JPH06284458A - ユーザ制御データメモリアクセスシステム及び方法を備えた電話スイッチングシステム - Google Patents
ユーザ制御データメモリアクセスシステム及び方法を備えた電話スイッチングシステムInfo
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- JPH06284458A JPH06284458A JP5104626A JP10462693A JPH06284458A JP H06284458 A JPH06284458 A JP H06284458A JP 5104626 A JP5104626 A JP 5104626A JP 10462693 A JP10462693 A JP 10462693A JP H06284458 A JPH06284458 A JP H06284458A
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04Q—SELECTING
- H04Q3/00—Selecting arrangements
- H04Q3/42—Circuit arrangements for indirect selecting controlled by common circuits, e.g. register controller, marker
- H04Q3/54—Circuit arrangements for indirect selecting controlled by common circuits, e.g. register controller, marker in which the logic circuitry controlling the exchange is centralised
- H04Q3/545—Circuit arrangements for indirect selecting controlled by common circuits, e.g. register controller, marker in which the logic circuitry controlling the exchange is centralised using a stored programme
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- Sub-Exchange Stations And Push- Button Telephones (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】不適当なタイミングでタイムスライスをが行わ
れるの防止することができる電話スイッチングシステム
を提供する。 【構成】中央演算処理ユニットによって制御されるスイ
ッチ（１０）を有しデータを有するシェアデータメモリ
（１８）にあるデータにしたがって、内部通信ユニット
と、外部通信ユニットとを接続するものであって、該デ
ータが通信ユニットで発生した信号に応じて変更可能に
なっている電話スイッチングシステム。データメモリア
クセスシステム（２３）はプロセスメモリ（２０）にあ
る一つの特別プロセスから他の後続の特別プロセスに対
してアクセス権を周期的にシフトする。該データメモリ
アクセスシステム（２３）はアクセス要求付特別プロセ
スがアクセス可能でシェアデータを変更可能である期間
中では通常のデータメモリ（１８）へのアクセス権の周
期的なシフトを禁止する。
れるの防止することができる電話スイッチングシステム
を提供する。 【構成】中央演算処理ユニットによって制御されるスイ
ッチ（１０）を有しデータを有するシェアデータメモリ
（１８）にあるデータにしたがって、内部通信ユニット
と、外部通信ユニットとを接続するものであって、該デ
ータが通信ユニットで発生した信号に応じて変更可能に
なっている電話スイッチングシステム。データメモリア
クセスシステム（２３）はプロセスメモリ（２０）にあ
る一つの特別プロセスから他の後続の特別プロセスに対
してアクセス権を周期的にシフトする。該データメモリ
アクセスシステム（２３）はアクセス要求付特別プロセ
スがアクセス可能でシェアデータを変更可能である期間
中では通常のデータメモリ（１８）へのアクセス権の周
期的なシフトを禁止する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、電話スイッチングシス
テム及び方法、特に共有されたデータメモリへの種々の
特定の処理が、データが他の特定の処理により変えられ
るプロセスにあるとき１つの特別のプロセスによる共有
されたデータへアクセスされないように制御される装置
及び方法に関する。最近のコンピュータ制御通信スイッ
チングシステムにおいては、実行されなければならない
複数の種々の特別の機能がある。こららの特別な機能は
それぞれ分離された装置により、あるいは単一の中央処
理装置の分離された処理により達成される。何れにして
も、しばしば複数の特別のプロセスは全ての特別のプロ
セス間のタイム・スライシングに基づいて共有された単
一データメモリへのアクセスを要求する。これらの特別
な機能を達成する場合、特別のプロセスの幾つかは他の
特別のプロセスにより共有されたデータを変更する。公
知の電話システムにおいて、共有されたデータは変更さ
れているか、またアクセスにおいてその時に周期的なシ
フトに対して不完全であるか否かに関係なく、共有され
たデータメモリへのアクセスは特定の処理から他の処理
へ、自動的に、周期的に、連続してシフトされる。
テム及び方法、特に共有されたデータメモリへの種々の
特定の処理が、データが他の特定の処理により変えられ
るプロセスにあるとき１つの特別のプロセスによる共有
されたデータへアクセスされないように制御される装置
及び方法に関する。最近のコンピュータ制御通信スイッ
チングシステムにおいては、実行されなければならない
複数の種々の特別の機能がある。こららの特別な機能は
それぞれ分離された装置により、あるいは単一の中央処
理装置の分離された処理により達成される。何れにして
も、しばしば複数の特別のプロセスは全ての特別のプロ
セス間のタイム・スライシングに基づいて共有された単
一データメモリへのアクセスを要求する。これらの特別
な機能を達成する場合、特別のプロセスの幾つかは他の
特別のプロセスにより共有されたデータを変更する。公
知の電話システムにおいて、共有されたデータは変更さ
れているか、またアクセスにおいてその時に周期的なシ
フトに対して不完全であるか否かに関係なく、共有され
たデータメモリへのアクセスは特定の処理から他の処理
へ、自動的に、周期的に、連続してシフトされる。
【０００２】アクセスのこの周期的なシフトは「タイム
・スライシング」として広く知られている。中央処理シ
ステムにおいて、タイム・スライシングの概念はＣＰＵ
タイムを必要とする多くのプロセスにわたってＣＰＵタ
イムの割当に関する。タイムスライスが生じた時、ＣＰ
Ｕをとおしてデータメモリに格納されているデータへの
アクセスは、データをいまアクセスしている特定の処理
からデータへのアクセスを要求している他の特定のプ処
理へシフトされる。ＣＰＵのオペレーティング・システ
ム（ＯＳ）はＣＰＵをとおしてデータへのアクセスを要
求している多くのプロセスからＣＰＵへの読出ラインを
割り当てる。事象の処理は多くのデータ片の更新を要求
しうる。もしタイム・スライスがこの更新期間の途中に
おいて生じたら、他のプロセスがタイム・スライスの発
生後に間違ってこのデータを読み、ソフトウエアの誤り
を起こす可能性がある。
・スライシング」として広く知られている。中央処理シ
ステムにおいて、タイム・スライシングの概念はＣＰＵ
タイムを必要とする多くのプロセスにわたってＣＰＵタ
イムの割当に関する。タイムスライスが生じた時、ＣＰ
Ｕをとおしてデータメモリに格納されているデータへの
アクセスは、データをいまアクセスしている特定の処理
からデータへのアクセスを要求している他の特定のプ処
理へシフトされる。ＣＰＵのオペレーティング・システ
ム（ＯＳ）はＣＰＵをとおしてデータへのアクセスを要
求している多くのプロセスからＣＰＵへの読出ラインを
割り当てる。事象の処理は多くのデータ片の更新を要求
しうる。もしタイム・スライスがこの更新期間の途中に
おいて生じたら、他のプロセスがタイム・スライスの発
生後に間違ってこのデータを読み、ソフトウエアの誤り
を起こす可能性がある。
【０００３】ＣＰＵ制御による電話スイッチングにおけ
るこの問題の既知の解決策はデータ片が何時アクセスさ
れるかを決定するデータアクセスフラッグを管理するこ
とである。具合が悪いことに、多くの利用者あるいは多
重処理システムにおけるタイム・スライスへのこの公知
のアプローチで、データ自身の多くの余分なデータビッ
トがフラッグとして必要である。ＯＳが、処理時間に割
り当てられた時間が過ぎ、ＣＰＵへのアクセスがタイム
・スライスにシフトしたことを示すと、これら余分のフ
ラッグビットは処理の再開が許されるときに、その最後
に行ったステップに戻るための特定の処理を命令するた
めに必要である。アクセスされたデータと関連するこれ
ら余分のデータビット、即ちセマホーアは、これらのデ
ータビットに関連するデータが変更されている最中かも
しれないこと、また他のプロセスがその瞬間に不必要に
正確なデータを使用する必要がないことを示すフラッグ
を信号することにより他の特定な処理であることを知ら
せるためにも用いられる。
るこの問題の既知の解決策はデータ片が何時アクセスさ
れるかを決定するデータアクセスフラッグを管理するこ
とである。具合が悪いことに、多くの利用者あるいは多
重処理システムにおけるタイム・スライスへのこの公知
のアプローチで、データ自身の多くの余分なデータビッ
トがフラッグとして必要である。ＯＳが、処理時間に割
り当てられた時間が過ぎ、ＣＰＵへのアクセスがタイム
・スライスにシフトしたことを示すと、これら余分のフ
ラッグビットは処理の再開が許されるときに、その最後
に行ったステップに戻るための特定の処理を命令するた
めに必要である。アクセスされたデータと関連するこれ
ら余分のデータビット、即ちセマホーアは、これらのデ
ータビットに関連するデータが変更されている最中かも
しれないこと、また他のプロセスがその瞬間に不必要に
正確なデータを使用する必要がないことを示すフラッグ
を信号することにより他の特定な処理であることを知ら
せるためにも用いられる。
【０００４】この公知のフラッグ技術は、具合が悪いこ
とにタイム・スライシングの結果としてデータへの多重
アクセスを避けるためにデータのアクセス毎にセマホー
アを管理することにおいて実質的な量の実時間の消費が
必要である。これは不必要な実時間の使用を導くもので
ある。この公知のマルチプロセス・システムは共有され
たデータにアクセスする処理間のソフトウエア・プロト
コルの使用をとおしてそれらの実行中の如何なるポイン
トでタイムスライスされる可能性を示す特別な処理を要
求する。これはより複雑なデータを共有するアプリケー
ション処理間で相互作用をする。図１を参照すると、こ
の図には、同一データ領域のデータをアクセスするため
の公知の多重プロセスが示されている。ステップ５で
は、特定のプロセスがデータをアクセスしようとすると
き、この特定のプロセスは、アクセスしようとしている
データが他のプロセスによりアクセスされているため
に、データメモリのデータ領域がロックされているかど
うか、を尋ねる。
とにタイム・スライシングの結果としてデータへの多重
アクセスを避けるためにデータのアクセス毎にセマホー
アを管理することにおいて実質的な量の実時間の消費が
必要である。これは不必要な実時間の使用を導くもので
ある。この公知のマルチプロセス・システムは共有され
たデータにアクセスする処理間のソフトウエア・プロト
コルの使用をとおしてそれらの実行中の如何なるポイン
トでタイムスライスされる可能性を示す特別な処理を要
求する。これはより複雑なデータを共有するアプリケー
ション処理間で相互作用をする。図１を参照すると、こ
の図には、同一データ領域のデータをアクセスするため
の公知の多重プロセスが示されている。ステップ５で
は、特定のプロセスがデータをアクセスしようとすると
き、この特定のプロセスは、アクセスしようとしている
データが他のプロセスによりアクセスされているため
に、データメモリのデータ領域がロックされているかど
うか、を尋ねる。
【０００５】データメモリ領域が他のプロセスによりロ
ックされていないとき、この特定のプロセスは、ステッ
プ６において、先ずデータアクセスフラグを立てるか、
データ領域をロックするかして、実行を開始する。次い
で、この特定プロセスは、ステップ７において、データ
メモリのデータ領域からデータをアクセスする。最後
に、要求されたデータのアクセスをすべて完了したと
き、ステップ８において、このデータに対応するフラグ
が下ろされて、データ領域がアンロックされる。このデ
ータが他の特定のプロセスによりアクセスされている
と、ステップ９において遅延がかけられる。これは、先
の特定のプロセスが、当該データに対応するフラグを読
み取り、このデータが他のプロセスによりロックされて
いるため、当該他のプロセスがそのデータへのアクセス
を完了し、このデータ領域をアンロックするまで、この
データへのアクセスはできないことを知らされることに
より行われる。したがって、一つの特定のプロセスがデ
ータをアクセスしており、そのために、そのデータ領域
をロックしている場合に時間スライスが生じると、この
時間スライスのためにＣＰＵを通じて読み取り線上にあ
る次のプロセスは、時間スライスされて先にアクセスし
ているプロセスがデータ領域をロック状態に保持してい
るために、そのデータ領域のデータにアクセスすること
ができない。
ックされていないとき、この特定のプロセスは、ステッ
プ６において、先ずデータアクセスフラグを立てるか、
データ領域をロックするかして、実行を開始する。次い
で、この特定プロセスは、ステップ７において、データ
メモリのデータ領域からデータをアクセスする。最後
に、要求されたデータのアクセスをすべて完了したと
き、ステップ８において、このデータに対応するフラグ
が下ろされて、データ領域がアンロックされる。このデ
ータが他の特定のプロセスによりアクセスされている
と、ステップ９において遅延がかけられる。これは、先
の特定のプロセスが、当該データに対応するフラグを読
み取り、このデータが他のプロセスによりロックされて
いるため、当該他のプロセスがそのデータへのアクセス
を完了し、このデータ領域をアンロックするまで、この
データへのアクセスはできないことを知らされることに
より行われる。したがって、一つの特定のプロセスがデ
ータをアクセスしており、そのために、そのデータ領域
をロックしている場合に時間スライスが生じると、この
時間スライスのためにＣＰＵを通じて読み取り線上にあ
る次のプロセスは、時間スライスされて先にアクセスし
ているプロセスがデータ領域をロック状態に保持してい
るために、そのデータ領域のデータにアクセスすること
ができない。
【０００６】その結果、ロックされたデータをアクセス
しようとする後続の特定プロセスはすべて、そのプロセ
スを遂行するに必要なデータをアクセスすることができ
ず、実行が遅らせられる。この状態は、システムが当初
のアクセスプロセスに戻り、先の特定プロセスがこのデ
ータ領域へのアクセスを完了し、フラグを下ろしてデー
タ領域をアンロックするまで続く。このように、図１の
公知の方法は、高度のリアルタイムオーバーヘッドを必
要とすることに加えて、あるプロセスがデータをアクセ
スするために時間スライスをかけられると、このアクセ
ス権を有するプロセスが実行に移りアクセスを完了する
までは、他のプロセスによるアクセスができない、とい
うことのために、リアルタイム事項については、応答時
間が長くなる、という問題を有する。同じデータをアク
セスすることが阻止されており、時間スライスを統合す
ることがないために、プロセス間に時間スライスをかけ
ることは、遅延と応答時間の長期化につながる。
しようとする後続の特定プロセスはすべて、そのプロセ
スを遂行するに必要なデータをアクセスすることができ
ず、実行が遅らせられる。この状態は、システムが当初
のアクセスプロセスに戻り、先の特定プロセスがこのデ
ータ領域へのアクセスを完了し、フラグを下ろしてデー
タ領域をアンロックするまで続く。このように、図１の
公知の方法は、高度のリアルタイムオーバーヘッドを必
要とすることに加えて、あるプロセスがデータをアクセ
スするために時間スライスをかけられると、このアクセ
ス権を有するプロセスが実行に移りアクセスを完了する
までは、他のプロセスによるアクセスができない、とい
うことのために、リアルタイム事項については、応答時
間が長くなる、という問題を有する。同じデータをアク
セスすることが阻止されており、時間スライスを統合す
ることがないために、プロセス間に時間スライスをかけ
ることは、遅延と応答時間の長期化につながる。
【０００７】
【課題を解決するための手段】したがって、本発明の主
目的は、適切でない時間での時間スライスを防止できる
ように、同じメモリへのアクセスを制御して、公知のシ
ステムにおけるような遅延や非効率、あるいは誤差の発
生を回避できるようにした、システム及び方法からなる
コンピュータ制御の電話交換システムを提供することで
ある。この目的は、通信データメモリ内の通信データに
応じて内部通信ユニットを外部通信ユニットに接続する
ように中央処理ユニットにより制御されるスイッチを有
し、前記通信データメモリは、データを共有し共有デー
タメモリアクセスシステムを備えた複数の特定のプロセ
スを有するオペレーティングシステムに応じて前記通信
ユニットにより生じた信号に応答して変更できるように
なっており、前記複数の特定のプロセス間で前記データ
メモリ内の共有データへのアクセス権を順次に周期的に
シフトするアクセス権シフト手段と、前記データメモリ
へのアクセスを行う前記複数の特定のプロセスの一つが
共有データへのアクセスを可能とされている期間は、前
記アクセス権シフト手段が前記データメモリへのアクセ
ス権をこの一つの特定のプロセスから他の一つの特定の
プロセスにシフトするのを阻止するように、前記アクセ
ス権シフト手段を制御する手段とが設けられたことを特
徴とする、電話交換システムによって、少なくとも一部
は達成される。
目的は、適切でない時間での時間スライスを防止できる
ように、同じメモリへのアクセスを制御して、公知のシ
ステムにおけるような遅延や非効率、あるいは誤差の発
生を回避できるようにした、システム及び方法からなる
コンピュータ制御の電話交換システムを提供することで
ある。この目的は、通信データメモリ内の通信データに
応じて内部通信ユニットを外部通信ユニットに接続する
ように中央処理ユニットにより制御されるスイッチを有
し、前記通信データメモリは、データを共有し共有デー
タメモリアクセスシステムを備えた複数の特定のプロセ
スを有するオペレーティングシステムに応じて前記通信
ユニットにより生じた信号に応答して変更できるように
なっており、前記複数の特定のプロセス間で前記データ
メモリ内の共有データへのアクセス権を順次に周期的に
シフトするアクセス権シフト手段と、前記データメモリ
へのアクセスを行う前記複数の特定のプロセスの一つが
共有データへのアクセスを可能とされている期間は、前
記アクセス権シフト手段が前記データメモリへのアクセ
ス権をこの一つの特定のプロセスから他の一つの特定の
プロセスにシフトするのを阻止するように、前記アクセ
ス権シフト手段を制御する手段とが設けられたことを特
徴とする、電話交換システムによって、少なくとも一部
は達成される。
【０００８】上記目的は、また、変更できるデータメモ
リへのアクセス権を、阻止されるとき以外は、通常は前
記複数の特定のプロセス間で周期的にシフトし、前記複
数の特定のプロセスの一つが前記変更できるデータメモ
リ内の共有データにアクセス権を有するかどうか、を決
定し、前記共有データがアクセス権を有する上記一つの
特定のプロセスによりアクセスされている期間は、前記
複数の特定のプロセスの前記一つのプロセスからアクセ
ス権が離れないように、周期的なアクセス権のシフトを
防止することからなる、電話交換システムにおける特定
のプロセスの共有データへのアクセス権を制御する方法
により達成される。以下に、前述の本発明の目的及び特
徴を詳細に述べる。他の目的及び特徴は図面を参照して
行う本発明の好適な実施例の詳細な説明から明らかにな
るはずである。
リへのアクセス権を、阻止されるとき以外は、通常は前
記複数の特定のプロセス間で周期的にシフトし、前記複
数の特定のプロセスの一つが前記変更できるデータメモ
リ内の共有データにアクセス権を有するかどうか、を決
定し、前記共有データがアクセス権を有する上記一つの
特定のプロセスによりアクセスされている期間は、前記
複数の特定のプロセスの前記一つのプロセスからアクセ
ス権が離れないように、周期的なアクセス権のシフトを
防止することからなる、電話交換システムにおける特定
のプロセスの共有データへのアクセス権を制御する方法
により達成される。以下に、前述の本発明の目的及び特
徴を詳細に述べる。他の目的及び特徴は図面を参照して
行う本発明の好適な実施例の詳細な説明から明らかにな
るはずである。
【０００９】
【実施例】図２には、本発明に係る電話切換システム１
１の好適な実施例のブロックダイアグラムが示されてい
る。電話切換システム１１は、中央処理装置１２によっ
て制御され、複数の内部コミュニケーション装置１４は
複数の外部コミュニケーション装置１６に連結してい
る。外部コミュニケーション装置１６はスイッチ１０に
信号を発し、スイッチ１０はこの信号を中央処理装置１
２に送る。中央処理装置１２あるいはＣＰＵ１２はデー
タメモリ１８内のデータにアクセスする。ＣＰＵ１２
は、複数の特定処理に対する制御を有する処理メモリ領
域２０と、時間の量を管理する作動システム２１とを有
しており、各特定処理はデータメモリ１８からこの時間
量にアクセスデータしなければならない。本電話切換シ
ステムのスイッチ１０、ＣＰＵ１２または他の要素の詳
細、本システムの好適な形態は米国特許出願０７／７７
０，１９７号（出願人はＪｏｎｅｓ他。出願日は１９９
１年１０月２日）、米国特許出願０７／４１６，０７７
号（出願人はＪｏｎｅｓ他。出願日は１９８９年９月２
９日）、及び米国特許出願０７／４０８，１６５号（出
願人はＬｅｎｉｈａｎ他。出願日は１９８９年１２月１
５日）に述べられている。
１の好適な実施例のブロックダイアグラムが示されてい
る。電話切換システム１１は、中央処理装置１２によっ
て制御され、複数の内部コミュニケーション装置１４は
複数の外部コミュニケーション装置１６に連結してい
る。外部コミュニケーション装置１６はスイッチ１０に
信号を発し、スイッチ１０はこの信号を中央処理装置１
２に送る。中央処理装置１２あるいはＣＰＵ１２はデー
タメモリ１８内のデータにアクセスする。ＣＰＵ１２
は、複数の特定処理に対する制御を有する処理メモリ領
域２０と、時間の量を管理する作動システム２１とを有
しており、各特定処理はデータメモリ１８からこの時間
量にアクセスデータしなければならない。本電話切換シ
ステムのスイッチ１０、ＣＰＵ１２または他の要素の詳
細、本システムの好適な形態は米国特許出願０７／７７
０，１９７号（出願人はＪｏｎｅｓ他。出願日は１９９
１年１０月２日）、米国特許出願０７／４１６，０７７
号（出願人はＪｏｎｅｓ他。出願日は１９８９年９月２
９日）、及び米国特許出願０７／４０８，１６５号（出
願人はＬｅｎｉｈａｎ他。出願日は１９８９年１２月１
５日）に述べられている。
【００１０】処理メモリ２０内部でのこれらの特定処理
は、外部電話または他のコミュニケーション装置１６あ
るいは内部電話または他のコミュニケーション装置１４
の何れかから送られてくる信号によりトリガーされる。
この信号により付勢されると、処理メモリ２０内の特定
処理はデータメモリ１８内のデータにアクセスることが
必要になる。特定処理の中には、該特定処理がその特別
機能を実行するためにデータを変更する必要があるもの
もある。ＣＰＵ１２の作動システム２１に対応するデー
タメモリアクセスシステム２３は、作動システムがアク
セスを有する特定処理をタイムスライスして、このデー
タが連続する待機特定処理（この特定処理はそのデータ
にアクセスすることを必要としている）にアクセスする
ことを可能にしようとしているときに、連続する特定処
理がアクセスを有する特定処理により処理または変更さ
れたデータにアクセスすることを禁止する。
は、外部電話または他のコミュニケーション装置１６あ
るいは内部電話または他のコミュニケーション装置１４
の何れかから送られてくる信号によりトリガーされる。
この信号により付勢されると、処理メモリ２０内の特定
処理はデータメモリ１８内のデータにアクセスることが
必要になる。特定処理の中には、該特定処理がその特別
機能を実行するためにデータを変更する必要があるもの
もある。ＣＰＵ１２の作動システム２１に対応するデー
タメモリアクセスシステム２３は、作動システムがアク
セスを有する特定処理をタイムスライスして、このデー
タが連続する待機特定処理（この特定処理はそのデータ
にアクセスすることを必要としている）にアクセスする
ことを可能にしようとしているときに、連続する特定処
理がアクセスを有する特定処理により処理または変更さ
れたデータにアクセスすることを禁止する。
【００１１】データメモリアクセスシステム２３は、デ
ータにアクセスすることを必要とする複数の特定処理か
らデータメモリ１８内のそのデータへのアクセスを周期
的にシフトする手段を備えている。図５に示すように、
このアクセスシフト手段は、作動システム２１が発生さ
せた周期的な遮断信号４０を提供する手段を有してい
る。図５に示すように、遮断信号４０は作動システム２
１によって１０ミリ秒毎に発生し、タイムスライスを要
求する。ただし、作動システムは任意の周期間隔で遮断
信号４０を発生させるように設定することが可能であ
る。周期的な各遮断信号４０をトリガーすると、タイム
スライスが起こり、作動システムは、ＣＰＵ１２を介し
てデータメモリ１８へのアクセスデータを待っている次
の連続特定処理にＣＰＵ時間を配分する。
ータにアクセスすることを必要とする複数の特定処理か
らデータメモリ１８内のそのデータへのアクセスを周期
的にシフトする手段を備えている。図５に示すように、
このアクセスシフト手段は、作動システム２１が発生さ
せた周期的な遮断信号４０を提供する手段を有してい
る。図５に示すように、遮断信号４０は作動システム２
１によって１０ミリ秒毎に発生し、タイムスライスを要
求する。ただし、作動システムは任意の周期間隔で遮断
信号４０を発生させるように設定することが可能であ
る。周期的な各遮断信号４０をトリガーすると、タイム
スライスが起こり、作動システムは、ＣＰＵ１２を介し
てデータメモリ１８へのアクセスデータを待っている次
の連続特定処理にＣＰＵ時間を配分する。
【００１２】共有されたデータ・メモリー・アクセス・
システム２３は、更に、アクセス・シフト手段を制御す
る制御手段を備え、この制御手段により、タイム・スラ
イスが、許されたある時間及び他の時間に、規制され
る。周期的な割り込み４０が、継続され、アクセス表面
２３が動作しているときに、各インターバル毎に信号が
送られる。しかしながら、このアクセス・システム２３
は、１以上のスペシャル・プロセス間で共有されるスペ
シャル・プロセス・アクセス・データに対応してタイム
・スライスが生じるときを決定する。データ・メモリー
・アクセス・システム２３は、ユーティリィティー・ル
ーチンを含むために、オペレイティング・システム２１
のコードを変更する。このユーティリィティー・ルーチ
ンは、共有されるスペシャル・プロセス・アクセス・デ
ータに対応してメモリー２０内のスペシャル・プロセス
により、呼び出される。スペシャル・プロセス・アクセ
ス・データが、イネーブルとなり他のスペシャル・プロ
セスにより共有されたとき、このデータは、データ・メ
モリー１８のクリティカル・セクションに到達する。図
６に示すように、ステップ７２において、クリティカル
・セクションに到達したスペシャル・プロセスに対応し
て、サブルーチンが、呼び出される。図３及び図６に示
すように、オペレイティング・システム２１内の共有さ
れたデータ・メモリー・アクセス・システム２３のこの
サブルーチンは、イー・セット・ノー・タイム・スライ
ス３０（ｅ＿ｓｅｔ＿ｎｏ＿ｔｉｍｅ＿ｓｌｉｃｅ３
０）と呼ばれる。スペシャル・プロセスが、図６のステ
ップ７２において、データのクリティカル・セクション
に到達しているので、プロセルは、ノー・タイム・スラ
イス・フラグ（ｎｏ＿ｔｉｍｅ＿ｓｌｉｃｅ＿ｆｌａ
ｇ）をセットするルーチンを要求する。ステップ３２に
おいて、ノー・タイム・スライス・フラグが、スペシャ
ル・プロセスからファースト・データ・ビットの要求に
セットされるように要求されているか否かが、判定され
る。ステップ３４において、このフラグがセットされた
ときは、オペレイティング・システムによる割り込み信
号４０の発生により、データ・メモリー１８から共有さ
れたデータをアクセスするために、連続的なスペシャル
・プロセスは、シフトされることが許されない。このよ
うにして、フラグがステップ３４でセットされたとき
は、たんに１０ミリセカンドの割り込み４０が発生する
ため、タイム・スライスが自動的に発生することはな
い。このフラグは、他のスペシャル・プロセスに対し
て、スペシャル・プロセスが、データ・メモリー１８の
クリティカル・セクション内の図１に示すデータ・メモ
リ１８から共有されたデータにアクセスしており且つこ
のようにしてデータが操作即ち変更される可能性がある
ことを、示している。
システム２３は、更に、アクセス・シフト手段を制御す
る制御手段を備え、この制御手段により、タイム・スラ
イスが、許されたある時間及び他の時間に、規制され
る。周期的な割り込み４０が、継続され、アクセス表面
２３が動作しているときに、各インターバル毎に信号が
送られる。しかしながら、このアクセス・システム２３
は、１以上のスペシャル・プロセス間で共有されるスペ
シャル・プロセス・アクセス・データに対応してタイム
・スライスが生じるときを決定する。データ・メモリー
・アクセス・システム２３は、ユーティリィティー・ル
ーチンを含むために、オペレイティング・システム２１
のコードを変更する。このユーティリィティー・ルーチ
ンは、共有されるスペシャル・プロセス・アクセス・デ
ータに対応してメモリー２０内のスペシャル・プロセス
により、呼び出される。スペシャル・プロセス・アクセ
ス・データが、イネーブルとなり他のスペシャル・プロ
セスにより共有されたとき、このデータは、データ・メ
モリー１８のクリティカル・セクションに到達する。図
６に示すように、ステップ７２において、クリティカル
・セクションに到達したスペシャル・プロセスに対応し
て、サブルーチンが、呼び出される。図３及び図６に示
すように、オペレイティング・システム２１内の共有さ
れたデータ・メモリー・アクセス・システム２３のこの
サブルーチンは、イー・セット・ノー・タイム・スライ
ス３０（ｅ＿ｓｅｔ＿ｎｏ＿ｔｉｍｅ＿ｓｌｉｃｅ３
０）と呼ばれる。スペシャル・プロセスが、図６のステ
ップ７２において、データのクリティカル・セクション
に到達しているので、プロセルは、ノー・タイム・スラ
イス・フラグ（ｎｏ＿ｔｉｍｅ＿ｓｌｉｃｅ＿ｆｌａ
ｇ）をセットするルーチンを要求する。ステップ３２に
おいて、ノー・タイム・スライス・フラグが、スペシャ
ル・プロセスからファースト・データ・ビットの要求に
セットされるように要求されているか否かが、判定され
る。ステップ３４において、このフラグがセットされた
ときは、オペレイティング・システムによる割り込み信
号４０の発生により、データ・メモリー１８から共有さ
れたデータをアクセスするために、連続的なスペシャル
・プロセスは、シフトされることが許されない。このよ
うにして、フラグがステップ３４でセットされたとき
は、たんに１０ミリセカンドの割り込み４０が発生する
ため、タイム・スライスが自動的に発生することはな
い。このフラグは、他のスペシャル・プロセスに対し
て、スペシャル・プロセスが、データ・メモリー１８の
クリティカル・セクション内の図１に示すデータ・メモ
リ１８から共有されたデータにアクセスしており且つこ
のようにしてデータが操作即ち変更される可能性がある
ことを、示している。
【００１３】アクセスを有するスペシャル・プロセスに
よりデータが操作されるため不完全若しくは不正確であ
るアクセス・データから連続プロセスを避けるために、
ノー・タイム・スライス・フラグが、ステップ３４にお
いてセットされ、周期的な割り込み４０が発生すると
き、自動的なタイム・スライスの発生が規制される。こ
のため、図６のステップ７４において、メモリー１８の
共有データへのアクセスを有するスペシャル・プロセス
が、プログラムされた仕事を継続して実行し、さらに、
データ・メモリー１８からデータを継続してアクセルす
る。この結果、プロセス内でイベントを完了するための
応答時間は、著しく減少する。図４に示すように、ノー
・タイム・スライス・フラグがステップ３２においてセ
ットされていないと判定されたときには、アクセスを有
するスペシャル・プロセスは、共有データにアクセスす
ることがなく、さらに、タイム・スライスが、自動的に
ステップ４４において発生する。データ・メモリ１８へ
のアクセスが、オペレイティング・システムによりステ
ップ４０において発生している１０ミリセカンドの割り
込み信号に応答して、次の連続するスペシャル・プロセ
スに大きく遅延することなくシフトし、その後、ステッ
プ５２にリターンして与えられた仕事を実行する。
よりデータが操作されるため不完全若しくは不正確であ
るアクセス・データから連続プロセスを避けるために、
ノー・タイム・スライス・フラグが、ステップ３４にお
いてセットされ、周期的な割り込み４０が発生すると
き、自動的なタイム・スライスの発生が規制される。こ
のため、図６のステップ７４において、メモリー１８の
共有データへのアクセスを有するスペシャル・プロセス
が、プログラムされた仕事を継続して実行し、さらに、
データ・メモリー１８からデータを継続してアクセルす
る。この結果、プロセス内でイベントを完了するための
応答時間は、著しく減少する。図４に示すように、ノー
・タイム・スライス・フラグがステップ３２においてセ
ットされていないと判定されたときには、アクセスを有
するスペシャル・プロセスは、共有データにアクセスす
ることがなく、さらに、タイム・スライスが、自動的に
ステップ４４において発生する。データ・メモリ１８へ
のアクセスが、オペレイティング・システムによりステ
ップ４０において発生している１０ミリセカンドの割り
込み信号に応答して、次の連続するスペシャル・プロセ
スに大きく遅延することなくシフトし、その後、ステッ
プ５２にリターンして与えられた仕事を実行する。
【００１４】周期性割り込み信号４０時間毎に、オペレ
ーティングシステムは、ステップ４２において、no ti
me slice フラグが設定されているかどうかの問い合わ
せを行なう。ステップ４２でno time slice フラグが
設定されていれば、カウントされたチック（tick) の値
が、この値はproc tick cnt とも呼ばれるが、他の時
間、つまり第２の時間に発生され、あるスペシャルプロ
セスのデータビットは、ステップ４６でデータのアクセ
スを行なうであろう。このproc tick cnt 値は、オペ
レーティングシステムによってタイムスライスの発生が
要求されたのであるがステップ４２で第１のデータ素子
に設定されるno time slice フラグのためにタイムス
ライスが発生しなかった回数を表示する。proc tick
cnt 値は、２つの目的で使用される。第１に、proc ti
ck cnt 値は、あるスペシャルプロセスがどれだけの時
間長タイムスライスの発生を防止したかを判断するた
め、オペレーティングシステム２１によって使用され
る。あるスペシャルプロセスが所定のカウントチック数
以上、例えば２０以上、タイムスライスの発生を防止し
た場合には、ステップ４８でオペレーティングシステム
はオーバーライド動作をトリガし、そのプロセスの実行
をステップ５０で異常終了させる。あるプロセスが、タ
イムスライスを許可することなくあまりに長い時間実行
を行っていることもあるため、ここでは、proc tick
cnt を調査用として用い、エラーが存在しないかどうか
の判断を行なう。同様にproc tick cnt は、proc ti
ck cnt が所定の値、例えば３チック、に到達した場合
に、警告メッセージを印字するよう信号伝達するため使
用される。
ーティングシステムは、ステップ４２において、no ti
me slice フラグが設定されているかどうかの問い合わ
せを行なう。ステップ４２でno time slice フラグが
設定されていれば、カウントされたチック（tick) の値
が、この値はproc tick cnt とも呼ばれるが、他の時
間、つまり第２の時間に発生され、あるスペシャルプロ
セスのデータビットは、ステップ４６でデータのアクセ
スを行なうであろう。このproc tick cnt 値は、オペ
レーティングシステムによってタイムスライスの発生が
要求されたのであるがステップ４２で第１のデータ素子
に設定されるno time slice フラグのためにタイムス
ライスが発生しなかった回数を表示する。proc tick
cnt 値は、２つの目的で使用される。第１に、proc ti
ck cnt 値は、あるスペシャルプロセスがどれだけの時
間長タイムスライスの発生を防止したかを判断するた
め、オペレーティングシステム２１によって使用され
る。あるスペシャルプロセスが所定のカウントチック数
以上、例えば２０以上、タイムスライスの発生を防止し
た場合には、ステップ４８でオペレーティングシステム
はオーバーライド動作をトリガし、そのプロセスの実行
をステップ５０で異常終了させる。あるプロセスが、タ
イムスライスを許可することなくあまりに長い時間実行
を行っていることもあるため、ここでは、proc tick
cnt を調査用として用い、エラーが存在しないかどうか
の判断を行なう。同様にproc tick cnt は、proc ti
ck cnt が所定の値、例えば３チック、に到達した場合
に、警告メッセージを印字するよう信号伝達するため使
用される。
【００１５】図４から明かなように、proc tick cnt
は、オペレーティングシステム２１のユーティリティル
ーチン６０、ESCHED CHECK と呼ばれるが、によっても
用いられ、プロセスによって自発的にタイムスライスが
要求されるべきかの判断を行なう。これが、proc tick
cnt を用いる第２の理由である。図５のステップ７５
で、あるスペシャルプロセスがデータメモリからデータ
をアクセスしている場合、このプロセスは、データの安
全ポイントに到達した時点でオペレーティングシステム
２１のESCHED CHECK サブルーチン６０を呼び出す。安
全ポイントは、自身の事象が完了し、しかも、たとえタ
イムスライスが発生したとしても不完全なデータをアク
セスするために更に続けてスペシャルプロセスを発生す
ることはないであろうことをあるスペシャルプロセスが
自身のコードを通じて判断した場合に、発生する。図４
から明かなように、ESCHED CHECK ルーチン６０が呼び
出されると、ステップ６２で、このルーチンはproc ti
ck cnt を読み出して、その値が０に等しいかどうかの
判定を行なう。proc tick cnt が０である場合、オペ
レーティングシステムはタイムスライスを要求せず、ES
CHED CHECK ルーチンはステップ６８で前に戻る。この
場合、タイムスライスは発生せず、スペシャルプロセス
は図５のステップ７６で共有データのアクセスを続ける
だろう。図４を見れば明かであるが、proc tick cnt
が０に等しくない値のとき、オペレーティングシステム
はステップ６４でproc tick cnt 値を０にリセット
し、自発的なタイムスライスがステップを自動的にステ
ップ６６で生ずる。この結果、データメモリ１８に対す
るアクセスは、アクセスを有していたスペシャルプロセ
スからアクセスを待つ次のスペシャルプロセスにシフト
することになる。このプロセスによってアクセスされる
データは安全ポイントに存在するため、この自発的なタ
イムスライスはこれらの状態下では許されることにな
る。換言すれば、このプロセスはアクセスシーケンスを
終了させることにより、アクセスしたデータを完全に更
新された状態にして残すプロセス事象を完了させる。
は、オペレーティングシステム２１のユーティリティル
ーチン６０、ESCHED CHECK と呼ばれるが、によっても
用いられ、プロセスによって自発的にタイムスライスが
要求されるべきかの判断を行なう。これが、proc tick
cnt を用いる第２の理由である。図５のステップ７５
で、あるスペシャルプロセスがデータメモリからデータ
をアクセスしている場合、このプロセスは、データの安
全ポイントに到達した時点でオペレーティングシステム
２１のESCHED CHECK サブルーチン６０を呼び出す。安
全ポイントは、自身の事象が完了し、しかも、たとえタ
イムスライスが発生したとしても不完全なデータをアク
セスするために更に続けてスペシャルプロセスを発生す
ることはないであろうことをあるスペシャルプロセスが
自身のコードを通じて判断した場合に、発生する。図４
から明かなように、ESCHED CHECK ルーチン６０が呼び
出されると、ステップ６２で、このルーチンはproc ti
ck cnt を読み出して、その値が０に等しいかどうかの
判定を行なう。proc tick cnt が０である場合、オペ
レーティングシステムはタイムスライスを要求せず、ES
CHED CHECK ルーチンはステップ６８で前に戻る。この
場合、タイムスライスは発生せず、スペシャルプロセス
は図５のステップ７６で共有データのアクセスを続ける
だろう。図４を見れば明かであるが、proc tick cnt
が０に等しくない値のとき、オペレーティングシステム
はステップ６４でproc tick cnt 値を０にリセット
し、自発的なタイムスライスがステップを自動的にステ
ップ６６で生ずる。この結果、データメモリ１８に対す
るアクセスは、アクセスを有していたスペシャルプロセ
スからアクセスを待つ次のスペシャルプロセスにシフト
することになる。このプロセスによってアクセスされる
データは安全ポイントに存在するため、この自発的なタ
イムスライスはこれらの状態下では許されることにな
る。換言すれば、このプロセスはアクセスシーケンスを
終了させることにより、アクセスしたデータを完全に更
新された状態にして残すプロセス事象を完了させる。
【００１６】ＮＯ ＴＩＭＥ ＳＬＩＣＥしか設定され
ていない中間期間においてオペレーティングシステムも
タイムスライスを必要とするときには、アクセス付きの
特定のプロセスはタイムスライスを発生するのを安全で
あると認識し、したがってそのプロセスがステップ６６
において自発的に“諦めて”、ステップ６８においてＥ
ＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ ６０に戻る前にオペレーティ
ングシステムがデータメモリへのアクセスを別の特定プ
ロセスへシフトできるようにする。したがって、特定プ
ロセスすなわちユーザはデータメモリのデータへのアク
セスを制御する。というのはアクセス付きの特定プロセ
スはいわゆるＥＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ ユーティリティ
ルーチン６０であり、ステップ６６において自発タイム
スライスが適当であるかどうか判断するからである。
ていない中間期間においてオペレーティングシステムも
タイムスライスを必要とするときには、アクセス付きの
特定のプロセスはタイムスライスを発生するのを安全で
あると認識し、したがってそのプロセスがステップ６６
において自発的に“諦めて”、ステップ６８においてＥ
ＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ ６０に戻る前にオペレーティ
ングシステムがデータメモリへのアクセスを別の特定プ
ロセスへシフトできるようにする。したがって、特定プ
ロセスすなわちユーザはデータメモリのデータへのアク
セスを制御する。というのはアクセス付きの特定プロセ
スはいわゆるＥＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ ユーティリティ
ルーチン６０であり、ステップ６６において自発タイム
スライスが適当であるかどうか判断するからである。
【００１７】図６に示されているように、ステップ７８
において、特定のプロセスがアクセス中の共通のデータ
を完了し、したがってデータのクリティカルセクション
を出た場合、そのプロセスは、図３のｅ ｓｅｔ ｎｏ
ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅユーティリティルーチン３０を
コールしてｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグをリセッ
トする。再び図３を参照すると、特定プロセスのクリテ
ィカルセクションが終了してステップ３２においてｎｏ
ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグがセットされるよう要求
されていると判断された場合には、オペレーティングシ
ステム２１と関係するｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌ
ｉｃｅユーティリティルーチン３０が特定プロセスの第
１データエレメントビットにおいてｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅフラグをリセットする。
において、特定のプロセスがアクセス中の共通のデータ
を完了し、したがってデータのクリティカルセクション
を出た場合、そのプロセスは、図３のｅ ｓｅｔ ｎｏ
ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅユーティリティルーチン３０を
コールしてｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグをリセッ
トする。再び図３を参照すると、特定プロセスのクリテ
ィカルセクションが終了してステップ３２においてｎｏ
ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグがセットされるよう要求
されていると判断された場合には、オペレーティングシ
ステム２１と関係するｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌ
ｉｃｅユーティリティルーチン３０が特定プロセスの第
１データエレメントビットにおいてｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅフラグをリセットする。
【００１８】ステップ３６においてｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅフラグをリセットした後、ｅ ｓｅｔ ｎｏ
ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅユーティリティルーチン３０がス
テップ３７において図４のＥＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ
ユーティリティルーチン６０をコールして特定プロセス
の他のすなわち第２のデータエレメントビットのステッ
プ６２においてｐｒｏｃ ｔｉｃｋ ｃｎｔを読み出し
てユーザ制御自発タイムスライスが発生すべきかどうか
を判断する。アクセス付きの実行中のプロセスが、クリ
ティカルセクションの終わりにおいて安全地点にあるこ
とを認識しているので、図３のステップ３７においてＥ
ＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ ６０をコールするのに適当な
時間であり、ステップ６６においてタイムスライスから
自動的にステップ６２において読み出されたｐｒｏｃ ｔ
ｉｃｋ ｃｎｔの値が零以外の値を有すると判断される
かどうかが決定される。
ｌｉｃｅフラグをリセットした後、ｅ ｓｅｔ ｎｏ
ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅユーティリティルーチン３０がス
テップ３７において図４のＥＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ
ユーティリティルーチン６０をコールして特定プロセス
の他のすなわち第２のデータエレメントビットのステッ
プ６２においてｐｒｏｃ ｔｉｃｋ ｃｎｔを読み出し
てユーザ制御自発タイムスライスが発生すべきかどうか
を判断する。アクセス付きの実行中のプロセスが、クリ
ティカルセクションの終わりにおいて安全地点にあるこ
とを認識しているので、図３のステップ３７においてＥ
ＳＣＨＥＤ ＣＨＥＣＫ ６０をコールするのに適当な
時間であり、ステップ６６においてタイムスライスから
自動的にステップ６２において読み出されたｐｒｏｃ ｔ
ｉｃｋ ｃｎｔの値が零以外の値を有すると判断される
かどうかが決定される。
【００１９】ステップ３６においてｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅフラグがリセットされてしまった後、フラグの
値の状態はステップ３８において、ｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅフラグがセットされる前にそのフラグが有して
いた以前の値に戻るだろう。これは、多くの特定プロセ
スがサプルーチンとして他の特定プロセスをコールして
そのタスクを実行するために行われる。アクセス付きの
特定プロセスがクリティカルセクションに入り、それに
より“オン”状態においてｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅ
フラグ値を有する場合において、それがサブルーチンと
して別の特定プロセスをコールするとき、別にコールさ
れた特定プロセスはそれ自身のタスクを実行しなければ
ならないだろう。コールされたサブルーチンプロセスは
それ自身のｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅル
ーチンを有し、そのルーチンは、潜在的に共通のデータ
をアクセスする際にそれ自身のクリティカルセクション
に到達するときターンオンし、したがってクリティカル
セクションの終わりにおいて“オフ”のフラグ値すなわ
ち状態を有するだろう。しかしながら、コールされたサ
ブルーチンとしての特定プロセスはターンオフし、その
ｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅルーチン３０も
またサブルーチンプロセスをコールした初めの実行中の
特定プロセスに対するｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅルーチン３０をターンオフする。したがって、
クリティカルセクションの終わりのステップ３６におい
てｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグがリセットされる
とき、そのｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグは、ステ
ップ３８において、そのフラグが設定されていた前に存
在していた以前の状態に戻されるだろう。この場合、そ
のフラグ値は“オン”状態に戻されるであろう。という
のは、サブルーチンが最初コールされたときにそれがク
リティカルセクションに入ったからである。これは、ｅ
ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅルーチン３０が
コールされたサブルーチンにより盲目的にターンオフさ
れるのを防止するために行われる。
ｌｉｃｅフラグがリセットされてしまった後、フラグの
値の状態はステップ３８において、ｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅフラグがセットされる前にそのフラグが有して
いた以前の値に戻るだろう。これは、多くの特定プロセ
スがサプルーチンとして他の特定プロセスをコールして
そのタスクを実行するために行われる。アクセス付きの
特定プロセスがクリティカルセクションに入り、それに
より“オン”状態においてｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅ
フラグ値を有する場合において、それがサブルーチンと
して別の特定プロセスをコールするとき、別にコールさ
れた特定プロセスはそれ自身のタスクを実行しなければ
ならないだろう。コールされたサブルーチンプロセスは
それ自身のｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅル
ーチンを有し、そのルーチンは、潜在的に共通のデータ
をアクセスする際にそれ自身のクリティカルセクション
に到達するときターンオンし、したがってクリティカル
セクションの終わりにおいて“オフ”のフラグ値すなわ
ち状態を有するだろう。しかしながら、コールされたサ
ブルーチンとしての特定プロセスはターンオフし、その
ｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅルーチン３０も
またサブルーチンプロセスをコールした初めの実行中の
特定プロセスに対するｅ ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓ
ｌｉｃｅルーチン３０をターンオフする。したがって、
クリティカルセクションの終わりのステップ３６におい
てｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグがリセットされる
とき、そのｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅフラグは、ステ
ップ３８において、そのフラグが設定されていた前に存
在していた以前の状態に戻されるだろう。この場合、そ
のフラグ値は“オン”状態に戻されるであろう。という
のは、サブルーチンが最初コールされたときにそれがク
リティカルセクションに入ったからである。これは、ｅ
ｓｅｔ ｎｏ ｔｉｍｅ ｓｌｉｃｅルーチン３０が
コールされたサブルーチンにより盲目的にターンオフさ
れるのを防止するために行われる。
【００２０】図７の使用者制御による時間スライス・テ
ーブル７０は、一連の事象の例を示している。この例
は、時間スライスがプロセス内で発生する時を制御する
ために、どのようにしてプロセス（使用者とも呼ばれ
る）が用いられるかを示す。零ミリ秒の時間に、特別の
プロセスが、外部通信ユニット１６又は内部通信ユニッ
ト１４からの信号によって動作させられる。この特別の
プロセスは、割り当てられた仕事を実行し始めて、中央
処理装置１２を介してデータ・メモリ１８からのデータ
をアクセスする。零ミリ秒の時間に、第１のデータ要素
ビットであるno time slice フラッグはオフになり、
リセット状態になる。そして、他の、即ち第１のデータ
要素ビットであるproc tick cnt には零の値が割り当
てられる。図７の１０ミリ秒の時間に、動作システム
は、１０ミリ秒の割り込み信号４０のトリガーに応答し
て、アクセスしてステップ４４で特別なプロセスを自動
的に時間スライスする。この理由は、no time slice
フラッグがセットされていないからである。それゆえ、
この時間で、動作システムは、活性化した特別のプロセ
スから待ちの状態である次の特別のプロセスにメモリ１
８へのアクセスをシフトし、メモリ１８へのアクセスを
得る。動作システムが１０秒の割り込み信号４０を発生
するとき、proc tick cnt の値又はno time slice
フラッグの値に対する修正はなされていない。
ーブル７０は、一連の事象の例を示している。この例
は、時間スライスがプロセス内で発生する時を制御する
ために、どのようにしてプロセス（使用者とも呼ばれ
る）が用いられるかを示す。零ミリ秒の時間に、特別の
プロセスが、外部通信ユニット１６又は内部通信ユニッ
ト１４からの信号によって動作させられる。この特別の
プロセスは、割り当てられた仕事を実行し始めて、中央
処理装置１２を介してデータ・メモリ１８からのデータ
をアクセスする。零ミリ秒の時間に、第１のデータ要素
ビットであるno time slice フラッグはオフになり、
リセット状態になる。そして、他の、即ち第１のデータ
要素ビットであるproc tick cnt には零の値が割り当
てられる。図７の１０ミリ秒の時間に、動作システム
は、１０ミリ秒の割り込み信号４０のトリガーに応答し
て、アクセスしてステップ４４で特別なプロセスを自動
的に時間スライスする。この理由は、no time slice
フラッグがセットされていないからである。それゆえ、
この時間で、動作システムは、活性化した特別のプロセ
スから待ちの状態である次の特別のプロセスにメモリ１
８へのアクセスをシフトし、メモリ１８へのアクセスを
得る。動作システムが１０秒の割り込み信号４０を発生
するとき、proc tick cnt の値又はno time slice
フラッグの値に対する修正はなされていない。
【００２１】図７の２０ミリ秒の時間に、ステップ４０
でもう一つの周期的な１０秒の割り込みが発生し、ステ
ップ４４でアクセスを有するプロセスは時間スライスさ
れる。その後、動作システムは、零ミリ秒の時間で活性
化された最初の特別なプロセスに実行を復帰させる。こ
のようにして、最初の特別なプロセスは復帰して、デー
タ・メモリ１８からデータをアクセスする。零ミリ秒か
ら２０ミリ秒までに示されたこのシーケンスはプロセス
の標準の動作モードであり、このプロセスでは、図１に
示された既知のシステムに見られるように、使用者制御
による時間スライスの特徴を利用していない。再び、pr
oc tick cnt の値は零に留まり、no time slice フラ
ッグはセットされていない。図７の２０ミリ秒の時間に
特別なプロセスがデータをアクセスし続けるので、アク
セス・プロセスがデータに到達し、このデータは、一又
ははそれ以上の他のプロセスで共有される。この点で、
アクセス・プロセスは臨界区分の始めに到達したことに
なり、このようにしてアクセスする共有データの可能性
を認識するとき、図６のステップ７２のプロセスが動作
システムにおいて e set no timeslice ルーチン３
０を呼び出して、ステップ３４においてそのプロセスの
第１のデータ要素にno time slice フラッグをセット
する。この動作により時間スライスは生じないで、proc
tick cnt の値は零に留まり、一方特別のプロセスは
図６のステップ７４のデータにアクセスし続ける。
でもう一つの周期的な１０秒の割り込みが発生し、ステ
ップ４４でアクセスを有するプロセスは時間スライスさ
れる。その後、動作システムは、零ミリ秒の時間で活性
化された最初の特別なプロセスに実行を復帰させる。こ
のようにして、最初の特別なプロセスは復帰して、デー
タ・メモリ１８からデータをアクセスする。零ミリ秒か
ら２０ミリ秒までに示されたこのシーケンスはプロセス
の標準の動作モードであり、このプロセスでは、図１に
示された既知のシステムに見られるように、使用者制御
による時間スライスの特徴を利用していない。再び、pr
oc tick cnt の値は零に留まり、no time slice フラ
ッグはセットされていない。図７の２０ミリ秒の時間に
特別なプロセスがデータをアクセスし続けるので、アク
セス・プロセスがデータに到達し、このデータは、一又
ははそれ以上の他のプロセスで共有される。この点で、
アクセス・プロセスは臨界区分の始めに到達したことに
なり、このようにしてアクセスする共有データの可能性
を認識するとき、図６のステップ７２のプロセスが動作
システムにおいて e set no timeslice ルーチン３
０を呼び出して、ステップ３４においてそのプロセスの
第１のデータ要素にno time slice フラッグをセット
する。この動作により時間スライスは生じないで、proc
tick cnt の値は零に留まり、一方特別のプロセスは
図６のステップ７４のデータにアクセスし続ける。
【００２２】特別のプロセスが臨界区分のデータにアク
セスしているとき、やがてそのプロセスはデータ内の安
全な点に達する。安全な点ー特別なプロセスが事象又は
一連の事象を終了してアクセスしたデータを完全に更新
した点ーに達すると、プロセスは、動作システム２１の
修正であるESCHED CHECK 利用ルーチン６０を呼び出
す。このことは、２７ミリ秒時間に図７のテーブル７０
で見られる。プロセスは、それがそのデータのアクセス
における安全な点であることを知っているので、ESCHED
CHECKルーチン６０が呼び出される。このESCHED C
HECKルーチン６０は、proc tick cnt の値をチェック
し、動作システムが時間スライス６２を要求したかどう
かを確認する。なぜならば、ステップ４６においてproc
tick cnt を増加することによって動作システムが時間
スライスを要求したならば、アクセスする特別なプロセ
スは、ステップ６６において任意に「それ自身放棄
し」、動作システムに時間スライスを開始させている。
テーブル７０の２７ミリ秒で、proc tick cnt の値が
零あることによって示されるように、時間スライスを要
求しない動作システムにより利用者制御による時間スラ
イスは生じない。それ故、使用者又は特別なプロセスは
ステップ６８に復帰し、データ・メモリ１８から図６の
ステップ７６においてデータをアクセスし続ける。no
time slice フラッグはセットされたままでいる。
セスしているとき、やがてそのプロセスはデータ内の安
全な点に達する。安全な点ー特別なプロセスが事象又は
一連の事象を終了してアクセスしたデータを完全に更新
した点ーに達すると、プロセスは、動作システム２１の
修正であるESCHED CHECK 利用ルーチン６０を呼び出
す。このことは、２７ミリ秒時間に図７のテーブル７０
で見られる。プロセスは、それがそのデータのアクセス
における安全な点であることを知っているので、ESCHED
CHECKルーチン６０が呼び出される。このESCHED C
HECKルーチン６０は、proc tick cnt の値をチェック
し、動作システムが時間スライス６２を要求したかどう
かを確認する。なぜならば、ステップ４６においてproc
tick cnt を増加することによって動作システムが時間
スライスを要求したならば、アクセスする特別なプロセ
スは、ステップ６６において任意に「それ自身放棄
し」、動作システムに時間スライスを開始させている。
テーブル７０の２７ミリ秒で、proc tick cnt の値が
零あることによって示されるように、時間スライスを要
求しない動作システムにより利用者制御による時間スラ
イスは生じない。それ故、使用者又は特別なプロセスは
ステップ６８に復帰し、データ・メモリ１８から図６の
ステップ７６においてデータをアクセスし続ける。no
time slice フラッグはセットされたままでいる。
【００２３】図７の３０ミリ秒時間で、別の１０ミリ秒
の周期的な割り込み信号４０が発生し、時間スライスが
発生するかどうかを決定する。no time slice フラッ
グがセットされているので、自動的な時間スライスは発
生せず、proc tick cnt の値はステップ４６において
値１に増加される。このことが行われて、アクセスす特
別なプロセスに対して時間スライス間隔が経過したこと
を指示する。このことは、既知の時間スライス方法より
も利点となる特徴である。なぜならば、データのロック
により次のプロセスが遅延するように、発生する３０ミ
リ秒で自動的な時間スライスを避けるからである。図５
の３５ミリ秒に到達した時、アクセスプロセスは、再び
データの安全点に到達する。従って、自発的タイムスラ
イスが適当か否かを知るためにESCHED-CHECKルーチン６
０をを再び呼び出す。この時、proc-tick cnt は非ゼロ
値である。タイムスライスを要求するためにタイムスラ
イスフラグがセットされるので、EXCHED-CHECKへの呼び
出しはステップ６６のタイムスライスを結果する。この
時、連続する特定のプロセスが、アクセスされたデータ
に如何なる形態の遅延又は不正確をもたらスこと無しに
データにアクセスすることが可能になる。タイムスライ
スが発生して場合、proc-tick-cnt 値ががステップ６４
でゼロにリセットされる。
の周期的な割り込み信号４０が発生し、時間スライスが
発生するかどうかを決定する。no time slice フラッ
グがセットされているので、自動的な時間スライスは発
生せず、proc tick cnt の値はステップ４６において
値１に増加される。このことが行われて、アクセスす特
別なプロセスに対して時間スライス間隔が経過したこと
を指示する。このことは、既知の時間スライス方法より
も利点となる特徴である。なぜならば、データのロック
により次のプロセスが遅延するように、発生する３０ミ
リ秒で自動的な時間スライスを避けるからである。図５
の３５ミリ秒に到達した時、アクセスプロセスは、再び
データの安全点に到達する。従って、自発的タイムスラ
イスが適当か否かを知るためにESCHED-CHECKルーチン６
０をを再び呼び出す。この時、proc-tick cnt は非ゼロ
値である。タイムスライスを要求するためにタイムスラ
イスフラグがセットされるので、EXCHED-CHECKへの呼び
出しはステップ６６のタイムスライスを結果する。この
時、連続する特定のプロセスが、アクセスされたデータ
に如何なる形態の遅延又は不正確をもたらスこと無しに
データにアクセスすることが可能になる。タイムスライ
スが発生して場合、proc-tick-cnt 値ががステップ６４
でゼロにリセットされる。
【００２４】４０ミリ秒では、別の周期的割り込み信号
が発生され、ステップ４６でproc-tick-cnt 値をカウン
ト１に増加する結果になる。これは、no-time-slice フ
ラグがセットされるているからである。再び、no-time-
slice フラグがセットされるので、自動的タイムスライ
スは発生しない。最終的に、図５の４５ミリ秒におい
て、アクセスをもたらす特別のプロセスは、臨界的区分
の終わりに到達し、ステップ７８において、e-set-no-t
ime-sliceルーチンを呼び出して、ステップ３６のno-ti
me-slice フラグがリセットをする。フラグをリセット
する際、ステップ３７において特定のプロセスが、ESCH
ED-CHECKルーチン６０を呼び出して、このプロセスが自
発的に「諦める」べきか、タイムスライスが発生するべ
きかを知る。チャートの４５ミリ秒で、ステップ６６に
おいて、proc-tick-cnt 値が、ゼロに等しくない値であ
るので、自発的又はユーザー制御タイムスライスが結果
される。ステップ３８でno-time-slice フラグ値がフラ
グが設定された以前の値に戻される。この場合において
は、このフラグは、「オフ」又はリセット状態にある。
が発生され、ステップ４６でproc-tick-cnt 値をカウン
ト１に増加する結果になる。これは、no-time-slice フ
ラグがセットされるているからである。再び、no-time-
slice フラグがセットされるので、自動的タイムスライ
スは発生しない。最終的に、図５の４５ミリ秒におい
て、アクセスをもたらす特別のプロセスは、臨界的区分
の終わりに到達し、ステップ７８において、e-set-no-t
ime-sliceルーチンを呼び出して、ステップ３６のno-ti
me-slice フラグがリセットをする。フラグをリセット
する際、ステップ３７において特定のプロセスが、ESCH
ED-CHECKルーチン６０を呼び出して、このプロセスが自
発的に「諦める」べきか、タイムスライスが発生するべ
きかを知る。チャートの４５ミリ秒で、ステップ６６に
おいて、proc-tick-cnt 値が、ゼロに等しくない値であ
るので、自発的又はユーザー制御タイムスライスが結果
される。ステップ３８でno-time-slice フラグ値がフラ
グが設定された以前の値に戻される。この場合において
は、このフラグは、「オフ」又はリセット状態にある。
【００２５】電話交換システムにおける複数の特定のプ
ロセスの共用データメモリへのアクセスを制御するため
の方法は、複数の特別のプロセス間で、禁止された時を
除いて、別のデータメモリへのアクセスを普通に周期的
にシフティングし、上記複数の特定のプロセスの一つ
が、上記別のデータメモリ内で共用されるデータにアク
セスする時を決め、共用データがアクセスを伴う上記一
つの特定のプロセスによってアクセスされることを決め
る期間中、アクセスを伴う上記複数の特定のプロセスの
上記１つから離れてアクセスを周期的にシフトすること
を禁止することにより達成される。これはステップ４０
において、オペレーティングシステム２１から周期的割
り込み信号を発生して、タイムスライスを要求すること
により行われる。別の連続プロセスへのアクセスを伴う
アクセス特定プロセスからのデータへのアクセスの周期
的シフティングが、アクセスを伴う特定のプロセスが共
用データへのアクセスを可能とされる時に、制御され
る。
ロセスの共用データメモリへのアクセスを制御するため
の方法は、複数の特別のプロセス間で、禁止された時を
除いて、別のデータメモリへのアクセスを普通に周期的
にシフティングし、上記複数の特定のプロセスの一つ
が、上記別のデータメモリ内で共用されるデータにアク
セスする時を決め、共用データがアクセスを伴う上記一
つの特定のプロセスによってアクセスされることを決め
る期間中、アクセスを伴う上記複数の特定のプロセスの
上記１つから離れてアクセスを周期的にシフトすること
を禁止することにより達成される。これはステップ４０
において、オペレーティングシステム２１から周期的割
り込み信号を発生して、タイムスライスを要求すること
により行われる。別の連続プロセスへのアクセスを伴う
アクセス特定プロセスからのデータへのアクセスの周期
的シフティングが、アクセスを伴う特定のプロセスが共
用データへのアクセスを可能とされる時に、制御され
る。
【００２６】図３Ａ及び４に示される様に、データへの
アクセスの周期的シフティングの制御が、オペレーショ
ンシステムの修正である図３Ａのe-set-no-time-slice
ルーチン３０を呼び出すアクセス特別プロセスによって
ステップ７２で行われ、ステップ３４内のアクセス特別
プロセスのno-time-slice ビットのフラグをセットす
る。このe-set-no-time-slice ルーチンは、データアク
セスを要求する他のプロセスと共用される可能性のある
データの臨界的区分に到達するアクセスを有するプロセ
スに応答して、ステップ３２においてno-time-slice フ
ラグをセットすることが要求される。図４のステップ７
８において、臨界的区域の終わりに、e-set-no-time-sl
ice ルーチン３０がフラグをリセットするために呼び出
される。これは、アクセスを伴う特定の工程が最早共用
データにアクセスしないからである。no-time-slice フ
ラグは図３Ａのステップ３６でリセットされた後、フラ
グ値の状態がステップ３８で、そのフラグがセットされ
る前にフラグが有していたのと同じ値に戻される。
アクセスの周期的シフティングの制御が、オペレーショ
ンシステムの修正である図３Ａのe-set-no-time-slice
ルーチン３０を呼び出すアクセス特別プロセスによって
ステップ７２で行われ、ステップ３４内のアクセス特別
プロセスのno-time-slice ビットのフラグをセットす
る。このe-set-no-time-slice ルーチンは、データアク
セスを要求する他のプロセスと共用される可能性のある
データの臨界的区分に到達するアクセスを有するプロセ
スに応答して、ステップ３２においてno-time-slice フ
ラグをセットすることが要求される。図４のステップ７
８において、臨界的区域の終わりに、e-set-no-time-sl
ice ルーチン３０がフラグをリセットするために呼び出
される。これは、アクセスを伴う特定の工程が最早共用
データにアクセスしないからである。no-time-slice フ
ラグは図３Ａのステップ３６でリセットされた後、フラ
グ値の状態がステップ３８で、そのフラグがセットされ
る前にフラグが有していたのと同じ値に戻される。
【００２７】図５において、no-time-slice フラグがセ
ットされたときからそのフラグがオフすなわちリセット
されるまでの当座の間、データへのアクセスののシフト
の制御には、特殊処理アクセスデータの第２データエレ
メントにおいてカウントしたチック値すなわちproc-tic
k-cnt をインクリメントするステップ46が含まれる。こ
のproc-tick-cnt は、データの周期的なシフトの各トリ
ガ毎にすなわちフラグがセットされたときオペレーティ
ングシステム21によってステップ40でリクエストされた
タイムスライス毎にインクリメントされる。この値をイ
ンクリメントするステップ46は、タイムスライスに対す
る許可なく処理があまりに長くランしているどうかを決
定するのに使用される。従って、proc-tick-cnt がステ
ップ48で所定の値例えば２０に達したとき、特殊処理の
ランがステップ50でアボートされて、エラーを修正でき
るようにされる。更に、proc-tick-cnt 値が別の所定の
値例えば３チックに達した場合、警告メッセージが、可
能性のあるエラーが起きていることを示すように発せら
れる。
ットされたときからそのフラグがオフすなわちリセット
されるまでの当座の間、データへのアクセスののシフト
の制御には、特殊処理アクセスデータの第２データエレ
メントにおいてカウントしたチック値すなわちproc-tic
k-cnt をインクリメントするステップ46が含まれる。こ
のproc-tick-cnt は、データの周期的なシフトの各トリ
ガ毎にすなわちフラグがセットされたときオペレーティ
ングシステム21によってステップ40でリクエストされた
タイムスライス毎にインクリメントされる。この値をイ
ンクリメントするステップ46は、タイムスライスに対す
る許可なく処理があまりに長くランしているどうかを決
定するのに使用される。従って、proc-tick-cnt がステ
ップ48で所定の値例えば２０に達したとき、特殊処理の
ランがステップ50でアボートされて、エラーを修正でき
るようにされる。更に、proc-tick-cnt 値が別の所定の
値例えば３チックに達した場合、警告メッセージが、可
能性のあるエラーが起きていることを示すように発せら
れる。
【００２８】オペレーティングシステム21からの周期的
なインタラプト信号のときに自動的にタイムスライスを
阻止するのは、オペレーティングシステムをe-set-no-t
ime-slice ルーチンでモディファイすることによってな
され、これにより、no-time-slice フラグが図５に示す
ようにアクセス中の特殊処理のno-time-slice データエ
レメントビットにセットされたとき、データメモリ18へ
のアクセスの周期的なシフトが阻止される。図６におい
て、データメモリ18から特殊処理アクセスデータを持つ
方法は、オペレーティングシステムのコードをモディフ
ァイするESCHED-CHECKユーティリティルーチン60をコー
ルするステップ75を含むものとしてして示されている。
図４に示すように、ESCHED-CHECKルーチン60がコールさ
れると、このルーチンは、処理がデータメモリ18からの
データのアクセスの間にセーフポイントに達したとき
に、ステップ62でproc-tick-cnt を読む。proc-tick-cn
t がゼロでない場合、ステップ64とステップ66でproc-t
ick-cnt がゼロにリセットされ、データメモリへのアク
セスをデータのアクセスを待機している次の特殊処理へ
自発的にシフトさせる。ESCHED-CHECKルーチン60がステ
ップ62でゼロの値を読むと、別の処理へのアクセスのシ
フトを阻止するステップが生じる。この場合には、タイ
ムスライスは生じず、ステップ76での特殊処理は共用(s
hared)データをアクセスするのを続ける。
なインタラプト信号のときに自動的にタイムスライスを
阻止するのは、オペレーティングシステムをe-set-no-t
ime-slice ルーチンでモディファイすることによってな
され、これにより、no-time-slice フラグが図５に示す
ようにアクセス中の特殊処理のno-time-slice データエ
レメントビットにセットされたとき、データメモリ18へ
のアクセスの周期的なシフトが阻止される。図６におい
て、データメモリ18から特殊処理アクセスデータを持つ
方法は、オペレーティングシステムのコードをモディフ
ァイするESCHED-CHECKユーティリティルーチン60をコー
ルするステップ75を含むものとしてして示されている。
図４に示すように、ESCHED-CHECKルーチン60がコールさ
れると、このルーチンは、処理がデータメモリ18からの
データのアクセスの間にセーフポイントに達したとき
に、ステップ62でproc-tick-cnt を読む。proc-tick-cn
t がゼロでない場合、ステップ64とステップ66でproc-t
ick-cnt がゼロにリセットされ、データメモリへのアク
セスをデータのアクセスを待機している次の特殊処理へ
自発的にシフトさせる。ESCHED-CHECKルーチン60がステ
ップ62でゼロの値を読むと、別の処理へのアクセスのシ
フトを阻止するステップが生じる。この場合には、タイ
ムスライスは生じず、ステップ76での特殊処理は共用(s
hared)データをアクセスするのを続ける。
【００２９】特殊処理がアクセスしているデータの臨界
的な選択がエンドに達すると、no-time-slice フラグを
リセットするステップ36が生じて、ESCHED-CHECKユーテ
ィリティルーチン60が特殊処理によってコールされ、ユ
ーザ制御タイムスライスがなされるべきことを知る。ES
CHED-CHECKルーチン60がproc-tick-cnt に対してゼロと
読んだ場合、ステップ66において、データメモリ18への
アクセスの自発的なシフトが、アクセス中の特殊処理か
ら、データのアクセスを待機している別の特殊処理に与
えられる。
的な選択がエンドに達すると、no-time-slice フラグを
リセットするステップ36が生じて、ESCHED-CHECKユーテ
ィリティルーチン60が特殊処理によってコールされ、ユ
ーザ制御タイムスライスがなされるべきことを知る。ES
CHED-CHECKルーチン60がproc-tick-cnt に対してゼロと
読んだ場合、ステップ66において、データメモリ18への
アクセスの自発的なシフトが、アクセス中の特殊処理か
ら、データのアクセスを待機している別の特殊処理に与
えられる。
【図１】複数の特定処理間におけるタイムスライスアク
セスの従来の方法を示すフローチャートである。
セスの従来の方法を示すフローチャートである。
【図２】本発明に係る共用データメモリーアクセスシス
テムを有する電話切換システムの好適な実施例の機能ブ
ロックダイアグラムである。
テムを有する電話切換システムの好適な実施例の機能ブ
ロックダイアグラムである。
【図３】図２の電話切換システムの共用データメモリー
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
【図４】図２の電話切換システムの共用データメモリー
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
【図５】図２の電話切換システムの共用データメモリー
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
【図６】図２の電話切換システムのデータメモリーに対
する特定処理制御アクセスに対する事象シーケンスを示
す好適な実施例のフローチャートである。
する特定処理制御アクセスに対する事象シーケンスを示
す好適な実施例のフローチャートである。
【図７】図２乃至図６の電話切換システムの好適な実施
例が異なる状況下でどのように機能するかを示す一例の
表である。
例が異なる状況下でどのように機能するかを示す一例の
表である。
１０ スイッチ １１ 電話切換システム １２ 中央処理装置 １４ 内部コミュニケーション装置 １６ 外部コミュニケーション装置 １８ データメモリ ２０ 処理メモリ ２１ 作動システム ２３ データメモリアクセスシステム
─────────────────────────────────────────────────────
【手続補正書】
【提出日】平成６年３月２８日
【手続補正３】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】図面の簡単な説明
【補正方法】変更
【補正内容】
【図面の簡単な説明】
【図１】複数の特定処理間におけるタイムスライスアク
セスの従来の方法を示すフローチャートである。
セスの従来の方法を示すフローチャートである。
【図２】本発明に係る共用データメモリーアクセスシス
テムを有する電話切換システムの好適な実施例の機能ブ
ロックダイアグラムである。
テムを有する電話切換システムの好適な実施例の機能ブ
ロックダイアグラムである。
【図３】図２の電話切換システムの共用データメモリー
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
【図４】図２の電話切換システムの共用データメモリー
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
【図５】図２の電話切換システムの共用データメモリー
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
に対する制御アクセスを行うための本方法の好適な実施
例の作動システムのフローチャートである。
【図６】図２の電話切換システムのデータメモリーに対
する特定処理制御アクセスに対する事象シーケンスを示
す好適な実施例のフローチャートである。
する特定処理制御アクセスに対する事象シーケンスを示
す好適な実施例のフローチャートである。
【図７】図２乃至図６の電話切換システムの好適な実施
例が異なる状況下でどのように機能するかを示す一例の
図表である。
例が異なる状況下でどのように機能するかを示す一例の
図表である。
【符号の説明】 １０ スイッチ １１ 電話切換システム １２ 中央処理装置 １４ 内部コミュニケーション装置 １６ 外部コミュニケーション装置 １８ データメモリ ２０ 処理メモリ ２１ 作動システム ２３ データメモリアクセスシステム
【手続補正書】
【提出日】平成６年５月１９日
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】特許請求の範囲
【補正方法】変更
【補正内容】
【特許請求の範囲】
Claims (26)
- 【請求項１】内部通信ユニットと外部通信ユニットとを
接続するように中央演算処理ユニットによって制御され
るスイッチを有し、前記中央演算処理ユニットは該スイ
ッチを通信データメモリ内にある通信データにしたがっ
て制御するようになっており、該通信データメモリの前
記通信は該通信データをシェアする複数の特別プロセス
を有するオペレーティングシステムにしたがって前記通
信ユニットによって開始される信号に応答して変更可能
になっている電話スイッチングシステムにおいて、 シェアデータメモリアクセスシステムが、前記複数の特
別プロセスの間に連続的にデータメモリ内へのシェアさ
れたデータへのアクセスを定期的にシフトさせる手段
と、 前記複数の特別プロセスの１つが前記データメモリへの
アクセス要求がある場合シェアデータへのアクセスが可
能な間その１つの特別プロセスから前記複数の特別プロ
セスの内の他の１つへのデータメモリへのアクセスのシ
フトを前記アクセスシフト手段が防止するように該アク
セスシフト手段を制御する手段とを備えたことを特徴と
する電話スイッチングシステム。 - 【請求項２】請求項１において、前記オペレーティング
システムと協働し、定期的にインタラプト信号を発生す
る手段と、 該インタラプト信号に応答してデータメモリへのアクセ
スを、前記特別プロセスの１つのものから他のものへ連
続的にシフトさせる手段とをさらに備えたことを特徴と
する電話スイッチングシステム。 - 【請求項３】請求項１において、前記アクセス要求のあ
る特別プロセスがデータエレメントを有し、前記アクセ
スシフト手段の制御手段がオペレーティングシステムと
協働し、シェアデータにアクセス可能なアクセス要求付
の特別プロセスのデータエレメントにフラグをセットす
る手段を備えたことを特徴とする電話スイッチングシス
テム。 - 【請求項４】請求項３において、アクセスシフト手段の
制御手段が前記オペレーティングシステムと協働し、シ
ェアデータでないデータからの特別プロセスアクセスデ
ータに応答して前記フラグをリセットする手段を備えた
ことを特徴とする電話スイッチングシステム。 - 【請求項５】請求項４において、前記アクセスシフト制
御手段がフラグの状態をリセットしたのちはフラグの状
態フラグをセットする前に該フラグがもっていたとの同
じ値に戻す手段を備えたことを特徴とする電話スイッチ
ングシステム。 - 【請求項６】請求項３において、前記フラグがアクセス
要求付の前記特別プロセスがデータエレメントにおいて
セットされたとき前記定期的アクセスシフト手段に応答
して前記アクセス要求付の特別プロセスの他のデータエ
レメントにおけるカウントティックを発生する手段を備
えたことを特徴とする電話スイッチングシステム。 - 【請求項７】請求項６において、前記オペレーティング
システムが、前記カウントティックが所期の値に到達し
たことに応答して特別プロセスアクセスデータデータに
継続してデータにアクセスするのを停止するカウントテ
ィック値に応答する手段を備えた電話スイッチングシス
テム。 - 【請求項８】請求項６において、前記オペレーティング
システムが警告メッセージを信号として発生する所定カ
ウントティック値に達するカウントティック値に応答す
る手段を備えたことを特徴とする電話スイッチングシス
テム。 - 【請求項９】請求項６において、前記アクセスシフト制
御手段が、フラグに応答し、アクセス要求付特別プロセ
スのデータエレメントにフラグがセットされたことに応
答して前記アクセス要求付特別プロセスから他の特別プ
ロセスへのデータメモリへのアクセスへの定期的なシフ
トを防止する手段を備えたことを特徴とする電話スイッ
チングシステム。 - 【請求項１０】請求項６において、前記アクセスシフト
手段の制御手段が、前記アクセス要求付特別プロセスと
協働してデータのアクセス中安全位置にいつ到達したか
を決定する手段と、 オペレーティングシステムと協働し、かつアクセス要求
付特別プロセスに応答しての他のデータエレメントにお
けるカウントティック値を読み取る手段とを備えたこと
を特徴とする電話スイッチングシステム。 - 【請求項１１】請求項１０において、オペレーティング
システムと協働して前記カウントティック値を読み取る
手段が、 カウントティック値をゼロにリセットする手段と、 カウントティック値の初期がゼロであることの読み取り
があったことに応答してアクセス要求付特別プロセスか
ら他の特別プロセスにデータメモリへのアクセスの自動
的なシフトを行う手段とを備えたことを特徴とする電話
スイッチングシステム。 - 【請求項１２】請求項１０において、前記オペレーティ
ングシステムと協働しカウントティック値を読み取る手
段が、カウントティック値がゼロであることの読み取り
に対応してアクセス要求付特別プロセスから他の特別プ
ロセスへのデータメモリへのアクセスのシフトを防止す
る手段とを備えたことを特徴とする電話スイッチングシ
ステム。 - 【請求項１３】請求項１０において、アクセスシフト手
段を制御する手段が、 オペレーティングシステムと協働し、非シェアデータに
アクセスするアクセス要求付特別プロセスに応答して前
記フラグをリセットする手段と、 オペレーティングシステムと協働して前記フラグをリセ
ットする前記手段に対応して前記カウントティック値を
読み取る手段と、 ゼロでないティック値を読み取るティック値読み取り手
段に応答してアクセス要求付特別プロセスから別の特別
プロセスにデータメモリへのアクセスのシフトを自動的
に行う手段とを備えたことを特徴とする電話スイッチン
グシステム。 - 【請求項１４】前記中央演算処理ユニットは少なくとも
いくつかのデータをシェアする複数の特別プロセスを有
するオペレーティングシステムにしたがって通信によっ
て開始された信号に応じて変更可能になったシェアデー
タを有するデータメモリにおける入力にしたがって通信
ユニットを遮断するように中央演算処理ユニットによっ
て制御されるスイッチを有する電話スイッチングシステ
ムにおいて、 シェアデータへの特別プロセスのアクセスを制御する方
法が、 禁止されている場合を除き、通常においては、前記複数
の特別プロセスの間に変更可能なデータメモリへのアク
セスを定期的にシフトするステップと、 前記変更可能なデータメモリ内におけるシェアされたデ
ータに前記複数の特別プロセスのうちの１つがいつアク
セスするかを決定するステップと、 シェアデータがアクセス要求付特別プロセスの一つが決
定される間、定期的なアクセスのシフトが前記複数のア
クセス要求付特別プロセスの１つに生じないように禁止
するステップとを備えたことを特徴とする方法。 - 【請求項１５】請求項１４において、前記データメモリ
への定期的なアクセス権のシフトを行うステップがオペ
レーティングシステムと協働する定期的な割り込み信号
を発生し、 通常は前記周期的割り込み信号に応答して複数の特別プ
ロセスの１つからつぎの特別プロセスに対してデータメ
モリへのアクセス権のシフトを行うステップを備えたこ
とを特徴とするシェアデータアクセス制御方法。 - 【請求項１６】請求項１６において、アクセス要求付特
別プロセスがデータエレメントを有し、アクセス権の周
期的シフトを制御し、 データがアクセスする特別プロセスのデータエレメント
においてフラグをセットするステップとを備えたシェア
データアクセス制御方法。 - 【請求項１７】請求項１６において、周期的アクセス権
のシフトを制御するステップが、 非シェアデータであるデータメモリから特別プロセスア
クセスデータに応答してフラグをリセットするステップ
を備えたことを特徴とするシェアデータアクセス制御方
法。 - 【請求項１８】請求項１７において、アクセス権の周期
的シフトを制御するステップがフラグ値の状態をフラグ
がリセットされた後、フラグがセットされる前にフラグ
が持っていた値と同じ値に戻すステップとを備えたこと
を特徴とするシェアデータアクセス制御方法。 - 【請求項１９】請求項１６において、特別プロセスが他
のデータエレメントを有しており、アクセス権の周期的
シフトを制御するステップが、 フラグがアクセス権付特別プロセスのデータエレメント
にセットされたときデータメモリへのアクセス権のそれ
ぞれの周期的なシフトに応答して前記データメモリから
アクセス要求付特別プロセスの他のデータエレメントに
おけるカウントティック値を増加させるステップを備え
たことを特徴とするシェアデータアクセス制御方法。 - 【請求項２０】請求項１９において、アクセス権の周期
的シフトを制御するステップが、カウントティック値が
所定値に到達したことに応答して特別プロセスアクセス
データの動作を中止させるステップを備えたことを特徴
とするシェアデータアクセス制御方法。 - 【請求項２１】請求項１９において、アクセスの周期的
シフトを制御するステップが、 カウントティック値が所定値に達したことに対応して警
告メッセージを発生するステップを備えたことを特徴と
するシェアデータアクセス制御方法。 - 【請求項２２】請求項１９において、アクセスの周期的
シフトを制御するステップが、 アクセス中の特別プロセスのデータエレメントにおいて
フラグがセットされていることに対応して、そのアクセ
ス中の特別プロセスから他の後続に特別プロセスにたい
して、データメモリへのアクセス権の周期的なシフトを
禁止するステップを備えたことを特徴とするシェアデー
タアクセス制御方法。 - 【請求項２３】請求項１９において、アクセスの周期的
シフトを制御するステップが、 データメモリからのデータのアクセス中アクセス権付特
別プロセスが安全位置に到達したことに応答してアクセ
ス中の特別プロセスの他のデータエレメントにおけるカ
ウントティック値が読み取られるようにするステップを
備えたことを特徴とするシェアデータアクセス制御方
法。 - 【請求項２４】請求項２３において、カウントティック
値をゼロにリセットし、 カウントティック値を読み取り、 カウントティック値がゼロ以外の値であるときデータメ
モリへのアクセス権をアクセス要求付特別プロセスから
他の後続の特別プロセスに自動的にシフトするシェアデ
ータアクセス制御方法。 - 【請求項２５】請求項２３において、 カウントティック値を読み取り、読み取られたティック
値がゼロであることに対応してアクセス要求付特別プロ
セスから他の後続の特別プロセスへに対してデータメモ
リへのアクセス権のシフトを禁止するステップを有する
ことを特徴とするシェアデータアクセス制御方法。 - 【請求項２６】請求項２３において、 アクセス権の周期的シフトを制御するステップが、 非シェアデータにアクセスするアクセス中の特別プロセ
スに応答するフラグをリセットし、 フラグのリセットに応答してカウントティック値を読み
取らせるようにし、 ゼロでないカウントティック値の読みに対応してアクセ
ス要求付特別プロセスから他の後続の特別プロセスに対
してアクセス権を自動的にシフトするステップを備えて
いるシェアデータアクセス制御方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
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