トランザクションブロードキャストは選択的
なものとすることが可能であり、即ち、各ノードは、ト
ランザクションをそのサブノードのサブセット、即ち副
組へ送ることを選択することが可能である。
クラスタ内の多数のプロセサが単一のプロセサと通信す
ることを必要とする場合、各リーフノードが反転したブ
ロードキャストトランザクションをそのスーパーノード
へ送給する。該スーパーノードは、全てのサブノードが
報告を行なうと、それらのサブノードに対してトランザ
クションを送り、該クラスタに対するヘッドノードが全
てのトランザクションを受取るまで、以下同様である。
上述したパターンの何れも、トランザクションサイクル
と結合することが可能である。一般的には、単一のトラ
ンザクション、サーチ用トランザクション、及び複数個
のトランザクションサイクルが、単一のトランザクショ
ンによって完了され、ブロードキャスト及び反転ブロー
ドキャストサイクルは互いに完了する。
サイクルを発生するか又は送信をブロードキャストする
ノードは、一般的に、ある特性を有しており、それから
、該トランスミッションがそこから発生したことを推論
することが可能である。例えば、欠陥性タスクを稼動す
るプロセサ上のリーフノードはページ要求サイクルを発
生する。フェイムレベルノードはＰＥＭブロードキャス
トを行なう。
サイクルの場合、最も簡単な方法は、該サイクルが進行
中にノード特性が移動しないことを確保することである
。ブロードキャストの場合、発生するノードが、そのブ
ロードキャストが行なわれたことを注意し、且つ該特性
が移動した後にそれを繰返さねばならない。このことは
、該動作がリーフノードにおいて厳格に繰返し可能なも
のでない場合に、選択的ブロードキャストと共に行なう
ことが可能である。
Ｅ、　　トランザクション制御（Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏ
ｎ　　Ｃｏｎｔｒｏｇ） １、概括 メツセージを元にしたマルチ処理マシンを制御する困難
な側面の−っは、レース（ｒ　ａ　ｃ　ｅ）条件の防止
である。これは、同一のプロセサに対して二つ以上の非
同期トランザクションが行なわれようとする場合に発生
し、且つ該マシンの正確な動作は、それらのトランザク
ションが処理される順番に依存する。
本発明では、トランザクションを同期させるために二つ
の方法を使用している。トランザクションシーケンシン
グ（ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　　ｓｅｑｕｅｎｃｉｎｇ
）は、全てが同一のソース及び宛て先ノードを有するト
ランザクションのグループを制御する。トランザクショ
ン休止（ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　　ｑｕｉｅｓｃｅ）
は、クラスタ内の一組のプロセサに関してのトランザク
ションのグループを制御する。
ａ、トランザクションシーケンシング（Ｔ　ｒ　ａ　ｎ
５ａｃｔｉｏｎ　　Ｓｅｑｕｅｎｃｉｎｇ）トランザク
ションシーケンシングは、別のトランザクションの後に
続かねばならないトランザクションがそれに追付かない
ことを確保する制御方法である。シーケンシングは、他
のパターンも使用するものであるが、特に、マルチトラ
ンザクションパターン及びページ経路動作にとって有用
である。
シーケンスグループは、互いにシーケンス動作されるが
他のトランザクションとはシーケンス動作されない一組
のトランザクションタイプである。
現在のところ五つのグループがあり、即ち、シーケンス
なしくｕｎｓｅｑｕｅｎｃｅｄ）　、フェイムロック／
アンロック（ｆａｍｅ　　ｆｌｏｃｋ／ｕｎ　ｌ　ｏ　
ｃ　ｋ　）　、ページャ−経路アップ（ｐａｇｅｒ　　
ｐａｔｈ　　ｕｐ）、ページャ−経路ダウン（ｐａｇｅ
ｒ　　ｐａｔｈ　　ｄｏｗｎ）、及びその他のシーケン
ス（ｏｔｈｅｒ　　５ｅｑｕｅｎｃｅｄ）である。全て
のトランザクションタイプは、正確に、これらのシーケ
ンスグループの一つに属する。
シーケンスされるトランザクションは、それらがキュー
されるか又は休止される場合であっても、その状態を維
持する。より高い優先度のトランザクションは、より低
い優先度のトランザクションの後にシーケンスさせるこ
とが可能である。トランザクションシーケンシングはノ
ードを基としている。即ち、二つのトランザクションが
同一のシーケンスグループにあり且つ同一のソースノー
ドと宛て先ノードとを有する場合に、それらはシーケン
スされる。
ｂ、　　）ランザクジョン休止（Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏ
ｎ　　Ｑｕｉｅｓｃｅ） トランザクション休止は、別の活動が進行中にあるタイ
プの活動を停止させる制御方法である。
この場合にも、トランザクションの一つ又はそれ以上が
休止される場合であっても、トランザクションはシーケ
ンシングを維持する。トランザクション休止には二つの
種類が存在している。クラスタトランザクション休止は
、チエツクポイント、再寸法、又はその他の特別の制御
動作のためのクラスタ乃至はドメインを用意する。タス
クトランザクション休止は、フェイム動作用のクラスタ
を用意する。
トランザクション休止には三つの部分があり、即ち、初
期ブロードキャスト、トランジションが保持される期間
、及び最終的トランジション解放である。クラスタトラ
ンジション休止は、クラスタ内の一つ又はそれ以上のク
ラスのトランジションに対してトランジション活動を停
止させる。
タスクトランジション休止の目的は、フェイム動作期間
中にレース条件を防止することである。
タスクトランジション休止は、−組のタスクと関連する
トランジション活動を停止する。この組は、該タスクの
実行中のその他のタスクとの関係を表わす付加的な情報
及びタスク名称によって識別される。
休止動作は、又、クラスタレベル及びプロセサ名称によ
って識別されるクラスタを関与させ、これは、最も祖先
の特定したタスクの最も高いフェイムクラスタである。
２、機能的記述（Ｆｕｎｃｔｉｏｎａｊ７　　Ｄｅｓｃ
ｒｉｐｔｉｏｎ） トランザクション制御は、カーネル自身とフレームワー
クを分離するコンポーネントである。このセクションは
、該コンポーネントの論理的動態について説明する。ト
ランザクション制御（Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　　Ｃｏ
ｎｔｒｏＩ）に対する外部的イベントリスト（第６図に
示しである）は以下の如くである。
カーネルによって送給されるトランザクショカーネルト
ランザクションの再処理 カーネルへ供給されるトランザクションカーネル休止要
求 要求送給 受給したトランザクション トランザクション制御は、再処理用のトランザクション
のみならずカーネルによって送られたトランザクション
も受付け、且つ全てのトランザクションをカーネルへ供
給する。カーネルは、更に、トランザクション休止要求
を開始する。トランザクション制御は、フレームワーク
がトランザクションを送給し且つ受取ったトランザクシ
ョンの経路を決定することを要求する。
トランザクション制御に対するデータフロー図（Ｄ　Ｆ
　Ｄ）を第７図に示しである。トランザクション制御Ｄ
ＦＤには三つの変形がある。
（１）トランザクションの送給（ｓｅｎｄ　　ｔｒａｎ
ｓａｃｔ　１ｏｎｓ）、このトランザクションの送給変
形はカーネルによって送られたトランザクションを受付
ける。これらのトランザクションは、宛て先かｏｎ−Ｐ
Ｅ又はｏｆｆ−ＰＥであるかに依存して、それぞれ、人
力するキュー内に配置されるか又はフレームワークに与
えられる。
トランザクションを送るためにフレームワーク送給要求
が発生される。
（２）トランザクションの受給（ｒｅｃｅｉｖｅ　　ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ）。全ての受取られた及び再処
理されたトランザクションは、トランザクションの受取
り変形ヘパスされる。トランザクションは、カーネルへ
送られるまで、保持される。
（３）トランザクションの休止（ｑｕｉｅｓｃｅ　　ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ）。第２図における最終的な変
形は、カーネルからのトランザクション休止要求を取扱
う。送給されるか又はプリバされるトランザクションは
凍結（ｆｒｅｅｚｅ）動作によって影響される場合、キ
ューデータ格納部内に配置される。該休止が完了すると
、解凍したトランザクションが所要に応じ送給又はプリ
バーされる。
第７図は、トランザクションが保持される二つのデータ
格納部を示しており、即ち、受取ったトランザクション
に対する入力キュー（ｉｎｃｏｍｉｎｇ　　ｑｕｅｕｅ
）と、送給すべきトランザクションに対する出力キュー
（ｏｕｔｇｏｔｎｇｑｕｅｕｅ）である。第７図におけ
る全ての変形は、カーネル又はフレームワークの何れか
によって発動されるワンショットの変形（ｔｒａｓｆ。
ｒｍ）である。
ａ、論理モデルの受給（Ｒｅｃｅｉｖｅ　　Ｌｏｇｉｃ
ａｌ　　Ｍｏｄｅｇ） 第７図におけるトランザクション受給変形は、更に、第
８図に示した如くに区画される。第８図におけるトラン
スフオーム、即ち変形は以下の機能を実施する。
（１）トランザクションのプリバー（ｄｅｊ７ｉｖｅｒ
　　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ）。最初のトランスフオー
ム（変形）は、入力キューデータ格納部からカーネルへ
受給し且つ再処理したトランザクションをプリバーする
。
（２）トランザクションの受給。２番目のトランスフオ
ーム（変形）は、フレームワークから０ｆｆ−ＰＥ）ラ
ンザクジョンを受取り且つこれらを入力キュー内に配置
する。凍結動作によって影響されるトランザクションが
保持される。
（３）再処理トランザクション（ｒｅｐｒｏｃｅｓｓ　
　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ）。トランザクションは、カ
ーネルによって後の再処理のためにキュー、即ち列を形
成させることが可能である。
再処理トランザクション変形（トランスフオーム）は、
カーネルによって発動されて、この様なトランザクショ
ンを入力キューへ付加する。
ｂ、休止論理モデル（Ｑｕｉｅｓｃｅ　　Ｌｏｇｉｃａ
ｎ　　Ｍｏｄｅｌ） 第７図における休止トランザクション変形（トランスフ
オーム）は、更に、第９図に示す如くに区画される。第
９図における変形乃至はトランスフオームは次の機能を
実施する。
（１）休止トランザクション（ｑｕｉｅｓｃｅｔｒａｎ
ｓａｃｔｉｏｎ）。最初の変形（トランスフオーム）は
、カーネルからのトランザクション休止要求を受付ける
。トランザクションを凍結する要求は、休止要求データ
格納部内に維持される。
（２）トランザクションのチエツク（ｃｈｅｃｋ　　ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎ）、２番目の変形（トランスフオ
ーム）は、送給及び受給に関してのトランザクションを
チエツクして、トランザクション休止が適用されるか否
かを決定する。
３、インターフェース このセクションは、カーネル及びフレームワークヘトラ
ンザクジョン制御によって与えられるインターフェース
について説明する。
ａ、）ランザクジョンサービス（Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏ
ｎ　　５ｅｒｖｉｃｅ） トランザクションサービスはトランザクションを送給し
且つ受給するために使用される。
（１，）　Ｔ　ｒ　ａ　ｎ　ｓ　Ｓ　ｅ　ｎ　ｄは、ヘ
ッダにおイテ特定された宛て先ヘトランザクンヨンを送
給する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＴｒａｎｓＳｅｎｄ（ｔｒａｎｓ　） ｔｒａｎｓＴ　＊ｔｒａｎｓ； （２）ＴｒａｎｓＲｅｃｅｉｖｅは、新たに受給したト
ランザクションをトランザクション制御ヘパスするため
にフレームワークによって呼出される。
ｐｕｂｌｌｃ　ｖｏｉｄＴ ＴｒａｎｓｓＲｅｃｅｌｖｅ（ｔｒａｎｓ　）ｔｒａｎ
ｓＴ　＊ｔｒａｎｓ； （３）ＴｒａｎＳＤｅｌ　１ｖｅｒは、トランザクショ
ン制御がカーネルへトランザクションをプリバーするこ
とを許容するためにフレームワークによってコール、即
ち呼出される。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＴｒａｎｓＤｅｌｌｖｅｒ（） ｔｒａｎｓ−ｑｕｅｕｅＴ　　ネｔｒｐ；（４）Ｔｒａ
ｎｓＲｅｐｒｏｃｅｓｓは、トランザクションがカーネ
ルによって再処理されることを許容する。それは、常に
、キューされたトランザクションに対するアクションル
ーチンとしてコール、即ち呼出されるので、Ｔｒａｎｓ
Ｒｅｐｒｏｃｅｓｓは、常に、ＦＡＬＳＥをリターンし
且つトランザクションパラメータのみを使用する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ ＴｒａｎｓＲｅｐｒｏｃｅｓｓ　（ａｇｅｎｔ、　ｔｒ
ａｎｓ、　ｆｌａｇｓ　）ａｄｄｒｅｓｓＴ　　　　＊
ａｇｅｎｔ；ｔｒａｎｓａｅｔ１ｏｎＴ　　＊ｔｒａｎ
ｓ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　　　　　ｆｌａｇｓ；ｂ、休止サ
ービス（Ｑｕｉｅｓｃｅ　　５ｅｒｖｉｃｅ） 休止サービスは、トランザクションを凍結し且つ解凍す
るために使用される。全ての休止動作は、トランザクシ
ョンのクラスに基づいており、動作及びクラスはオーバ
ーラツプする場合がある。現在のところ、以下のクラス
が識別されている。
（１）フェイム型トランザクション（タスクトランザク
ション休止）。
（２）ユーリカジャブ（ｅｕｒｅｋａ　　ｊｕｍｐ）ト
ランザクション（タスクトランザクション休止）。
（３）スーパーバイザトランザクション（クラスタトラ
ンザクション休止−スーパーバイザ）。
（４）カーネル非制御トランザクション（クラスタトラ
ンザクション休止−非制御）。
トランザクション休止は、以下の二つの態様のうちの一
つで発生する。
（１）トランザクション制御リーフ休止機能は、そのコ
ンポーネントのリーフエージェント上のカーネルコンポ
ーネントによって呼出される。トランザクション制御が
影響されるクラスタ内の全てのプロセサ上で発動される
ことを確保することは該コンポーネントの責任である。
フェイム型トランザクション（及び多分、ニーリカジャ
ンプトランザクション）はこの方法を使用する。
（２）トランザクション制御はクラスタを休止させるた
めに呼出される。この場合、トランザクション制御は、
該クラスタ全体に亘り休止動作をブロードキャストする
。スーパーバイザ及び非制御トランザクションはこの方
法を使用する。
リーフ休止機能は、単一のプロセサ上のトランザクショ
ンへ適用される。
（１）ＦｒｅｅｚｅＴａｓｋＴｒａｎｓは、与えられた
タスク及び全てのその子孫に対して特定したクラスのト
ランザクションを凍結する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＦｒｅｅｚｅＴａｓｋＴｒａｎｓ　（ｃｌａｓｓ、　ｆ
ｎｃ）ｂｉｔｓ１６Ｔ　　　　ｃｌａｓｓ； １ｎｃａｒｎａｔｉｏｎＴ　５ｉｎｅ：（２）Ｔｈａｗ
ＴａｓｋＴｒａｎｓは、与えられたタスク及び全てのそ
の子孫に対して特定したクラスのトランザクションを解
凍する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＴｈａｖＴａｓｋＴｒａｎｓ　（ｃｌａｓｓ、　Ｉｎｃ
）ｂｉｔｓ１６Ｔ　　　　ｃｌａｓｓ； ｊｎｅａｒｎａｔｉｏｎＴ　＊ｉｎｃ；トランザクショ
ン制御は、常に、命名したトランザクションタスク名称
をリンクしたリスト形態で維持するので、タスク名称を
変更するための機能を与えることは必要ではない。
クラスタ休止機能は、クラスタ内の全てのプロセサ上の
トランザクションへ適用される。
（１）ＳｅｎｄＴＱＵは、与えられたヘッドエージェン
トを持ったクラスタ内のクラスのトランザクションへ特
定した動作を適用する。その動作が完了したことを表わ
すためにアクルッジメント（認知）を要求することが可
能である。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＳｅｎｄＴＱＵ　　（ｏｐｅｒ、　　ｃｌａｓｓ、　　
ａｇｅｎｔ　　ｎａｍｅ、ａｅｋ）ｂｉｔｓ１６Ｔ　　
　　ｏｐｅｒ； ｂｉｔｓ１６Ｔ　　　　ｃｌａｓｓ； ａｇｅｎｔ　　ｎａｍｅＴ　　＊ａｇｅｎｔ　　ｎａｍ
ｅ：ｂｏｏｌＴ　　　　　ａｃｋ： ｃ−ＴＱＵ構成 トランザクション制御によって単一のトランザクション
タイプが使用される。トランザクションテール（ｔ　ａ
　ｉ、１７　）を以下に示してあり、データページは存
在していない。
ｔｙｐｅｄｅｌ’　５ｔｒｕｃｔ　ｔｒａｎｓ−ｑｕｉ
ｅｓｅｅＴｒｅｅｂ１ｔｓ１６Ｔ　　　　　　　　　　
ｔｑｗ−ｏｐｅｒａｔｉｏｎ；婁ｄｅｒｉｎｅ　ＴＱＵ
−ＦＲＥＥＺＥ　０ｘ０００１１１ｄｅｒｉｎｅ　ＴＱ
Ｕ−ＴＨＡＷ　　　０ｘＯ００２Ｉｄｅｆ’ｌｎｅ　Ｔ
ＱＵ−ＡＣＫ　　　０ｘ０００４ｓｔｒｕｃｔ　ａｇｅ
ｎｔ−ｎａｓｅＴｒｅｃ　ｔｑｗ−ａｇｅｎｔ；ｂｉｔ
ｓ１６Ｔ　　　　　　　　　　ｔｑ＋＋−ｃｌａｓｓ；
ｂｏｏｌＴ　　　　　　　　　　　ｔｑｎ−ａｃｋ；ｌ
　　ｔｒａｎｓ−ｑｕｉｅｓｃｅＴ：動作フィールドｔ
ｑｕ　　ｏｐｅｒａｔｉｏｎは、休止動作、凍結（ｆ　
ｒｅｅｚ６）　、解凍（ｔｈａＷ）又はアクノレツジ（
ａｃｋｎｏｗｊｌ　ｅｄｇｅ）を表わしている。エージ
ェント名称ｔｑｕ　　ａｇｅｎｔ及びクラスｔｑｕ　　
ｃｆＩａｓｓは、どのクラスタ及びクラスのトランザク
ションが影響されるかを特定する。アクルッジメントフ
ィールドｔｑｕ　　ａｃｋは、アクルッジメントが要求
されているか否かを表わす。
４、物理的設計（ＰｈｙｓｉｃａＩ　Ｄｅｓｉｇｎ） このセクションは、トランザクション制御の物理的構成
を特定する。
ａ、データ構成 トランザクション休止要求を格納するために使用される
データ構成は以下の如くである。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｑｕｌｅｓｃｅ−＋ｅ
ｑｕｅｓｔＴｒｅｃ５ｔｒｕｃｔ　ｑｕｉｅｓｃｅ−ｒ
ｅｑｕｅｓｔＴｒｅｅ　＊ｑｕｒ」ｒｅｖ；５ｔｒｕｃ
ｔ　ｑｕｌｅｓｃｅ−ｒｅｑｕｅｓｔＴｒｅｃ　＊ｑｕ
ｒ−ｎｅｘｔ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　　　　　　　　　　　
　ｑｕｒ、、−ｃｌａｓｓ；５ｔｒｕｃｔ　ａｇｅｎｔ
−ｎｕｅＴｅｃ　　　　　ｑｕｒ−ａｇｅｎｔ；ｃｈｉ
ｌｄ　ｂｉｔｓＴ　　　　　　　　　（Ｉｕ＋−ｒｅｐ
ｏｒｔｅｄ［ＭＡＸ−ＤＯＭＡＩＮ　ＤＥＦＴ’）ＩＦ
；ｂｉｔｓ３２Ｔ　　　　　　　　　　　　　ｑｕｒ−
ｓｏｕｒｃｅ；５ｔｒｕｅｔ　１ｎｃａｒｎａｔｉｏｎ
Ｔｒｅｅ　　　＊ｑｕｒ−ｉｎｃ；ｔｉｍｅＴ　　　　
　　　　　　　　　　　　　　　　　　ｑｕｒ−ｓｔａ
ｒｔ−ｔｉｍｅ；ｌ　ｑｕｌｅｓｃ！−ｒｅｑｕｅｓｔ
Ｔ；ｐｕｂｌ　ｉｃ　ｑｕｔｅｓｃｅ−＋ｅｑｃｓｅｓ
ｔＴ　＊ｑｕｌｅｓｃｅ−＋ｅｑ；プロセサ上の各未決
のトランザクション休止要求は、ｑｕｉｅｓｃｅ　　ｒ
ｅｑリスト内にリンクされているｑｕｉｅｓｃｅ　　ｒ
ｅｑｕｅｓｔＴのタイプの記録を有している。該記録は
、トランザクションクラスｑｕｒ　　ｃｌａｓｓのみな
らず前のｑｕｒ　　ｐｒｅｖ及び次のｑｕｒ　　ｎｅｘ
ｔ記録へのポインタを有している。
該クラスタに対するヘッドエージェントｑｕｒａｇｅｎ
ｔ、ソースプロセサｑｕｒ　　５ｏｕｒｃｅ及び子供報
告済みビットｑｕｒ　　ｒｅｐｏｒｔｅｄは、クラスタ
休止のために使用される。これらのフィールドは、リー
フ休止のためには使用されない。
化身記録ポインタｑｕｒ　　ｉｎｃは、タスクトランザ
クション休止動作のために使用される。タイムスタンプ
（ｔｉｍｅｓｔａｍｐ）、ｑｕｊｓｔａｒｔ　　ｔｉｍ
ｅは、どの位長く休止要求が効果を持続するかを決定す
るために使用される。
トランザクションキュー（ｑ　ｕ　ｅ　ｕ　ｅ）は、リ
ンクされたリスト構成を使用して維持される。
ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｔｒａｎｓ−ｑｕｅｕ
ｅＴｒｅｅｓｔｒｕｃｔ　ｔｒａｎｓＴｒｅｅ　＊ｔｒ
ｑ−ｈｅａｄ；５ｔｒｕｃｔ　ｔｒａｎｓＴｒｅｅ　＊
ｔｒｑ−ｔａｉｌ；ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　　　　ｔ
ｙｑ−ｃｏｕｎｔ　；ｌ　　ｔｒａｎｓ−ｑｕｅｕｅＴ
； ｐｕｂｌｌｃ　ｔｒａｎｓ−ｑｕｅｕｅＴ　ｉｎｃｏｍ
ｉｎｇ［ＭＡＸ−３ＥＱ−ＧＲＯＵＰＩ；ｐｕｂｌｉｃ
　ｔｒａｎｓ−ｑｕｅｕｅＴ　ｏｕｔｇｏｉｎｇ［ＭＡ
Ｘ−３ＥＱ−ＧＲＯＵＰＩ　：ｐｕｂｌｉｃ　　ｔｒａ
ｎｓ−ｑｕｅｕｅＴ　　本ｋｉｎｃｏｓｉｎｇ；ｐｕｂ
ｌｉｃ　ｔｒａｎｓ−ｑｕｅｕｅＴ　＊ｋｒｅｃｅｉｖ
ｅｄ：各トランザクションキュー記録は、該キューのヘ
ッドｔｒｑ　　ｈｅａｄ及びテールｉｒｑ　　ｔａｉＩ
及び現在キューしているトランザクションの数ｔｒｑ　
　ｃｏｕｎｔを表わすＯ ｂ、擬似コード（Ｐｓｅｕｄｏ　　Ｃｏｄｅ）Ｔｒａｎ
ｓＳｅｎｄは、送給用のトランザクションを用意する。
タスク名称は、各送給試みの直前にアレイ形態に変化さ
れる。凍結されていない遠隔（ｒｅｍｏｔｅ））ランザ
クジョンがフレームワークヘバスされる。
ｐｕｂｌ　ｉｃ　ｖｏｊｄＴ ＴｒａｎｓＳｅｎｄ（ｔｒａｎｓ　） ｔｒａｎｓＴ　＊ｔｒａｎｓ； ａｓｓｅｒｔ　ｔｒａｎｓａｃｔｔｏｎ　ｔｓ　ｖａｌ
ｉｄ；１ｒｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｉｓ　ｎｏｔ　ｆ
ｒｏｚｅｎｉｆ’　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｉｓ　ｆ
ｏｒ　ｔｈｌｓ　ＰＥｅｎｑｕｅｕｅ　ｉｎｃｏｍｉｎ
ｇ　ｔｒａｎｓａｅｔｉｏｎ；１ｓｅ ｃｏｎｖｅｒｔ　ｔａｓｋ　ｎｕｅ　ｆｏｒ　ｎｕｅｄ
　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ；ｒｅｑｕｅｓｔ　Ｆｒａ
ｓｅｖｏｒｋ　５ｅｎｄ：１４５ｅｎｄ　５ｕｃｃｅｓ
ｓｆｕｌ ｄｉｓｃａｒｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ；ｅｌｓｅ　
ｒｒｏｚｅｎ ｒｒｅｅｚｅ　ｏｕｔｇｏｉｎｇ　ｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎ；１　＃　ＴｒａｎｓＳｅｎｄネ１ ＴｒａｎｓＲｅｃｅｉｖｅは、新たなトランザクション
が受信された場合に、フレームワークによって呼出され
る。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｊｄＴ ＴｒａｎｓＲｅｃｅｉｖｅ　（ｔｒａｎｓ）ｔｒａｎｓ
Ｔ　＊ｔｒａｎｓ： ａｓｓｅｒｔ　　ｔｒａｎｓａｃＮｏｎ　　１ｓ　　ｖ
ａｌｉｄ；ｃｏｎｖｅｒｔ　　ｔａｓｋ　ｎａｍｅ　ｆ
ｏｒ　ｎａｍｅｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ；ｅｎｑ
ｕｅｕｅ　　ｉｎｃｏｍｉｎｇ　　ｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎ；１　　＃　　ＴｒａｎｓＲｅｃｅｉｖｅ　　＊／
ＴｒａｎｓＤｅＪ　　１ｖｅｒは、トランザクションを
カーネルヘデリバーすることを許容するためにフレーム
ワークによって呼出される。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｊｄＴ ＴｒａｎｓＤｅｌ　Ｉｖｅｒ（ｔｒｑ）ｔｒａｎｓ−ｑ
ｕｅｕｅＴ　　ｔｔｒｑａｓｓｅｒｔ　ｔｒａｎｓａｃ
ｔｉｏｎ　ｔｙｐｅ　ｉｓ　ｖａｌｉｄ；ｄｅｑｕｅｕ
ｅ　ｔｒａｎｓａｃｔｔｏｎ：ｎｉｌ　ｔｒａｎｓａｃ
ｔｉｏｎ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｆｉｅｌｄｓ　ｉｎ　ｈｅ
ａｄｅｒ；１ｒｔｒａｎｓａｃｔ１ｏｎ　ｉｓ　ｎｏｔ
　ｆｒｏｚｅｎｄｅｌｉｖｅｒ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏ
ｎ　ｔｏ　ｋｅｒｎｅｌ；１ｓｅ ｆｒｅｅｚｅ　ｉｎｃｏｍｉｎｇ　ｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎ；１　　／ｌ　ＴｒａｎｓＤｅｌｊｖｅｒ　＊／Ｔ
ｒａｎｓＲｅｐｒｏｃｅｓｓは、カーネルによって保持
されているトランザクションを再処理することを可能と
する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ ＴｒａｎｓＲｅｐｒｏｃｅｓｓ　　（ａｇｅｎｔ。
ａｄｄｒｅｓｓＴ　　　　＊ａｇｅｎｔ：ｔｒａｎｓａ
ｅｔｉｏｎＴ　＊ｔｒａｎｓ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　　　　
　　ｆｌａｇｓ；ｔｒａｎｓ。
ｒｌａｇｓ） ａｓｓｅｒｔ　　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　　Ｉｓ　ｖ
ａｌｉｄ；ｅｎｑｕｅｕｅ　ｒｅｐｒｏｃｅｓｓｅｄ　
　ｔｒａｎｓａｃｔｔｏｎ：ｒｅｔｕｒｎ　ＦＡＬＳＥ
； ）　／零ＴｒａｎｓＲｅｐｒｏｃｅｓｓ　＊／リーフ休
体機能ＦｒｅｅｚｅＴａｓｋＴｒａｎＳ及びＴｈａｗＴ
ａｓｋＴｒａｎｓは、ＴＱＵ処理のリーフエージェント
アクションを実施する。
ｐｕｂｌ　ｉｅ　ｖｏｉｄＴ ＦｒｅｅｚｅＴａｓｋＴｒａｎｓ　（ｃｌａｓｓ。
ｂｉｔｓｌＢＴ　　　ｃｌａｓｓ； １ｎｃａｒｎａｔｉｏｎ　＊Ｉｎｃ； ｉｎｃ） ａｓｓｅｒｔ　１ｎｃａｒｎａｔｉｏｎ　ｉｓ　ｖａｌ
ｉｄ：ａｓｓｅｒｔ　ｑｕｉｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ　
ｄｏｅｓ　ｎｏｔ　ａｌｒａａｄｙ　ｅｘｌｓｔ；ａｌ
ｌｏｃａｔｅ　ａｎｄ　ｒｉｌｌ　ｉｎ　ｑｕｉｅｓｃ
ｅ　ｒｅｃｏｒｄ；ｊｎｃｒｅｓｅｎｔ　１ｎｃａｒｎ
ａｔｉｏｎ　ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　ｃｏｕｎｔ；１ｉｎ
ｋ　ｑｕｉｅｓｅｅ　ｒｅｃｏｒｄ　１ｎｔｏ　　ｑｕ
ｌｅｓｃｅ　　ｒｅｑｕｅｓｔ　１ｉｓｔ；）　７本　
ＦｒｅｅｚｅＴａｓｋＴｒａｎｓ　　＊／ｐｕｂｌｉｃ
　ｖｏｉｄＴ ＴｈａｗＴａｓｋＴｒａｎｓ　（ｃｌａｓｓ、　１ｎｃ
）ｂｉｔｓｌＢＴ　　　　ｃｌａｓｓ； １ｎｃａｒｎａｔｉｏｎＴ　　＊ｊｎｃ；（。
ａｓｓｅｒｔ　１ｎｃａｒｎａｔｉｏｎ　ｉｓ　ｖａｌ
ｉｄ＋ａｓｓｅｒｔ　ｑｕｉｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ　
ｅｘｉｓｔｓ：ｍｏｖｅ　ｔｈａｗｅｄ　ｔｒａｎｓａ
ｃｔｉｏｎｓ　ｂａｃｋ　１ｎｔｏ　ｑｕｅｕｅｓ：ｄ
ｅｃｒｅｓｅｎｔ　ｊｎｃａｒｎａｔ４０ｎ　ｒｅｒｅ
ｒｅｎｃｅ　ｃｏｕｎｔ；ｕｎｌｌｎｋ　ａｎｒ３　ｆ
ｒｅｅ　ｑｕｊｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ；１　＃　Ｔｈ
ａｗＴａｓｋＴｒａｎｓネ／クラスタ休止機能５ｅｎｄ
ＴＱＵは、単に、ＴＱＵＩ−ランザクジョンをクラスタ
ヘッドエージェントへ送給する。
ｐｕｂｌ　Ｉｃ　ｖｏｊｄＴ ＳｅｎｄＴＱＵ　（ｏｐｅｒ、　ｃｌａｓｓ、　ａｇｅ
ｎｔ−ｎａｍｅ、　ａｃｋ）ｂ４ｔｓ１６Ｔ　　　ｏｐ
ｅｒ； ｂ４ｔｓ１６Ｔ　　　ｃｌａｓｓ： ａｇｅｎｔ−ｎｕｅＴ　＊ａｇｅｎｔ−ｎａｎ＋ｅ：ｂ
ｏｏｌＴ　　　ａｃｋ； ａｓｓｅｒｔ　ａｇｅｎｔ　ｎａｍｅ　ｉｓ　ｖａ１４
ｄ；ａｌ　１ｏｃａｔｅ　ＴＱＵ　ｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎ；ｓｅｔ　ｏｐｅｒａｔｉｏｎ、　ｃｌａｓｓ、　
ａｇｅｎｔ　ｎｕｅ、　ａｎｄ　ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇ
ｅ；５ｅｎｄｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ｈｅａｄ　
ａｇｅｎｔ：＃　Ｓｅｒ＋ｄＴＱ［Ｊネ／ ＴＱＵ）ランザクジョンの処理は、該トランザクション
を正しいエージェントへ送給し次いで該体上記録をアッ
プデートすることを包含する。各要求に対して別個の体
上記録を使用することによって、同時的及びオーバーラ
ツプする休止動作を行なうことが可能である。
ｐｕｂｌ　ｉｃ　ｖｏｉｄＴ ＰｒｏｅｅｓｓＴＱＵ　（ｔｒａｎｓ）ｔｒａｎｓａｃ
ｔｉｏｎＴ　＊ｔｒａｎｓ；ａｓｓｅｒｔ　ｔｒａｎｓ
ａｃｔｉｏｎ　ａｎｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔａ
ｉｌ　ａｒｅ　ｖａｌｉｄ：ｉｆ　ｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎ　ｒｒｃｘａ　５ｕｐｅｒｖｉｓｏｒｓｅｎｄ　ｔ
ｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ｈｅａｄ　ｃｌｕｓｔｅ
ｒ　ａｇｅｎｔ：ｅａｓｅ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　
ｒｏｒ　ｔｈｉｓ　ｃｌｕｓｔｅｒｉｆ’　ａｃｋｎｏ
ｗｌｅｄｇｅ ａｓｓｅｒｔ　ｎｏｎｌｅａｒ　ａｇｅｎｔ；ａｓｓｅ
ｒｔ　ｃｈｉｌｄ　ｎｏｔ　ａｌｒａａｄｙ　ｒｅｐｏ
ｒｔｅｄ＋ｓｅｔ　ｃｈｉｌｄ　ｒｅｐｏｒｔｅｄ　ｂ
ｉｔ；１ｒａｌｌ　ｃｈｉｌｄｒｅｎ　ｒｅｐｏｒｔｅ
ｄｓｅｎｄｔｏ　５ｕｐｅｒｖｊｓｏｒ　Ｏｒ　ｈｅａ
ｄ　ａｇｅｎｔ；ｊｆ　ａｃｋｎｏｗｌｅｔＪｇｅｔｒ
＋ｅｎｔ　ｃｏｍｐｌｅｔｅｕｎｌ　ｉｎｋ　　ａｎｃ
ｌ　　ｒｒｅｅ　　ｑｕｔｅｓｃｅ　　ｒｅｃｏｒｄ；
１ｓｅ ｄｉｓｃａｒｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ；ｅａｓｅ　
ｉｆ　ｒｒｅｅｚｅ ｉｆ　ｑｕｉｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ　ｄｏｅｓ　ｎｏ
ｔ　ｅｘｉｓｔａｌｌｏｃａｔｅ　ａｎｄ　ｒｌｌｌ　
ｊｎ　ｑｕｉｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ；１ｉｎｋ　ｑｕ
ｉｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ　１ｎｔｏ　ｑｕｌｅｓｃｅ
　ｒｅｑｕｅｓｔ　Ｉｆｓｔ；ｉｆ　ｌｅａｆａｇｅｎ
ｔ ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅ　ｉｆ　ｒｅｑｕｉｒｅｄ　ｏ
ｔｈｅｒｗｉｓｅ　ｄｉｓｃａｒｄ　ｔｒａｎｓａｃｔ
ｊｏｎ；ｅａｓｅ　ｎｏｎｌｅａｆ’　ａｇｅｎｔｃｌ
ｅａｒ　ｅｈｌｌｄ　ｒｅｐｏｒｔｅｄ　ｂｉｔｓ：５
ｅｎｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔｏ　ｃｈｉｌｄｒ
ｅｎ；ｅｌｓｅ　＋ｒ　ｔｈａｖ ｉｆ　ｑｕｆｅｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ　ｅＸｉｓｔｓＩ
ｆ’　１８ａｆ’　ａｇｅｎｔ ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅ　ｉｆ　ｒｅｑｕｉｒｅｄ　ｏ
ｔｈｅｒｗｉｓｅ　ｄｉｓｃａｒｄｔｒａｎｓａｃｔｉ
ｏｎ； ｍｏｖｅ　ｔｈａｗｅｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　
ｂａｃｋｕｎｌ　ｉｎｋ　ａｎｄ　ｒｒｅｅ　ｑｕｉｅ
ｓｃｅ　ｒｅｃｏｒｄ；ｅｌｓｅ　ｎｏｎｌｅａｆ　ａ
ｇｅｎｔｃｌｅａｒ　ｃｈｉｌｄ　ｒｅｐｏｒｔｅｄ　
ｂｉｔｓ：５ｅｎｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｔｏ　
ｃｈｉ　Ｉｄｒｅｎ：１ｎｔｏ　ｑｕｅｕｅｓ； １ｓｅ ｄｉｓｃａｒｄ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ；ｅｌｓｅ ｅｒｒｏｒ； ＃　ＰｒｏｃｅｓｓＴＱＵ　ｉｆ／ ■、タスクマネジ−？　（Ｔａｓｋ　　Ｍａｎａｇｅｒ
）Ａ、仮想メモリマツピング（ＶｉｒｔｕａＩ　Ｍｅｍ
ｏｒｙ　　Ｍａｐｐｉｎｇ） マルチ処理装置であることに加えて、本システムはマル
チプログラミングマシンでもある。各プロセサは、複数
個のタスクを同時的に稼動することが可能である。この
様な各タスクにそのアドレス空間を与えるために何らか
の方法が必要とされる。これは、従来は、仮想メモリを
使用して行なわれている。タスクは、「論理的」メモリ
を使用してフェッチ及び格納を行なう。該タスクによっ
て特定される仮想アドレスは実アドレスへ変換され、そ
の実アドレスを使用して物理的メモリに対してフェッチ
又は格納を適用する。この変換は、従来、オペレーティ
ングシステムによって与えられる情報を使用して、ハー
ドウェアによって行なわれている。ここでは、アドレス
変換はハードウェアによって行なわれる。
Ｂ、タスクマネジャ活動（Ｔａｓｋ　　Ｍａｎａｇｅｒ
　　Ａｃｔｉｖｉｔｉｅｓ） タスクマネジャは、タスクと共に種々のことを行なうカ
ーネルのコンポーネントである。それは、どの様なタス
クインターバル及びタスクがプロセサ上で与えられてい
るかによって、どのタスク又は複数個のタスクを稼動す
るかを選択する。それは、スタートしていないタスク（
ｕｎｓｔａｒｔｅｄ　　ｔａｓｋ）をスタートするべき
か否かを決定する。それは、プランナ（ｐｇａｎｎｅ　
ｒ）からのタスクインターバル及びタスクを受付け、且
つそれらを該プランナへ譲り渡す。それは、種々のコン
ポーネント、例えばプランナ、ページャ−及びＩ１０サ
ポートから待機状態情報を受付ける。
それは、他のカーネル活動と共に、タスク形成、完了及
びモーション活動を調整することを助ける。
それは、マシン状態を特定することによって、スタート
されていないタスクをスタートされているタスクへ変換
する。
カーネルがタスクを稼動することを決定すると、タスク
マネジャが呼出されて一つのタスクを取上げる。その決
定は、以下の基準によって案内される。
（１）タスクの稼動は、ただ一つのタスクインターバル
、即ち主要インターバルから選択されるべきである。
（２）稼動タスクの最適数、即ち競合タスク目標があり
、それは実際的である場合には達成されるべきであるが
決して超えるべきではない。タスクマネジャは、競合タ
スクのカウントを維持する（競合タスクカウント）。こ
のカウントは、主要インターバル内の非遅滞化、非停止
型のみを参照する。その他のタスクは、たとえそれらが
そうであったとしても、競合であるとは考えられない。
（３）タスクは「深さ第一（ｄｅｐｔｈ−ｆｉｒｓｔ）
Ｊの順番で稼動されるべきである。これは、ドメインが
幅第−（ｂｒｅａｄｔｈ−ｆ　ｉ　ｒｓｔ）で稼動して
いる場合であっても動作する。
なぜならば、その場合には、周り歩くのに十分なタスク
が存在しないからである。タスクマネジャは、多分、そ
れから「選択」するための唯一のタスクを有している。
（４）プロセサ間のベージングを最小とするためにタス
クは稼動されるべきである（タスクに亘っての参照位置
を仮定して）。
主要インターバルは、稼動可能なタスク（スタートされ
ていないもの、準備できているもの又は待機中のもの）
を有するプロセサ上で全てのインターバルから選択され
る。両方とも稼動可能なタスクとして二つのインターバ
ルが与えられると、（ｉ）一方のタスクインターバルが
このプロセサ上で発生され且つ他方のものが「輸入」さ
れたものであると、前者が好ましい。
（１１）そうでない場合には、一方のタスクインターバ
ルがタスクをスタートしており且つ他方がそうでない場
合には、前者か好ましい。
（ｉｆｉ）そうでない場合には、一方のタスクインター
バルが他方のものよりも一層長い家系を有している場合
には、−層長い家系が好ましい。
（ｉｖ）そうでない場合には、任意的に一つを選択する
。
主要インターバルが選択されると、タスクマネジャは、
どのインターバルを稼動するかを決定する。通常、主要
インターバルが稼動される。他のタスクインターバルが
ピン止めしたページを具備するタスクを有している場合
には、これらのタスクが稼動のために選択され、それら
がそれらのベージをピンから外すことを可能とする。遅
滞化タスク（停止中のタスク）を有するインターバルは
、遅滞化インターバルと呼ばれ、これらは主要インター
バルよりも優先度を有している。
最後に、タスクマネジャは、選択したインタバルにおい
てどのタスクを稼動するかを決定する。
そのインターバルが遅滞化（ｓｇｏｗｉｎｇ）、レディ
　（ｒｅａｄｙ）タスクを有している場合には、それら
のうちの一つが選択される。主要インターバル内にその
他のスタートされた（ｓｔａｒｔｅａ）、レディタスク
が存在する場合には、タスクマネジャはそれらのうちの
一つを取上げる。
そうでない場合には、競合タスクカウントが目標よりも
低い場合には、そのインターバルは主要であり、且つそ
れはスタートされていないタスクを有しており、タスク
マネジャは最初のもの（最も低い反復数）を選択し且つ
それをスタートさせる。
そうでない場合には、どのタスクも選択されない。
タスクマネジャ及びプランナは、タスクインターバル及
びスタートしたタスク構成を共用する。
各構成の関連性のある部分を以下に示す。
ｔｙｐｅｄｅｒｐｒｏｅ−ｉｎｆｏＴｒｅｅ　（零ｄｅ
ｆｉｎｅ　ＴＩＲ−ＱＵＥＵＥ−ＱＵＡＮ　４ｓｔｒｕ
ｃｔ　ｔａｓｋ　１ｎｔｅｒｖａｌＴ　　＊ｐｒｃ　１
ｊｒ−ｑｕｅｕｅｓ［ＴＩＲＱＵＥＵＥ−ＱＵ＾に］；
１ｆｄｅｆｉｎｅ　ＴＩＲＰＲＩＭＡＲＹ　ＱＵＥＬＪ
Ｅ　０ｔｄｅｒｉｎｅ　ＴＩＲＳｌ、０ＷＩＮＧ−Ｑｔ
ｌＥｔＪＥ　１ｔｄｅｒｉｎｅ　ＴＩＲ−３ＴＯＰＰＥ
Ｄ−ＱＵＥＵＥ　２零ｄｅｆｉｎｅ　ＴＩＲＥＬＩＲＥ
ＫＡ　ＱＵｔＥＵＥ　３ｓｔｒｕｃｔ　ｔｃｂＴｒｅｃ
　　　　　＊ｐｒｃ　ｅｘｅｃ　ｔｃｂ：ｌ　ｐｒｏｃ
　１ｎｒｏＴ； ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋ　ｊｎｔｅｒ
ｖａｌＴｒｅｅ　（ｓｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋ　１ｎｔｅ
ｒｖａｌＴｅｃ　　　＊ｔｉｒ　ｎｅｘｔ：５ｔｒｕｃ
ｔ　ｔａｓｋｊｎｔｅｒｖａｌＴｅｃ　　　＊ｔｉｒ−
ｐｒｅｖ；＄ｄｅｆｊｎｅ　５ＴＴ−ＱＵＥＵＥ−ＱＵ
ＡＮ　３ｓｔｒｕｃｔ　５ｔａｒｔｅｄ−１ａｓｋＴｒ
ｅｅ　　　れＩｒ−５ｔｔ−ｑｕｅｕｅｓ［５ＴＴ−Ｑ
ＵＥＵＥ−ＱＵＡＮＩ　；＄ｄｅｆｉｎｅ　５Ｔｒ−Ｒ
ＵＮＮＩＮＧ−ＱＵＥＩＪＥ　０Ｉｄｅｒｌｎｅ　ＳＴ
Ｔ　５ＴＯＰＰＥＤ−ＱＵＥＵＥ　１ｈｅｒＩｎｅ　５
ＴＴ−ＦＩＮＩＳ）ＩＥＤ−ＱＵＥＵＥ　２ｃａｒｄ４
Ｔ　　　　　　　　　　　　ｔｉｒ−１ｏ−ｉｔｅｒａ
ｔｉｏｎ；ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　　　　　　　ｔｉ
ｒ−ｈ　ｉＪ　ｒｅｒａｔｉｏｎ；ｃａｒｄ２Ｔ　　　
　　　　　　　　　ｔｉｒ、−ｑｕｅｕｅ；ｌ　ｔａｓ
ｋ　１ｎｔｅｒｖａｌＴ； ｔｙｐｅｄｅｆ’　５ｔｒｕｃｔ　５ｔａｒｔｅｄ　＋
ａＳｋＴｒｅｃ　（ｓｔｒｕｃｔ　５ｔａｒｔｅｄ　１
ａｓｋＴ　　　　　＊ｓｔｔ　ｎｅｘｔ；５ｔｒｕｃｔ
　５ｔａｒｔｅｄ−１ａｓｋＴ　　　　　＊５ｔｔ−ｐ
ｒｅｖ：５ｔｒｕｃｔ　ｔａｓｋ　ｊｎｔｅｒｖａｌＴ
　　　　＊ｓｔｔ　１ｎｔｅｒｖａｌ＋５ｔｒｕｃｔ　
ｔａｓｋ　１ｎｔｅｒｖａｌＴ　　　　ｂｔｔ　ｃｈｉ
ｌｄ　１ｎｔｅｒｖａｌ；５ｔｒｕｃｔ　ｔｃｂＴｒｏ
ｃ　　　　　　　　　＊ｓｔｔ　ｔＣｂ：ｃａｒｄ２Ｔ
　　　　　　　　　　　　　ｓｔｔ　ｑｕｅｕｅ；東ｒ
ｄ４Ｔ ｓｔｔ−ｔｏ−１ｉｃｋｅｔｓ； ａｒｄ２Ｔ ｓｔｔ−ｐａｇｅ−ｃｒｅａｔｉｏｎｓ；ｂｉｔ８１８
Ｔ ｓｔｔ　５ｔａｔｕｓ； ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ； ｐｒｏｃ　　１ｎｆｏ記録は、タスクインターバル及び
タスク記録用の開始点である。全てのタスクインターバ
ル記録は、三つのキューのうちの一つの上に配置され、
即ち、存在する場合に主要インターバルを有する主要キ
ュー（ｐｒｉｍａｒｙｑｕｅｕｅ）、全ての遅滞化イン
ターバルを有している遅滞化キュー（ｓＪ７ｏｗｉｎｇ
　　ｑｕｅｕｅ）、及びタスクマネジャが稼動すること
を欲せず且つ遅滞化しない全てのインターバルを包含す
る停止キ、−（ｓｔｏｐｐｅｄ　　ｑｕｅｕｅ）である
。ニーリカキュー　（ｅｕｒｅｋａ　　ｑｕｅｕｅ）は
、この構成においては使用されることはない。
タスクインターバル記録は、スタートしたタスク記録の
リストを有している。スタートしたタスクは、稼動を続
けるか（そのことは、遅滞化タスクインターバルの場合
には、遅滞化することを意味する）、停止されるか又は
終了させることが可能であり、各状態に対してキューが
存在している。
タスクインターバル記録は、又、ｔｉｒ　　１１０ｉ　
ｔｅｒａｔ　ｔｏｎ及びｔｉｒ　　ｈｉ　　１ｔｅｒａ
ｔｉｏｎフイールドによって表わされるスタートされて
いないタスクを有することが可能である。
このデータを含んでそれらの間の任意の値は、スタート
されていないタスクの反復数である。最後に、ｔｉｒ　
　ｑｕｅｕｅは、その上にインターバル記録が配置され
たタスクインターバルキューのインデックス番号である
。
スタートしたタスク記録は、そのタスクが属するタスク
インターバル記録へのポインタ、そのタスクが中断され
ている場合には子供タスクインターバルへのポインタ、
該タスクのＴＣＢへのポインタ、該記録のスタートした
タスクキューのインデックス、進行中のチケット及びペ
ージ形成の数、及び該タスクの稼動ステータスを有して
いる。
ｐｒｃ　　ｅｘｅｃ　　ｔｃｂフィールドは、実際には
、タスクマネジャの専用である。それがどのタスクを稼
動するかを決定すると、ＴＣＢへのポインタがここに格
納される。
Ｃ，タスクマネジャインターフェース（ＴａｓｋＭａｎ
ａｇｅｒ　　Ｉｎｔｅｒｆａｃｅｓ）フレームワークは
どのタスクを稼動するかを見付は出すためにタスクマネ
ジャを呼出す。
ｔｃｂＴ　＊ＧｅｔＣｕｒｒｅｎｔＴａｓｋＴＣＢＯ通
常、タスクマネジャは、単に、ｐｒｃ　　ｅｘｅｃ　　
ｔｃｂの値をリターンする。これが零である場合にのみ
、タスクマネジャは、実際に、何を稼動するかを決定す
る。
タスクマネジャは、プランナからのタスクインターバル
を受付は且つそれらを要求によって譲り渡す。プランナ
は、好きなように上述した記録を変更することが可能で
あるが、何れのアクションも主要インターバルの選択に
影響を与える場合がある。プランナがそのアクションの
信号を発生するために呼出す６個のタスクマネジャルー
チンが存在している。
ｖｏｊｄＴ　ＴＭＮｏｔｅｌｎｔｅｒｖａｌ（ｎｅｗ　
１ｎｔｅｒｖａｌ）ｔａｓｋ−ｉｎｔｅｒｖａｌＴ　＊
ｎｅｖ　１ｎｔｅｒｖａｌ；ｖｏｊｄＴ　ＴＭＮｏｔｅ
Ｔｈｅｆｔ（ｉｎｔｅｒｖａｌ、　ａｌｌｏｆｉｔ）ｔ
ａｓｋ　１ｎｔｅｒｖａｌＴ　＊１ｎｔｅｒｖａｌ；ｂ
ｏｏｌＴ　ａｌｌｏｆｌｔ； ｖｏｉｄＴ　ＴＭＮｏｔｅＴａｓｋＭｏｖｅ（ｔａｓｋ
）ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ　＊ｔａｓｋ；ｖｏｉｄ
Ｔ　ＴＭＲｅｓｔａｒｔＴａｓｋ（ｔａｓｋ）ｓｔａｒ
ｔｅｄ　ｔａｓｋＴ　＊ｔａｓｋ；ｖｏｉｄＴ　ＴＭＲ
ｅｍｏｖｅＴａｓｋ（ｔａｓｋ）ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａ
ｓｋＴ　＊ｔａｓｋ＋ｖｏｉｄＴ　ＴＭＳｔａｒｔＴａ
ｓｋ（ｔａｓｋ）ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ　＊ｔａ
ｓｋ；最初のルーチンは、新たなインターバルが存在す
ることを表わすために呼出され、２番目のルーチンは、
プランナがタスクインターバル又はその−部を「盗む」
場合に使用される。両方の場合において、タスクマネジ
ャは新しい主要インターバルを選択することが可能であ
る。ＴＭＮｏｔｅｌｎｔｅｒｖａｌの場合、タスクマネ
ジャは、新たなインターバルが主要インターバル内のタ
スクによって生み出されたか否かをチエツクする。そう
である場合には、新たなインターバルが主要インターバ
ルとなり、且つ前の主要インターバルは遅滞化される。
そうでない場合には、新たなインターバルは、単に、停
止されたインターバルのキュー上に配置される。ＴＭＮ
ｏｔｅＴｈｅｆｔの場合、主要インターバルは、「盗ま
れた」インターバルが主要である場合にのみ影響される
。全主要インターバルがとられる場合、タスクマネジャ
は、フレームワークがタスクを稼動することを要求する
まで、新たな主要インターバルの選択を繰延べる。
主要インターバルの一部がとられる場合には、タスクマ
ネジャが、そのインターバルが一体全体稼動することが
可能であるか否かをチエツクし、可能でない場合には、
それか停止されたインターバルのキューへ移動され、且
つ新たな主要決定は他の場合におけるように繰延べられ
る。
残りの四つのルーチン、即ちＴＭＮｏｔｅＴａｓｋＭｏ
ｖｅＳ　ＴＭＲｅｓｔａｒｔＴａｓｋ、ＴＭＲｅｍｏｖ
ｅＴａｓｋ及びＴＭＳｔａｒｔＴａｓｋは、プロセサ間
においてスタートしたタスクを移動するためにプランナ
によって使用される。
タスクマネジャは、例えばプランナ、ページャ−及びＩ
１０サポートなどの種々のコンポーネントからの稼動中
の情報を受付ける。これらのコンポーネントは、タスク
が稼動することが可能であるか又は可能ではないかを表
わすために以下のルーチンを呼出す。
ｖｏｉｄＴ　　ＴＭＥｖｅｎｔＳｔａｒｔ（ｔａｓｋ、
　　ｅｖｅｎｔｉａｓｋ）ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ
　＊ｔａｓｋ；ｂｉｔｓ１６Ｔ　ｅｖｅｎｔｓａｓｋ；
ｖｏｉｄＴ　　ＴＭＥｖｅｎｔＥｎｄ（ｔａｓｋ、　　
ｅｖｅｎｔｍａｓｋ）Ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ　＊
ｔａｓｋ＋ｂｉｔｓ１６Ｔ　ｅｖｅｎｔｍａｓｋ；ｖｏ
ｉｄＴ　ＴＭＮｏｔｅＰａｒｄｏ（ｔａｓｋ）ｓｔａｒ
ｔｅｄ　ｔａｓｋＴ　＊ｔａｓｋ；ｖｏｊｄＴ　ＴＭＮ
ｏｔｅＰａｒＥｎｄ（ｔａｓｋ）ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａ
ｓｋＴ　＊ｔａｓｋ；ｖｏｉｄＴ　ＴＭＮｏｔｅＴａｓ
ｋＥｎｄ（ｔａｓｋ、　　ｆｌｎｌｓｈｅｄ）ｓｔａｒ
ｔｅｄ　　ｔａｓｋＴ　＊ｔａｓｋ；ｂｏｏｌＴ　ｆｉ
ｎｉｓｈｅｄ； ｖｏｉｄＴ　ＴＭＮｏｔｅＤｅｆｅｒｒｅｄＥｎｄ（ｔ
ａｓｋ）ｓｔａｒｔｅｄ　　ｔａｓｋＴ　＊ｔａｓｋ；
ＴＭＥｖｅｎ　ｔ　Ｓ　ｔ　ａ　ｒ　ｔは、例えばペー
ジ欠陥やＩｌｏなどのような何らかのイベントのために
、該タスクが稼動することが不可能であることを表わす
ためにコールされる。そのイベントは、イベントマスク
（ｅｖｅｎｔ　　ｍａｓｋ）においてエンコードされる
。
ＴＭＥｖｅｎｔＥｎｄは、該タスクが稼動することを阻
止したイベントが完了したことを表わすためにコールさ
れる。該イベントはイベントマスク内においてエンコー
ドされる。
ＴＭＮｏｔｅＰａｒｄｏは、該タスクが中断されている
ことを表わすためにコールされる。
ＴＭＮｏｔｅＰａｒＥｎｄは、該タスクがＰＡＲＤＯＯ
後に再開していることを表わすためにコールされる。
ＴＭＮｏ　ｔ　ｅＴａｓｋＥｎｄは、該タスクが終了し
たか又は完了したことを表わすためにコールされる。そ
の終了したフラッグは、どれかを表わす。
ＴＭＮｏ　ｔ　ｅＤｅ　ｆ　ｅ　ｒ　ｒｅｄＥｎｄは、
終了したタスクが完了したことを表わすためにコールさ
れる。
ＴＭＥｖｅｎｔＳｔａｒｔ及びＴＭＥｖｅｎｔＥｎｄの
場合、タスクマネジャは、スタートしたタスク記録内の
ステータスをアップデートする。
又、タスクが急送不可能（ｎｏｎ−ｄｉｓｐａｔｃｈａ
ｂｌｅ）となると、ｐｒｃ　　ｅｘｅｃ　　ｔｃｂポイ
ンタが零ヘセットされる。
タスクマネジャは、タスク形成、完了及び他のカーネル
活動を有するモーション活動を調整することを助ける。
最後のＩ１０チケット（ｔｉｃｋｅｔ）が不活性となる
か、又は最後のページ形成が完了すると、このルーチン
がコールされる。
ｖｏｉｄＴ　ＤｏＴａｓｋＡｃｔｉｖｉｔｙ（ｔａｓｋ
）ｓｔａｒｔｅｄ　ｔａｓｋＴ　＊ｔａｓｋ；そこで、
該タスクが既に終了されていると、それは完了し、ＰＡ
ＲＤＯが繰延されていると、それは効果を発揮し、且つ
プランナが該タスクを移動することを所望していると、
それが行なわれる。
■、情報コンポーネント（Ｉ　ｎ　ｆ　ｏ　ｒｍａ　ｔ
　ｉ　。
ｎ　　Ｃｏｍｐｏｎｅｎ　ｔ） Ａ、緒論 このセクションは、情報コンポーネントについて説明す
る。コンピュータシステムの物理的資源を適切に管理す
るために、カーネルは、ドメイン全体に亘っての資源利
用に関する情報を必要とする。該情報コンポーネントの
一つの機能は、この情報を収集し且つ分散させることで
ある。この情報が有用なものであるためには、それが可
及的にアップツーデートなものでなければならない。こ
の要求は、情報コンポーネントの主要な設計特徴を与え
ている。即ち、ドメインを介してのユーザ及びカーネル
作業の分散は、情報の収集及び分散に認知可能な程度の
影響を与えるものではない。
Ｂ、情報サブコンポーネントの設計（Ｄｅｓｉｇｎ　　
　ｏｆ　　　ｔｈｅ　　　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　　
　Ｓｕｂｃｏｍｐｏｎｅｎｔ） 資源管理コンポーネントエージェントは、二つのタイプ
の情報、即ちドメイン情報及びクラスタ情報を維持する
。ドメイン情報は、ブロードキャストメカニズムを介し
て、資源管理ツリーによって親から子供へ拡散され、一
方クラスタ情報は、集中メカニズムを介して、資源管理
ツリーによって子供から親へ集められる。
ドメイン内には二つのタイプの情報の流れがあり、即ち
周期的なものと偶発的なものである。周期的なものは、
ドメイン内の状態において漸次的な変化がトラックされ
ることを確保するために存在する。偶発的なものは、該
ドメインの状態内における急激的な変化を識別するため
に存在する。
１、周期的情報流れ（Ｐｅｒｉｏｄｉｃ　　Ｉｎｆｏ　
ｒｍａ　ｔ　ｉ　ｏｎ　　Ｆｌ　ｏｗ）周期的に、各情
報コンポーネントリーフエージェントは、他の資源管理
コンポーネントの各々からの情報を収集統計トランザク
ション（ＣＳＴ）内に集める。このＣ３Ｔは周期的Ｃ５
Ｔと表わされる。このトランザクションはそのスーパー
エージェントへ送られる。このトランザクション内に含
まれる情報は、スーパーエージェントのクラスタ情報を
アップデートするために使用される。該スーパーエージ
ェントの全てのサブエージェントが報告を行なうと、こ
のエージェントは、それがトップレベルエージェントで
ない場合には、そのスーパーエージェントへＣ３Ｔを送
る。このプロセスは、トップレベル資源エージェントが
そのサブエージェントの全てから収集統計トランザクシ
ョン（ｃｏｌ）Ｉｅｃｔ　　５ｔａｔｉｓｔｉｃｓｔ　
ｒａｎｓａｃｔ　１ｏｎ）を受取るまで、繰返し行なわ
れる。
該トップレベルエージェントの全てのサブエージェント
がＣ３Ｔで報告を行なうと、トップレベル情報コンポー
ネントエージェントは、分散統計トランザクション（Ｄ
　Ｓ　Ｔ）を介してそのサブエージェントへドメイン情
報を送る。このＤＳＴは周期的ＤＳＴと表わされる。該
ドメイン情報は、他の資源管理コンポーネントの各々か
ら集められる。このトランザクション内の情報は、各エ
ージェントのドメイン情報をアップデートするために使
用される。次いで、ＤＳＴが、該エージェントのサブエ
ージェントの各々に対して形成され且つ送給される。こ
のプロセスは、各リーフエージェントがＤＳＴを受取る
まで、繰返し行なわれる。
周期的情報収集の期間はサンプル期間（ｓ　ａｍｐｉｅ
　　ｐｅｒｉｏｄ）と呼ばれる。それはカーネルパラメ
ータである。それは、情報をアップツーデートに維持す
るためのコストと古い情報を有するコストとの間の利益
考量を適宜バランスするためにセントされる。
該ドメイン全体に亘ってのこの情報の移動に対するアプ
ローチは、二つの問題を取扱わねばならない。第一に、
非リーフエージェントが収集又は分散統計トランザクシ
ョンを送給する場合、該エージェントの全てのサブエー
ジェントが最初にレポート即ち報告を行なわねばならな
い。従って、何らかの理由で、単一のサブエージェント
が報告を行なわない場合には、該ドメインを介しての情
報の流れは停止される。別のタイプの問題は、各サブエ
ージェントがランダムに報告を行なう場合に発生する。
この場合には、全てのサブエージェントが報告を行なう
前に、単にサブエージェントの数ではなくより多くの収
集統計トランザクションが受取られねばならない。その
結果得られるものは、単一の分散統計トランザクション
を得るために送られねばならない収集統計トランザクシ
ョンの数の間にインバランス、即ち不均衡が存在するこ
とである。
上述した問題の両方ともが、収集及び分散統計トランザ
クションが最優先度を有することを要求することによっ
て低減される。このことは、インバランス問題を完全に
解消するものではない。プロセサのクロックは同期され
ておらず且つトランザクションの処理を中断することは
不可能であるので、収集統計トランザクションの受取り
においては常に何らかのランダム性が存在しており、従
ってこの問題は尚且つ発生する。
このインバランス問題は、Ｃ８Ｔの発生がＤＳＴの受取
りときっちりと決められていることを要求することによ
って解消される。即ち、サンプル期間が経過し且つＤＳ
Ｔトランザクションが受取られて初めてリーフエージェ
ントがＣ５Ｔを送ることが可能である。
２、偶発的情報流れ（Ｅｐｉｓｏｄｉｃ　　Ｉｎｆｏ　
ｒｍａ　ｔ　ｉ　ｏｎ　　ＦＮ　ｏｗ）情報コンポーネ
ントは、周期的ＣＳＴ及びＤＳＴとは異なった態様で、
偶発的ＣＳＴ及びＤＳＴを取扱う。偶発的ＣＳＴを受取
る各非ヘッドエージェントは、該トランザクションを処
理し、次いで該トランザクションをそのスーパーエージ
ェントへ転送する。該ヘッドエージェントは、単に、受
取った偶発的Ｃ３Ｔを処理し、それは応答においてＤＳ
Ｔ　）ランザクジョンをブロードキャストすることはな
い。偶発的ＤＳＴの場合においては、各リーフエージェ
ントが該トランザクションを処理し、それは応答におい
てＣ５Ｔを送ることはない。
各資源管理コンポーネントは、周期的情報とは異なった
態様で偶発的情報を取扱う。例えば、プランナコンポー
ネントが偶発的ＤＳＴ内に含まれる情報のその持ち分を
処理すべく発動される場合、ロードレベリング（Ｎ　ｏ
ａｄ　　Ｄ　ｅｖｅｐ　ｉｎｇ）動作は発動されること
はない。周期的ＤＳＴのみが、プランナコンポーネント
のロードレベリング動作を発動する。
３、コンポーネント調整（ＣｏｍｐｏｎｅｎｔＣｏｏ　
ｒｄ　ｉ　ｎａ　ｔ　ｉ　ｏｎ）このセクションは、情
報コンポーネントを動作させるイベント及びそのアクシ
ョンの順番について説明する。プールフラッグ、即ちｔ
ｉｍｅｒｅｘｐｉｒｅｄ及びｄｓｔ　　ｒｅｃｅｉｖｅ
ｄは、きっちりした態様てＣ５Ｔ及びＤＳＴの送給を調
整するために使用される。
（１）周期的タイマ経過 （ａ）ｔ　ｉｍｅ　ｒ−ｅｘｐ　ｉ　ｒｅｄをＴＲＵＥ
にセット （ｂ）ｄｓｔ　　ｒｅｃｅｉｖｅｄがＴＲＵＥであると
、各資源管理エージェントに対するＣ３Ｔ発生ルーチン
をコールし且つＣ５Ｔをそのスーパーエージェントへ送
給し、ｔｉｍｅｒ　　ｅｘｐｉｒｅｄ及びｄｓｔ　　ｒ
ｅｃｅｉｖｅｄの両方をＦＡＬＳＥヘセットする。
（２）周期的Ｃ３Ｔの到着 （ａ）サブエージェントからのデータを有する全ての資
源マネジャに対するＣ３Ｔデータ受付はルーチンをコー
ルする。
（ｂ）全てのサブエージェントが報告している場合には
、非トップエージェントがＣ８Ｔ発生ルーチンをコール
し且つＣ３Ｔをソノスーパーエージェントへ送り、そう
でない場合にはＤＳＴ発生ルーチンをコールし且つＤＳ
Ｔをそのサブエージェントへ送る。
（３）偶発的ＣＳＴの到着 （ａ）サブエージェントからのデータを有する全ての資
源マネジャに対してＣ３Ｔデータ受付はルーチンをコー
ルする。
（ｂ）非トップエージェントであると、ＣＳ７発生ルー
チンをコールし且っＣＳＴをそのスーパーエージェント
へ送る。
（４）周期的ＤＳＴの到着 （ａ）スーパーエージェントからのデータを有する全て
の資源マネジャに対してＤＳＴ受付はルーチンをコール
スル。
（ｂ）ｄｓｔ　　ｒｅｃｅｉｖｅｄをＴＲＵＥにセット
する。
（ｃ）リーフエージェント及びｔｉｍｅｒ−ｅｘｐｉｒ
ｅｄがＴＲＵＥであると、ＣＳ７発生ルーチンをコール
し且つ該ＣＳＴをそのスーパーエージェントへ送ル。
（ｄ）非リーフエージェントであると、ＤＳＴをサブエ
ージェントへ送る。
（５）偶発的ＤＳＴの到着 （ａ）　７．−パーエージェントからのデータを有する
全ての資源マネジャに対してＤＳＴ受付はルーチンをコ
ールする。
（ｂ）非リーフエージェントであると、ＤＳＴをサブエ
ージェントへ送る。
４、インターフェース及びデータ構成 鎖情報コンポーネントは、以下のコンポーネントを具備
するインターフェースを有している。
（１）資源管理初期化 （２）タイマサービス （３）資源マネジャ 資源管理初期化に対するインターフェースは、情報コン
ポーネントのデータ構成を初期化する情報コンポーネン
ト内への一つのエントリー及ヒタイマエントリーから構
成されている。
タイマサービスに対するインターフェースは、周期的情
報収集を初期化する一つの周期的タイマキューエントリ
ーである。
資源マネジャに対するインターフェースは以下のものか
ら構成されている。
（１）以下のことを実施する資源マネジャ内へのエント
リー （ａ）周期的／偶発的Ｃ３Ｔに対して情報を発生する （ｂ）サブエージェント周期的／偶発的Ｃ５Ｔからの情
報を受付ける （ｃ）周期的／偶発的ＤＳＴに対して情報を発生する （ｄ）スーパーエージェント周期的／偶発的ＤＳＴから
情報を受付ける （２）Ｃ３Ｔ及びＤＳＴメツセージにおいて送られるべ
き情報を見付は出すアドレス長対（ａｄｄｒｅｓｓ−Ｊ
ｅｎｇｔｈ　　ｐａｉｒｓ）を有する外部的に知られた
メモリ位置。
（３）偶発的Ｃ５Ｔ形成を開始する情報コンポーネント
内へのエントリー （４）偶発的ＤＳＴ形成を開始する情報コンポーネント
内へのエントリー ｔｙｐｅｄｅｆ　ｅｎｕｓ　１ｉｆｔ　ＰＥＲＩＯＤＩ
Ｃ，１ｆｆ−ＥＰＩＳＯＤＩＣＩ　　１ｎｌＪＩｏｖ−
１ｙｐｅＴ；ｔｙｐｅｄｅｒｓｔｒｕｃｔ　ａｄｄｒ　
ＩｅｎＴｒｅｅ　１ａｄｄｒｅｓｓ　ａｌｐ−ａｄｄｒ
： ｆｎｔ　　　ａｌｐ−ｆｅｎ； ｌ　ａｄｄｒ　ＩｅｎＴ： ｔｙｐｅｄｅｆ　５ｔｒｕｃｔ　ｉｎｆ−ｒｍ−ｉｎｔ
ｅｒｆａｃｅＴｒｅｅ　（ｂｏｏｌ　　　　　　　（＊
ｉｒｉ　−ｇｅｎ−Ｃ８Ｔ）　　　（ｒａｔ−ｒｅｓ　
　ｔｅｅＴ　ＬｉｎｆＪｌｏｗ−１ｙｌ）ｅＴ）； ｖｏｉｄ　　　　　（＊ｉｒｉ　ａｃｃ−Ｃ８Ｔ）　　
（ｒｌｔ−ｔｅｓ−ｒｏｃＴ　Ｌａｄｄｒｅｓｓ、　　
Ｉｎｔ。
１ｎｆＪ　ｌｏｗ−１ｙｐｅＴ）　； ｂｏｏｌ　　　　　（＊ｉｒｉ　Ｊｅｎ−ＤＳＴ）　　
（ｎｅｔ　ｒｅｓ−ｔｅｃＴ　＊。
１ｎｆＪ　ｌｏｗ−１ｙｐｅＴ）　； ｖｏｉｄ　　　　　　　　　（ネｔｒｉ　　ａｃｅ、Ｊ
）ＳＴ）　　　（ｒｖｔ−ｒｅｓ　　ｒｅｃＴ　　Ｌａ
ｄｄｒｅｓｓ、　　Ｉｎｔ。
ｊｎｌ　ｆｌｏｗ−１ｙｐｅＴ）： ａｄｄｒ　１ｅｎＴ　　ｔｒｉ　Ｃ８Ｔ　ｊｎｆｏ；ａ
ｄｄｒ　ＩｅｎＴ　　　ｉｒｉ　ＤＳＴ　１ｎｔｏ；１
　　ｉｎｌ　ｔｖ　１ｎｔｅｒｆａｃｅＴ；情報発生ル
ーチンが存在する場合、それは該情報が発生されたか否
かを示す値をリターンする。発生された情報は、ＣＳＴ
情報の場合、ｔｒｉ　　Ｃ５Ｔ　　１ｎｆｏによって見
付は出され、且つＤＳＴ情報の場合、ｉｒｉ　　ＤＳＴ
　　１ｎｆｏによって見付は出される。受付はルーチン
（ａｃｃｅｐｔａｎｃｅ　　ｒｏｕｔ　１ｎｅ）におけ
るアドレス及び長さ対は、スーパーからサブエージェン
トへ送られたデータを捜し出す。注意すべきことである
が、資源マネジャは、マネジャによって送られたデータ
を異なった資源に対して観察することは不可能である。
ｒｍｔ　　ｒｅｓ　　ｒｅｃＴタイプは資源管理記録で
ある。
ｔｙｐｅｌｄｅｒ　５ｔｒｕｃｔ　ｒｖｔ−ｍｇｓｌ−
ｒｅｃＴｒｅｃ　（ｓｔｒｕｃｔ　　ｒａｔ−Ｉｌｇｍ
ｌ−ｒｅｃＴｒｅｃ　＊ｒｒｒ　　ｎｅｘｔ：／＊　Ｄ
ａｔａ　ｅｎｍｏｎ　ｔｏ　ａｌ　Ｉ　ｒｅｓｏｕｒｃ
ｅ　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｃｏｍｐｏｎｅｎｔｓ　＊
／５ｔｒｕｃｔ　　ａｇｅｎｔ、、−ｎａｍｅ　　　ｒ
ｒｒ−ｎａｓｅ：ｉｎｔ　　　　　　　　　ｒｒｒ、、
−ｃｈｉ　Ｉｄ−ｑｕａｎ：ｃｈｉ　ＩｊｂｉｔｓＴ　
　　　　　ｒｒｒ−ｃｈｉ　Ｉｄ−ｓｇｅｎｔｓ；ｉｎ
ｔ　　　　　　　　　ｒｒｒ−１ｒｅｅ−ｓｉｚｅ；ｉ
ｎｔ　　　　　　　　ｒｒｒ−ｃｈｉ　ＩｄＪ　ｒｅｔ
−ｓ１ｚｅＤ４ＡＸ−ＣＨｌｌ、Ｄ−ＡＧＦＸｒ’３］
；／＊　Ｐｉｎｔｅｒｓ　　ｔｏ　ｄａｔａ　　ｐｅｅ
ｕｌＪａｒ　　ｔｏ　　ａａｅｈ　　ｒｅｓｏｕｒｃｅ
　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　　ｃｏｍｐｏｎｅｎｔ　　本
／５ｔｒｕｃｔ　Ｉｎｆ−ｍｇｔ−ｄａｔａＴｒｅｅ　
：ｒｒｒ−ｉｎｆ−ｄａｔａ；５ｔｒｕｃｔ　ｐｌａ−
ｍｇｍｌ−ｄａｔａＴｒｅｅ　：ｒｒｒ−ｐｌａ−ｄａ
ｔａ；５ｔｒｕｃｔ　ｇｅｍ−ｍ鴎１−ｄａｔａＴｒｅ
ｅ　：　ｒｒｒ−ｍｅｎ−ｄａｔａ：ｌ　ｒｇ＋Ｉ−ｅ
Ｂｔ　ｒｅｃＴ 偶発的情報流れを開始する情報コンポーネント内へのエ
ントリーは以下のコールシーケンスを有している。
ｖｏｉｄ　Ｉｎｆ−ｅｐｊＤＳＴ（ｒｌｔ−「ｅｓ−ｔ
ｅｃＴ　＊）；ｖｏｉｄ　　Ｉｎｒ−ｅｐｉ−Ｃ３Ｔ（
ｒＩｔ−＋ｅｓ−＋ｅｃＴ　　＊）；以下に示すものは
、情報コンポーネント管理データ構成である。資源管理
記録は、このデータ構成に対するポインタを有している
。資源管理ツリー内の各ノードに対するこれらの一つが
存在している。それは、資源管理コンポーネントの残部
に対するコオディネーション、即ち調整を与えるために
必要な情報を維持するために使用される。
ｔｙｐｅｄｅｆ　　５ｔｒｕｃｔ　　１ｎｆ−ｍｇｓｌ
−ｄａｔａＴｒｅｅ電 ｂｏｏｔ　Ｉｎｄ　１ｉｖｅｒ　！ｘｐｊｒｅｄ；ｂｏ
ｏｌ　Ｉｎｄ　ｄｓｔ　「ｅｃｅｉｖｅｄ；ｃｈｉｌｄ
　ｂｉｔｓＴ　Ｉｎｄ　ｃｈｌｌｄ　ｒｅｐｏｒｔｅｄ
：１　１ｎｌ　　ｗｅｓｔ　　ｄａｔａＴ＋ｉｍｄ　　
ｃｈｉｇｄ　　ｒｅｐｏｒｔｅｄは、全てのサブエージ
ェントが一度報告を行なった最後の時から、どのサブエ
ージェントが報告を行なったかを追従するために使用さ
れる。
■、フレームワーク（Ｆ　ｒ　ａｍｅｗｏ　ｒｋ）Ａ１
機能的記述 フレームワークは、カーネルをその基礎となるハードウ
ェアから分離するために、カーネルに対して一組の基本
的サービスを与えている。これは、異なったハードウェ
アアーキテクチャに亘ってカーネルがポータプル、即ち
移動可能であるようにすることを助けている。第１０図
は、このフレームワークの文脈を示す説明図である。
フレームワークに対する外部イベントリストは、メツセ
ージ送給（ｍｅｓｓａｇｅ　　５ｅｎｄ）、メツセージ
受給（ｍｅｓｓａｇｅ　　ｒｅｃｅｉｖｅｄ）及びタイ
マ経過（ｔｉｍｅｒ　　ｅｘｐｉｒｅｄ）から構成され
ている。
メツセージに関連するイベントは、通信（Ｉｅｎｔｅｒ
ｃｏｍ）サブシステムに起因している。
このサブシステムは、ＰＥがメツセージを使用して互い
に通信することを可能とする。該タイマイベントは、該
カーネルに対してタイマサービスを与えるために使用さ
れるハードウェアタイマに起因している。フレームワー
クと相互作用を行なうその他のハードウェアは、ページ
メモリ管理ユニット（ＰＭＭＵ）であり、それは仮想メ
モリを管理するために使用される。多くのフレームワー
クサービスは、カーネルそのものに対して与えられ、例
えばトランザクションサービス（ｔｒａｎｓａｃｔｉｏ
ｎ　　５ｅｒｖｉｃｅ）、タイマサービス（ｔｉｍｅｒ
　　５ｅｒｖｉｃｅ）、例外サービス（ｅｘｃｅｐｔｉ
ｏｎ　　５ｅｒｖｉｃｅ）及びタスクサービス（ｔａｓ
ｋ　　５ｅｒｖｉｃｅ）である。
第１１図は、フレームワークに対するトップレベルのデ
ータ流れ図（ＤＦＤ）を示している。第１１図には六つ
のトランスフオーム（ｔｒａｎｓｆｏｍ）、即ち変形が
存在している。
（１）サービスメツセージ（ｓｅｒｖｉｃｅ　　ｍｅｓ
ｓａｇｅ）。このトランスフオーム（変形）は、ＰＥか
ら送られ且つＰＥによって受取られる全てのメツセージ
を取扱う。Ｉｎｔｅｒｃｏｍステータス及び制御は、そ
れぞれ、読取られ且つ書込まれ、Ｉｎｔｅｒｃｏｍエラ
ーは記録される。
（２）サービスタイマ（ｓｅｒｖｉｃｅ　　ｔｉｍｅｒ
）。サービスタイマのトランスフオーム（変形）は、他
のカーネルコンポーネントに対してソフトウェアタイマ
を与える。ハードウェアタイマに対するステータス及び
制御も読取られ且つ書込まれる。
（３）サービス例外（ｓｅｒｖｉｃｅ　　ｅｘｃｅｐｔ
ｉｏｎ）。サービス例外のトランスフオーム（変形）は
、二つの目的を有しており、即ちハードウェア例外を適
宜のハンドラ（ｈａｎｄｇｅ　ｒ）へディスパッチ（急
送）し且つソフトウェア例外をサービスすることである
。診断情報は、該例外を識別するために保存される。
（４）サービスタスク（ｓｅｒｖｉｃｅ　　ｔａｓｋ）
。このトランスフオーム（変形）は、カーネルの代わり
にタスク文脈スイッチングを実施する。
（５）サービスＰＭＭＵ、このトランスフオーム（変形
）はカーネルの代わりにＰＭＭＵを管理する。このトラ
ンスフオームは、ＰＭＭＵ例外又はタスク文脈スイッチ
によって発動される。
（６）サービスデバッガ（ｓｅｒｖｉｃｅ　　ｄｅｂｕ
ｇｇｅｒ）。このトランスフオーム（変形）は、低レベ
ルデバッガのサポートを与える。このトランスフオーム
は、デバッガ例外（例えば、ブレークポイント）によっ
て発動される。
トップレベルＤＦＤに対応する状態遷移図（ＳＴＤ）を
第１２図に示しである。フレームワークに対するＳＴＤ
ダイヤグラムは、ディスバッチループ（ｄｉｓｐａｔｃ
ｈ　　１）ｏｏｐ）を示しており、即ち、サービスが種
々の機能に対して与えられる順番を示している。注意す
べきことであるが、カーネルは再大型ではなく、該ディ
スバッチループはこの制限を遵守せねばならない。ＳＴ
Ｄにおける状態は以下の如くである。
（１）プリバー受給メツセージ（ｄｅ、Ｑｉｖｅｒｒｅ
ｃｅｉｖｅｄ　　ｍｅｓｓａｇｅｓ）ｏ　これは、フレ
ームワークに対する初期状態であり、且つ、常に、ディ
スバッチループにおける第一状態である。この状態にお
いて、全ての受取った入力メツセージが用意され次いて
カーネルヘパスされる。処理すべき入力メツセージがも
はや存在しない場合には、処理経過タイマ状態への遷移
か発生し、サービスメツセージトランスフオームがディ
スエーブルされ且つサービスタイマトランスフオームが
イネーブルされる。
（２）処理経過タイマ（ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇｅｘｐｉ
ｒｅｄ　　ｔｉｍｅｒｓ）。ディスバッチループにおけ
る第二状態は処理経過タイマである。
過去において又は現在において経過した任意のタイマは
、そのタイマに関連するアクションを発動することによ
ってサービスされる。もはや経過タイマが存在しない場
合には、サービスタスク状態への遷移が発生し、サービ
スタイマトランスフオームがディスエーブルされ且つサ
ービスタスクトランスフオームがイネーブルされる。
（３）サービシングタスク（ｓｅｒｖｉｃｉｎｇｔａｓ
ｋｓ）。サービシングタスク状態は、タスクが稼動する
準備がなされているか否かをチエツクする。準備されて
いる即ちレディなタスクが存在する場合には、サービス
タスクトランスフオームがディスエーブルされ且つ実行
用タスク状態への遷移か発生する。一方、用意されてい
る即ちレディなタスクが存在しない場合には、サービス
タスクトランスフオームはディスエーブルされ且つバッ
クグラウンド処理への遷移が行なわれる。
（４）実行用タスク（ｅｘｅｃｕｔ　ｉｎｇ　　ｔａｓ
ｋ）。この状態においては、ユーザタスクがＰＥ上で実
行する。該タスクは、インタラブドが発生するか、又は
該タスクが中断乃至は完了するまで、稼動する。上述し
た条件の何れかがサービスメツセージトランスフオーム
がイネーブルされることとなり、且つプリバー受給メツ
セージ（ｄｅｇｉｖｅｒ　　ｒｅｃｅｉｖｅｄ　　ｍｅ
ｓｓａｇｅＳ）への遷移を発生させる。従って、ディス
バッチループは最初から再スタートされる。
（５）バックグランド処理（ｂａｃｋｇｒｏｕｎｄ　ｐ
ｒＯＣｅＳＳｉｎｇ）。ノくツクグラウンド処理状態は
、フレームワーク用のアイドル状態である。この状態に
おいて、行なうべき有用な作業は存在せず、従って低優
先度のバックグラウンド機能及び監査動作が実施される
。インタラブドがあると、サービスメツセージトランス
フオームをイネーブルさせ、且つプリバー受給メツセー
ジへの遷移を起こさせる。この場合にも、ディスバッチ
ループは最初からスタートする。
Ｂ、メツセージ 第１１図におけるサービスメツセージトランスフオーム
は、第１３図において送給及び受給部分に分割される。
これらのトランスフオーム（変形）は独立的であり且つ
以下の機能を実施する。
（１）メツセージ送給（ｓｅｎｔ　　ｍｅｓｓａｇｅ）
。このトランスフオームは、カーネルから送るべきトラ
ンザクションを受付は且つ出力するメツセージの格納を
維持する。Ｉｎｔｅｒｃｏｍサブシステムは、これらの
メツセージを送るために制御される。送給が成功すると
、格納部からメツセージが削除される。
（２）メツセージ受給（ｒｅｃｅｉｖｅ　　ｍｅｓｓａ
ｇｅ）。メツセージ受給トランスフオームは、人力する
メツセージの格納を維持し且つこれらのメツセージを受
取るためにＩｎｔｅｒｃｏｍサブシステムを制御する。
それがカーネルヘデリバーされると、該格納部からメツ
セージが削除される。
第１４図は、送給メツセージトランスフオーム（ｓｅｎ
ｄ　　ｍｅｓｓａｇｅ　　ｔｒａｎｓｆｏｒｍ）に対応
するＳＴＤを示している。
メツセージを送給する場合に二つの状態がある。
（１）アイドル（Ｉｄｌｅ）。メツセージサービスの送
給部分に対する初期的な状態はアイドル（Ｉｄｌｅ）で
ある。送給するためにメツセージが与えられていると、
メツセージ送給トランスフオーム（Ｓｅｎｄ　　ｍｅｓ
ｓａｇｅ　　ｔｒａｎｓｆｏｒｍ）がイネーブルされ且
っ送給状態への遷移が発生する。前のビジー（ｂ　ｕ　
ｓ　ｙ）のために再度試みられねばならないメツセージ
は後テ再度送給するために保持される。
（２）送給（Ｓｅｎｄ　ｉ　ｎｇ）ｏ　この状態ニオイ
ては、特定した宛て先に対してメツセージを送給するた
めの試みか行なわれる。該メツセージを送給することが
成功すると、メツセージ送給トランスフオームがディス
エーブルされ、サクセス（Ｓｕ’ｃｃｅｓｓ）の信号か
発せられ、且つアイドル状態へ戻る遷移が発生する。宛
て先がビジーであると、メツセージ送給トランスフオー
ムがディスエーブルされ、ビジーの信号が発せられ、ア
イドル状態への遷移が行なわれる。送給が失敗し且つ宛
て先がビジーでない場合には、該メツセージを送給する
ための別の試みが行なわれる。何回かの試みの後に該メ
ツセージを送給することが不可能である場合には、エラ
ーの信号が発せられる。
第１５図は、メツセージサービスの受給（ｒｅｃｅｉｖ
ｅ）部分に対応するＳＴＤを示している。
メツセージを受給するための状態は以下の如くである。
（１）アイドル（Ｉｌｌｅ）。アイドルは初期的な状態
である。接続が要求されると、メツセージ受給トランス
フオーム（Ｒｅｃｅｉｖｅ　　ｍｅｓｓａｇｅ　　ｔｒ
ａｎｓｆｏｒｍ）がイネーブルされ且つメツセージ受給
状態（Ｒｅｃｅｉｖｉｎｇｍｅｓｓａｇｅ　　５ｔａｔ
ｅ）への遷移が発生する。
（２）メツセージ受給（Ｒｅｃｅｉｖｉｎｇ　　ｍｅｓ
ｓａｇｅ）。この状態においては、新たな入力メツセー
ジがカーネルの代わりに受取られる。
受給が完了すると、メツセージ受給状態がディスエーブ
ルされ且つアイドルへ戻る遷移が発生する。
該メツセージサービスはＰＥ間での通信のために使用さ
れる。
（１）ＳｅｎｄＭｅｓｓａｇｅは、トランザクションを
変換し且つ対応するメツセージをトランザクションヘッ
ダにおいて特定されたＰＥへ送給する試みを行なう。ト
ランザクション制御のみがこの機能をコールする。
ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＳｅｎｄＭｅｓｓａｇｅ（
ｔｒａｎｓ　）ｔｒａｎｓＴ　＊ｔｒａｎｓ； ＳｅｎｄＭｅｓｓａｇｅからのリターンコードは、該メ
ツセージの送給が成功したか又は失敗が発生したか否か
を表わす。
ＳｅｎｄＭｅｓｓａｇｅは、トランザクションをメツセ
ージフォーマットへ変換し且つ該メツセージを特定した
宛て先へ送給する試みを行なう。
ｐｕｎｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＳｅｎｄＭｅｓｓｇｅ（ｔ
ｒａｎｓ　）ｔｒａｎｓＴ　＊ｔｒａｎｓ； ｉｆ’　ｎｅｗ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｅｏｎＶｅｒ
ｔ　　ｔｏ　　ｍｅｓｓａｇｅ　　ｆ’ｏｒｍａｔ：ｅ
ｌｓｅ　ｒｅｔｒｙ ｆｉｎｄ　　ｃｏｒｒｅｓｐｏｎｄｉｎｇ　　ｍｅｓｓ
ａｇｅ　　ｉｎ　　ｏｕｔｇｏｉｎｇ　　ｇ＋ｅｓｓａ
ｇｅｑ　ＬｊｅＬｌｅ　； Ｃ１ｅａｒ　ｔｒａｎｓｍｉｔ　ｃｏｕｎｔ；ｅｐｅａ
ｔ ｓｅｎｄ　　ｍｅｓｓａｇｅ； １ｎｃｒｅｓｅｎｔ　ｔｒａｎｓｍｉｔ　ｃｏｕｎｔ；
ｕｎｔＩ　ｌ　５ｕｃｃｅｓｓ　ｏｒ　ｔｒａｎｓｍｉ
ｔ　ｃｏｕｎｔ　ｅｘｃｅｅｄｅｄ；１ｒｓｕｃｃｅｓ
ｓ　ａｎｄ　ｒｅｔｒｙｄｅｌｅｔｅ　ｍｅｓｓａｇｅ
　ｒｒａａ　ｏｕｔｇｏｉｎｇ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｑｕ
ｅｕｅ；ｅｌｓｅ　Ｉｆ　ｂｕｓｙ　ａｎｄ　ｎｅｗ　
ｔｒａｎｓａｃｔ４ｏｎｌｉｎｋ　ｓｅｓｓａｇｅ　１
ｎｔｏ　ｏｕｔｇｏｊｎｇ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｑｕｅｕ
ｅ；ｒｅｔｕｒｖ　５ｔａｔｕｓ； １　＃　ＳｅｎｄＭｅｓｓａｇｅ　＊／ＴａｒｇｅｔＨ
ａｎｄｌｌｅｒは、ＰＥによって受給されたメツセージ
に対するインタラブドハンドラ（ｉｎｔｅｒｒｕｐｔ　
　ｈａｎｄ、９　ｅｒ）である。該ハンドラは、それが
その様に行なうことが安全である場合には、該ディスバ
ッチループを再スタートさせる。
ｐｒｉｖａｔｅ　ｖｏｌｄＴ　ＴａｒｇｅｔＨａｎｄｌ
ｅｒ（）ｉｆｍｅｓｓａｇｅ　５ｈｏｕｌｄ　ｂｅ　ｉ
ｇｎｏｒｅｄｓｊｇｎａｌ　ｍｅｓｓａｇｅ　ｒｅｊｅ
ｃｔｅｔＪ：１ｓｅ ｒｅｃｅｉｖｅ　ｔａｅｓｓａｇｅ： １ｉｎｋ　ｍｅｓｓａｇｅ　１ｎｔｏ　ｉｎｃｏｍｉｎ
ｇ　ｍｅｓｓａｚｅ　ｑｕｅｕｅ；ｃｈｅｃｋ　ｆｏｒ
　ｄｉｓｐａｔｃｈ　１ｏｏｐ　ｒｅｓｔａｒｔ；／＊
　Ｔａｒｇｅｔｌｌａｎｄｌｅｒ　＊／Ｃ，タイマ 第１１図におけるサービスタイマトランスフオーム（Ｓ
ｅｒｖｉｃｅ　　ｔｉｍｅｒ　　ｔｒａｎｓｆｏｒｍ）
は第１６図において拡張されている。
第１６図におけるタイマトランスフオーム（変形）は以
下の如くである。
（１）管理タイ？　（Ｍａｎａｇｅ　　ｔ　ｉｍｅｒＳ
）。管理タイマトランスフオームは、全ての活性タイマ
の格納を維持する。新たなスタートしたタイマは、該格
納部に付加され且つキャンセルされたタイマは除去され
る。
（２）サービスタイムアウト（Ｓｅｒｖｉｃｅｔ　ｉｍ
ｅｏｕ　ｔ）。サービスタイムアウトトランスフオーム
は、ハードウェアタイマの一つが経過した時に発動され
る。
該タイマサービスは、該クロックを読取り且つタイマを
管理するために使用される。
（１）ＧｅｔＴｉｍｅは、−日の現在の時間をリターン
する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　ＧｅｔＴｉｍｅ（ｔｉｍｅ
　）ｔｉｍｅＴ　＊ｔｉｍｅ； （２）ＳｔａｒｔＴｉｍｅｒは、ワンショット又は連続
的なタイマをスタートさせ、該タイマは単一の引数でタ
イムアウト毎に機能を呼出す。該タイマは、満了時間後
に終了する。リピート、即ち繰返しが零でない場合には
、該タイマはリピート時間後に自動的にタイムアウトへ
再スタートされる。必要な場合に該タイマをキャンセル
するために使用することが可能なポインタがリターンさ
れる。
ｐｕｂｌｆｃ　ｔｉｗｅｒＴ　＊５ｔａｒｔＴｆｓｅｒ
（ｔｕｎａ、　ａｒｇ、　ｅｘｐｉｒｙ、　ｒｅｐｅａ
ｔ　）ｖｏｊｄＴ　（ｔｆｕｎｃ）０； ｃａｒｄ４Ｔ　ａｒｇ； ｔｉｓｅＴ　ｔ−ｅｘｐｌｒｙ： ｔｌｓｅＴ　＊ｒｅｐｅａｔ； （３）Ｃａｎｃｅｌ　Ｔｉｍｅｒは、スタートしたタイ
マをキャンセルする。該タイマのキャンセルが成功する
と、該機能はＴＲＵＥヘリターンし、そうでない場合は
、ＦＡＬＳＥである。
ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＣａｎｃｅＴｉｍｅｒ（ｔ
ｆｓｅｒ　）ｔｌｓｅｒＴ　＊ｔｉ麟ｅｒ； タイマサービスによって使用されるデータ構成を以下に
示す。
ｔｙｐｅｄｅｒ　　５ｔｒｕａｔ　　ｔｉｗｅｒＴｒｅ
ｃｔｉｓｅＴ　　　　　　　　　　　ｔａｒ　１ｎｔｅ
ｒｖａｌ；ｖｏｌｄＴ　　　　　　　　　　（ｔｔｍｒ
−ｆ’ｕｎｃ）　０　；ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　　　
　　ｔｓｒ　ｔｏｄ；ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　　　　　
　　ｔ＋ｕ　ａｒｇ；５ｔｒｕｃｔ　ｔｉｗｅｒＴｒｅ
ｃ　　　　ｔｔｍｒ　ｎｅｘｔ；ｌ　　ｔｉｗｅｒＴ； タイマ構成ｔｉｍｅｒＴは、リピートインターバル（ｒ
ｅｐｅａｔ　　１ｎｔｅｒｖａ、Ｑ）、終了時間（ｅｘ
ｐ　ｉ　ｒｙ　　ｔ　ｉｍｅ）　、終了時にコールされ
る機能へのポインタ、その機能に対する引数（ａ　ｒｇ
ｕｍｅｎ　ｔ）及び次のタイマ記録へのポインタを有し
ている。
ＧｅｔＴｉｍｅは、現在のＴＯＤクロック値をリターン
する。該機能は、該クロックを読取る場合のゆがみ（ｗ
ａ　ｒｐ−ａ　ｒｏｕｎｄ）を考慮すべく注意深くなけ
ればならない。
ｐｕｂｌ　Ｉｅ　ｖｏｉｄＴ　Ｇｅｔｌｌｓｅ（ｔｉｓ
＋ｅ　）ｔｉｍｅＴ　本ｔ１ｍｅ； ｒｅ仄乏ｔ ｓａｖｅ　ｈｉｇｈ　ｏｒｄｅｒ　ｐａｒｔ　ｏｆＴＯ
Ｄ　ｃｌｏｃｋ；ｒｅａｄ　ｌｏｗ　ｏｒｄｅｒ　ｐａ
ｒｔ　ｏｆＴＯＤ　ｃｌｏｃｋ；ｕｎｔｉｌ　５ａｖｅ
ｄ　ａｎｄ　ｃｕｒｒｅｎｔ　ｈｉｇｈ　ｏｒｄｅｒ　
ｐａｒｔｓ　ａｒｅ　ｅｑｕａｌ　；１　　／＊　Ｇｅ
ｔＴｊｗｅ　　＊／ ＳｔａｒｔＴｉｍｅｒ及びＣａｎｃｅｊｌＴｉｍｅｒは
、それぞれ、ソフトウェアタイマをスタートさせ且つキ
ャンセルする。
ｐｕｂｌｉｃ　ｔｉｍｅｒＴ　ＤｔａｒｔＴｊｍｅｒ（
ｒｕｎｃ、　ａｒｇ、　ｅｘｐｊｒｙ、　ｒｅｐｅａｔ
）ｖｏｉｄＴ　（零ｆｕｎｃ）　０　： ｃａｒｄ４Ｔ　ａｒｇ； １＋聞ｅＴ粍則「ｙ； ｔｉａ＋ｅＴ本ｒｅｐｅａｔ： ｉｆ　ｔｉｇｅｒｓ　ａｖａｉｌａｂｌｅ　ｏｎ　ｒｒ
ｅｅ　ｔｉｍｅｒ　１ｉｓｔｕｎｌｉｎｋ　ｆｉｒｓｔ
　ｔｉｍｅｒ　ｆｒｃ＊　ｆｒｅｅ　ｔｉｇｅｒ　１ｉ
ｓｔ；１ｓｅ ａｔ　１ｏｃａｔｅ　ａ　ｎｅｗ　ｔｉｇｅｒ　ｒｅｃ
ｏｒｄ；５ａｖｅ　ｔｈｅ　ｆｕｎｃｔｉｏｎ、　ａｒ
ｇｕａ＋ｅｎｔ、　ｅｘｐｉｒｙ、　ａｎｄ　ｒｅｐｅ
ａｔｐａｒｕｅｔｅｒｓ　； ａｄｄ　ｔｈｅ　ｃｕｒｒｅｎｔ　ＴＯＤ　ｔｏ　ｔｈ
ｅ　ｅｘｐｌｒｙ　ｔｌｗｅ；１ｉｎｋ　　ｎｅｗ　　
ｔｉｇｅｒ　　１ｎｔｏ　　５ｔａｒｔｅｄ　　ｔｉｗ
ｅｒ　　１ｉｓｔ　　１ｎ　　５ｏｒｔｅｄｏｒｄｅｒ
； ｒｅｔｕｒｎ　ｎｅｗ　ｔｉｇｅｒ： １　＃　５ｔａｒｔＴＩｓｅｒ　＊／ ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＣａｎｃｅｌＴｉｍｅｒ（
ｔｉｇｅｒ　）ｔｉｓｅｒＴれｉｍｅｒ： ｓｅｔ　ｒｅｔｕｒｎ　ｃｏｄｅ　ｔｏ　ｆａｉｌｅｄ
；ｆ’ｏｒ　ａｌｌ　ｔｉｇｅｒｓ　ｏｎ　５ｔａｒｔ
ｅｄ　ｔｉｇｅｒ　１ｉｓｔｉｆ　　ｔｉｇｅｒ　　ｆ
ｏｕｎｄ ｕｎｌ　ｉｎｋ　ｃａｎｃｅｌ　ｌ聞ｔｉｍｂｅｒ　ｆ
ｒｏｓ　５ｔａｒｔｅｄｔｉ■ｅ「 ｉｓｔ； １ｉｎｋ　ｃａｎｃｅｌｌｅｄ　ｔｉｍｅｒ　１ｎｔｏ
　ｆｒｅｅ　ｔｉｇｅｒ　１ｉｓｔ；ｓｅｔ　ｒｅｔｕ
ｒｎ　ｃｏｄｅ　ｔｏ　５ｕｃｃｅｓｓ：ｂｒｅａｋ； １　　／＊　　ＣａｎｃｅｌＴｔｍｅｒ　　零／インタ
ーバルタイマインタラブドはＩｎｔｅｒｖａｊＪ　Ｈａ
ｎｄｆｉ　ｅ　ｒによって取扱われる。このインターバ
ルタイマは、コール、即ち呼出されるべきハンドラに対
してイネーブルされねばならない。
ｐｒｉｖａｔｅ　ｖｏｊｄＴ　ＩｎｔｅｒｖａｌＨａｎ
ｄｌｅｒ（）ｒｉｎｄ　ｒｉｒｓｔ　ｕｎｅｘｐｌｒｅ
ｄ　ｔｉｇｅｒ　ｏｎ　ｓｔａｒｔｅｄｔｉｇｅｒ　１
ｉｓｔ； ｐｒｏｃｅｓｓ　ｔｉｓ＋ｅｒｓ； ｃａｌｃｕｌａｔｅ　ｎｅｘｔ　ｒｅｔｒｙ　ｔｉａ＋
ｅｏｕｔ；ｒｅｌｏａｄ　１ｎｔｅｒｖａｌ　ｔｌｓｅ
ｒ；ｃｈｅｃｋ　ｆｏｒ　ｄｉｓｐａｔｃｈ　１ｏｏｐ
　ｒｅｓｔａｒｔ；１　／ｌ　ＩｎｔｅｒｖａｌＨａｎ
ｄｌｅｒ　＊／Ｄ１例外（Ｅｘｃｅｐｔ　１ｏｎｓ） 例外サービスは、回復可能及び回復不可能な例外を記録
（ｉｌｏｇｇｉｎｇ）するために使用される。
（１）警告（Ｗａｒｎｉｎｇ）は、回復可能なノ＼−ド
ウエア又はソフトウェア例外をログ（４７０ｇ）、即ち
記録し且つＣＦＥに報告する。該例外の理由の表示が与
えられる。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　Ｗａｒｎｉｎｇ　（ｒｅａ
ｓｏｎ）Ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｒｅａｓｏｎ； （２）ＭａｃｈｉｎｅＣｈｅｃｋは、回復不可能な例外
をログ、即ち記録し且つＣＦＨに報告する。
該例外の理由の表示が与えられる。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　ＭａｃｈｉｎｅＣｈｅｃｋ
　（ｒｅａｓｏｎ）ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｒｅａｓｏｎ； 該例外サービス機能は、全てのＰＥステータス情報を共
通ＫＤＢログアウト（ｌｏｇｏｕｔ）区域内に維持する
。
ｊｙｐｅｄｅ１″５ｔｒｕｅｔ　　Ｊｏｇ−１ｒｅａＴ
ｒｅｅｆ ｂｉｔｓ！１２Ｔ　　　　ｌｏｇ−ｄｒｅｇ［８］；ｂ
ｉｔｓ３２Ｔ　　　　ｌｏｇ−ａｒｅｇ［７］；ｂｉｔ
ｓ３２Ｔ　　　　Ｉｏｎ−ｓｓｐ；ｂｉｔｓ３２Ｔ　　
　　ｌｏｇ−ｕｓｐ：ｂｊｔｓ１６Ｔ　　　　ｌｏｇ−
ｓｒ；ｂｆｔｓ１６Ｔ　　　　ＩｏｇＪｖ： ｂｉｔｓ８２Ｔ　　　　ｌｏｇ−ｐｃ；ｂ１ｔｓ１６Ｔ
　　　　ｌｏｇ−ｖｅｃ；ｌ　　ｌｏｇ　ａｒｅａｔ； ｐｕｂｌｉｃ　ｌｏｇ　ｘｒｅａＴ　ＫｄｂＲｅｇｉｓ
ｔｅｒｓ；ｐｕｂｌｉｃ　ｃａｒｄ４Ｔ　　　＊５ｔａ
ｃｋＴｏｐ；ｐｕｂｌｌｃ　ｃａｒｄ２Ｔ　　　Ｋｄｂ
Ｓｔａｔｕｓ：レジスタ保存区域ＫｄｂＲｅｇｉｓｔｅ
ｒｓから構成されるクラッシュログ（ｃｒａｓｈ　　ｆ
ｏｇ）は、マシンチエツクを記録するために使用される
。
ＫＤＢは、又、カーネルスタックポインタ５ｔａｃｋＴ
ｏｐ及びステータス情報ＫｄｂＳｔａｔｕＳをブレーク
ポイント及びトラッキング用に必要とする。
該例外サービス機能に対する擬似コー に示す。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　Ｗａｒｎｉｎｇ　（ｒｅａ
ｓｏｎ）ｃａｒｄＴ　　ｒｅａｓｏｎ； ドを以下 ５ａｖｅ　ｗａｒｎｉｎｇ　ｆｕｎｃｔｉｏｎ　ａｎｄ
　　ｒｅａｓｏｎ：５ｅｎｄ　ｅｘｃｅｐｔｉｏｎ　ｎ
ｏｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ　ｔｏ　ＣＦＥ；）　　／＊　
Ｗａｒｎｊｎｇ　＊／ ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　ＭａｃｈｌｎｅＣｈｅｅｋ
　（ｒｅａｓｏｎ）ｃａｒｄＴ　ｒｅａｓｏｎ； ｓｅｔ　ＰＥ　５ｔａｔｅ　ｔｏ　ｓ＋ａｃｈｊｎｅ　
ｃｈｅｅｋ；５ａｖｅ　　ｗａｃｈｊｎｅ　　ｃｈｅｃ
ｋ　　ｆｕｎｃｔｊｏｎ　　ａｎｄ　　ｒｅａｓｏｎ；
５ａｖｅ　ａｌｌ　　ｒｅｇｉｓｔｅｒｓ；５ａｖｅ　
　１ａｓｔ　　ｐａｒｔ　ｏｒ　５ｔａｃｋ；１ｒｎｏ
ｔ　ａｌｒｅａｄｙ　ｍａｃｈｉｎｅ　ｃｈｅｃｋｅｄ
ｓｅｎｄ　ｅｘｃｅｐｔｉｏｎ　ｎｏｔｉｆｉｃａｔｉ
ｏｎ　ｔｏ　ＣＦＥ；ｅｌｓｅ　ｄｏｕｂｌｅ　ｍａｃ
ｈｉｎｅ　ｃｈｅｃｋｈａｌｔ； １　／ｌ　ＭａｃｈｉｎｅＣｈｅｃｋ　＊／Ｅ、ＰＭＭ
Ｕサポート カーネルにおいて、ページは該カーネル又はユーザタス
クの何れかに属する。ＰＭＭＵサポートは、該カーネル
が、タスク変換テーブルを形成し且つ削除し、タスクに
対してページを使用可醜としたり不能としたり、且つユ
ーザページがアクセスされたか否かをチエツクすること
を可能とする。
（１）ＣｒｅａｔｅＴａｓｋＴＴは、ＴＣＢポインタに
よって与えられるタスクがスタートされる場合に、ユー
ザ変換テーブルを初期化する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｌｄＴ　ＣｒｅａｔｅＴａｓｋＴＴ
　（ｔｃｂ）ｔｃｂＴ　　　＊ｔｃｂ； （２）Ｄｅ（ｌ　ｅ　ｔ　ｅＴａ　ｓ　ｋＴＴは、ＴＣ
Ｂポインタによって与えられるタスクか完了するか又は
移動されると、ユーザ変換テーブルを除去する。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　ＤｅｌｅｔｅＴａｓｋＴＴ
　（ｔｃｂ）ｔｃｂＴ　　　＊ｔｃｂ： （３）ＩｎｓｅｒｔＰａｇｅは、ページをタスクの変換
テーブル内に挿入し、従って該ページを該タスクに対し
て使用可能とする。ＴＣＢポインタ、ページ番号、ペー
ジポインタ及び書込みフラッグは引数としてバスされる
。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　ＩｎｓｅｒｔＰａｇｅ　（
ｔＣｂ、　ｐａｇｅｎｕｖ　ｐａｇｅ、　ｗｒｉｔｅ）
ｔｃｂＴ　　　ネｔｃｂ； ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｐａｇｅｎｕｍ； ｐａｇｅＴ　　　本ｐａｇｅ； ｂｏｏｌＴ　　　　　ｗｒｉｔｅ： （４）ＲｅｍｏｖｅＰａｇｅは、タスクの変換テーブル
からページを除去し、従って該ページを該タスクに対し
て使用不能とさせる。ＴＣＢポインタ及びページ番号は
引数としてバスされる。
ｐｕｂ目ｃ　ｖｏｉｄＴ　ＲｅｍｏｖｅＰａｇｅ　（ｔ
ｃｂ、　ｐａｇｅｎｕｍ）ｔｃｂ　　　　＊ｔｃｂ； ｃａｒｄ４Ｔ　　　　　ｐａｇｅｎｕｍ；（５）Ｗａｓ
ＰａｇｅＵｓ　ｅｄは、タスク変換テーブルをチエツク
して、最後のコール、即ち呼出し以来ページが使用され
たか否かを決定する。ＴＣＢポインタ及びページ番号が
引数としてバスされる。該機能は、該ページが使用され
た場合にＴＲＵＥヘリターンし、そうでなければＦＡＬ
ＳＥである。該ページに対するＰＭＭＵ使用ビットは各
コールでクリアされる。
ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＶａｓＰａｇｅＵｓｅｄ　
（ｔｃｂ、　ｐａｇｅｎｕｓ）ｔｅｂ　　　　　　京ｔ
ｃｂ： ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｐａｇｅｎｕｓ； ＰＭＭＵサポート機能は、カーネル及びＧ−ＲＴＳの代
わりにＰＭＭＵを制御する。ＰＭＭＵＩｎｉｔはスター
トアップ、即ち始動時においてＰＭＭＵを初期化する。
スーパーバイザ及びＣＰＵアドレス空間は、直接マツプ
されており、ユーザのアドレス空間は要求によりマ・ノ
ブされる。
ｐｒｉｖａｔｅ　ｖｏｉｄＴ　ＰＭＭＵｌｎｉｔ（＞ｉ
ｎｉｔｉａｌｉｚｅ　ｐａｇｅ　５ｉｚｅ、　１ｏｏｋ
−ｕｐ　１ｅｖｅｌ　、　ａｎｄ　ＰＣ１ｏｏｋ−ｕｐ
：ｍａｒｋ　ｕｎｕｓｅｄ　ａｄｄｒｅｓｓ　５ｐａｃ
ｅｓ　ａｓ　１ｎｖａ１１ｄ；ｄｉｒｅｃｔ　ｌａｐ　
５ＵｐｅｒＶｉＳＯｒ　ａｎｄ　ＣＰＵ　５ｐａｅｅＳ
：ｒ　１ｕｓｈ　ａｌ　Ｉ　ｃａｃｈｅ　ｅｎｔｒｉｅ
ｓ；ｓｅｔ　ｒｏｏｔ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｒｅｇｉｓｔ
ｅｒ；ｓｅｔ　ｔｒａｎｓｌａｔｉｏｎ　ｃｏｎｔｒｏ
ｌ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ；＃　ＰＭＭＵＩｎｉｔ　＊／ ユーザスペースのマツピングを管理するためにカーネル
によって四つのルーチンが使用される。
ＣｒｅａｔｅＴａｓｋＴＴは、タスクに対するユザ変換
テーブルを初期化し、Ｄｅｌ　ｅ　ｔ　ｅＴａｓｋＴＴ
はそれらを除去する。
ｐｕｂｌｌｃ　ｖｏｉｄＴ　ＣｒｅａｔｅＴａｓｋＴＴ
　（ｔｃｂ）ｔｃｂＴ　　　零ｔｃｂ： ｆ’ｏｒ　ｕｓｅｒ　ｄａｔａ　ａｎｄ　ｐｒｏｇｒａ
ｇ＋　５ｐａｃｅｓａｌｌｏｃａｔｅ　ｅｍｐｔｙ　１
ｅｖｅｌ　Ａ　ｔａｂｌｅ；１　　＃　ＣｒｅａｔｅＴ
ａｓｋＴＴ　＊／ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｊｄＴ　Ｄｅｌｅ
ｔｅＴａｓｋＴＴ　（ｔｃｂ）ｔｃｂＴ　　　＊ｔｃｂ
； ｆｏｒ　ｕｓｅｒ　ｄａｔａ　ａｎｄ　ｐｒｏｇｒａｍ
　５ｐａｃｅｓｄｅｌｅｔｅ　ａｌｌ　　１ｅｖｅｌ　
Ｂ　ｔａｂｌｅ；ｄｅｌｅｔｅ　１ｅｖｅｌ　　Ａ　ｔ
ａｂｌｅ；１　　／＊　ＤｅｌｅｔｅＴａｓｋＴＴ　ｆ
ｉ／ＩｎｓｅｒｔＰａｇｅはタスクの変換テーブル内に
ページを挿入し、ＲｅｍｏｖｅＰａｇｅはそれを除去す
る。
ｐｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　ＩｎｓｅｒｔＰｇｅ　（ｔ
ｃｂ、　ｐａｇｅ＋＋ｕｇ＋、　ｐａｇｅ。
ｔｃｂＴ　　　　＊ｔｃｂ： ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｐａｇｅｒ＋ｕｓ＋；ｐａｇｅＴ　
　　＊ｐａｇｅ； ｂｏｏｌＴ　　　　ｗｒｉｔｅ； Ｗｒｉｔｅ） Ｉｆ　ｗｒｉｔｅ　ｐｒｏｔｅｃｔ ｓｅｔ　ｗｒｉｔｅ　ｐｒｏｔｅｃｔ　ｂｌｔ；ｅｎｓ
ｕｒｅ　１ｅｖｅｌ　Ａ　ｔａｂｌｅ　ｅｘｉｓｔｓ；
ｉｆ　ｎｏ　１ｅｖｅｌ　Ｂ　ｔａｂｌｅａｌｌｏｃａ
ｔｅ　ｅｓｐｔｙ　１ｅｖｅｌ　Ｂ　ｔａｂｌｅ；ｅｎ
ｓｕｒｅ　１ｅｖｅｌ　Ｂ　ｔａｂｌｅ　ｅｘｉｓｔｓ
；ｖａｌ　１ｄａｔｅ　ｐａｇｅ　ｉｎ　ｕｓｅｒ　ｔ
ａｂｌｅ：］　／＊　ＩｎｓｅｒｔＰａｇｅ　ｉｆ／ｐ
ｕｂｌｉｃ　ｖｏｉｄＴ　ＲｅｓｏｖｅＰａｇｅ　（ｔ
Ｃｂ、　ｐａｇｅｎｕｗ＋）ｔｃｂＴ　　　　ｔｔｃｂ
； ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｐａｇｅｔ＋ｕｇ＋：ｅｎｓｕｒｅ
　１ｅｖｅｌ　Ａ　ｔａｂｌｅ　ｅｘｉｓｔｓ；ｅｎｓ
ｕｒｅ　１ｅｖｅｌ　Ｂ　ｔａｂｌｅ　ｅｘｉｓｔｓ；
１ｎｖａｌ　１ｄａｔｅ　ｐａｇｅ　Ｉｎ　＋ｘ；ｅｒ
　ｔａｂｌｅ；Ｉｆ　１ｅｖｅｌ　Ｂ　ｔａｂｌｅ　ｉ
ｓ　ｅｍｐｔｙｄｅｌｅｔｅ　１ｅｖｅｌ　Ｂ　ｔａｂ
ｌｅ＋！　＃　Ｒｅｓ＋ｏｖｅＰａｇｅ　＊／ＷａｓＰ
ａｇｅＵｓｅｄは、ページ用のＰＭＭＵ使用ビットをチ
エツクし且つクリアする。
ｐｕｂｌｉｃ　ｂｏｏｌＴ　ＷａｓＰａｇｅＵｓｅｄ　
（ｔｃｂ、　ｐａｇｅｎｕｗ）ｔｃｂＴ　　　　れｃｂ
： ｃａｒｄ４Ｔ　　　ｐａｇｅｎｕｓ＋　：ｅｎｓｕｒｅ
　１ｅｖｅｌ　＾ｔａｂｌｅ　ｅｘｉｓｔｓ；ｅｎｓｕ
ｒｅ　１ｅｖｅｌ　Ｂ　ｔａｂｌｅ　ｅｘｉｓｔｓ；ｓ
ｅｔ　ｒｅｔｕｒｎ　ｃｏｄｅ　ｔｏ　ｔｒｕｅ　Ｉｆ
　ｕｓｅｄ　ｂｉｔ　ｓｅｔ　ｏｔｈｅｒｗｉｓｅｆａ
ｌｓｅ： ｃｌｅａｒ　ｕｓｅｃｌ　ｂｉｔ； ｒｅｔｕｒｎ　ｕｓｅｄ　ｂｉｔ　５ｔａｔｕｓ；１　
／＊　　ＷａｓＰａｇｅＵｓｅｄ　＊／バスエラーハン
ドラ（ｂｕｓ　　ｅｒｒｏｒ　　ｈａｎｄ１！ｅｒ）は
、ＰＭＭＵサポートの最も複雑な部分である。該ハンド
ラは、最初にエラーに対するチエツクを行ない、次いで
ページ欠陥に対してチエツクを行なう。合法的ページ欠
陥は有効なものとされる。欠陥は補正されるが、ソフト
ウェアはその欠陥を修復しない。
ｐｕｂｌ　ｉｃ　ＢＥＲＲＨａｎｄｌｅｒＯｄｅｔｅｍ
ｎｅ　ｗｈｅｒｅ　ｔｈｅ　ｆａｕｌｔ　ｏｃｃｕｒｒ
ｅｄ　（ｄａｔａ　ｏｒｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ）　； ｆ’ｉｎｄ　　ｏｕｔ　　ｗｏｒｅ　　ａｂｏｕｔ　　
ｔｈｅ　　ｆａｕｌｔ；ｉｆ　ｉｌｌｅｇａｌ　ＰＭＩ
ＩＵ　ｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎｍａｃｈｉｎｅ　ｃ
ｈｅｅｋ： ｉｆ’　ｈａｒｄ　ｂｕｓ　ｅｒｒｏｒｍａｃｈｉｎｅ
　ｃｈｅｅｋ； ｉｆ　Ｉｎｖａｌ！ｄ　ｔａｂｌｅ　ｅｎｔｒｙｉｆ　
ｖａｌ　ｉｄ　ａｄｄｒｅｓｓ　５ｐａｃｅｉｆ　５ｕ
ｐｅｒｖｉｓｏｒ　ｓｐａｃｅｍａｃｈｉｎｅ　ｃｈｅ
ｅｋ； ｌｓｅ １ｆｌｅｇａｌ　ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ ａｓｋ　ｋｅｒｎｅｌ　ｆｏｒ　ｐａｇｅ；５ｅ ｒａｉｓｅ　ａｄｄｒｅｓｓｉｎｇ　ｅｒｒｏｒｌｓｅ ｍａｃｈｉｎｅ　ｃｈｅｅｋ： 「１ｕｓｈ　ｃａｃｈｅ　ｅｎｔｒｙ：ｒｅｔｕｒｎ　
ｆｒｏｍ　ｅｘｃｅｐｔｉｏｎ＋１　　／本ＢＥＲＲＨ
ａｎｄｌｅｒ　本！Ｆ、ディスパッチ＋　（Ｄｉｓｐａ
ｔｃｈｅｒ）フレームワーク用の主ディスパッチループ
は、メツセージ及びタイマをカーネルヘデリバーし、ユ
ーザタスクを実行し且つ低優先度のバックグラウンド処
理を実施するために使用される。
ｐｒｉｖａｔｅ　ｖｏｉｄＴ　Ｄｉｓｐａｔｃｈｅｒ（
）奮 ｒｅｓｅｔ　ｒｒｕｅｗｏｒｋ　５ｔａｃｋ；ｅｎａｂ
ｌｅ　１ｎｔｅｒｒｕｐｔｓ：ｒｏｒ　ａｌ　Ｉ　ｒｅ
ｃｅｉｖｅｄ　ｍｅｓｓａｇｅｓｃｏｎｖｅｒｔ　ｔｏ
　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　ｒｏｎｗａｔ；ｄｅｌ　１
ｖｅｒ　　ｇ＋ｅｓｓａｇｅ　　ｔｏ　　ｋｅｒｎｅｌ
　；ｒｏｒ　ａｌｌ　ｅｘｐｉｒｅｄ　ｔｉｇｅｒｓｃ
ａｌｌ　ｅｘｐｉｒｙ　ｒｕｎｃｔＩｏｎ；ｕｎｌｉｎ
ｋ　ｔｉｇｅｒ　ｆ’ｒｏｓ　５ｔａｒｔｅｃ！　ｔｌ
ｍｅｒ　ｌｌ５ｔ；ｉｔ　ｒｅｐｅａｔ　１ｎｔｅｒｖ
ａｌ　ｉｓ　ｎｏｎｚｅｒ。
ｃａｌｃｕｌａｔｅ　ｎｅｗ　ｅｘｐｉｒｙ　ｔｉｍｅ
；１ｉｎｋ　　ｔｉｇｅｒ　　１ｎｔｏ　５ｔａｒｔｅ
ｄ　　ｔｌｓｅｒ　　１１ｓｔｓｏｒｔｅｄ　ｏｒｄｅ
ｒ； １ｓｅ １１ｎｋ　ｔｉｇｅｒ　１ｎｔｏ　「ｒｅｅ　ｔｉｓｅ
ｒ　１１ｓｔＩｆ　ｔｈｅｒｅ　ｉｓ　ａ　ｒｅａｄｙ
　ｔａｓｋｒｅｓｔｏｒｅ　ｃｕｒｒｅｎｔ　ｔａｓｋ
　５ｔａｔｕｓ：ｒｅｔｕｒｎ　ｔｏ　ｔａｓｋ； ｐｅｒｆ’ｏｒＩｂａｃｋｇｒｏｕｎｄ　ｐｒｏｃｅｓ
ｓｉｎｇ；Ｉｎ インタラブドハンドラはＣｈｅｃｋＲｅｓｔａｒｔをコ
ールして、該ディスパッチループを再スタートすること
が安全であるが否がを決定する。
ｐｒｉｖａｔｅ　ｖｏｌｄＴ　ＣｈｅｅｋＲｅｓｔａｒ
ｔ（）ｉｆ　ｕｓｅｒ　ｔａｓｋ　ｅｘｅｃｕｔｉｎｇ
ｓｅｖｅ　ｃｕｒｒｅｎｔ　　ｔａｓｋ　５ｔａｔｕｓ
；Ｉｆ　ｕｓｅｒ　ｔａｓｋ　ｅｘｅｃｕｔｉｎｇ　ｏ
ｒ　ａｕｄＩｔｌｎｇｊｕｍｐ　　ｔｏ　　ｔｏｐ　　
ｏｒ　ｄｉｓｐａｔｃｈ　　１ｏｏｐ；１　　／＊　Ｃ
ｈｅｃｋＲｅｓｔａｒｔ　＊／以上、本発明の具体的実
施の態様について詳細に説明したが、本発明は、これら
具体例にのみ限定されるべきものではなく、本発明の技
術的範囲を逸脱することなしに種々の変形が可能である
ことは勿論である。
【図面の簡単な説明】
第１図は並列処理システムによって使用されるメモリモ
デルを示したブロック図、第２図は本パラレル処理シス
テムのハードウェアを示したブロック図、第３図はカー
ネルの全体的な構成を示したブロック図、第４図は管理
ツリーを示した概略図、第５ａ図乃至第５ｆ図は併合及
びページ形成の動作を説明する各説明図、第６図はトラ
ンザクション制御の関係を示した説明図、第７図はトラ
ンザクション制御データ流れを示した説明図、第８図は
トランザクション受給データ流れを示した説明図、第９
図はトランザクション休止データ流れを示した説明図、
第１０図はフレームワークとカーネル及びハードウェア
の他の部分との間の関係を示した説明図、第１１図はフ
レームワーク内のトップレベルデータ流れを示した説明
図、第１２図はフレームワークトップレベル状態遷移を
示した説明図、第１３図はサービスメツセージデータ流
れを示した説明図、第１４図はメツセージ送給状態遷移
を示した説明図、第１５図はメッセジ受給状態遷移を示
した説明図、第１６図はサビスタイマデータ流れを示し
た説明図、である。 （符号の説明） ２０　： ３０　： ４０　： ５０　： ６０　＝ プランナ ヘーンヤ フェイムマネジャ トランザクション制御 タスクマネジャ ７０：情報コンポーネント ８０：フレームワーク ９０：Ｉｌｏ

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １、各々がプロセサとメモリとを具備する複数個の処理
    要素を持った並列処理コンピュータシステムにおいて、
    選択した処理要素によって実行されるタスクに対する情
    報ページを捜し出す方法において、タスクによって形成
    された時に各ページに対して独特のページ名称を割当て
    、ページが捜し出され且つタスクが実行中である場合に
    処理要素を管理するページ用エージェントのヒエラルキ
    を確立し、前記ヒエラルキをサーチしてタスクに対する
    ページを捜し出す、上記各ステップを有することを特徴
    とする方法。 ２、特許請求の範囲第１項において、更に、ページをタ
    スクへ送給するステップを有することを特徴とする方法
    。 ３、複数個の処理要素を持ったコンピュータシステムに
    おいて、タスクの実行をサブセットの処理要素へ制限す
    る方法において、プロセサ間通信距離に基づいて複数個
    のセットの処理要素をフェイム領域へ群別しフェイム領
    域をタスクに割当て、タスクページをフェイム領域に制
    限する、上記各ステップを有することを特徴とする方法
    。 ４、特許請求の範囲第３項において、更に、前記タスク
    のフェイム領域を拡張するステップを有することを特徴
    とする方法。 ５、複数個の処理要素がタスクを実行し且つこれらのタ
    スクに関連するメモリのページ内に結果を格納する並列
    処理コンピュータシステムにおいて、ページを併合する
    方法において、第一ページと第二ページとを比較し、差
    がある場合には第三ページ内のデータの代わりに第二ペ
    ージからのデータを第三ページ内に格納し、前記第二ペ
    ージの全てを前記第一ページと比較した後に、前記第二
    ページを廃棄する、上記各ステップを有することを特徴
    とする方法。 ６、特許請求の範囲第５項において、更に、前記第一ペ
    ージを前記第三ページと置換するステップを有すること
    を特徴とする方法。 ７、要素間通信を処理するために通信バスによって相互
    接続されている複数個の処理要素を有しており且つ主処
    理要素が一群の処理要素によって並列的に実施可能な選
    択した命令ステップを持ったメモリ空間からのプログラ
    ムを実行するコンピュータシステムにおいて、前記選択
    した命令ステップを並列的に実行する方法において、前
    記選択した命令ステップの前に並列命令文をプログラム
    内に挿入して前記選択した命令ステップを並列的に実施
    することが可能であることを前記主処理要素へ報告し、
    前記並列命令文を実行して前記主処理要素をして前記選
    択した命令ステップをタスクに割当て且つこれらのタス
    クをグループ間に分散させ、各タスクに対して別のメモ
    リ空間を確立する、上記各ステップを有することを特徴
    とする方法。 ８、要素間通信を処理するために通信バスによって相互
    接続された複数個の処理要素を有しており且つ主処理要
    素が一群の処理要素によって並列的に実施することが可
    能な選択した命令ステップを持ったメモリ空間からのプ
    ログラムを実行するコンピュータシステムにおいて、前
    記選択した命令ステップを並列的に実行する方法におい
    て、前記選択した命令ステップの前に並列命令文をプロ
    グラム内に挿入して前記選択した命令ステップを並列的
    に実施することが可能であることを前記主処理要素へ報
    告し、前記並列命令文を実行して前記主処理要素をして
    前記選択した命令ステップをタスクに割当てると共にこ
    れらのタスクを前記一群の間で分散し、前記一群の処理
    要素の選択した一つがそのメモリ空間から情報を読取る
    ことを所望する場合に別個のメモリ空間を各タスクに対
    して確立し前記選択した一つがそのメモリ空間内に書込
    みを行なうまで前記選択した一つが前記主処理要素のア
    ドレス空間から読取ることを指示し、その後に前記選択
    した一つがそのメモリ空間から読取りを行なうことを指
    示する、上記各ステップを有することを特徴とする方法
    。 ９、処理要素間通信のために通信バスによって相互接続
    されている複数個の処理要素を持っており且つ一群の処
    理要素によって並列的に実施することの可能な選択した
    命令ステップを持ったメモリ空間からの主タスクを主処
    理要素が実行するコンピュータシステムにおいて、前記
    選択した命令ステップを並列的に実行する方法において
    、前記選択した命令ステップの前に並列命令文をプログ
    ラム内に挿入して前記選択した命令ステップを並列的に
    実行することが可能であることを主処理要素へ報告し、
    前記並列命令文を実行して前記主処理要素をして前記選
    択した命令ステップをタスクへ割当て且つこれらのタス
    クを前記一群の間で分散させ、各タスクに対して別のメ
    モリ空間を確立し、前記一群に対して割当てられたタス
    クを実行し、各タスクのメモリ空間を併合し、前記タス
    クの実行が完了すると前記併合ステップが完了したか否
    かに拘らず前記主タスクの実行を再開する、上記各ステ
    ップを有することを特徴とする方法。 １０、処理要素間通信のために通信バスによって相互接
    続されている複数個の処理要素を具備しており且つ一群
    の処理要素によって並列的に実施可能な選択した命令ス
    テップを持ったメモリ空間からのプログラムを主処理要
    素が実行するコンピュータシステムにおいて、前記選択
    した命令ステップを並列的に実行する方法において、前
    記選択した命令ステップの前に並列命令文を前記プログ
    ラム内に挿入して前記選択した命令ステップを並列的に
    実施することが可能であることを前記主処理要素へ報告
    し、前記並列命令文を実行して前記主処理要素をして前
    記選択した命令ステップをタスクへ割当ててこれらのタ
    スクを前記一群の間で分散させ、各タスクに対して別の
    メモリ空間を確立する、上記各ステップを有することを
    特徴とする方法。 １１、各々が命令を実行するためのプロセサと情報を格
    納するためのメモリとを具備する複数個の処理要素を有
    しており且つ親プロセサが並列的に実行することが可能
    な選択した一連の命令を有する命令のストリームを実行
    し且つこの様な各処理要素に対してその処理要素内のプ
    ロセサが情報を書込むことが可能な独特のアドレス空間
    を確立する並列処理コンピュータシステムにおけるアド
    レス空間を管理する方法において、前記選択した一連の
    命令の前に前記選択した一連の命令を並列的に実行する
    ことが可能であることを表わすための命令を前記命令の
    ストリーム内に挿入し、前記選択した一連の命令を並列
    的に実行することが可能な一群のタスクへ分割し、各々
    に命令及び実行を開始すべき前記親プロセサのアドレス
    空間内のアドレスを送ることによって前記一群のタスク
    のメンバーへ別々の処理要素を割当てる、上記各ステッ
    プを有しており、最初にそれ自身のアドレス空間内に情
    報を書込むまで前記親プロセサのアドレス空間からの情
    報を最初に書込むまでこの様な各タスクが前記親プロセ
    サのアドレス空間からの情報を読取り、且つその時に親
    タスクからその中に書込まねばならない情報ページをコ
    ピーし且つその後にそのページから読取りを行なうと共
    に書込みを行なうことを特徴とする方法。 １２、複数個のプロセサ要素を持った並列コンピュータ
    システムにおいて、実行すべき余分のタスクを持ったプ
    ロセサ要素からのタスクを実行すべきタスクを必要とす
    るプロセサ要素へ再分散する方法において、各プランナ
    エージェントが一団のプロセサ要素を管理するプランナ
    エージェントのヒエラルキを確立し、各プランナエージ
    ェントに対してそのプランナエージェントによって管理
    されている前記一団のプロセサ要素に関してのタスクロ
    ードに関しての情報を周期的且つ偶発的に送信し、プラ
    ンナエージェントのタスクロードに不均衡が存在する場
    合にタスク再分散操作を発動してその結果実行すべき余
    分の数のタスクを持ったプロセサ要素から実行すべきタ
    スクを必要とするプロセサ要素へタスクを転送する、上
    記各ステップを有することを特徴とする方法。 １３、複数個のプロセサ要素を持った並列コンピュータ
    システムにおいて、一つのプロセサ要素から一団のタス
    クを少なくとも他の１個のプロセサ要素へ転送する方法
    において、各プランナエージェントが一団のプロセサ要
    素を管理する複数個のプランナエージェントからなるヒ
    エラルキを確立し、前記プランナエージェントのプロセ
    サ要素に関するタスクロードに関しての情報を各プラン
    ナエージェントに対して周期的且つ偶発的に送信し、前
    記プランナエージェントのヒエラルキを使用して初期的
    なプロセサ要素から少なくとも他の一つのプロセサ要素
    への一団のタスクの移動を調整し、前記プランナエージ
    ェントのヒエラルキを使用して完了したタスク情報の前
    記初期的プロセサ要素への移動を調整する、上記各ステ
    ップを有することを特徴とする方法。 １４、コンピュータシステムにおいて、ケージ間で情報
    を送信するためにケージ相互接続バスによって相互接続
    されている第一組のケージ、ボード間で情報を送信する
    ためにケージバスによって相互接続されている各ケージ
    内に配設されている第一群のボード、複数個の処理要素
    、を有しており、前記各処理要素が情報を処理するため
    のプロセサと情報を格納するためのメモリとを具備して
    おり、前記処理要素が各ボード上に配設されると共に前
    記処理要素間で情報を送信するためにボードバスによっ
    て相互接続されていることを特徴とするコンピュータシ
    ステム。
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