JPH06502941A - 異種オペレーティングシステムを有する高レベル仮想コンピュータのシステム - Google Patents

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】 異種オペレーティングシステムを有する高レベル仮想コンピュータのシステム 技術分野 本発明は、種々の言語、通信プロトコル、およびオペレーティングシステムを有 するコンピュータのセットの間で高レベル仮想コンピュータ（ＨＬＶ（：）を作 成するシステムに関する。

背景技術 別々のコンピュータを幾つか同時に含むプログラムをオペレータが実行しようと することは、コンピュータアプリケーションでは普通である。並行処理アプリケ ーションでは、幾つかのコンピュータを同時に使用するのを必須とすることがで きる。並行処理アプリケーションでは、全体的な速度を速くするため、単一のア プリケーション内で多数の計算を行う労力が幾つかのコンビエータに分割される 。あるいはまた、法人ユーザはその会社の種々の部門、例えば、人事部門、経理 部門、生産部門等であって、それぞれ異なるコンピュータシステムを用いること ができる部門で、幾つかの異なるコンビ二一夕が自由になる。それらの部門でも 、それぞれ、異なるコンピュータシステムを用いることができる。法人ユーザは データおよびサブプログラムの場所に関係なく、あるプログラムを実行しようと することができる。例えば、単一のコンピュータがその結果を間に合うように配 布することができないときに、計算を手伝わせる遊休状態のコンピュータが多数 あると便利である。

しかし、オペレータが使用しようとする種々のコンピュータのプロトコルおよび ／またはオペレーティングシステムが異なる場合には、重大な問題が生じる。

今日、ＮＵＩＸ、　ＶＭＳまたはＶＭのような任意の数のオペレーティングシス テムが多くの人に用いられている。同様に、ＴＣＰ／ＩＰ、　ＤＥＣＮＥＴ、　 ＳＮＡまたはＯ３Ｉのような任意の数のプロセッサ間通信プロトコルがよ（用い られている。明らかに、オペレーティングシステムＡおよびプロトコルＢを有す るコンピュータは、オペレーティングシステムＣおよびプロトコルＤを有する別 のコンピュータと、データおよびコンビエータ能力を容易に共有することができ なくなることになる。

本発明は、特に、大規模のアプリケーションに対して、異種コンピュータシステ ム間の調整を容易にする。本発明に係るシステムによれば、ホストステーション を操作するユーザは、異種コンピュータのネットワークから高レベルの仮想コン ピュータ、すなわちＨＬＶＣを作成することができる。第１図は種々のオペレー ティングシステムの異なるコンピュータのネットワークをどの様に組み合わせて 種々のＨＬＶＣを形成することができるかを示す線図である。第１図に示す９つ のコンピュータは、共通のネットワークバスにより物理的に接続されている。種 々のマルチプロセッサアプリケーションはネットワーク上にコンピュータのサブ セットか、あるいは全てのコンピュータの使用を必要とすることができる。その システムの種々のコンピュータの間でデータまたは命令の流れを開始することに より、種々のＨＬＶＣを作成することができる。例えば、第１図のＨＬＶＣｌは 点線で囲んだ３つのコンピュータによりなる。他方、ＨＬＶＣ２は破線で囲んだ コンピュータを含むことができる。ＨＬＶＣ３は２点鎖線で囲んだコンピュータ を含むことができる。１社ＶＣは特定のアプリケーションに対して、コンピュー タのあるセットの間での対話、データおよび／または命令の流れにより規定され る。

ＨＬ　Ｖ　Ｃの種々のコンビ二一夕の物理的な接続に加えて、異なるプログラム モジニールまたは「ソフトウェアチップ」は、種々のコンピュータで具現化でき るが、ＨＬＶＣ内で調整されるのが本質的である。従って、ＨＬＶＣの特徴は、 ハードウェアの種別が異なるばかりでなく、種々の場所に分散させることができ るソフトウェアが協力することにある。

第２図はＨＬＶＣ内の異なるソフトウェアの対話をシンボリックに示す。各ソフ トウェアチップ（「モジュール」または「サブプログラム」としても知られてい る）は、データ入力に応答して出力を生成する肝■Ｃの特定の種別のコンビエー タに適するプログラム命令のセットとして考えられる。出力と入力の相互接続は データバスによる。また、ＨＬＶＣでは、１つのソフトウェアチップからの出力 は、第２図に示すように、別のソフトウェアチップの入力になることもできる。

ソフトウェアチップの実行場所はＳＩＭＤ（ｓｉｎｇｌｅ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉ ｏｎ　ｍｕｌｔｉｐｌｅ　ｄａｔａ）を形成することができる。　ＳＩＭＤを５ ＡＧ（ｓｃａｔｔｅｒ　ａｎｄ　ｇａｔｈｅｒ）、ＭＩＭＤ（ｍｕｌｔｉｐｌｅ 　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ｍｕｌｔｉｐｌｅ　ｄａｔａ）、種々の細分化のパ イプラインされた並列コンポーネントということもある。　ＨＬＶＣのオペレー ションを分散異種コンピュータに基づき、効率的に分散アプリケーションシステ ムを構成する手段として理解すべきである。

本発明は、開発、合成を容易にし、異種コンピュータシステムを用いて大規模ア プリケーションの自動実行制御を容易にする。本発明によれば、オペレータはホ ストコンピュータに、ネットワーク上のどのコンピュータをどのタスクに用いる が、あるいは、コンピュータの間で負荷を配分させるように選定することを規定 した汎用命令をシステムに単に入力する。ホストコンピュータ汎用命令はシステ ムのどのコンピュータをどのタスクに用いるべきかを規定する。システムの各ソ フトウェアチップは、ホストプロセスからの命令により呼び出されるショートプ ログラムのセットを含む。ショートプログラムは異なるコンピュータに必要な修 正を加え、データまたは命令をコンピュータからコンピュータに転送させる。シ ステムそれ自体は、オペレータではなく、動的サービスプログラム、すなわち「 デーモン」をランタイムに生成するか、あるいは開始させて、異なる言語および オペレーティングシステムを調整する「仕事（ｃｈｏｒｅｓＮを行う。このアプ ローチは、１つのアプリケーションの間に必要とされるが、種々のコンピュータ 内でコード生成が行われるので、予め規定された所要の特性を指定することによ り、任意の計算または通信装置に対して、効率的なデーモンを生成する。

本発明の他の実施例では、計算集中機能またはプログラムは高レベルインタフェ ースを介してシステムにインプリメントされる。）ＩＬＶｃシステムのユーザが 計算集中プログラムをバフオームさせるのにしいられる努力は、この高レベルイ ンタフェースにより最小限に抑久られる。

本発明に係るシステムは実際的な方法でその目的を達成する。というのは、自動 コード生成オーバヘッドは通常アルゴリズムの汎用化に伴うものであるが、最小 限に抑えられ、しかも、プロセス間通信要求の規模とともに線形に太き（なるか らである。リアルタイムアプリケーションの場合のように、異種計算環境での効 率が重要である場合、そのシステムは最良のプログラム区分およびプロセス割振 り方法を見つけ出すツールとして供することができる。一度、準最適が見つけ出 されると、低レベルでマシーンに依存するコードを用いてデーモンをインプリメ ントすることにより、自動的に生成されるかあるいは開始されたデーモンの能率 をさらに上げることができる。

発明の開示 本発明に係るシステムは、複数のターゲットコンピュータの間の通信を可能にす る。ターゲットコンピュータはそれぞれ少なくとも１つの通信チャネルと、その 通信チャネルを介してアクセス可能な記憶空間と、その記憶空間内に言語注入ラ イブラリを含む。

言語注入は、それぞれ、プログラマと、より低レベルのプロセッサ間通信制御コ マンドとの間のインタフェースである。言語注入は、それぞれ、ターゲットコン ピュータ内のサブルーチンであって、ランタイムに供給されたプロセス間通信パ ターンに従って、通信チャネルを介してデータまたは命令を転送するサブルーチ ンである。ターゲットコンピュータは動作の点から見ると少なくとも１つのホス トコンピュータに接続されている。そのホストコンピュータは計算環境指定を処 理する手段を含む。その計算環境指定は、データを受け取るターゲットコンピュ ータの少なくともサブセットを活動状態にする命令と、ホストコンピュータから の命令とのセットである。ホストコンピュータはアプリケーションプログラムを 処理する手段をさらに含む。そのアプリケーションプログラムはターゲットコン ピュータのサブセットのうちの少な（とも１つのサブセットにより実行可能なサ ブプログラムを含み、しかも、ターゲットコンピュータへの言語注入の１つを活 動状態にする少な（とも１つのプロセッサ間制御コマンドを含む。また、ホスト コンピュータはサブプログラムを適正なターゲットコンピュータに転送してコン パイルおよび実行する手段を含む。

ＦＲＡＣＴＡＬ表示プログラムのような、計算集中プログラムに関係する実施例 では、そのプログラムを開始する高レベルインタフェースがユーザに提供される 。本発明によれば、複数異種コンピュータに対して予め定めた制御を行うことに より、計算集中プログラムの実行時間が短縮される。そのコンピュータはＳＩＭ Ｄ　（ＳＡＧ）ＭＩＭＤおよびバイブラインのような公知の並行処理技法を行う 。

図面の簡単な説明 本発明を説明するため、本発明において好ましい形式を図面に示す。本発明は、 記載された構成およびものに限定されないことは当然である。

第１図は仮想コンピュータのオペレーションを示す一般的な線図である。

第２図は仮想コンピュータ内ソフトウェアチップの相互接続を一般的に示す線図 である。

第３図は本発明の主な要素を示すブロック図である。

第４図はＣ３Ｌコンパイラの機能を示すフローチャートである。

第５図は分散プロセス制御装置の機能を示すフローチャートである。

第６図は２つのターゲットコンピュータの間での本発明に係る対話を示すブロッ ク図である。

第７図はリモートコマンドインク／ブリタデ−センの機能を示すフローチャート である。

第８図はボートＩＤ管理デーモンの機能を示すフローチャートである。

第９図は順次ファイルデーモンの機能を示すフローチャートである。

第１Ｏ図はメイルボックスデーモンの機能を示すフローチャートである。

第１１図はタプル空間デーモンの機能を示すフローチャートである。

第１２図はアプリケーション例を示す簡略化したフローチャートである。

第１３図は本発明を用いて、階層化プログラミングの機能を示す線図である。

第１４図は本発明の第２の実施例に関する）ＩＬＶｃコンポーネント相互接続を 示す線図である。

第１５図はＮｏｄｅｃａｐモニタデーモン（ＮＯＤＥＣＡＰＤ）の機能を示す線 図である。

第１６図は第２の実施例のコンフイギュレータ　（Ｃ３ＬＣｏｍｐｉｌｅｒ）の 機能を示す線図である。

第１７図は第２の実施例のＣ３Ｌコンパイラにより生成されたＸ、　Ｐｒｃｄフ ァイルのパラメータの幾つかを示す図である。

第１８図は第２の実施例の高レベル仮想コンピュータのコンポーネントを示す線 図である。

第１９図は分散機能（入力、出力、および計算）をユーザプログラムに注入する プロセスを示す線図である。

第２０図は分散機能ライブラリのサブコンポーネントと２つのランタイムシナリ オ例を示す線図である。

第２１図は３つの基本的な分散並列処理技法、すなわち、ＳＩＭＤ（ＳＡＧ）、 　ＭＩＭＤおよびパイプライン処理をそれぞれ示す第２１ａ図、第２１ｂ図およ び第２１ｃ図よりなる線図である。

第２２図は第２の実施例のリモートコマンドインタプリタデーモン（ＲＣＩＤ） の機能を示す略図である。

第２３図は第２の実施例の分散プロセス制御装置（ＤＰＣ）の機能を示す略図で ある。

発明を実施するための最良の形態 二股ユ皇ｌＩ 第３図は本発明に係る異なる要素とシステムの異種コンピュータとの間の関係を 示す線図である。まず、システム機能の一般的な概観を第３図を参照して記載す る。次に、システムの個々の要素を詳細に説明する。

本発明に係るシステムは、４つの要素を備えている。すなわち、（ａ）構成指定 言語（ＣｏｎｆＬｇｕｌａｔｉｏｎ　５ｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ　Ｌａｎｇｕ ａｇｅ；　Ｃ３Ｌ）コンパイラ、すなわち、第１および第２の実施例にそれぞれ 対して第４図および第１６図を参照して記載した「コンフイギュレータＪ　、　 （ｂ）第１および第２の実施例に対してそれぞれ第５図および第２３図を参照し て記載した分散プロセス制御装置（Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　Ｐｒｏｃｅｓｓ　 Ｃｏｎ５ｔｒｏｌｌｅｒ；　ＤＰＣ）、（ｃ）第１および第２の実施例にそれぞ れ対応する第６図および第１９図を参照して記載した言語注入ライブラリ（Ｌａ ｎｇｕａｇｅ　Ｉｎｊｅｃｔｉｏｎ　Ｌｉｂｒａｒｙ；　ＬＩＬ）　、　（ｄ） 第１および第２の実施例に関係する第７図ないし第１１図、第１５図、および第 ２２図を参照して記載したランタイムサポートデーモンライブラリを備えている 。

第３図は本発明の要素の間の一般的な関係を示す。

第３図は仮想ボックス１ｏによりホストコンピュータを示す。ホストコンピュー タにより、オペレータは、一実施例では、マルチプロセッサアプリケーションに 対する命令を入力することができる。他の実施例では、より充分に記載するが、 アプリケーションコンソールが提供され、オペレータがそのプログラムの名前を 単に入力するだけで、マルチプロセッサアプリケージ目ンの実行をコマンドする ことができる。ホストコンピュータ１０は共通バス１６を介して任意の数のネッ トワークコンピュータ（ＷＳｌ、ＷＳ２．、、、、ＷＳｋ）に接続されている（ 以下、「ネットワーク」とは物理的に互いに接続されたコンピュータをいうこと にする。特定のアプリケーションで用いられるネットワーク上のコンピュータの サブセットを「システム」ということにする）。本発明に係るシステムはネット ワーク上の種々のコンピュータで具現化されたソフトウェアにより規定される。

オペレーション上、ネットワークに接続されている特定のコンピュータがホスト コンピュータ、ターゲットコンピュータ、マスクコンピュータ、ワーカコンピュ ータのうちのいずれであるかは、マルチプロセッサアプリケーションの性質に依 存する。

本発明の一実施例の要素であって、ホストコンピュータ内の要素を、第３図の仮 想ボックス内に示す。任意のコンピュータネットワーク内には、２つ以上のホス トコンピュータを有することができる。事実、ネットワークがそのように構成さ れると、ネットワーク上のコンピュータは全てホストコンピュータとして機能す ることができる。コンフィギュレータ１２はシステム全体とオペレータの間のイ ンタフェースとして動作する。コンフィギュレータ１２はオペレータからの２つ の入力に対してコンパイラとして動作する。２つの入力とは、コンフィギユレー ション指定言語（ＣＳＬ）での指定と、ネットワーク能力であり、計算環境指定 言語（ＣＥＳＬ）指定としても知られている。ＣＥＳＬ指定とは、ネットワーク 全体の全てのハードウェアとシステムソフトウェアの能力と特性を規定すること である。

ＣＥＳＬ指定は一般的に事前にプログラムされてシステムに入れられており、利 用可能な言語、オペレーティングシステム、およびネットワーク上の各コンピュ ータに対するプロトコルについての情報を含む。この情報は、後述するが、言語 注入ライブラリと対話する。

第４図は本発明の一実施例に対するコンフィギュレータ１２のＣＳＬコンパイラ の機能を示すフローチャートである。他の実施例の構成は第１６図に示す。Ｃ３ Ｌ指定とネットワーク指定は、第４図に示すように、ユーザにより入力される。

ネットワーク指定に関して、コンフィギュレータはネットワークグラフを作成す る。

ネットワークグラフはネットワーク上で物理的に利用可能な全てのコンピュータ のリストであり、オペレーティングシステム、プログラミング言語、および通信 プロトコルについての情報を含む。また、　Ｃ３Ｌ指定はアプリケーションプロ グラムの種々のサブプログラムの相互依存性についての情報を含む。例えば、別 のサブプログラムが開始される前に、最初のサブプログラムを完了する必要があ るかも知れない。ＣＳＬコンパイラはシーケンスと依存性を分析し、Ｃ３Ｌ指定 に矛盾がないことを確認する。ＣＳＬコンパイラの別の機能は、ＳＩＭＩ）ワー カ、すなわち、「スレーブ」を、　Ｃ３Ｌ指定により明らかに必須とされない制 御処理装置ＣＰＵに生成する。「スレーブ」はアプリケ−シロンプログラム内の サブプログラムであって、実行するために特定のコンピュータ上に明らかに割り 当てられないサブプログラムである。これらのサブプログラムが「タプル空間」 （後述する）を介してデータにアクセスする場合、これらのプログラムをネット ワーク上の任意の場所であって、適正なコンパイラを有する場所でランさせるこ とができる。よって、アプリケーションの「スレーブ」プログラムを、ネットワ ーク上のコンパイル可能な任意の場所に置くことができる。しかも、ＣＳＬコン パイラは「スレーブ」プログラムを空きのあるところであればどこにでも置くこ とになる。

汎用コンピュータは１つのオペレーティングシステムのみを有するのが普通であ るが、１つのコンピュータが多種類のプロトコルに適応するのも普通である。

Ｃ３Ｌコンパイラの他の機能は特定のネットワークコンピュータ上で利用可能な プロトコルのうちのどのプロトコルが特定の目的のためにより効率的かを計算す る機能である。

最後に、Ｃ３Ｌコンパイラはコードを生成し、そのコードを分散プロセス制御装 置（ＤＰＣ）に送信する。一実施例に係るＤＰＣのフローチャートを第５図に示 す。

他方、他の実施例に係るＤＰＣのフローチャートを第２３図に示す。記載した第 ５図に示すＤＰＣ１４に対するアプリケーション優先順位を生成し、その生成さ れた優先順位に基づき、ソフトウェアチップ（サブプログラム）の種々の相互依 存性が指定される。メインアプリケーションプログラムの一部であるサブプログ ラムは、ターゲットコンピュータに送信され、そのターゲットコンピュータにて 、サブプログラムの実行が（静的システムにおいて）必須とされるか、あるいは （動的システムにおいて）選択される。同様に、コンピュータ間で命令を転送す るためのプロセス間通信（Ｉｎｔｅｒｐｒｏｃｅｓｓ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉ ｏｎ；　ＩＰＣ）パターンがアプリケーションプログラムの実行中にターゲット コンピユータに送信される。このことは後述する。第１の実施例では、アプリケ ーション優先順位、ソフトウェアチップ（モジュールまたはサブプログラムとも いう）、およびＩＰＣパターンが全てプログラム「シェルｊ内に送出され、プロ グラムシェルは当業者に良く知られた方法によりＤＰＣ１４およびターゲットコ ンピュータにロードされる。第２の実施例では、プログラムシェルはＤＰＣから 各ＲＣＩＤに転送され、ＲＣＩＤにより実行される。新しい実施例では、サブプ ログラムシェルを依存性情報ファイルと組み合わせる。よって、アプリケーショ ンが完了したとき、クリアリングプロセスを簡単にする。

アプリケージジンが開始される時点で、命令はコンフィギュレータによりオペレ ートされ、ＤＰＣを活動状態にする。ＤＰＣはコンフィギュレータからＩＰＣパ ターンと、各ソフトウェアチップに対する制御スクリプトを受信する。特定のア プリケーションの命令により、あるソフトウェアチップを他のソフトウェアチッ プの前にランさせなければならない場合、シーケンスまたは依存性がまたＤＰＣ により制御される。

ユーザが動的プロセス割振りの使用を選定した場合、ＤＰＣは特定の目的のため 速度または適合性のようなものによりネットワーク上に個々のコンピュータを配 列することを含む。その結果、効率を最大にするため、ＤＰＣはネットワーク上 の幾つかの可能なコンピュータから選択することができる。ネットワーク上に個 々のコンピュータをこのようにプログラムにより配列することはＣＥＳＬ指定に 基づいている。勿論、あるサブプログラムをある位置で実行すべきであることを 慎重に選択することができる。例えば、アプリケーションの最終結果を表示する ためのサブプログラムは、ユーザのホスト位置で実行させるのが典型的である。

第５図は分散処理制御装置（ＤＰＣ）のオペレーションを示す一実施例のフロー チャートである。特定モジュール（ソフトウェアチップ）の実行位置がユーザに より指定されない場合は、そのサブプログラムは「動的」と考えられ、ネットワ ーク上のコンピュータの内部配列に基づき、ＤＰＣはネットワークコンピュータ の最も効率的な組み合わせを選択することになる。

特定の実行位置が「動的」でない場合、ＤＰＣはユーザ命令にのみに応答し、要 求されたネットワークコンピュータに、リモートコマンドインタプリタデーモン （ＲＣＩＤ）によりアドレシングする。この詳細は第７図を参照して後述する。

一度、ＤＰＣと所要のターゲットコンピュータとが接続されると、モジエールの ＩＰＣパターンとシェルをターゲットコンビエータにロードすることができる。

商業的に利用可能なネットワークファイルシステム（Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｆｉｌｅ 　Ｓｙｓｔｅｍ；　ＮＦＳ）が存在すると、モジュールの実行可能ボディＩＰＣ パターンとシェルをターゲットコンピュータにロードする必要性をな（すことが できる。ＣＥＳＬ指定はこの情報なりＰＣに与え、よって、ＤＰＣを指示してオ ペレートする。

多数のサブプログラムおよびモジエールを有する単一のアプリケーションプログ ラム実行中に、特定のモジュールを幾度とな（ランするのが普通である。従って 、フローチャートのｒ＋ｎｏｔｅ？Ｊボックスにより示すように、そのグラフが 「動的」であるか否かに関わらず、ＤＰＣはプロセスを特定のターゲットコンピ ュータに送信した後、プロセスを再び送信しなければならないか否かを照会する 。さらに、ＤＰＣは対話式サーバシェルを生成するか、あるいは照会シェルを生 成する。照会シェルはアプリケーションプログラムのプロセスをモニタするもの である。アプリケージぢンプログラムの特定のモジュールが完了すると、ネット ワークメツセージ割り込みがＤＰＣに送信される。ＤＰＣはこの割り込みを受信 すると、システムのために生成されていたグラフを更新し、モジュールが当該ア プリケーションのために終了したことを示す。最後に、全てのモジュールが要求 された回数だけランされると、ＤＰＣを終了する。

ホストコンピュータ１０内のＤＰＣ１４はバス１６によりネットワーク上のター ゲットコンピュータＷＳＩ、ＷＳ２゜、　、　、　、　ＷＳｋに接続される。ホ ストコンピュータからの命令をターゲットコンピュータに転送する手段は、次の セクションで説明する。

ｉ主車ｊ 第６図は単一のマルチプロセッサオペレーションを行う本質的なハードウェア要 素を示す略図である。このマルチプロセッサオペレーションは第１図ないし第１ ３図に示す第１の実施例に適用可能である。計算集中プログラムに適用可能な他 の実施例は第１４図ないし第２３図を参照して記載する。第１図ないし第１３図 に適用可能な前者の例の場合、そのプログラムの目的はメツセージｒ　ｈｅｌｌ ｏ　Ｊを第１のワークステーションコンピュータＷＳＩから第２のワークステー ションコンピュータＷＳ２に転送することにある。

第６図に示すホストコンピュータ１０は、第３図にわずかに異なる形式で示した ホストコンピュータと同一である。再び、ホストコンピュータ１０をネットワー ク上の第２のコンピュータか、あるいはそのネットワーク上にそのように適合さ れた任意のコンピュータに具現化することができる。従って、ホストコンピュー タＩＯを第６図の個々の要素として示すが、ホストコンピュータＩＯはＷＳＩま たはＷＳ２のうちのいずれかのコンピュータ内に同様に具現化することができる 。

本発明の詳細な説明するため、コンピュータＷＳＩはＶＭＳオペレーティングシ ステム、ＤＥＣＮＥＴプロトコル、およびＦＯＲＴＲＡＮコンパイラを含むもの と仮定する。他方、ＷＳＺはＮＵＩＸオペレーティングシステム、ＴＣＰ／ＩＰ プロトコルおよびＰＡＳＣＡＬコンパイラを含むものと仮定する。特定の種別の オペレーティングシステム、プロトコル、コンパイラは、本発明に必要ではない が、異種システムにおける本発明の詳細な説明するため、この例では示しである 。この例のプログラムの目的は、ＷＳＩのショートプログラムでメツセージ（ｒ 　ｈｅｌｌｏ　Ｊという語）を開始し、そして、そのメツセージなＷＳｌのボー トに出力することにある。ＷＳ２では、ＷＳ２のプログラムがそのメツセージを 読み取り、例えば、そのメツセージをモニタ上に表示する。全体的なマルチプロ セッサオペレーションは才へレータによりホストコンピュータを介して開始され る。

オペレータはＣＥＳＬ指定およびＩＰＣパターンなＣＳＬ定を介してホストコン ピュータ１０に入力する。ＣＥＳＬ指定は、種々のコンビニーりがネットワーク と物理的に接続されるとき、事前にプログラムされホストコンビエータにいれら れるのが典型的である。一般的には、オペレータは各アプリケーションが開始さ れる時点で、ＣＥＳＬに悩まされる必要はない。ＩＰＣパターンはまずＣＳＬ　 （第１の実施例）か、あるいはプロセスグラフ（第２の実施例）で指定される。

そのパターンは、プロセス位置が決定されるまでは、完全に規定されない。実際 のプログラム、すなわち、ＷＳｌ用にＦＯＲＴＲＡＮで書いた”ｗｒｉｔｅＪｅ ｌｌｏ”プログラムと、ＷＳＺ用にＰＡＳＣＡＬで書いた一ｒｅａｄ−ｈｅｌｌ ｏ”プログラムが、第１９図を参照して記載されるプロセスを用いてコンパイル される。例えば、後者の例では、ＩＰＣパターン（任意の特定のフォーマットで も良い）は、ＷＳＩの”ｒｅａｄ−ｈｅｌｌｏ”プログラムと、ＷＳｌの”ｒｅ ａｄＪｅｌ　ｌｏ”プログラムをネットワーク上に位置指定する命令を含む。

各ターゲットコンピュータ内には、ある本質的な要素が存在する。すなわち、Ｗ ＳＩおよびＷＳ２のウェルノウンボートに近接しているのが［デーモンＪ　２０ である。後述するが、デーモン２０は、ネットワーク上のターゲットコンピュー タがホストコンピュータからのシグナルを待つショートモニタリングプログラム である。各ターゲットコンピュータのデーモンに近接しているのが記憶空間２２ である。ここで用いられているように、各コンピュータの「記憶空間」は、デー タまたは命令を記憶する任意の手段に対して広い意味で用いられている。記憶空 間２２内には言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）２４が存在する。ｌｌｌ２４は、後 述するが、ホストコンピュータからの命令により活動状態にされるサブルーチン のライブラリである。また、各ターゲットコンピュータ内には、慣例的なコンパ イラおよびオペレーティングシステムが存在する。慣例的なコンパイラおよびオ ペレーティングシステムは、第４図に示すＷＳＩの場合には、ＦＯＲＴＲＡＮコ ンパイラおよびＶＭＳオペレーティングシステムである。ＰＡＳＣＡＬコンパイ ラおよびＮＵＩＸオペレーティングシステムはコンピュータＷＳ２に存在する。

また、そのコンピュータ内で具現化されているのは、両コンビ二−タ上のシステ ムソフトウェアにより用いられる入−出力プロトコルである。

コンフィギュレータ１２のＩＰＣパターンは、第３図に示すＤＰＣ４に渡され、 第６図に示すコンピュータＷＳＩおよびＷＳＺ内のデーモン２０を活動状態にす る。そのデーモン２０はリモートコマンドインタプリタデーモン（Ｒｅｍｏｔｅ 　Ｃｏｍｍａｎｄ　Ｉｎｔｅｒｐｒｅｔｅｒ　Ｄａｅａ＋ｏｎ；　ＲＣＩＤ）で あり、（ＲＣＩＤの正確なオペレーションは第７図を参照して後程説明する）　 、Ｒ］Ｄは事実上コンピュータＷＳＩおよびＷＳ２を活動状態にし、各コンピュ ータを初期設定し、プログラムがその記憶装置２２にロードされることを期待す る。各コンピュータＷＳ１およびＷＳ２のＲＣＩＤ（デーモン）は、ホストコン ピュータからの命令で分岐するショートモニタリングプログラムである。

ＷＳＩおよびＷＳ２のデーモンが分岐された後、ホストコンピュータはＷＳｌお よびＷＳ２に、それぞれ、アプリケーションに対する実行プログラム、この場合 には、第６図に示すように、ＷＳＩに対する”ｗｒｉｔｅ−ｈｅｌｌｏ”プログ ラムと、ｌｌｌ３２に対する”ｒｅａｄ−ｈｅｌｌｏ”プログラムを送信する。

ＷＳＩに対する”ｗｒｉｔｅ−ｈｅｌｌｏ−プログラムは、ＦＯＲＴＲＡＮで書 いてホストコンビエータに入力される。

そのプログラムをＷＳＩ自体の内でコンパイルすることができる。このプログラ ムは語”ｈｅｌｌｏ”のストリング変数を生成し、その変数”ｈｅｌｌｏ”を出 力ボートに出力する命令を含む。この例では、ＷＳＩはＶＭＳオペレーティング システムを有するので、ＶＭＳオペレーシティーングシステムに対する「固有」 通信プロトコルがＤＥＣＮＥＴであることを指摘すべきである。ＤＥＣＮＥＴは 入力および出力ボートに対して「名前抽象」を必要とする。すなわち、ＤＥ（Ｎ ＥＴでは、出力ボートは名前で識別され、任意の所定時点に用いられる特定の物 理ボートは特定の時点で用いられるボート数により、変化することになる。しか し、宣言された出力ボートに名前抽象を用いて名前がのみが与えられる。その名 前は、データが結局渡される物理ボートが何であれ、宣言された目的に結合され る。従って、この場合、プログラムは出力ボートに名前、例えば、ＷＳ２に対す る出力に対して“ｔｅｍｐｏｒａｒｙ“を表す“ｔ＋ｎｐ″を付けなければなら ない。

ホストコンピュータｌＯからコンピュータＷＳ２に送信されたプログラムは、” ｒｅａｄＪｅｌｌｏ”プログラムであって、ＷＳＩの出力ボート”ｔｍｐ”から のストリング変数“ｈｅｌｌｏ“を取る機能を有するプログラムである。この例 では、ＷＳ２はＬＩＮＩＸオペレーティングシステムを有する。ｕＮｔｘ芽ペレ ーティングシステムの固有プロトコルはＴＣＰ／ＩＰであり、「名前」抽象に対 して「ボート」抽象をＶＭＳで用いる。「ボート」抽象を用いて、プログるが、 プログラムの間に与えられた一時的な名前に感知可能でない。

ボート抽象に関して、ユーザはｙｅｌｌｏｗ　ｐａｇｅ”として知られるものを 用いて、正確に番号が付けられたボートを得なければならない。正確に番号が付 けられたボートにはある出力が送信されか、あるいは、このボートにある入力が 期待される。この”ｙｅｌｌｏｗ　ｐａｇｅ”技法はＮＵＩＸプログラミングで は周知である。また、ＤＥＣＮＥＴまたはＴＣＰ／ＩＰのいずれかをシステム全 体で用いることができることに注意すべきである。

この例では、メツセージはコンビエータＷＳＩで書かれ、ＷＳ２に送信され、プ ログラムは１つのコンピュータで開始され、第２のコンピュータは第１のコンピ ュータに応動する。従って、ＷＳ２はＷＳＩからのデータ入力待ちしなければな らない位置にある。このデータ入力待ちを効果的にするため、”ｒｅａｄＪｅｌ ｌｏ”プログラムは、メイルボックスおよび同等の記憶空間のセットアツプ（設 定）と、データがボートからメイルボックスに入力されたときにメイルボックス の内容を読む命令を含まなければならない。よって、メツセージ”ｈｅｌｌｏ” がボートを介してＷＳ２に入れられ、ついで、メイルボックス（３０として示め す）に入れられる。メイルボックスでは、メツセージがＷＳ２のプログラムによ り読まれるまで、メツセージは待機する。また、メイルボックスはデーモンの形 式である。メイルボックスは、データ入力時点で、分岐するモニタリングループ である。メイルボックスは１つのタイプのデータ構造であり、本発明で可能な構 造である。より複雑なアプリケーションに対する他のタイプのデータ構造は次に 説明する。

ＷＳＩはＶＭＳオペレーティングシステムを用い、この例のＷＳ２はＵＮＩＸオ ペレーティングシステムを用いるので、共通の通信プロトコルを指定して、シス テムのどコカテ、ＶＭＳ（ＷＳＩ）（７）名前抽象とＵＮＩＸ（ＷＳ２）　（７ ）ボート抽象とを、一致させなければならない。システムはボート番号と名前の 間の変換に注意する。特に、ＴＣＰ／ＩＰが選択された場合、ＷＳ２のプログラ ムは適正なボート番号をＷＳＩのプログラムに与え、メイルボックスデーモン（ 宣言されたボートに関するバッファ空間を除く）を生成する。ＷＳ２の”ｒｅａ ｄ−ｈｅｌ　ｌｏ”プログラムはそのボートから直接には読まれいない。しかし 、ストリング変数がそのボートを介してＷＳ２のメイルボックスに挿入されると 、そのボートに関連するメイルボックスの内容から読まれる。

ボート抽象と名前抽象とを一致させる他に、多数の必要なサブルーチンは、オペ レータによりコンピュータに入力されたメインプログラムを「アンダニース（ｕ ｎｄｅｒｎｅａｔｈ）　Ｊで実行する。本発明の利点は、システムそれ自体（ソ フトウェアの意味で）の編成が、次のような種類のものという点にある。すなわ ち、複数異種コンピュータ（この場合は、２つのコンピュータ）を調整する「仕 事（ｃｈｏｒｅｓ）が、オペレータの命令により活動状態にされる「言語注入」 のライブラリにより自動的に行われるというようなものである。オペレータは「 言語注入」の詳細を普通法して見ない。例えば、ボート抽象は本発明内のサブプ ログラムにより汎用ＩＰＣ命令に応答して自動的に一致されるかもしれない。本 例のようなプログラムをオペレータからの最小命令により実行することができる のは、システムのＩＰＣパターンによるこれらの言語注入またはサブルーチンの 活動化である。特定のアプリケーションに対して、ネットワーク上の必要なコン ピュータを活動状態にするため、ユーザは、一般的にステートされるＣ３Ｌを、 １つまたは非常に小さい数のプログラム行に入力する。例えば、全体がシステム 幅のアプリケーションが”ｔａｌｋ”と名前がつけられた場合、ＩＰＣパターン の典型的なフレージングは次のようになる。すなわち、ｃｏｎｆｉｇｕｌａｔｉ ｏｎ：ｔａｌｋ；Ｍ：ｗｒｉｔｅ（ｅｘｅｃ−１ｏｃ＝ｗｓｌ）−−−ｅ　Ｆ： ｍｓｇ−一−ｅＭ：ｒｅａｄ（ｅｘｅｃ−１ｏｃ＝ｗｓ２）ここで、”ｅｘｅｃ ｊｏｃ”は「実行位置」に対する可能なＣＳＬ命令である。プログラムのこの１ 行は、”ｗｒｉｔｅ”と名前が付けられたプログラムであって、ＷＳＩで実行さ れるべきプログラムと、ＷＳ２で実行されるべきプログラム”ｒｅａｄ”とを期 待することをシステムに報告し、しかも、ＷＳＩからＷＳ２にデータが流れるこ とをシステムに報告する。

この命令がホストコンピュータ１０のコンフィギュレータによりコンパイルされ ると、多数のサブルーチンが活動状態にされることになる。そのコンフィギエレ ータは本質的にはプログラムであり、ユーザから簡潔な命令を受け取り、応答し て、ディレクティブを生成し、効率的にオペレートするユーティリティをランタ イムでガイドする。

仮想コンピュータプログラミングの以前に知られている方法より勝る、本発明の ある利点を、指摘すべきである。これまで、より大きな実行プログラム内のサブ プログラムがネットワーク上の特定のコンピュータ上で実行されようとする場合 、そのサブプログラム自体は、ボート抽象または名前抽象のような、プロセッサ 間通信を調整するのに必要な多くの行のプラグラムを含まなければならないこと になるかもしれない。プログラマは、プログラム全体をランする前に、種々のコ ンピュータの異なるボートを前もって調整しなければならないかもしれない。こ のような調整には時間が浪費され、その後のプログラムの変更を制限する。例え ば、１つのサブプログラムの実行位置がｔＪＮＩＸ−ＦＯＲＴＲＡＮワークステ ーションからＶＭＳ−ＦＯＲＴＲＡＮワークステーションに変更することのみが 決定された場合、サブプログラム自体の数多（の行を変更させ、ボートを識別す る異なる方法に適応するようにしなければならないかも知れない。したがって、 従来例を用いた場合、実行位置が唯一変化した場合でも、実行プログラムを実質 的に変更する必要がある。

他方、本発明では、各サブプログラムは実行位置とは無関係である。特定サブプ ログラムの実行位置を変更するために、ユーザはＣ３Ｌ指定のみを変更する必要 がある。システムはＩＰＣパターンを自動的に生成し、システム内の種々のコン ピュータを調整する。　ＩＰＣパターンは言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）内の種 々のサブルーチンを調整する。このことは後程詳細に説明する。

デーモン デーモンはショートモニタリングプログラムであり、ネットワーク上のコンピュ ータの予約されたボートで連続的にランしている。一実施例では、関連するデー モンを第７図な、いし第１１図に示す。他の実施例では、関連するデーモンを第 １５図および第２２図に示すとともに、第８図ないし第１１図に示す。一般的に は、正規の状態では、命令がネットワークから受信されるまでの永続ループとし てランする。入力される命令により、そのループが分岐される。したがって、デ ーモンにより、ネットワーク上の任意のコンピュータを、特定のアプリケーショ ンに対して、ホストコンピュータにより”ｃａｌｌ　１ｎｔｏ　ａｃｔｉｏｎ” することができる。

デーモンには、永久および動的デーモンの２つがある。永久デーモンはネットワ ーク上の全てのコンピュータで、ホストコンピュータからの命令を期待しながら 、連続的にランする。動的デーモンは特定のアプリケーションに付随する個々の コンピュータ内で生成されるか、あるいは「生成（ｓｐａｗｎ）　Ｊされる。

第１の実施例では、３つの永久デーモンが存在する。すなわち、リモートコマン ドインタプリタデーモン（Ｒｅｍｏｔｅ　Ｃｏｍｍａｎｄ　Ｉｎｔｅｒｐｒｅｔ ｅｒ　Ｄａｅｍｏｎ；　ＴＣＩＤ）　（第７図）、ボート識別子管理デーモン　 （Ｐｏｒｔ　ＩｄｅｎｔｉｆｉｅｒＭａｎａｇｅｍｅｎｔ　Ｄａｅｍｏｎ；　Ｐ ＩＭＤ）（第５図）、順次ファイルデーモン（Ｓｅｑｕｅｎｔｉａｌ　Ｆｉｌｅ 　Ｄａｅｍｏｎ；　５ＥＱＤ）　（第９図）のような外部ファイルに対するデー モンである。以下に説明する第２の実施例は、第８図および第９図に示すデーモ ンを共有する。第７図はＲＣＩＤのフローチャートを示す。ＲＣＩＤの簡単な例 は簡単に上述した。ＲＣＩＤの機能は、当業者に周知の方法により、ホストコン ピュータからのシグナルを「ウエルノウンボート」で受信するのに利用される機 能である。そのデーモンに対するホストコンピュータからの割り込みはそのシグ ナルをこのウェルノウンボートを介して送信することになる。シグナルがネット ワーク上のコンピュータの１つのＲＣＩＤにホストコンピュータから送信される と、プロセスが開始される。生成サブプロセスのキーステップは、入力シグナル を、そのコンピュータのオペレーティングシステムフォーマットに変換すること である。デーモンプログラムは、デーモンプログラムがホストコンピュータから のシグナルにより割り込まれたとき、デーモンプログラムはこれらのプロセスの 内の１つ以上のプロセスに分岐する。ホストコンピュータのオペレーティングシ ステムが例えばボート抽象によりオペレートすると、そのデーモンはローカルオ ペレーティングシステム内でプロセスを開始する。ローカルオペレーティングシ ステムにより、オペレーティングシステム内のボートに対して名前が生成される ことになる。ホストコンピュータから入力されるプログラムは、そのボートを介 して入力することができる。

同様に、名前抽象を用いて、そのデーモンはプロセスを開始する。そのプロセス により、特定のボートが予め定義されたボート名を有する入力プログラムに対し て準備される。その永続ループが割り込まれたときに続（ことができる他のプロ セスは、負荷計算と、報告、例えば、ボートに入力したプログラムの結果として 、どの（らいの空間が用いられかをホストコンピュータに報告する報告を含む。

別の可能な命令を「終了」命令とすることができる。異なるサブプロセスを、ロ ーカルデーモンの永続ループに割り込むホストコンピュータからのシグナルによ り、デーモンにより開始することができる。また、ネットワークコンピュータは 、ＵＮＩＸを用いて、ＲＣＩＤにより活動状態にされる「ゾンビ削除」命令を要 求することができる。

「ゾンビ削除」命令は、特定のアプリケーションの結果としてローカルコンピュ ータにエンタしたデータまたはプラグラム行を削除する。当業者には周知のこと であるが、ＵＮＩＸオペレーティングシステムに関して、「ゾンビ」は最早必要 とされないプログラムであるが、記憶装置に留っている。

第８図のボート識別子管理デーモン（ＰＩＭＤ）は、−意のボート番号をユーザ 定義オブジェクトにバインドするサービスを提供する。第８図はＰＩＭＤの簡単 なフローチャートを示す。再び、ループが「ウエルノウンボート」に確立され、 ホストコンピュータからの割り込みを待つ。ホストコンピュータがそのループに 割り込む場合のシグナルにより、特定のボートに対してユーザに与えた名前（ｕ ｓｅｒ−ｇｉｖｅｎ　ｎａｍｅ）をＰＩＭＤを用いて宣言し、登録するか、その 名前を削除するか、あるいは内部データ構造をリセットする。このデーモンはＵ ＮＩＸのようなオペレーティングシステムでのみ必要とされ、そのオペレーティ ングシステムにてボート抽象が用いられる。

第９図は順次ファイルデーモン（ＳＥＱＤ）に対するフローチャートを示す。そ の順次ファイルは当業者に周知の外部ファイルにアクセスするための多くのフオ ームのうちの１つである。共通に用いられる他の外部ファイルシステムは、索引 順次アクセスメカニズム（Ｉｎｄｅｘ　５ｅｑｕｅｎｔｉａｌ　Ａｃｃｅｓｓ　 Ｍｅｃｈａｎｉｓｍ；　ＩＳＡＭ）　、相対または”ＨＡＳＨ”ファイル、およ びデータベースまたは知識ベースファイルを含む。これらの外部ファイルを全て 配布するのは基本的に同様の方式により行われる。

順次ファイルをここでは詳細に説明しているが、外部ファイルの他のフオームを 本発明に適用するのは当業者にとって明らかなことかもしれない。順次ファイル は個人ファイルのようなアプリケーションに対して有用である。順次ファイルに 関して、そのファイルがスキャンされ、その結果、ファイル全体のレコードが全 て読まれる。ファイル全体の処理が望まれない場合、既に挙げた他の外部ファイ ルシステムは、所要のレコードをファイルにより速く位置指定するより複雑な手 段を用いるかもしれない。

第９図に示す順次ファイルデーモンは、ターゲットコンピュータのウェルノウン ボートに存在し、全てのリモートコンピュータにより、このコンピュータ上の順 次ファイルにアクセスすることを可能にする。ループはウエルノウンボートでセ ットアツプされる。そのループは要求入力時点で分岐する。要求は所要ファイル の名前と、アクセスされたファイル上で行われる４つのオペレーション（ＯＰＥ Ｎ、　ＣＬＯＳＥ、　ＲＥＡＤ、　ＷＲＩＴＥ）のうちの１つのオペレーション と、要求しているコンピュータについての情報とを含むかもしれない。

また、第９図に示す順次ファイルデーモンは「索引」システムを含み、その索引 システムは順次ファイルアプリケーションに共通であるが、本発明には必要では ない。「索引」システムに関して、そのファイルからのデータに対する１０個の 要求ごとに、特定のソフトウェア構成により処理される。一度、特定のリモート ソフトウェアチップがそのファイルからのデータを要求すると、その要求に索引 番号が与えられ、同一ソフトウェアチップからのその後の要求がそのファイル内 のソフトウェア構成により処理される。異なるファイルにアクセスする１１個以 上の要求があった場合には、順次ファイルデーモンは、次に最も大きい索引番号 により参照される別のソフトウェア構成を生成する。例えば、要求１−１０には 索引番号”１“が与えられ、要求１１−２０には索引番号”２“が与え、・・・ られることになる。このシステムは当業者には周知のシステムである。順次ファ イルデーモンを、ユーザの好みにより、永久または動的デーモンとしてインプリ メントすることができる。他方、ＲＣＩＤおよびＰＩＭＤは強制永久デーモンで ある。

永久デーモンは、全て、ボート抽象が用いられている、ＵＮＩＸのようなオペレ ーティングシステムで「ウエルノウンボート」が用いられるか、あるいは、名前 抽象が用いられるＶＭＳのようなシステムのＲＣＩＤ、　ＰＩＭＤおよび５ＥＱ Ｄのような「総称的な名前」が用いられることを指摘すべきである。

動的デーモンは特定のアプリケーションに付随して生成されるデーモンである。

メイルボックス、外部ファイル、またはタプル空間のようなＩＰＣデータオブジ ェクトは、ＲＥＡＤ、　ＷＲＩＴＥ、　ＰＵＴ、　ＧＥＴまたはＥＸＩＴ（７） 　Ｊ：つな、全て定義された意味論オペレーションがインプリメントされるエン ティティである。これは、動的デーモンの設計およびインプリメントを簡単にす るばかりでなく、全体的な効率を向上させる。

動的デーモンはそれぞれアプリケーションの名前を付けたエンティティに一致す るので、これらの名前を用いてネットワークオブジェクト名を導き出す。ボート 抽象が用いられるオペレーティングシステムでは、ネットワークオブジェクト名 がＣ３Ｌコンパイラにより導き出される。本発明の両実施例では、２つのタイプ の動的デーモンが存在する。すなわち、タプル空間デーモン（第１１図のＴＳＤ ）およびメイルボックスデーモン（第１０図のＭＢＸＤ）か、あるいはユーザが 望む場合は、５ＥＱＤである。これらのデーモンはＩＰＣデータオブジェクトの 使用に付随して生成される。これらは以下−に詳細に説明する。

ｒＰＣデータオブジェクト プロセス間通信（ＩＰＣ）データオブジェクトはユーザアプリケーションのサブ プログラムどうしが通信するソフトウェアメカニズムである。普通の使用には３ つのタイプのＩＰＣデータオブジェクトがある。すなわち、メイルボックス、タ プル空間、および順次ファイルである。順次ファイルは、上述したが、５ＥＱＤ デーモンによりインプリメントされる。これらの異なる種別のＩＰＣデータオブ ジェクトは種々の特定のタスクに対して用いられる。

メイルボックスデータオブジェクトはデータが第１のコンピュータから第２のコ ンピュータに送信される編成であり、その情報を第２のコンビエー夕が実行可能 になるまで、その情報は第２のコンピュータに一時的に保持される。

第１０図はメイルボックスデーモン（ＭＢＸＤ）のフローチャートを示す、　Ｍ ＢＸＤはＲＣＩＤにより生成され、ＭＢＸＤがＰＩＭＤから得られた特定のボー ト、または（名前抽象が用いられる場合）ネットワーク名に割り当てられる。

そして、１４ＢＸＤはアプリケーション特定ボートでループをセットアツプし、 ”ｒｅａｃｊｍａｉｌ”、　”ｐｕｔ−ｍａｎ”または”ｃｌｏｓｅ−ｍａｉｌ ”のような要求を待つ。ＭＢＸはローカルメイルボックス（すなわち、ローカル コンビエータの記憶装置内に特定の空間を取ってお（）を作成し、そして、特定 のボートを介して来るメツセージをそのメイルボックスに中継する。そのメイル ボックスではローカルコンピュータ上のサブプログラムによりそのメツセージが 読まれる。“ｃｌｏｓｅ−ｍａｎ”要求に応答して、そのデーモンはＥＯＦ（ｅ ｎｄ−ｏｆ−ｆｉｌｅ）メツセージをローカルメイルボックスに送信し、ローカ ルメイルボックスの名前のパインディングをその特定のボートから削除する。そ の結果、アプリケーション内で、その特定のボートおよびローカルメイルボック スの名前を再び用いることができる。

ＭＢＸＤを用いて粗ＭＩＮＤ（ｍｕｌｔｉｐｌｅ　ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎｍｕ ｌｔｉｐｌｅ　ｄａｔａ）コンポーネントとバイブラインを構成することができ る。ＭＩＭＤおよびバイブライン機能は第２の実施例にてさらに説明する。複数 送信元がある場合、複数ＭＢＸＤを適合させて、単一のローカルメイルボックス にマルチプレックスすることができる。

他の重要な種別のＩＰＣデータオブジェクトであって、それ自体の特定のデーモ ンを有するＩＰＣデータオブジェクトは「タプル空間」であり、ＩＰＣデータオ ブジェクトは「タプル空間」とタプル空間デーモン（ＴＳＤ）を関連させている （第１１図）。タプル空間の概念は並行処理アプリケーションにとって非常に重 要なことである。すなわち、アプリケーション内の非常に大きなプログラムを作 成する労力は、時間を短縮するため、幾つかのコンピュータに自動的に割り振ら れる。タプル空間の利点は、もともと、編成により自動的に負荷平衡を行うこと ができることである。つまり、ネットワークのタプル空間コンピュータに関して は、最も速くタスクを完了することができるコンピュータに、するべきより多く のタスクが自動的に与えられる。

タプル空間の一般的な原理は当業者に周知である（例えば、Ｇｅ１ｅｒｎｔｅｒ 、”Ｇｅｔｔｉｎｇ　ｔｈｅ　Ｊｏｂ　Ｄｏｎｅ″鉦印。

Ｎｏｖｅｍｂｅｒ、１９８ｇ、　Ｐ、３０１を参照）。基本的には、タプル空間 は「タプル」の「バッグ」として最も良くみなされている。これらのタプルは、 より大きいアプリケーションの分割可能な計算部分を表す。異種システムでは、 ネットワーク上の幾つかのコンピュータは、他のコンピュータより速く稼働する ことができる。タプル空間に関して、システム上のすべてのコンピュータはタプ ル空間から１つのタプルを掴まえ、計算を行うだけである。そして、計算結果を 、するべき別のタプルを掴まえる前に、当該タプル空間に戻す。重要な点は、現 在のタスクが完了するや否や、システム上の各コンビエータが別のタスクを単に 掴まえることができ、タプルサイズが適正にされた場合、異種コンピュータの負 荷を平衡する点である。順次システムとは対照的である。順次システムでは、ネ ットワークコンビエータが効率的に”５ｔａｎｄ　ｉ口１ｉｎｅ”し、１つの特 別に長いタスクがより短く、より簡単なタスクの完了を遅らせる（ｈｏｌｄ　ｕ ｐ）ことができる。

タプル空間には、本実施例では、３つの重要なオペレーション、すなわち、”ｐ ｕｔ”、”ｇｅｔ“および”ｒｅａｄ“が存在する。特定のタスクがシステム上 のコンピュータのうちの１つにより完了されたとき、その特定のタスクを、単に 、通常のデータの量としてタプル空間に戻すことができる。その特定のタスクを その後のタスクでアクセスし、読み取ることができる。”ｐｕｔ”はデータをタ プル空間に置くことである。”ｇｅｔ”はデータをタプル空間から取り除くこと である。”ｒｅａｄ”（ＲＤ）では、コンピュータはタプル空間のタプルを単に 見るだけで、タプル空間からタプルを取り除かない。その結果、タプル空間のタ プルを、システム上の別のコンピュータにより読み取ることができる。

第１１図はタプル空間デーモン（ＴＳＤ）のフローチャートを示す。ＭＢＸＤに 関して、タプル空間に対する命令またはデータの入出力のためのボートは、ＰＩ ＭＤ　（第８図）により生成され、名前が付けられる。第１０図のＴＳＤに、１ つのアプリケーション特定ボートが関連付けられることになる。ｐｕｔ、　ｇｅ ｔおよびｒｅａｄのタプル空間コマンドに加えて、ＴＳＤはアプリケーション特 定ボートを介する。ｐｅｎおよびｃｌｏｓｅに感知可能である。

第１２図は本発明の第１の実施例に対する簡単化されたフローチャートであり、 メイルボックスおよびタプル空間を共に含むアプリケーションを示す。そのプロ グラムの目的はディメンシジンがＮｘＮの２つのマトリックスを乗算することで ある。そのマトリックス内の各値は、第１のマトリックスの行と第２のマトリッ クスの列の内積をとる必要がある。この例では、種々の内積演算は幾つかの「ワ ーカ」コンピュータに割り振られる。この例では、乗算されるマトリックスは２ つのメイルボックスＭｂｘ　ＡとＭｂｘ　Ｂに位置指定される。２のマトリック スに対する値は、ある期間に亘って、これらのメイルボックスに少量づつ入力さ れる。

アプリケーションプログラムがランされるとき、そのメイルボックスからのデー タは初期化指定子プログラムに送信される。初期化指定子プログラムはタプル空 間ｔｓｌにアクセスする。一度、データがタプル空間ｔｓｌに存在すると、種々 のワーカコンピュータは個々の行および列にアクセスし、内積演算を行う。ワー カコンピュータは１つの演算を完了すると、直ちに、その演算結果をタプル空間 に送信し、別の行および列を取って別の演算を行うことになる。ワーカコンピュ ータは種々の速度でオペレートすることができるので、マトリックスが完全に乗 算される時点まで、ワーカコンピュータの中には他のワーカコンピュータより多 くのオペレーションを行うものも多分あるであろう。しかし、この多様性はタプ ル空間の特徴である。乗算が完了すると、その結果はタプル空間から、最終的な 答えをメイルボックス（Ｍｂｘ）　Ｃに預けるコレクタプログラムに送信される 。

第１２図のフローチャートの下に、この演算に対する典型的なＣ３Ｌ指定を示す 。その指定の第１行には”Ｍａｔｒｉｘ−ｍｕｌｔｉｐｌｙ”という名前が演算 全体に与えられる。次のラインはファイル（Ｆで示す）およびモジュール（Ｍで 示す）を編成する。従って、ファイルＡおよびＢはメイルボックスとして編成さ れ、ファイルＴＳＩタプル空間として編成され、Ｃは別のメイルボックスとして 編成される。

「初期化指定子」および「コレクタ」プログラムは、アプリケーションプログラ ム内でモジュールとして編成されている。編成されたファイルとモジエールの間 の矢印は、アプリケーションプログラムをランしている間のデータの流れを示す 。次のラインはタプル空間ｔｓＬに対するワーカコンピュータの関係を編成する 。従って、ライン”Ｆ：ＴＳ１υＭ：Ｗｏｒｋｅｒｌ　Ｕ　Ｆ：ＴＳｌ”は、デ ータがタプル空間ＴＳＩから”ｗｏｒｋｅｒｌ”と呼ばれるプログラムに移動し 、そして、タプル空間ＴＳＩに戻ることを示す。種々のワーカプログラムは、異 なるコンピュータで具現化されるかもしれないし、されないかもしれない。実際 は、オペレータはワーカプログラムがどこで物理的に実行しているかに多分関心 を示さないであろう。”ｗｏｒｋｅｒ”プログラムは、ワーカプログラムが全て タプル空間にアクセスするが、ワーカプログラムの物理的位置がＣＳＬで指定さ れないと、そのプログラムをＣＳＬコンパイラにより位置指定するために、”５ ｌａｖｅ“プログラムになることを指摘すべきである。第１２図のＣＳＬ指定の 下には、代表的なＣＥＳＬ指定が存在する。種々のラインは、利用可能な言語、 オペレーティングシステム、および通信プロトコルに関する典型的な指定を示す 。

曾伍′　ライブラリ ＨＬＶＣの本質的な属性は、データとプログラム命令を種々のコンピュータの間 に転送することである。本発明では、データとプログラム命令をこのように転送 することは、メイルボックス、タプル空間、または順次ファイルを用いて、ＩＰ Ｃデータオブジェクトにより行われる。これらのメカニズムを、動的デーモンを 用いてインプリメントすることができる。動的デーモンとアプリケーションプロ グラムとの間のこのような対話は、「言語注入」の形式で存在する。ネットワー ク上の各コンピュータ内で言語注入を収集したものは、第６図に関して既に説明 した「言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）　Ｊとなる。第２の実施例のＬＩＬは第１ ６図および第１７図を参照して後程説明する。

言語注入はそれぞれソフトウェアサブルーチンであり、特定のＩＰＣデータオブ ジェクト上の特定のＩＰＣオペレーションに対応する。このような言語注入はそ れぞれ特定のコンピュータによりランされているアプリケーションプログラムの コマンドにより呼び出され、アクリ３ンが行われる。言語注入ライブラリのソー スコードを、任意のオペレーティングシステムで、しかも、任意のプロトコルに 関して、コンパイル可能にするとともに、ラン可能にすべきである。すなわち、 プログラマの観点から観ると、言語注入ライブラリのサブルーチンを活動状態に するＩＰＣコマンドは、言語が何であれ、また、どのプロトコルまたはオペレー ティングシステムに対してアプリケーションプログラムが意図されいるかに関わ らず、同一である。しかしながら、各言語注入に対するオブジェクトコードフオ ームは、ターゲットコンピュータのプロトコルおよびオペレーティングシステム により、変化することになる。

各コンピュータ内では、言語注入はその特定のコンピュータ内でラン可能なフオ ームで書かれている。言語注入ライブラリのソースコードがアプリケージジンプ ログラムに含まれると、そのプログラムは「リンクコされると言われる。第１９ 図を参照して記載する。

入力および出力ＬＩＬ機能の集合はネットワーク透過プログラミングのために、 アプリケーションプログラムまたはサブプログラム（モジュール）により用いら れる。ＬＩＬがプログラムされ、複数オペレーティングシステムおよび通信プロ トコル上でコンパイル可能にされる。これは、ブリプロセッサステートメントを 用いることにより行われる。例えば、ＬＩＬがＣでインプリメントされ、Ｄｉｇ ｉｔａｌ　ＶＭＳオペレーティングシステムのもとで、Ｃコンパイラのみにより コードセグメントが読み取られる場合、このセグメントをブリプロセッサ記号、 例えば、ＶＭＳにより制御しなければならない。明らかに、最も普及しているオ ペレーティングシステムを、制御記号を必要としないデフオールドとすることが できる。ＴＣＰ／ＩＰ、　ＤＥＣＮＥＴ、　ＳＮＡおよびＯ３Ｉのような、種々 の通信プロトコルを全て同様にして取り扱うべきである。

種々のオペレーティングシステムをＬＩＬ内に含むことは、ＬＩＬのコンパイル サイズに寄与することになり、他方、多数の通信プロトコルを含むことは、ラン タイムオーバヘッドに寄与することになる。過度のランクイムオーバヘッドを避 けるため、管理スキーマはわずかに３つの通信プロトコルによりオペレートされ る。この数値はネットワーク上のアクセス可能な全てのコンピュータのうちの単 一コンピュータによりサポートされる最大通信プロトコルの数に一致する。

通常のプログラミング言語マクロとは異なり、ＬＩＬルーチンはランタイム供給 ＩＰＣパターンファイルにそのオペレーションの基礎を置く。このＩＰＣファイ ルは、ランタイムで、基礎プログラム（または、モジュール）の物理（現実の） 通信パターンを書き取る。そのランタイムは第１９図の下部を参照して後程説明 する。

第１の実施例に対して、ＬＩＬの機能は全て所定のデータオブジェクト（ユーザ 定義名前として識別される）に対しであるタスクを行う。第２の実施例に対して 、後程第１４図ないし第２３図を参照して説明するが、高レベルインタフェース により、オペレータまたはユーザの必要なステップを軽減させ、並行プログラミ ングタスク、特に、計算集中機能に関連するタスクを行う。第１の実施例に対す るデータオブジェクトは全て許容可能な意味論オペレーションの集合であると仮 定する。例えば、タプル空間オブジェクトは”ｏｐｅｎ／ｃｌｏｓｅ−、−ｐｕ ｔ”、ｇｅｔ″、および＋ｒｅａｄ＋オペレーションを有することができ、他方 、メイルボックスオブジェクトは”ｏｐｅｎ／ｃｌｏｓｅ”、　”ｒｅａｄ−お よび−ｗｒｉｔｅ−オペレーションであると仮定する。

典型的な入力／出力機能の主なる特徴は、次のようなものである。その記述には シンタックス、すなわち、全ての機能に対して”ｒｅｔｕｒｎｊｙｐｅ　ｆｕｎ ｃｔｉｏｎ−ｎａｍｅ（ｐａｒａｍｅｔｅｒｓ）　”を用いる。−ｒｅｔｕｒｎ −ｔｙｐｅ＋は、シグナルがユーザに戻されるか否かにより、”ｖｏｉｄ”また は”ｉｎｔｅｇｅｒ”のうちのいずれかとして与えられる。これらの特徴を幾つ かの指定された関数を参照してさらに説明する。

ａ）ｖｏｉｄ　ｃｎｆＪｎｉｔ□ これは陰間数であり、イメージの開始時（ｃｎｆ、、−ｏｐｅｎの最初の実行） に呼び出され、そのイメージに対する内部データ構造を初期設定する。情報のソ ースはプログラム特定ＩＰＣパターンファイルであり、そのフォーマットを次に 示す。

ｃｏｎｆ　＝　ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ−ｓｙｓｔｅｍ−ｎａｍｅｄｅｂｕｇ　 ＝−１，０−３ ｗａｘ−ｄ　＝　ｍａｘｉｍｕｎ　ｄｉａｍｔｅｒ　ｏｆ　ｔｈｅ　ａｓｓｏｃ ｉａｔｅｄｎｅｔｗｏｒｋ ｍｏｄｕｌｅ：　Ｎａｍｅ　１ １ｏｇｉｃａｌ、、、ｎａｍｅ　：　ｔｙｐｅ　Ｉｎ−ｏｒ−Ｏｕｔ　ｐｈｙｓ ｉｃａｌ−ｉｎｆ。

ｃｏｍｍｅｎｔ ｍｏｄｕｌｅ：　Ｎａｍｅ　２ ｍｏｄｕｌｅ：　Ｎａｍｅ　ｎ この情報に、グローバル変数として、他のＬＩＬの他の機能によりアクセス可能 でなければならない。これらのデータ構造に・対する主な目的は、ユーザ定義論 理データとそれらのランタイム位置との間の関係を保持することにある。典型的 なインプリメンテーションは、動的記憶装置または静的アレイのいずれかを用い ることである。

実行イメージの論理名は環境変数、すなわち、ＣＮｊＭＯＤＵＬＥから得られる ことに注意すべきである。

ＩＰＣパターンファイルの生成と、ＣＮＦ−ＭＯＤＵＬＥの定義は、全てコンフ ィギュレータ（静的プロセッサ割振り）またはＤＰＣ（動的プロセッサ割振り） に起因している。

ｂ）　ｉｎｔ　ｃｎｆ−ｏｐｅｎ（ｕｓｅｒ−ｄｅｆｉｎｅｄ−ｏｂｆｅｃｔ− ｎａｍｅ）これは全ての種別のオブジェクトに対する汎用ｏｐｅｎ関数である。

この関数は将来のアクセスに対して所定のデータオブジェクトを準備する。例え ば、オブジェクトが順次ファイルである場合は、この関数はそのファイルをオー ブンし、そのファイルのディスクリブタを記録する。そのオブジェクトがタプル 空間である場合は、その関数は将来必要とされる接続に対して必要なデータ構造 を生成する。

オブジェクトハンドルという整数は、この呼び出しの結果として戻される。この 整数は内部データ構造のエントリを指示し、しかも、この整数を、このオブジェ クトに関するその後の全ての呼び出しで用いるべきである。その関数は、正規の オーブン活動が正常に完了できない場合は、−１を返す。

ｃ）　ｖｏｉｄ　ｃｎｆ−ｃｌｏｓｅ（ｕｓｅｒ−ｄｅｆｉｎｅｄ−ｏｂｊｅｃ ｔ−ｎａｍｅ）これもまた汎用関数である。この関数は、通信リンクおよび／ま たはオブジェクトに関するファイルディスクリブタな遮断することにより、ユー ザ定義オブジェクトをクローズする。

ｄ）　ｉｎｔ　ｃｎｆｊｒｅａｄ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、　ｂｕｆｆｅ ｒ、　５ｉｚｅ）この関数は所定のファイルに対して入力オペレーションを行う 。その出力は最大サイズ５ｉｚｅ”を用いて”ｂｕｆｆｅｒ”に置かれる。実際 のバイト数が完了時に戻される。

そのファイルは基礎プロセスとは異なるコンピュータ上に常駐することができる 。その関数はｃｎｆ−ｏｐｅｎから得られる結果を用いて適正なデーモンと通信 しなければならない。

ｅ）ｉｎｔ　ｃｎｆｊｗｒｉｔｅ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、　ｂｕｆｆｅ ｒ、　５ｉｚｅ）この関数は”ｂｕｆｆｅｒ”の”５ｉｚｅ”バイトを、ハンド ルにより指示される実際のランタイム記憶に書き込まれる。書き込まれた実際の バイト数は完了時に戻される。

このファイルもまた（ＩＰＣパターンファイルに対応する）異なるホストに位置 指定することができる。

ｃｎｆ−ｏｐｅｎから得られるその結果がここで用いられｆ）ｉｎｔ　ｃｎｆＪ ｓｅｅｋ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、ｏｆｆｓｅｔ。

ｄｉｒｅｃｔｉｏｎ） この関数は所定のハンドルに対して現行の読み取りポインタを変化させる。リモ ートファイルに対しても同様に考えるべきである。ＥＯＦに出会った場合、−１ を戻し、ＢＯＦに出会った場合には０を戻し、そうでない場合は１を戻す。

ｇ）ｉｎｔ　ｃｎｆ−ｍｒｅａｄ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、　ｂｕｆｆｅ ｒ、　５ｉｚｅ。

５ｙｎｃ） この関数はハンドルにより指示されたランタイムデバイスからの情報を読み取り 、読み取った情報を”ｂｕｆｆｅｒ”に置く。”５ｙｎｃ”＝０のとき、その読 み取りは非同期で行われ、”５ｙｎＣ”＝０のとき、その読み取りは同期で行わ れる。読み取られた実際のバイト数は完了時に戻される。

この関数は、ＵＮＩＸシステムＶ派生に対するメツセージ待行列、ＢＳＤベース システムに対するＦＩＦＯｌまたはＶＭＳシステムに対するメイルボックスのよ うなローカルＩＰＣ構造を読み取るべきであることに注意すべきである。

ｈ）　ｉｎｔ　ｃｎｆ−ｍｗｒｉｔｅ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、ｂｕｆｆ ｅｒ、５ｉｚｅ。

５ｙｎｃ） この関数は”ｂｕｆｆｅｒ”からの”５ｉｚｅ”を所定のオブジェクトに書き込 む。ＩＰＣパターンに従って、この書き込みはローカルまたはリモートオペレー ションにすることができる。

受信先がリモートコンビエータ上にあることを、ＩＰＣパターンが示す場合は、 この関数はリモート動的デーモンと通信を行い、そのデーモンの機能が（送信元 モジュールの）この機能からの情報を受信先コンピュータ上のローカルＩＰＣ構 造に中継することに注意すべきである。そうでない場合は、この関数はローカル ＩＰＣ構造に直接書き込む。

受信先に書き込まれる実際のバイト数は完了時に戻される。

ｔ）　ｉｎｔ　ｃｎｆ−ｔｓｒｅａｄ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、　ｋｅｙ 。

ｋｅｙ−ｓｉｚｅ） ”５ｙｎｃ”・ｌである場合、このタプル空間読み取り機能は、所用のキーを有 するタプルが到着するのを待ち、その情報を、タプルが存在するとき、”ｂｕｆ ｆｅｒ”に読み込む。そうでない場合は、その関数は読み取りを行い、その制御 は直ちに戻される。読み取られた実際のバイト数は完了時に戻される。

その“ｋｅｙ”はタプル探索パターンを含むことに注意すべきである。正規表現 の一致は、要求時に、動的タプル空間デーモンにより行われる。動的デーモンの 位置およびボート数はｃｎｆ、−ｏｐｅｎ関数から得られる。２つ以上のタプル 一致”ｋｅｙ”がある場合は、任意のタプルが選択されることになる。

ｊ）　ｊ、ｎｔ　ｃｎｆ−ｔｓｇｅｔ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、ｋｅｙ、 ｋｅｙ−ｓｉｚｅ。

ｂｕｆｆｅｒ、ｂｕｆｆｅｒ−ｓｉ、ｚｅ、５ｙｎｃ）一致したタプルがそのオ ペレーションの完了時にタプル空間から取り出された場合、この関数はｃｎｆＪ ｓｒｅａｄと同様にアクションする。２つ以上のタプル一致“ｋｅｙ”がある場 合、任意のタプルが選択されることになる。

ｋ）　ｉｎｔ　ｃｎｆＪｓｐｕｔ（ｏｂｊｅｃｔ−ｈａｎｄｌｅ、　ｋｅｙ、　 ｋｅｙ−ｓｉｚｅ。

ｂｕｆｆｅｒ、　ｂｕｆｆｅｒ−ｓｉｚｅ）この関数は”ｂｕｆｆｅｒ”の内容 を有するタプル”ｋｅｙ”をタプル空間に挿入する。タプル空間デーモンの位置 はＩＰＣパターンファイル内に見付は出される。タプル空間に書き込まれた実際 のバイト数は完了時に戻される。

４）　ｖｏｉｄ　ｃｎｆ−ｔｅｒｍ この関数はまだクローズされていないオブジェクトを全てクローズし、ステータ ス”ｌ”を有する基礎プログラムを終了する。

既に説明したが、ユーザは、分散データベース、知識データベース等のような分 散ＩＰＣ媒体として用いられる新しいオブジェクト種別を新しいオペレーション で定義することができる。そのオペレーションは上述したものと異なるようにで きるが、インプリメンテーションの精神は、ネットワーク透過プログラミング（ または、）ＩＬＶｃプログラミング）に対して記載されたものと同一にすべきで ある。

最後に、ＬＩＬを、オブジェクトライブラリフオームでアプリケーションプログ ラマに提供し、実行可能にする前に、必要な関数のみをアプリケーションプログ ラムとリンクすることになる。

大きな異種コンピュータネットワーク上には、多くの通信プロトコルがオペレー トしている。本システムに関して、特定アプリケーションに対して必要な通信プ ロトコルはコンパイル時にはオペレータの関心事ではない。

異なる通信プロトコルを理解するコンピュータは情報を直接交換するはできない 。しかし、コンピュータの中には、多（の通信プロトコルをサポートするものが ある。このようなコンピュータを大規模ネットワーク上の異なるコンピュータの 間で情報を交換するブリッジとして供することができる。

このインプリメンテーションのランクイムオーバヘッドは、１つのオペレーティ ングシステム上で利用可能な異なる通信プロトコルの数に比例する。

同様に、異なる言語のコンパイラを有する異なるコンピュータを、言語注入によ り独立して用いることができる。しかし、実行するため、そのプロセスをＬＩＬ とリンクさせなければならない。この解決のオーバヘッドは複数言語インタフェ ースのオーバヘッドと同一である。

階１ｕい工」１１ 第１３図は階層化した多（の仮想コンピュータを示す略図である。レベル１００ ．１０２．１０４および１０６は、それぞれ、世界中の任意の場所に任意の数の コンピュータで具現化することができる抽象を示す。レベル１００゜１０２、１ ０４および１０６は、上述したソフトウェアチップというタスクを計算する、Ｄ ｅｖｉｃｅ　（ＤＥＶ）　、　Ｍｏｄｕｌｅ　（ＭＤＬ）　＋またはＧｒｏｕｐ 　（ＧＲＰ）を備えている。種々のレベルは階層関係にある。すなわち、レベル １００のソフトウェアチップを有する仮想コンピュータは、レベル１０２のソフ トウェアチップを有する仮想コンピュータより高い汎用性レベルでデータを操作 する。レベル１０２のソフトウェアチップを有する仮想コンピュータは、レベル １０４および１０６のソフトウェアより高い汎用性レベルでオペレートする。具 体的な例を挙げると、レベル１００は、大きい会社に対する財政上および経理上 の全企画の全てのソフトウェアチップを備えることができる。その大きな会社の 一般的な企画には、多くの課や部が存在することができ、その部課はそれぞれ経 理に関する独自のシステム、すなわち、人事、在庫管理、生産等を有する。その 大きな会社を、部門別に分割するだけでなく、同様に地域別に分割することがで きる。すなわ、ニューヨークオフィスおよびフィラデルフィアオフィスは、独自 の在庫管理部門および人事部門を持つことができる。さらに低いレベルでは、あ る場所のある部門内の個々のマネージャは、自分たちの仮想コンビエー夕をオペ レートすることができる。これらのコンピュータは、非常に低位のレベルのデー タファイルに直接アクセスすることができる。コンピュータ階層の非常に低位の レベルの例は、１つの場所の１つの部門内の一人の従業員に関するデータファイ ルか、あるいは、特定の部門により特定の場所で製造された１つの特定のパーツ に対する在庫管理ファイルであろう。「汎用性レベル」とは、より高いレベルの 仮想コンピュータは、多数レベル低位のレベルの製造、人事等の詳細には興味を 示さないが、それより数レベル低位のレベルの製品に関するデータ（または、情 報）には興味を示すことになるということである。

階層ＨＬＶＣ構造の考えとは、そのデータを非集中させ、そのデータを頻繁に使 用するマネージャにそのデータを最も近く近付けるという考えである。数千とい う人々を抱える企業では、本社が、どのような雑役夫も入れた人事ファイルの複 写を持つ必要は多分ないであろう。しかし、汎用性のより高いレベルのコンビエ ー夕は、全ての地理的な場所に対する総人事データか、あるいは特定場所の全部 門についての総情報のような情報に興味を示すのももっともである。

種々の装置が異なる時点で購入され、従って、装置の設計が異なっているのは、 ビジネスのコンピユータ化では普通である。しかし、会社で新しいコンピュータ が購入されると、その度ごとに、データを全て他の部門または場所から新しいコ ンピュータに転送するのはコストが高くなるであろう。２つの会社が合併した場 合、合併した２つの会社全体の大量のデータを組み合せ、１つのオペレーティン グシステムと１つの言語を有する一様なシステムにすることは実際的ではない。

外部ソースからデータを要求することが望ましい場合もある。本発明によれば、 種々のコンピュータそれ自体を変更しないか、あるいは異なるレベルのデータの 不必要な複写で空間を無駄にすることなく、汎用性の種々のレベルの多（のコン ピュータを調整することができる。第１３図を参照して、レベル１００がある会 社の最高位の管理レベルであり、レベル１０６が特定場所の人事オフィスにある コンピュータを表し、レベル１０６の下に示すモジュール１．２および３が、そ の場所の３人の個々の人事ファイルを表す場合を考えてみよう。選択された階層 の構造により、レベル１０２を、全ての場所に対する人事を表すか、あるいは、 レベル１０２に関連する地理的な場所にある全ての部門を表すと考えることがで きるであろう。

本発明によれば、レベル１００のユーザはモジュール１．２および３の個々のフ ァイルにアクセスすることができ、そのモジュールのデータ（例えば、生命保険 料または所得税）をレベル１０２の命令により、レベル１００でプリントアウト することさえできる。従って、情報をレベル１０６で検索することができ、レベ ル１０２で処理し、レベル１０２で読み出すことができる。よって、完全非集中 仮想コンピュータにすることができる。非集中化の主な特徴は、モジュール１， ２および３の情報をレベル１０６のユーザにより更新することができる点にある 。レベル１０６のユーザは従業員と常に接触しているであろう。このような更新 は、より高いレベルのレベル１０２．１０４および１０６を介さな（でも行うこ とができる。

第１３図では、種々のレベル１００．１０２．１０４および１０６は、それぞれ 、仮想コンピュータを表す。各仮想コンピュータ内に多数のソフトウェアチップ を含む。多くのソフトウェアチップは同一物理コンビ二−タ内で具現できるかも しれないし、具現できないかもしれない。本発明により可能な階層には、幾つか の種別のソフトウェアチップ、モジュール（ＭＤＬ）グループ（ＧＲＰ）　、お よび図示しないスレーブプログラムが存在する。レベル１００に示す端末のよう な装置（ＤＥＶ）が存在する。その装置はソフトウェア機能を有さない。ただし 、端末、プリンタ、その他の装置としてアクシジンする。モジュールＭＤＬは独 立にランするソフトウェアプロ・ダラムであり、階層のレベルがレベル１００の ような最高位レベルに向かうか否かに関わらず、あるいは、レベル１０６によう な最低位にあるか否かに関わらず、ある階層の末端が最も下に存在する。グルー プＧＲＰソフトウェアチップはそのモジュールより高い汎用性レベルでオペレー トし、しかも、モジュールからのデータ（仮想線で示す）にアクセスする。各レ ベル内では、種々のソフトウェアチップが、任意の数のインタフェースデータオ ブジェクト１１０（一般的に示す）により、仮想コンピュータに中継される。

これらデータオブジェクト１１０は、データを仮想コンピュータ内のソフトウェ アチップに転送することができる手段であって、タプル空間またはメイルボック スのような手段である。インタフェースデータオブジェクト１１０は、図示した ように、あるレベル内のソフトウェアチップに存在するだけでなく、異なるレベ ルのソフトウェアチップに存在する。本発明に係るシステムによれば、このよう な階層は、異種計算環境において実質上実現することができる。

非集中化に関しては、階層な自動的に構築し、種々のコンピュータを他のコンピ ュータにアクセスさることにより、階層を意図的に変更することができる。高位 レベルのコンピュータは、ネットワーク内の抽象化されたデータのどれにでもア クセスできるコンピュータとして実際には規定され、他方、低位レベルのコンピ ュータはそれより高位レベルのデータにアクセスできないコンピュータとして実 際には規定される。階層的な編成にすると、そのオーバヘッドは、例えば、モノ リシックタプル空間より非常に小さくなる。モノリシックタプル空間では、会社 の情報が全て巨大なプール内で理論上利用できる。多数のコンピュータがデータ の単一のプールをシェアリングする場合、重大な問題が数多く生じる。まず、セ キュリティを提供し、コンピュータの階１を生成するため、タプル空間内のほと んど全ての情報に、セキュリティコードによりアクセスしなければならない。従 って、オーバヘッドが著しく太き（なる。次に、データの中から特定のデータを 見付は出すのに長いスキャン期間が必要になるかもしれないし、意味のある方法 によるデータの編成（例えば、種々の地理的な場所にある部門や、ある地理的な 場所にある全ての部門）は、管理するのが困難になるかもしれない。さらに、タ プル空間の大きなプールにあるデータを必ずコード化し、分類すると、はとんど のコンピュータの物理的な容量を超えてしまうであろう。本発明によれば、多数 のコンピュータにデータをシェアリングすることができるが、一般的にデータが 頻繁に使用されるコンピュータにそのデータは実際には記憶されている。しかし 、より高いレベルのコンピュータはより低いレベルのコンピュータに記憶された データにアクセスすることができる。

第１図ないし第１３図に示す本発明の第１の実施例は、種々の言語、通信プロト コル、およびオペレーティングシステムを有することができる異種コンピュータ の集合から高レベルコンピュータ（ＨＬＶＣ）を生成するシステムを提供する。

本発明の第２の実施例は、第１４図ないし第２３図を参照して記載することがで きる計算集中機能に特に適応する。

本発明の第２の実施例は、第６図に示す実施例と同様の方法で構成されている。

計算集中アプリケーションプログラムを実行するシステムは、第１４図ないし第 ２３図を参照して後程説明するが、ホストコンピュータ１０、およびターゲット コンピュータＷＳＩ、ＷＳ２．、、、、ＷＳｋを備え、同様に、後程説明するが 、第１４図のアプリケーションコンソールを備えている。

宝　プログラム　ＨＬＶＣ 第２の実施例は、主に、アプリケーションプログラムおよびプログラム拡張を、 コンフイギュレータおよび分散プロセス制御装置に付加することにより、ユーザ がプログラム並行化に必要とする努力を大幅に削減する。本発明は、計算集中プ ログラムを適応するのに特に適しているユーザに対する高レベルのインタフェー スを提供する。本発明の第２の実施例は、これらの計算集中プログラムに適用さ れた周知の並行処理（ＰＡＲ）技法を拡張する手段を提供する。複数異種コンピ ュータは、既に説明したが、対話に協力し、これら計算集中プログラムの実行時 間を短縮する。本発明に係るＰＡＲプロセスは上述した３つの種別の分散並列を 含む。３つの種別の分散並列は、後程説明するが、第２１図に示すＳＩＭＤ（Ｓ ＡＧ）、ＭＩＭＤおよびパイプラインである。これらの並行（ＰＡＲ）処理オペ レーションを容易にし、かつユーザの必要な努力を軽減する手段を第１４図に示 す。

第１４図のブロック図は第３図に示す第１の実施例のブロック図とは次の点で異 なる。すなわち、第３図に示すブロックＣ３ＬおよびＣＥＳＬを、第１４図では 、それぞれ、アプリケーションコンソール２０６からの制御ライン２０２および ２０４として示した点である。さらに、アプリケーションコンソール２０６はＡ ｃｔｉｖａｔｉｎｇ　ＵｓｅｒＳｙｓｔｅｍとして示したコンソールライン２０ ８を有する。

第１４図は種々の要素を示し、さらに詳しくは関連する図に示す。種々の要素の なかには、対応する文字記号により示した種々のコンポーネントを備えているも のもある。全ての要素を第１表に示す。

（以下余白） 第１表 要素　ノーメンフレチャ　関係図 ２０６　アプリケーションコンソール　１８２１０　分散アプリケーション構成 　１８２１０Ａ　コンフイ可ユレータ（ｃｌｓコンパイラ）１６２１０Ｂ　Ｎｏ ｄｅ、Ｃａｐ　１５ ２１０ＣＸ、Ｐｒｃｄ　１７ ２１２　プロセス生成　１８ ２１２Ａ　言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）　１９２１２Ｂ　分散機能ライブラリ （ＤＦＬ）　２０２１４　ユーザプログラム　１９ ２１４Ａ　通常のコンパイラライブラリ２１４Ｂ　４也の１−ザブログラム ２１６　ユーザプロセス　１９ ２１８　分散アプリケーション実行　１８２１８Ａ　分散プロセスＩＩＩ　ｉ卸 装置（ＤＰＣ）　２３２１８Ｂ　ランタイムデーモンライブラリ　１５．２２Ｎ ｏｄｅＣａ　Ｄａｅｍｏｎ ＮｏｄｅＣａｐ　２１０Ｂは第１の実施例のＣＥＳＬ指定からの情報を含むファ イルである。第１５図はｎｏｄｅｃａｐデーモン（ＮＯＤＥＣＡＰＤ）　２１０ Ｅを示す。Ｎ０ＤＥＣＡＰＤ２１０ＥはＮ０ＤＥＣＡＰＤ２１０Ｂおよび追加フ ァイル２１００（ＮＥＴ　ＣＴＬ、ＤＡＴ）を備え、追加ファイルｚｉｏｏはＮ ０ＤＥＣＡＰＤに複数ネットワーク情報な供給する。

第１５図の（ＭＯＤＥＣＡＰＤ）　２２０Ｅは、ＮｏｄｅＣａｐファイルの正確 度を維持するデーモンライブラリに付加される。

（ＮＯＤＥＣＡＰＤ）　２２０Ｅは周期的にコンピュータ　（ＷＳＩ、、、、。

ＷＳｋ）をモニタし、Ｎ０ＤＥＣＡＰ　７　ｙイＪｔ、２１０Ｂに入力される。

第１５図はファイル２１０Ｄおよび２１０Ｂからの情報を受信するＮ０ＤＥＣＡ ＰＤ２１０Ｅにより行われる典型的なタスクを示す。このタスクは周期的に（第 １５図の２１００に示す）ネットワーク内の識別を検査し、ついで、この同一の 情報を再検査する前に、Ｄｅｌｔａ（２１００参照）で指定された期間の間、待 機（スリーブ）する。第２２図を参照して説明するが、ＭＯＤＥＣＡＲＤは情報 をリモートコマンドインタラプタデーモン（ＲＣＩＤ）と交換し、Ｎ０ＤＥＣＡ ＰＤとＲＣＩＤはホストコンピュータ１０とコンピュータＷＳＩ、、、、、ＷＳ ｋの間の情報の交換を制御する。ＭｏｄｅＣａｐファイルはＣ５Ｌンバイラおよ びＤＰＣのプロセッサ割振りタスクに不可欠のものである。

：　プログラム　コン７　ギュレータ 第１６図のコンフィギエレータは、第１６図に示すネットワーク指定が第１５図 に示すＮ（ＪＤＥＣＡＰから供給されることを除けば、既に説明した第４図のコ ンフィギュレータと同様である。アプリケーションコンソールは、市販のＸ−ｗ ｉｎｄｏｗのような、ウィンドウベースのインタフェースであるので、グラフィ ックデータ収集プログラムを用いて、ＣＥＳＬ指定から正規に得られる情報を記 録することができる。さらに、第４図に示すモジュールシェルおよびＩＰＣパタ ーンは組み合わされ、１つのファイル、すなわち、Ｘ、Ｐｒｃｄ　（第１７図参 照）にされる。これは複数アプリケーションの補助ファイルの管理を容易にする 。

プロシージャ　ファイル：　Ｘ、Ｐｒｃｄ第１７図はアプリケーション優先順位 （Ｐ、　ＰＲＣＤ）ファイルのフォーマットを示す。このファイルは２つのグル ープの情報、すなわち、（ａ）アプリケーションサブプログラムの独立性、（ｂ ）タイプ、入力／出力ボート、方向、ランタイム、および物理的接続のような、 個々のサブプログラム情報を含む。

サブプログラム（または、プロセス）はそれぞれＰＡＲ（並行処理）　、　ＭＤ Ｌ（モジュール）、またはＧＲＰ（サブシステム）の種別にすることができる。

入力／出力ボート情報は、Ｘ、　ＰｒｃｄがＣ３Ｌコンパイラにより生成された とき、未完了にすることができる。これは、ユーザプログラムが開始される前に 、ＤＰＣが紛失された情報に充填されることを暗に意味する。

アプリケーションコンソール アプリケーションコンソール（ＡＣ）　２０６は、オペレータに、高レベルのイ ンタフェースを供給する。その高レベルインタフェースは第６図のネットワーク により行われるプログラミングタスクを有する。ｒ高レベル」により、いわゆる マウス装置を動かし、そのボタンを押下するだけで、ユーザはプログラムの実行 をコマンドすることができる。アプリケーションコンソール２０６は、ネットワ ークにより実行されているアプリケーションプログラムのパフォーマンスを制御 しモニタする統合された手段を提供する。そのアプリケーションコンソールはデ ータエントリ装置、仮想キーボード、およびモニタリング装置仮想ディスプレイ を備えている。アプリケーションコンソール２０６は、Ｘ−Ｗｉｎｄｏｗ（ＭＩ Ｔ）、０ｐｅｎ−Ｌｏｏｋ（Ｓｕｎ　Ｍｉｃｒｏ　Ｓｙｓｔｅｍ）、およびＮｅ ＸＴ　ｗｉｎｄｏｗ（ＮｅＸＴ　ｃｏｍｐｕｔｅｒ）のような分散ウィンドウシ ステムにより、最も良（インプリメントされる。アプリケーションコンソール２ ０６を、第６図のネットワーク内で同時に行われる複数分散アプリケージジンに シェアリングすることができる仮想コンピュータ装置として考えることができる 。

アプリケーションコンソール２０６は、ユーザと、第１８図に示す高レベル仮想 コンピュータのプログラムタスクコンポーネントとの間の統合インタフェースを 提供する。その統合インタフェースは、（１）プロセス生成２１２　、（２１分 分散アプリケーション構成２１０、（３１分散アプリケーション実行２１８、お よび（４）分散アプリケーションメインテナンス２２０を備えている。

分散アプリケーションメインテナンス２２０は、本発明に関係するアプリケーシ ョンプログラムのいわゆるデバッキングを行うことができるソフトウェアルーチ ンとモニタリング手段を備えている。デバッキング手段はアプリケーションプロ グラムを開発する段階で主に用いられる。一般的に、これらの手段はデバッキン グおよびパフォーマンス分析ツールであって、アプリケーションプログラムの選 択されたプログラミングセグメントを静的に見ることができるツールを含む。普 通、デバッキングおよびパフォーマンスモニタリングデータは全てアプリケーシ ョンプログラム実行中に収集され、その後、分析される。分散アプリケーション メインテナンス２２０タスクにより、ＳＡＧ、バイブラインおよびＭＩＭＤ、同 様に、既に説明したソフトウェアチップ叶Ｖ、ＧＲＰおよびＭＤＬのような並行 プロセス計算を、ユーザにより検討し、分析目的で記録することができる。

また、アプリケーションコンソール２０６により、ユーザは、第１９図を参照し て説明することができる言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）および分散機能ライブラ リ（ＤＦＬ）機能を利用してプロセス作成２１２を行うことができる。第１９図 はユーザプロセスに組み込まれた分散機能を示す。第１９図はプログラムされた ソフトウェア（ＬＩＬおよび旺Ｌ）であって、ユーザプログラムに統合化され、 ネットワークコンピュータ（第６図に示すホストコンピュータｌＯおよびＷＳＩ 、、、、、ＷＳｋ）上でオペレートされるソフトウェアのコンポーネントを示す 。

この統合化はルーチンに提供され、本発明に関係するアプリケーションソフトウ ェア機能、特に、計算集中プログラムのソフトウェアをオペレートする。

ユーザプログラム さらに、第１６図は、ユーザプログラムに、分散機能ライブラリ（ＤＦＬ）から の情報と、既に説明した言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）からの情報を供給するこ とを示す。ＬＩＬはオペレーションを（ＩＰＣ）データオブジェクトに供給し、 そのうちの幾つかをｃｎｆ、−ｏｐｅｎとして第１９図に示す。他方、ＤＦＬは 、第２０図を参照して説明するが、周知のレイトレーシングプログラム、ＦＲＡ ＣＴＡＬ計算プログラムのような計算集中プログラムに、ルーチンを供給する。

適正なルーチン（後程説明する）を有するユーザプログラム２１４は、第６図に 示すネットワークのコンピュータ（ホストコンピュータ１ｏおよびＷＳＩ、、、 、、ＷＳｋ）のそれぞれに含まれる。

マクロ命令の形式のルーチンであってＤＦＬおよびＬＩＬのルーチンが、関連す るコンピュータ　（１０、ＷＳＩ。

、、、、ＷＳｋ）内のユーザプログラム２１４にロードされるか、あるいは置か れた後、ユーザプログラム２１４はリンカ２１４Ｃのコードと組み合わされ、ま た、通常のコンパイラランタイムライブラリ２１４Ａのコードと組み合わされる 。各コンピュータ（ｌＯｌＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）のコンパイラは、第６図に 示すネットワークのコンピュータ（１０、ｗｓｉ、、、、、ｗｓｓ＋）のオペレ ーティングシステムの第６図を参照して記載した方法で、各オペレーティングシ ステムと協働する。リンク（オブジェクトコード２１４Ｂ、リンカ２１４および コンパイラ２１４Ａ）により、各コンピュータ（１０、ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ ｌ内でオペレートする実行可能ユーザプログラム２１６が生成され、そのランタ イム関係は第２１図に示すリモートコマンド割り込みデーモン（ＲＣＩＤ）と、 分散プロセス制御装置（ＤＣＰ）により決定される。

一般的に、ＲＣＩＤは（ＤＰＣから得られる）初期設定情報をユーザプログラム ２１６に供給し、その割当られたタスクを実行することができる。他方、その割 当られたタスクが完了した後、ユーザプロセス２１６は、その最終結果を、第１ ９図にＴｅｒｍｉｎａｔｉｏｎ　（ｃｎｆｊｅｒｍ）として示したようなコマン ドの手段によりＣＤＰに供給する。

ＦＲＡＣＴＡＬのような計算集中プログラムであって、各コンピュータ（１０、 ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）のユーザプロセス２１６によりランされているプログ ラムを、第２０図に示すＤＦＬをさらに参照して説明することができる。

ライブラリ 分散機能ライブラリ（ＤＦＬ）は、３つのセグメント、すなわち、（１）　ＤＦ Ｌ　Ｔａｂｌｅ（ＤＦＬＪＢ）２１２Ｂ１、（２）　ＤＦＬ　Ｄｒｉｖｅｒ（Ｄ ＦＬ−ＤＲ）２１２Ｂ２　、（３）　ＤＦＬ　５ｕｂｒｏｕｔｉｎｅ（ＤＦＬ− ３ＯＢ）　２１２Ｂ３を備えている。セグメント２１２Ｂ２および２１２Ｂ３の 間の対話により、２２２Ａ（Ｃｏｏｒｄｓ）、２２２Ｂ（Ｆｌ）。

２２２Ｄ　（Ｆ２）　、　２２２Ｅ　（Ｆ３）および２２２Ｆ（Ｆ４）として図 示した分散データ２２２が生成される。

第２０図は次のことを示す。すなわち、セグメントＤＦＬＪＢはプロセッサ（１ ０、ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ１割振りのため分散プロセス制御装置（ＤＰＣ）に より参照される。

ＤＦｊＤＲは実行可能ボディ（第１９図）に含まれるユーザプログラムにより参 照される。分散データ２２２は第２３図に示すＤＰＣプログラムと第２２図に示 すＲＣＩＤプログラムの両プログラムにより生成される。ＤＦＬ−３ＵＢはＤＰ Ｃ（第２３図）により用いられ、後はど説明するが、ランクイムワーカを生成す る。

第２０図は文字記号Ａ、ＢおよびＮを用いて、ＤＦＬＪＢ、　ＤＦＬ、、−ＤＲ ，ＤＦＬ−３ＯＢおよび分散データ２２のプログラムセグメントの間の共通点を 示す。例えば、記号Ａを用いて、（ｉ）ボックスＡの範囲内の（ＤＦＬ−ＴＢ） 、（ｉｉ）ボックスＡの範囲内の（ＤＦＬ−ＤＲ）、および（ｉｆｆ）ボックス Ａ内の（ＤＦＬＪＵＢ）に示すＦＲＡＣＴＡＬプログラムの共通点を示す。記号 Ａに付けた添字は分散データ２２２　（Ｃｏｏｒｄｓ）Ａ士およびＡ≧に対して 同様に用いられる。

第２０図の分散機能ライブラリは、並行処理（ＰＡＲ）により計算集中プログラ ムをバフオームすることに適応させたものである。ＰＡＲプロセスは第６図に関 して説明した複数異種コンピュータを用いている。どのコンピュータも互いに協 働して計算集中プログラムの実行時間を短縮する。第６図の各コンピュータ内に 含まれる各ユーザプログラムのインタフェースは、第２０図に示す分散機能ライ ブラリのルーチンにより提供される。主に本発明に関係するＰＡＲプロセスは、 ＳＩＭＤ（ＳＡＧ）、ＭＩＭＤ、バイブライン技法であり、コンピュータ関連当 業者には周知のものである。ＰＡＲｔｙｐｅ：ＳＡＧにより行われるＦＲＡＣＴ ＡＬプログラムの省略したディスクリブジョンを第２表に示す。

（以下余白） 第２表 ライブラリ　ＤＦＬＦＲＡＣＩＡＬプログラムセグメント ＤＦＬＪＢ　（Ａ） Ｎａｍｅ　：　ＦＲＡＣＴＡＬ Ｐａｒ　Ｔｙｐｅ：　５ＡＧ Ｄａｔａ　Ｂａ５２ｅｓ：　Ｃｏｏｒｄｓ、　ＩＤＸＲｅ１ａｔｉｖｅ ＣＰＵ　Ｐｏｗｅｒｓ：　ｗｓｌ：１ ｗ５２：１．５ ｗ５３：３．６ ＤＦＬ、、−ＤＲ（Ａ） ＦＲＡＣＴＡＬ　（ｉｍａｇｅ、　ｘ、ｙ）−ｃｏｏｒｄｓをｇｒａｉｎｓに対 してパックする一タプル空間に“Ｃｏｏｒｄｓ”を挿入する−“ＩＤＸ“からの 結果を待つ 一結果をアセンブルする −　Ｒｅｔｕｒｎ ＤＦＬｊＵＢ　（Ａ） ＦＲＡＣＴＡＬ−Ｗｋ　ニ ー　”Ｃｏｏｒｄｓ”上で待つ 一タプルを取り出す 一計算する 一結果を”ＩＤＸ”を挿入する 一タプルがなくなるまでループ 分散データ ー　Ｃｏｏｒｄｓ　（Ａ　＋　） −ＩＤＸ（Ａ、） 一般的に、ＤＦＬＪＢは第６図のホストコンピュータ内に含まれるテーブルまた はファイルであり、第６図のるデータバスのパラメータを挙げる。ＤＦＬＪＢは 主計算ルーチンに対するコンピュータＷＳＩ、ＷＳ２．．．．、ＷＳｋの相対的 な能力を挙げる。ＤＦＬ−ＤＲは、ホストコンビエータｌＯとワーキングコンピ ュータ（ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）の間の対話を制御し指示するドライバルーチ ンであって、ＦＲＡＣＴＡＬプログラムのような計算集中プログラムを実施する ドライブルーチンを含む。ＤＦＬｊＵＢは各ワーカコンピュータ（ＷＳＩ、、、 、、ＷＳｋ）内に含まれたサブルーチンであり、各ワーカコンピュータ（ＷＳＩ 、、、、、ＷＳｋ）は１１１ｓＩ、ＷＳ２．、、、、ＷＳｋで実施されティ６　 ＦＲＡＣ’ＴＡＬプログラムの選択された部分を計算し、このような計算のそれ ぞれの中間結果と最終結果をホストコンピュータと交換し、協働して、ＦＲＡＣ ＴＡＬプログラムの解答を供給する。分散データ２２２　（Ｃｏｏｒｄｓおよび ＩＤＸ）は、データのブロックとして、ワーキングコンピュータ　（ＷＳＩ、、 、、。

ＷＳｋｌとホストコンピュータｌＯとの間で交換される。

ＳＡＧタイプ並行処理により行われるＦＲＡＣＴＡＬコンピュータのオペレーシ ョンを、第２１図を参照してさらに説明することができる。

た肱１皿エコ 第２１図は３つの種別の分数並列処理を機能的に示す。３つの種別の分散並列処 理は、（１）　ＳＩＭＤ（ＳＡＧ）　。

（２）　ＭＩＭＤ、　（３）バイブラインであり、それぞれ、第２１ａ図、第２ １ｂ図、および第２１ｃ図に示す。第２１ａ図は、第２表に一般的に示すＦＲＡ ＣＴＡＬプログラムのパフォーマンスに含まれるホストコンビエータ１０とワー キングコンピュータ（ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）の間の対話を、仮想線で示す矢 印により機能的に示す。

第２１ａ図は、ホストコンピュータ１０がプログラミングセグメント２１２Ｂ１ および２１２Ｂ２を含むことを示す。

このことは第２０図で説明した。また、第２１ａ図は、ワーキングコンピュータ （ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）がそれぞれ第２０図のプログラミングセグメント２ １２Ｂ３を含むことを示す。図示したホストコンピュータ１０には、発散収束（ Ｓｃａｔｔｅｒ　ａｎｄ　Ｇａｔｈｅｒ；　５ＡＧ）プロセスおよび２つのタプ ル空間ＴＳ（１）およびＴＳ（２）が具現されている。機能的には、ＳＡＧプロ セスはＦＲＡＣＴＡＬプログラムに関するタプルをＴＳ（１）に置き、（分散） するため、ワーキングコンピュータ（ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）に配送する。ワ ーキングコンピュータはその結果をＴＳ　（２）に置き、その結果をＳＡＧプロ セスにより収集する。ホストコンピュータｌＯおよびワーキングコンピュータ（ ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）のタプルのセグメンテーションは、　”Ｐａｒａｌｌ ｅｌｉｚｉｎ’５ｃａｔｔｅｒ−Ａｎｄ−Ｇａｔｈｅｒ’　Ａ　１ｉｃａｔｉｏ ｎｓ　ＵｓｉｎＨｅｔｅｒｏ　ｅｎｅｏｕｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｗｏｒｋｓｔａ ｔｉｏｎｓ”に記載されているようにすることができる。これは、１９９１年３ 月に、テキサスのヒユーストンで開かれたＰｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓｏｆ　ｔｈｅ 　Ｆｉｆｔｈ　Ｓｉａｍ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　ｏｎ　ＰａｒａｌｌｅｌＰｒ ｏｃｅｓｓｉｎｇ　ｆｏｒ　５ｃｉｅｎｔｉｆｉｃ　Ｃｏｍｐｕｔｉｎｇで、Ｙ ｕａｎ　ＳｈｉおよびＫｏｓｔａｓ　Ｂｌａｔｈｒａｓにより開示された。これ を実施例の一部とする。

第２０図に示すように、各ワーキングプロセッサＷＳＩ。

ＷＳ２．、、、、ＷＳｋは、受信されたタプルに関係する計算を行った後、個々 の結果がタプル空間ＴＳ（１）を介してホストコンピュータ１０に転送される。

ホストコンピュータはこのような情報を収集し、ＦＲＡＣＴＡＬプログラムの実 行が完了するまで、そのプロセスを続行する。

また、第２１ｂ図および第２１ｃ図にそれぞれ示す並行プロセスＭＩＭＤまたは パイプラインにより、計算集中を機能させることができる。第２１ｂ図および第 ２１ｃ図は、ＭＩＭＤおよびパイプラインプロセスのオペレーションの原理を一 般的に示す。第２１ａ図、第２１ｂ図および第２１ｃ図の分散並列処理の全体的 なオペレーションを第１４図を参照してさらに説明することができる。

２の　の　なオペレーション 第１４図の下部にはワーキングコンピュータ（ＷＳＩ。

ＷＳ２．　、　、　、　、　ＷＳｋ）と、同様に、ホストコンピュータ１０（仮 想線で示す）がバス１６により相互接続されているのを示す。ワーカコンピュー タ（ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）は、それぞれ、第８図を参照して既に説明したボ ートＩＤ管理デーモン（Ｐｏｒｔ　ＩＤ　Ｍａｎｇｅｍｅｎｔ　Ｄａｅｍｏｎ； 　ＰＩＭＯ）と、第２２図のリモートコマンドインタラブドデーモン（Ｒｅｍｏ ｔｅＣｏｍｍａｎｄ　Ｉｎｔｅｒｕｐｔ　Ｄａｅｍｏｎ；　ＲＣＩＤ）を含む。

ネットワーク（１０、ＷＳＩ　、　ＷＳ２．　、　、　、　、　ＷＳｋ）が更新 されるごとに、デーモン（ＰＩＭＤおよびＲＣＩＤ）がホストコンピュータ１ｏ から供給される。ＰＩＭＤおよびＲＣＩＤデーモンは仕事をパフオームして、コ ンピュータ（１０，ＷＳＩ、ＷＳ２．、、、、ＷＳｋ）の間のデータ交換を調整 する。コンピュータ（１０、ｗｓｌ、ｗｓ２．、、、、ｗｓｋ）は、それぞれ、 異なるオペレーティングシステム（０５１，Ｏ３２，、、、、，０３ｋ）と異な るコンパイラを有することができる。　ＰＩＭＤおよびＲＣＩＤデーモンが、ホ ストコンピュータｌＯに含まれるランタイムデーモンライブラリ２１８ｂから供 給される。本発明の第２の実施例に関係するＲＣＩＤデーモンを第２２図に示す 。

（以下余白） リモートコマンドインタプリタデーモン第２２図のリモートコマンドインタプリ タデーモンは、第１５図に示すＮ０ＤＥＣＡＰＤからの情報と、第２３図に示す 分散プロセス制御装置（ｏｐｃ）からの情報が受信される。ＤＰＣは、バス１６ から第２２図に入り、サブセット（プロセス生成）のプログラムセグメント（（ ＤＰＣ）を待つ）に入るように図示されている。第２２図の第２の実施例のＲＣ ＩＤと、第７図の第１の実施例のＲＣＩＤとの比較により、第２２図が簡略化さ れていることが分かる。

第２２図のＲＣＩＤはバス１６を介してＤＰＣら単一のメツセージを受信する。

そのメツセージにより、ＲＣＩＤは初期設定および外部制御機能のために用いら れるＤＰＣからの情報に応答し、受信し、第１４図のネットワーク内での情報の 交換を指示する。情報を制御し交換する主な手段であって、本発明の第２の実施 例に関係する手段は、第２３図に機能的に示した分散プロセス制御装置により決 定される。

第２３図はセグメント２３０，２３２．、、、．２４８を備えた分散プロセス制 御装置（ＤＰＣ）の一般的なフローチャートを示す。そのフローチャートへのエ ントリ（２３０）は、第１７図のアプリケージジン優先順位（Ｘ、　ｐｒｃｄ） の可用性により確立される。アプリケーション優先順位（Ｘ、　ｐｒｃｄ）は、 既に説明したが、第１６図のコンフィギュレータ（Ｃ３Ｌコンパイラ）により生 成される。ＤＰＣ（セグメント２３２）を実行するか、あるいはＤＰＣにＸ、　 ｐｒｃｄを読み取らせるコマンドは、制御シグナル（Ａｃｔｉｖａｔｉｎｇ　Ｕ ｓｅｒＳｙｓｔｅｍ）を生成するアプリケーションコンソール２０６に起因する 。第２３図の分散プロセス制御装置（ＤＰＣ）は、３つの種別の処理に利用可能 である。その内の１つはＰＡＲタイプであり、本発明の第２の実施例に関係する ものである。残り２つは第１の実施例に関して既に説明したＧＲＰおよびＭＤＬ である。ＰＡＲタイプのプログラミング決定強調はセグメント２３６に示す。他 方、ＭＤＬおよびＧＲＰのプロセスタイプの決定強調はセグメント２３８および ２４０２４０にそれぞれ示す。第２３図に示すセグメント２３６，２３８および ２４０は、それぞれ、プログラミングセグメント２３２．２３４．２４２を共用 する。

セグメント２３２は、制御シグナル２０８に応答して、Ｘ、　ＰＲＣＤプログラ ムを読み取り、当業者にとって周知の方法で、依存性マトリックスを、リンクさ れたプロセス初期設定および制御情報を用いて構成する。セグメント２３４が完 了すると、第２３図のステップパイステツブシ−ケンスがセグメント２３４に移 行する。

プログラミングセグメント２３４は、バフオームされるプロセスのタイプ（ＰＡ Ｒ，ＧＲＰおよびＭＤＬ）を検査し、ついで、ＰＡＲタイプに対するセグメント ２３６．　ＧＲＰタイプに対するセグメント２３ｇ、　ＭＤＬタイプに対するセ グメント２４０に移行する。本発明の第２の実施例は、主に、セグメント２３６ に示すＰＡＲプロセスタイプに関係する。

セグメント２３６は、（ｉ）　ＳＡＧ（ＳＩＭＤ）処理、（ｉｉ）バイブライン 処理、（Ｌｉｔ）　ＭＩＭＤ処理に分けられる。

ＳＡＧ（ＳＩＭＤ）処理は、第２０図および第２１ａ図を参照して既に説明した が、セグメント２３６の上部に示すプログラム強調を有する。ＳＡＧ（ＳＩＭＤ ）並行可能として示されたセグメント２３６のＳＡＧプロセスは、４つの機能を 果たす。第１の機能（ａ）は、バフオームされているプログラム（例えば、ＦＲ ＡＣＴＡＬ）へのワーキングコンピュータ（ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）の割振り を決定する。そのプロセス（ＳＡＧ）が、そのプロセスに割り振られたプロセッ サ（ｗｓｉ、、、、、ｗｓｋ）を有する場合、ＳＡＧプロセスはこのようなプロ セッサを用いるが、そうでない場合は、ＳＡＧプロセスは、ＤＦＬＪＢに含まれ る情報を探索して決定し、ついで、最も能力のあるプロセッサ（１０、ＷＳＩ、 、、、、ＷＳｋ　）を用いる。この選択されたコンピュータは、ＳＡＧプロセス をホストするものである。そして、セグメント２３６は（ｂ）　ＤＦＬＪＢテー ブルから、ＦＲＡＣＴＡＬのようなバフオームされているプログラムの関数名を 得、その特定のプログラムに関係するタプル空間の対応する名前を得る。そして 、セグメント２３６は（ｃ）第１１図を参照して既に説明した２つのタプル空間 デーモンを、呼び出しているＳＡＧプロセッサとして供するホストコンピュータ に割り振る。最後に、（ｃ）セグメント２３６のＳＡＧプログラムは、名前を付 けたプログラム（例えば、ＦＲＡＣＴＡＬ）を実行するため、どのワーキングコ ンピュータＷＳＩ、、、、、ＷＳｋを割り振るかを決定する。（ｄ）が完了する と、ＳＡＧプログラムはセグメント２４２に移行する。

セグメント２４２は全ての初期設定レコードを第６図に示すネットワーク内の全 てのコンピュータ（１０、ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ　）に供給する。そして、セ グメント２４２は第２０図および第２１ａ図を参照して既に説明した１つ以上の プロセスの実行を開始する。記載しているプロセス（ＳＡＧ）であって、コンピ ュータ　（１０、ＷＳＩ、、、、。

ＷＳｋ　）以外のコンピュータを用いるプロセス（ＳＡＧ）に対して、セグメン ト２４２はＳＡＧプロセスを実行するのに割振られた１つ以上のワーキングコン ビエータ（ＷＳＩ、、、、ＪＳｋ）にそれぞれ含まれる１つ以上のＲＣＩＤに、 実行可能なもの（実行可能なプログラム）を送信する。バフオームされているプ ロセスがホストコンピュータのみにより行われるか、あるいは、ネットワークフ ァイルシステムがある場合は、実行可能なものはＲＣＩＤに送信されない。ＳＡ Ｇプロセスに対して、実行可能なものは個々のＲＣＩＤに送信され、個々のＲＣ ＩＤは第１９図に示すユーザプロセス２１６を開始する。そして、ユーザプロセ ッサ２１６は同時に並行処理アプリケーションの一部であって、バフオームされ る部分を実行し、その完了時に、セグメント２４６内に示されるＩＰＣパターン を備えたリモート終了呼び出しを送信する。そして、この終了呼び出は第２３図 に示すセグメント２４８のエントリ位置に経路指定される。

セグメント２４８はその終了呼び出しを受信すると、既に説明した順次従属性を 修正し、ステップバイステップ進行をセグメント２３４に戻し、次のタスクの割 振りを待つ。その上、セグメント２３Ｇ、、、、、２４８のステップバイステッ プ進行を、受信されたそれぞれ新しいタスクに応答して繰り返す。

本発明の実施は、計算集中プログラミングに対する並行処理を行う第２の実施例 に提供する。このようなプログラミングの実行はユーザがアプリケーションコン ソール２０６を介してプログラム名、例えば、ＦＲＡＣＴＡＬを入力するだけで 開始される。本発明の実施では、１つのホストコンピュータｌＯと協同して、６ つのワーキング処理コンピュータ（ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）を用いることによ り、全てのコンピュータの能力が同一であるとした場合、ＦＲＡＣＴＡＬのよう な計算集中プログラムの実行に通常かかる実行時間が６倍だけ短縮される。

本発明の第１および第２の実施例は、多くのアプリケーションに対するディジタ ル処理システムとして供することができる。１つのこのようなアプリケーション は、レーダおよびソナーアプリケーションで用いられるプロセッサのようなリア ルタイムシグナルプロセッサである。

リアルタイムシグナルプロセッサ リアルタイムシグナルプロセッサは特殊目的コンピュータである。データが連続 的に流れるため、慣習的には、バイブラインアーキテクチャを用いて計算速度の スピードアップを図っている。全ての種別の並行構成、すなわち、ＭＩＭＤ、　 ＳＩＭＤおよびバイブラインは、主に第１４図ないし第２３図を参照して説明し たが、これらの並行構成を用いて、より性能の高いシグナルプロセッサを作成す ることができることが現在認識されている。本発明は、スケーラプルでカスタム 化可能なシグナルプロセッサを設計し、インプリメントするシステムおよび方法 を提供する。

このようなシグナルプロセッサに対して、第６図を参照して既に説明したように 複数異種ＣＰＵであって、ローカルメモリを有するＣＰＵは、高速バス１６を介 して、周辺装置の複数Ｉ１０ボートに接続されている。そのローカルメモリのサ イズは、少なくとも２つの粗リアルタイムプロセスに充分適合させるべきである 。

第４図および第１６図を参照して説明したようなコンフィギュレータ（Ｃ３Ｌコ ンパイラ）を導入し、既に説明したプロセス間通信パターン（ＩＰＣ）と、リア ルタイム処理の要求に適応した制御データ（Ｘ、　Ｐｒｃｄ）とを生成すること ができる。ハードリアルタイム要件、すなわち、時間測定は絶対（ハード）値を 供給しなければならないという要件を有するシグナルプロセッサに対して、コン フィギュレータを用いて準最適プログラム区分化とプロセッサ割振りを識別する 。一度、区分および割振りが見つけ出されると、事前に区分されたプロセスは全 てリコードされ、準最適プログラムを形成する。ＩＰＣパターンおよび従属性マ トリックスを生成したコンフィギュレータは、ハードコード化され、最適に区分 されたプログラムにされる。ソフト（非絶対）タイム要件を有するシグナルプロ セッサに対して、人件費を軽減するため、リコードブロセスをスキップさせる。

リアルタイムシグナルプロセッサデーモン各プロセッサ装置は、第６図を参照し て説明したようなＣＰＵおよびローカルメモリを含み、第２図および第８図で説 明したような機能であって、ＲＣＩＤおよびＰＩＭＤと同様の機能を提供するこ とができるプログラムを含み、同様に、最小機能スケジュラ（Ｆｉｒｓｔ−Ｉｎ −Ｆｉｒｓｔ−Ｏｕｔ）を含む。この場合のＲＣＩＤプログラムはリアルタイム プロセスをロードし、そのリアルタイムプロセスをプロセスリストに付加するも のである。この場合のＰＩＭＤサーバはＣＰＵ　ＩＤ、割り込みベクトル索引、 アプリケーションボート割振りをグループ化する。最小機能スケジュラ（ＦＩＦ Ｏ）はｆＣＰＵごとの）各プロセスに関連するソフト割り込み時に待ち状態にな る。（ＣＰＵごとの）各プロセスリストはリアルタイムプロセスの到着によりセ ットされる。スケジュラ（ＦＩＦＯ）はｃＰＵの制御をプロセスリスト上の第１ のプロセスに転送する。それが完了した後、リアルタイムプロセスはその制御を プロセスリスト上の次のプロセスに転送する。その後、プロセスリストが空にな るまで繰り返す。全てのプロセスはその起動からその終了段階までｃＰＵ全体を 占有する。リアルタイム処理アプリケーションに対して、各ＣＰＵ　（第６図） １０、ＷＳＩ、、、、、ＷＳｋ）は入カシグーＪ−ルシーケンスに関連するデー タ処理に供されるのが好ましい。

リアルタイムシグナルプロセッサ プロセス＋　ｏｐｃ 分散プロセス制御装置（ＤＰＣ）は第２３図を参照して説明したものと同様であ り、シグナルプロセッサを制御し、第１７図で説明したものと同様のＸ、　Ｐｒ ｃｄに従ってサブタスク調整を行う。リアルタイム処理に特に適合するＸ、　Ｐ ｒｃｄを配置してＤＰＣの一部を形成するのが好ましい。また、ＣＰＵのうちの １つをＤＰＣをサービスするのに供させるべきである。

リアルタイムシグナルプロセッサタプル六　デーモンタプル空間デーモンは各Ｃ ＰＵでオペレートするようにアクションする。タプル空間デーモンは他のＣＰＵ からの要求を受信し、そのタプルをそのローカルメモリを介して操作する。各タ プル空間サーバの使用は１つの仮想ベクトルプロセッサが存在することを示す。

１つのＣＰＵを各タプル空間サーバに供させるべきである。供されたタプル空間 ＣＰＵの数はリアルタイムプロセッサによりバフオームされているアプリケーシ ョンにより決定される。複数タプル空間ＣＰＵ（および関連するワーカＣＰＵ） を用いて複数のバイブラインされた仮想ベクトルプロセッサを形成することがで きる。

１アルタイムシグナルプロセツサ 舌５′　ライブラリ 第１９図を参照して説明したような言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）は、事前にプ ログラムされたコードを、ｏｐｅｎ／ｐｕｔ／ｇｅｔ／ｒｅａｄ／ｃｌｏｓｅタ プル空間と、ｏｐｅｎ／ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ／ｃｌｏｓｅリモート通信ボート とに対して含む。そのライブラリをカスタマイゼーションプロセスで用いて、準 最適プロセス区分と、リアルタイムプロセッサのプロセッサ割振りを決定する。

一度、準最適が見つけ出されると、言語注入ルーチンがコードセグメントとして リアルタイムプロセスに物理的に含まれる。

このアプリケーションに対して、第１Ｏ図を参照して説明したメイルボックスデ ーモンが、また、言語注入ライブラリ（ＬＩＬ）の一部、従って、リアルタイム プロセスの一部になるのが好ましい。

リアルタイムシグナル シグナル処理アプリケーションが第１の区分化されたものにより行われ、ＳＩＭ Ｄ、　ＭＩＮＤおよびバイブラインコンポーネントを形成する。この区分化を、 上述した技術的な記事”Ｐａｒａｌｌｉｚｉｎｇ　’５ｃａｔｔｅｒ−Ａｎｄ− Ｇａｔｈｅｒ’Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ　Ｕｓｉｎｇ　）ｌｅｔｅｒｏｇｅｎｅ ｏｕｓ　ＮｅｔｗｏｒｋＷｏｒｋｓｔａｔｉｏｎｓ”のような方法で行うことが できる。一般的に言うと、ＳＩＭＤコンポーネントは速度の点で最も良＜　、　 ＭＩＭＤコンポーネントは速度の点でがなり良いと判定されている。バイブライ ンは最も好ましくない。ＳＩＭＤコンポーネントを分散収束（ＳＡＧ）要素とし て視ることができる。ここで用いられているような”５ＡＧａｂｌｅ”は、単一 のサブタスクの繰り返しアプリケーションに転送させることができる計算である 。例えば、２つのマトリックスの乗算を、個々のベクトルの内積が繰り返された アプリケーションに転送させることができる。ベクトル化に対する現行の技法を 、”５ＡＧａｂｌｅ”コンポーネントを識別し、最大にするために採用すること ができる。ＭＩＭＤコンポーネントはシグナル処理アプリケーションのデータフ ロー分析から現れる。プロセッサ割振りは、独立のプロセスを差ＣＰＵ上でラン させることができることを考慮すべきである。最後に、バイブラインは基礎アー キテクチャの最も普通の順番（最も遅延が小さい）でデータフローをストリーム ラインにすることにより形成される。パイプライン技法の最も良い結果に対して 、同様の時間遅延の段を形成するためにプロセッサ割振りを行うのが好ましい。

本発明の実施例をリアルタイムシグナルプロセッサに用いることができることを 今は認識すべきである。

リアルタイムアプリケーションを、ＳＩＭＤ　（ＳＡＧ）　、　ＭＩＭＤおよび バイブラインに対して、ここで記載したような並行処理技法により行うことがで きる。

ハードウェアアーキテクチャは単一のストリームラインマルチプロセッサであり 、そのストリームラインマルチプロセッサを多次元にスケールし、そのパフオー ムを最適化することができる。プロセッサ要件は一様であり、１つのシグナルプ ロセッサに対して多数−市販のＣＰＵチップを用いることができる。

本発明は、その発明の本質的な属性から逸脱することな（、他の特定の形式で具 現できる。本発明の範囲は、上述した実施態様よりはむしろ請求の範囲を参照す べきである。

ＦＩＧ、　１ ＦＩＧ、　２ ＦＩＧ、３ ＦＩＧ、６ ＦＩＧ、　４ ＦＩＧ、　９ ＦＩＧ、ｌｏ ＦＩＧ、ＩＩ ＦＩＧ、　１２ ＦＩＧ、　＋３ ＦＩＧ、　１６ ＦＩＧ、　［７ 各デＯセ入区月し７ φ　タイプ：　ＰＡＲ，ＭＤＬ　ｏｒ　ＧＲＰ・初ＩＪＩ級文詣１眼　： ：タイプ入力／狐力；牧戸里井晩、フメント・　タト帥ｗｊ御 ＦＩＧ、Ｉ９ オ目１独立プロセス ＦＩＧ、　２２ 国際調査報告 フロントページの続き （８１）指定国　ＥＰ（ＡＴ、ＢＥ、ＣＨ，ＤＥ。

ＤＫ、　ＥＳ、　ＦＲ，ＧＢ、　ＧＲ，ＩＴ、　ＬＵ、　ＮＬ、　ＳＥ）、０Ａ （ＢＦ、ＢＪ、ＣＦ、ＣＧ、ＣＩ、ＣＭ、ＧＡ、　ＧＮ、　ＭＬ、　ＭＲ，ＳＮ 、　ＴＤ、　ＴＧ）、　ＡＵ、　ＢＢ、　ＢＧ、　ＢＲ，ＣＡ、　Ｃ３，ＦＩ、 　ＨＵ、ＪＰ、　ＫＰ。

ＫＲ，ＬＫ、　ＭＣ，ＭＧ、　ＭＮ、　ＭＷ、　Ｎｏ、　ＰＬ、　ＲＯ，ＳＤ、 ＳＵ、ＵＳ

Claims (21)

【特許請求の範囲】
1. １．複数のターゲットコンピュータに複数のサブプログラムを含むアプリケーシ ョンプログラムを実行するシステムであって、それぞれ、 （ａ）複数のターゲットコンピュータであって、（ｉ）少なくとも１つの通信チ ャネルと、（ｉｉ）該少なくとも１つの通信チャネルを介してアクセス可能な記 憶空間と、 （ｉｉｉ）該記憶空間内の言語注入ライブラリであって、各言語注入は外部プロ セッサ間制御コマンドに応答して前記ターゲットコンピュータにより実行可能で あり、事前に定義されたデータオブジェクトのオペレーションを容易にするサブ ルーチンである言語注入ライブラリと を含心ターゲットコンピュータと、 （ｂ）前記複数のターゲットコンピュータに動作上接続された少なくとも１つの ホストコンピュータであって、 （ｉ）前記ホストコンピュータからのデータおよび命令を受け取るターゲットコ ンピュータの少なくともサブセットを活動状態にする命令のセットである計算環 境指定を処理する手段と、 （ｉｉ）前記アプリケーションプログラムを処理する手段であって、前記アプリ ケーションプログラムがターゲットコンピュータのサブセットのうちの少なくと も１つのサブセット上で実行可能な少なくとも１つのサブプログラムを含み、前 記アプリケーションプログラムがターゲットコンピュータ内の少なくとも１つの ライブラリ注入を活動状態にする少なくとも１つのプロセッサ間制御コマンドを さらに含み、前記サブプログラムを変更することなく、互換性のあるコンパイラ を有する任意のターゲットコンピュータ内で、前記サブプログラムをコンパイル することができ、かつ実行することができる手段と、 （ｉｉｉ）前記サブプログラムを前記少なくとも１つのホストコンピュータから 前記少なくとも１つのターゲットコンピュータに転送し、前記ホストコンピュー タからのシグナルに応答して前記ターゲットコンピュータ内でコンパイルし、実 行する手段と を含むホストコンピュータと を備えたことを特徴とするシステム。
2. ２．メイルボックスメカニズムの１つ以上のターゲットコンピュータ内でオペレ ーションするのに適合した言語注入を有する請求の範囲第１項に記載のシステム 。
3. ３．外部ファイルにアクセスするメカニズムを前記ターゲットコンピュータ内で オペレーションする言語注入を有する請求の範囲第１項に記載のシステム。
4. ４．前記ターゲットコンピュータ間で少なくとも１つのタプル空間をオペレーシ ョンする言語注入を有する請求の範囲第１項に記載のシステム。
5. ５．前記ターゲットコンピュータ間でメイルボックス、外部ファイル、およびタ プル空間をオペレーションする言語注入を有する請求の範囲第１項に記載のシス テム。
6. ６．前記少なくとも１つのホストコンピュータのソフトウェア特性は、前記複数 のターゲットコンピュータのうちの少なくとも１つのターゲットコンピュータ内 で具現されることを特徴とする請求の範囲第１項に記載のシステム。
7. ７．各ターゲットコンピュータは前記少なくとも１つの通信チャネルに関連する デーモンを含み、前記デーモンは前記少なくとも１つの通信チャネルを前記ホス トコンピュータからの命令に対してモニタするプログラムであり、また、前記ア プリケーションプログラム内でその後に使用するために、当該システムで他の通 信チャネルを宣言するプログラムであることを特徴とする請求の範囲第１項に記 載のシステム。
8. ８．前記アプリケーションプログラムはリアルタイム処理に適合することを特徴 とする請求の範囲第１項に記載のシステム。
9. ９．複数のサブプログラムを有するアプリケーションプログラムを、少なくとも １つのホストコンピュータと複数のターゲットコンピュータの間で実行する仮想 コンピュータを作成するシステムであって、前記ホストコンピュータ内のコンフ ィギュレータであって、特定のターゲットコンピュータでの個々のサブプログラ ムの所要の実行に関係する命令であるアプリケーションソフトウェア指定をコン パイルするのに適合させたコンフィギュレータと、 各ターゲットコンピュータに関連したデーモン手段であって、前記ターゲットコ ンピュータ外の命令であって、前記ターゲットコンピュータにアクセスする命令 があったとき分岐するようにした少なくとも１つのソフトウェアループを含み、 少なくとも１つのサブプログラムを前記ターゲットコンピュータ内で実行させる ことができるデーモン手段と、 各ターゲットコンピュータに関連する前記デーモン手段を前記アプリケーション ソフトウェア指定に応答して活動状態にする分散プロセス制御装置と、各ターゲ ットコンピュータ内の言語注入ライブラリであって、各言語注入が前記ターゲッ トコンピュータ外の命令に応答して前記ターゲットコンピュータ内で実行可能で あり、前記ターゲットコンピュータ間でのデータの転送を容易にするサブルーチ ンであり、よって、サブプログラムを変更することなく、互換性のあるコンパイ ラを有する任意のターゲットコンピュータ内でサブプログラムをコンパイルしか つ実行することができる言語注入ライブラリと を備えたことを特徴とするシステム。
10. １０．前記言語注入ライブラリは、アプリケーションプログラムの実行に付随す るデーモンを生成するソフトウェア手段を含み、データを複数のターゲットコン ピュータの間で転送させることを特徴とする請求の範囲第９項に記載のシステム 。
11. １１．アプリケーションプログラムの実行に付随してデーモンを作成するように した前記ソフトウェア手段は、メイルボックスを作成する手段を含むことを特徴 とする請求の範囲第１０項に記載のシステム。
12. １２．アプリケーションプログラムの実行に付随してデーモンを作成するように した前記ソフトウェア手段は、タプル空間を作成する手段を含むことを特徴とす る請求の範囲第１０項に記載のシステム。
13. １３．前記ターゲットコンピュータのサブセットは名前抽象が必須であり、前記 ターゲットコンピュータの別のサブセットはポート抽象が必須であり、ポート抽 象と名前抽象とを前記ターゲットコンピュータ間で調整する手段をさらに含むこ とを特徴とする請求の範囲第９項に記載のシステム。
14. １４．前記アプリケーションプログラムはリアルタイム処理に適合することを特 徴とする請求の範囲第９項に記載のシステム。
15. １５．複数のターゲットコンピュータの間で実行される複数のサブプログラムを 有するアプリケーションプログラムを実行する方法であって、 所要のターゲットコンピュータに関係するプロセッサ間コマンドあって、種々の サブプログラムを実行するためのコマンドを前記アプリケーションプログラムに 入力するステップと、 外部命令があったとき分岐するようにした少なくとも１つのソフトウェアループ を備え、前記ターゲットコンピュータ内でコンパイルおよび実行するために前記 ターゲットコンピュータにサブプログラムをロードすることを許可するデーモン 手段を、前記各ターゲットコンピュータに設けるステップと、 前記ターゲットコンピュータにより実行可能な複数のサブプログラムを備え、前 記サブプログラムを変更することなく、ターゲットコンピュータ間でのデータの 転送を容易にするようにした言語注入ライブラリを、各ターゲットコンピュータ 内に設け、前記サブルーチンをプロセッサ間コマンドに応答して実行するステッ プと を備えたことを特徴とする方法。
16. １６．前記ホストコンピュータが命令を少なくとも１つのターゲットコンピュー タに送信し、前記ターゲットコンピュータでデーモン手段を活動状態にし、前記 言語注入ライブラリの少なくとも１つのサブルーチンが前記ターゲットコンピュ ータにより実行されるステップをさらに備えたことを特徴とする請求の範囲第１ ５項に記載の方法。
17. １７．少なくとも１つのターゲットコンピュータの言語注入ライブラリの少なく とも１つのサブルーチンを活動状態にすることにより、メイルボックスを作成す るステップをさらに備えたことを特徴とする請求の範囲第１６項に記載の方法。
18. １８．少なくとも１つのターゲットコンピュータの言語注入ライブラリからの少 なくとも１つのサブルーチンにより、タプル空間を作成するステップをさらに備 えたことを特徴とする請求の範囲第１４項に記載の方法。
19. １９．前記アプリケーションプログラムはリアルタイム処理に適合していること を特徴とする請求の範囲第１５項に記載の方法。
20. ２０．複数のターゲットコンピュータの間に複数のサブプログラムを含む計算集 中アプリケーションプログラムを実行するシステムであって、 （ａ）データエントリ装置と、 （ｂ）複数のターゲットコンピュータであって、それぞれ、 （ｉ）少なくとも１つの通信チャネルと、（ｉｉ）該少なくとも１つの通信チャ ネルを介してアクセス可能な記憶空間と、 （ｉｉｉ）該記憶空間内の言語注入ライブラリであって、各注入が前記複数のタ ーゲットコンピュータでデータを制御するルーチンとして供する言語注入ライブ ラリと、 （ｉｖ）前記記憶空間内の分散機能ライブラリであって、前記言語注入ライブラ リの前記言語注入と協働する分散機能ライブラリであり、前記分散機能ライブラ リは前記システムにより実行される前記アプリケーションプログラムとして供さ れる計算集中プログラムに対するサブルーチンを備え、前記計算集中プログラム および前記協働注入は、ともに、前記データエントリ装置により実行が開始され る分散機能ライブラリと を含むターゲットコンピュータと、 （ｃ）前記複数のターゲットコンピュータに動作上接続される少なくとも１つの コンピュータであって、（ｉ）コンピュータ環境指定を処理する手段であって、 コンピュータ環境指定が前記ホストコンピュータからのデータおよび命令を活動 状態にする命令のセットである手段と、 （ｉｉ）前記計算集中アプリケーションプログラムを処理する手段であって、前 記計算集中アプリケーションプログラムがターゲットコンピュータのサブセット の少なくとも１つのサブセット上で実行可能な少なくとも１つのサブプログラム であって、前記計算集中プログラムをその内容を変えることなく、互換性のある コンパイラを有する任意のターゲットコンピュータでコンパイルし実行させるこ とができるサブプログラムである手段と、 （ｉｉｉ）前記計算集中アプリケーションプログラムのサブプログラムを少なく とも１つのホストコンピュータから少なくとも１つのターゲットコンピュータに 転送し、前記データエントリ装置からのコマンドシグナルに応答してターゲット コンピュータでコンパイルし実行する手段と を含むコンピュータと を備えたことを特徴とするシステム。
21. ２１．計算集中アプリケーションプログラムはリアルタイム処理に適合している ことを特徴とする請求の範囲第２０項に記載のシステム。