JPH0612386A - プロセス内のスレッドを同期するための方法およびシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 プロセス中のスレッドの要素の実行を同期す
る方法・システムに関する。 【構成】 スレッドの実行前に、その実行に関する全て
の要素がそのスレッドに係わるローカルキャッシュ中に
そろっているかどうかが決定される。もしそろっていれ
ば実行を開始するが、そろっていないときは、該当する
リソースが主記憶からフェッチされその実行開始前にロ
ーカルキャッシュに格納される。その場合に、スレッド
の中の一の命令実行中にその命令がデータを要求するこ
とがありえる。そのような事象が発生するとその要求さ
れたデータが使用可能かどうかを判断しなければならな
い。データが使用可能な場合は、その命令実行の結果が
ストアされスレッドの実行が継続されるが、そうでない
場合はそのスレッドの実行は中断され別のスレッドの実
行が開始される。中断に係わるスレッドは特別なメモリ
一に格納され、中断の理由となった不足データの到着を
待つ。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、一般的には、並列デ
ータ処理システムにおけるデータ同期、より具体的に
は、処理要素（プロセッサエレメント）によって実行さ
れるプロセスにおけるスレッドの同期に関する。

【０００２】

【従来の技術】並列データ処理システムにおいて、実行
されるプログラムは、複数の処理要素によって並列に実
行される多数のプロセスに分割される。それぞれのプロ
セスは一以上のスレッドを含み、各スレッドは順次実行
可能な命令のグループを有する。多数のスレッドの同時
実行は、それぞれのスレッドに関連する活動の同期（時
間調整）を必要とする。同期なしには、プロセッサは、
それが必要とするデータを待つ長時間アイドル状態に保
たれることとなり、システムの性能や使用効率が低下す
る。

【０００３】一つのプロセス内に位置するスレッドは、
他のプロセスまたは同一のプロセス内にあるスレッドと
通信する能力を有する。従って、システム性能が高度で
ある効率的実行システムを達成するためには、種々の水
準の同期が必要とされる。

【０００４】異なったプロセスに置かれたスレッドの通
信を同期させるために、I-Structure のような同期メカ
ニズムを通用することができる。I-Structure は主記憶
装置で使用され、「Ｉ−構造体：並列計算のためのデー
タ構造」( I-structures: Data Structures for Parall
el Computing")（アーヴィント、Ｒ．Ｓ．ニックヒル、
Ｋ．Ｋ．ピンガーリ著、マサチューセッツ工科大学コン
ピュータ科学研究室、１９８７年２月）の中で記述され
ている。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】異なったプロセス間で
通信するスレッド間の同期と同様、同じプロセス内のス
レッド間の同期を達成する同期メカニズムも必要であ
る。従って、一つのプロセス内のスレッドを同期し、そ
れによってより高いシステム使用効率と性能を確保する
効率的な方法が必要である。スレッドが実行される処理
要素に対して同期メカニズムがローカルであるプロセス
においても、スレッドの同期メカニズムが必要である。
さらに、ローカルメモリ容量の制約によって実行される
プロセスやスレッドの数が制約されることがない同期メ
カニズムの必要性が存在する。

【０００６】本発明による一のプロセス内のスレッドの
同期のための方法およびシステムの提供によって、従来
技術の欠点が克服され、付加的な利点が提供される。

【０００７】

【課題を解決するための手段】この発明の原理によれ
ば、プロセス内のスレッドの処理要素による実行を同期
する方法が提供される。このプロセスは、プロセス内の
スレッドの実行中にローカルフレームキャッシュからデ
ータフィールドをフェッチし、状態ビットキャッシュか
ら関連する状態標識をフェッチするステップを含む。状
態標識は、スレッドが使用することが可能なデータをそ
のデータフィールドが含むかどうかを決定するのに使用
される第１の状態値を有する。若し、データが使用不可
能ならば、スレッドの実行は、データが使用可能となる
まで据え置かれる。

【０００８】一実施例では、スレッドは継続記述子によ
り表されており、スレッドを据え置くステップはデータ
フィールド内の継続記述子を保管するステップを含む。

【０００９】さらに他の実施例では、スレッドを同期す
る方法は、データがそのスレッドのために使用可能にな
る時、実行が据置かれたスレッドを実行開始するステッ
プを含む。このステップは、データフィールド内に保管
されている継続記述子の除去のステップとフィールドへ
のデータの配置のステップとを含む。

【００１０】この発明の他の態様では、プロセス内のス
レッドの処理要素による実行を同期するためのシステム
が提供される。そのシステムは、ローカルフレームキャ
ッシュおよび状態ビットキャッシュを有し、プロセス内
のスレッドを処理要素により実行するための手段、およ
びローカルフレームキャッシュからデータフィールドを
フェッチするとともに、状態ビットキャッシュから関連
した状態標識をフェッチするための手段を有する。状態
標識は第１の状態値を有し、システムが第１の状態値に
基づいて、スレッドによる使用のために選択可能なデー
タをデータフィールドが含むかどうかを決定するための
手段を含む。若し、データが選択不可能であるならば、
データが選択可能となるまでスレッドの実行を据え置く
ための手段が設けられる。

【００１１】一実施例では、前記システムはさらに、状
態標識をスレッドの実行中は第１の状態から第２の状態
に変更する手段を含む。第１の状態は現在の状態を示
し、第２の状態は次の状態を示す。

【００１２】この発明の他の態様では、一のプロセス内
のスレッドの処理要素による実行を同期するための方法
が提供される。それぞれのスレッドは複数の命令を含ん
でおり、この方法は一つの命令を実行するためのもので
ある。命令の実行中、少なくとも一つのソースオペラン
ドがローカルフレームキャッシュからフェッチされ、少
なくとも一つの第１の状態を有する対応する状態標識が
状態ビットキャッシュからフェッチされる。また、少な
くとも一つのフェッチされたソースオペランドと関連す
る少なくとも一つの状態機能が命令からフェッチされ
る。状態機能は、状態標識のために、複数のテーブルの
一つからＮ個の可能な第２の状態を選択するのに使用さ
れる。ここで第２の状態はそれに関連するフラグ標識を
有している。第１の状態は、選択されたＮ個の可能な状
態から第２の状態を選択するのに使用され、第２の状態
はスレッドの実行中に第１の状態ととって代わる。フラ
ッグ標識はスレッドが実行するように複数のアクション
の一つを特定する。

【００１３】この発明の原理に従って、プロセッサ内の
スレッドを同期するための方法とシステムが提供され
る。この発明の同期メカニズムは、スレッドのためのデ
ータが選択不可能な時にスレッドの実行を延期し、それ
によって別のスレッドが実行されるのを可能とする。こ
れにより、システム使用効率およびシステム実行の向上
が可能となる。

【００１４】

【実施例】図１に示されるように、この発明による同期
メカニズムは、並列データ処理システム１０中に存在す
る。一実施例では、並列データ処理システム１０が１以
上の主記憶装置制御ユニット１２、複数の処理要素（Ｐ
Ｅ）１４および複数の入力／出力プロセッサ（Ｉ／Ｏ
Ｐ）１６を有している。処理要素１４は、相互接続ネッ
トワーク１８を介して互いに通信し、また、主記憶装置
制御ユニット１２と入力／出力プロセッサ１６と通信す
る。主記憶装置制御ユニット１２（又は主記憶装置）お
よび処理要素１４が関連する主たる構成要素の一例は、
以下詳細に説明される。

【００１５】主記憶装置制御ユニット１２のそれぞれ
は、順次アドレス決めされる線形なメモリアドレス空間
（図示せず）の一部を含む。アドレス空間に記憶された
情報の基本ユニットは、全ての主記憶装置制御ユニット
に渡って一意的なアドレスを有する１ワード（又はメモ
リロケーション）である。連続するワード又はメモリロ
ケーションは、ローカルフレーム２０（図２）、コード
フレーム２２およびワークフレーム２３のような論理構
造へ結合される。一実施例では、ローカルフレーム２０
とワークフレーム２３が一般的にデータワードのグルー
プと関連し、コードフレーム２２が命令のグループと関
連する。主記憶装置制御ユニット１２内に複数のローカ
ルフレーム、ワークフレームおよびコードフレームが存
在しうる。一実施例では、特定のフレームがプロセスと
関連し、その結果、ローカルフレームのアドレスがプロ
セスの識別子して使用される。

【００１６】図３を参照すると、一例では、ローカルフ
レーム２０が２５６個のローカルフレームロケーション
２４を有する。処理要素１４の一つにより実行されるプ
ロセスと関連付けられるインボケーションコンテキスト
マップエントリーのために最初の４個のロケーションが
確保される。その次の２個のスロットは、ここでは論じ
られない機能のために確保され、ロケーションの残り
（６から２５５）がプロセスに対してローカルなデータ
のために確保される。インボケーションコンテキストマ
ップエントリー２６に含まれる情報がプロセスのインス
タンス化に先立って確立される。このロケーションは、
一例として次のフィールドを含む。

【００１７】（ａ）３ビットの状態標識（ＳＴ）２８。
これは、ローカルフレームロケーションの現在状態を示
す。後述のように、フレームロケーションをアクセスす
るのに使用される、状態機能と状態標識２８が関連して
いる。

【００１８】（ｂ）１２ビットの物理的な処理要素（Ｐ
Ｅ）の番号３０。これは、どの処理要素がプロセスを実
行するかを識別する。

【００１９】（ｃ）３ビットの処理状態（ＰＳ）３２。
これは、関連するプロセスの状態を識別する。プロセス
は、多数の状態のいずれか一つを持ちうる。すなわち、
一例として、そのプロセスがもはや活動状態ではないこ
とを示す「自由状態」、プロセスが実行されることを阻
止するのに使用される「非活動状態」、プロセスに対す
るなんらかの変更を阻止し、一例としてオペレーティン
グシステムが回復を行う「延期状態」、プロセスが実行
可能であり、それが主記憶装置に存在することを示す
「主記憶装置内の活動状態」、あるいはプロセスが実行
可能であり、プロセスの実行のために割り当てられた処
理要素内に在ることを示すのに使用される「主記憶装置
内でない活動状態」である。

【００２０】（ｄ）２ビットのローカルフレームの状態
（ＦＳ）３４。これは、ローカルフレーム２０の状態を
識別する。ローカルフレーム２０は、例えば以下の状態
の一つをとりうる。

【００２１】ローカルフレームが主記憶装置内に存在す
ることを表す「存在(present) 状態」。ローカルフレー
ムが主記憶装置と、処理要素番号３０により識別され
る、処理要素に対してローカルなメモリとの間で遷移的
であることを表す「遷移(transient) 状態」。ローカル
フレーム２０に対する参照が物理的処理要素番号３０に
より示される、処理要素のローカルメモリにリダイレク
トされることを示す「不在(absent)状態」。

【００２２】（ｅ）１ビット呼出しコンテキスト待ち行
列制御（ＩＣＱＣ）３６。これは、導入時に、プロセス
が呼出しコンテキスト待ち行列（後述する）上にエンキ
ューされる仕方を示す。

【００２３】（ｆ）１ビットキャッシュ固定制御（ＣＰ
Ｃ）３７。これは、処理要素内に位置指定されるコード
フレームあるいはローカルフレームのどちらが固定され
るかを示す（例えば後述する、コードフレームキャッシ
ュあるいはローカルフレームキャッシュ内に）。

【００２４】（ｇ）８ビットローカル継続待ち行列先頭
（ＬＣＱＨ）ポインタ３８。これは、ワークフレーム２
３（図２）の最初のエントリーへのオフセットを含む。
これは、ローカルフレーム２０（後述する）に対して連
続するメモリロケーション内に存在する。

【００２５】（ｈ）８ビットローカル継続待ち行列末尾
（ＬＣＱＴ）４０。これは、ワークフレーム２３の終端
における最初の空きエントリーへのオフセットを含む。

【００２６】（ｉ）４０ビット呼出しコンテキスト待ち
行列（ＩＣＱ）正方向ポインタ４２。これは、処理要素
番号３０で識別される処理要素用の主記憶装置内で、プ
ロセスの二重連係リスト（呼出しコンテキスト待ち行列
と称する）を作成するのに使用される。呼出しコンテキ
スト待ち行列は、処理要素内に保持されている先頭およ
び末尾を有し、それは、呼出しコンテキスト待ち行列制
御３６により示されるエンキュー規則に基づいて順序付
けられている。

【００２７】（ｊ）４０ビット呼出しコンテキスト待ち
行列（ＩＣＱ）逆方向ポインタ４４。これも、プロセス
の呼出しコンテキスト待ち行列を作成するのに用いられ
る。

【００２８】（ｋ）４０ビットコードフレームポインタ
４６。これは、現在コードフレーム２２（図２）のアド
レスを特定する。

【００２９】上述したように、ローカルフレーム２０の
ロケーションの６から２５５までは、データ用として確
保される。各データエントリー４８は、状態標識２８お
よび６４ビットデータフィールド５０を含む。データフ
ィールド５０は、プロセスの実行中に使用されるデータ
を含む。

【００３０】再び図２を参照すると、ワークフレーム２
３と称する論理構造が各ローカルフレーム２０に対して
結合される。ワークフレーム２３は、ローカルフレーム
２０の次の２５６個の連続するロケーションに割り当て
られる。ローカルフレーム２０およびワークフレーム２
３は、単一のエンティティーとして管理される。一例と
して、ワークフレーム２３（図４Ａ）の最初の６４個の
エントリあるいはロケーション５２が１以上の圧縮継続
記述子（ＣＣＤ）５４を含む。これは、後述のように、
実行される命令あるいは命令によって使用されるデータ
を選択するのに使用される。各圧縮継続記述子５４は、
例えばコードオフセット５６および指標５８（後述す
る）を有する。これに対して、圧縮されてない継続記述
子がローカルフレーム２０の最初を指示するローカルフ
レームポインタ６０（図４Ｂ）を有する。圧縮連続記述
子は、それがローカルフレーム／ワークフレームペアの
主記憶装置アドレスから推定できるので、ローカルフレ
ームポインタを記憶する必要がない。一実施例では、ワ
ークフレーム２３の各ロケーション５２が４個の圧縮連
続記述子を保管することができる。

【００３１】再度、図２を参照すると、ローカルフレー
ム２０中に組み込まれた呼出しコンテキストマップエン
トリ２６のコードフレームポインタ４６を介して、ロー
カルフレーム／ワークフレームペアがコードフレーム２
２と結合される。コードフレーム２２は、一例として、
２５６個のコードフレームロケーション６２（図５）を
含み、各ロケーションが処理要素番号３０により指示さ
れるように、処理要素１４によって実行されるプロセス
と関連している、ワードサイズの命令６４あるいはイン
ライン定数（図示せず）を含む。命令あるいは定数（定
数用データは、コードフレーム生成時に保管される）を
コードフレームへロードする結果として、コードフレー
ムが不変であり、従って、他のプロセスおよび処理要素
によって共有される。一実施例では、１６ワードブロッ
クの連続的にアドレス指定され、連続するグループでも
って、コードフレーム２２が主記憶装置内に管理されて
いる。これによって、処理要素（例えば後述のコードフ
レームキャッシュ）内のローカルなメモリロケーション
へ主記憶装置内のコードフレームの効率的な転送が可能
となる。

【００３２】図６Ａを参照すると、命令６４が例えば６
４ビット長で以下のフィールドを含む。

【００３３】（ａ）８ビット命令操作コード６６。これ
は、処理要素によって実行される操作を規定する。操作
コードは、演算／論理ユニットと命令順序付けとを制御
する。さらに、これは、ネットワーク要求生成も制御す
る。

【００３４】（ｂ）２ビットスレッド制御（ＴＣ）６
８。これは、スレッドが実行されている処理要素内の現
在スレッドとその後続オペレーション（実行可能な命令
の１以上のスレッドをプロセスが含む）のための順次制
御を規定する。順序付けは、一例として、順次命令ディ
スパッチ、予防延期サブモード、あるいはスレッドの終
了である。それぞれについてここで説明する。

【００３５】順次命令ディスパッチは、処理要素により
実行されているスレッドの命令の順次ディスパッチを行
う実行モードである。

【００３６】予防延期サブモードは、スレッド内の命令
の処理要素への初期ディスパッチ時に現在スレッドの延
期を生じさせる。命令が連続的に実行されているとする
と、スレッドは、コードオフセットに＋１した位置に現
在プロセスのローカル継続待ち行列に対して、後入れ先
出しの形態で、再エンキューされる（後述する）。若
し、スレッドがソースオペランド参照上に保留している
ならば、後述のように、この時にスレッドを再エンキュ
ーすることが生じないで、スレッドの据え置きが生じ
る。命令の実行に引き続いて新たなスレッドが処理要素
内へディスパッチされる。

【００３７】スレッドの終了は、処理要素に対して当該
命令の実行後に現在のスレッドが終了することを示す。
スレッドの完了が検出される時に、処理要素が実行され
る次の選択可能なスレッドへ切り換えられる。このスレ
ッドは、処理要素への現在プロセスの処理ディスパッチ
の後にＬＩＦＯ（後入れ先出し）にエンキューされてい
る、同一のプロセスあるいはより高い優先度のプロセス
からのものであろう。

【００３８】（ｃ）２ビット指標インクリメント制御
（Ｘ）７０。これは、現在の継続記述子中の指標の値５
８（図４Ａ、図４Ｂ）のインクリメントを制御する。指
標インクリメント制御７０が非ゼロの値に設定されてい
る時に、指標５８が現在の命令の実行後で、同一スレッ
ドの次の命令の実行の前に更新される。

【００３９】一例では、指標インクリメント制御７０が
この命令から次のものまで、指標５８の値が不変である
ことを示し、あるいはインクリメント可能な値が＋１あ
るいは−１であることを示す。

【００４０】（ｄ）１６ビット宛先特定子７２。これ
は、例えば命令実行の結果の目標を示すアドレスであ
る。

【００４１】（ｅ）１６ビットソースオペランド０特定
子７４および１６ビットソースオペランド１特定子７
６。ソースオペランド特定子７４、７６は、処理要素内
の機能の実行のために、ソースオペランドが得られるこ
とを可能とするアドレスである。

【００４２】宛先特定子７２およびソースオペランド特
定子７４および７６のそれぞれが図６Ｂに示されるよう
に、以下のフィールドを含む。

【００４３】（ａ）４ビットアドレス指定モードフィー
ルド（ＡＭ）７８。これは、命令オペランドと宛先特定
子のために、種々のソース（例えば符号付きリテラル、
指標付けされた符号付きリテラル、ローカルフレームキ
ャッシュ（後述する）あるいは指標付けされたローカル
フレームキャッシュを含む）を符号化するために使用さ
れる。アドレス指定モードは、指標付けられたオペラン
ドアドレス指定が使用されるかどうかも符号化する。

【００４４】（ｂ）４ビット状態機能フィールド（Ｓ
Ｆ）８０。一実施例では、ローカルフレームキャッシュ
（さらに後述する）内のロケーションをアクセスする命
令が各ソーススオペランド特定子および宛先特定子のた
めに、その特定子により使用される同期機能を示すのに
使用される状態機能を含む。この発明の原理によれば、
多数の同期機能がサポートされ、従って、選択可能な同
期機能のそれぞれと関連する状態機能が存在する。各状
態機能によって、例えば一つが読出しアクセス用であ
り、他のものが書込みアクセス用である、二つの解釈が
可能である。この発明によりサポートされうる同期機能
の例は、１回作成者・多数使用者（ＯＰＭＣ）であり、
これは、I-Structure に類似し、一回書込み特性を有す
る。それは、多数の命令により使用されるデータ値の生
成に関連し、また、多数作成者・単一使用者は、一つの
スレッドにより使用されるいくつかのデータ値の作成に
関連する。一実施例では、後で詳細に述べるように、結
果としてのアクションは、適用された状態機能、ローカ
ルフレームロケーションの現在状態とアクセスタイプ、
読出しあるいは書込みとに依存する。

【００４５】状態機能フィールドは、アドレス指定モー
ド７８が例えばリテラルオペランドを選択する時に無視
される。

【００４６】（ｃ）８ビットフレームオフセット８２。
これは、ソース／宛先特定子のアドレス指定モードによ
って選択される、ローカルフレームキャッシュ（後述す
る）内のアクセス可能なローカルフレームの一つに対す
るオフセットあるいはリテラルオペランドとして解釈さ
れる。より完全に以下に説明するように、フレームオフ
セット８２がフレームオフセットとして使用される時
に、それは直接的に使用されるか、あるいは現在の継続
記述子からの指標５８の値に対して初期的に加算(mod.2
56) されうる。一実施例では、それは、それからアドレ
ス指定モード７８により示されるローカルフレームポイ
ンタ６０に対して追加され、また、ローカルフレームキ
ャッシュ内のローカルフレームアクセスが後述のよう
に、状態機能８０の制御の下で試みられる。

【００４７】主記憶装置制御ユニット１２内の各コード
フレーム２２は存在あるいは不在の状態にありうる。こ
れらの状態の存在は、ソフトウェアによって管理され
る。不在状態は、コードフレームが主記憶装置内にない
ことを示し、従って、不在コードフレームを要求するプ
ロセスがインスタンス化されるのが阻止される。存在状
態は、コードフレームが主記憶装置に存在することを示
し、従って、処理要素からのインページ要求がサービス
される。コードフレームがこの状態になると、フレーム
がもはや要求されなくなるまで、それはこの状態にとど
まり、また、ソフトウェアの管理の下で、それが空き記
憶域へ戻される。

【００４８】再び、図１を参照すると、相互接続ネット
ワーク１８（図１）を介して主記憶装置制御ユニット１
２が処理要素１４と結合される。この発明の原理に従っ
て、各処理要素１４と関連するハードウエア構成要素の
一例が図７に示され、これは、実行可能待ち行列８４、
ローカル継続待ち行列８６、フレームキャッシュ８８、
ローカルフレームキャッシュ９０、状態ビットキャッシ
ュ９１、および実行ユニット９２からなる。ここで、こ
れらの各構成要素を詳細に述べる。

【００４９】実行可能待ち行列は、例えば実質的には待
ち行列として構成された完全な連想メモリであり、呼出
しコンテキスト待ち行列制御３６により特定される、実
行可能待ち行列のエンキュー規則によって、その先頭あ
るいは末尾に、エンキューされることができる。実行可
能待ち行列８４は、処理要素１４により実行されるプロ
セスあるいは呼出しと対応する、多数の待ち行列エント
リ９４（図８）を含む。一例では、実行可能待ち行列８
４が１６個の実行可能待ち行列エントリを含む。図８に
示し、以下に説明するように、各実行可能待ち行列９４
が例えば下記のフィールドを含む。

【００５０】（ａ）３ビット実行可能待ち行列（ＲＱ）
状態９５。これは、実行可能待ち行列エントリの現在状
態を示すのに使用される。各実行可能待ち行列エントリ
は、例えば以下のものを含む多数の状態の一つ中に存在
する。すなわち、エントリが未使用で選択可能である空
き(empty）、プロセスが処理要素により実行可能である
ことを示す待ち(waiting）、プロセスがプリテスト（よ
り後に述べる）を待っていることを示す保留プリテスト
(pending pretest) 、プロセスの実行のために要求され
る資源がフレームされること（これも後で詳細に説明す
る）を示すプリフェッチアクティブ(prefetch active)
、実行可能待ち行列エントリが有効であるが、プロセ
ス内のスレッドが処理要素へのディスパッチのために選
択可能でないことを示す就寝(sleeping)、実行可能待ち
行列エントリによって表されるプロセスからのスレッド
が処理要素により実行されていることを示す走行(runni
ng)である。

【００５１】（ｂ）ローカルフレームポインタ９６は、
例えばローカルフレームキャッシュ９０をアクセスする
のに使用される。これは、より詳細に以下に説明するよ
うに、プロセス実行に必要なデータを含む。さらに、ロ
ーカルフレームポインタ９６は、ローカルフレームがロ
ーカルフレームキャッシュ内に存在するかどうかを決定
するのに使用される。ローカルフレームポインタ９６が
ローカルフレームポインタ６０のコピーであり、実行可
能待ち行列エントリが満杯とされる時にロードされる。

【００５２】（ｃ）ローカルフレームキャッシュ物理ポ
インタ９７は、ローカルフレームキャッシュ９０へのア
ドレスである。

【００５３】（ｄ）３ビットローカルフレームキャッシ
ュ状態９８は、ローカルフレームキャッシュ２０内のロ
ーカルフレームの現在状態を示すのに使用される。ロー
カルフレームキャッシュ内のローカルフレームは、例え
ば以下のものを含む多数の状態を有する。すなわち、そ
のローカルフレームのフレーム状態が不明あるいは存在
していないことを示す空き、ローカルフレームが現に、
主記憶装置制御ユニット１２から処理要素１４内のロー
カルフレームキャッシュ９０へインページされているこ
とを示す遷移(transient) 、ローカルフレームがローカ
ルフレームキャッシュ９０内に位置されていることを示
す存在(present) である。

【００５４】（ｅ）コードフレームポインタ９９は、コ
ードフレームキャッシュ８８をアクセスするのに使用さ
れる。コードフレームポインタ９９は、ローカルフレー
ム２０内に位置するコードポインタ４６のコピーであ
る。

【００５５】（ｆ）コードフレームキャッシュ物理ポイ
ンタ１００は、以下にさらに説明するように、コードフ
レームキャッシュ８８の命令ブロックをアドレス指定す
るのに使用される。

【００５６】（ｇ）３ビットコードフレームキャッシュ
状態１０１は、コードフレームキャッシュ８８内のコー
ドフレームの現在状態を決定するのに使用される。コー
ドフレームは、例えば以下の多数の状態を含む。すなわ
ち、特定コードのフレーム状態が不明あるいは存在して
いないことを示す空き、コードフレームが現に、主記憶
装置制御ユニット１２から処理要素１４内のコードフレ
ームキャッシュ８８へインページされていることを示す
遷移、コードフレームがコードフレームキャッシュ８８
内に位置されていることを示す存在である。

【００５７】（ｈ）ローカル継続待ち行列先頭ポインタ
１０２は、実行可能待ち行列エントリのそれぞれに位置
される。これは、以下により完全に説明するように、処
理要素内で実行される特定のプロセスのスレッドのリス
トの先頭を示すのに使用される。後述のように、処理中
に、ローカル継続待ち行列先頭ポインタ１０２は、実行
されるプロセスと関連するローカルフレーム２０の呼出
しコンテキストマップエントリ２６内に位置するローカ
ル継続待ち行列ヘッドポインタ３８からのその情報を受
け取る。

【００５８】（ｉ）ローカル継続待ち行列末尾ポインタ
１０３は、各実行可能待ち行列内に位置指定される。こ
れは、後でより完全に説明するように、特定プロセスの
スレッドのリストの末尾を示すのに使用される。先頭ポ
インタ１０２と同様に、ローカル待ち行列末尾ポインタ
１０３がローカルフレーム２０から受け取られる。特
に、実行可能待ち行列内へエンキューする間、ローカル
フレーム２０内のローカル継続待ち行列末尾ポインタ４
０が実行可能待ち行列エントリ９４へコピーされる。

【００５９】ローカル継続待ち行列８６（図７）が実行
可能待ち行列エントリ９４のそれぞれと関連する。各ロ
ーカル継続待ち行列は、例えば先入れ先出し待ち行列で
あり、そこでは、待ち行列の先頭エントリが最も旧い。
一般的にローカル継続待ち行列８６が実行可能待ち行列
上のプロセスと関連する保留スレッドあるいは継続の全
てを含む。実行可能待ち行列エントリ９４に位置するロ
ーカル継続待ち行列先頭および末尾ポインタは、特定の
実行可能待ち行列エントリのために、ローカル継続待ち
行列中の有効エントリを示す。ローカル連続待ち行列８
６の一例が図９に示される。

【００６０】ローカル継続待ち行列８６は、各エントリ
が特定プロセスのための保留スレッドを表す、多数のロ
ーカル継続待ち行列エントリ１０４を含む。各ローカル
継続待ち行列エントリ１０４が主記憶装置制御ユニット
１２のワークフレーム２３（すなわち、コードオフセッ
ト５６、指標５８）から受け取られるコードオフセット
１０５および指標１０６を含む圧縮継続記述子を含む。
コードオフセット１０５は、コードフレームキャッシュ
８８内に位置するコードフレーム内の命令をアドレス指
定するために使用され、指標１０６は、指標付けられた
アドレス指定中に、キャッシュされるローカルフレーム
キャッシュ９０内にデータを位置させるために使用され
るアドレスの値を変更するために使用される。

【００６１】以下に説明するように、ローカル継続待ち
行列８６がコードフレームキャッシュ物理ポインタ１０
０を介してコードフレームキャッシュ８８に結合され
る。図１０を参照すると、コードフレームキャッシュ８
８は、一例では１２８個のコードフレーム１０８を含
み、各コードフレームが例えば２５６個の命令を含む。
一実施例では、後述のように、プリフェッチ段階中に、
コードフレームキャッシュ８８内に位置するコードフレ
ームは、主記憶装置制御ユニット１２からコードフレー
ムキャッシュ８８へインページされる。コードフレーム
キャッシュ８８が二つの同時アクセスポートをサポート
する。その一つが命令のフェッチに使用される読出しポ
ートであり、他のものが主記憶装置からコードフレーム
キャッシュへコードを保管するのに使用される書込みポ
ートである。

【００６２】コードフレーム１０８を位置指定するため
に、実行可能待ち行列８４の実行可能待ち行列エントリ
９４に位置するコードフレームポインタ９９がコードフ
レームキャッシュディレクトリ１１０へ入力され、コー
ドフレームキャッシュ物理ポインタ１００のための値が
得られる。一実施例では、コードフレームキャッシュデ
ィレクトリ１１０が８方法セット連想探索を可能とする
ように編成されている。

【００６３】図１１を参照すると、コードフレームキャ
ッシュディレクトリ１１０が例えば１６行および８列を
有し、各列および行の交差部分がエントリ１１４を含
む。各エントリ１１４がコードフレームアドレスタグ１
１６と状態フィールド１１８を含む。コードフレームア
ドレスタグ１１６は、例えば４０ビットコードフレーム
ポインタ９９の上位３６ビットであり、コードフレーム
キャッシュ物理ポインタ１００のアドレス値を決定する
のに使用される。状態フィールド１１８は、コードフレ
ームキャッシュ８８内の特定コードフレーム１０８の状
態を示すのに使用される３ビットフィールドである。コ
ードフレームキャッシュ内のコードフレームは、以下の
状態の一つを持ちうる。

【００６４】（ａ）処理要素内でコードフレームキャッ
シュ内の特定コードフレームの位置を特定するための試
みが失敗に終わったときは空き状態であると規定され
る。この状態は、コードフレームが主記憶装置内あるい
は他の処理要素内にあるときのみ、適切である。空き状
態は、システム初期化時およびコードフレーム無効化が
生じる時は何時でも、コードフレームキャッシュ内に記
録される。

【００６５】（ｂ）コードフレームが移動の状態にある
時は、そのコードフレームは遷移状態にある。一例とし
て、処理要素内でコードフレームが主記憶装置からコー
ドフレームキャッシュへ移動されていることである（イ
ンページ動作）。インページ完了時のコードフレームの
所望の最終状態に依存して、インページ中に、これら二
つの可能な遷移状態のうちの一つがフレームに関して記
録される。この状態が遷移・最終状態として記録され
る。最終状態は、プリテスト／プリフェッチインページ
（後述する）のために存在状態であり、あるいは最終状
態が呼出しコンテキストマップエントリキャッシュ固定
制御３７によって活動状態に固定される。コードフレー
ムキャッシュ内のコードフレームの遷移状態は、例えば
least recently used （ＬＲＵ）アルゴリズムのような
キャッシュ置き換えアルゴリズムによるコードフレーム
の選択を阻止し、それによってインページ動作の最後の
完了が可能となる。

【００６６】（ｃ）所望のコードフレームの内容がコー
ドフレームキャッシュ８８内に全体的に存在しているこ
とを示す存在状態。コードフレームがこの状態にあると
きは、処理要素１４がコードフレームキャッシュ８８内
に位置する命令をフェッチする。

【００６７】（ｄ）所望のコードフレームの内容がコー
ドフレームキャッシュ８８内に全体的に存在しているこ
とを示す固定(pinned)状態。しかしながら、若し、コー
ドフレームが固定としてマークされるならば、プリテス
ト／プリフェッチ中でフレームの置き換えが阻止される
（後述する）。キャッシュから固定されたコードフレー
ムを除去するために、明示的ソフトウェアアクションが
なされる。

【００６８】アドレスタグ１１６は、コードフレームポ
インタ９９と関連して使用され、コードフレームキャッ
シュ物理ポインタ１００用のアドレス値が決定される。
より詳細には、コードフレームポインタ９９（図１０）
の４個の最も右側のビットがコードフレームキャッシュ
ディレクトリ１１０内の行の一つへ指標を付けるために
使用される。特定の行を得るのに続いて、選択された行
内の各コードフレームキャッシュアドレスタグ１１６が
コードポインタ４６のビット１２〜４７の値と比較され
る。若し、一致していることが分かったならば、コード
フレームキャッシュ物理ポインタのアドレス値が得られ
る。より詳細には、ポインタ１００のアドレスが行識別
子（すなわち、コードフレームポインタ９９の最も右側
の４個）と列識別子と等しい。列識別子は、一致が検出
される列（すなわち、列０〜７）の２進表現である。

【００６９】コードフレームキャッシュ物理ポインタ１
００を決定するのに引き続いて、物理ポインタは、コー
ドフレーム１０８内の命令１２０を位置指定するため
に、ローカル継続待ち行列８６内に位置するコードオフ
セット１０５と関連して使用される。コードフレーム１
０８内の特定命令１２０を選択するために、コードフレ
ームキャッシュ物理ポインタ１００がローカル継続待ち
行列エントリ１０４内に位置するコードオフセット１０
５の左側に１２２で追加される。

【００７０】一実施例では、命令１２０が主記憶装置に
位置するコードフレーム２２のコピーからロードされる
以下のフィールドを含む（以下のフィールドは、図６Ａ
を参照して述べられる命令フィールドと類似しており、
従って、ここでは、フィールドのいくつかについての詳
細を説明しない。）。すなわち、操作コード（ＯＰＣＯ
ＤＥ）１２４、スレッド制御（ＴＣ）１２５、指標イン
クリメント制御（Ｘ）１２７、宛先特定子１２６、ソー
スオペランドゼロ特定子１２８およびソースオペランド
１特定子１３０である。宛先特定子１２６は、命令実行
の結果が書込まれるアドレスを示し、ソースオペランド
特定子は、ローカルフレームキャッシュ９０内に位置
し、読出されるデータオペランドのアドレスを示し、命
令の実行中に使用される。

【００７１】以下に詳細に述べるように、コードフレー
ムキャッシュ８８がローカルフレームキャッシュ９０と
結合される。図１２、１３を参照すると、ローカルフレ
ームキャッシュ９０が例えば２５６個のローカルフレー
ム（１３１）を含み、各フレームが２５６個のデータワ
ード（１３２）を含む（例えば呼出しコンテキスト待ち
行列情報、宛先ロケーション、ソースオペランド）。一
実施例では、ローカルフレームキャッシュ９０が８個の
並列ワード幅のバンクに編成されている。各ローカルフ
レーム１３１が全ての８個のバンクにまたがっており、
各バンクがローカルフレーム１３１の３２ワードを保管
する。一例では、第１のバンク（バンク０）がローカル
フレーム１３１の次のワードをホールドする。ワード
０，８，１６，３２，４０，・・・，２４８（すなわ
ち、ローカルフレームの８番目のワードごと）、第２の
バンク（バンク１）がワード１，９，１７，４１，・・
・，２４９をホールドし、他も同様である。当業者にと
って明らかなように、ローカルフレームキャッシュが編
成される単なる一つの方法であって、この発明がかかる
方法に限定されるものではない。ローカルフレームキャ
ッシュ９０は、二つの同時アクセスポート、読出しポー
トおよび読出し／書込みポート（図示しない）をサポー
トする。読出しポートがオペランドを取り出すのに使用
され、読出し／書込みポートが以下に説明するように、
命令実行の結果の保管と据置き継続のために使用され
る。

【００７２】一実施例では、以下に説明するように、ロ
ーカルフレームキャッシュ９０内に位置するローカルフ
レームがプリフェッチ段階の間に、主記憶装置制御ユニ
ット１２からローカルフレームキャッシュ９０へインペ
ージされる（すなわち、データ５０がインページされ
る）。ローカルフレームキャッシュ内のローカルフレー
ムを位置指定するために（その結果、ローカルフレーム
内のロケーションへインページされた情報が書込まれる
か、または特定ロケーションから情報が読まれる）、実
行可能待ち行列エントリ９４に位置するローカルフレー
ムポインタ９６がローカルフレームキャッシュディレク
トリ１３３へ入力される。これは、実行可能待ち行列エ
ントリに位置するローカルフレームキャッシュ物理ポイ
ンタ９７のためのアドレス値を得るためである。（他の
実施例では、プリテスト（以下に説明する）の間に、ロ
ーカルフレームキャッシュ物理ポインタを得、それによ
って、キャッシュディレクトリからポインタアドレスを
得るためのプロセスを省略することも可能である。）一
実施例では、ローカルフレームキャッシュディレクトリ
１３３がコードフレームキャッシュディレクトリ１１０
と同様に、すなわち、８方法セット連想探索が可能なよ
うに編成される。

【００７３】図１４を参照すると、ローカルフレームキ
ャッシュディレクトリ１３３が例えば３２行および８列
を有し、各行および列の交差部分がエントリ１３４を含
む。各エントリ１３４がローカルフレームアドレスタグ
１３６と状態フィールド１３８を含む。ローカルフレー
ムアドレスタグ１３６が例えば４０ビットのローカルフ
レームポインタ９６の上位３５ビットであり、ローカル
フレームキャッシュ物理ポインタ９７のアドレス値を決
定するのに使用される。状態フィールド１３８は、ロー
カルフレームキャッシュ９０内の特定ローカルフレーム
１３１の状態を示すのに使用される３ビットフィールド
である。ローカルフレームキャッシュ内のローカルフレ
ームは、下記の状態の一つをとりうる。

【００７４】（ａ）処理要素内で、ローカルフレームキ
ャッシュ９０内の特定ローカルフレームを位置指定する
ために、異常終了試みによって規定される空き状態であ
る。この状態は、主記憶装置自由フレームリスト上のロ
ーカルフレームと、主記憶装置内に全体的に駐在するプ
ロセスに割り当てられるものにとって有効であり、プロ
セスに対して割り当てられる。空き状態は、ローカルフ
レームキャッシュから主記憶装置へのカーストアウトが
参照ローカルフレームに関して進行中で、その結果、こ
のカーストアウトが完了するまで、実際のインページが
遅延される時に検出されうる。空き状態は、システム初
期化時と、キャッシュ中のローカルフレーム１３１内
で、キャッシュ中のフレームを置換する試みられたロー
カルフレームインページが強制終了される時は何時で
も、ローカルフレームキャッシュ内に記録される。

【００７５】（ｂ）移動の状態例えば主記憶装置からロ
ーカルフレームへの移動（ローカルフレームインペー
ジ）にそれがある時に、ローカルフレームに対して適用
される遷移状態。ローカルフレームインページの間で、
インページフレームの状態がローカルフレームキャッシ
ュ状態９８内に記録される。インページ中に、インペー
ジ完了時のローカルフレーム１３１の所望の最終状態に
依存して、遷移状態の一つがフレームに関して記録され
る。最終状態は、プリテスト／プリフェッチインページ
（さらに後で説明する）のための存在状態、あるいはプ
リテスト／プリフェッチインページのための呼出しコン
テキストマップエントリ固定制御３７アクティブによる
固定である。ローカルフレームキャッシュ内の遷移状態
は、キャッシュ置き換えアルゴリズム（ＬＲＵ）による
ローカルフレーム１３１の選択を阻止し、それによって
インページ動作の最後の完了が可能となる。これは、強
制終了されるインページと関連するカーストアウトの完
了を可能とする。

【００７６】（ｃ）プロセスに対して現に割り当てられ
ていないローカルフレームキャッシュ内の有効ローカル
フレームを示す自由(free)状態。一例として、プロセス
終了によって、ローカルフレームがこの状態に入る。

【００７７】（ｄ）ローカルフレーム１３１の内容がロ
ーカルフレームキャッシュ内に全体的に存在しているこ
とを示す存在状態。ローカルフレームがこの状態にある
ときは、内容が処理要素内で命令によるアクセスのため
に選択可能である。

【００７８】（ｅ）所望のローカルフレームの内容がロ
ーカルフレームキャッシュ内に全体的に存在しているこ
とを示す固定状態。しかしながら、若しローカルフレー
ムが固定としてマークされるならば、プリテスト／プリ
フェッチ中でフレームの置き換えが阻止される（後述す
る）。キャッシュから固定されたコードを除去するため
に、ソフトウェアアクションがなされる。

【００７９】アドレスタグ１３６は、ローカルフレーム
ポインタ９６と関連して使用され、ローカルフレームキ
ャッシュ物理ポインタ９７用のアドレス値が決定され
る。より詳細には、ローカルフレームポインタ９６の５
個の最も右側のビットがローカルフレームキャッシュデ
ィレクトリ１３３内の行の一つへ指標を付けるために使
用される。特定の行を得るのに続いて、選択された行内
の各ローカルフレームアドレスタグ１３６の内容が論理
ローカルフレームアドレス（主記憶内のローカルフレー
ムのベースアドレス）のビット１３〜４７の値と比較さ
れる。若し、一致していることが分かったならば、ロー
カルフレームキャッシュ物理ポインタ９７のアドレス値
が得られる。より詳細には、ポインタのアドレスが行識
別子（すなわち、ローカルフレームポインタ９６の最も
右側の５ビット）と列識別子と等しい。列識別子は、一
致が検出される列（すなわち、列０〜７）の２進表現で
ある。

【００８０】ローカルフレームキャッシュ物理ポインタ
９７を決定するのに引き続いて、物理ポインタがソース
オペランド０特定子１２８および指標１０６（すなわ
ち、若し、アドレス指定モードが指標アドレス指定が使
用されるべきことを示すならば、指標が使用される）と
ともに使用され、命令の実行中に使用されるソースオペ
ランド０を表すローカルフレームキャッシュ９０からの
データ１３２が選択される。すなわち、ソースオペラン
ド０特定子１２８（前述のように、各特定子がアドレス
指定モード（ＡＭ）、状態機能（ＳＦ）およびフレーム
オフセットを含む）のフレームオフセット１４０が指標
１０６に対して１４２で加算され、そして、合計の左に
ローカルフレームキャッシュ物理ポインタ９７が追加さ
れ、ローカルフレームキャッシュ内の特定データ（例え
ばソースオペランド０）が示される。

【００８１】同様に、ローカルフレームキャッシュ物理
ポインタ９７がソースオペランド１特定子１３０と指標
１０６とともに使用され、命令実行中に使用されるソー
スオペランド１を表すデータ１３２がローカルフレーム
キャッシュ９０から選択される。より詳細には、ソース
オペランド１特定子１３０のフレームオフセット１４４
が指標１０６に１４６で加算され、そして、ローカルフ
レームキャッシュ物理ポインタ９７が合計の左に追加さ
れ、ローカルフレームキャッシュ内の特定データ（例え
ばソースオペランド１）が示される。

【００８２】上述に加えて、ローカルフレームキャッシ
ュ物理ポインタ９７が宛先特定子１２６および指標１０
６（繰り返すが、若し、指標が使用されるべきならば）
と共に、例えば命令実行の結果が記憶される、ローカル
フレームキャッシュ内のロケーションを表すデータ１３
２をローカルフレームキャッシュ９０から選択するため
に使用される。より詳細には、宛先特定子１２６のフレ
ームオフセット１４７が指標１０６に対して１４９で加
算され、そして、ローカルフレームキャッシュ物理ポイ
ンタ９７がローカルフレームキャッシュ内の特定のデー
タ（例えば結果ロケーション）を示すために、合計の左
に追加される。

【００８３】状態ビットキャッシュ９１内に位置する３
ビット状態標識がローカルフレームキャッシュ９０に保
管される各データと関連する。ローカルフレームキャッ
シュ９０と同様に、状態ビットキャッシュ９１が例えば
２５６個のロケーションを含み、各ロケーションが２５
６個の３ビット状態標識１４８を含む。一実施例では、
状態ビットキャッシュ９１が並列にアクセス可能な８個
のワード幅のバンクに編成されている。各ロケーション
１５２が全ての８個のバンクにまたがっており、その結
果、各バンクがロケーション１５２の３２ワードを記憶
する。（状態ビットキャッシュの編成は、上述に詳細に
述べた、ローカルフレームキャッシュ９０の編成と同様
である。）この発明に依れば、状態標識１４８は、主記
憶装置から状態ビットキャッシュ９１へ並列にインペー
ジされ、データ５０がローカルフレームキャッシュ９０
へコピーされる。

【００８４】状態ビットは、ローカルフレームキャッシ
ュに対しての方法と同様の方法で、状態ビットキャッシ
ュへロードされあるいは状態ビットキャッシュから読出
される。より詳細には、図１２、１３に示すように、
（例えば特定フレームオフセットと若し、必要であれ
ば、指標の合計の左にローカルフレームキャッシュ物理
ポインタを追加することによって）得られ、また、ロー
カルフレームキャッシュ９０からデータ１３２（ソース
オペランドおよび宛先ロケーションのいずれか一方）を
選択するのに使用される、各アドレスは、状態ビットキ
ャッシュ９１から関連する状態ビット標識１４８を選択
するためにも使用される。各状態ビット標識１４８が特
定データの現在状態を表す。特定データおよびその関連
する状態ビット標識が上述のプロセスを使用して、ロー
カルフレームキャッシュ９０および状態ビットキャッシ
ュ９１からそれぞれ並列に選択される。しかしながら、
当業者にとって明らかなように、状態ビットキャッシュ
が種々の方法で編成可能であり、ここに述べた実施例
は、一例にすぎない。当業者にとって明らかなように、
状態ビットキャッシュを除去し、ローカルフレームキャ
ッシュ内に例えばその関連するデータと隣接して状態ビ
ット標識を置くことも可能である。

【００８５】状態ビット標識が多数の状態を有し（一例
として、空き、待ちあるいは存在）、オペランドおよび
関連する状態標識がローカルフレームキャッシュ９０お
よび状態ビットキャッシュ９１からそれぞれ選択される
時に、各選択オペランドに関する次の状態が決定され
る。さらに、結果がロケーションに書込まれる時に、そ
のロケーションに関する次の状態が決定される。一実施
例では、オペランドあるいは結果ロケーションの次の状
態を決定するために、複数の状態遷移テーブルと各特定
子に関連する状態機能が使用される。

【００８６】より詳細には、宛先特定子１２６のための
状態機能１５４、ソースオペランド０特定子１２８のた
めの状態機能１５６、およびソースオペランド１特定子
１３０のための状態機能１５８が命令１２０内に位置指
定される。各状態機能がその固有の特定子と関連する同
期機能（上述した）を示すのに使用され、各状態機能が
状態遷移テーブル中へのアドレスとして使用される。一
実施例では、各特定子に関して状態遷移テーブルが存在
する。すなわち、宛先特定子１２６と関連する状態遷移
テーブル１６０、ソースオペランド０特定子１２８と関
連する状態遷移テーブル１６２、およびソースオペラン
ド１特定子１３０と関連する状態遷移テーブル１６４が
存在する。エントリ１６５が各状態遷移テーブル内に位
置指定され、このエントリが各可能状態機能のために可
能な次の状態を含む。一例として、若し、状態機能１５
４が１回作成者・複数使用者の同期機能を表すならば、
その同期機能に関して可能な次の状態を含むエントリ１
６５が状態遷移テーブル１６０（状態機能１５４が状態
遷移テーブル１６０を指標付ける）内に位置指定され
る。一例では、各エントリが８個の可能な次の状態を含
むことができる。さらに、若し、状態機能１５４が複数
作成者・単一使用者のような他の同期機能を表すなら
ば、その同期機能に関して可能な次の状態を含む状態遷
移テーブル１６０内の他のエントリが存在する。同様
に、状態遷移テーブル１６２および１６４が可能な次の
状態１６６を含むエントリ１６５を含む。各状態遷移テ
ーブルは、例えば処理要素１４内に位置指定され、何ら
かの公知の方法によって、システム初期化時に、さらな
る同期機能をサポートする次の状態の追加エントリを含
むように静的に変更されうる。

【００８７】図１３に示すように、３ビット制御フラグ
１６８が各次の状態１６６と関連する。制御フラグ１６
８がシステム初期化時に設定され、その関連する次の状
態のために固定される。命令１２０を含むスレッドにつ
いてどのアクションをなすべきかを処理要素に対して示
すために、制御フラグ１６８が使用される。すなわち、
制御フラグ１６８は、例えばスレッドの実行が継続する
かどうか、あるいは実行が据え置かれるかどうかを示
す。

【００８８】図１５および図１６を参照すると、動作で
は、実行されるプロセスが相互接続ネットワーク１８に
よって処理要素１４の一つに対してディスパッチされる
（ステップ１８０「プロセスのディスパッチ」）。この
ディスパッチされたプロセスの受信に引き続いて、処理
要素内で、特定の処理要素あるいは処理要素内に位置す
る実行可能待ち行列と関連する、主記憶装置制御ユニッ
ト内に位置する呼出しコンテキスト待ち行列にプロセス
が配置されるかどうかに関しての決定がなされる（ステ
ップ１８２「入力プロセスをどこに配置するかの決
定」）。

【００８９】より詳細には、プロセスをどこに配置する
かの決定では、プロセスが先入れ、先出し方法で、実行
可能待ち行列８４にエンキューされるかどうかに関し
て、初期照会がなされる（照会１８４「プロセスがＦＩ
ＦＯでエンキューされるか？」）。若し、プロセスが先
入れ先出し方法でエンキューされた後に実行可能待ち行
列が満杯であり、従って、それ以上のプロセスを受け入
れることができないかどうかを見るために検査がなされ
る（照会１８６「実行可能待ち行列が満杯？」）。若
し、実行可能待ち行列が満杯であるならば、実行可能待
ち行列中で位置が選択可能となるまで、主記憶装置制御
ユニット内の呼出しコンテキスト待ち行列の末尾上にプ
ロセスが配置される（ステップ１８８「ＩＣＱ上にエン
キュー」）。プロセスが呼出しコンテキスト待ち行列の
末尾に配置される時に、追加されたプロセスの呼出しコ
ンテキストマップエントリ２６内に位置指定される呼出
しコンテキスト待ち行列逆方向ポインタ４４が呼出しコ
ンテキスト待ち行列末尾の現在値にとって代わる。ま
た、旧い末尾によって識別される最終プロセスの呼出し
コンテキスト待ち行列正方向ポインタ４２が更新され、
追加されたプロセスのローカルフレームポインタと等し
い、呼出しコンテキスト待ち行列の新たな末尾が示され
る。さらに、呼出しコンテキスト待ち行列末尾は、追加
されたプロセスのローカルフレームポインタに等しく設
定される（ステップ１８９「ＩＣＱＴおよびＩＣＱＨの
更新」）。

【００９０】照会１８６に戻ると、若し、実行可能待ち
行列が満杯でないならば、実行可能待ち行列８４の末尾
に対してプロセスが追加される（ステップ１９０「実行
可能待ち行列へのエンキュー」）。実行可能待ち行列へ
のプロセスのロードに加えて、プロセスと関連する１以
上のスレッドがローカル継続待ち行列８６へエンキュー
される（ステップ１９１「スレッドをＬＣＱへ配
置」）。引き続いて、実行可能待ち行列上のプロセスに
関してローカル継続待ち行列内に有効エントリが存在す
ることを示すために、ローカル継続待ち行列先頭３８と
末尾４０が呼出しコンテキスト待ち行列２６から、その
プロセスで指定される実行可能待ち行列エントリ９内に
位置指定される、ローカル継続待ち行列先頭１０２およ
び末尾１０３へコピーされる。

【００９１】プロセスが実行可能待ち行列へ配置される
時に、実行可能待ち行列エントリ９４内に位置する実行
可能待ち行列状態９５が空きから保留プリテストへ更新
される（ステップ１９２「ＲＱ状態の更新」）。

【００９２】照会１８４を再び参照すると、若し、プロ
セスが後入れ、先出し方式で実行可能待ち行列８４へエ
ンキューされるならば、実行可能待ち行列の先頭にその
プロセスがエンキューされ、実行可能待ち行列の末尾に
おいて有効な実行可能待ち行列エントリ９４が取り替え
られる可能性がある（ステップ１９０「実行可能待ち行
列へのエンキュー」）。再度、プロセスが実行可能待ち
行列に追加される時に、そのプロセスに関するスレッド
がローカル継続待ち行列８６上に配置される（ステップ
１９１「ステップをＬＣＱに配置」）。また、実行可能
待ち行列状態９５が保留プリテストへ更新される（ステ
ップ１９２「ＲＱ状態の更新」）。取り替えられた有効
エントリが主記憶装置内の呼出しコンテキスト待ち行列
の先頭へカーストアウトされる。呼出しコンテキスト待
ち行列の先頭への追加の時に、新たなプロセスのための
呼出しコンテキスト待ち行列正方向ポインタ４２が更新
され、呼出しコンテキスト待ち行列の旧い先頭が示され
る。さらに、旧い先頭の呼出しコンテキスト待ち行列逆
方向ポインタ４４が更新され、追加されたプロセスが示
される（ローカルフレームポインタを使用して）。さら
に、呼出しコンテキスト待ち行列先頭が更新され、ロー
カルフレームポインタによって表される新たなプロセス
が示される。然も、ローカル継続待ち行列先頭１０２と
末尾１０３が実行可能待ち行列エントリ９４から呼出し
コンテキストマップエントリ２６内のローカル継続待ち
行列先頭３８および末尾４０へコピーされる。

【００９３】上述したように、プロセスが実行可能待ち
行列に対して追加される時に、実行可能待ち行列エント
リの状態が空きから保留プリテストへ更新される。保留
プリテストの間で、プロセスの実行のために必要な資源
の選択可能度が決定される（照会１９４「資源が選択可
能か？」）。より詳細には、コードフレームキャッシュ
８８が検査され、実行可能待ち行列エントリ９４内のコ
ードフレームポインタ９９によって示されるように、コ
ードフレーム１０８がコードフレームキャッシュ内に位
置指定されるかどうかが検査される。同様に、ローカル
フレームキャッシュ９０が検査され、実行可能待ち行列
エントリ９４内でローカルフレームポインタ９６により
示されるように、ローカルフレーム１３１がローカルフ
レームキャッシュ内に位置指定されるかどうかが検査さ
れる。若し、コードフレーム１０８あるいはローカルフ
レーム１３１が各キャッシュ内に存在せず、そのため処
理中にプロセスが選択可能でないと判断されれば、欠落
しているコードフレームおよび／またはローカルフレー
ムが主記憶装置からインページされ、それによって選択
可能とされる（ステップ１９６「資源のプリフェッ
チ」）。特に、コードフレーム１０８が主記憶装置内の
コードフレーム２２からコードフレームキャッシュ８８
へコピーされる（インページ）。さらに、ローカルフレ
ーム１３１が主記憶装置制御ユニット１２内のローカル
フレーム２０内に位置指定されるデータ５０からローカ
ルフレームキャッシュ９０へコピーされ、また、並列し
て、データと関連する状態標識２８が主記憶装置制御ユ
ニット１２（すなわち、ローカルフレーム２０）から状
態ビットキャッシュ９１へインページされる。主記憶装
置制御ユニットと１以上のキャッシュとの間のデータ移
動がなされるため、処理要素によって実行されうる多数
のプロセスおよびスレッドは、ローカル記憶装置の絶対
量ではなくて主記憶装置の大きさに依存することとな
る。インページの間で、実行可能待ち行列状態９５が保
留プリテストからプリフェッチアクティブへ更新される
（ステップ１９８「ＲＱ状態の更新」）。

【００９４】プリフェッチ中に資源をインページするの
に引き続いて、あるいは照会１９４から肯定応答が得ら
れるならば、実行可能待ち行列状態９５がプリフェッチ
アクティブから処理要素によりプロセスが実行可能であ
ることを示す実行可能へ更新される（ステップ２００
「ＲＱ状態の更新」）。そのプロセスが例えば実行可能
待ち行列８４の最上部エントリの時に実行可能プロセス
が実行されうる。最上部エントリが実行のために選択さ
れる時に、ローカル継続待ち行列８６内に位置する最上
部スレッドが選択される（ステップ２０２「プロセスお
よびスレッドの選択」）。これが生じると、実行可能待
ち行列状態９５が実行可能から走行へ更新される（ステ
ップ２０４「ＲＱ状態の更新」）。さらに、以前に走行
している実行可能待ち行列エントリは、処理要素内でそ
れが処理の制御を開放する際の状態に依存して、走行状
態から空き、実行可能あるいは就寝の各状態のいずれか
（これらは全て上述した）へ変更される。

【００９５】ローカル継続待ち行列８６からの選択スレ
ッド（あるいはローカル継続待ち行列エントリ１０４）
は、上述のように、コードフレームキャッシュ８８から
実行される命令１２０を選択するのに使用されるコード
オフセット１０５を含む（ステップ２０６「命令のフェ
ッチ」）。命令がフェッチされる時に、実行可能待ち行
列エントリ９４内に位置するローカル継続待ち行列先頭
ポインタ１０２が調整され、ローカル継続待ち行列から
スレッド処理を除去することが示される（ステップ２０
８「ＬＣＱ先頭の調整」）。

【００９６】上述したように、選択される命令がソース
オペランド０特定子を含み、これは、ローカルフレーム
キャッシュ９０からソースオペランド０を表すデータ１
３２を選択し、また、状態ビットキャッシュ９１からそ
の関連する状態ビット１４８を選択するために使用され
る。然も、ソースオペランド１特定子１３０は、ローカ
ルフレームキャッシュ９０からソースオペランド１を表
すデータ１３２を選択し、また、状態ビットキャッシュ
９１内に位置するその関連する状態ビット１４８を選択
するのに使用される（ステップ２１０「データおよび状
態ビットの選択」）。

【００９７】上述に加えて、ソースオペランド０特定子
１２８およびソースオペランド１特定子１３０内にそれ
ぞれ位置指定される状態機能１５６および１５８は、状
態遷移テーブル１６２、１６４から多数の可能な次の状
態１６６を選択するのに使用される。より詳細には、状
態機能１５６は、状態遷移テーブル１６２へのアドレス
として使用され、ソースオペランド０特定子のための次
の状態を含むエントリ１６５が選択される。同様に、状
態機能１５８は、状態遷移テーブル１６４へのアドレス
として使用され、ソースオペランド１特定子のための次
の状態を含むエントリ１６５が選択される（ステップ２
１２「可能な次の状態の選択」）。（上述したように、
各状態機能は同期機能を表し、また、各同期機能と関連
する状態が状態遷移テーブル中に含まれる。）

【００９８】ソースオペランドのための可能な次の状態
を選択するのに引き続いて、オペランドの現在状態（状
態標識１４８）がそのオペランドのための次の状態を表
す可能な次の状態から一つの状態を選択するのに使用さ
れる。一例として、若し、８個の次の状態（０〜７）が
存在し、且つ状態ビット標識１４８がゼロであるなら
ば、状態標識１４８のための次の状態は、８個の次の状
態の位置０に位置指定される状態（すなわち、列０ある
いは８個の状態外の最初の次の状態）である（ステップ
２１４「次の状態の決定」）。一実施例では、特定の同
期機能のために、状態ビット標識１４８が読出されたオ
ペランドのために現在状態を表し、また、特定の同期機
能のための可能な次の状態は、空き、待ちおよび存在で
ありうる。一例では、そのオペランドのために選択され
る次の状態が存在状態である。次の状態が決定された後
に、状態標識１４８は、例えば次の状態の値を状態ビッ
トキャッシュ９１内に位置指定される現在状態値へ書く
ことによって、次の状態の値へ更新される（ステップ２
１６「現在状態の更新」）。

【００９９】上述のものに加えて、実行されている命令
を含むスレッドによっでなされるアクションのコースに
関して決定がなされる（ステップ２１８「なされるアク
ションの決定」）。なされうるアクションの種類は、例
えば各々以下に説明するところのスレッド実行の継続、
現在スレッドの延期、および据置スレッドの起床を含
む。

【０１００】一実施例では、スレッドによりどのアクシ
ョンがなされるかを決定するために、ローカルフレーム
キャッシュ９０内に位置指定されるとともに、実行命令
１２０により選択されるデータ（例えばソースオペラン
ド０および／またはソースオペランド１）が命令による
使用にとって選択可能かどうかが照会される（照会２２
０「データが選択可能？」）。より詳細には、この決定
は、ソースオペランド０および１の各々と関連する状態
標識１４８（それが次の状態へ更新される前に）を検査
することによってなされる。若し、例えばオペランドが
空き状態であることを状態標識１４８が示すならば、そ
のオペランドが利用不可能と判断される。しかしなが
ら、若し、各オペランドが例えば存在状態にあることを
状態標識１４８が示すならば、オペランドが選択可能と
判断される。若し、データが選択可能ならば、以下に詳
細に説明するように、スレッドの実行が継続し、命令の
実行の結果がローカルフレームキャッシュ９０内の結果
ロケーションに保管される（ステップ２２２「実行の継
続」）。

【０１０１】一例では、処理装置１４内でローカルフレ
ームキャッシュ９０と結合される実行ユニット９２内で
命令が実行される。命令１２０内に位置指定される各ソ
ースオペランド特定子のアドレス指定モードは、ソース
オペランド０およびソースオペランド１（既に上述のよ
うに得られている）のような適切なデータを実行ユニッ
ト９２の入力レジスタ（図示しない）へゲートする。実
行ユニット９２は、得られたオペランドを使用して命令
を実行し、命令１２０の宛先特定子１２６によって示さ
れるローカルフレームキャッシュ９０内に位置指定され
た宛先（または結果）ロケーションにその結果を配置す
る。しかしながら、若し、命令実行の結果が特定ロケー
ションへの分岐であるならば、新たなスレッド（より具
体的には、新たな圧縮継続記述子）がローカル継続待ち
行列８６へエンキューされ（若し、そのスレッドが現に
実行されているものと同じプロセスのためであるなら
ば）、あるいは新たなスレッドが相互接続ネットワーク
１８により取り扱われ、異なるプロセスのローカル継続
待ち行列へエンキューされる。

【０１０２】一方、若し、照会２２０に対する返答が否
定であり、ソースオペランドの１以上が選択可能でない
ならば（例えばオペランドが存在状態にないことをその
オペランドに関連する状態標識が示すならば）、実行し
ている命令と関連するスレッドの実行が据え置かれる
（ステップ２２４「スレッドの実行の据置」）。（一例
では、特定命令が実行が継続するが、結果が保管されな
い。）より詳細には、若し、ソースオペランド０あるい
はソースオペランド１が例えば空き状態あるいは待ち状
態にあり、従って、選択不可能であるならば（若し、両
オペランドが選択不可能ならば、一実施例では、オペラ
ンド０がオペランド１よりむしろ好ましい。）、現在実
行されているスレッド（ローカル継続待ち行列８６内の
ローカル継続待ち行列エントリ中のオフセット１０５お
よび指標１０６によって表される）がソースオペランド
０およびソースオペランド１（若し両方が必要であれ
ば）が選択可能となるまで延期される。延期が生じた時
に、命令の影響が空白とされる。

【０１０３】スレッドの実行を延期するために、ローカ
ル継続待ち行列内に位置指定されるコードオフセット１
０５と指標１０６（圧縮継続記述子としても参照され
る）が選択不可能ソースオペランドを表すデータロケー
ション（あるいはフィールド）に保管される。各データ
１３２は、多数のスレッドと対応して多数の圧縮継続記
述子を受信する。例えば各データは、４個の圧縮継続記
述子を保管しうる。

【０１０４】データがローカルフレームキャッシュ９０
内のデータロケーション１３２へ書込まれる時に、コー
ドフレームキャッシュ８８内に位置指定される宛先特定
子１２６のフレームオフセット１４７、ローカルフレー
ムキャッシュ物理ポインタ９７、および対応する指標１
０６によって、結果ロケーションおよび関連する状態標
識が詳細に上述したように、特定される（ステップ２２
６「データが書込まれる」）（図１７）。ロケーション
および状態標識の選択に加えて、宛先特定子１２６に位
置指定される状態機能１５４が状態遷移テーブル１６０
へのアドレスとして使用され、結果ロケーションのため
に、多数の可能な次の状態１６６が選択される（ソース
オペランドのための次の状態を選択するための上述した
手順と同様である）。上述のように、結果ロケーション
のための可能な次の状態を選択するのに引き続いて、そ
のロケーションに関する現在状態標識１４８がロケーシ
ョンのための次の状態を選択するために使用される。そ
して、現在状態標識が次の状態の値を反映するように更
新される。

【０１０５】さらに、結果ロケーションが空きであるか
どうかに関する決定がなされる（照会２２８「ロケーシ
ョンが空き？」）。（そのロケーションにデータが書か
れる前に、何かがそこに保管されているかどうかの決定
のために、そのロケーションが最初に読まれるので、デ
ータが書かれる時に、読出し／書込みポートが使用され
る。）若し、選択データ１３２が空きであれば（それが
次の状態へ更新される前に、状態標識１４８によって示
されるように）、データがそのロケーションへ書込まれ
る（ステップ２３０「データの書込み」）。一方、若
し、ロケーションが空きでないならば、そのロケーショ
ンに保管された１以上の圧縮継続記述子が存在するかど
うか、従って、そのロケーションが待ち状態であるかど
うかの決定がなされる（再度、状態標識１４８により示
される）（ステップ２３１「ロケーションが待ち状態か
？」）。若し、ロケーションが待ち状態でないならば、
データが書込まれる（ステップ２３４「データの書込
み」）。しかしながら、若し、そのロケーションが待ち
状態であるならば、そのロケーションに保管されている
圧縮継続記述子がことごとく除去され、データが書かれ
る前に走行プロセスと関連するローカル継続待ち行列へ
エンキューされる（ステップ２３２「圧縮継続記述子の
起床」）。継続圧縮記述子の除去に引き続いて、データ
が指示されるロケーションへ書込まれる（ステップ２３
４「データの書込み」）。

【０１０６】特定の一実施例では、遷移テーブル１６
０、１６２内に駐在する各次の状態は、可能な次の状態
が検索される時に検索される関連する３ビット制御フラ
グ１６８を有する。次の状態の一つが選択される時に、
上述のように、関連制御フラグ１６８も選択され、処理
要素によってどのアクションがなされるかを示すのに使
用される。すなわち、制御フラグは、例えばスレッド実
行が継続されるべきかどうか、スレッドの実行が据え置
かれるべきかどうか、あるいは据置スレッドの活動を開
始するべきかどうかを示す。これらのアクションのそれ
ぞれは、上述したように実行される。

【０１０７】好適な実施例が詳細に図示され、説明され
ているが、種々の変形、追加、置き換え等がこの発明の
精神を逸脱することなく可能であることは、当業者にと
って明らかであろう。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明による並列処理システムの一例のブロ
ック図である。

【図２】この発明の原理に従った、図１の並列処理シス
テムの主記憶装置制御ユニットと関連した論理構成要素
の一例である。

【図３】この発明の原理に従った、図２の主記憶装置制
御ユニット内に存在する論理ローカルフレームの一例を
示す図である。

【図４】この発明の原理に従った、図３のローカルフレ
ームと関連する論理ワークフレームの一例と、この発明
の非圧縮継続記述子内に含まれるフィールドの一例を示
す図である。

【図５】この発明の原理に従った、図２の主記憶装置制
御ユニット内に存在する論理コードフレームのエントリ
の一例を示す図である。

【図６】この発明の原理に従った、図５のコードフレー
ム内に存在する命令内のフィールドの一例と、この命令
の宛先およびソース特定子の構成要素の一例を示す図で
ある。

【図７】この発明の原理に従った、図１の処理要素のハ
ードウェア構成要素の一例のブロック図である。

【図８】この発明の原理に従った、図７に示される実行
可能待ち行列の中の実行可能待ち行列エントリの構成要
素の一例を示す図である。

【図９】この発明の原理に従った、図８の処理要素内の
ローカル継続待ち行列の構成要素の一例を示す図であ
る。

【図１０】この発明の処理要素内に存在するコードフレ
ームキャッシュと関連する構成要素の一例を示すブロッ
ク図である。

【図１１】この発明の原理に従った、図１０のコードフ
レームキャッシュと関連するコードフレームキャッシュ
ディレクトリーの一例を示す図である。

【図１２】この発明の原理に従った、図７に示された処
理要素内に位置するローカルフレームキャッシュと関連
する構成要素の一例を示すブロック図である。

【図１３】この発明の原理に従った、図７に示された処
理要素内に位置するローカルフレームキャッシュと関連
する構成要素の一例を示すブロック図である。

【図１４】この発明の原理に従った、図１２、図１３ロ
ーカルフレームキャッシュと関連するローカルフレーム
キャッシュディレクトリの一例を示す図である。

【図１５】この発明の同期処理の一例を示すフローチャ
ートである。

【図１６】この発明の同期処理の一例を示すフローチャ
ートである。

【図１７】この発明の原理に従った、キャッシュ内のロ
ケーションへのデータの書込みに関する処理の一例を示
すフローチャートである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ロバート・アラン・イアナッチ アメリカ合衆国、マサチューセッツ州エン ドーバー、ブルックサイドドライブ 400 −エフ

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 同一プロセス内で処理要素によってスレ
   ッドの実行を同期する方法であって、 スレッドをプロセス内で実行し、 前記スレッド実行中にローカルフレームキャッシュから
   データフィールドをフェッチするステップと、 前記データフィールドに関連付られており第一状態値を
   有している状態標識を状態ビットキャッシュからフェッ
   チするステップと、 前記スレッドが使用可能であるデータが前記データフィ
   ールド中に含まれているものであるかどうかを前記第一
   状態値に基づいて判断するステップと、 前記判断の結果前記データを含んでいないときは前記ス
   レッドの実行を据え置くステップと、 を含んでいるスレッド実行同期方法。
2. 【請求項２】 前記状態標識に関して第二状態を決定す
   るステップであって、前記第二状態は前記スレッドの実
   行中に前記第一状態に置き換えられるものであるステッ
   プをさらに含む請求項１の方法。
3. 【請求項３】 前記第二状態を決定するステップは、 前記第二状態を決定するために用いられる状態機能を前
   記スレッドから選択するステップと、 前記状態機能を用いて前記状態標識のために、複数のテ
   ーブルの中の一つからＮ個の可能な第二状態を選択する
   ステップと、 前記第一状態を用いて前記Ｎ個の可能な第二状態の中か
   ら一つの前記第二状態を選択するステップと、 をさらに含む請求項２の方法。
4. 【請求項４】 前記第一状態は前記データの現在の状態
   を表示し、前記第二状態は前記データの次の状態を表示
   するものである、請求項３の方法。
5. 【請求項５】 同一プロセス内で処理要素によってスレ
   ッドの実行を同期するためのシステムであって、 データフィールドを記憶しているローカルフレームキャ
   ッシュと、 前記データフィールドと対応する状態標識を記憶してい
   る状態ビットキャッシュと、 プロセス内のスレッドを前記処理要素が実行するための
   手段と、 前記データフィールドを前記ローカルフレームキャッシ
   ュからフェッチするとともに、第一状態値を有している
   前記状態標識を前記状態ビットキャッシュからフェッチ
   する手段と、 前記データフィールド中に前記スレッドが使用できるデ
   ータが含まれているかどうかを前記第一状態値に基づい
   て判断する手段と、 前記スレッドが使用できるデータが含まれていないとき
   は前記スレッドの実行を据え置く手段と、 を含むシステム。
6. 【請求項６】 前記スレッドの実行中に前記第一状態に
   置き換えられる第二状態を前記状態標識のために決定す
   る手段をさらに含む請求項５のシステム。
7. 【請求項７】 前記第二状態を決定する手段は、 前記スレッドから前記第二状態を決定するために用いら
   れる状態機能を選択する手段と、 前記状態標識のためのＮ個の選択可能な第二状態をその
   各々が有している複数のテーブルと、 前記状態機能を用いて、前記複数のテーブルの中の一つ
   から前記Ｎ個の可能な第二状態を選択する手段と、 前記第一状態を用いて前記状態標識のために、前記Ｎ個
   の可能な第二状態の中から一つの第二状態を選択する手
   段と、 をさらに含む請求項６のシステム。
8. 【請求項８】 前記第一状態は前記データの現在の状態
   を表示し、前記第二状態は前記データの次の状態を表示
   するものである、請求項７のシステム。
9. 【請求項９】 同一プロセス内で処理要素によって各々
   が複数の命令を含んでいるスレッドの実行を同期するた
   めのシステムであって、 前記スレッドに含まれている命令を実行するための手段
   と、 複数のソースオペランドを含んでいるローカルフレーム
   キャッシュと、 各々が第一状態値を有し、その一つが前記ソースオペラ
   ンドの一つと対応する状態標識を複数含んでいる状態ビ
   ットキャッシュと、 前記命令実行中に、前記ローカルフレームキャッシュか
   ら一以上のソースオペランドをフェッチし、前記状態ビ
   ットキャッシュからこれに対応する状態標識をフェッチ
   するための手段と、 前記ソースオペランドと関連付られた状態機能を前記命
   令からフェッチするための手段と、 前記状態標識の各々に係わるＮ個の可能な第二状態を含
   んでいる複数のテーブルと、 前記状態機能を用いて前記複数のテーブルから前記Ｎ個
   の可能な第二状態を選択する手段であって、前記各々の
   第二状態はフラグ標識と関連付られているような手段
   と、 前記第一状態を用いて前記選択されたＮ個の可能な第二
   状態から一つの第二状態を前記状態標識のために選択す
   る手段と、 前記第一状態を前記第二状態で置き換える手段と、 前記選択された一つの第二状態に関連付られている前記
   フラグ標識によって特定される動作をスレッドに実行さ
   せる手段と、を含むシステム。