JPH0799511B2 - ネットワークの特定リンクにコンピュータバスを接続させる汎用接続装置 - Google Patents
ネットワークの特定リンクにコンピュータバスを接続させる汎用接続装置Info
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- JPH0799511B2 JPH0799511B2 JP4188080A JP18808092A JPH0799511B2 JP H0799511 B2 JPH0799511 B2 JP H0799511B2 JP 4188080 A JP4188080 A JP 4188080A JP 18808092 A JP18808092 A JP 18808092A JP H0799511 B2 JPH0799511 B2 JP H0799511B2
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/48—Program initiating; Program switching, e.g. by interrupt
- G06F9/4806—Task transfer initiation or dispatching
- G06F9/4843—Task transfer initiation or dispatching by program, e.g. task dispatcher, supervisor, operating system
Description
【産業上の利用分野】本発明はネットワークの特定リン
クにコンピュータバスを接続させる汎用接続装置に関す
る。本発明は特に、周辺装置又は端末装置間を接続する
データ伝送網、特に伝送支持体が光ファイバからなって
いるFDDI型のリング形状のネットワークに適用され
る。本発明は更に、磁気ディスクメモリ間を接続するS
CSI型リンクに適用される。
クにコンピュータバスを接続させる汎用接続装置に関す
る。本発明は特に、周辺装置又は端末装置間を接続する
データ伝送網、特に伝送支持体が光ファイバからなって
いるFDDI型のリング形状のネットワークに適用され
る。本発明は更に、磁気ディスクメモリ間を接続するS
CSI型リンクに適用される。
【従来の技術及び発明が解決しようとする課題】光ファ
イバを備えたFDDI型ネットワークは今ではよく知ら
れており、ANSI(米国規格協会)及びISO(国際
標準化機構)により作成された標準化規格により骨子が
規定されている。FDDIネットワークに関するANS
I規格はX3T9−5規格である。同様に、SCSI型
リンクはANSI及びISOの規格により規定されてい
る。ネットワーク上では、種々のステーションから送ら
れた情報メッセージは、それぞれが有効データからなる
複数のフレームからなっている。これらのデータは、フ
レームのヘッダ又はトレーラに置かれたコマンド文字に
より経時的にフレーム指示されている。更には、コンピ
ュータの機能構成要素全体(プロセッサ、メモリ、入出
力制御装置又は周辺制御装置)が、寸法が規格化されて
いるカード全体に配置されていることは知られている。
これらのカードは一般に、種々のプロセッサ間の連絡、
及びカードとカードの給電装置との間のデータ移送を確
実とする同一の並列型バスに接続されている。通常使用
されているバスはMULTIBUS II(INTEL
社の登録商標)であり、このバスのアーキテクチャは、
通常PSB(並列システムバス)と呼ばれる並列型主要
バスの周辺に構造化されている。MULTIBUS I
IはIEEE1296規格(米国電気電子学会)に従っ
て規格化されている。このようなコンピュータバスは、
接続用ゲートウェイ(dispositifpasse
relle de connexion)を介してネッ
トワーク(FDDI又はSCSI等)の特定リンクに接
続されている。並列接続装置の機能は、MULTIBU
S II上の情報伝送条件をネットワーク上の伝送条件
に適合させることである。実際には、一方のバスPSB
上のデータ伝送モードと、他方のネットワーク上のデー
タ伝送モードとは、情報伝送量に関しても、使用される
伝送プロトコル、即ち書込みコード、情報、フォーマッ
ト、コマンド文字、(MULTIBUS II上では並
列、FDDIネットワーク上では直列の)情報伝送等に
関しても、完全に異なっている。図1は、伝送網の型と
は関係なくこのようなゲートウェイの全体構造を示して
いる。図1は、並列バスPSBを介して互いに連絡して
いる複数のカードC上に種々の構成要素が配置されてい
るコンピュータORDを示している。各カードCは、メ
ッセージモードによりORDの他の要素と連絡している
INTEL社製の例えばVL 82c389型コプロセ
ッサMPCを介して並列バスPSBに接続されている。
この連絡モードは前記IEEE1296規格で正確に規
定されている。コンピュータORDは接続用ゲートウェ
イDPCを介してネットワークRNに接続されている。
このネットワークRNはFDDI型、SCSI型又は他
の型のネットワークであり得る。接続用ゲートウェイD
PCは、汎用接続装置GPU(英語のGeneral
Purpose Unitの略字)と、アダプタ装置D
EAと、インタフェースIHAとからなっている。この
インタフェースは、装置GPUとアダプタDEAとの間
の情報転送を行っている。装置GPUは、コンピュータ
ORDのカードCのプロセッサと同一型のコプロセッサ
MPCによりPSBに接続されている。装置DPCはア
ダプタ装置DEAに属する物理的ネットワークアクセス
装置DAPを介して、ネットワークRNに物理的に接続
されている。ORD1のような他の1つ以上のコンピュ
ータが、コプロセッサMPCを介してこの同一バスPS
Bに接続され得ることは指摘すべきである。図1に示す
装置DPCの全体構造及びアダプタ装置DEAの実施例
は、当社により1989年7月27日に出願されたフラ
ンス特許明細書第89 10 156号“リング形状の
光ファイバネットワークにコンピュータバスを接続する
並列装置”内に記載されている。汎用接続装置GPUの
好ましい実施例は、当社により本特許明細書と一緒に同
日出願されたフランス特許明細書“周辺装置の制御装置
にコンピュータバスを結合させる汎用装置”内に記載さ
れている。GPUの機能を構成し且つ管理するために、
オペレーティングシステム(又はオペレーティングソフ
トウェア、英語ではOperating syste
m)がマイクロプロセッサGPUにより使用されてい
る。GPUの主要構成要素が何であるか、GPUの操作
の骨子は何であるかを想起することが有用である。この
詳細は一緒に同日出願された特許明細書内に記載されて
いる。GPUとDEAとの間の転送インタフェースIH
Aを途中までの線(trait interromp
u)で示す図2を参照する。このインタフェースは、G
PUから又はGPUに向けて有効データを転送し得る第
1のインタフェースIHADと、GPUから又はGPU
に向けて制御ブロックを転送し得るインタフェースであ
って、受取られた又は送られたフレームのコマンド文字
を包含する制御ブロックのための第2のインタフェース
IHACとを含んでいる。GPU装置は、バスPSBと
のインタフェースとして役立つコプロセッサMPCと、
実際に装置GPUの中央処理装置を構成していると共に
内部バスBIを備え、且つインタフェースIHACに接
続された内部バスBIにいずれも接続されている消去可
能プログラム可能メモリEPROM1と、読出し書込み
用メモリSRAMと、割込み管理プログラムMFPとの
それぞれに結合されているマイクロプロセッサCPU
と、2つのゲートを有するビデオ−RAM型メモリのV
RAMと、VRAMをコプロセッサMPCに接続するバ
スB2に接続された、直接メモリアクセス制御装置DM
ACと、メモリVRAMをインタフェースIHADに接
続するバスB1という種々の主要構成要素を含んでい
る。装置GPUは更にマイクロプロセッサ(図示せず)
を含んでいる。このマイクロプロセッサは、接続装置を
構成する要素の各々をゼロリセットし且つ前記IEEE
1296規格により規定されたGPUのMULTIBU
S IIへの相互接続機能を確実にするために、ハウス
キーピングの役割を有する。前記IEEE1296規格
に適合するように特別設計されたコプロセッサMPC
は、図1を参照して説明したコプロセッサと同一型であ
る。本明細書に記載する実施例では、マイクロプロセッ
サCPUはMOTOROLA社製の68020型であ
る。これは、クロック周波数が25Mhzの32ビット
マイクロプロセッサである。このマイクロプロセッサは
内部バスBIを管理する。この内部バスBIは、32デ
ータビット、32アドレスビットの非多重化バスであ
る。容量が128または256キロオクテットの消去可
能読出し専用記憶素子EPROM1は、GPUの自動テ
スト・初期化プログラムを含んでいる。オペレーティン
グシステムは、512キロオクテット又は1メガオクテ
ットに相当し得る容量を有するスタティックメモリSR
AM内に含まれている。アクセスを調整するために保護
システムがこのメモリに結合されている。保護システム
については前述した同日出願の特許明細書に記載されて
いる。オペレーティングシステムGPOSはマイクロプ
ロセッサ全体の操作を編成し、従ってバスPSBからメ
モリVRAMまでの、及びメモリからバスまでのフレー
ムの転送を監視している。更には、一方ではバスPSB
を介してコンピュータORDと接続装置との間で、他方
ではネットワークRN上で使用されるプロトコルの適合
プログラムは、例えばメモリSRAM内に包含されてい
る(この適合プログラムはメモリEPROM1内にも包
含され得る)。従って、マイクロプロセッサCPUは接
続装置GPUの中枢である。このマイクロプロセッサは
データ転送を初期化し、プロトコルの適合を実現し、そ
のオペレーティングシステムを使用し、且つDEAと対
話してDEAとコンピュータORDとの間を相互にデー
タ転送する。マイクロプロセッサは、例えば前記フラン
ス特許明細書第89 10156号に記載の方法でコマ
ンド及びステータスをDEAと交換する。要素MFP
(英語Multi funcion peripher
alの略字)はマイクロプロセッサCPUのいわゆる
“周辺”要素である。この要素は例えばMOTORAL
A社製68901型であり、構造上マイクロプロセッサ
に適合されている。この要素は、マイクロプロセッサの
操作に必要な複数の機能、例えばマイクロプロセッサに
必要な割込み管理の一部を支援している。この要素は更
に、オペレーティングシステムのためにクロック周波数
を提供する。構造上、68020型マイクロプロセッサ
は7レベルの割込みを有するが、これはマイクロプロセ
ッサが担った操作全てを行うには不十分である。要素M
FPは全部で16レベルの補足割込みを提供し、その内
8レベルがCPU用で、他の8レベルが外部装置用(こ
の要素の特定実施例ではその内7レベルがアダプタ装置
DEA用である)である。ダイレクトメモリアクセス制
御装置DMACは、コプロセッサMPCとメモリVRA
Mとの間のデータ転送を行う。(この制御装置は更に、
GPUを担持するカードの初期化作業が終了するとすぐ
に、オペレーティングシステムとオペレーティングシス
テムに結合されたアプリケーションとを構成するデータ
のメモリSRAMへの転送を行う。この転送は例えばコ
ンピュータORDに属するディスクメモリから行われ
る。)データ転送を実施するために、制御装置DMAC
は(VRAM又はSRAM内の)実行開始アドレスと、
カウント即ち転送すべきオクテットの数と、データ転送
のための実行開始命令とをCPUから受け取る。制御装
置がCPUからこれらの情報を受け取るとすぐに、DM
ACは転送を編成する。ビデオ−RAMメモリであるV
RAMは2重ゲート式ダイナミックメモリである。この
メモリの容量は32ビットの幅で約1〜2メガオクテッ
トである。2つのポートの1つ、即ちSAMは制御装置
DMAC専用にリザーブされているが、第2のポート、
即ちDRAMはマイクロプロセッサCPUとアダプタ装
置DEAとで共用されている。このメモリは、GPUと
アダプタ装置DEAとの間を通過するデータ用のバッフ
ァとして役立つ。アダプタ装置DEAからバスB1を通
じてバスBIにアクセスするのは不可能である。同様
に、バスB2上を運ばれる有効データの転送はBI上に
進行し得ない。これら2つの不可能性は、それぞれバス
B2とバスBIとの間、及びバスB1とバスBIとの間
に配置された要素FLI1、FLI2の存在により示さ
れている。これらの要素は論理的分離(又は禁止)要素
である。一方ではインタフェースIHAとメモリVRA
Mとの間の、他方ではメモリVRAMとコンピュータバ
スPSBとの間の有効データの転送はCPUにより編成
されている。後者のデータ転送は制御装置DMACの制
御下で実施されている。バスPSB上で使用されるプロ
トコルの特定コマンド文字からネットワークRNの特定
リンク上で使用される文字への変換又はその逆の変換
は、内部バスBI上でインタフェースIHA(IHA
C)への又はインタフェースからのデータ転送を行うマ
イクロプロセッサCPUにより実施されている。CPU
により実施される作業全体は、オペレーティングシステ
ムによりリアルタイムで監視・編成されている。本発明
の目的は、有効データの転送速度に関して高い性能を有
する汎用接続装置を提供することにある。
イバを備えたFDDI型ネットワークは今ではよく知ら
れており、ANSI(米国規格協会)及びISO(国際
標準化機構)により作成された標準化規格により骨子が
規定されている。FDDIネットワークに関するANS
I規格はX3T9−5規格である。同様に、SCSI型
リンクはANSI及びISOの規格により規定されてい
る。ネットワーク上では、種々のステーションから送ら
れた情報メッセージは、それぞれが有効データからなる
複数のフレームからなっている。これらのデータは、フ
レームのヘッダ又はトレーラに置かれたコマンド文字に
より経時的にフレーム指示されている。更には、コンピ
ュータの機能構成要素全体(プロセッサ、メモリ、入出
力制御装置又は周辺制御装置)が、寸法が規格化されて
いるカード全体に配置されていることは知られている。
これらのカードは一般に、種々のプロセッサ間の連絡、
及びカードとカードの給電装置との間のデータ移送を確
実とする同一の並列型バスに接続されている。通常使用
されているバスはMULTIBUS II(INTEL
社の登録商標)であり、このバスのアーキテクチャは、
通常PSB(並列システムバス)と呼ばれる並列型主要
バスの周辺に構造化されている。MULTIBUS I
IはIEEE1296規格(米国電気電子学会)に従っ
て規格化されている。このようなコンピュータバスは、
接続用ゲートウェイ(dispositifpasse
relle de connexion)を介してネッ
トワーク(FDDI又はSCSI等)の特定リンクに接
続されている。並列接続装置の機能は、MULTIBU
S II上の情報伝送条件をネットワーク上の伝送条件
に適合させることである。実際には、一方のバスPSB
上のデータ伝送モードと、他方のネットワーク上のデー
タ伝送モードとは、情報伝送量に関しても、使用される
伝送プロトコル、即ち書込みコード、情報、フォーマッ
ト、コマンド文字、(MULTIBUS II上では並
列、FDDIネットワーク上では直列の)情報伝送等に
関しても、完全に異なっている。図1は、伝送網の型と
は関係なくこのようなゲートウェイの全体構造を示して
いる。図1は、並列バスPSBを介して互いに連絡して
いる複数のカードC上に種々の構成要素が配置されてい
るコンピュータORDを示している。各カードCは、メ
ッセージモードによりORDの他の要素と連絡している
INTEL社製の例えばVL 82c389型コプロセ
ッサMPCを介して並列バスPSBに接続されている。
この連絡モードは前記IEEE1296規格で正確に規
定されている。コンピュータORDは接続用ゲートウェ
イDPCを介してネットワークRNに接続されている。
このネットワークRNはFDDI型、SCSI型又は他
の型のネットワークであり得る。接続用ゲートウェイD
PCは、汎用接続装置GPU(英語のGeneral
Purpose Unitの略字)と、アダプタ装置D
EAと、インタフェースIHAとからなっている。この
インタフェースは、装置GPUとアダプタDEAとの間
の情報転送を行っている。装置GPUは、コンピュータ
ORDのカードCのプロセッサと同一型のコプロセッサ
MPCによりPSBに接続されている。装置DPCはア
ダプタ装置DEAに属する物理的ネットワークアクセス
装置DAPを介して、ネットワークRNに物理的に接続
されている。ORD1のような他の1つ以上のコンピュ
ータが、コプロセッサMPCを介してこの同一バスPS
Bに接続され得ることは指摘すべきである。図1に示す
装置DPCの全体構造及びアダプタ装置DEAの実施例
は、当社により1989年7月27日に出願されたフラ
ンス特許明細書第89 10 156号“リング形状の
光ファイバネットワークにコンピュータバスを接続する
並列装置”内に記載されている。汎用接続装置GPUの
好ましい実施例は、当社により本特許明細書と一緒に同
日出願されたフランス特許明細書“周辺装置の制御装置
にコンピュータバスを結合させる汎用装置”内に記載さ
れている。GPUの機能を構成し且つ管理するために、
オペレーティングシステム(又はオペレーティングソフ
トウェア、英語ではOperating syste
m)がマイクロプロセッサGPUにより使用されてい
る。GPUの主要構成要素が何であるか、GPUの操作
の骨子は何であるかを想起することが有用である。この
詳細は一緒に同日出願された特許明細書内に記載されて
いる。GPUとDEAとの間の転送インタフェースIH
Aを途中までの線(trait interromp
u)で示す図2を参照する。このインタフェースは、G
PUから又はGPUに向けて有効データを転送し得る第
1のインタフェースIHADと、GPUから又はGPU
に向けて制御ブロックを転送し得るインタフェースであ
って、受取られた又は送られたフレームのコマンド文字
を包含する制御ブロックのための第2のインタフェース
IHACとを含んでいる。GPU装置は、バスPSBと
のインタフェースとして役立つコプロセッサMPCと、
実際に装置GPUの中央処理装置を構成していると共に
内部バスBIを備え、且つインタフェースIHACに接
続された内部バスBIにいずれも接続されている消去可
能プログラム可能メモリEPROM1と、読出し書込み
用メモリSRAMと、割込み管理プログラムMFPとの
それぞれに結合されているマイクロプロセッサCPU
と、2つのゲートを有するビデオ−RAM型メモリのV
RAMと、VRAMをコプロセッサMPCに接続するバ
スB2に接続された、直接メモリアクセス制御装置DM
ACと、メモリVRAMをインタフェースIHADに接
続するバスB1という種々の主要構成要素を含んでい
る。装置GPUは更にマイクロプロセッサ(図示せず)
を含んでいる。このマイクロプロセッサは、接続装置を
構成する要素の各々をゼロリセットし且つ前記IEEE
1296規格により規定されたGPUのMULTIBU
S IIへの相互接続機能を確実にするために、ハウス
キーピングの役割を有する。前記IEEE1296規格
に適合するように特別設計されたコプロセッサMPC
は、図1を参照して説明したコプロセッサと同一型であ
る。本明細書に記載する実施例では、マイクロプロセッ
サCPUはMOTOROLA社製の68020型であ
る。これは、クロック周波数が25Mhzの32ビット
マイクロプロセッサである。このマイクロプロセッサは
内部バスBIを管理する。この内部バスBIは、32デ
ータビット、32アドレスビットの非多重化バスであ
る。容量が128または256キロオクテットの消去可
能読出し専用記憶素子EPROM1は、GPUの自動テ
スト・初期化プログラムを含んでいる。オペレーティン
グシステムは、512キロオクテット又は1メガオクテ
ットに相当し得る容量を有するスタティックメモリSR
AM内に含まれている。アクセスを調整するために保護
システムがこのメモリに結合されている。保護システム
については前述した同日出願の特許明細書に記載されて
いる。オペレーティングシステムGPOSはマイクロプ
ロセッサ全体の操作を編成し、従ってバスPSBからメ
モリVRAMまでの、及びメモリからバスまでのフレー
ムの転送を監視している。更には、一方ではバスPSB
を介してコンピュータORDと接続装置との間で、他方
ではネットワークRN上で使用されるプロトコルの適合
プログラムは、例えばメモリSRAM内に包含されてい
る(この適合プログラムはメモリEPROM1内にも包
含され得る)。従って、マイクロプロセッサCPUは接
続装置GPUの中枢である。このマイクロプロセッサは
データ転送を初期化し、プロトコルの適合を実現し、そ
のオペレーティングシステムを使用し、且つDEAと対
話してDEAとコンピュータORDとの間を相互にデー
タ転送する。マイクロプロセッサは、例えば前記フラン
ス特許明細書第89 10156号に記載の方法でコマ
ンド及びステータスをDEAと交換する。要素MFP
(英語Multi funcion peripher
alの略字)はマイクロプロセッサCPUのいわゆる
“周辺”要素である。この要素は例えばMOTORAL
A社製68901型であり、構造上マイクロプロセッサ
に適合されている。この要素は、マイクロプロセッサの
操作に必要な複数の機能、例えばマイクロプロセッサに
必要な割込み管理の一部を支援している。この要素は更
に、オペレーティングシステムのためにクロック周波数
を提供する。構造上、68020型マイクロプロセッサ
は7レベルの割込みを有するが、これはマイクロプロセ
ッサが担った操作全てを行うには不十分である。要素M
FPは全部で16レベルの補足割込みを提供し、その内
8レベルがCPU用で、他の8レベルが外部装置用(こ
の要素の特定実施例ではその内7レベルがアダプタ装置
DEA用である)である。ダイレクトメモリアクセス制
御装置DMACは、コプロセッサMPCとメモリVRA
Mとの間のデータ転送を行う。(この制御装置は更に、
GPUを担持するカードの初期化作業が終了するとすぐ
に、オペレーティングシステムとオペレーティングシス
テムに結合されたアプリケーションとを構成するデータ
のメモリSRAMへの転送を行う。この転送は例えばコ
ンピュータORDに属するディスクメモリから行われ
る。)データ転送を実施するために、制御装置DMAC
は(VRAM又はSRAM内の)実行開始アドレスと、
カウント即ち転送すべきオクテットの数と、データ転送
のための実行開始命令とをCPUから受け取る。制御装
置がCPUからこれらの情報を受け取るとすぐに、DM
ACは転送を編成する。ビデオ−RAMメモリであるV
RAMは2重ゲート式ダイナミックメモリである。この
メモリの容量は32ビットの幅で約1〜2メガオクテッ
トである。2つのポートの1つ、即ちSAMは制御装置
DMAC専用にリザーブされているが、第2のポート、
即ちDRAMはマイクロプロセッサCPUとアダプタ装
置DEAとで共用されている。このメモリは、GPUと
アダプタ装置DEAとの間を通過するデータ用のバッフ
ァとして役立つ。アダプタ装置DEAからバスB1を通
じてバスBIにアクセスするのは不可能である。同様
に、バスB2上を運ばれる有効データの転送はBI上に
進行し得ない。これら2つの不可能性は、それぞれバス
B2とバスBIとの間、及びバスB1とバスBIとの間
に配置された要素FLI1、FLI2の存在により示さ
れている。これらの要素は論理的分離(又は禁止)要素
である。一方ではインタフェースIHAとメモリVRA
Mとの間の、他方ではメモリVRAMとコンピュータバ
スPSBとの間の有効データの転送はCPUにより編成
されている。後者のデータ転送は制御装置DMACの制
御下で実施されている。バスPSB上で使用されるプロ
トコルの特定コマンド文字からネットワークRNの特定
リンク上で使用される文字への変換又はその逆の変換
は、内部バスBI上でインタフェースIHA(IHA
C)への又はインタフェースからのデータ転送を行うマ
イクロプロセッサCPUにより実施されている。CPU
により実施される作業全体は、オペレーティングシステ
ムによりリアルタイムで監視・編成されている。本発明
の目的は、有効データの転送速度に関して高い性能を有
する汎用接続装置を提供することにある。
【課題を解決するための手段】前記目的を達成すべく、
本発明によれば、ネットワーク(RN)の少なくとも1
つの特定リンクにコンピュータバス(PSB)を接続さ
せる汎用接続装置であって、マイクロプロセッサにより
実行されるオペレーティングシステムを含んでいる少な
くとも1つのメモリ(SRAM)に、内部バス(BI)
を介して接続されているマイクロプロッセサ(CPU)
と、マイクロプロッセサにより編成され且つ管理されて
おり、コンピュータバスからリンクへ、及びその反対へ
フレームを転送する手段(MPC,B2,VRAM,B
I,DMAC)と、互いに独立しており前記オペレーテ
ィングシステムに関連する複数のアプリケーション(A
1−An)のそれぞれの作業をリアルタイムで管理し且
つ編成するための中心コア手段(NY)と、各アプリケ
ーションがあるべき状態を監視し且つ規定する管理手段
(GA)と、要求に応じて各アプリケーションが他のア
プリケーションのサービスを求めることを可能にする相
互連絡手段(SA)と、前記中心コア手段(NY)、管
理手段(GA)、及び相互連絡手段(SA)が互いに通
信することを可能にする手段(FG0−FG6)と、前
記アプリケーションが中心コア手段(NY)及び管理手
段(GA)と通信することを可能にする手段(F1,F
2,F3,...Fn,FAi)と、を備えたことを特
徴とする汎用接続装置が提供される。
本発明によれば、ネットワーク(RN)の少なくとも1
つの特定リンクにコンピュータバス(PSB)を接続さ
せる汎用接続装置であって、マイクロプロセッサにより
実行されるオペレーティングシステムを含んでいる少な
くとも1つのメモリ(SRAM)に、内部バス(BI)
を介して接続されているマイクロプロッセサ(CPU)
と、マイクロプロッセサにより編成され且つ管理されて
おり、コンピュータバスからリンクへ、及びその反対へ
フレームを転送する手段(MPC,B2,VRAM,B
I,DMAC)と、互いに独立しており前記オペレーテ
ィングシステムに関連する複数のアプリケーション(A
1−An)のそれぞれの作業をリアルタイムで管理し且
つ編成するための中心コア手段(NY)と、各アプリケ
ーションがあるべき状態を監視し且つ規定する管理手段
(GA)と、要求に応じて各アプリケーションが他のア
プリケーションのサービスを求めることを可能にする相
互連絡手段(SA)と、前記中心コア手段(NY)、管
理手段(GA)、及び相互連絡手段(SA)が互いに通
信することを可能にする手段(FG0−FG6)と、前
記アプリケーションが中心コア手段(NY)及び管理手
段(GA)と通信することを可能にする手段(F1,F
2,F3,...Fn,FAi)と、を備えたことを特
徴とする汎用接続装置が提供される。
【実施例】添付図面を参照して、非制限的な実施例につ
いての以下の説明により、本発明の他の特徴及び利点が
明白となろう。本発明の接続装置内のメモリに含まれる
オペレーティングシステムGPOSがシステムの基本機
能を果たす中心コアNYからなり、このコアが、それぞ
れが特定機能を果たす複数の管理プログラムに包囲され
ていることを示している図3を参照する。これらの管理
プログラムはアプリケーション管理プログラムGA、相
互連絡サーバSA、故障管理プログラムGI、スタータ
ST、コマンド管理プログラムGC、端末アクセス管理
プログラムGAT、対話式検査IOMXである。実際に
オペレーティングシステムGPOSに結合されているア
プリケーションA1,A2,...Ai,...A
nが、このオペレーティングシステムの周りに配置され
ている。これらのアプリケーションの各々は、中心コア
NY及び中心コアを包囲している全ての又は一部の管理
プログラムとに連絡し且つ対話する。アプリケーション
はオフラインであり且つ互いに独立している。オペレー
ティングシステムGPOSを構成する各要素の役割は以
下の通りである。中心コアNYは、各アプリケーション
A1〜Anの実行中に、当該アプリケーションの作業を
リアルタイムで管理・編成して、システムの基本管理を
実施する。中心コアは更に、システムの種々のクロック
の管理を実施する。コアNYは、管理プログラムがコア
にサービスを求めるときには管理プログラムの要求に応
えるが、一切主導権はとらない。コアは更に、各アプリ
ケーションを構成するプロセスの起動を管理する。従っ
てコアは管理プログラム及びアプリケーションへのサー
ビス提供者である。アプリケーション管理プログラムG
Aは、各アプリケーションのあるべき状態を監視し且つ
定義する。これらの状態の定義については後で図5を参
照して説明する。アプリケーション用相互連絡サーバS
Aにより、各アプリケーションは必要であると判明すれ
ば他のアプリケーションと連絡することができる。前述
した如く、各アプリケーションはオフラインであり且つ
互いに独立している。アプリケーションはこのサーバを
介してのみ連絡し合う(又は対話し合う)ことができ
る。スタータSTはGPUを担持しているカードをその
物的要素の見地から初期化する。スタータはクロックの
見地からスタータを構成している各要素を初期化し、且
つ各メモリ(SRAM,EPROM1,VRAM)の管
理を初期化する。スタータは更に、オペレーティングシ
ステムのある構造、例えばテーブル、データ等を初期化
する。故障管理プログラムGIはシステム及び各アプリ
ケーションの操作の全ての故障に携わり、故障を修復し
得るか又はこの故障を認知しているアプリケーション若
しくはシステム要素の操作を終了させ得る(この場合故
障管理プログラムGIは故障したシステム要素又はアプ
リケーションを停止させると言われる)。端末アクセス
管理プログラムは、オペレーティングシステムGPOS
及びオペレーティングシステムに結合されたアプリケー
ションの検査のための管理プログラムである。この管理
プログラムは、オペレーティングシステムを検査中のオ
ペレータが作業しているビデオ端末との接続を行う。端
末アクセス管理プログラムは、特に人間のオペレータと
の連絡を可能とする管理プログラムIOMXに密接に結
合されている。オペレーティングシステムGPOS及び
オペレーティングシステムに結合されているアプリケー
ション全体はあまりにもスペースをとるので、PROM
型メモリ内で実行され得ない。それ故、これらは読出し
書込み用メモリSRAM内で実行される。GPUを担持
するカードの起動時にメモリEPROM1内で実行され
る特殊プログラムINITは、カードの各要素がゼロリ
セットされ且つバスPSBとの相互接続機能が実行され
るとすぐに適用される。このプログラムINITは、コ
ンピュータORDに属するディスクメモリから読出し書
込み用メモリSRAMへの、オペレーティングシステム
及びオペレーティングシステムに結合されたアプリケー
ションの転送を担っている。当該システムGPOS及び
当該アプリケーションはこのディスクメモリに常時スト
ックされている。プログラムINITが作業を終了する
とすぐに、GPOS及びアプリケーションA1〜Anは
SRAM内にチャージされ、プログラムINITは静止
し、GPOS、特に管理プログラムSTに手を委ねる。
管理プログラムSTはそこでオペレーティングシステム
を構成する全ての要素を初期化する。それぞれINIT
及び管理プログラムSTにより行われている作業のこの
転送操作は、GPU外部の全ての使用者には透過的であ
る。GPOSを構成する種々の構成要素及びGPOSに
結合されているアプリケーションは、モニタコール(シ
ステムコール)と呼ぶにふさわしい物を介して互いに対
話し得る。これらのモニタコールは、オペレーティング
システムの全ての構成要素(全てのアプリケーション)
が実行できない機能(作業)を遂行するために他の構造
に援助を求めたいときに使用される。当該構成要素(又
は当該アプリケーション)が他の構成要素(又は他のア
プリケーション)により実行してもらおうと努める機能
を正確に限定するある程度の数のパラメータが絶えずモ
ニタコールに結合されねばならない。システム(又はア
プリケーション)により果たされる機能全体を限定する
パラメータ全体は、スタックと称する特殊メモリ区域S
RAM内に置かれる。従って、当該構成要素又は当該ア
プリケーションは1つの、更には複数のモニタコールに
より他の物と連絡し得る。2つの構成要素同士を連絡さ
せ得るこのモニターコールアセンブリは、図3の二重矢
印により示されている。このようにして、構成要素
A1,A2,A3,...Anは、モニタコールF1,
F2,F3,Fn全体を介してアプリケーション管理プ
ログラムGAと連絡している。アプリケーションA1〜
An全体は、モニターコールFAi全体を介して中心コ
アNYと連絡している。相互連絡サーバSAはアプリケ
ーションAnとはモニターコールFSn全体を介して連
絡しているが、アプリケーションA1とはモニターコー
ルFS1全体を介して連絡している。同様に、中心コア
NYと種々の管理プログラムGA,SA,GI,GC,
IOMX,GAT,STのそれぞれとの連絡は、モニタ
コールFG1,FG2,FG3,FG4,FG5,FG
6,FG0全体を介して実施されている。前述した如
く、アプリケーションA1〜Anはオフラインであり且
つ互いに独立している。アプリケーションは実行するの
に外部源を必要としない。アプリケーションは機能する
のに入出力データ又はコマンドデータのみを必要とす
る。これらの入出力データは例えばコンピュータORD
により、又はGPUを担持するカードの外部にあるあら
ゆる他のカード、例えば同一バスPSBに接続された同
一型の他のカードGPUiにより提供される。同様にコ
マンドはコンピュータORD又は他のカードGPUiに
より提供され得る。アプリケーション間のインタフェレ
ンスは禁止されており、このことは、アプリケーション
の1入力で生じるあらゆるエラーが他のアプリケーショ
ンには重要ではなく且つ各アプリケーションに固有のデ
ータスペースがメモリSRAM内では物理的に異なって
いることを意味している。しかしながら前述した如く、
2つのアプリケーションは、相互連絡サーバSAに送ら
れるモニターコールを介して対話式であり得る。従っ
て、2つのアプリケーションA1、AnはSAに向けら
れる2つのモニターコールFS1、FSn全体を介して
対話式である。この場合、2つのアプリケーションの一
方、例えばA1のデータ及びコマンドは、他のアプリケ
ーション、ここではAnにより送られる。例えばA1が
SAに対して、Anを介在させてA1にサービス若しく
は特定情報を提供させるか又はGPOSにより提供され
る基本サービスに全体として関与させるように求める
と、これら2つのアプリケーションA1、Anの各々の
間の対話が生じ得る。A1及びAnが同一カードGPU
上か又は異なるカード上、例えばGPU及びGPUi上
にあり得ることは明白である。オペレーティングシステ
ムの中心では、アプリケーションは2つの手段により、
即ちアプリケーションナンバーとアプリケーションネー
ムとにより識別される。アプリケーションはJCB(英
語のJob Control block)と称する特
殊構造により示される。この特殊構造は、例えばアプリ
ケーションナンバーとアプリケーションネームとを含む
静的情報、及びアプリケーションの実状態、即ちアプリ
ケーションが絶えず置かれている状態を表す動的情報を
含んでいる。この動的情報が経時的に変化することは言
うまでもない。勿論アプリケーションA1〜Anは当該
アプリケーションの実現者により設定・限定された優先
法則、即ちコアNYから認知される優先の法則に従う。
従って、あるアプリケーションは他のアプリケーション
よりも優先的である。任意のアプリケーションは図5に
示す状態の1つにあり得る。任意のアプリケーションの
置かれ得る状態をE0〜E5で示す。状態E0は、アプ
リケーションにより提供されるサービスが利用出来ない
ことを意味している。アプリケーションはメモリSRA
M内にロードされているが使用され得ない。状態E
1は、アプリケーションが開始される状態である。この
ために、コアNYはアプリケーションのサービスを求め
る実行開始命令を送る。それによりアプリケーションを
状態E0から状態E1に移行させることができる。この
命令はJR(英語のJob request)と称され
る。状態E1では、アプリケーションを構成する全ての
プロセス(後記参照)及びメモリSRAMでこのアプリ
ケーションに対応する全てのテーブルの初期化作業が特
に実施される。この状態では、アプリケーションはまだ
実行されず、従って不安定である。アプリケーションの
初期化及び起動のための全ての操作が終了すると、状態
E2に移行される。状態E2はより頻繁であり、且つア
プリケーションが実行中の状態である。この状態では、
アプリケーションは求められるサービスを提供すること
ができる。状態E3は、アプリケーションが終了しよう
とするか又は停止しようとしている状態である。アプリ
ケーションに求められるサービスが終了すると、この状
態が生じる。アプリケーションの最後のプロセスにより
実施される最後の操作が終了すると、状態E4に移行さ
れる。この状態では、アプリケーションは停止される。
アプリケーション管理プログラムGAの特定命令又はア
プリケーションのサービスを求めるオペレータの迅速な
(express)命令によってのみ状態E1に戻るこ
とができる(このオペレータは例えばGPU外部のカー
ドにより操作を行う人間のオペレータである)。アプリ
ケーションが故障又はエラーのために割込まれる補足状
態E5が更に存在する。アプリケーションが終了しよう
としている(状態E3)ときにエラー又は故障が生じる
と、状態E3からE5に移行し得る。アプリケーション
の起動操作時にエラーが生じると、状態E1からE5に
移行する。オペレータの命令により状態E5から状態E
1に戻り得る。図3に戻って説明する。任意のアプリケ
ーションA1〜Anは、各々が所定の機能を果たす複数
のプロセスに分割され得る。各プロセスにより果たされ
る機能間には関係はない。アプリケーション内部では、
プロセスに優先が規定される。これらのプロセスは、同
期化される(プロセスは約束をしていると言われる)か
又はプロセス特有の機能を果たすためにプロセスに必要
な情報を交換する必要があり得る。該当するアプリケー
ションが状態E2にあると、所定時間に単一のプロセス
がCPU内部で実行される。これは、カードGPU内に
1つのCPUしかないためである。2つのプロセスの任
意の同時進行は論理命令によってでしかあり得ない。図
3に示す如く、任意のアプリケーションAiが次のモデ
ルに設けられている。このアプリケーションは、アプリ
ケーションの操作に必要な全ての要素の、即ちアプリケ
ーションを構成し且つ互いに連絡し得るプロセスP1,
P2,P3,P4等である全ての異なるプロセスの初期
化プロセスP0を含んでいる。プロセスは、プロセスナ
ンバーとプロセスが属するアプリケーションの識別子と
により識別される。かくして例えばプロセス2.8はア
プリケーションA2のプロセスP8である。あるプロセ
スは同一アプリケーションの他のプロセスと対話し得
る。あるプロセスは、他のプロセスと関係すると、アプ
リケーションの識別子でないプロセスナンバーを与え
る。この配置は、アプリケーション同士の独立性及び分
離を強める。実際にはプロセスは他のアプリケーション
のプロセスの1つとは決して関与し得ない。オペレーテ
ィングシステムGPOSでは、プロセスはPCB(英語
のprocess control blockの略
字)と称され得る特定システム構造により示される。P
CBはJCBと同様に、例えばプロセスナンバー、アプ
リケーション識別子、メモリSRAM内のプロセス固有
のデータ及びコードの入力点並びに優先度を含む静的情
報と、PCBが読込まれるときにプロセスの実状態を反
映する動的情報とを含んでいる。PCBの長さは例えば
146バイトである。プロセスの実状態は、図6を参照
して説明する状態S1〜S5の1つである。“ドリーミ
ング”と称される休止状態S1は、プロセスが停止若し
くは終了されているか又は決して開始されない状態であ
る。状態S2は“待機”(レディー)状態である。これ
は、プロセスがマイクロプロセッサCPU内で活動状態
に入れるという状態である。例えばP0からの実行開始
命令により状態S1から状態S2に移行し、アプリケー
ション管理プログラムGAからの停止命令によりS2か
らS1に移行する。状態S3はいわゆる“実行”(ラニ
ング)状態である。これは、プロセスが遂行するとみな
されている機能の実行中の状態である。当該プロセスが
最も高い優先を有するためにコアがこのプロセスに助け
を求めることにすると、コア(又はサーバSA)の呼出
しで状態S2から状態S3に移行し、反対にこのプロセ
スがもはや最も高い優先を持たなくなると、状態S3か
ら状態S2に移行する。この点で指摘すべきことは、オ
ペレーティングシステムが、インタリーブするように種
々のプロセスの実行を調整し(オペレーテイングシステ
ムは更にインタリーブするように種々のアプリケーショ
ンA1〜Anの実行を調整する)、且つこれらの種々の
プロセスの実行時間の使用を管理するために優先レベル
を使用することである。このために、オペレーティング
システム、実際にはGAは、最も高い優先を有するプロ
セスを所定の時間間隔で呼出し得る時間管理ルーチン
(スケジューリングルーチン)と称する特殊な基本メカ
ニズムを使用する。これらの手続きは特殊モニターコー
ル又は割込み手続きにより呼出される。更にはGAから
出される停止命令により状態S3から状態S1に移行し
得る。状態S4は、プロセスが作業を継続するためにイ
ベント又はデータを待っている状態である。この場合プ
ロセスは作動しない。何故ならば、プロセスには何か
が、例えばこのためのデータが欠けているからである。
しかしながら、待っている物が入手できるとすぐに、プ
ロセスは使命を継続できる状態となる。このような状態
になるとすぐに、プロセスは状態S3に戻される。“中
断”状態S5。これはコアNYにより示される上層権限
がコア自体の理由のためにプロセスの作業の中断を決定
する場合である。従って、プロセスを中断した同一権限
の命令で状態S5から状態S4に、又は状態S5から状
態S2に移行し得る。これから図7を参照する。2つ以
上のプロセスの実行の同期化を可能とするか又は同一ア
プリケーションのプロセス間の連絡を可能とするため
に、オペレーティングシステムはセマフォと称する公知
の型の特殊ツールを提供する。希望する使用に応じて、
即ちプロセスの同期化であるか又はプロセス間の連絡で
あるかによって、2つの型のセマフォが存在する。これ
らはトークンセマフォ又はイベントセマフォ、及びメッ
セージセマフォである。トークンセマフォはESで示
し、メッセージセマフォはMSで示す。これらのセマフ
ォは、メッセージセマフォがより長いことを除けば、類
似構造を有する。図7に示すように、セマフォES及び
セマフォMSはまず、特にセマフォMSのためにメッセ
ージの型を規定するヘッダを含んでいる。セマフォは実
行すべき行動のコード、即ちこのセマフォで実行すべき
行動の型、つまりイベントセマフォについてはトークン
を取出すか若しくは入れるか、又はセマフォMSについ
てはメッセージを出すか若しくは取り消すかという行動
の型を含んでいる。メッセージセマフォMSは更に、テ
キストを包含し得る部分を含んでいる。このテキスト
は、メッセージを交換し合う部分間の規定により得られ
る。これはデータ又はデータアドレス等であり得る。任
意のセマフォはセマフォナンバーとアプリケーション識
別子とにより識別される。これらの識別データはセマフ
ォのヘッダに含まれている。所定のセマフォは、正確に
限定されたアプリケーションに属する。このセマフォに
関する操作は、セマフォが属するアプリケーションのプ
ロセスによってのみ実行され得る。プロセスがセマフォ
に関与すると、プロセスは、この同一プロセスが持たな
いアプリケーション識別子ではなく、セマフォナンバー
によってのみセマフォを識別する。この装置は、アプリ
ケーション間の分離を強める。何故ならば、プロセスは
他のアプリケーションのセマフォに決してアクセスでき
ないからである。反対に所定のアプリケーションの全て
のプロセスは、いつでもこの同一のアプリケーションの
どのセマフォにもアクセスすることができる。複数のプ
ロセスが同一セマフォへのアクセスを同時に待ってもよ
い。メッセージセマフォに関しては、プロセスがほぼオ
フラインの機能を実行することを想起すべきである。し
かしながら、全てのプロセスはいつでも情報交換する
か、又は外部世界即ち他のアプリケーション若しくはG
POSから情報を受取る必要があり得る。同一アプリケ
ーションのプロセスが互いに情報交換し得るか又は外部
世界と情報交換し得ることが、正にメッセージセマフォ
の機能である(後者の場合、情報は前述した如くSAを
介して通過する)。アプリケーションが実行されると、
このアプリケーションは、アプリケーションの実行中に
予想されないエラー又は任意の型の問題点を被り得る。
このためにオペレーティングシステムGPOSは故障管
理プログラムGIを含んでいる。このプログラムの目的
は、エラーの生じた又は問題を認知しているこのアプリ
ケーションの応急修理を行うことである。あらゆるエラ
ー又は問題点を例外と称する。3種の例外が存在し、以
下のように区別され得る。プロセスに関係する例外。こ
のような型の例外は一般に、実行中のプロセスの停止に
つながる。アプリケーションに関係する例外。プロセス
に関係しないこの例外は一般に、アプリケーションの停
止につながる。例えば特殊割込み管理ルーチンの実行時
に故障が生じる場合がそうである(CPUはある程度の
数の割込みを管理している)。システムに関する例外。
これは、特にアプリケーションには関係せず、システム
の死につながる極めて重大なエラーである。例外が生じ
ると、この例外に関する報告を行うメッセージが作成さ
れ且つプロセスの例外の場合はPCB内に、アプリケー
ションの例外の場合はJCB内に、システムの例外の場
合はオペレーティングシステムGPOSの特定区域内に
ストックされる。例外メッセージの全体のフォーマット
はまず、例えばプロセスについての例外又はアプリケー
ションについての例外等の場合には、特にこのメッセー
ジの全体の意味を包含するこのメッセージの特定ヘッダ
を含んでいる。このヘッダの次には、例外の種類の範囲
内での例外の型に関係し且つこの例外を認知している構
成要素を識別する情報が続いている。これらの情報の次
には、例えばエラーの所在地等を提供するエラーの型に
応じての特定情報が続いている。MULTIBUS I
IからネットワークRNへの又はその逆のデータ転送を
編成するアプリケーションAiが作動する、コンテキス
トの具体例を示す図4をこれから参照する。このネット
ワークRNはFDDI型、SCSI型又はETHERN
ET型のリンクにより規定され得る。オペレーティング
システムGPOSの制御下で、従来の積層形態でGPU
により実行される機能を考察するならば、最も高い層か
ら最も低い層までにアプリケーションAiと、入出力管
理プログラムGESiと、物理的インタフェースMUL
TIBUS IIとが順次配置されている。このインタ
フェースは前記IEEE1296規格により規定されて
いる。オペレーティングシステム、例えばBULL
S.A.製コンピュータDPS7000で実行される例
えば同社製のGCOS7型オペレーティングシステムの
制御下で作動するコンピュータORDの近くには、上か
ら下に向かってアプリケーションAjと、入出力管理プ
ログラムGESjと、物理的インタフェースMULTI
BUS IIとが順次配置されている。このインタフェ
ースはカードGPU上のインタフェースと類似してい
る。物理的インタフェースMULTIBUSIIと入出
力管理プログラム(GESi又はGESj)とからなる
2層全体は、BULL S.A.により開発されたプロ
トコルPLANETの名で知られている。このプロトコ
ルについては同社により出願されたフランス特許明細書
第2633 414号“中央相互接続式情報処理システ
ム”に記載されている。アプリケーションAjの構成
は、例えばFDDI型ネットワークRN上に送られるべ
き複数のフレームをコンピュータORDの特殊メモリ区
域BFj内に形成するか、又はネットワークRNから送
られるフレームを受取るための空の特殊メモリ区域BF
jを単に準備することにある。これらの特殊メモリ区域
BFj,BF’jはバッファ(英語)と呼ばれる。Aj
は、入出力管理プログラムGESjにこれらのバッファ
のアドレス及び長さを提供し、且つ同時にAiのための
コマンドブロックを形成する。これらのコマンドブロッ
クの構成は、BFjからRNにデータ転送せねばならな
いか、又はBFjをRNからのデータで満たさねばなら
ないということをAiに指摘することにある。これらの
コマンドブロックは更にGESjに伝送される。入出力
管理プログラムGESjはこれらのデータ及びコマンド
ブロックを考慮し、プロトコルPLANETに応じてフ
レームを作成し且つフレームをMULTIBUS II
に送る。GPUに達すると、このプロトコルに応じて作
成されたフレームは、プロトコルPLANETを認知す
るサーバSAのレベルでオペレーティングシステムによ
り引受けられる。SAが一旦当該フレームの有効データ
をメモリVRAM内に、コマンドブロックをSRAM内
に置く(本特許明細書と同時に出願されたフランス特許
明細書を参照のこと)と、SAは関係するアプリケーシ
ョンAiを再起動する。従って、アプリケーションAi
はネットワークRN又はORDに向けてのこれらの有効
データの伝送に携わる。より正確に言えば、コンピュー
タORDからネットワークRNへの及びネットワークか
らコンピュータへの有効データの伝送方法は、図8のフ
ローチャートに示されている。フローチャートの連続す
る操作は以下の通りである。 1.コアNYはアプリケーションAiを再起動させ、従
って尚INITと称されるプロセスP0を開始させる。
前述した如く、このプロセスはアプリケーションを初期
化し、従ってアプリケーション固有のある程度の数のテ
ーブルを初期化する。このプロセスは次にアダプタ装置
DEAを初期化する。これから操作1に移る。 1:プロセスINITは次に第1のプロセスP1を開始
する。ここで説明する実施例では、アプリケーションA
iはプロセスP0とプロセスP1とからなっている。ア
プリケーションのプロセス数が多い場合には、この操作
1では種々のプロセスP1,P2,...Pnが交互に
開始される。一旦P1が開始されると、アプリケーショ
ンAiはE2(実行中)の状態にある。アプリケーショ
ンAiは次に送信であれ受信であれ全てのフレーム転送
を処理するためにこの状態にとどまる。対応するプロセ
スP1はS2の(準備)状態にある。Ai内にn個のプ
ロセスがある場合には、これらのプロセスはP0から又
はこれらのプロセスの1つから開始され得、プロセスの
開始が任意のランダムな順番につながっていることに留
意すべきである。これから操作2に移る。 2:所定の時間にGPOS(SA)はコンピュータOR
Dからサービスの依頼を受ける。SAはSAに求められ
ている物をコンピュータORD内で確認し、従ってこの
サービスを遂行するのに適したリソースを探す。このリ
ソースは実際にはAiに対応するアプリケーション、即
ちAjである。このAjは、ネットワークRN上に送ら
れるべきフレームをバッファBFj内で探す。SAは、
アプリケーションAjを使用する必要があり、ここでこ
のアプリケーションに対応するセマフォ内にメッセージ
を出して、このアプリケーションを助ける、即ちアプリ
ケーションを再起動させるということを知っている。こ
れから操作3に移る。 3:プロセスP1はセマフォを分析し、何が操作のイニ
シエータであるか、即ちアダプタ装置DEAなのか又は
コンピュータORDなのかを自問してセマフォから結果
を引き出す。アダプタ装置の場合には操作9に移行し、
コンピュータの場合には操作4に移行する。 4:P1はORDからSAに来る命令を求める。SAは
ORDのメモリ内で命令を探す。これは読取り操作です
か又は書込み操作ですか。読取り操作の場合には2つの
操作5,8のいずれかに移行する。書込み操作の場合に
は操作6に移行する。 5:この操作では、コンピュータORDは、コンピュー
タがネットワークRNからのデータを受け取る準備がで
きていることを装置GPUに指示する。ネットワークか
らの使用可能なデータがなければ、操作5から操作2に
移行する。 8:この操作では、DEAからの、即ちネットワークR
Nからのデータが使用可能であるかどうかが検討され
る。使用可能なデータが全くなければ、5に移行する。
データが使用可能であれば、10に移行する。 10:これらのデータをメモリVRAM内に局限する
(DEAはこれらのデータがどこにあるか知っている)
ために、アプリケーションと、より正確に言えばアプリ
ケーションのプロセスP1とアダプタ装置DEAとの間
で対話が開始される。この対話に関しては、一方では前
記フランス特許明細書第89 10156号を、他方で
は本特許明細書と一緒に出願されたフランス特許明細書
を参照されたい。この対話が終了するとすぐに、操作1
1に移行する。 11:この操作では、P1はアプリケーションサーバS
Aに対して、コンピュータORD内の書込みに当てられ
たバッファ即ちBFj内に、VRAM内にストックされ
ていたデータを書込むように求める。このために、SA
はプロトコルPLANETを使用する。それから操作2
に戻る。 6:SAはデータ書込み命令をP1に出す(4参照)。
P1は書込まねばならないデータをSAに求める。SA
はそこで、プロトコルPLANETによりORDと対話
して、バッファBFj内にあるデータを探す。これらの
データはメモリVRAM内にストックされている。これ
から次の操作7に移行し得る。 7:インタフェースIHA及び装置DEAを通じてデー
タをネットワークRNの方に伝送するために、前述した
2つの特許明細書に記載の如くP1とアダプタ装置DE
Aとの間に対話が行われる。データが一旦VRAMから
取出され且つネットワークRN上に位置すると、2に戻
る。操作3で実施された分析に答えてアダプタ装置DE
Aがイニシエータであると指定されると、9に移行す
る。 9:P1は、コンピュータORDがデータを受取る準備
ができているかどうかをチェックする。準備ができてい
なければ、データがメモリVRAM内で使用可能な操作
12に移行する(12から2に戻る)。コンピュータO
RDがデータを受取る準備ができているならば、既に説
明した操作10に移行する。
いての以下の説明により、本発明の他の特徴及び利点が
明白となろう。本発明の接続装置内のメモリに含まれる
オペレーティングシステムGPOSがシステムの基本機
能を果たす中心コアNYからなり、このコアが、それぞ
れが特定機能を果たす複数の管理プログラムに包囲され
ていることを示している図3を参照する。これらの管理
プログラムはアプリケーション管理プログラムGA、相
互連絡サーバSA、故障管理プログラムGI、スタータ
ST、コマンド管理プログラムGC、端末アクセス管理
プログラムGAT、対話式検査IOMXである。実際に
オペレーティングシステムGPOSに結合されているア
プリケーションA1,A2,...Ai,...A
nが、このオペレーティングシステムの周りに配置され
ている。これらのアプリケーションの各々は、中心コア
NY及び中心コアを包囲している全ての又は一部の管理
プログラムとに連絡し且つ対話する。アプリケーション
はオフラインであり且つ互いに独立している。オペレー
ティングシステムGPOSを構成する各要素の役割は以
下の通りである。中心コアNYは、各アプリケーション
A1〜Anの実行中に、当該アプリケーションの作業を
リアルタイムで管理・編成して、システムの基本管理を
実施する。中心コアは更に、システムの種々のクロック
の管理を実施する。コアNYは、管理プログラムがコア
にサービスを求めるときには管理プログラムの要求に応
えるが、一切主導権はとらない。コアは更に、各アプリ
ケーションを構成するプロセスの起動を管理する。従っ
てコアは管理プログラム及びアプリケーションへのサー
ビス提供者である。アプリケーション管理プログラムG
Aは、各アプリケーションのあるべき状態を監視し且つ
定義する。これらの状態の定義については後で図5を参
照して説明する。アプリケーション用相互連絡サーバS
Aにより、各アプリケーションは必要であると判明すれ
ば他のアプリケーションと連絡することができる。前述
した如く、各アプリケーションはオフラインであり且つ
互いに独立している。アプリケーションはこのサーバを
介してのみ連絡し合う(又は対話し合う)ことができ
る。スタータSTはGPUを担持しているカードをその
物的要素の見地から初期化する。スタータはクロックの
見地からスタータを構成している各要素を初期化し、且
つ各メモリ(SRAM,EPROM1,VRAM)の管
理を初期化する。スタータは更に、オペレーティングシ
ステムのある構造、例えばテーブル、データ等を初期化
する。故障管理プログラムGIはシステム及び各アプリ
ケーションの操作の全ての故障に携わり、故障を修復し
得るか又はこの故障を認知しているアプリケーション若
しくはシステム要素の操作を終了させ得る(この場合故
障管理プログラムGIは故障したシステム要素又はアプ
リケーションを停止させると言われる)。端末アクセス
管理プログラムは、オペレーティングシステムGPOS
及びオペレーティングシステムに結合されたアプリケー
ションの検査のための管理プログラムである。この管理
プログラムは、オペレーティングシステムを検査中のオ
ペレータが作業しているビデオ端末との接続を行う。端
末アクセス管理プログラムは、特に人間のオペレータと
の連絡を可能とする管理プログラムIOMXに密接に結
合されている。オペレーティングシステムGPOS及び
オペレーティングシステムに結合されているアプリケー
ション全体はあまりにもスペースをとるので、PROM
型メモリ内で実行され得ない。それ故、これらは読出し
書込み用メモリSRAM内で実行される。GPUを担持
するカードの起動時にメモリEPROM1内で実行され
る特殊プログラムINITは、カードの各要素がゼロリ
セットされ且つバスPSBとの相互接続機能が実行され
るとすぐに適用される。このプログラムINITは、コ
ンピュータORDに属するディスクメモリから読出し書
込み用メモリSRAMへの、オペレーティングシステム
及びオペレーティングシステムに結合されたアプリケー
ションの転送を担っている。当該システムGPOS及び
当該アプリケーションはこのディスクメモリに常時スト
ックされている。プログラムINITが作業を終了する
とすぐに、GPOS及びアプリケーションA1〜Anは
SRAM内にチャージされ、プログラムINITは静止
し、GPOS、特に管理プログラムSTに手を委ねる。
管理プログラムSTはそこでオペレーティングシステム
を構成する全ての要素を初期化する。それぞれINIT
及び管理プログラムSTにより行われている作業のこの
転送操作は、GPU外部の全ての使用者には透過的であ
る。GPOSを構成する種々の構成要素及びGPOSに
結合されているアプリケーションは、モニタコール(シ
ステムコール)と呼ぶにふさわしい物を介して互いに対
話し得る。これらのモニタコールは、オペレーティング
システムの全ての構成要素(全てのアプリケーション)
が実行できない機能(作業)を遂行するために他の構造
に援助を求めたいときに使用される。当該構成要素(又
は当該アプリケーション)が他の構成要素(又は他のア
プリケーション)により実行してもらおうと努める機能
を正確に限定するある程度の数のパラメータが絶えずモ
ニタコールに結合されねばならない。システム(又はア
プリケーション)により果たされる機能全体を限定する
パラメータ全体は、スタックと称する特殊メモリ区域S
RAM内に置かれる。従って、当該構成要素又は当該ア
プリケーションは1つの、更には複数のモニタコールに
より他の物と連絡し得る。2つの構成要素同士を連絡さ
せ得るこのモニターコールアセンブリは、図3の二重矢
印により示されている。このようにして、構成要素
A1,A2,A3,...Anは、モニタコールF1,
F2,F3,Fn全体を介してアプリケーション管理プ
ログラムGAと連絡している。アプリケーションA1〜
An全体は、モニターコールFAi全体を介して中心コ
アNYと連絡している。相互連絡サーバSAはアプリケ
ーションAnとはモニターコールFSn全体を介して連
絡しているが、アプリケーションA1とはモニターコー
ルFS1全体を介して連絡している。同様に、中心コア
NYと種々の管理プログラムGA,SA,GI,GC,
IOMX,GAT,STのそれぞれとの連絡は、モニタ
コールFG1,FG2,FG3,FG4,FG5,FG
6,FG0全体を介して実施されている。前述した如
く、アプリケーションA1〜Anはオフラインであり且
つ互いに独立している。アプリケーションは実行するの
に外部源を必要としない。アプリケーションは機能する
のに入出力データ又はコマンドデータのみを必要とす
る。これらの入出力データは例えばコンピュータORD
により、又はGPUを担持するカードの外部にあるあら
ゆる他のカード、例えば同一バスPSBに接続された同
一型の他のカードGPUiにより提供される。同様にコ
マンドはコンピュータORD又は他のカードGPUiに
より提供され得る。アプリケーション間のインタフェレ
ンスは禁止されており、このことは、アプリケーション
の1入力で生じるあらゆるエラーが他のアプリケーショ
ンには重要ではなく且つ各アプリケーションに固有のデ
ータスペースがメモリSRAM内では物理的に異なって
いることを意味している。しかしながら前述した如く、
2つのアプリケーションは、相互連絡サーバSAに送ら
れるモニターコールを介して対話式であり得る。従っ
て、2つのアプリケーションA1、AnはSAに向けら
れる2つのモニターコールFS1、FSn全体を介して
対話式である。この場合、2つのアプリケーションの一
方、例えばA1のデータ及びコマンドは、他のアプリケ
ーション、ここではAnにより送られる。例えばA1が
SAに対して、Anを介在させてA1にサービス若しく
は特定情報を提供させるか又はGPOSにより提供され
る基本サービスに全体として関与させるように求める
と、これら2つのアプリケーションA1、Anの各々の
間の対話が生じ得る。A1及びAnが同一カードGPU
上か又は異なるカード上、例えばGPU及びGPUi上
にあり得ることは明白である。オペレーティングシステ
ムの中心では、アプリケーションは2つの手段により、
即ちアプリケーションナンバーとアプリケーションネー
ムとにより識別される。アプリケーションはJCB(英
語のJob Control block)と称する特
殊構造により示される。この特殊構造は、例えばアプリ
ケーションナンバーとアプリケーションネームとを含む
静的情報、及びアプリケーションの実状態、即ちアプリ
ケーションが絶えず置かれている状態を表す動的情報を
含んでいる。この動的情報が経時的に変化することは言
うまでもない。勿論アプリケーションA1〜Anは当該
アプリケーションの実現者により設定・限定された優先
法則、即ちコアNYから認知される優先の法則に従う。
従って、あるアプリケーションは他のアプリケーション
よりも優先的である。任意のアプリケーションは図5に
示す状態の1つにあり得る。任意のアプリケーションの
置かれ得る状態をE0〜E5で示す。状態E0は、アプ
リケーションにより提供されるサービスが利用出来ない
ことを意味している。アプリケーションはメモリSRA
M内にロードされているが使用され得ない。状態E
1は、アプリケーションが開始される状態である。この
ために、コアNYはアプリケーションのサービスを求め
る実行開始命令を送る。それによりアプリケーションを
状態E0から状態E1に移行させることができる。この
命令はJR(英語のJob request)と称され
る。状態E1では、アプリケーションを構成する全ての
プロセス(後記参照)及びメモリSRAMでこのアプリ
ケーションに対応する全てのテーブルの初期化作業が特
に実施される。この状態では、アプリケーションはまだ
実行されず、従って不安定である。アプリケーションの
初期化及び起動のための全ての操作が終了すると、状態
E2に移行される。状態E2はより頻繁であり、且つア
プリケーションが実行中の状態である。この状態では、
アプリケーションは求められるサービスを提供すること
ができる。状態E3は、アプリケーションが終了しよう
とするか又は停止しようとしている状態である。アプリ
ケーションに求められるサービスが終了すると、この状
態が生じる。アプリケーションの最後のプロセスにより
実施される最後の操作が終了すると、状態E4に移行さ
れる。この状態では、アプリケーションは停止される。
アプリケーション管理プログラムGAの特定命令又はア
プリケーションのサービスを求めるオペレータの迅速な
(express)命令によってのみ状態E1に戻るこ
とができる(このオペレータは例えばGPU外部のカー
ドにより操作を行う人間のオペレータである)。アプリ
ケーションが故障又はエラーのために割込まれる補足状
態E5が更に存在する。アプリケーションが終了しよう
としている(状態E3)ときにエラー又は故障が生じる
と、状態E3からE5に移行し得る。アプリケーション
の起動操作時にエラーが生じると、状態E1からE5に
移行する。オペレータの命令により状態E5から状態E
1に戻り得る。図3に戻って説明する。任意のアプリケ
ーションA1〜Anは、各々が所定の機能を果たす複数
のプロセスに分割され得る。各プロセスにより果たされ
る機能間には関係はない。アプリケーション内部では、
プロセスに優先が規定される。これらのプロセスは、同
期化される(プロセスは約束をしていると言われる)か
又はプロセス特有の機能を果たすためにプロセスに必要
な情報を交換する必要があり得る。該当するアプリケー
ションが状態E2にあると、所定時間に単一のプロセス
がCPU内部で実行される。これは、カードGPU内に
1つのCPUしかないためである。2つのプロセスの任
意の同時進行は論理命令によってでしかあり得ない。図
3に示す如く、任意のアプリケーションAiが次のモデ
ルに設けられている。このアプリケーションは、アプリ
ケーションの操作に必要な全ての要素の、即ちアプリケ
ーションを構成し且つ互いに連絡し得るプロセスP1,
P2,P3,P4等である全ての異なるプロセスの初期
化プロセスP0を含んでいる。プロセスは、プロセスナ
ンバーとプロセスが属するアプリケーションの識別子と
により識別される。かくして例えばプロセス2.8はア
プリケーションA2のプロセスP8である。あるプロセ
スは同一アプリケーションの他のプロセスと対話し得
る。あるプロセスは、他のプロセスと関係すると、アプ
リケーションの識別子でないプロセスナンバーを与え
る。この配置は、アプリケーション同士の独立性及び分
離を強める。実際にはプロセスは他のアプリケーション
のプロセスの1つとは決して関与し得ない。オペレーテ
ィングシステムGPOSでは、プロセスはPCB(英語
のprocess control blockの略
字)と称され得る特定システム構造により示される。P
CBはJCBと同様に、例えばプロセスナンバー、アプ
リケーション識別子、メモリSRAM内のプロセス固有
のデータ及びコードの入力点並びに優先度を含む静的情
報と、PCBが読込まれるときにプロセスの実状態を反
映する動的情報とを含んでいる。PCBの長さは例えば
146バイトである。プロセスの実状態は、図6を参照
して説明する状態S1〜S5の1つである。“ドリーミ
ング”と称される休止状態S1は、プロセスが停止若し
くは終了されているか又は決して開始されない状態であ
る。状態S2は“待機”(レディー)状態である。これ
は、プロセスがマイクロプロセッサCPU内で活動状態
に入れるという状態である。例えばP0からの実行開始
命令により状態S1から状態S2に移行し、アプリケー
ション管理プログラムGAからの停止命令によりS2か
らS1に移行する。状態S3はいわゆる“実行”(ラニ
ング)状態である。これは、プロセスが遂行するとみな
されている機能の実行中の状態である。当該プロセスが
最も高い優先を有するためにコアがこのプロセスに助け
を求めることにすると、コア(又はサーバSA)の呼出
しで状態S2から状態S3に移行し、反対にこのプロセ
スがもはや最も高い優先を持たなくなると、状態S3か
ら状態S2に移行する。この点で指摘すべきことは、オ
ペレーティングシステムが、インタリーブするように種
々のプロセスの実行を調整し(オペレーテイングシステ
ムは更にインタリーブするように種々のアプリケーショ
ンA1〜Anの実行を調整する)、且つこれらの種々の
プロセスの実行時間の使用を管理するために優先レベル
を使用することである。このために、オペレーティング
システム、実際にはGAは、最も高い優先を有するプロ
セスを所定の時間間隔で呼出し得る時間管理ルーチン
(スケジューリングルーチン)と称する特殊な基本メカ
ニズムを使用する。これらの手続きは特殊モニターコー
ル又は割込み手続きにより呼出される。更にはGAから
出される停止命令により状態S3から状態S1に移行し
得る。状態S4は、プロセスが作業を継続するためにイ
ベント又はデータを待っている状態である。この場合プ
ロセスは作動しない。何故ならば、プロセスには何か
が、例えばこのためのデータが欠けているからである。
しかしながら、待っている物が入手できるとすぐに、プ
ロセスは使命を継続できる状態となる。このような状態
になるとすぐに、プロセスは状態S3に戻される。“中
断”状態S5。これはコアNYにより示される上層権限
がコア自体の理由のためにプロセスの作業の中断を決定
する場合である。従って、プロセスを中断した同一権限
の命令で状態S5から状態S4に、又は状態S5から状
態S2に移行し得る。これから図7を参照する。2つ以
上のプロセスの実行の同期化を可能とするか又は同一ア
プリケーションのプロセス間の連絡を可能とするため
に、オペレーティングシステムはセマフォと称する公知
の型の特殊ツールを提供する。希望する使用に応じて、
即ちプロセスの同期化であるか又はプロセス間の連絡で
あるかによって、2つの型のセマフォが存在する。これ
らはトークンセマフォ又はイベントセマフォ、及びメッ
セージセマフォである。トークンセマフォはESで示
し、メッセージセマフォはMSで示す。これらのセマフ
ォは、メッセージセマフォがより長いことを除けば、類
似構造を有する。図7に示すように、セマフォES及び
セマフォMSはまず、特にセマフォMSのためにメッセ
ージの型を規定するヘッダを含んでいる。セマフォは実
行すべき行動のコード、即ちこのセマフォで実行すべき
行動の型、つまりイベントセマフォについてはトークン
を取出すか若しくは入れるか、又はセマフォMSについ
てはメッセージを出すか若しくは取り消すかという行動
の型を含んでいる。メッセージセマフォMSは更に、テ
キストを包含し得る部分を含んでいる。このテキスト
は、メッセージを交換し合う部分間の規定により得られ
る。これはデータ又はデータアドレス等であり得る。任
意のセマフォはセマフォナンバーとアプリケーション識
別子とにより識別される。これらの識別データはセマフ
ォのヘッダに含まれている。所定のセマフォは、正確に
限定されたアプリケーションに属する。このセマフォに
関する操作は、セマフォが属するアプリケーションのプ
ロセスによってのみ実行され得る。プロセスがセマフォ
に関与すると、プロセスは、この同一プロセスが持たな
いアプリケーション識別子ではなく、セマフォナンバー
によってのみセマフォを識別する。この装置は、アプリ
ケーション間の分離を強める。何故ならば、プロセスは
他のアプリケーションのセマフォに決してアクセスでき
ないからである。反対に所定のアプリケーションの全て
のプロセスは、いつでもこの同一のアプリケーションの
どのセマフォにもアクセスすることができる。複数のプ
ロセスが同一セマフォへのアクセスを同時に待ってもよ
い。メッセージセマフォに関しては、プロセスがほぼオ
フラインの機能を実行することを想起すべきである。し
かしながら、全てのプロセスはいつでも情報交換する
か、又は外部世界即ち他のアプリケーション若しくはG
POSから情報を受取る必要があり得る。同一アプリケ
ーションのプロセスが互いに情報交換し得るか又は外部
世界と情報交換し得ることが、正にメッセージセマフォ
の機能である(後者の場合、情報は前述した如くSAを
介して通過する)。アプリケーションが実行されると、
このアプリケーションは、アプリケーションの実行中に
予想されないエラー又は任意の型の問題点を被り得る。
このためにオペレーティングシステムGPOSは故障管
理プログラムGIを含んでいる。このプログラムの目的
は、エラーの生じた又は問題を認知しているこのアプリ
ケーションの応急修理を行うことである。あらゆるエラ
ー又は問題点を例外と称する。3種の例外が存在し、以
下のように区別され得る。プロセスに関係する例外。こ
のような型の例外は一般に、実行中のプロセスの停止に
つながる。アプリケーションに関係する例外。プロセス
に関係しないこの例外は一般に、アプリケーションの停
止につながる。例えば特殊割込み管理ルーチンの実行時
に故障が生じる場合がそうである(CPUはある程度の
数の割込みを管理している)。システムに関する例外。
これは、特にアプリケーションには関係せず、システム
の死につながる極めて重大なエラーである。例外が生じ
ると、この例外に関する報告を行うメッセージが作成さ
れ且つプロセスの例外の場合はPCB内に、アプリケー
ションの例外の場合はJCB内に、システムの例外の場
合はオペレーティングシステムGPOSの特定区域内に
ストックされる。例外メッセージの全体のフォーマット
はまず、例えばプロセスについての例外又はアプリケー
ションについての例外等の場合には、特にこのメッセー
ジの全体の意味を包含するこのメッセージの特定ヘッダ
を含んでいる。このヘッダの次には、例外の種類の範囲
内での例外の型に関係し且つこの例外を認知している構
成要素を識別する情報が続いている。これらの情報の次
には、例えばエラーの所在地等を提供するエラーの型に
応じての特定情報が続いている。MULTIBUS I
IからネットワークRNへの又はその逆のデータ転送を
編成するアプリケーションAiが作動する、コンテキス
トの具体例を示す図4をこれから参照する。このネット
ワークRNはFDDI型、SCSI型又はETHERN
ET型のリンクにより規定され得る。オペレーティング
システムGPOSの制御下で、従来の積層形態でGPU
により実行される機能を考察するならば、最も高い層か
ら最も低い層までにアプリケーションAiと、入出力管
理プログラムGESiと、物理的インタフェースMUL
TIBUS IIとが順次配置されている。このインタ
フェースは前記IEEE1296規格により規定されて
いる。オペレーティングシステム、例えばBULL
S.A.製コンピュータDPS7000で実行される例
えば同社製のGCOS7型オペレーティングシステムの
制御下で作動するコンピュータORDの近くには、上か
ら下に向かってアプリケーションAjと、入出力管理プ
ログラムGESjと、物理的インタフェースMULTI
BUS IIとが順次配置されている。このインタフェ
ースはカードGPU上のインタフェースと類似してい
る。物理的インタフェースMULTIBUSIIと入出
力管理プログラム(GESi又はGESj)とからなる
2層全体は、BULL S.A.により開発されたプロ
トコルPLANETの名で知られている。このプロトコ
ルについては同社により出願されたフランス特許明細書
第2633 414号“中央相互接続式情報処理システ
ム”に記載されている。アプリケーションAjの構成
は、例えばFDDI型ネットワークRN上に送られるべ
き複数のフレームをコンピュータORDの特殊メモリ区
域BFj内に形成するか、又はネットワークRNから送
られるフレームを受取るための空の特殊メモリ区域BF
jを単に準備することにある。これらの特殊メモリ区域
BFj,BF’jはバッファ(英語)と呼ばれる。Aj
は、入出力管理プログラムGESjにこれらのバッファ
のアドレス及び長さを提供し、且つ同時にAiのための
コマンドブロックを形成する。これらのコマンドブロッ
クの構成は、BFjからRNにデータ転送せねばならな
いか、又はBFjをRNからのデータで満たさねばなら
ないということをAiに指摘することにある。これらの
コマンドブロックは更にGESjに伝送される。入出力
管理プログラムGESjはこれらのデータ及びコマンド
ブロックを考慮し、プロトコルPLANETに応じてフ
レームを作成し且つフレームをMULTIBUS II
に送る。GPUに達すると、このプロトコルに応じて作
成されたフレームは、プロトコルPLANETを認知す
るサーバSAのレベルでオペレーティングシステムによ
り引受けられる。SAが一旦当該フレームの有効データ
をメモリVRAM内に、コマンドブロックをSRAM内
に置く(本特許明細書と同時に出願されたフランス特許
明細書を参照のこと)と、SAは関係するアプリケーシ
ョンAiを再起動する。従って、アプリケーションAi
はネットワークRN又はORDに向けてのこれらの有効
データの伝送に携わる。より正確に言えば、コンピュー
タORDからネットワークRNへの及びネットワークか
らコンピュータへの有効データの伝送方法は、図8のフ
ローチャートに示されている。フローチャートの連続す
る操作は以下の通りである。 1.コアNYはアプリケーションAiを再起動させ、従
って尚INITと称されるプロセスP0を開始させる。
前述した如く、このプロセスはアプリケーションを初期
化し、従ってアプリケーション固有のある程度の数のテ
ーブルを初期化する。このプロセスは次にアダプタ装置
DEAを初期化する。これから操作1に移る。 1:プロセスINITは次に第1のプロセスP1を開始
する。ここで説明する実施例では、アプリケーションA
iはプロセスP0とプロセスP1とからなっている。ア
プリケーションのプロセス数が多い場合には、この操作
1では種々のプロセスP1,P2,...Pnが交互に
開始される。一旦P1が開始されると、アプリケーショ
ンAiはE2(実行中)の状態にある。アプリケーショ
ンAiは次に送信であれ受信であれ全てのフレーム転送
を処理するためにこの状態にとどまる。対応するプロセ
スP1はS2の(準備)状態にある。Ai内にn個のプ
ロセスがある場合には、これらのプロセスはP0から又
はこれらのプロセスの1つから開始され得、プロセスの
開始が任意のランダムな順番につながっていることに留
意すべきである。これから操作2に移る。 2:所定の時間にGPOS(SA)はコンピュータOR
Dからサービスの依頼を受ける。SAはSAに求められ
ている物をコンピュータORD内で確認し、従ってこの
サービスを遂行するのに適したリソースを探す。このリ
ソースは実際にはAiに対応するアプリケーション、即
ちAjである。このAjは、ネットワークRN上に送ら
れるべきフレームをバッファBFj内で探す。SAは、
アプリケーションAjを使用する必要があり、ここでこ
のアプリケーションに対応するセマフォ内にメッセージ
を出して、このアプリケーションを助ける、即ちアプリ
ケーションを再起動させるということを知っている。こ
れから操作3に移る。 3:プロセスP1はセマフォを分析し、何が操作のイニ
シエータであるか、即ちアダプタ装置DEAなのか又は
コンピュータORDなのかを自問してセマフォから結果
を引き出す。アダプタ装置の場合には操作9に移行し、
コンピュータの場合には操作4に移行する。 4:P1はORDからSAに来る命令を求める。SAは
ORDのメモリ内で命令を探す。これは読取り操作です
か又は書込み操作ですか。読取り操作の場合には2つの
操作5,8のいずれかに移行する。書込み操作の場合に
は操作6に移行する。 5:この操作では、コンピュータORDは、コンピュー
タがネットワークRNからのデータを受け取る準備がで
きていることを装置GPUに指示する。ネットワークか
らの使用可能なデータがなければ、操作5から操作2に
移行する。 8:この操作では、DEAからの、即ちネットワークR
Nからのデータが使用可能であるかどうかが検討され
る。使用可能なデータが全くなければ、5に移行する。
データが使用可能であれば、10に移行する。 10:これらのデータをメモリVRAM内に局限する
(DEAはこれらのデータがどこにあるか知っている)
ために、アプリケーションと、より正確に言えばアプリ
ケーションのプロセスP1とアダプタ装置DEAとの間
で対話が開始される。この対話に関しては、一方では前
記フランス特許明細書第89 10156号を、他方で
は本特許明細書と一緒に出願されたフランス特許明細書
を参照されたい。この対話が終了するとすぐに、操作1
1に移行する。 11:この操作では、P1はアプリケーションサーバS
Aに対して、コンピュータORD内の書込みに当てられ
たバッファ即ちBFj内に、VRAM内にストックされ
ていたデータを書込むように求める。このために、SA
はプロトコルPLANETを使用する。それから操作2
に戻る。 6:SAはデータ書込み命令をP1に出す(4参照)。
P1は書込まねばならないデータをSAに求める。SA
はそこで、プロトコルPLANETによりORDと対話
して、バッファBFj内にあるデータを探す。これらの
データはメモリVRAM内にストックされている。これ
から次の操作7に移行し得る。 7:インタフェースIHA及び装置DEAを通じてデー
タをネットワークRNの方に伝送するために、前述した
2つの特許明細書に記載の如くP1とアダプタ装置DE
Aとの間に対話が行われる。データが一旦VRAMから
取出され且つネットワークRN上に位置すると、2に戻
る。操作3で実施された分析に答えてアダプタ装置DE
Aがイニシエータであると指定されると、9に移行す
る。 9:P1は、コンピュータORDがデータを受取る準備
ができているかどうかをチェックする。準備ができてい
なければ、データがメモリVRAM内で使用可能な操作
12に移行する(12から2に戻る)。コンピュータO
RDがデータを受取る準備ができているならば、既に説
明した操作10に移行する。
【図1】コンピュータが接続用ゲートウェイを介してい
かに任意の型のネットワークに接続されているかを示す
図である。
かに任意の型のネットワークに接続されているかを示す
図である。
【図2】オペレーティングシステムを支援する具体的構
造の種々の主要構成要素を示す図である。
造の種々の主要構成要素を示す図である。
【図3】オペレーティングシステムの種々の主要構成要
素、及びオペレーティングシステムに結合されたアプリ
ケーションの幾つかを示す図である。
素、及びオペレーティングシステムに結合されたアプリ
ケーションの幾つかを示す図である。
【図4】オペレーティングシステムの作用の全体の層状
コンテキストを示す図である。
コンテキストを示す図である。
【図5】アプリケーションが置かれ得る種々の状態、及
びいかにある状態から他の状態に移行し得るかを示す図
である。
びいかにある状態から他の状態に移行し得るかを示す図
である。
【図6】アプリケーションのプロセスが置かれ得る種々
の状態、及びいかにある状態から他の状態に移行し得る
かを示す図である。
の状態、及びいかにある状態から他の状態に移行し得る
かを示す図である。
【図7】イベントセマフォ又はメッセージセマフォの構
造を示す図である。
造を示す図である。
【図8】オペレーティングシステムの制御下でフレーム
をコンピュータバスからネットワークに及びネットワー
クからコンピュータバスに転送させるための特定アプリ
ケーションの種々の操作段階を示すフローチャートであ
る。
をコンピュータバスからネットワークに及びネットワー
クからコンピュータバスに転送させるための特定アプリ
ケーションの種々の操作段階を示すフローチャートであ
る。
A1〜An アプリケーション GPOS オペレーティングシステム MPC コプロセッサ NY 中心コア ORD コンピュータ
Claims (9)
- 【請求項1】 ネットワーク(RN)の少なくとも1つ
の特定リンクにコンピュータバス(PSB)を接続させ
る汎用接続装置であって、 マイクロプロセッサにより実行されるオペレーティング
システムを含んでいる少なくとも1つのメモリ(SRA
M)に、内部バス(BI)を介して接続されているマイ
クロプロッセサ(CPU)と、 マイクロプロッセサにより編成され且つ管理されてお
り、コンピュータバスからリンクへ、及びその反対へフ
レームを転送する手段(MPC,B2,VRAM,B
I,DMAC)と、 互いに独立しており前記オペレーティングシステムに関
連する複数のアプリケーション(A1−An)のそれぞ
れの作業をリアルタイムで管理し且つ編成するための中
心コア手段(NY)と、 各アプリケーションがあるべき状態を監視し且つ規定す
る管理手段(GA)と、 要求に応じて各アプリケーションが他のアプリケーショ
ンのサービスを求めることを可能にする相互連絡手段
(SA)と、 前記中心コア手段(NY)、管理手段(GA)、及び相
互連絡手段(SA)が互いに通信することを可能にする
手段(FG0−FG6)と、 前記アプリケーションが中心コア手段(NY)及び管理
手段(GA)と通信することを可能にする手段(F1,
F2,F3,...Fn,FAi)と、 を備えたことを特徴とする汎用接続装置。 - 【請求項2】 相互連絡手段(SA)が、第1のアプリ
ケーションに第1のシステムコール(FS1)のセット
を送ることにより、第1のアプリケーションが第2のア
プリケーションに作用することを許容し、次に相互連絡
手段(SA)が、第2のアプリケーション(An)に第
2のシステムコール(FSn)のセットを送る請求項1
に記載の装置。 - 【請求項3】 各アプリケーションが特定構造(JC
B)によって表現され、前記特定構造が、該構造の識別
を可能にする静的情報と所定の瞬間のアプリケーション
の実際の状態を有する動的情報とを含む請求項1または
2に記載の装置。 - 【請求項4】 任意のアプリケーションが下記の任意の
1つの状態、即ち、−アプリケーションがメモリにロー
ドされているが使用できず、従って該アプリケーション
によって提供されるサービスが利用できないことを示す
状態E0、−アプリケーションが開始され、中心コア手
段(NY)が該アプリケーションのサービスを要求する
開始命令を送り、これによりアプリケーションが状態E
0からE1に変化するような状態E1、 −アプリケーションが実行されており、要求されるサー
ビスを提供可能な状態E2、 −要求されたサービスが完了し、アプリケーションが終
了または停止されている状態E3、 −状態E3の終了後、直ちにアプリケーションが停止さ
れる状態E4であって、状態E4からE1への切り換え
が管理手段(GA)の特定の命令、またはアプリケーシ
ョンのサービスを要求しているオペレータからの命令に
よってのみ可能である状態E4、 のいずれかである請求項1から3のいずれか一項に記載
の装置。 - 【請求項5】 任意のアプリケーション(A1−An)
が、それぞれが所定の機能を遂行する複数のプロセス
(P0,P1,P2,...,Pn)に分割され、各プ
ロセスの機能は互いに独立しており、各プロセスは同じ
アプリケーションの他のプロセスに作用を及ぼすことが
可能である請求項1から4のいずれか一項に記載の装
置。 - 【請求項6】 プロセスが、特定システム構造(PC
B)によって表され、該構造は、プロセス、前記メモリ
におけるプロセスのデータ及びコードの入力点、及び優
先順位を識別する静的情報と、前記特定システム構造が
読み出された時のプロセスの実際の状態を表す動的情報
とを含む請求項5に記載の装置。 - 【請求項7】 前記オペレーティングシステムが下記の
複数の状態、即ち、 −プロセスが中断または完了しているか、もしくは開始
されていない休止状態と呼ばれる状態S1, −プロセスがアクティブになる準備ができている待機状
態である状態S2, −プロセスが要求されている機能を遂行中である実行状
態と呼ばれる状態S3、 −プロセスが作業を続行すべくイベントまたはデータを
待ち受ける状態S4, −中央コア手段(NY)がプロセスの作業を中断するこ
とを決定した中断状態と呼ばれる状態S5, を有する請求項5または6に記載の装置。 - 【請求項8】 アプリケーションのプロセスP0が、該
アプリケーションに含まれる他のプロセスのセットを初
期化するプロセスであり、該初期化プロセスから発せら
れる開始命令により、状態S1からS2への変化が生
じ、管理手段(GA)から発せられる停止命令により状
態S2からS1への変化が生じ、 状態S2からS3への変化及びその反対への変化が中央
コア手段(NY)または相互連絡手段(SA)からの呼
出しにより実行され、状態S5から状態S4またはS2
への変化が、プロセスを停止させた場所から発せられる
命令に従って生ずる請求項7に記載の装置。 - 【請求項9】 オペレーティングシステムが、同じアプ
リケーションの2つのプロセスの実行の同期を可能にす
るトークンセマフォと呼ばれるセマフォと、同じアプリ
ケーションのプロセス間の通信を可能にするメッセージ
セマフォ(MS)と呼ばれるセマフォとを含み、これら
のセマフォが所定のアプリケーションに属し、セマフォ
のオペレーションは、該セマフォが属するアプリケーシ
ョンの手順によってのみ実行され得る請求項5から8の
いずれか一項に記載の装置。
Applications Claiming Priority (2)
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FR9108907 | 1991-07-15 | ||
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JPH05274234A JPH05274234A (ja) | 1993-10-22 |
JPH0799511B2 true JPH0799511B2 (ja) | 1995-10-25 |
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Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
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JP4188080A Expired - Lifetime JPH0799511B2 (ja) | 1991-07-15 | 1992-07-15 | ネットワークの特定リンクにコンピュータバスを接続させる汎用接続装置 |
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US (1) | US5455950A (ja) |
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Families Citing this family (16)
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