JPH096460A - ウィンドウ・ベースの複数ユーザ・コンピュータ・システムおよび方法 - Google Patents

ウィンドウ・ベースの複数ユーザ・コンピュータ・システムおよび方法

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JPH096460A
JPH096460A JP8135531A JP13553196A JPH096460A JP H096460 A JPH096460 A JP H096460A JP 8135531 A JP8135531 A JP 8135531A JP 13553196 A JP13553196 A JP 13553196A JP H096460 A JPH096460 A JP H096460A
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    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
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    • G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
    • G06F9/451—Execution arrangements for user interfaces

Abstract

(57)【要約】 【課題】 複数の作業域を含むコンピュータ・システム
を提供する。 【解決手段】 それぞれの作業域は、個々のユーザのコ
ンピュータ・システム選択設定を表す。コンピュータ・
システム選択設定としては、アプリケーション・プログ
ラムおよびオペレーティング・システム選択設定があ
る。ユーザが複数の作業域でナビゲーションできるよう
にするために作業域マネージャが用意されている。すべ
ての作業域設定は、不揮発性メモリに格納された作業域
設定プロファイル・ファイルに保管される。複数デスク
トップ・コンピュータ・システムのデスクトップ・マネ
ージャとして使用する作業域マネージャの新規実施例も
提供する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、一般的にはコンピ
ュータ・システムに関し、より具体的には単一コンピュ
ータ・システム上の複数ユーザがそのコンピュータ・シ
ステムの選択設定を格納したり復元できるようにするた
めのコンピュータ・システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】高速サスペンド／レジューム技術の使用
により、ユーザは、コンピュータ・システムの電源を切
断するときにプログラム・アプリケーションをオープン
にしたままにしておくよう奨励されている。というの
は、高速サスペンド／レジューム技術は、コンピュータ
・システムの電源を再度投入したときにコンピュータ・
システムの動作環境とプログラム・アプリケーションを
復元するからである。このような高速サスペンド／レジ
ューム技術の一例としては、ＩＢＭによるRAPID RESUME
TMがある。RAPID RESUMETMでは、ユーザが開始した電源
遮断またはシステム・タイマの時間切れなどの所定の制
御事象の際にユーザまたはオペレーティング・システム
がコンピュータ・システムをサスペンドすることができ
る。サスペンド／レジューム技術およびオペレーション
の詳細については、以下に説明する。
【０００３】多くのコンピュータ・システムは、一般に
ウィンドウ環境と呼ばれるもので動作する。ウィンドウ
環境とは、モニタの画面上に描かれた図形表示によりコ
ンピュータ上で実行されているアプリケーション・プロ
グラムとユーザとの間のやりとりを管理するシステム・
ソフトウェアである。通常、この図形表示は、電子の
「デスクトップ」の表面に似るように配置され、コンピ
ュータ上で動作しているそれぞれのアプリケーション・
プログラムは、「ウィンドウ」と呼ばれる画面の矩形領
域に表示される１枚または複数枚の電子の紙として表さ
れる。
【０００４】デスクトップ上には複数のウィンドウが同
時に存在し、それぞれのウィンドウが異なるアプリケー
ション・プログラムによって生成された情報を表示して
いる可能性がある。それぞれのアプリケーション・プロ
グラムは、ウィンドウ領域内にイメージ、グラフィッ
ク、またはテキストを描くことにより、そのウィンドウ
を介してユーザに情報を提示する。これに対してユーザ
は、マウスなどのポインティング・デバイスによって制
御されるポインタを使ってウィンドウ内の標準の図形オ
ブジェクトを「ポイント」してそのオブジェクトを選択
するか、またはモニタに関連するキーボードに情報をタ
イプ入力することにより、アプリケーションとやりとり
する。オブジェクトの選択は、マウスを作動させてポイ
ンタをオブジェクトの上またはその付近に移動させ、マ
ウス上のボタンを押して素早く解除する、すなわち、
「クリック」するか、またはキーボードによりカーソル
を操作することにより、実行することができる。
【０００５】通常、それぞれのウィンドウ領域によって
含まれる図形オブジェクトは、サイズ変更ボックス、ボ
タン、スクロール・バーである。これらのオブジェクト
は、ユーザがポインタでポイントして選択または操作す
ることができるユーザ・インタフェース要素を表してい
る。たとえば、ユーザは、これらの要素を操作して、表
示画面上でウィンドウをあちこち移動させたり、従来通
りデスクトップを配置するためにそのサイズと外観を変
更したりすることができる。これらの要素が選択または
操作されると、制御がユーザによって占有されたことが
ウィンドウ環境により基礎となるアプリケーション・プ
ログラムに通知される。
【０００６】一般にユーザが使用可能なコマンド選択肢
をリストするユーザ・インタフェース要素の別の例とし
ては、ポップアップ・メニューとプルダウン・メニュー
がある。このようなメニューの活動化と、コマンドの選
択は、それをポイントしてマウス制御のポインタでそれ
をクリックするだけで、実行することができる。
【０００７】上記の構成を使用する数通りのウィンドウ
環境が市販されている。このような環境としては、アッ
プル・コンピュータ社が開発したSystem 7(R)というオ
ペレーティング・システム、マイクロソフト社が開発し
たWindows(R)というグラフィカル・ユーザ・インタフェ
ース、ＩＢＭが開発したＯＳ／２プレゼンテーション・
マネージャー(R)がある。本発明は、このような環境の
すべてに適用可能であり、関連機能またはタスク別にア
プリケーションをグループ化するためにデスクトップ・
メタファを使用するアプリケーションの管理に関係する
ものである。
【０００８】一般に、デスクトップ・メタファは、作業
を実行するのに必要なアプリケーションをユーザが容易
に管理できる環境を提示することにより、ユーザ効率を
促進する。上記のウィンドウ環境は、通常、それぞれが
機能別に関連している、事前定義済みのアプリケーショ
ンの「グループ」単位にアプリケーションを編成する単
一デスクトップを提供するだけである。それぞれのアプ
リケーションは、「アイコン」と呼ばれる小さい絵によ
って表される。ユーザはデスクトップ上に表示されたア
イコンとそれに関連するグループの配置、作成、削除を
実行することができるが、関連するアプリケーションが
実行されたり、「オープンされる」わけではない。すな
わち、上記のウィンドウ環境では、通常、オープンした
アプリケーションのグループ化を行うことができない。
【０００９】アプリケーションは、それに関連するアイ
コンを事前定義済みグループから選択することによって
オープンすることができ、このようなオープン・アプリ
ケーションは通常、デスクトップ上に見える「アプリケ
ーション・ウィンドウ」で実行される。複数のアプリケ
ーションを同時にオープンすると、デスクトップは散乱
したように見える場合がある。アプリケーションを終了
せずにデスクトップ上の空間を解放するためには、オー
プン・アプリケーション・ウィンドウを最小化し、一般
にオープンしていないアプリケーションを表すために使
用するアイコンと同じアイコンであるアイコンとして表
示することができる。オープンしたアプリケーション・
プログラムはアイコンによって表されるが、そのアイコ
ンは、事前定義済みグループの一部ではなくなってお
り、他のグループからオープンしたアプリケーションを
表す他のアイコンとともにデスクトップ上に表示され
る。
【００１０】サスペンド／レジューム技術により、電源
投入時にコンピュータ・システムをレジュームしたユー
ザが、コンピュータ・システムをサスペンドしたのと同
一ユーザではない場合、不明瞭な状況が発生する可能性
がある。たとえば、前のユーザによってオープンしたま
まになっているアプリケーションは次のユーザが容易に
アクセスすることができ、そのため、保管されていない
データを修正したり、破棄することが可能である。この
ようなアプリケーションとしては、ワード・プロセッサ
文書、スプレッドシート、ＣＡＤ図面などがある。この
ような状況は、家族全員が使用するパーソナル・コンピ
ュータ・システムなど、単一コンピュータ・システムを
複数のユーザが使用する場合に特に当てはまる。したが
って、コンピュータ・システムをレジュームしたユーザ
がコンピュータ・システムをサスペンドしたのと同一ユ
ーザではない場合にデータ紛失を防止する必要性があ
る。
【００１１】さらに、通常、それぞれのコンピュータ・
システムは、ユーザ個人の好みに合わせるためにユーザ
が修正可能な１群のシステム選択設定を含む。一般にシ
ステム選択設定としては、前景および背景のカラーとデ
ザイン、フォント、カーソルの点滅速度と形状、オーデ
ィオ・オプションなどがある。WINDOWSTMオペレーティ
ング・システムは、ユーザによるシステム選択設定の修
正を可能にするオペレーティング・システムの一例であ
る。事実、この選択設定により、それぞれのコンピュー
タ・システムはユーザが定義した所与の「雰囲気」を保
持することができる。システム選択設定はその非常に自
然な好みによるものなので、あるユーザの好みが別のユ
ーザには適当でない場合があり、その結果、複数のユー
ザが同一コンピュータ・システムを使用し、システム選
択設定が相容れないときに、争いが発生する。これは、
別のユーザがシステム選択設定を修正し、その結果、レ
ジュームしたコンピュータ・システムがまったく別のコ
ンピュータ・システムに見えるようにしたことが分かる
ようにするためにのみ、ある状態でコンピュータ・シス
テムをサスペンドしたユーザにとって特に面倒なことに
なる場合がある。
【００１２】したがって、同一コンピュータ・システム
を共用する複数のユーザが自分専用のコンピュータ・シ
ステムを持っていると思えるようにするために、複数ユ
ーザ・コンピュータ・システムで個々のユーザのシステ
ム選択設定を保管し復元する必要性がある。また、複数
ユーザ・システムで機能またはユーザ特性別にアプリケ
ーション・プログラムを単純かつ効率よく編成すること
も必要である。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】したがって、本発明の
利点の１つは、それぞれのユーザが自分の個別プログラ
ム・アプリケーションとシステム選択設定を同一コンピ
ュータ・システムの他のユーザから保護できるようにす
る、複数ユーザ・パーソナル・コンピュータ・システム
を提供することにある。
【００１４】本発明の他の利点は、それぞれのユーザの
専用パーソナル・コンピュータ・システムの雰囲気を保
持する、複数ユーザ・パーソナル・コンピュータ・シス
テムを提供することにある。
【００１５】また、本発明の他の利点は、ユーザ定義機
能を特徴とする複数の作業域を含む、複数ユーザ・コン
ピュータ・システムを提供することにもある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】本発明により、コンピュ
ータ・システムをレジュームしたユーザがコンピュータ
・システムをサスペンドしたのと同一ユーザではない場
合にデータ紛失を防止するコンピュータ・システムが提
供される。このコンピュータ・システムは、複数の個別
コンピュータ・システム選択設定を表すための複数の作
業域を含む。それぞれの作業域は、個々のユーザのコン
ピュータ・システム選択設定を表すように定義すること
ができる。コンピュータ・システム選択設定としては、
オペレーティング・システム選択設定と、アプリケーシ
ョン・プログラム選択設定がある。オペレーティング・
システム選択設定の例としては、表示カラー、フォン
ト、オーディオ設定、ビデオ設定、言語などがある。ユ
ーザが特定の作業域を選択できるようにするため、作業
域マネージャが用意されている。この作業域マネージャ
により、ユーザは、使用可能な作業域のナビゲーション
に関連する多くの機能を実行することができる。このよ
うな機能としては、作業域間の切替え、ユーザ・パスワ
ードによる作業域のロック、作業域のロック解除、作業
域の選択、作業域のクローズ、作業域の作成などがあ
る。
【００１７】操作時には、作業域マネージャにより、ユ
ーザはコンピュータ・システム上で使用可能な複数の作
業域の１つを選択することができる。１つの作業域が選
択されると、作業域マネージャが現行作業域（すなわ
ち、デフォルト作業域）設定を作業域設定プロファイル
・ファイルに格納し、次に同じ作業域設定プロファイル
・ファイルから指定の作業域の設定プロファイルを読み
取る。現行作業域設定が保管され、新しい作業域設定が
ロードされると、現行作業域アプリケーションがディス
プレイから除去され、指定の作業域アプリケーションが
表示される。ユーザは、アプリケーションのオープン、
アプリケーションのクローズ、システム選択設定の変更
などにより、通常の方法で指定の作業域内で作業するこ
とができる。
【００１８】サスペンド操作によりコンピュータ・シス
テムが電源遮断された場合、それ以降の電源投入時のレ
ジューム操作時に、コンピュータ・システムはレジュー
ムした作業域設定を作業域設定プロファイル・ファイル
に自動的に保管し、デフォルト作業域設定をロードす
る。次にコンピュータ・システムは、レジュームした作
業域アプリケーション・プログラムをディスプレイから
除去し、デフォルト作業域アプリケーション・プログラ
ムを表示する。ユーザは、Ｃｔｒｌ＋Ｅｓｃというキー
ストロークによって作業域マネージャを呼び出し、そこ
から作業すべき所望の作業域を選択することができる。
したがって、本発明は、同一コンピュータ・システムを
共用する複数のユーザが自分専用のコンピュータ・シス
テムを持っていると思えるようにするために、複数ユー
ザ・コンピュータ・システムで個々のユーザのシステム
選択設定を保管し復元するコンピュータ・システムを提
供する。本発明の特定の実施例については、複数デスク
トップ・コンピュータ・システムのデスクトップ・マネ
ージャとして説明する。
【００１９】本発明の上記およびその他の利点は、本発
明の詳細な説明からさらに明らかになるであろう。
【００２０】本明細書に組み込まれ、本明細書の一部を
構成する添付図面では、上記の本発明の一般説明ととも
に本発明の実施例が例示されており、以下に示す詳細説
明は本発明の原理を例示する働きをする。
【００２１】
【発明の実施の形態】本発明の好ましい実施例が示され
ている添付図面を参照して本発明を以下により詳しく説
明するが、以下に続く説明の最初に、当業者は本発明の
好ましい結果を達成しながらここに記載する本発明を修
正できることに留意されたい。したがって、以下に続く
説明は、本発明を制限するものとしてではなく、当業者
向けの広範囲の教示開示であると理解すべきである。本
発明では、コンピュータ・アーキテクチャ設計、ディジ
タル設計、ＢＩＯＳ設計、保護モード８０４８６コード
設計、アプリケーション・コード設計、オペレーティン
グ・システム・コード設計、拡張パワー・マネージメン
トの拡張プログラミング・インタフェースの使用法など
を含みかつこれらに限定されないコンピュータ・システ
ムの設計全体を扱う。本出願は、コンピュータ・システ
ム設計のあらゆる面に精通した人を対象として作成され
ている。
【００２２】次に添付図面を特に参照すると、図面には
本発明を実施するマイクロコンピュータ・システムが示
されており、全体が１０（図１）で示されている。前述
のように、コンピュータ１０は、関連モニタ１１、キー
ボード１２、マウス１３、プリンタまたはプロッタ１４
を有することができる。コンピュータ１０は、ディジタ
ル・データを処理し格納するための電源付きデータ処理
およびデータ記憶構成要素を受け入れるためにシャシ１
９と協調して密閉されシールドされた容積を規定する装
飾外部部材１６（図２）と内部シールド部材１８とによ
って形成されたカバー１５を備えている。これらの構成
要素の少なくとも一部は、シャシ１９に取り付けられた
多層プレーナ２０またはマザーボード上に搭載されてお
り、この多層プレーナ２０またはマザーボードは、上記
のものと、フロッピー・ディスク・ドライブ、様々な形
態の直接アクセス記憶装置、アクセサリ・カードまたは
ボードなどのような他の関連要素とを含む、コンピュー
タ１０の各種構成要素を電気的に相互接続するための手
段を提供する。以下にさらに詳しく指摘するように、プ
レーナ２０には、マイクロコンピュータの各種動作構成
要素との間で入出力信号を引き渡すための備えが用意さ
れている。
【００２３】コンピュータ・システムは、電源１７と、
電源ボタン２１（以下ではスイッチ２１ともいう）とを
有する。後述するように、この電源ボタン２１は、典型
的なシステムの通常の電源スイッチとは異なり、電源１
７との間の未調整線電力の切替えを行わない。シャシ１
９は、２２に示すベースと、２４に示す前面パネルと、
２５に示す後部パネルとを有する（図２）。前面パネル
２４は、磁気ディスクまたは光ディスク用のディスク・
ドライブ、テープ・バックアップ・ドライブなどのデー
タ記憶装置を受け入れるための少なくとも１つのオープ
ン・ベイ（ならびに図示の形態の４つのベイ）を規定し
ている。図示の形態では、１対の上部ベイ２６、２８
と、１対の下部ベイ２９、３０が設けられている。一方
の上部ベイ２６は、第１のサイズの周辺ドライブ（３．
５インチ・ドライブと呼ばれるものなど）を受け入れら
れるようになっており、もう一方のベイ２８は、２つの
サイズ（３．５インチと５．２５インチなど）のうちの
指定のサイズのドライブを受け入れられるようになって
おり、下部ベイは、１つのサイズ（３．５インチ）のみ
の装置を受け入れられるようになっている。図１の２７
には１つのフロッピー・ディスク・ドライブが示されて
いるが、これは、一般に知られているように、それに挿
入されたディスケットを受け入れ、このディスケットを
使用してデータの受取り、格納、送達を行うことができ
る、取外し可能媒体直接アクセス記憶装置である。３１
には１つのハード・ディスク・ドライブが示されている
が、これは、一般に知られているように、データの格納
と送達を行うことができる、固定媒体直接アクセス記憶
装置である。
【００２４】上記構造を本発明に関連付ける前に、パー
ソナル・コンピュータ・システム１０の動作一般を要約
すると、検討に値するものと思われる。図３〜４を参照
すると、同図には、プレーナ２０に搭載された各種構成
要素と、パーソナル・コンピュータ・システムの入出力
スロットおよびその他のハードウェアへのプレーナの接
続部とを含む、本発明によるシステム１０などのコンピ
ュータ・システムの様々な構成要素を示すパーソナル・
コンピュータ・システムのブロック図が示されている。
プレーナには、マイクロプロセッサから構成されるシス
テム・プロセッサ４０（本明細書ではＣＰＵ４０ともい
う）が接続され、これはメモリ制御ユニット４６を介し
て高速ＣＰＵローカル・バス４２によって接続され、メ
モリ制御ユニット４６は揮発性ランダム・アクセス・メ
モリ（ＲＡＭ）５３にさらに接続されている。メモリ制
御ユニット４６は、メモリ制御装置４８と、アドレス・
マルチプレクサ５０と、データ・バッファ５２とで構成
されている。メモリ制御ユニット４６は、４つのＲＡＭ
モジュール５４によって表されるランダム・アクセス・
メモリ５３にさらに接続されている。メモリ制御装置４
８は、マイクロプロセッサ４０との間でやりとりされる
アドレスをＲＡＭ５３の特定区域にマッピングするため
の論理回路を含んでいる。この論理回路は、以前ＢＩＯ
Ｓによって占有されていたＲＡＭを再利用するために使
用する。メモリ制御装置４８は、ＲＯＭ８８を使用可能
または使用禁止にするために使用するＲＯＭ選択信号
（ＲＯＭＳＥＬ）をさらに生成する。適切なマイクロプ
ロセッサであればどれでもシステム・プロセッサ４０に
使用することができるが、適当なマイクロプロセッサの
１つは、ＩＮＴＥＬ社が販売している８０４８６であ
る。Ｉｎｔｅｌ８０４８６は内部キャッシュを備えてお
り、したがって、Ｉｎｔｅｌ８０４８６であるＣＰＵ４
０はＣＰＵキャッシュ４１を備えることになる。
【００２５】図３〜４のシステム・ブロック図を特に参
照して以下に本発明について説明するが、以下に続く説
明の最初に、本発明による装置および方法は他のハード
ウェア構成のプレーナ・ボードでも使用可能であること
を企図していることに留意されたい。たとえば、システ
ム・プロセッサ４０は、Ｉｎｔｅｌ８０２８６または８
０３８６マイクロプロセッサにすることができる。本明
細書で使用する８０２８６、８０３８６、または８０４
８６という表示は、一般に、Ｉｎｔｅｌ社から得られる
ようなマイクロプロセッサを意図するものである。しか
し、最近では、Ｉｎｔｅｌ Ｘ８６アーキテクチャの命
令セットを実行可能なマイクロプロセッサが他のメーカ
によって開発されており、上記の用語の使用はその命令
セットを実行可能な任意のマイクロプロセッサを包含す
るものとする。当業者には既知のように、一般に初期の
パーソナル・コンピュータは、当時普及していたＩｎｔ
ｅｌ８０８８または８０８６マイクロプロセッサをシス
テム・プロセッサとして使用していた。このようなプロ
セッサは、１メガバイトのメモリをアドレス指定できる
能力を備えている。より最近では、パーソナル・コンピ
ュータは一般に、より低速の８０８６マイクロプロセッ
サをエミュレートするための仮想モードまたは実モー
ド、あるいは一部のモデルの場合にアドレス範囲を１メ
ガバイトから４ギガバイトへ拡張する保護モードで動作
可能な高速のＩｎｔｅｌ８０２８６、８０３８６、８０
４８６マイクロプロセッサを使用している。本質的に、
８０２８６、８０３８６、８０４８６プロセッサの実モ
ード機構により、８０８６および８０８８マイクロプロ
セッサ用に作成されたソフトウェアとのハードウェア上
の互換性が得られる。上記のＩｎｔｅｌファミリーのプ
ロセッサは、完全なタイプ指定の下３桁のみの３桁表示
によって「４８６」などのように示される場合が多い。
【００２６】図３〜４に戻ると、ＣＰＵローカル・バス
４２（データ、アドレス、制御の各構成要素を含む）
は、マイクロプロセッサ４０、数学補助プロセッサ４
４、ビデオ制御装置５６、システム・キャッシュ・メモ
リ６０、キャッシュ制御装置６２の接続に備えている。
ビデオ制御装置５６は、それに関連するモニタ（または
ビデオ・ディスプレイ端末）５７と、ビデオ・メモリ５
８とを備えている。また、ＣＰＵローカル・バス４２上
にはバッファ６４が結合されている。バッファ６４自体
は、（ＣＰＵローカル・バス４２に比べ）より低速のシ
ステム・バス６６（同じくアドレス、データ、制御の各
構成要素を含む）に接続されている。システム・バス６
６は、バッファ６４ともう１つのバッファ６８との間に
伸びている。システム・バス６６は、バス制御と、タイ
ミング・ユニット７０と、ＤＭＡユニット７１にさらに
接続されている。ＤＭＡユニット７１は、中央アービタ
８２とＤＭＡ制御装置７２から構成される。追加バッフ
ァ７４は、システム・バス６６と、業界標準アーキテク
チャ（ＩＳＡ）バス７６などの任意選択機構バスとのイ
ンタフェースを提供する。バス７６には、ＩＳＡアダプ
タ・カード（図示せず）を受け入れるための複数の入出
力スロット７８が接続されている。ＩＳＡアダプタ・カ
ードは、入出力スロット７８に差込み式に接続され、シ
ステム１０に追加の入出力装置またはメモリを提供する
ことができる。
【００２７】アービトレーション制御バス８０は、ＤＭ
Ａ制御装置７２と中央アービタ８２を入出力スロット７
８、ディスケット・アダプタ８４、統合ドライブ・エレ
クトロニクス（ＩＤＥ）の固定ディスク制御装置８６に
結合する。
【００２８】マイクロコンピュータ・システム１０は基
本４メガバイトＲＡＭモジュール５３とともに示されて
いるが、任意選択の高密度メモリ・モジュール５４の追
加により図３に表すように追加メモリを相互接続できる
ことに留意されたい。例示のみを目的として、基本４メ
ガバイト・メモリ・モジュールに関連して本発明を説明
する。
【００２９】ラッチ・バッファ６８は、システム・バス
６６とプレーナ入出力バス９０との間に結合されてい
る。プレーナ入出力バス９０は、アドレス、データ、制
御の各構成要素をそれぞれ含んでいる。プレーナ入出力
バス９０に沿って、ディスケット・アダプタ８４、ＩＤ
Ｅディスク・アダプタ８６、割込み制御装置９２、ＲＳ
−２３２アダプタ９４、不揮発性ＣＭＯＳ ＲＡＭ９６
（本明細書ではＮＶＲＡＭともいう）、ＣＭＯＳリアル
タイム・クロック９８、パラレル・アダプタ１００、複
数のタイマ１０２、読取り専用メモリ（ＲＯＭ）８８、
８０４２ １０４、パワー・マネージメント回路１０６
など、様々な入出力アダプタおよびその他の構成要素が
結合されている。１０４に示す８０４２は、キーボード
１２およびマウス１３とのインタフェースを取るスレー
ブ・マイクロプロセッサである。パワー・マネージメン
ト回路１０６については、図７〜８に示し、図７〜９に
付随する本文でより詳細に説明する。読取り専用メモリ
８８は、入出力装置とマイクロプロセッサ４０のオペレ
ーティング・システムとのインタフェースを取るために
使用するＢＩＯＳを含んでいる。ＲＯＭ８８に格納され
ているＢＩＯＳは、ＢＩＯＳの実行時間を削減するため
にＲＡＭ５３にコピーすることができる。ＲＯＭ８８は
（ＲＯＭＳＥＬ信号を介して）さらにメモリ制御装置４
８に応答する。ＲＯＭ８８がメモリ制御装置４８によっ
て使用可能になっている場合、ＢＩＯＳはＲＯＭから実
行される。ＲＯＭ８８がメモリ制御装置４８によって使
用禁止になっている場合、ＲＯＭはマイクロプロセッサ
４０からのアドレス照会に応答しない（すなわち、ＢＩ
ＯＳはＲＡＭから実行される）。
【００３０】リアルタイム・クロック９８は時刻計算に
使用し、ＮＶＲＡＭ９６はシステム構成データを格納す
るために使用する。すなわち、ＮＶＲＡＭ９６は、シス
テムの現在の構成を記述する値を収容することになる。
たとえば、ＮＶＲＡＭ９６は、固定ディスクまたはディ
スケットの容量、ディスプレイのタイプ、メモリの容
量、時間、日付などを記述する情報を収容する。特に重
要な点は、ＢＩＯＳがＲＯＭから実行されるかＲＡＭか
ら実行されるかと、ＢＩＯＳ ＲＡＭが使用する予定の
ＲＡＭを再利用するかどうかを判定するためにメモり制
御装置４８が使用するデータ（１ビットにすることがで
きる）をＮＶＲＡＭが収容することになる点である。さ
らに、これらのデータは、ＳＥＴ構成などの特殊構成プ
ログラムが実行されるときに必ずＮＶＲＡＭに格納され
る。ＳＥＴ構成プログラムの目的は、システムの構成の
特徴を示す値をＮＶＲＡＭに格納することである。
【００３１】上記のほぼすべての装置は揮発性レジスタ
を含んでいる。不必要に図面が雑然とするのを防止する
ため、特定の装置のレジスタ群はその装置を参照して示
すことにする。たとえば、ＣＰＵレジスタ群はＣＰＵ４
０レジスタと呼び、ビデオ制御装置レジスタ群はビデオ
制御装置５６レジスタと呼ぶことにする。
【００３２】前述のように、コンピュータは、マイクロ
コンピュータの上記の各種構成要素を収容するためにシ
ャシ１９と協調して密閉されシールドされた容積を形成
するカバー（全体を１５で示す）を備えている。カバー
１５は、成形可能合成材料で作られた単体成形構成要素
である外部装飾カバー部材１６と、装飾カバー部材の構
成に適合するように形成された金属薄膜ライナ１８とで
形成されることが好ましい。しかし、このカバーは他の
既知の方法で作成することができ、本発明の有用性は上
記のタイプのエンクロージャに限定されない。
【００３３】動作状態 次に図５を参照すると、同図には、本発明のコンピュー
タ・システムの状態図が示されている。本発明のコンピ
ュータ・システム１０には、通常動作状態１５０と、待
機状態１５２と、サスペンド状態１５４と、オフ状態１
５６という４つの状態がある。図５に示す状態間の移行
は、限定ではなく、好ましい実施例を記述するためのも
のである。その結果、代わりに追加の事象を使用して、
状態移行を行わせることもできる。
【００３４】本発明のコンピュータ・システム１０の通
常動作状態１５０は、実質的には典型的なデスクトップ
・コンピュータの通常動作状態と同一である。ユーザ
は、アプリケーションを使用し、基本的にはそのコンピ
ュータと他のものとして扱うことができる。ユーザにと
って透過である違いの１つは、オペレーティング・シス
テム内に背景で実行されるパワー・マネージメント・ド
ライバ（「ＡＰＭ ＯＳドライバ」）と様々なＡＰＭ
ＢＩＯＳルーチンが存在することである。ＡＰＭＢＩＯ
Ｓルーチンについては、以下の本文で説明するが、サス
ペンド・ルーチン、レジューム・ルーチン、ブートアッ
プ・ルーチン、スーパバイザ・ルーチン、ＣＰＵ状態保
管ルーチン、ＣＰＵ状態復元ルーチンを含んでいる。い
ずれの図にも示されていないＡＰＭ ＢＩＯＳルーチン
として、ＡＰＭ ＢＩＯＳ経路指定ルーチンがある。Ａ
ＰＭ ＢＩＯＳ経路指定ルーチンは、本質的にはＡＰＭ
ＯＳドライバからコマンドを受け入れ、適切なＡＰＭ
ＢＩＯＳルーチンを呼び出すものである。たとえば、Ａ
ＰＭ ＯＳドライバがサスペンド・コマンドを出すと、
ＡＰＭ ＢＩＯＳ経路指定ルーチンがサスペンド・ルー
チンを呼び出す。もう１つの例としては、ＡＰＭ ＯＳ
ドライバが事象獲得コマンドを出すと、ＡＰＭ ＢＩＯ
Ｓ経路指定ルーチンがスーパバイザ・ルーチンを呼び出
す。これらのルーチンは、ＢＩＯＳ内に位置し、ＢＩＯ
Ｓがシャドウ化されたときにシャドウ化される。ＯＳ内
のパワー・マネージメント・ドライバと、ＡＰＭ ＢＩ
ＯＳルーチンはコンピュータの４つの状態間に移行を制
御する。前後関係によっては他のことを意味する場合も
あるが、一般に「ＡＰＭ」という単語を単独で使用する
場合、ＡＰＭ ＯＳドライバを意味する。
【００３５】第２の状態である待機状態１５２は、通常
動作状態１５０より使用する電力量が少ないが、本来実
行されると思われるのと同様にアプリケーションを実行
中の状態に維持する。一般に、待機状態１５２では、装
置をそれぞれの低電力モードにするコードによって電力
が節約される。好ましい実施例の待機状態１５２では、
以下に詳述するように、固定ディスク記憶装置３１内の
固定ディスク（図示せず）の回転を止め、ビデオ信号の
生成を止めることにより、電力が節約される。ただし、
これは限定を意図するものではなく、ＣＰＵクロックの
低速化または停止などの他の方法を使用して電力消費量
を削減することもできる。
【００３６】好ましい実施例では、電力を節約する方法
が２通りある。第１に、通常動作状態１５０では、固定
ディスク記憶装置３１内の固定ディスクが、通常３６０
０回転／分（ＲＰＭ）の速度で常時回転している。待機
状態１５２では、固定ディスク記憶装置３１を低電力モ
ードにする（固定ディスク記憶装置３１内の固定ディス
クが回転を止める）ためのコマンドがＩＤＥディスク制
御装置８６に与えられ、それにより、固定ディスク記憶
装置３１内のモータ（図示せず）が通常、固定ディスク
の回転中に消費する電力が節約される。
【００３７】第２に、通常動作状態１５０では、コンピ
ュータ・システムのビデオ制御装置５６は、ビデオ・デ
ィスプレイ端末５７上に表示されるイメージに対応する
ビデオ信号（当技術分野で周知のようにＨＳＹＮＣ、Ｖ
ＳＹＮＣ、Ｒ、Ｇ、Ｂなど）を常時生成する。待機状態
１５２では、ビデオ制御装置５６はビデオ信号の生成を
止め、それにより、ビデオ制御装置５６によって通常消
費される電力が節約される。ＨＳＹＮＣ、ＶＳＹＮＣ、
Ｒ、Ｇ、Ｂはいずれも強制的に約０．００ＶＤＣにな
る。ＶＥＳＡ（ビデオ・エレクトロニクス規格協会）準
拠モニタを使用すると、さらに電力節約することができ
る。というのは、ＶＥＳＡ準拠モニタはＨＳＹＮＣとＶ
ＳＹＮＣが約０．００ＶＤＣになるとモニタ自体をオフ
にするからである。
【００３８】ただし、システムによっては、ビデオ・デ
ィスプレイ端末の正面の蛍光体の焼付きを防止するため
に画面５７を暗くする「スクリーンセーバ」を備えてい
るものがあることに留意されたい。このようなシステム
の多くでは、ビデオ制御装置５６が依然としてビデオ信
号を生成し続けるが、暗い画面またはダイナミック・デ
ィスプレイに対応するビデオ信号を生成するだけであ
る。したがって、スクリーンセーバを実行しているコン
ピュータ・システムは、依然としてビデオ信号の生成に
必要な電力を消費する。
【００３９】第３の状態はサスペンド状態１５４であ
る。サスペンド状態１５４では、コンピュータ・システ
ムが消費する電力は極めて少量である。好ましい実施例
では、サスペンドしたコンピュータが消費する電力は、
コンセントから得られる電力のうちの５ワット未満であ
る。図６に付随する本文で詳述するように、消費する電
力は、電源１７から出力されるＡＵＸ５またはコンピュ
ータ・システム内部のバッテリ１７１のいずれかからス
イッチ２１の監視に使用されるわずかな電力だけであ
る。
【００４０】このような少量の電力使用は、電源を「オ
フ」にする前にコンピュータ・システムの状態を固定デ
ィスク記憶装置（ハード・ドライブ）３１に保管するこ
とによって実施される。サスペンド状態１５４に入るた
め、ＣＰＵ４０は、アプリケーションへの割込みを行
い、ＣＰＵのプログラム実行制御権をパワー・マネージ
メント・ドライバに移転する。パワー・マネージメント
・ドライバは、コンピュータ・システム１０の状態を確
認し、コンピュータ・システム全体の状態を固定ディス
ク記憶装置３１に書き込む。ＣＰＵ４０レジスタ、ＣＰ
Ｕキャッシュ４１、システムＲＡＭ５３、システム・キ
ャッシュ６０、ビデオ制御装置５６レジスタ、ビデオ・
メモリ５６、残りの揮発性レジスタの状態は、すべて固
定ディスク・ドライブ３１に書き込まれる。システム１
０全体の状態は、使用可能度が大幅に損なわれずに復元
できるように保管される。すなわち、ユーザは、本来行
われるようにシステムがオペレーティング・システムを
ロードし、ＧＵＩをロードするまで待つ必要がない。
【００４１】次にコンピュータは、不揮発性ＣＭＯＳメ
モリ９６にデータを書き込み、システムがサスペンドさ
れたことを示す。最後に、ＣＰＵ４０は、電源１７によ
る調整電力の供給を停止させる。次に、コンピュータ全
体の状態を固定ディスク記憶装置３１に安全に保管し
て、コンピュータ・システム１０の電源が遮断される。
【００４２】本明細書では、「状態」という用語の使い
方が２通りあり、それらは似ているが混乱を引き起こす
可能性がある。装置は特定の状態に「なる」可能性があ
る。通常１５０、待機１５２、サスペンド１５４、オフ
１５６という４通りのシステム状態は、本発明のコンピ
ュータ・システム１０の一般的な状態を意味する。これ
らの「状態」は、コンピュータ・システム１０を一般的
に記述するものである。たとえば、通常動作状態１５０
では、ＣＰＵ４０は依然としてコードを実行し、システ
ム１０内の複数のレジスタを変更し続ける。同様に、待
機状態１５２でも同様の活動が行われる。したがって、
システム１０が通常動作状態１５０および待機状態１５
２になっている間、コンピュータ・システム１０のメモ
リおよびレジスタ構成はダイナミック構成である。
【００４３】上記以外の装置も所与の状態に「なる」可
能性がある。図９に付随する本文で説明するように、プ
ログラム可能論理アレイＵ２はいくつかの状態になる可
能性がある。
【００４４】上記の状態とある装置の「状態」、たとえ
ば、「コンピュータ・システム１０の状態」や「ＣＰＵ
４０の状態」と対照されたい。ある装置の「状態」と
は、特定のコンピュータ・サイクルでのその装置の状態
を意味する。すべてのメモリ位置とレジスタは特定の２
進値を有することになる。したがって、ある装置の「状
態」とは、その装置の内容の静的２進スナップショット
になる。
【００４５】コンピュータ・システム１０の「状態」と
は、動作上同等のものを意味し、必ずしも正確なコピー
を意味するわけではない。たとえば、状態Ａのコンピュ
ータ・システムは、ＣＰＵキャッシュ４１またはシステ
ム・キャッシュ６０いずれかの所与のメモリを有する可
能性がある。いずれかのキャッシュの内容をシステムＲ
ＡＭ５３に「フラッシュ」して、コンピュータ・システ
ムを状態Ｂにすることが可能である。単純に言えば、状
態Ａのコンピュータ・システムの状態は状態Ｂのコンピ
ュータ・システムの状態とは異なる。というのは、キャ
ッシュとシステムＲＡＭの内容が異なるからである。し
かし、ソフトウェアの動作の点から見ると、状態Ａと状
態Ｂは同じである。これは、システム速度のわずかな低
下（プログラムがキャッシュから実行されるという恩恵
を受けないことによる）を除けば、実行中のプログラム
に影響しないからである。すなわち、キャッシュがフラ
ッシュされたコンピュータは、そのキャッシュ域に有用
なコードが再ロードされるまでパフォーマンスがわずか
に低下するが、状態Ａのコンピュータと状態Ｂのコンピ
ュータはソフトウェアの動作上同等である。
【００４６】「パワー」という用語の使い方も２通りあ
り、それらは似ているが混乱を引き起こす可能性があ
る。多くの場合、「パワー」は電力を意味する。しか
し、「パワー」が計算能力を意味する場合もある。前後
関係によって意図する使い方を明らかにする必要があ
る。
【００４７】一般に「回路」は、物理的な電子装置また
は電気的に相互接続された複数の装置を意味する。しか
し、「回路」という用語は、物理的な電子装置と同等の
ＣＰＵコードを含むこともある。たとえば、一方では、
７４ＬＳ００によるかまたはプログラム可能装置内に同
等に２入力ＮＡＮＤゲートを実現することができる。こ
の２つの装置は物理的な電子装置である。他方では、Ｃ
ＰＵ４０に２つのＣＰＵ読取り可能入力ポートから２つ
の入力を読み取らせ、ＣＰＵコマンドを使用してＮＡＮ
Ｄ結果を生成させ、ＣＰＵ書込み可能出力ポートを介し
て結果を出力させることにより、ＮＡＮＤゲートを実現
することもできる。このようなＣＰＵがインタフェース
可能なポートは、当技術分野で周知のデコード済みラッ
チまたはそれと同等のプログラム可能装置またはＰＩＡ
などの複合体などのように、単純なものにすることがで
きる。「回路」は、３通りのＮＡＮＤゲート実現例をす
べて含むものである。場合によっては、「回路」が単に
電気経路を意味するだけの場合もある。各種タイプの電
気経路としては、ワイヤ、トレースまたは印刷回路板上
のバイアなど、あるいは単一の電気接続経路を形成する
各種タイプの電気経路の組合せなどがある。
【００４８】「信号」は、単一の電気波形を意味する場
合もあれば、複数の波形を意味する場合もある。たとえ
ば、ビデオ制御装置はビデオ信号を生成する。ビデオ信
号は実際には、当技術分野で周知のように、ＨＳＹＮ
Ｃ、ＶＳＹＮＣ、Ｒ、Ｇ、Ｂなど、複数の電気導体上の
複数の信号である。
【００４９】次に図５に戻ると、第４かつ最終の状態は
オフ状態１５６である。オフ状態１５６は実質的には、
通常の意味でオフにされた典型的なコンピュータ・シス
テムと同一である。この状態では、電源１７の１次／調
整ユニット１７２はコンピュータ・システム１０への調
整電力（図６に付随する本文に詳述するように、ＡＵＸ
５によるわずかな量の調整電力は除く）の供給を止める
が、コンピュータ・システム１０の状態は固定ディスク
３１に保管されていない。サスペンド状態１５４とオフ
状態１５６は、電源１７が調整電力を生成しなくなると
いう点が似ている。ただし、両者は、オフ状態１５６の
場合、サスペンド状態１５４のようにコンピュータ・シ
ステム１０の状態がハード・ドライブ３１に保管されな
いという点が異なっている。さらに、オフ状態１５６を
出る場合、コンピュータ１０は、オンになったときと同
様に「ブート」する。すなわち、実行中のコードはユー
ザが始動するか、AUTOEXEC.BATファイルなどにより自動
的に始動する必要がある。しかし、サスペンド状態１５
４を出る場合は、コンピュータ１０は、中断されたとき
に位置していたところから実行を再開する。
【００５０】図５は、４通りの状態間の移行の原因とな
る事象も示している。これらの事象については図７〜１
０に付随する本文でさらに説明するが、大まかに説明す
ると役に立つと思われる。電源ボタン２１と、２つのタ
イマ（非活動待機タイマと非活動サスペンド・タイマで
あるが、図１１とそれに付随する本文を参照）と、サス
ペンド実行フラグ（図７〜９とそれに付随する本文を参
照）はいずれも、コンピュータがどの状態に入るかを左
右する。一般に、２つのタイマは、プログラムとしてＣ
ＰＵ上で実行されるＣＰＵコード・タイマまたはハード
ウェア・タイマのいずれかにすることができる。好まし
い実施例では、どちらもＣＰＵコード・タイマであり、
ＢＩＯＳデータ・セグメントから実行される。しかし、
２つのタイマはハードウェア・タイマにすることも可能
であり、システムのオーバヘッドを削減しそうだという
点でより優れた解決策になる可能性がある。このタイマ
については、図１１に付随する本文で詳述する。どちら
のタイマもコンピュータ１０が通常動作状態１５０また
は待機状態１５２のいずれかになると活動状態になる。
これらのタイマは、以下に概要を示すように一方のタイ
マの時間切れによって移行が発生するように、他のルー
チンと連絡している。ユーザの特定のニーズに応じて所
与の期間後に時間切れになるように、一方または両方の
タイマを構成することができる。好ましい実施例では、
非活動待機タイマと非活動サスペンド・タイマを１５〜
９０分後に時間切れになるように設定することができ
る。一方または両方のタイマを停止する、すなわち、時
間切れにならないように構成することができる。タイマ
の「停止」は、タイマの増分カウント・アクションを実
際に止めるか、または単にその時間切れを無視するだけ
かのいずれかの形態を取ることができる。好ましい実施
例では、タイマ時間切れ値にゼロ値を設定することによ
り、タイマの時間切れがテストされなくなる。たとえ
ば、ネットワーク化コンピュータのユーザは、コンピュ
ータがサスペンド状態１５４に入るとそのコンピュータ
に関してＬＡＮが故障する可能性があるので、そのよう
な状態に入らないようにすることができる。
【００５１】理論上、タイマは、カウント・アップまた
はカウント・ダウンすることができ、タイマが始動（ま
たは再始動）されたとき、所定の固定状態にリセット
し、別の所定の固定状態までカウントすると予想でき、
あるいは現在値を使用してエンドポイント時間切れトリ
ガとしての差または計算された和を利用できる。好まし
い実施例では、タイマがリセットされると、リアルタイ
ム・クロック９８からの分変数の現在値が格納される。
タイマが時間切れになっているかどうかは、保管されて
いる分値から現行分値を差し引き、その差をユーザが選
択した値と比較することによって検査される。
【００５２】どちらのタイマも所与のシステム活動の影
響を受ける。たとえば、好ましい実施例では、図１１に
付随する本文に詳述するように、キーボード１２のキー
を押す、マウス１３を動かす、マウス１３のボタンを押
すなどのユーザ活動や、ハード・ドライブ３１の活動に
より、それぞれのタイマが再始動する。したがって、ユ
ーザがキーボード１２のキーを押すかまたはマウス１３
を使用している間、いずれのタイマも時間切れにならな
い。さらに、他のシステム事象を使用してタイマをリセ
ットすることも可能である。すなわち、いずれかのハー
ドウェア割込みを代わりに監視して活動の有無を判断す
ることができる。このため、印刷によってシステムがサ
スペンド状態１５４に入らないようにすることが望まし
い場合もある。
【００５３】サスペンド実行フラグは、プログラム可能
論理アレイＵ２内のＣＰＵが操作可能読取り可能なラッ
チである。これについては、図９に付随する本文でさら
に詳述する。要するに、プログラム可能論理アレイＵ２
をあるモードにすると、スイッチ２１が押され、システ
ム１０がオフ状態１５６になり、プログラム可能論理ア
レイＵ２を別のモードにすると、スイッチ２１が押さ
れ、システム１０がサスペンド状態１５４になる。コン
ピュータ・システム１０が通常動作状態１５０になって
いて、プログラム可能論理アレイＵ２に書き込まれたサ
スペンド実行フラグが００2である間に電源ボタン２１
が押された場合、コンピュータ・システム１０は１５８
に示すようにオフ状態１５６に入る。コンピュータ・シ
ステム１０がオフ状態１５６になっていて、電源ボタン
２１が押された場合、コンピュータ・システムは通常動
作状態に入る。
【００５４】コンピュータ・システム１０が通常動作状
態１５０になっている場合、１つの事象によってコンピ
ュータを待機状態１５２にすることができる。すなわ
ち、非活動待機タイマが時間切れになると、コンピュー
タ・システム１０は、１６２に示すように待機状態１５
２に変化する。待機状態１５２になっている間に上記の
類のシステム活動が行われると、コンピュータ１０は、
１６４に示すように、待機状態１５２を出て、再度、通
常動作状態１５０に入る。
【００５５】コンピュータ１０が通常動作状態１５０に
なっている場合、２つの事象によってサスペンド状態１
５４にすることができる。第１に、非活動サスペンド・
タイマが時間切れになると、コンピュータ・システム１
０は、１６６に示すようにサスペンド状態１５４に変化
する。第２に、１６６に示すように、プログラム可能論
理アレイＵ２に書き込まれたサスペンド実行フラグが０
１2である間に電源ボタン２１を押すことにより、ユー
ザはコンピュータ１０をただちにサスペンド状態１５４
にすることができる。サスペンド状態１５４になってい
る間に１６８に示すように電源ボタン２１を押すことに
より、ユーザは通常動作状態１５０に変化する。
【００５６】さらに、いくつかの外部事象を代わりに使
用して、１６８のようにシステム１０をサスペンド状態
１５４から通常動作状態１５０に変化させることができ
る。たとえば、図７〜８の回路に電話呼出し音検出回路
を追加し、接続の電話回線の呼出し音が鳴ったときにシ
ステム１０がサスペンド状態１５４を出て通常動作状態
１５０に入るようにこの回路を構成することもできる。
このような修正は、テレファックス・データまたはディ
ジタル・データを受信するシステムに有用であると思わ
れる。このシステムは、着信情報を受信するときだけ電
力を消費するはずである。同様に、リアルタイム・クロ
ックと図７〜８の間のインタフェースにより、警報タイ
プの事象を発生させて、システム１０がサスペンド状態
１５４を出て通常動作状態１５０に入るようにすること
もできる。このようなシステムは、電話の使用率が低い
ことを利用するために所与の時刻にテレファックスまた
はディジタル・データを送信する際に有用であると思わ
れる。
【００５７】最後に、コンピュータ・システム１０が待
機状態１５２になっていて、非活動サスペンド・タイマ
が時間切れになった場合、コンピュータ１０は、１７０
に示すようにサスペンド状態１５４に変化する。コンピ
ュータ・システム１０は、サスペンド状態１５４から待
機状態１５２に戻ることができないが、１６８の移行に
付随する本文で説明するように、通常動作状態１５０へ
の移行のみ可能である。
【００５８】コンピュータ・システム１０が瞬時に状態
を変化できないことは明らかである。４通りの状態の１
つから移行するごとに、必要なシステム変更を行うため
に所与の期間が必要になる。それぞれの移行期間の詳細
については、図７〜３３に付随する本文で説明する。
【００５９】システム・ハードウェア ＣＰＵ４０上で実行されるコードの詳細について論じる
前に、４通りの状態を達成するのに必要なハードウェア
について論じると有用であると思われる。図６には、電
源１７のブロック図を示す。電源１７には、制御ユニッ
ト１７４と１次／調整ユニット１７２という２つのユニ
ットが備わっている。電源１７は、典型的なコンセント
からの１１５ＶＡＣを受け入れる線入力と、電源１７の
調整活動を制御する
【数１】 は以降ＯＮバーと記載する。という複数の入力を備えて
いる。また、電源１７は、ＡＣ線出力、±５ＶＤＣ、±
１２ＶＤＣ、ＡＵＸ５、ＧＮＤ、ＰＯＷＥＲＧＯＯＤと
いう複数の出力を備えている。ＡＣ線出力は、ビデオ・
ディスプレイ端末５７の電源入力（図示せず）に通常渡
される、未調整の１１５ＶＡＣである。制御ユニット１
７４は、ＯＮバー入力を受け入れ、ＰＯＷＥＲＧＯＯＤ
出力を生成する。１次／調整ユニット１７２は、１１５
ＶＡＣを線入力から±５ＶＤＣ、±１２ＶＤＣに選択的
に調整する。１次／調整ユニット１７２が電力を調整す
るかどうかは、制御ユニット１７４によってインタフェ
ースが取られるＯＮバーの値によって決まる。好ましい
実施例の制御ユニット１７４は、適切なオプトアイソレ
ータなど、ＯＮバー信号を生成する回路の隔離を行う必
要がある。
【００６０】線入力と、ＡＣ線出力、±５ＶＤＣ、±１
２ＶＤＣ、ＧＮＤ、ＰＯＷＥＲＧＯＯＤの各出力は、当
技術分野では周知のものである。電源１７が「オフ」の
場合、すなわち、線入力からの調整電圧を供給していな
い場合、ＰＯＷＥＲＧＯＯＤ信号は論理０になる。電源
１７が「オン」の場合、電源１７は、１１５ＶＡＣの線
入力から±５ＶＤＣおよび±１２ＶＤＣの調整電圧を生
成する。この４通りの調整電圧とそれに関連するＧＮＤ
は、当技術分野でよく知られているように「システム電
源」である。調整電圧が許容範囲内のレベルを達成する
と、ＰＯＷＥＲＧＯＯＤ信号は論理１に変化する。
【００６１】ＡＵＸ５出力は、プレーナに＋５ＶＤＣの
補助電圧を供給する。電源１７が公称１１５ＶＡＣを供
給する典型的なコンセントに差し込まれると、電源が
「オン」であるか「オフ」であるかにかかわらず、１次
／調整ユニット１７２はＡＵＸ５で調整済みの＋５ＶＤ
Ｃを供給する。したがって、電源１７は、差し込まれて
いる間、ＡＵＸ５で公称＋５ＶＤＣを絶えず供給してい
ることになる。ＡＵＸ５出力が＋５出力と異なる点は、
電源１７が「オン」になっている間に１次／調整ユニッ
ト１７２が＋５出力を介して調整済みの＋５ＶＤＣのみ
を生成することにある。ＡＵＸ５出力が＋５出力と異な
るもう１つの点は、＋５出力では１次／調整ユニット１
７２が＋５ＶＤＣで数アンペアの電流を供給するのに対
し、ＡＵＸ５出力では＋５ＶＤＣで１アンペア未満の電
流を供給することにある。
【００６２】典型的な従来の電源では、線入力と電源の
調整セクションとの間の接続および切断を行うために高
アンペア双投スイッチを使用している。本発明の電源１
７では、高アンペア双投スイッチを使用してない。むし
ろ、スイッチ２１は、ＯＮバー信号を生成する回路を制
御するものである。好ましい実施例のスイッチ２１は、
瞬時単極単投プッシュボタン・スイッチであるが、当業
者であれば、単極双投スイッチなどの他のタイプのスイ
ッチを使用できるように図７〜８の回路を調整できるは
ずである。ＡＣ線入力は、必ずコンセントから１次／調
整ユニット１７２に接続されている。ＯＮバーが論理１
（ほぼＡＵＸ５、公称では＋５ＶＤＣ）であると、１次
／調整ユニット１７２は１１５ＶＡＣの線入力を±５ま
たは±１２の出力により±５ＶＤＣまたは±１２ＶＤＣ
に調整しない。１次／調整ユニット１７２は、ＡＵＸ５
出力で低アンペアの公称＋５ＶＤＣを供給するだけであ
る。これに対して、ＯＮバーが論理０（ほぼＧＮＤ）で
あると、１次／調整ユニット１７２は、±５および±１
２の４つの出力により１１５ＶＡＣの線入力を±５ＶＤ
Ｃおよび±１２ＶＤＣに調整する。したがって、ＯＮバ
ーが１のとき、電源１７が「オフ」になり、ＯＮバーが
０のとき、電源１７が「オン」になる。
【００６３】指定がある場合、上記の電源１７のよう
に、ＡＵＸ５出力とＯＮバー入力とを有する電源は、従
来の電源の供給業者から入手することができる。
【００６４】次に図７〜８を参照すると、同図には、本
発明のコンピュータ・システム１０の電子回路の概略図
が示されている。図７〜８の回路は、スイッチ２１と、
電源１７と、ビデオ・ディスプレイ端末５７と、ＣＰＵ
４０上で実行されるコードとの間でインタフェースを取
るために応答するものである。
【００６５】この回路は３つの集積回路を含んでいる。
すなわち、第１のプログラム式ＰＡＬ１６Ｌ８であるＵ
１と、第２のプログラム式ＰＡＬ１６Ｌ８であるＵ２
と、当技術分野で周知の７４ＨＣ１３２であるＵ３であ
る。一般に、ＰＡＬ Ｕ１とＵ２は、図３〜４のプレー
ナ入出力バス９０と、図７〜８の残りの回路とのインタ
フェースを取る。この回路は、スイッチ２１と、１０個
の抵抗器Ｒ１〜Ｒ１０と、５個のコンデンサＣ１〜Ｃ５
と、好ましい実施例で論理スイッチとして動作するのに
適した標準の小電流ＮＭＯＳ ＦＥＴである４個のＮ型
ＭＯＳＦＥＴ Ｑ１〜Ｑ４と、標準の小電流デュアル・
ダイオード・パッケージであるデュアル・ダイオード・
パッケージＣＲ１とをさらに含み、いずれも図７〜８に
示すように構成され接続されている。抵抗器Ｒ１〜Ｒ１
０は、１／４ワットの抵抗器であり、図７〜８に示す値
±５％のものである。コンデンサＣ１〜Ｃ２は、図７〜
８に示す値±１０％の電解コンデンサである。コンデン
サＣ３〜Ｃ５は、０．１μＦ（±１０％）のセラミック
・コンデンサである。
【００６６】第１のＰＡＬ Ｕ１は、アドレス線ＳＡ
（１）〜ＳＡ（１５）とＡＥＮ（アドレス・イネーブ
ル）線に接続されている。ＳＡ（１）〜ＳＡ（１５）と
ＡＥＮは図３〜４に示すプレーナ入出力バス９０の一部
である。第１のＰＡＬ Ｕ１は、アドレス線ＳＡ（１）
〜ＳＡ（１５）上に所定のアドレスが提示され、ＡＥＮ
（アドレス・イネーブル）線が活動状態のときにアクテ
ィブ・ロー信号PM_PORT_DCD#を提示する、アドレス・デ
コーダになるようにプログラミングされている。
【００６７】第２のＰＡＬ Ｕ２は、上記の入出力ポー
ト（本明細書では「パワー・マネージメント・ポート」
ともいう）の下位３ビットで１つの読取り可能バイトと
３つの書込み可能ビットとを提供するようにプログラミ
ングされている。第２のＰＡＬ Ｕ２は、ＳＤ（０）、
ＳＤ（１）、ＳＤ（２）、ＳＤ（０）、ＩＯＷ＃、ＩＯ
Ｒ＃、ＲＥＳＥＴＤＲＶ、ＩＲＱ（１）という、プレー
ナ入出力バス９０からの８つの入力を備えている。第２
のＰＡＬ Ｕ２は、ピン２で入力されるアクティブ・ハ
イ信号ＲＥＳＥＴＤＲＶによって既知の初期条件にリセ
ットされるが、この信号は当技術分野で周知のようにメ
モり制御装置４６によって生成される。第２のＰＡＬ
Ｕ２については、図９と表ＩおよびIIに付随する本文で
さらに詳述する。
【００６８】第３の装置は２つの部分（ここではＵ３Ａ
およびＵ３Ｂと示す）を有し、これらは当技術分野で周
知のＮＡＮＤラッチとも呼ばれるＳＲラッチを形成す
る。ＳＲラッチは、入力としてＵ３のピン１および５を
有し（ピン１はＳＥＴ入力であり、ピン５はＲＥＳＥＴ
入力である）、出力としてＵ３Ａのピン３を有する。両
方の入力が論理１である間、出力はそのラッチ出力値を
保持する。ＳＥＴが論理０になると、出力は論理１にな
る。ＳＥＴ入力が論理１に戻ると、出力は論理１にラッ
チされる。ＲＥＳＥＴ入力が論理０になると、出力は論
理０になる。ＲＥＳＥＴ入力が論理１に戻ると、出力は
論理０にラッチされる。
【００６９】ＰＯＷＥＲＧＯＯＤ信号が論理１である場
合、これは調整電圧が適正レベルにあることを意味する
が、第３の装置の第３の部分（ここではＵ３Ｃと示す）
は第２のＰＡＬ Ｕ２のピン１２出力用のインバータと
して動作する。ＰＯＷＥＲＧＯＯＤ信号が論理０である
場合、ＶＣＣが地面付近で浮動しているかまたは＋５Ｖ
ＤＣまで上昇するかまたは＋５ＶＤＣから下降するかの
いずれかを意味するが、第３の装置Ｕ３Ｃの第３の部分
のピン８の出力は論理１のままになり、第２のＰＡＬ
Ｕ２のピン１２からのノイズが第３の装置の第１および
第２の部分Ｕ３ＡおよびＵ３Ｂによって作成されたＳＲ
ラッチに影響するのを防止する。
【００７０】スイッチ２１は、ＪＰ１で図７〜８の回路
に接続している。抵抗器／コンデンサ補助回路Ｒ２およ
びＣ１は、スイッチ２１の閉鎖事象を減衰する。第３の
装置Ｕ３Ｄの第４の部分は、ピン１２がＲ６によりＶＢ
ＡＴ（ＡＵＸ５が公称＋５ＶＤＣであるときに約＋４．
３ＶＤＣ）に引き下げられるインバータとして構成さ
れ、これはデバウンスしたスイッチ閉鎖を反転する。限
流抵抗器Ｒ１０は、第３の装置Ｕ３Ｄの第４の部分のピ
ン１１を、その装置が電源投入または遮断されたときに
第２のＰＡＬ Ｕ２のピン８から流れる可能性のある電
流から保護する。
【００７１】ＳＲラッチは、けっして電源オフにしては
ならない。しかし、ＳＲラッチが電源オフする場合、Ｒ
７およびＣ３は、ＳＲラッチに電源を再投入したときに
電源１７が「オフ」状態になるようにＳＲラッチを電源
投入時状態にするように設計されている。
【００７２】抵抗器Ｒ１、Ｒ３、Ｒ４、Ｒ５、Ｒ６、Ｒ
８、Ｒ９は、それぞれの線をＶＣＣ、ＶＢＡＴ、ＡＵＸ
５のいずれかに引き上げる引上げ抵抗器である。トラン
ジスタＱ１、Ｑ２、Ｑ３、Ｑ４はインバータである。Ｒ
４とＣ２は、それがＶＣＣに達するまでＣ２に充電させ
るＲＣ対を形成する。トランジスタＱ５は、第２のＰＡ
Ｌ Ｕ２のピン１９出力が論理１であるときにトランジ
スタＣ２を排出させる。Ｃ２に貯蔵された電圧が約＋
２．７ＶＤＣより下がると、Ｑ１は導電せず、Ｒ３は第
２のＰＡＬ Ｕ２のピン１１入力をＶＣＣに引き上げ、
それを論理１にする。Ｃ２が約＋２．７ＶＤＣまたはそ
れ以上まで充電すると、Ｑ１は導電し、ピン１１入力を
ＧＮＤに引き下げ、それを論理０にする。
【００７３】第２のＰＡＬ Ｕ２のピン１８出力が論理
０であるとき、Ｒ８およびＲ９はＢＬＮＫ＃線とＥＳＹ
ＮＣ線をそれぞれＶＣＣに引き上げる。ＶＣＣのＥＳＹ
ＮＣ線とＢＬＮＫ＃線により、ビデオ制御装置５６はビ
デオ信号を生成する。第２のＰＡＬ Ｕ２のピン１８出
力が論理１であるとき、トランジスタＱ２およびＱ３は
導電し、ＢＬＮＫ＃とＥＳＹＮＣをそれぞれＧＮＤに引
き下げ、ビデオ制御装置５６によるビデオ信号の生成を
止めさせる。
【００７４】図７〜８に示す電子回路は、ＶＣＣ、ＡＵ
Ｘ５、ＶＢＡＴという３つの電源を備えている。ＶＣＣ
とＡＵＸ５は電源１７によって生成され、公称では＋
５．０ＶＤＣになっている。ＶＣＣとそれに関連するＧ
ＮＤ戻り線は、当技術分野で周知のようにプレーナ２０
上の主電源コネクタ（図示せず）から入る。ＡＵＸ５は
ＪＰ２のピン１でこの回路に接続されている。ＡＵＸ５
の戻りは入り、ＪＰ２のピン３でＧＮＤ線に接続されて
いる。ＶＢＡＴはバッテリ１７１の電源出力であり、公
称では３．５ＶＤＣである。バッテリ１７１は、リチウ
ム電池であり、当技術分野で周知のものである。
【００７５】ＰＡＬ Ｕ１およびＵ２は、ピン２０のそ
れぞれのＶＣＣ入力がＶＣＣに接続されている。さら
に、複数の抵抗器Ｒ３、Ｒ４、Ｒ８、Ｒ９もＶＣＣに接
続されている。電源１７は、当技術分野で周知のよう
に、その電源が「オン」で、公称１１５ＶＡＣを供給す
る典型的なコンセントに差し込まれているときに、調整
済みの＋５ＶＤＣのみを供給する。したがって、電源が
「オフ」になっているかまたは差込みが外されている場
合、ＰＡＬ Ｕ１およびＵ２と、抵抗器Ｒ３、Ｒ４、Ｒ
８、Ｒ９は＋５ＶＤＣを受け取らない。
【００７６】これに対し、電源１７が公称１１５ＶＤＣ
を供給する典型的なコンセントに差し込まれている場
合、電源１７は「オン」であるか「オフ」であるかにか
かわらず、ＡＵＸ５で調整済みの＋５ＶＤＣを供給す
る。したがって、ＡＵＸ５に接続された装置は、電源１
７が差し込まれている限り、＋５ＶＤＣを受け取る。
【００７７】さらに、Ｕ３と抵抗器Ｒ１、Ｒ２、Ｒ６は
いつでも電力を受け取っている。というのは、ＶＢＡＴ
に接続された装置が必ず電力を受け取るようにＣＲ１の
ダイオードがＶＢＡＴとＡＵＸ５のインタフェースを取
るからである。典型的なコンセントに差し込まれている
間、電源１７はＡＵＸ５で＋５ＶＤＣを供給し、ＶＢＡ
Ｔに接続された装置（Ｕ３と抵抗器Ｒ１、Ｒ２、Ｒ６）
は約＋４．３ＶＤＣ（ＡＵＸ５の＋５ＶＤＣから、ＡＵ
Ｘ５とＶＢＡＴとの間のＣＲ１内のダイオードのダイオ
ード降下を差し引いたもの）を受け取る。差し込まれて
いない場合、電源１７はＡＵＸ５線への調整電力の供給
を止め、Ｕ３と抵抗器Ｒ１、Ｒ２、Ｒ６はＶＢＡＴから
電力を受け取る。典型的な７４ＨＣ１３２は、＋２．０
ＶＤＣという最低ＤＣ電源電圧を必要とする。したがっ
て、ＶＢＡＴが＋２．０ＶＤＣを供給するのに十分な電
荷を保持する限り、Ｕ３は十分な電力供給を受けられ
る。
【００７８】図７〜８の回路は、多数の代替変更態様を
有し、それでも本発明の範囲内に含まれる。たとえば、
リアルタイム・クロック９８は、図７〜８の回路に電気
的に接続し、所与の時刻にコンピュータ・システム１０
がサスペンド状態１５４から通常動作状態１５０に変更
されるように、ＯＮ＃信号とダイオードＯＲされるよう
に構成することができる。同様に、図７〜８の回路に電
話呼出し音検出回路を追加し、接続した電話回線の呼出
し音によってシステム１０がサスペンド状態１５４を出
て通常動作状態１５０に入るように、ＯＮ＃信号にダイ
オードＯＲが取られるようにこの回路を構成することも
できる。
【００７９】図７〜８に戻って参照すると、第２のＰＡ
Ｌ Ｕ２は２つの状態計算機を有する。第２のＰＡＬ
Ｕ２内の一方の状態計算機の状態図を図９に示す。表Ｉ
および表IIは、第２のＰＡＬ Ｕ２のもう一方の状態計
算機と所与の各種態様を記述したものである。
【００８０】図９は、第２のＰＡＬ Ｕ２内の一方の状
態計算機を示している。ＴＥ１とＴＥ０があいまって４
通りの状態が可能になっている。すなわち、スイッチ状
態００2 １７６と、スイッチ状態０１2 １７８と、ス
イッチ状態１１2 １８０と、スイッチ状態１０2 １８
２である。
【００８１】ＴＥ１とＴＥ０は第２のＰＡＬ Ｕ２に直
接書込み可能ではなく、むしろ、スイッチ２１の閉鎖事
象や、コンピュータ・システム１０のリセットなどのそ
の他の事象に応答して状態が変化する。電源１７からシ
ステム電源が供給されない場合、第２のＰＡＬ Ｕ２は
電力供給を受けておらず、したがって、１７４ではその
状態は無意味である。スイッチ２１を押したり、その他
の事象（電話呼出し音検出器によって電源１７がシステ
ム電源を供給するなど）が発生すると、図７〜８に付随
する本文で説明するように、電源１７はシステム電源の
供給を開始する。スイッチ２１が押されるか、またはＲ
ＥＳＥＴＤＲＶ信号が活動状態になると、第２のＰＡＬ
Ｕ２はスイッチ状態００2 １７６に入る。スイッチ
２１を解除するか、またはスイッチ２１が押されていな
い間にＲＥＳＥＴＤＲＶが非活動状態になると、第２の
ＰＡＬ Ｕ２がスイッチ状態０１2 １７８に入る。も
う一度スイッチ２１を押すと、第２のＰＡＬ Ｕ２はス
イッチ状態１１2 １８０に入る。もう一度スイッチ２
１を解除すると、第２のＰＡＬ Ｕ２はスイッチ状態１
０2 １８２に入る。その後、スイッチ２１を閉鎖する
と、第２のＰＡＬＵ２は、図９に示すように４通りの状
態の間を循環する。コンピュータ・システム１０が通常
動作状態１５０になっていると、第２のＰＡＬ Ｕ２は
スイッチ状態０１2 １７８になっている。
【００８２】スイッチ状態０１2 １７８は、ＴＥ１、
ＴＥ０状態計算機用の通常オン状態に対応するスイッチ
状態である。アプリケーション・プログラムはその状態
になっている間に実行される。システム１０は、その状
態で待機状態１５２に入ったり、そこから出ることがで
きる。また、スイッチ状態０１2 １７８は、ユーザ生
成サスペンド打切り要求にも対応している。スイッチ状
態１０2は、ユーザによるサスペンド要求に対応するス
イッチ状態である。すなわち、オフ状態１５６のシステ
ムから始まって、スイッチ２１を一度押すと、コンピュ
ータ・システムが通常動作状態１５０に入る。もう一度
スイッチ２１を押すと、サスペンド要求（パワー・マネ
ージメント・ポートの０ＦＦＨ）を生成し、この要求
は、図１１に付随する本文で詳述するスーパバイザ・ル
ーチンによって読み取られる。システム１０がサスペン
ド状態１５４になる前にもう一度スイッチ２１を押す
と、サスペンド打切り要求（パワー・マネージメント・
ポートの０ＦＥＨ）を生成し、この要求は、サスペンド
・ルーチンによって読み取られる。
【００８３】表Ｉは、図９の４通りの状態に注釈を加え
るものである。スイッチ状態００2１７６、０１2 １７
８、１１2 １８０になっている間にパワー・マネージ
メント・ポートは読取りに応答して０ＦＦＨを出力す
る。
【００８４】 ＴＥ１ ＴＥ０ 注釈 ０ ０ ディスプレイ帰線消去ビットをクリアする。 パワー・マネージメント・ポートの読取り＝０ＦＦＨ ０ １ ＳＤ（２）によってディスプレイ帰線消去ビットを制御 パワー・マネージメント・ポートの読取り＝０ＦＦＨ １ １ ＳＤ（２）によってディスプレイ帰線消去ビットを制御 パワー・マネージメント・ポートの読取り＝０ＦＦＨ １ ０ ディスプレイ帰線消去ビットを設定する。 パワー・マネージメント・ポートの読取り＝０ＦＥＨ 表Ｉ
【００８５】これに対し、スイッチ状態１０2 １８２
になっている間にパワー・マネージメント・ポートは読
取りに応答して０ＦＥＨを出力する。スイッチ２１を押
して解除すると、第２のＰＡＬ Ｕ２はスイッチ状態０
１2を出て、スイッチ状態１０2 １８２に入り、これが
ハードウェア・サスペンド要求を通知する。スーパバイ
ザ・ルーチンは、パワー・マネージメント・ポートを読
み取ることにより、ハードウェア・サスペンド要求を認
識する。読取りに応じた０ＦＥＨは、ハードウェア・サ
スペンド要求を意味する。
【００８６】ＴＥ１、ＴＥ０状態計算機は、ビデオ帰線
消去回路にも影響する。スイッチ状態００2 １７６に
なっている間は、ディスプレイ帰線消去ビットがクリア
され、ビデオ制御装置５６はビデオ信号を生成する。ス
イッチ状態１０2 １８２になっている間は、ディスプ
レイ帰線消去ビットが設定され、ビデオ制御装置５６は
ビデオ信号の生成を停止する。スイッチ状態０１2 １
７８と１１2 １８０になっている間は、以下に説明す
るようにディスプレイ帰線消去ビットがＤ２への書込み
によって制御される。
【００８７】表IIは、第２のＰＡＬ Ｕ２のもう一方の
状態計算機を示し、ＳＤ２への書込みがビデオ信号に影
響する様子を示している。
【００８８】 Ｓ２ Ｓ１ Ｓ０ 注釈 Ｘ ０ ０ スイッチ状態１０2になっている間、ただちに電源を「オ フ」にする。 Ｘ ０ １ スイッチ状態１０2になっている間、フェールセーフ・タ イマを始動する（Ｃ２が充電する）。 Ｘ １ ０ ただちに電源を「オフ」にする。 Ｘ １ １ フェールセーフ・タイマをリセットする（Ｃ２が排出され る）。 ０ Ｘ Ｘ ビデオ信号をオンにする。 １ Ｘ Ｘ ビデオ信号をオフにする。 表II
【００８９】ＰＡＬ内のＵ２回路は、パワー・マネージ
メント・ポートにＳＤ（０）、ＳＤ（１）、ＳＤ（２）
という３つのビットを用意している。この３つのビット
は表IIではＳ０、Ｓ１、Ｓ２と示されている。ＳＤ
（２）は、第２のＰＡＬ Ｕ２のピン１８のDISPLAY_OF
F出力を制御することにより、ビデオ帰線消去を制御す
る。パワー・マネージメント・ポートのＳＤ（２）ビッ
トに１を書き込むと、ピン１８のDISPLAY_OFF出力が論
理１をアサートし、トランジスタＱ２およびＱ３が導電
し、ＢＬＮＫ＃とＥＳＹＮＣがＧＮＤに引き下げられ、
それにより、ビデオ制御装置５６がビデオ信号の生成を
止めることにより、ビデオ信号がオフになる。同様に、
パワー・マネージメント・ポートのＳＤ（２）に０を書
き込むと、ピン１８のDISPLAY_OFF出力が論理０をアサ
ートし、トランジスタＱ２およびＱ３が導電を停止し、
レジスタＲ８およびＲ９によってＢＬＮＫ＃とＥＳＹＮ
ＣがＶＣＣに引き上げられ、それにより、ビデオ制御装
置５６がビデオ信号を生成できるようになる。
【００９０】ＩＲＱ（１）入力もビデオ帰線消去を制御
する。ＩＲＱ（１）はキーボード・ハードウェア割込み
であり、キーボード１２上のキーを押すと、ＩＲＱ
（１）がパルスを発生する。ビデオ信号がオフになって
いる間にＩＲＱ（１）上にパルスが発生すると、ピン１
８のDISPLAY_OFF出力が論理０をアサートし、トランジ
スタＱ２およびＱ３が導電を停止し、レジスタＲ８およ
びＲ９によってＢＬＮＫ＃とＥＳＹＮＣがＶＣＣに引き
上げられ、それにより、ビデオ制御装置５６がビデオ信
号を生成できるようになることにより、ただちにビデオ
信号がオンに戻る。ＩＲＱ（１）をこのように使用する
と、待機状態１５２から通常動作状態１５４に戻ったと
きにビデオ・ディスプレイの復元という形でユーザに対
して即時フィードバックが行われる。これを使用しない
場合、ユーザは、図１１に付随する本文で説明するよう
に、ＡＰＭがユーザ活動の有無を検査するときに数秒後
までフィードバックを受け取れない可能性がある。
【００９１】ＳＤ（１）とＳＤ（０）は、タンデム構成
で機能し、００2、０１2、１０2、１１2という４通りの
動作状態を提供する。第２のＰＡＬ Ｕ２は、ＲＥＳＥ
ＴＤＲＶ入力により００2状態に初期設定される。さら
に、４通りの状態のいずれになっていても、パワー・マ
ネージメント・ポートにＸＸＸＸＸＸ００2を書き込む
と、第２のＰＡＬ Ｕ２が００2状態になる。００2状態
では、スイッチ２１が、図６に付随する本文で説明した
ように典型的な電源の電源スイッチのように機能する。
００2状態の間にスイッチ２１を押すと、第２のＰＡＬ
Ｕ２のピン１２出力が論理１をアサートし、ＳＲラッ
チの出力ピン３が論理０状態にラッチされ、ＯＮバーが
Ｒ６によってＨＩＧＨに引き上げられるようにし、電源
１７の１次／調整ユニット１７２が±５と±１２の各線
に沿った調整電圧の供給を停止することにより、電源１
７が「オフ」になる。この状態では、以下のシステム・
ソフトウェアの説明で詳述するように、ＡＰＭが切断さ
れる。００2状態の間にパワー・マネージメント・ポー
トを読み取ると、回路が０ＦＥＨに戻る。好ましい実施
例では、このバイトが読み取られ、そのハードウェアが
存在することを確認するためにテストされる。
【００９２】４通りの状態のいずれになっていても、パ
ワー・マネージメント・ポートにＸＸＸＸＸＸ０１2を
書き込むと、第２のＰＡＬ Ｕ２が０１2状態に入る。
この０１2状態は通常ＡＰＭ状態である。スイッチ２１
を押す前に０１2状態に入った直後にパワー・マネージ
メント・ポートを読み取ると、回路が０ＦＦＨに戻る。
０１2状態の間にスイッチ２１を押して解除すると、２
つの事象が発生する。すなわち、（１）パワー・マネー
ジメント・ポートの読取りから返された値が０ＦＥＨと
０ＦＦＨの間で切り替わり、（２）ピン１８でアサート
した値が切り替わり、押すたびにビデオ制御装置５６が
ビデオ信号のオン／オフを切り替える。さらに、スイッ
チ２１を初めて押したときに、ピン１９のTRIGGER#出力
が論理０をアサートし、Ｑ５が導電を停止し、コンデン
サＣ２により充電の開始が可能になることにより、フェ
ールセーフ・タイマが始動する。Ｃ２に貯蔵された電圧
が約＋２．７ＶＤＣより下がると、Ｑ１は導電せず、Ｒ
３は第２のＰＡＬ Ｕ２のピン１１入力をＶＣＣに引き
上げ、それを論理１にする。Ｃ２が約＋２．７ＶＤＣま
たはそれ以上まで充電すると、Ｑ１は導電し、ピン１１
入力をＧＮＤに引き下げ、それを論理０にする。ピン１
１のDELAY_IN#が論理０であると、第２のＰＡＬＵ２の
ピン１２出力が論理１をアサートし、ＳＲラッチの出力
ピン３が論理０状態にラッチされ、ＯＮバーがＲ６によ
ってＨＩＧＨに引き上げられるようにし、電源１７の１
次／調整ユニット１７２が±５と±１２の各線に沿った
調整電圧の供給を停止することにより、第２のＰＡＬ
Ｕ２は必ず電源１７を「オフ」にする。スイッチを繰り
返し閉鎖すると、フェールセーフ・タイマのオン／オフ
が切り替わる。
【００９３】したがって、０１2状態の間であって、ス
イッチを押すまでは、読取りから返される値が０ＦＦＨ
になり、ビデオ信号が生成されている。スイッチ２１を
初めて押すと、読取りから返される値が０ＦＥＨに変化
し、ビデオ信号の生成が停止し、ビデオ・ディスプレイ
端末５７がブランクになる。スイッチ２１をもう一度押
すと、読取りから返される値が０ＦＦＨに戻り、ビデオ
制御装置５６がもう一度ビデオ信号の生成を開始する。
切替え特性があるため、スイッチ２１を繰り返し押す
と、スイッチを押した総数が奇数の場合に０ＦＥＨとい
う値とブランクのビデオ信号が得られ、スイッチを押し
た総数が偶数の場合に０ＦＦＨという値とビデオ信号の
生成が得られるような動作が行われる。
【００９４】４通りの状態のいずれになっていても、パ
ワー・マネージメント・ポートにＸＸＸＸＸＸ１０2を
書き込むと、第２のＰＡＬ Ｕ２が１０2状態に入る。
１０2状態にはいると、第２のＰＡＬ Ｕ２のピン１２
出力が論理１をアサートし、ＳＲラッチの出力ピン３が
論理０状態にラッチされ、ＯＮバーがＲ６によってＨＩ
ＧＨに引き上げられるようにし、電源１７の１次／調整
ユニット１７２が±５と±１２の各線に沿った調整電圧
の供給を停止することにより、ただちに電源１７が「オ
フ」になる。この状態により、電源１７に関する制御権
がシステム１０に与えられる。
【００９５】４通りの状態のいずれになっていても、パ
ワー・マネージメント・ポートにＸＸＸＸＸＸ１１2を
書き込むと、第２のＰＡＬ Ｕ２が１１2状態に入る。
１１2状態にはいると、ピン１９のTRIGGER#出力が論理
１をアサートし、Ｑ５が導電し、コンデンサＣ２をＧＮ
Ｄに排出させることにより、フェールセーフ・タイマが
リセットされる。この状態を出て、０１2状態に入る
と、ピン１９のTRIGGER#出力が論理０をアサートし、ト
ランジスタＱ５が導電しないようにし、コンデンサＣ２
がもう一度充電できるようにすることにより、フェール
セーフ・タイマが再始動する。
【００９６】図７〜８の回路の機能に関する以下の説明
では、電源１７が典型的なコンセントに差し込まれ、Ａ
ＵＸ５で＋５ＶＤＣで動作しており、このため、多くの
装置、特にＵ３が十分な電力供給を受けていると想定す
る。
【００９７】まず電源１７が「オフ」になっている場合
を検討すると、図７〜８の回路の説明がより理解しやす
くなると思われる。電源１７が「オフ」になるには、Ｊ
Ｐ２のピン２のＯＮバー信号が論理１になっていなけれ
ばならない。したがって、Ｑ４は導電していてはなら
ず、そのため、Ｕ３のピン３は論理０でなければならな
い。すなわち、Ｕ３ＡとＵ３ＢのＳＲラッチは論理０出
力によってラッチされる。ＰＯＷＥＲＧＯＯＤは論理０
であり、第２のＰＡＬ Ｕ２は電力供給を受けていない
ので、Ｕ３Ｃのピン８出力は論理１になり、その結果、
ＳＲラッチのＲＥＳＥＴ入力は１になる。同様に、Ｕ３
Ａのピン１であるＳＲラッチのＳＥＴ入力はＲ１によっ
て論理１に引き上げられる。この状態では、ＳＲラッチ
は論理０入力によってラッチされる。
【００９８】スイッチ２１を押すと、その閉鎖がＲ２お
よびＣ１によってデバウンスされ、Ｕ３Ａのピン１であ
るＳＲラッチのＳＥＴ入力がＧＮＤ（論理０）に引き下
げられる。これにより、Ｕ３Ａのピン３であるＳＲラッ
チ出力が論理１に変化し、Ｑ４が導電し、これがＯＮバ
ーをＧＮＤに引き下げ、電源１７が±５と±１２の各線
への調整電圧の供給を開始する。スイッチを解除する
と、Ｕ３Ａのピン１であるＳＲラッチのＳＥＴ入力が論
理１に変化し、ＳＲラッチがＵ３Ａピン３出力で論理１
にラッチされ、それにより、電源１７が「オン」状態に
ラッチされる。
【００９９】ＰＯＷＥＲＧＯＯＤ信号が論理１になる
と、すべての電圧が許容範囲内になる。ＰＯＷＥＲＧＯ
ＯＤが論理０である間に、第２のＰＡＬ Ｕ２は次のよ
うに初期設定される。すなわち、（１）ピン１２のＯＦ
Ｆ出力が論理０をアサートし、これによりＳＲラッチは
その現行ラッチ状態のままになり、（２）ピン１８のDI
SPLAY_OFF出力が論理０をアサートし、これによりビデ
オ制御装置がビデオ信号を生成できるようになり、
（３）ピン１９のTRIGGER#出力が論理１をアサートし、
Ｑ５がＣ２をＧＮＤに排出させ、それにより、ピン１１
のDELAY_IN#入力をＲ３によって論理１に引き上げられ
た状態に保つ。
【０１００】前述のように、図９の第２のＰＡＬ Ｕ２
回路は、パワー・マネージメント・ポートにＳＤ
（０）、ＳＤ（１）、ＳＤ（２）という３つのビットを
用意している。ＳＤ（２）は、第２のＰＡＬ Ｕ２のピ
ン１８のDISPLAY_OFF出力を制御する。パワー・マネー
ジメント・ポートのＳＤ（２）に１を書き込むと、ビデ
オ制御装置５６がビデオ信号の生成を止める。同様に、
パワー・マネージメント・ポートのＳＤ（２）に０を書
き込むと、ビデオ制御装置５６がビデオ信号を生成でき
るようになる。
【０１０１】同じく前述のように、ＳＤ（１）とＳＤ
（０）は、タンデム構成で機能し、００2、０１2、１０
2、１１2という４通りの動作状態を提供する。第２のＰ
ＡＬＵ２は、ＲＥＳＥＴＤＲＶ入力により００2状態に
初期設定される。この状態の間にスイッチ２１を押す
と、単に電源１７が「オフ」になるだけである。コード
実行の所与の時点でユーザがそのように希望する場合、
ソフトウェアは、パワー・マネージメント・ポートにＸ
ＸＸＸＸＸ０１2を書き込んで、第２のＰＡＬＵ２が０
１2状態に入るようにする。この０１2状態は通常ＡＰＭ
状態である。各ＡＰＭの「事象獲得」中、スーパバイザ
・ルーチンは、非活動待機タイマまたは非活動サスペン
ド・タイマのいずれかが時間切れになったかどうかを確
認するために検査する。非活動待機タイマが時間切れに
なった場合、スーパバイザ・ルーチンは入出力ポートに
ＸＸＸＸＸ１ＸＸ2を書き込み、これがビデオ信号をブ
ランクにする。コンピュータが待機状態を出て、もう一
度通常動作状態に入る場合、スーパバイザ・ルーチンは
入出力ポートにＸＸＸＸＸ０ＸＸ2を書き込み、これに
より、ビデオ制御装置５６がビデオ信号を生成する。非
活動サスペンド・タイマが時間切れになった場合、スー
パバイザ・ルーチンはサスペンド・ルーチンを呼び出
す。このルーチンについては、図１２〜１６に付随する
本文でさらに詳述する。
【０１０２】さらに、各ＡＰＭの「事象獲得」中、スー
パバイザ・ルーチンはパワー・マネージメント・ポート
を読み取る。０ＦＦＨが返される場合、スイッチ２１は
押されていない。これに対して、０ＦＥＨが返される場
合は、スイッチ２１が押されており、コンピュータ・シ
ステムはサスペンド・ルーチンを開始する。このルーチ
ンについては、図１２〜１６に付随する本文でさらに詳
述する。スイッチ２１が押された場合、あるいは非活動
サスペンド・タイマが時間切れになった場合、フェール
セーフ・タイマが始動されており、Ｃ２が充電中であ
る。したがって、フェールセーフ・タイマが電源１７を
オフにしないようにするため、サスペンド・ルーチンは
入出力ポートにＸＸＸＸＸＸ１１2を書き込んでタイマ
をリセットし、次にただちに入出力ポートにＸＸＸＸＸ
Ｘ０１2を書き込んで０１2モードでレジュームする。シ
ステムがサスペンドされると、サスペンド・ルーチンは
入出力ポートにＸＸＸＸＸＸ１１2を書き込んで、ただ
ちに電源１７を「オフ」にする。
【０１０３】システム・ソフトウェア 本発明のコンピュータ・システム１０の各種ハードウェ
ア態様について説明してきたが、コード態様の説明が残
っている。
【０１０４】次に図１０を参照すると、同図には、電源
投入ルーチンの概要が示されている。このルーチンは２
００から始まり、そこでＣＰＵはリセット・ベクトルが
指し示すコードまでジャンプして、それを実行する。こ
れは、ＣＰＵが電源投入されるたびに、ならびにリセッ
ト・ハードウェア信号によるかまたはリセット・ベクト
ルが指し示すコードまでジャンプすることによってＲＥ
ＳＥＴ命令が実行されたときにＣＰＵがリセットされる
と必ず行われる。このようなリセット手順は当技術分野
では周知である。
【０１０５】一般に、電源投入ルーチンの流れは、シス
テムがオフ状態１５６になっているかまたはサスペンド
状態１５４になっているかによって決まる。すなわち、
それぞれ、ＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６でサスペンド・フ
ラグがクリアされているか、設定されているかである。
２０２に示すように、システム１０は、不揮発性ＣＭＯ
Ｓメモリ９６からサスペンド・フラグを読み取ることに
より、それがオフ状態１５６になっているかまたはサス
ペンド状態１５４になっているかを判定する。システム
が通常動作状態１５０を出て、オフ状態１５６またはサ
スペンド状態１５４のいずれかに入ると、それぞれのル
ーチンは、ＮＶＲＡＭ９６にサスペンド・フラグをＳＥ
ＴするかまたはＣＬＥＡＲする。ＮＶＲＡＭ９６にサス
ペンド・フラグがＳＥＴされると、コンピュータ・シス
テム１０はサスペンド状態１５４になり、コンピュータ
・システム１０の状態は固定ディスク記憶装置３１に格
納されている。これに対して、ＮＶＲＡＭ９６でサスペ
ンド・フラグがＣＬＥＡＲされると、コンピュータ・シ
ステム１０はオフ状態１５６になり、コンピュータ・シ
ステム１０の状態は固定ディスク記憶装置３１に格納さ
れていない。したがって、ＮＶＲＡＭ９６にサスペンド
・フラグがＳＥＴされると、コンピュータは、タスク２
０４〜２１０に示す「通常」ブート・ルーチンを実行す
る。第１のタスクは２０４に示すように電源オン自己検
査（ＰＯＳＴ）であるが、これについては、図１７〜１
８に付随する本文でさらに詳述する。ＰＯＳＴから復帰
後、ＣＰＵ４０は、２０６に示すようにＰＢＯＯＴルー
チンを呼び出してオペレーティング・システムをロード
する。
【０１０６】ＰＢＯＯＴルーチンは、以下に説明するわ
ずかな変形態様を含み、ＩＢＭ ＰＳ／２コンピュータ
上で動作する典型的なルーチンである。ＰＢＯＯＴは、
どこから（ハード・ドライブ３１からまたはフロッピー
・ドライブ２７内のディスクから）ブートするかを判定
し、オペレーティング・システムをロードし、CONFIG.S
YSファイルの命令通りにシステム変更を実施し、最後
に、オペレーティング・システムに制御を返す前にAUTO
EXEC.BATファイルを実行する。ＰＢＯＯＴルーチンは当
技術分野では周知である。しかし、ブート・ルーチンが
オペレーティング・システムに組み込まれた拡張パワー
・マネージメント（ＡＰＭ）の拡張プログラミング・イ
ンタフェース（ＡＰＩ）とやりとりする点は、本発明の
コンピュータ・システム１０に固有のものである。ＡＰ
Ｍ ＡＰＩはインテル社とマイクロソフト社によって開
発されたが、現在では、ＩＢＭのＯＳ／２、ＩＢＭのＰ
Ｃ−ＤＯＳ、マイクロソフト社のＭＳ−ＤＯＳ、マイク
ロソフト社のWindowsなど、多くのオペレーティング・
システムがＡＰＭ ＡＰＩを実現している。ＡＰＭのＢ
ＩＯＳブート・ルーチンは、スーパバイザ・ルーチンの
存在をＡＰＭのＯＳに通知する。オペレーティング・シ
ステムは、２１０に示すようにユーザの命令通りにコー
ドを無限に実行する。しかし、ＡＰＩにスーパバイザ・
ルーチンを通知した結果、ＡＰＭ ＢＩＯＳとＡＰＭ
ＯＳにより、スーパバイザ・ルーチンは２１２に示すよ
うに実行中のプログラムと「並列」に実行される。すな
わち、システム１０は時間多重化マルチタスク・システ
ムであり、ＡＰＭの事象獲得とその結果のスーパバイザ
・ルーチンが定期的に実行される。最終結果として、ス
ーパバイザ・ルーチンが約１秒ごとに実行される。スー
パバイザ・ルーチンについては、図１１に付随する本文
で詳述する。通常ブート・ルーチン２０４〜２１０の終
了後、コンピュータ・システム１０は、図５に付随する
本文で説明したように通常動作状態１５０になる。
【０１０７】もう一度タスク２０２を参照すると、ＮＶ
ＲＡＭ９６にサスペンド・フラグがＳＥＴされている場
合、システム状態はハード・ドライブ３１に保管されて
おり、システム１０はタスク２１４〜２２０に示すレジ
ューム・ブート・ルーチンを実行する。第１にシステム
は、２１４に示すように簡略ＰＯＳＴを実行する。簡略
ＰＯＳＴについては、図１７〜１８に付随する本文でさ
らに詳述する。簡略ＰＯＳＴの後、システムは２１６に
示すようにレジューム・ルーチンを呼び出す。レジュー
ム・ルーチンについては、図１９〜２２に付随する本文
で詳述する。ここでは、レジューム・ルーチンは、コン
ピュータ・システム１０の状態をシステム１０をサスペ
ンドする前のその構成に復元すると言えば十分である。
タスク２０４〜２１０に示す通常ブート・ルーチンとは
異なり、レジューム・ブート・ルーチンでは、スーパバ
イザ・ルーチンの存在をＡＰＭ ＡＰＩに通知する必要
がない。というのは、システムをサスペンドするために
すでにＡＰＭルーチンが実行されていなければならず、
システム状態を復元したときにＡＰＭがメモリに戻され
るからである。したがって、レジューム・ルーチンがシ
ステム１０の状態の復元を終了すると、ＡＰＭはすでに
所定の位置にあり、２１２および２２０に示すように復
元したコードと「並列」に実行されている。レジューム
・ブート・ルーチン２１４〜２２０の終了後、コンピュ
ータ・システム１０は、図５に付随するテキストで説明
したように通常動作状態１５０になっている。したがっ
て、通常ブート・ルーチン２０４〜２１０またはレジュ
ーム・ブート・ルーチン２１４〜２２０のいずれかを実
行した後、コンピュータ・システム１０は通常動作状態
１５０になる。
【０１０８】図１１は、「事象獲得」中に約１秒ごとに
ＡＰＭによって呼び出されるスーパバイザ・ルーチンの
詳細を示す流れ図である。事象獲得は、様々なオペレー
ティング・システムによって色々な頻度で実行される。
【０１０９】スーパバイザ・ルーチンは、図１１の２２
２から始まる。以下の本文では、コンピュータ・システ
ム１０が通常動作状態１５０で始動するものと想定して
いる。２２４の第１のタスクは、ユーザがスイッチ２１
を押したかどうかをテストすることである。図７〜９に
付随する本文で詳述したように、スイッチ２１はパワー
・マネージメント・ポート・バイトを読み取ることによ
ってテストされる。第２のＰＡＬ Ｕ２がスイッチ状態
０１2になっている間に読み取ると、パワー・マネージ
メント・ポートは、スイッチ２１が押されていなければ
ＦＦＨを返し、スイッチが押されていればＦＥＨを返
す。
【０１１０】２２４のテストにより、ユーザがスイッチ
２１を押したことが示されると、スーパバイザ・ルーチ
ンは、２２６で「サスペンド要求」ＡＰＭ戻りコードを
ＳＥＴし、次に２２８でＡＰＭに戻る。「サスペンド要
求」ＡＰＭ戻りコードのＳＥＴに応答して、ＡＰＭは必
要なシステム・タスク（ハード・ディスクの同期化な
ど）をすべて実行し、次に「サスペンド・コマンド」を
出し、これにより、ＡＰＭ ＢＩＯＳ経路指定ルーチン
がサスペンド・ルーチンを呼び出す。サスペンド・ルー
チンについては、図１２〜１６に付随する本文で説明す
る。本質的にサスペンド・ルーチンは、システム１０を
通常動作状態１５０から出してサスペンド状態１５４に
するものであり、複数の命令の後（システムがサスペン
ド可能な状態になっていない場合）または数分後、数時
間後、数日後、数週間後、数年後（システムがサスペン
ドされレジュームされた場合）にスーパバイザ・ルーチ
ンに制御権を返すことができる。サスペンド・ルーチン
がサスペンドせずに復帰するかまたは完全なサスペンド
／レジューム後に復帰するかにかかわらず、サスペンド
・ルーチンは必ず「通常サスペンド」ＡＰＭ戻りコード
をＳＥＴする。
【０１１１】多くの場合、スイッチ２１は押されておら
ず、スーパバイザ・ルーチンはタスク２３０に移行し
て、システムがレジュームしたばかりであるかどうかを
検査する。サスペンド・ルーチンが呼び出された場合、
サスペンド・ルーチンがサスペンドせずに復帰するかま
たは完全なサスペンド／レジューム後に復帰するかにか
かわらず、システムはそれがレジュームされていると見
なす。２３０でレジュームがテストされ、システムがレ
ジュームしたばかりである（またはファイル活動のＤＭ
Ａのためにサスペンドが実行されていない）場合、２３
２で「通常レジューム」ＡＰＭ戻りコードが設定され、
２３４でそれがＡＰＭに返される。これに応答して、Ａ
ＰＭ ＯＳドライバはシステム・クロックと、その間に
古くなった可能性のあるその他の値を更新する。
【０１１２】多くの場合、システム１０はレジュームし
たばかりではなく、スーパバイザ・ルーチンはタスク２
３６に移行して、ユーザ活動の有無をテストする。タス
ク２３６では、ハードファイル３１活動、キーボード１
２活動、マウス１３活動という３通りのタイプのユーザ
活動がテストされる。ＡＰＭの事象獲得ごとに、スーパ
バイザ・ルーチンはハードファイルのヘッド、シリン
ダ、セクタの値を読み取り、最後に送られたマウス１３
バイト用の１バイト値（垂直位置である）を読み取り、
キーボード・ポートの１バイト値（最後に押されたキー
である）を読み取り、リアルタイム・クロック９８から
の分値を読み取る。この分値は、０分〜５９分の範囲で
あり、毎時間の始まりで０分に折り返す。５つの活動変
数（ヘッド、シリンダ、セクタ、マウス・バイト、キー
ボード・バイト）と分値が一時的に格納される。次に５
つの活動変数が前の事象獲得から保管された５つの活動
変数と比較される。５つの現行値が前の事象獲得からの
５つの値と同じである場合、ユーザ活動は一切行われて
いない。両者の値が異なる場合、ユーザ活動が行われて
おり、次の事象獲得中に読み取る値との比較のために、
現行活動変数値が保管される。
【０１１３】上記の活動検出方式は、ルーチンがＣＰＵ
上で実行されるようなものである。あるいは、ハードウ
ェア方式で活動を監視することもできる。たとえば、１
６本のハードウェア割込み線について、活動の有無を監
視することができる。
【０１１４】活動が行われた場合、スーパバイザ・ルー
チンは、２３８で待機フラグをテストすることにより、
コンピュータ・システム１０が待機状態１５２になって
いるかどうかを次に判定する。待機フラグがＳＥＴされ
ている場合、システム１０が待機状態１５２になってい
ることを示し、スーパバイザ・ルーチンは２４０で待機
状態１５２を出て、通常動作状態１５０に入る。スーパ
バイザ・ルーチンは、待機状態１５２に入ったときに電
源が遮断された装置の電源を再度投入することにより、
待機状態１５２から出る。好ましい実施例では、これは
（１）パワー・マネージメント・ポートに０１Ｈを書き
込み、それにより、第２のＰＡＬ Ｕ２を０１2状態の
ままにしながら、ビデオ制御装置５６がビデオ信号の生
成を開始することと、（２）固定ディスク制御装置８６
に適当な値を書き込んで、ハード・ドライブ３１内のハ
ード・ディスクの回転を停止することと、（３）待機フ
ラグをクリアして、システム１０が通常動作状態１５０
になっていることを示すこととを含む。
【０１１５】さらに、活動が行われた場合、後続の事象
獲得中に読み取る分値との比較のために、リアルタイム
・クロック９８からの分値も保管される。現行分値を保
管すると、２４１で非活動待機タイマと非活動サスペン
ド・タイマが効果的にリセットされる。通常使用中は、
ユーザ活動が行われるので、スーパバイザ・ルーチンは
２４２で「事象なし」ＡＰＭ戻りコードをＳＥＴし、２
４３でＡＰＭ呼出しコードに戻る。ＡＰＭは、「事象な
し」戻りコードに応答してそれ以上ルーチンを呼び出す
ことはない。
【０１１６】タスク２３６のテストにより、ユーザ活動
が一切行われなかったことが示されると、次にスーパバ
イザ・ルーチンは、それぞれ２４５と２４７で非活動待
機タイマと非活動サスペンド・タイマが時間切れになっ
たかどうかをテストする。システム１０が待機状態１５
２になっている場合、非活動待機タイマの時間切れは検
査されない。むしろ、タスク２４４のテストがスキップ
される。
【０１１７】２つのタイマの時間切れは、保管されてい
る分値から現行分値を差し引いて、ユーザ活動が行われ
てからの分数に対応する値を求めることによって検査さ
れる。この値は、２４５で非活動待機タイムアウト値と
比較され、２４７で非活動サスペンド・タイムアウト値
と比較される。２つのタイムアウト値はユーザが選択可
能であり、一方のタイマの時間切れによりシステムが決
して待機状態１５２に入らないように、決してサスペン
ド状態１５４に入らないように、または決して待機状態
１５２またはサスペンド状態１５４のいずれにも入らな
いように設定することができる。いずれかのタイムアウ
ト値をゼロ（０）に設定することは、タイマが決して時
間切れになってはならないことを意味する。
【０１１８】最後のユーザ活動以降の分数が非活動待機
タイムアウト値と等しいかそれより大きい場合、スーパ
バイザ・ルーチンは、２４６でシステム１０を待機状態
１５２にする。非活動待機タイマが時間切れになってい
ない場合、次にスーパバイザ・ルーチンは、２４７で非
活動サスペンド・タイマの時間切れをテストする。これ
に対して、非活動待機タイマが時間切れになった場合、
スーパバイザ・ルーチンは、所与の構成要素をそれぞれ
の低電力モードにすることにより、システム１０を待機
状態１５２にする。好ましい実施例では、これは（１）
パワー・マネージメント・ポートに０５Ｈを書き込み、
それにより、第２のＰＡＬ Ｕ２を０１2状態のままに
しながら、ビデオ制御装置５６がビデオ信号の生成を停
止することと、（２）固定ディスク制御装置８６に適当
な値を書き込んで、ハード・ドライブ３１を低電力モー
ドにする（ハード・ドライブ内のハード・ディスクの回
転を停止する）ことと、（３）待機フラグを設定して、
システム１０が待機状態１５２になっていることを示す
こととを含む。すなわち、好ましい実施例のスーパバイ
ザ・ルーチンは、ビデオ信号をブランクにし、ハード・
ドライブ３１内のハード・ディスクの回転を低下させ、
システム１０が待機状態１５２になっていることを示す
フラグを設定する。システム１０を待機状態１５２にし
た後、スーパバイザ・ルーチンは２４７で非活動サスペ
ンド・タイマの時間切れをテストする。
【０１１９】スーパバイザ・ルーチンは、２４７で非活
動サスペンド・タイマが時間切れになっているかどうか
をテストする。最後のユーザ活動以降の分数が非活動サ
スペンド・タイムアウト値と等しいかそれより大きい場
合、スーパバイザ・ルーチンは２４８で「サスペンド要
求」ＡＰＭ戻りコードをＳＥＴし、次に２４３でＡＰＭ
に戻る。タスク２２６に付随する本文で前述したよう
に、「サスペンド要求」ＡＰＭ戻りコードのＳＥＴに応
答して、ＡＰＭは必要なシステム・タスクをすべて実行
し、次にサスペンド・ルーチンを呼び出す。サスペンド
・ルーチンについては、図１２〜１６に付随する本文で
さらに詳述するが、簡単に説明すると、システム１０を
通常動作状態１５０から出して、サスペンド状態１５４
にするものである。タスク２２６に付随する本文で述べ
たように、サスペンド・ルーチンは、システム１０をサ
スペンドするか否かにかかわらず、スーパバイザ・ルー
チンに制御権を返すことができる。これに対して、非活
動サスペンド・タイマが時間切れになっていない場合、
スーパバイザ・ルーチンは、２４２で「事象なし」ＡＰ
Ｍ戻りコードをＳＥＴし、２４３でＡＰＭ呼出しコード
に戻る。
【０１２０】多くの場合、「事象なし」ＡＰＭ戻りコー
ドがＡＰＭに返されるが、ＡＰＭには他にも様々な事象
が返される可能性がある。しかし、各ＡＰＭ事象獲得ご
とに指定できるＡＰＭ戻りコードは１つだけである。た
とえば、待機状態１５２に入った後は、「事象なし」が
ＡＰＭに返される。サスペンド状態１５４を出た後は、
「通常サスペンド」ＡＰＭ戻りコードがＡＰＭに返され
る。ＡＰＭ用に待ち行列化される具体的なメッセージ
は、コンピュータ・システムの正確な特性によって決ま
る。また、スーパバイザ・ルーチンは、「通常レジュー
ム」ＡＰＭ戻りコードまたは「サスペンド要求」ＡＰＭ
戻りコードも返す。
【０１２１】電源投入ルーチンとレジューム・ルーチン
については、サスペンド・ルーチンを知っていると最も
よく理解することができる。したがって、ＡＰＭ ＢＩ
ＯＳルーチンの説明を次の順序で検討することが最もよ
いと思われる。すなわち、本発明の電源投入ルーチンの
概要（上記の図１０）、スーパバイザ・ルーチンの詳細
（図１１）、本発明のサスペンド・ルーチンの詳細（図
１２〜１６）、本発明の電源投入プロセスの詳細（図１
７〜１８）、本発明のレジューム・ルーチンの詳細（図
１９〜２２）、ＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細（図２３
〜２６）、ＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細（図２７〜３
０）、８２５９状態保管ルーチンの詳細（図３１〜３
３）の順である。
【０１２２】ほとんどのルーチンが他のルーチンとやり
とりし、しかもサスペンド／レジューム・プロセスが１
つの連続サイクルになっているので、本発明のコンピュ
ータ・システム１０の説明はいくらか循環的であるが、
ブート・ルーチン（図１７〜１８）またはレジューム・
ルーチン（図１９〜２２）の前にサスペンド・ルーチン
（図１２〜１６）を説明する方が最も役に立つと思われ
る。次に図１２〜１６を参照すると、同図には、サスペ
ンド・ルーチンの流れ図が示されている。通常ブート・
ルーチン２０４〜２１０またはレジューム・ブート・ル
ーチン２１４〜２２０のいずれかが行われた後、コンピ
ュータ・システム１０が通常動作状態１５０になってい
ることに留意されたい。さらに、図１０に付随する本文
で前述したように、コンピュータ・システムが通常ブー
ト２０４〜２１０したかまたはレジューム・ブート２１
４〜２２０したかにかかわらず、いずれかのルーチンが
終了すると、ＡＰＭ ＯＳドライバは、図１０に示すス
ーパバイザ・ルーチンなどのＡＰＭ ＢＩＯＳルーチン
を認識する。その結果、ＡＰＭは約１秒ごとにスーパバ
イザ・ルーチンをポーリングする。
【０１２３】サスペンド・ルーチンは図１２〜１６に示
されているが、２５０から始まる。サスペンド・ルーチ
ンは、スーパバイザ・ルーチンが「サスペンド要求」Ａ
ＰＭ戻りコードをＡＰＭに返したことに対する応答とし
て、ＡＰＭによって呼び出される。まず、２５２に示す
ように、ＣＰＵ状態保管ルーチンが呼び出される。ＣＰ
Ｕ状態保管ルーチンについては、図２３〜２６に付随す
る本文で詳述する。ここでは、サスペンド・ルーチンが
最初に呼び出されたときにＣＰＵ４０がどのモードにな
っていても、サスペンド・ルーチンは実モードのＣＰＵ
４０で実行され、このため、許容されるアドレス空間の
外で命令を実行しようとしたり、特権命令を実行しよう
とすることによって発生する可能性のあるエラーを発生
することを恐れずに実行することができると言うだけで
十分である。
【０１２４】ＣＰＵ状態保管ルーチンは、２５３で固有
の方法でサスペンド・ルーチンにプログラム制御を返
す。ＣＰＵ状態保管ルーチンからサスペンド・ルーチン
への「復帰」は、ＣＰＵのリセットを含み、以下の図２
３〜２６のタスク６３０および６３２に付随する本文で
さらに詳述する。サスペンド・ルーチンに関する詳細で
重要な点は、ＣＰＵレジスタがセグメントＥ０００Ｈデ
ータ構造に書き込まれており、その時点でＣＰＵ４０が
実モードになっていることである。
【０１２５】次にサスペンド・ルーチンは、２５４でス
イッチ２１が押されたかどうかを確認する。スイッチ２
１の閉鎖は、図７〜９に付随する本文に記載したように
テストされる。簡単に説明すると、スイッチ２１が押さ
れた場合、読取り時にパワー・マネージメント・ポート
がＦＥＨを返す。押されていない場合は、読取り時にＦ
Ｆを返す。スイッチが押されていない場合、進行中のサ
スペンドはソフトウェアサスペンドであり、ＣＭＯＳ
ＮＶＲＡＭ９６にソフトウェア・サスペンド・フラグが
ＳＥＴされる。これにより、ソフトウェア・サスペンド
とスイッチの閉鎖によって開始されるハードウェア・サ
スペンドが混同されなくなる。サスペンドがソフトウェ
ア・サスペンドである場合、次のスイッチ閉鎖によっ
て、サスペンドがハードウェア・サスペンドになる。ソ
フトウェア・サスペンドをハードウェア・サスペンドに
変換した後に次のスイッチ閉鎖を行うと、サスペンドが
打ち切られる。
【０１２６】次に、ＢＩＯＳ ＲＯＭ８８は、２６０に
示すようにシャドウ解除される。まず、セグメントＣ０
００ＨおよびＤ０００ＨへのＩＳＡアクセスをオフにす
ることによって、ＢＩＯＳ ＲＯＭがシャドウ解除され
る。次に、セグメントＣ０００ＨおよびＤ０００Ｈを指
し示す状態から元のようにＲＯＭ８８を指し示す状態
に、ＢＩＯＳベクトルが変更される。次にタスクは、２
６２に示すようにセグメントＣ０００Ｈ内にスタックを
セットアップすることである。
【０１２７】スタックのセットアップ後、サスペンド・
ルーチンは２６４で、ＤＭＡ転送、フロッピー・ドライ
ブ転送、ハードファイル転送がそれぞれ現在進行中であ
るかどうかを確認するためにＤＭＡ制御装置７２、ディ
スケット・アダプタ８４、ＩＤＥディスク制御装置８６
を検査する。現在進行中の場合、サスペンドを実行する
ことはできない。というのは、この３つのタイプの転送
に固有の特性のために十分なサスペンドを行うことがで
きないからである。たとえば、ハード・ドライブ３１か
らのハードファイル転送が進行中の場合、データはすで
にＩＤＥ制御装置によって読み取られているが、まだシ
ステム・メモリ５３に転送されていない。このデータ
は、ＣＰＵから適切にアクセスすることができないの
で、ハード・ファイルの読取りの最中にシステムがサス
ペンドされると、このデータが失われる恐れがある。し
たがって、この３つのタイプの転送のいずれかが進行中
の場合には、もう一度ＤＭＡおよびディスケット制御装
置の活動の有無をテストする次のＡＰＭ事象獲得まで、
サスペンドが延期される。
【０１２８】したがって、２５２、２６０、２６２で実
行されるタスクは、ＡＰＭに制御を戻せるように予約し
ておく必要がある。まず、２６５に示すように、ＢＩＯ
Ｓが読取り／書込みから読取り専用に変更される。これ
は、依然としてシャドウ化データを含むセグメントＣ０
００ＨおよびＤ０００Ｈをクローズすることによって実
施される。次に、この２つのセグメントへのＩＳＡアク
セスがオンに戻される。タスク２６２で作成されたスタ
ックはポッピングされ、復元される。最後に、２６７で
制御がＡＰＭに戻される前に、２６６でＣＰＵ状態復元
ルーチンによってＣＰＵ状態が復元される。次の事象獲
得中の約１秒中にＡＰＭによってもう一度サスペンド・
ルーチンがポーリングされる。その時点までには、サス
ペンド・プロセスを妨げていた転送（複数も可）がおそ
らく完了しているので、サスペンドの続行が可能にな
る。
【０１２９】次にタスク２６４に戻ると、ＤＭＡ転送、
フロッピー・ドライブ転送、ハードファイル転送のいず
れも現在進行中ではない場合、サスペンドを実行するこ
とができる。２６８でサスペンド・ルーチンが続行され
る。ただし、電源ボタン２１を押すと、フェールセーフ
・タイマが使用可能になることに留意されたい。したが
って、最初のタスクは、２６８に示すように図７〜８に
付随する本文に記載したフェールセーフ・タイマをリセ
ットすることである。フェールセーフ・タイマのリセッ
トは、図７〜９に付随する本文で詳述するように、パワ
ー・マネージメント・ポートに０Ｘ１１2を書き込むこ
とによって行う。このため、第２のＰＡＬ Ｕ２のピン
１９（図７）がＲ４を介してＣ２で上昇した電圧を排出
し、それにより、Ｃ２で蓄積した約２．７ＶＤＣの電圧
によってＱ１が導電するのを防止する。図７〜９に付随
する本文で詳述したように、Ｑ１が導電して、第２のＰ
ＡＬ Ｕ２のピン１１を論理０に引き下げる場合、第２
のＰＡＬ Ｕ２内の回路によって第２のＰＡＬ Ｕ２の
ピン１２が論理１を出力し、電源１７がコンピュータ・
システム１０への調整電力の供給を停止することに留意
されたい。したがって、サスペンド中に電力が除去され
るのを防止するため、少なくとも約１０秒おきにサスペ
ンド・ルーチンによってＣ２を排出する必要がある。
【０１３０】次に、２７０で８０４２補助プロセッサ１
０４の状態が保管される。８０４２補助プロセッサ１０
４のレジスタは当技術分野では周知のものである。この
レジスタはＣＰＵ４０により直接読取り可能であり、そ
の値はＤ０００Ｈデータ構造に直接書き込まれる。
【０１３１】次に、２７２で８２５９割込み制御装置９
２の状態が保管される。サスペンド・ルーチンは８２５
９状態保管ルーチンを呼び出すが、このルーチンについ
ては、図３１〜３３に付随する本文で詳述する。ここで
は、一部のレジスタが書込み専用であっても、８２５９
状態保管ルーチンは２つの８２５９割込み制御装置９２
の未知のレジスタの内容を確認すると言うだけで十分で
ある。レジスタ値は、Ｄ０００Ｈデータ構造に直接書き
込まれる。
【０１３２】割込み制御装置９２の状態を保管した後、
サスペンド・ルーチンが実行する様々な割込み主導タス
クが正しく機能できるようにするために、割込み制御装
置９２の構成を既知の状態に変更する必要がある。した
がって、２７４でＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テ
ーブルがスワップされる。サスペンド・ルーチンは、セ
グメント００００Ｈ内の現在状態のＢＩＯＳデータ域お
よびベクトル・テーブルの内容をセグメントＤ０００Ｈ
内の位置にコピーする。次に、既知の状態のＢＩＯＳデ
ータ域およびベクトル・テーブルの内容がセグメントＤ
０００Ｈ内のデータ構造からセグメント００００Ｈ内の
位置にコピーされる。既知の状態のＢＩＯＳデータ域お
よびベクトル・テーブルは、以下に説明する図１７〜１
８に示すブートアップ・ルーチンのタスク４１４でセグ
メントＤ０００Ｈにコピーされる。最後に、現在状態の
ＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブルは、セグメ
ント００００ＨからセグメントＤ０００Ｈ内のデータ構
造にコピーされる。２７４のルーチンが終了すると、割
込み１３Ｈ（ディスク読取り／書込み）や割込み１０Ｈ
（ビデオ・アクセス）などのすべての割込みが予想通り
に機能する。
【０１３３】次に、２７６でタイマ１０２の状態が保管
される。タイマのレジスタは当技術分野では周知のもの
である。すべてのレジスタはＣＰＵ４０によって直接読
取り可能であり、その値はＤ０００Ｈデータ構造に直接
書き込まれる。また、２７６ではＩＤＥディスク制御装
置８６の状態も保管される。ＩＤＥディスク制御装置８
６レジスタは当技術分野では周知のものである。すべて
のレジスタはＣＰＵ４０によって直接読取り可能であ
り、その値はＤ０００Ｈデータ構造に直接書き込まれ
る。
【０１３４】次のステップは、ハード・ドライブ３１上
のサスペンド・ファイルに書き込まれるシステム・メモ
リを準備することである。システム・メモリは、システ
ムＲＡＭ５３（メイン・メモリと拡張メモリの両方を含
む）とビデオ・メモリ５８とを含む。この時点では、Ｒ
ＡＭ５３の各部が外部キャッシュ６０にあってもよい。
ＣＰＵキャッシュは６２８でフラッシュされている。こ
れについては、図２３〜２６に付随する本文で後述す
る。したがって、ＲＡＭ５３をハード・ドライブ３１に
書き込む前に外部キャッシュをフラッシュしておく必要
がある。このため、システム・キャッシュ６０は２８６
でフラッシュされる。このフラッシュの完了後、ＲＡＭ
５３は完全なものになり、ＣＰＵキャッシュ４１または
システム・キャッシュ６０のいずれにもメモリ・データ
はまったく残っていない。
【０１３５】システム１０上で実行されるコードは、Ｉ
ＤＥ制御装置８６を未知の状態にしている可能性があ
る。その結果、次のステップは、２９２でＩＤＥ制御装
置８６を既知の状態に初期設定することである。これ
は、ＩＤＥ制御装置８６内のレジスタに値を直接書き込
むことにより実施される。
【０１３６】次に、２９４でハード・ドライブ３１内の
固定ディスク上にサスペンド・ファイルを配置しなけれ
ばならない。サスペンド・ファイルのヘッド、セクタ、
シリンダはＣＭＯＳメモリ９６に格納される。サスペン
ド・ファイルが配置されると、ファイル・サイズとシグ
ナチャが読み取られる。好ましい実施例では、このシグ
ナチャは、サスペンド・ファイルの存在を示す任意の長
さのＡＳＣＩＩコードである。ハード・ファイル・シス
テム上でランダムに検出される確率が非常に低い２進文
字列の使用など、これ以外のシグナチャの代替実施態様
も可能である。
【０１３７】サスペンド・ファイル用のファイルサイズ
とシグナチャを読み取った後、次のステップは、２９６
でシグナチャとファイルサイズが正しいことを確認する
ことである。シグナチャが間違っていて、別のプログラ
ムがサスペンド・ファイルを修正した可能性があること
を示すか、またはファイルサイズが正しくなく、サスペ
ンド・ファイル・サイズが変更されたことを示す場合、
サスペンド・ルーチンは２９８で致命的サスペンド・エ
ラー・ルーチンを呼び出す。このルーチンは図２３〜２
６のタスク６５２から始まる。ユーザがスイッチ１７を
押して致命的サスペンド・エラー・ルーチンを出た場
合、プログラム制御はタスク２９９からタスク５０６に
ジャンプする。
【０１３８】これに対し、シグナチャが正しく、サスペ
ンド・ファイルが十分な大きさである場合、サスペンド
・ルーチンは、メモリへのコンピュータ・システムの状
態の書込みに移行することができる。
【０１３９】コンピュータ・システム１０の状態をハー
ド・ドライブ３１に書き込む前に、２９７でフェールセ
ーフ・タイマＣ２がリセットされ、スイッチ２１がもう
一度押されたかどうかを検出するためにスイッチがテス
トされる。図７〜９に付随する本文でさらに詳述するよ
うに、パワー・マネージメント・ポートへの読取りによ
ってＦＥＨが返される場合、スイッチ２１はもう一度押
されておらず、サスペンドを続行する必要がある。これ
に対し、パワー・マネージメント・ポートへの読取りに
よってＦＦＨが返される場合、スイッチ２１はもう一度
押されているので、サスペンドは打ち切られる。Ｃ２は
排出され、スイッチ２１はサスペンド・ルーチン内のい
くつかの点で閉鎖がテストされる。タスク２９７は例示
にすぎず、該当分野の通常の技術を有する回路設計者
は、Ｃ２排出の回数とその間隔を決定することができ
る。サスペンド・ルーチンは、Ｃ２が排出されたことを
確認し、それによりフェールセーフ・タイマをリセット
してから、Ｃ２により電源１７を「オフ」にする必要が
ある。同様に、スイッチ２１を時折検査する必要があ
る。スイッチ２１がもう一度押され、ユーザがサスペン
ドの打切りを希望していることを示している場合、コー
ドは、サスペンド・ルーチンによってすでにサスペンド
されたものをサスペンド解除するためにレジューム・ル
ーチン内の適当な点までジャンプしなければならない。
【０１４０】同様に、３５０ではCtrl-Alt-Delによりサ
スペンドを打ち切る。Ctrl-Alt-Deleteを押す（Control
キーと、Altキーと、Deleteキーとを同時に押す）方法
は、ＩＢＭのＢＩＯＳとインテル８０Ｘ８６ファミリー
のＣＰＵに基づく典型的なコンピュータ・システムをリ
セットするための周知の方法である。コンピュータ・シ
ステム１０は、当技術分野で周知のように、ＢＩＯＳの
割込み１ハンドラによってCtrl-Alt-Delを処理する。コ
ンピュータ・システム１０は、３５０で割込み１ハンド
ラをわずかに修正し、これが３５２でＣＭＯＳメモリ９
６内のサスペンド・フラグをクリアし、３５４でリセッ
ト時にブートアップ・ルーチンにジャンプする。
【０１４１】本発明のコンピュータ・システム１０で
は、サスペンド・ルーチンが実行している間にCtrl-Alt
-Delを押すと、コンピュータ・システムがオフ状態１５
６に入る。これは、スイッチ２１の閉鎖後、第２のＰＡ
Ｌ Ｕ２がスイッチ状態１０2になっており、Ctrl-Alt-
Delを押すとブートアップ・ルーチンが呼び出され、ブ
ートアップ・ルーチンがパワー・マネージメント・ポー
トに００Ｈを書き込んで、第２のＰＡＬ Ｕ２を既知の
状態にするからである。しかし、第２のＰＡＬＵ２がス
イッチ状態１０2になっている間に第２のＰＡＬ Ｕ２
に００Ｈを書き込むと、図７〜９に付随する本文で説明
するように、第２のＰＡＬ Ｕ２により電源１７がシス
テム電源の供給を停止する。したがって、サスペンド・
ルーチン中にCtrl-Alt-Delを押すと、コンピュータ・シ
ステム１０がオフ状態１５６に入る。
【０１４２】次にタスク３００を参照すると、３００で
は、もう一度サスペンド・ファイルがハード・ドライブ
３１上に配置され、シグナチャ・フレーズがサスペンド
・ファイルの最初のバイトに書き込まれる。次に、３０
２でセグメントＤ０００Ｈ内の６４キロバイトのデータ
全体がサスペンド・ファイルに書き込まれる。このＤ０
００Ｈの６４Ｋコピーは実際にはプレース・ホルダにす
ぎず、サスペンド・ルーチンの終わりにこの同じ位置に
再書込みされる。
【０１４３】次に、システム・メモリがサスペンド・フ
ァイルに書き込まれる。これは、システム・メモリから
データを読み取り、それを圧縮してＣ０００Ｈに書き込
み、最後にセグメントＣ０００Ｈからの圧縮データをサ
スペンド・ファイルに書き込むというツインバッファ・
システムによって実施される。２つのルーチンが時間多
重化配置で機能する。すなわち、一方はデータを圧縮し
てセグメントＣ０００Ｈに書き込み、もう一方はサスペ
ンド・ファイルに書き込む。前者は前景で動作し、後者
は背景で動作する割込み主導ルーチンである。ＣＰＵ４
０が１つしかないので、所与の時点で実行できるルーチ
ンが１つに限られることは明らかであるが、後者は割込
み主導ルーチンであるので、サスペンド・ファイルへの
データ転送速度を最適化するために必要に応じて前者の
ルーチンの実行に割り込むことができる。２つのバッフ
ァはそれぞれ８キロバイトの長さであり、ハード・ドラ
イブ３１への転送時間を最適化するものと考えられてい
る。
【０１４４】このプロセスは、最初の８Ｋバッファを充
填するために十分なデータを読み取り、圧縮し、セグメ
ントＣ０００Ｈに書き込むことにより、３０４から始ま
る。データはラン・レングス・コード化方法を使用して
圧縮されるが、適当な圧縮方法であればどれでも使用す
ることができる。この時、３０６でバッファからの書込
みルーチン（全体を３０７に示す）が開始される。バッ
ファからの書込みルーチン３０７は、背景で動作する割
込み主導ルーチンであり、タスク３０８〜３１０で構成
される。圧縮ルーチン（全体を３１１で示す）は、タス
ク３１２〜３１８を含み、前景ルーチンである。まず、
３０８でバッファからの書込みルーチン３０７は、タス
ク３０４で充填したばかりのバッファをサスペンド・フ
ァイルに書き込む。バッファからの書込みルーチン３０
７がそのバッファの内容をサスペンド・ファイルに書き
込んでいる間、圧縮ルーチン３１１は、３１２でシステ
ム・メモリからの次のバイトの読取りと、その圧縮と、
２つの８Ｋバッファのもう一方への圧縮データの書込み
とを続行する。圧縮ルーチン３１１がバッファに圧縮デ
ータを充填してしまうと、次のステップは、３１４でシ
ステム・メモリ全体がまだ圧縮されているかどうかを判
定することになる。
【０１４５】ＩＤＥ制御装置８６は、それほど迅速にハ
ード・ドライブ３１にデータを書き込むことができな
い。その結果、圧縮ルーチン３１１は、バッファからの
書込みルーチン３０７がハード・ドライブ３１へのバッ
ファの書込みを終了する前に、ハード・ドライブ３１に
書き込まれていない８Ｋバッファの充填を必ず終了する
ことになる。したがって、圧縮ルーチン３１１は、バッ
ファからの書込みルーチン３０７がハード・ドライブ３
１へのバッファの書込みを終了するまで待たなければな
らない。圧縮ルーチン３１１がすべてのシステム・メモ
リの圧縮と書込みを終了していない場合、圧縮ルーチン
３１１は３１６でバッファからの書込みルーチン３０７
を待つことになる。圧縮ルーチン３１１とバッファから
の書込みルーチン３０７は１組のフラグによってやりと
りする。バッファからの書込みルーチン３０７がサスペ
ンド・ファイルへの現行バッファの書込みを終了する
と、ルーチン３０７は次にバッファ・フラグを切り替
え、サスペンド・ファイルに書き込んだばかりのバッフ
ァへの圧縮データの充填を開始できることを圧縮ルーチ
ン３１１に示す。次に、タスク２９７に付随する本文で
説明したように、３０９でフェールセーフ・タイマＣ２
がリセットされ、スイッチ２１の閉鎖事象の有無が検査
される。
【０１４６】次に、バッファからの書込みルーチン３０
７は、サスペンド・ファイルに書き込んだばかりのバッ
ファが書き込むべき最後のバッファであるかどうかを３
１０で判断する。最後のバッファではない場合、バッフ
ァからの書込みルーチンは、圧縮ルーチン３１１によっ
て充填したばかりのバッファをサスペンド・ファイルに
書き込む。その間、圧縮ルーチン３１１は、バッファ・
フラグを検査することにより、追加の圧縮システム・メ
モリ用にバッファが用意されていることを判定してい
る。すなわち、圧縮ルーチンは３１６でバッファからの
書込みルーチンが現行バッファの処理を終了するまで待
ち、その時点で圧縮ループは３１２に継続する。ただ
し、ビデオ・メモリ５８が圧縮されないことに留意され
たい。むしろビデオ・メモリ５８はＶＥＳＡ呼出しを使
用してビデオ制御装置５６を介して読み取られ、上記に
詳述したツインバッファ・システムを使用して圧縮せず
に書き込まれる。
【０１４７】圧縮ルーチン３１１は、すべてのシステム
・メモリの圧縮を終了すると、３１８でバッファからの
書込みルーチン３０７がサスペンド・ファイルへの最後
のバッファの書込みを終了するまで待つ。バッファから
の書込みルーチン３０７は、終了すると、３１０から３
１８に分岐し、存在を停止する。この時点では、背景ル
ーチンは一切実行されておらず、メイン・プログラムは
３２０に継続する。
【０１４８】次に、３２０でビデオ制御装置５６の状態
が保管される。ビデオ制御装置５６レジスタは当技術分
野では周知のものである。すべてのレジスタはＣＰＵ４
０によって直接読取り可能であり、その値はＤ０００Ｈ
データ構造に直接書き込まれる。また、タスク３２０で
は、ＤＭＡユニット７１（ＤＭＡ制御装置７２と中央ア
ービタ８２）、８２７７ディスケット制御装置８４、Ｒ
Ｓ−２３２ ＵＡＲＴ９４の状態が保管される。これら
の装置は、当技術分野で周知のレジスタを備えている。
ディスケット制御装置８４とＵＡＲＴ９４内のすべての
レジスタはＣＰＵ４０によって直接読取り可能であり、
その値はＤ０００Ｈデータ構造に直接書き込まれる。Ｄ
ＭＡユニットは読取り可能なレジスタを備えていない。
むしろ、通常は、それぞれのＤＭＡ転送の前に書込み専
用レジスタがセットアップされる。このため、ＤＭＡ転
送が進行中の場合、サスペンド・ルーチンはサスペンド
を停止する。
【０１４９】コンピュータ・システム１０がサスペンド
状態１５０に入った後は、サスペンド・ファイルへの不
正変更を検出できることが望ましいと思われる。たとえ
ば、誰かが修正済みサスペンド・ファイルを生成し、そ
のサスペンド・ファイルをハード・ドライブ３１に移動
し、保管されている状態以外の状態にコンピュータ・シ
ステム１０を復元させることも可能である。このため、
セグメントＤ０００Ｈデータ構造には擬似乱数値が置か
れる。３２８に示すように、高速タイマ１０２の１つか
ら１６ビットのタイムスタンプが読み取られる。次に、
このタイムスタンプがセグメントＤ０００Ｈデータ構造
に書き込まれる。
【０１５０】次に、繰上りビットを考慮せずにＤ０００
Ｈの各１６ビット・ワードを合計することにより、Ｄ０
００Ｈセグメント全体の１６ビット・チェックサムが計
算される。このチェックサムは、３３０でセグメントＤ
０００Ｈのデータ・セグメントに書き込まれ、３３２で
ＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６に書き込まれる。その後、３
３４ですべての作業変数がＣＰＵ４０からセグメントＤ
０００Ｈデータ構造に書き込まれ、３３６でセグメント
Ｄ０００Ｈ全体がサスペンド・ファイルのシグナチャ・
フレーズ後から（シグナチャの直後に）サスペンド・フ
ァイルに再書込みされる。次に、３３８でサスペンド・
フラグがＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６にＳＥＴされ、コン
ピュータ・システムの状態がサスペンド・ファイルに保
管されたことをシステム１０に通知する。
【０１５１】最後に、パワー・マネージメント・ポート
にＸ１０2を書き込み、第２のＰＡＬ Ｕ２を１０2状態
にすることにより、ＣＰＵ４０が電源を「オフ」にす
る。第２のＰＡＬ Ｕ２が１０2状態に入ると、第２の
ＰＡＬ Ｕ２のピン１２出力が論理１をアサートし、Ｓ
Ｒラッチの出力ピン３が論理０状態にラッチされ、ＯＮ
バーがＲ６によってＨＩＧＨに引き上げられるように
し、電源１７の１次／調整ユニット１７２が±５および
±１２の各線に沿った調整電圧の供給を停止することに
より、ただちに電源１７が「オフ」になる。電圧が約０
まで低下するのに数秒かかるので、数多くのコマンドを
実行する時間がＣＰＵ４０に与えられる。したがって、
ＣＰＵ４０は、電源１７によって生成されたシステム電
源電圧が低下してＣＰＵ４０が機能を停止するまで待ち
ながら、３４２でエンドレス・ループ（「スピン」）を
実行する。
【０１５２】次に図１７〜１８を参照すると、同図に
は、ブートアップ・ルーチンの詳細が示されている。ブ
ート・プロセスの概要については、図１０に付随する本
文に示されている。ブートアップ・ルーチンは３８０か
ら始まり、そこでＣＰＵ４０はリセット・ベクトルが指
し示すコードにジャンプし、それを実行する。これは、
ＣＰＵ４０に電源を投入するたび、ならびにリセット・
ベクトルが指し示すコードにジャンプすることによって
ＣＰＵ４０がリセットされたときに行われる。このよう
なリセット手順は、当技術分野では周知のものである。
【０１５３】最初のタスクは、３８２でＣＰＵ４０をテ
ストし、メモリ制御装置４６を初期設定することであ
る。ＣＰＵのテストはＰＯＳＴルーチンによって行われ
る。メモリ制御装置４６の初期設定もＰＯＳＴルーチン
によって行われる。
【０１５４】次に、シャドウ・メモリがテストされ、Ｂ
ＩＯＳがＲＯＭ８８からＲＡＭ５３のシャドウ・メモリ
部分にコピーされる。実行されるコードの流れは、ＣＭ
ＯＳＮＶＲＡＭ９６にサスペンド・フラグがＳＥＴされ
ているかどうかによって決まる。サスペンド・フラグが
ＳＥＴされている場合、コンピュータ・システム１０は
サスペンド状態１５０になっており、コンピュータ・シ
ステム１０はそれがサスペンドされたときに置かれてい
た状態に復元しなければならない。セグメントＥ０００
ＨおよびＦ０００Ｈ内のシステムＲＡＭ５３に対して、
簡略テストが行われる。コンピュータがレジュームに要
する時間を短縮するため、メモリについては適正サイズ
であるかどうかだけが検査され、ゼロにされる（それぞ
れの位置に０００Ｈが書き込まれる）。
【０１５５】これに対し、ＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６で
サスペンド・フラグがＣＬＥＡＲされている場合は、セ
グメントＥ０００ＨおよびＦ０００Ｈ内のシステムＲＡ
Ｍ５３に対して、（１）スティッキービット・テスト
と、（２）ダブルビット・メモリ・テストと、（３）交
差アドレス線テストとを含む標準の綿密なメモリ・テス
トが行われる。これらのテストは、当技術分野では周知
のものである。
【０１５６】セグメントＥ０００ＨおよびＦ０００Ｈを
テストした後、ＢＩＯＳに対して、ＲＯＭ ＢＩＯＳ８
８の内容をシステムＲＡＭ５３にコピーすることと、Ｒ
ＡＭからＢＩＯＳを実行するようにメモり制御装置を構
成することとを含むシャドウ化を行うことができる。Ｂ
ＩＯＳのシャドウ化は、システムの速度を上げるために
行われる。すなわち、より低速のＲＯＭ８８（一般的な
アクセス時間は２５０ナノ秒）ではなく、より高速のシ
ステムＲＡＭ５３（一般的なアクセス時間は８０ナノ
秒）からＢＩＯＳが実行されるので、システム・パフォ
ーマンスが強化される。ＢＩＯＳのシャドウ化は、下位
メモリのアドレスにＢＩＯＳプログラムのコピーをロー
ドすることと、ＲＯＭ８８からシステムＲＡＭ５３のセ
グメントＥ０００ＨおよびＦ０００ＨにＢＩＯＳをコピ
ーすることと、シャドウＲＡＭを使用可能にすることと
を含む。
【０１５７】次に、ビデオ制御装置５６のテストと初期
設定が行われ、ビデオ・メモリ５８のテストが行われる
が、いずれも３８４で行われる。これらのテストと初期
設定は当技術分野で周知のものである。
【０１５８】実行されるコードの流れは、３８６でＣＭ
ＯＳ ＮＶＲＡＭ９６にサスペンド・フラグがＳＥＴさ
れているかどうかによって決まる。サスペンド・フラグ
がＳＥＴされている場合、タスク３８３と同様に、残り
のシステムＲＡＭ５３についてサイズだけが検査され、
ゼロにされる。しかし、ＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６でサ
スペンド・フラグがＣＬＥＡＲされている場合は、タス
ク３８３に付随する本文で説明した３ステップの綿密な
メモリ・テストを使用して、タスク３９８で残りのシス
テムＲＡＭ５３がテストされる。
【０１５９】メモリのテスト後、４００で８２５９、Ｕ
ＡＲＴ、８０４２、その他の装置を含む補助装置がテス
トされ初期設定される。タスク４０８では、固定ディス
ク制御装置が初期設定される。
【０１６０】実行されるコードの流れは、４０９でＣＭ
ＯＳ ＮＶＲＡＭ９６にサスペンド・フラグがＳＥＴさ
れているかどうかによって決まる。サスペンド・フラグ
がＳＥＴされている場合は、最後に電源を除去したとき
にシステムの状態が正常に保管されたことを意味し、ブ
ートアップ・ルーチンはハード・ドライブ制御装置８６
とハード・ドライブ３１のテストをスキップする。これ
に対し、ＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６でサスペンド・フラ
グがＣＬＥＡＲされている場合は、最後に電源を除去し
たときにシステムの状態が保管されなかったことを意味
し、ブートアップ・ルーチンは、当技術分野で周知のよ
うに、タスク４１０で固定ディスク制御装置８６とハー
ド・ドライブ３１の完全なテストを実行する。
【０１６１】次に、４１２でフロッピー・ドライブ制御
装置８４がテストされ初期設定される。
【０１６２】この時点で、すべての装置が初期設定さ
れ、ベクトルは既知の位置を指し示すので、すべての割
込みルーチンが予定通りに機能するようになる。したが
って、ブートアップ・ルーチンは、４１４でＢＩＯＳデ
ータ域およびベクトル・テーブルのスナップショットを
取り、ＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブルのコ
ピーをセグメントＤ０００Ｈ内のデータ構造に書き込
む。ＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブルのこの
コピーは、コンピュータ・システム１０を既知の状態に
してすべての割込みが予定通り機能するようにするため
に、タスク２７４でサスペンド・ルーチンが使用する。
【０１６３】次に、当技術分野で周知のように、４１６
でＢＩＯＳ拡張部が「走査」され初期設定される。ＢＩ
ＯＳ拡張部は、ネットワーク・アダプタなどの周辺アダ
プタによりシステムに追加されたＢＩＯＳコードのブロ
ックである。通常、ＢＩＯＳ拡張部は、ＩＳＡバス７６
上のセグメントＣ０００ＨおよびＤ０００Ｈに位置し、
ＢＩＯＳ拡張部をそのように識別するための関連「シグ
ナチャ」を備えている。ＢＩＯＳ拡張部が検出される
と、その長さが検査され、チェックサムが計算され検査
される。シグナチャ、長さ、チェックサムのすべてによ
って、有効なＢＩＯＳ拡張部の存在が示されると、プロ
グラムはシグナチャより３バイト後ろに位置する命令に
制御を渡すので、ＢＩＯＳ拡張部は周辺アダプタの初期
設定など、必要なタスクをすべて実行することができ
る。拡張部が実行を終了すると、制御はブートアップ・
ルーチンに戻り、このルーチンがさらに追加のＢＩＯＳ
拡張部がないかどうか探索する。追加のＢＩＯＳ拡張部
は上記のＢＩＯＳ拡張部と同様に処理される。追加のＢ
ＩＯＳ拡張部が一切検出されない場合、ブートアップ・
ルーチンはタスク４１７に移行する。
【０１６４】４１７でブートアップ・ルーチンは、サス
ペンド・ファイル用に具体的に割り振られた区画である
と思われる、ハード・ドライブ３１上の区画を探索す
る。区画テーブル内にＰＳ／１識別子（「ＦＥ」）が示
されている区画が検出され、その区画が特定のシステム
用のサスペンド・ファイルを収容できるだけの十分な大
きさのものである場合、その区画はサスペンド・ファイ
ル用であると判定される。その結果、サスペンド・ファ
イルは当技術分野で周知のファイル割振りテーブル（Ｆ
ＡＴ）に割り振られ、サスペンド・ファイル・シグナチ
ャはそのファイルの先頭バイトに書き込まれ、そのファ
イルの開始ヘッド、セクタ、シリンダはＣＭＯＳ ＮＶ
ＲＡＭ９６に書き込まれる。
【０１６５】実行されるコードの流れは、ＣＭＯＳ Ｎ
ＶＲＡＭ９６にサスペンド・フラグがＳＥＴされている
かどうかに応じて４１８で分岐する。サスペンド・フラ
グがクリアされている場合、ブートアップ・ルーチンは
４２０でＰＢＯＯＴルーチンに制御を渡す。ＰＢＯＯＴ
は、当技術分野では周知のものであり、フロッピー・デ
ィスクまたはハード・ドライブ３１からのオペレーティ
ング・システム（ＯＳ）とコマンド・インタプリタのロ
ードを担当する。本発明の通常ブート・ルーチンは多少
変更されているが、その変更点は、ＯＳをロードすると
きにサスペンド・ファイル用の区画が４１７で検出され
なかった場合、ＦＡＴ内の連続セクタからなる１つファ
イル（必要に応じて１つの区域の断片化を解消する）を
割り振り、サスペンド・ファイルの先頭バイトにシグナ
チャを書き込み、ＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６にサスペン
ド・ファイルの開始ヘッド、セクタ、シリンダを書き込
むようなＯＳ固有のドライバをＯＳが実行することであ
る。
【０１６６】サスペンド・ファイルが割り振られる時期
にかかわらず、サスペンドおよびレジュームのそれぞれ
の期間中にディスクへの高速書き込みとディスクからの
高速読取りを可能にするため、ＦＡＴ内の区域は連続セ
クタでなければならない。
【０１６７】次にＰＢＯＯＴはCONFIG.SYSファイルで検
出された命令に基づいてシステムを構成する。最後にＰ
ＢＯＯＴはAUTOEXEC.BATファイルに実行制御権を渡し、
そのファイルは最終的に実行制御権をオペレーティング
・システムに渡す。ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６でサスペン
ド・フラグがクリアされている場合は、最後に電源を除
去したときにシステムの状態が保管されなかったことを
意味し、RESUME.EXEが無視される。このファイルについ
ては、タスク４２１に付随する本文でさらに詳述する。
【０１６８】タスク４１８に戻って参照すると、ＣＭＯ
Ｓ ＮＶＲＡＭ９６にサスペンド・フラグが設定されて
いる場合は、最後に電源を除去したときにシステムの状
態が保管されたことを意味し、実行されるコードの流れ
は、ＣＭＯＳ ＮＶＲＡＭ９６にアダプタ再初期設定フ
ラグがＳＥＴされているかどうかに応じて４１９で分岐
する。アダプタ再初期設定フラグが設定されている場
合、ブートアップ・ルーチンは４２１でＰＢＯＯＴに制
御を渡す。通常のＰＢＯＯＴルーチンと同様、本発明の
ＰＢＯＯＴは、CONFIG.SYSファイルとAUTOEXEC.BATファ
イルで検出されたコマンドに応じてシステムを構成す
る。これらのファイルは、特に、当技術分野で周知のよ
うに各種ドライバをロードし、システムを構成するもの
である。
【０１６９】CONFIG.SYSとAUTOEXEC.BATに含まれるコマ
ンドは、システム内のアダプタ・カードを初期設定する
ことができる。このアプリケーションでは、３通りのタ
イプのアダプタ・カードが存在すると仮定する。すなわ
ち、タイプＩアダプタは初期設定を必要とせず、タイプ
IIアダプタは初期設定を必要とするが、CONFIG.SYSまた
はAUTOEXEC.BATファイルに応じてロードされたドライバ
またはＢＩＯＳ拡張部によって既知の作業状態になって
おり、タイプIIIアダプタはシステム上で実行されるコ
ードによって変更される。タイプＩとタイプIIのアダプ
タを含むシステムはサスペンドし復元することができる
が、多くのネットワーク化アダプタを含むタイプIIIア
ダプタを含むシステムは、エラーから回復するためのル
ーチンがカードに備わっていなければ、復元することが
できない。システムは、エラーから回復するタイプIII
カードであればサスペンドすることができる。
【０１７０】好ましい実施例ではAUTOEXEC.BATファイル
にRESUME.EXEファイルが追加されているが、RESUME.EXE
ファイルはＰＢＯＯＴからレジューム・ルーチンへのプ
ログラム制御の転送を担当する。タスク４２０のＰＢＯ
ＯＴはRESUME.EXEの存在を無視するが、タスク４２１の
ＰＢＯＯＴはRESUME.EXEを実行し、ＰＢＯＯＴによって
CONFIG.SYSおよびAUTOEXEC.BATからロードされた各種デ
バイス・ドライバによるタイプIIアダプタの初期設定が
終了すると、レジューム・ルーチンに制御を渡す。
【０１７１】もう一度タスク４１９を参照すると、ＣＭ
ＯＳ９６でアダプタ再初期設定フラグがクリアされてい
る場合、ブートアップは４２２でレジューム・ルーチン
に実行制御権を直接渡し、CONFIG.SYSまたはAUTOEXEC.B
ATを処理しない。レジューム・ルーチンはハード・ドラ
イブ上のサスペンド・ファイルからシステム状態を復元
するが、このルーチンについては図１９〜２２に付随す
る本文で詳述する。
【０１７２】次に図１９〜２２を参照すると、同図に
は、レジューム・ルーチンであるタスク４５０〜５３０
の詳細が示されている。構成プロセス中にＢＩＯＳデー
タ域およびベクトル・テーブルはおそらく未知の状態に
変更されている。したがって、基本ＢＩＯＳルーチンは
予定通り機能する場合もあれば、機能しない場合もあ
る。このため、レジューム・ルーチンは、４５４でセグ
メントＤ０００Ｈを読取り／書込みとして使用可能に
し、４５６でＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブ
ル・スワップ・ルーチンを呼び出す。このルーチンは、
タスク４１４でセグメントＤ０００Ｈにコピーされた既
知の良好なＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブル
を、現在はセグメント００００Ｈで活動状態になってい
る変更済みＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブル
とスワップするものである。このルーチンが終了する
と、既知のＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブル
がセグメントＤ０００Ｈで活動状態になり、変更済みＢ
ＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブルがセグメント
Ｄ０００Ｈ内に存在し、ＢＩＯＳの各種ルーチンが予定
通り機能するようになる。
【０１７３】次にレジューム・ルーチンは４５８で、キ
ーボードとハード・ドライブをサポートするものを除く
すべての割込みを禁止する。次にレジューム・ルーチン
は４６０でサスペンド・ファイルをハード・ドライブ３
１上に配置し、ファイル・サイズとシグナチャを読み取
る。このシグナチャは、前述のようにサスペンド・ファ
イル用のマルチバイト識別子である。実行されるコード
の流れは、サスペンド・ファイルが正しいサイズとシグ
ナチャを備えているかどうかに応じて、４６２で分岐す
る。サスペンド・ファイルが正しいサイズとシグナチャ
を備えていない場合、レジューム・ルーチンは４６４で
ＣＭＯＳメモリ９６内のサスペンド・フラグをＣＬＥＡ
Ｒし、プログラム制御は４６６でリセット・ベクトルが
指し示す位置のコードに渡され、それにより、システム
はサスペンドされていない場合と同様にブートする。こ
れに対して、サスペンド・ファイルが正しいサイズとシ
グナチャを備えている場合、レジューム・ルーチンは４
６８で、サスペンド・ファイル内でシグナチャの後に位
置する６４Ｋのブロック（サスペンド・ファイルの一部
であって、セグメントＤ０００Ｈの情報に対応する部
分）をセグメントＣ０００Ｈに読み取ることにより、シ
ステム・レジュームを続行する。
【０１７４】次に、４７０でＣ０００Ｈ内のブロックの
チェックサムが計算され、４７２で前に格納したチェッ
クサムがＣＭＯＳ不揮発性メモリ９６から読み取られ、
タスク４７０で計算されたチェックサムがタスク３３０
で計算されたチェックサムと同じであるかどうかに応じ
て、実行されるコードの流れが４７４で分岐する。タス
ク４７０で計算されたチェックサムがタスク３３０で計
算されたチェックサムと同じではない場合は、サスペン
ド・ファイルがいくらか壊れている（たとえば、不正変
更された可能性がある）ので、制御がタスク４６４に渡
され、そのタスクは、タスク４６４および４６６に付随
する本文で説明するように、サスペンド・フラグをＣＬ
ＥＡＲして、システムをリセットする。タスク４７０で
計算されたチェックサムがタスク３３０で計算されたチ
ェックサムと同じである場合は、サスペンド・ファイル
はサスペンド・ルーチンによって書き込まれたものその
ものであると見なされ、４７６でセグメントＣ０００Ｈ
内のデータがセグメントＤ０００Ｈにコピーされる。た
だし、Ｃ０００ＨのデータをＤ０００Ｈにコピーする場
合、変更済みＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブ
ルが上書きされるので、回復不能であることに留意され
たい。
【０１７５】次に、レジューム・ルーチンは４７８で、
システムが復元中であることと、レジュームを打ち切る
にはユーザがCtrl-Alt-Delを押す必要があることをユー
ザに通知する特殊信号画面を画面に書き込む。サスペン
ド・ルーチンの場合と同様、Ctrl-Alt-Delを押すと、５
２６でサスペンド・フラグがクリアされ、５２８でシス
テムがリブートする。ただし、リブート時に第２のＰＡ
Ｌ Ｕ２がスイッチ状態０１2になっているので、パワ
ー・マネージメント・ポートにＸ００Ｈを書き込んでも
電源１７はシステム電源の供給を停止しない。したがっ
て、Ctrl-Alt-Delを押すとシステムは通常通りにリブー
トし、レジューム・ルーチンの実行が継続される。
【０１７６】次に、４８０、４８２、４８４のそれぞれ
で、セグメントＤ０００Ｈデータ構造からの値をそれぞ
れのレジスタに書き込むことにより、８２７７ディスケ
ット制御装置８４、ＤＭＡユニット７１、ＵＡＲＴ９４
が復元される。
【０１７７】次にタスク４８６〜５００では、サスペン
ド・ルーチンのタスク３０４〜３１８に付随する本文で
説明したルーチンと同様のツイン・バッファ・ルーチン
を使用して、サスペンド・ファイルからシステム・メモ
リが復元される。このツインバッファ・システムは、サ
スペンド・ファイルから圧縮データを読み取り、それを
セグメントＣ０００Ｈに書き込み、それを圧縮解除し、
システム・メモリに書き込むものである。この場合、２
つのルーチンが時間多重化配置で機能する。すなわち、
一方はサスペンド・ファイルからデータを読み取り、そ
れをセグメントＣ０００Ｈに書き込み、もう一方はデー
タを圧縮解除し、圧縮解除したデータをシステム・メモ
リに書き込む。後者は前景で動作し、前者は背景で動作
する割込み主導ルーチンである。ＣＰＵ４０が１つしか
ないので、所与の時点で実行できるルーチンが１つに限
られることは明らかであるが、前者は割込み主導ルーチ
ンであるので、サスペンド・ファイルからのデータ転送
速度を最適化するために必要に応じて後者のルーチンの
実行に割り込むことができる。２つのバッファはそれぞ
れ８キロバイトの長さであり、転送時間を最適化するも
のと考えられている。
【０１７８】このプロセスは、最初の８Ｋバッファを充
填するために十分なデータをサスペンド・ファイルから
読み取り、セグメントＣ０００Ｈに書き込むことによ
り、４８６から始まる。この時、３０６でバッファから
の読取りルーチン（全体を４８９に示す）が開始され
る。バッファからの読取りルーチン４８９は、背景で動
作する割込み主導ルーチンであり、タスク４９０〜４９
２で構成される。圧縮解除ルーチン（全体を４９３で示
す）は、タスク４９４〜４９８を含み、前景ルーチンで
ある。まず、４９０でバッファからの読取りルーチン４
８９は、サスペンド・ファイルの次の８Ｋの読取りと、
その時点では現行バッファであるもう一方のバッファへ
の書込みとを開始する。バッファからの読取りルーチン
４８９が次の８Ｋをサスペンド・ファイルから読み取っ
て、それを現行バッファに書き込んでいる間、圧縮解除
ルーチン４９３は４９４で、タスク４８６が充填したバ
ッファを読み取り、圧縮データを圧縮解除し、圧縮解除
したデータをシステム・メモリに書き込む。圧縮解除ル
ーチン４９３がバッファ内のすべてのデータを圧縮解除
してしまうと、次のステップは、４９６でシステム・メ
モリ全体が圧縮解除されたかどうかを判定することにな
る。
【０１７９】ＩＤＥ制御装置８６は、それほど迅速にハ
ード・ドライブ３１からデータを読み取ることができな
い。その結果、圧縮解除ルーチン４９３は、バッファか
らの読取りルーチン４８９がハード・ドライブ３１から
現行バッファへのデータの読取りを終了する前に、ハー
ド・ドライブ３１に書き込まれていない８Ｋバッファの
圧縮解除を必ず終了することになる。したがって、圧縮
解除ルーチン４９３は、バッファからの読取りルーチン
４８９がハード・ドライブ３１からのデータの読取りを
終了するまで待たなければならない。圧縮解除ルーチン
４９３がすべてのシステム・メモリの圧縮と書込みを終
了していない場合、圧縮解除ルーチン４９３は４９８で
バッファからの読取りルーチン４８９を待つことにな
る。圧縮解除ルーチン４９３とバッファからの読取りル
ーチン４８９は１組のフラグによってやりとりする。バ
ッファからの読取りルーチン４８９がサスペンド・ファ
イルから現行バッファへのデータの読取りを終了する
と、次にルーチン４８９は４９０でバッファ・フラグを
切り替え、サスペンド・ファイルから読み取ったばかり
のバッファ内のデータの圧縮解除を開始できることを圧
縮解除ルーチン４９３に示す。次に、バッファからの読
取りルーチン４８９は４９２で、サスペンド・ファイル
から読み取るべき８Ｋブロックが残っているかどうかを
判断する。残っていない場合、バッファからの読取りル
ーチンは５０２で、サスペンド・ファイルから残りのデ
ータを読み取り、それを現行バッファに書き込む。次
に、バッファからの読取りルーチンは、背景での動作を
止め、実際には５００で圧縮解除ルーチンが最後のメモ
リの圧縮解除を終了するのを待つ。
【０１８０】その間、圧縮解除ルーチン４９３は、バッ
ファ・フラグを検査することにより、システム・メモリ
への圧縮解除用にバッファが用意されていることを判定
している。すなわち、圧縮解除ルーチンは４９８でバッ
ファからの読取りルーチンが現行バッファの処理を終了
するまで待ち、その時点で圧縮解除ループは４９４に継
続する。
【０１８１】圧縮解除ルーチン４９３がすべてのシステ
ム・メモリの圧縮解除を終了すると、背景ルーチンは一
切実行されておらず、メイン・プログラムは５０４に継
続する。
【０１８２】次に、ビデオ制御装置５６とＩＤＥ制御装
置８６のそれぞれのレジスタにＤ０００Ｈデータ構造か
らの値を書き込むことにより、５０４および５０６でそ
れぞれの装置が復元される。次に、ＣＰＵ４０とキャッ
シュ制御装置６２に適切な値をそれぞれ書き込むことに
より、５０８でＣＰＵキャッシュ４１とシステム・キャ
ッシュ６０が使用可能になる。次に、レジューム・ルー
チンは、タイマ制御装置１０２、８０４２キーボード・
インタフェース・マイクロプロセッサ１０４、８２５９
割込み制御装置９２のそれぞれのレジスタにセグメント
Ｄ０００Ｈデータ構造からの値を書き込むことにより、
５１０〜５１４でそれぞれの装置の状態を復元する。
【０１８３】次に、レジューム・ルーチンは５１６でＢ
ＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブル・スワップ・
ルーチンを呼び出す。このルーチンを呼び出す前は、既
知のＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テーブルがセグ
メント００００Ｈで活動状態になっており、サスペンド
・ファイルから読み取られたＢＩＯＳデータ域およびベ
クトル・テーブルがセグメントＤ０００Ｈデータ構造で
非活動状態になっている。スワップ後は、既知のＢＩＯ
Ｓデータ域およびベクトル・テーブルがセグメントＤ０
００Ｈで非活動状態になり、サスペンド・ルーチンによ
って保管されたＢＩＯＳデータ域およびベクトル・テー
ブルがセグメント００００Ｈで活動状態になっている。
【０１８４】最後に、レジューム・ルーチンは５１８で
ＣＰＵ復元ルーチンにジャンプし、そのルーチンがＣＰ
Ｕ４０をサスペンド以前の状態に復元する。ＣＰＵ復元
ルーチンについては、図２７〜３０に付随する本文でさ
らに詳述する。ＣＰＵ復元ルーチンは最終的に実行制御
権をＡＰＭに戻す。
【０１８５】最後に、ＣＰＵ４０はＲＥＴＵＲＮ命令を
実行し、システムがＡＰＭに戻る。そこでシステムは、
サスペンドされていない場合と同様にコードの実行を続
行する。すべての実際上の目的のため、システムはサス
ペンド／レジューム手順の影響を受けない。
【０１８６】次に図２３〜２６を参照すると、同図に
は、ＣＰＵ状態保管ルーチンの流れ図が示されている。
サスペンド・ルーチンは６００でＣＰＵ状態保管ルーチ
ンにジャンプする。ただし、ＡＰＭによりセグメントＥ
０００ＨおよびＦ０００Ｈが読取り／書込みとして使用
可能になっており、そのセグメントからこれらのルーチ
ンが実行されることに留意されたい。さらに、６０２に
示すように、ＥＦＬＡＧＳと８つの汎用レジスタがＡＰ
Ｍによって保管されている。ＣＰＵ状態保管ルーチンは
まず６０４で、ＤＭＡが終了するのを待ち、マウス１３
のデータ・パケットとの同期を取り、このルーチンが確
実にマウス・パケット伝送間に実行されるようにする。
以下の諸ステップにより、ＤＭＡが終了可能になり、マ
ウス・パケットとの同期が取られる。すなわち、（１）
割込みを可能にし、（２）ＤＭＡが終了するまで７ミリ
秒待ち、（３）割込みを禁止し、（４）５ミリ秒の間、
マウス・パケット境界を待ち、（５）割込みを可能に
し、（６）マウス・パケットが到着するまでさらに５ミ
リ秒待ち、（７）割込みを禁止する。これらのステップ
の後、コードはマウス・パケット間で正常に実行するこ
とができる。
【０１８７】次に、６０６でアドレス線２０（入出力ポ
ート９２Ｈ）の状態がスタック上にＰＵＳＨされ、６０
８で数学補助プロセッサ４４の状態がスタック上にＰＵ
ＳＨされる。次に６１０で、ＣＰＵが３２ビットで実行
されているか１６ビットで実行されているかを示すため
に、フラグがＳＥＴまたはＣＬＥＡＲされる。
【０１８８】次に、実行されるコードは、ＣＰＵ４０が
保護モードで実行されているかどうかに応じて、６１２
で分岐する。保護モードで実行されていない場合、ＣＰ
Ｕ４０は実モードで実行されていなければならず、非常
に簡単な方法でレジスタを保管することができる。ま
ず、６１４で、マシン状況ワードとＣＲ３の値がセグメ
ントＥ０００Ｈデータ構造に書き込まれる。また、６１
４では、ＴＲおよびＬＤＴＲに対応する区域内のセグメ
ントＥ０００Ｈデータ構造に０が書き込まれる。という
のは、ＴＲとＬＤＴＲは実モードでは０であるからであ
る。
【０１８９】次にコードは、６１６で共通コード経路と
統合され、そこでＧＤＴＲおよびＬＤＴＲに格納されて
いる値がセグメントＥ０００Ｈデータ構造に書き込まれ
る。次に、実行されるコードの流れは、ＣＰＵ４０が仮
想８０８６モードで実行されているかどうかに応じて、
６１８で分岐する。ＣＰＵ４０が仮想８０８６モードで
実行されていない場合、コードは共通経路をたどってタ
スク６２０に移行し、そこでデバッグ・レジスタＤＲ
７、ＤＲ６、ＤＲ３、ＤＲ２、ＤＲ１、ＤＲ０がスタッ
ク上にＰＵＳＨされる。これらのレジスタはデバッガお
よびその他のルーチンによって使用されている。次に６
２２で、ＤＳ、ＥＳ、ＦＳ、ＧＳがスタック上にＰＵＳ
Ｈされる。次にＣＳ、ＳＳ、ＥＳＰ内の値がセグメント
Ｅ０００Ｈデータ構造に書き込まれる。
【０１９０】この時点では、セグメントＥ０００Ｈデー
タ構造に書き込むべきすべての値が書き込まれているの
で、６２６でシャドウＲＡＭのセグメントＥ０００Ｈお
よびＦ０００Ｈを読取り専用に戻すことができる。次
に、６２８でキャッシュ書戻し無効化コマンドを使用し
て、ＣＰＵキャッシュ４１がフラッシュされる。
【０１９１】最後に、６３０でＣＭＯＳ不揮発性メモリ
９６に固有の遮断フラグがＳＥＴされる。最終的に、Ｃ
ＰＵ状態保管ルーチンは６３２で実質的にサスペンド・
ルーチンに「戻る」。この「戻り」は、実際にはコード
の分岐が後に続くＲＥＳＥＴである。ＣＰＵ４０は、リ
セット・ベクトルが指し示すコードにＪＵＭＰすること
によりリセットする。ＣＰＵ４０をリセットすると、Ｃ
ＰＵは強制的に実モードになり、保護障害を発生するこ
とを恐れずにすべての装置およびメモり位置にアクセス
できるようになる。この時点後、ＣＰＵの状態は保管さ
れているので、サスペンド・ルーチンはシステムの残り
の部分の状態を保管しなければならない。
【０１９２】リセット・ベクトルが指し示すコード内の
プログラム制御は、ＣＭＯＳ９６に遮断フラグがＳＥＴ
されているかどうかに応じて分岐する。遮断フラグがＣ
ＬＥＡＲされている場合、システムは、通常行われるよ
うにブートする。これに対し、遮断フラグがＳＥＴされ
ている場合、コードはサスペンド・ルーチンの残りの部
分に分岐する。すなわち、実行制御権は、サスペンド・
ルーチン内の図１２のタスク２５３にジャンプし、それ
がシステム１０のサスペンドを終了する。したがって、
ＣＰＵ状態保管ルーチンは、６３２で効果的にサスペン
ド・ルーチンに「戻る」。
【０１９３】タスク６１２に戻って参照すると、ＣＰＵ
が保護モードになっている場合、コードは、ＣＰＵが仮
想８０８６モードになっているかどうかに応じて、タス
ク６３４で分岐する。ＣＰＵが仮想８０８６モードにな
っていない場合、コードは、現行特権レベルがゼロであ
るかどうかに応じて、タスク６３６でもう一度分岐す
る。現行特権がゼロ以外である場合、適切な特権を持た
ないルーチンがＣＰＵ状態保管ルーチンを実行している
ので、致命的サスペンド・エラー・ルーチン（タスク６
５２から始まる）が呼び出される。致命的サスペンド・
エラー・ルーチンについては後述する。プログラム制御
が致命的サスペンド・エラー・ルーチンから戻った場
合、ＣＰＵは、ＣＰＵ状態保管ルーチンが呼び出される
前のその状態に戻らなければならず、プログラム実行は
図３０のタスク７９４に分岐し、それがＣＰＵの部分復
元を実行する。ＣＰＵ内で変更された部分はごくわずか
であるので、部分復元のみが必要になる。
【０１９４】タスク６３６に戻って参照すると、呼出し
コードが適切な特権レベルを持っている場合、ＣＲ０、
ＣＲ３、ＴＲ、ＬＤＴＲ内の値がセグメントＥ０００Ｈ
データ構造に保管されるので、６４２で保管が継続され
る。次にこのコードは、６１６で共通コード経路と統合
され、そこでＧＤＴＲおよびＩＤＴＲ内の値が前述のよ
うにＥ０００Ｈデータ構造に保管される。ここからコー
ドは前述の６１８〜６３２の経路をたどり、結果的に、
残りのサスペンド・ルーチン・コードに「戻る」（ＲＥ
ＳＥＴと分岐）。
【０１９５】タスク６３４に戻って参照すると、ＣＰＵ
４０が仮想８０８６モードになっている場合、実行は６
４４に継続し、そこでマシン状況ワードの値（ＣＲ０の
下位１６ビット）がＥ０００Ｈデータ構造に保管され、
ＣＰＵが仮想８０８６モードになっていることを示すフ
ラグがセグメントＥ０００Ｈデータ構造内にＳＥＴされ
る。次にこのコードは、転送６４６および６４８を介し
て６１６で共通コードと統合される。タスク６１８で
は、ＣＰＵが仮想８０８６モードになっている場合、制
御が６５０に分岐し、そこでＤＳ、ＥＳ、ＦＳ、ＧＳ内
の値がセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管される。
このコードは６２４で共通コードと再統合される。ここ
からコードは前述の６２４〜６３２の経路をたどり、結
果的に、残りのサスペンド・ルーチン・コードに「戻
る」（ＲＥＳＥＴと分岐）。
【０１９６】致命的サスペンド・エラー・ルーチンは、
タスク６５２〜６６４に存在し、不適切な特権レベルを
持つコードがＣＰＵの状態の保管を試みた場合に６３８
で呼び出される。まず、図９に付随する本文で説明した
ように、パワー・マネージメント・ポートに０７Ｈと０
５Ｈを書き込むことにより、６５４でフェールセーフ・
タイマがＲＥＳＥＴされる。次に６５６でスピーカが８
８６Ｈｚで０．２５秒ずつ３回、１／６秒間隔でビープ
音を出す。この３回のビープ音は、サスペンドの試みが
実行されなかったことをユーザに知らせるものである。
ビープ音後、６５８でフェールセーフ・タイマがもう一
度ＲＥＳＥＴされ、フェールセーフ・タイマが時間切れ
になって電源１７を遮断するまでユーザに１５〜１８秒
の一貫した時間を与える。
【０１９７】次に、致命的サスペンド・エラー・ルーチ
ンは、タスク６６０および６６２でユーザがスイッチ２
１を押してサスペンドの打切りを希望していることを示
したかどうかを確認するために定期的に検査する。スイ
ッチの閉鎖は、図９に付随する本文で説明したように、
パワー・マネージメント・ポートの読取り後にＦＦＨが
現れるのを待つことによって検査する。ユーザがボタン
２１を押した場合、実行制御権は上記のタスク６４０に
戻る。ユーザが１５〜１８秒以内にボタン２１を押して
いない場合、フェールセーフ・タイマは時間切れにな
り、電源１７が「オフ」になり、明らかにコードのすべ
ての実行が停止する。
【０１９８】次に図２７〜３０を参照すると、同図に
は、７００から始まるＣＰＵ復元ルーチンの流れ図が示
されている。このルーチンは、ハードウェアとメモリの
残りの部分がサスペンド前のそれぞれの状態に復元され
た後でレジューム・ルーチンによって呼び出される。ま
ず、セグメントＥ０００ＨおよびＦ０００Ｈが読取り／
書込みではない場合、７０２でこれらのセグメントを読
取り／書込みにする必要がある。
【０１９９】次に、実行されるコードの流れは、サスペ
ンドされたときにＣＰＵ４０が仮想８０８６モードで実
行していたかどうかに応じて、７０４で分岐する。シス
テム１０がサスペンドされたときにＣＰＵ４０が仮想８
０８６モードで実行していた場合、コードは、仮想８０
８６ＣＰＵ復元に固有のタスク７０６〜７２８の経路を
たどる。次にコードはタスク７３０〜７４８の共通経路
と組合される。
【０２００】状態が保管されたときにＣＰＵが仮想８０
８６モードであった場合、ＣＰＵ状態保管ルーチンがＣ
Ｒ３、ＬＤＴＲ、ＴＲにアクセスして、これらの値をＥ
０００Ｈデータ構造に保管することができないはずであ
る。したがって、７０６、７０８、７１０でＣＲ３、Ｌ
ＤＴＲ、ＴＲをそれぞれ推定しなければならない。一般
に、ＣＲ３、ＬＤＴＲ、ＴＲが指し示す構造を求めてシ
ステムＲＡＭ５３全体を探索することによって、これら
の値を推定する。たとえば、ＧＤＴでＬＤＴ項目を検出
すると、ＬＤＴＲを求めることができる。
【０２０１】ＣＲ３についてはタスク７０６で推定され
る。ＣＲ３は、ページ・ディレクトリ・ベース・レジス
タ（ＰＤＢＲ）を保持し、これはページ・ディレクトリ
のページ・フレーム・アドレスと、ページレベル・キャ
ッシュ・ディスエーブル（ＰＣＤ）ビットと、ページレ
ベル・ライト・スルー（ＰＷＴ）ビットとを保管するも
のである。ＰＤＢＲの推定は、ページ・ディレクトリが
システムＲＡＭ５３内の４Ｋ境界から始まらなければな
らないことを認識し、ＣＰＵ状態保管ルーチンによって
セグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管されたＩＤＴＲ
およびＧＤＴＲ用の値を認識し、ＢＩＯＳコードがアド
レス空間０Ｅ００００〜０Ｆ００００から実行されるも
のと想定して実行される。高速化のためにＢＩＯＳコー
ドがすでにシャドウＲＡＭにシャドウ化されているの
で、この想定は妥当なものである。オペレーティング・
システムがＢＩＯＳコードを他の区域にコピーした場合
は、ＣＲ３の推定が失敗に終わるはずである。
【０２０２】上記の認識と想定により、物理メモリのす
べての４Ｋページがテストされ、ＢＩＯＳコード・セグ
メントに対応するページ変換テーブルの存在が確認され
る。すなわち、そのページへの０３８０Ｈというオフセ
ットには、０００Ｅ０ＸＸＸ、０００Ｅ１ＸＸＸ、００
０Ｅ２ＸＸＸ、・・・０００ＦＦＸＸＸという値が含ま
れるはずである。そのページが突き止められると、最初
の項目が上記の位置にあるページ・テーブルの物理アド
レスに対応するページ・ディレクトリを求めて、システ
ムＲＡＭ５３が探索される。ページ・ディレクトリの物
理アドレスは、ＰＤＢＲの値の「推測」として優れたも
のである。
【０２０３】次に、ＰＤＢＲがＧＤＴＲおよびＩＤＴＲ
用のアドレスを正しく変換することを確認することによ
り、仮定のＰＤＢＲを検査する。すなわち、ＰＤＢＲは
ＧＤＴＲの線形アドレスを変換するために使用され、Ｇ
ＤＴの最初の項目はヌルになるよう検査される（ＣＰＵ
モードがいずれであっても、ＧＤＴの先頭８バイトは必
ず００Ｈになる）。次に、返される物理アドレスが物理
メモリの境界内になるようこのアドレスを検査する。線
形／物理変換を実施するため、ＣＰＵの変換方式に似た
サブルーチンが使用される。すなわち、変換したアドレ
スがＥＳＩで返され、物理ページが物理メモリ内に存在
する場合は繰上りフラグＣＦがクリアされ、物理ページ
がメモリ内に存在しない場合はＣＦがＳＥＴされる。こ
の変換ルーチンを使用して、ＧＤＴの最初のバイトがメ
モり５３から読み取られる。ＧＤＴの最初の項目がヌル
である場合、仮定のＰＤＢＲはその最初のテストに合格
したので、もう一度テストされる。次にＰＤＢＲを使用
してＩＤＴＲを変換し、この変換ルーチンによってＩＤ
Ｔを検出する。次に、返される物理アドレスが物理メモ
リの境界内になるようこのアドレスを検査する。ＩＤＴ
の最初の位置が物理メモリ内に存在する場合、ＰＤＢＲ
はその２番目のテストに合格している。
【０２０４】仮定のＰＤＢＲがＧＤＴＲおよびＩＤＴＲ
に正しく変換された場合、その値はＰＤＢＲであると見
なされ、セグメントＥ０００Ｈデータ構造内のＣＲ３区
域に書き込まれる。これに対し、仮定のＣＲ３がいずれ
かのテストで不合格になる場合、そのルーチンがもう一
度始まり、有効なＣＲ３に到達すると思われる別のＢＩ
ＯＳコード・セグメント・ページ変換テーブルを求め
て、システム・メモリを探索する。
【０２０５】通常のプレーナ操作の場合、ＰＣＤおよび
ＰＷＴは必ず００Ｈに固定されているものと想定され
る。これらの値はゼロに設定され、セグメントＥ０００
Ｈデータ構造内のＣＲ３区域にＰＤＢＲとともに書き込
まれる。
【０２０６】ＣＲ３が推定されると、７０８でＬＤＴＲ
が推定される。ＣＲ３が推定された場合、ＬＤＴがＧＤ
Ｔ内のどこかにあると認識し、ＬＤＴがメモリ内に存在
しなければならないことを認識して、ＬＤＴＲを推定す
ることができる。ＬＤＴＲを推定するため、存在のマー
クが付けられているＬＤＴを求めてＧＤＴが探索され
る。物理メモリ内に存在する最初のＬＤＴ（タスク７０
６に付随する本文で説明した変換ルーチンによってテス
トされたもの）は、存在のマークが付けられ、ＬＤＴＲ
が指し示すテーブルであると見なされる。このテーブル
の先頭の物理アドレスは、セグメントＥ０００Ｈデータ
構造内のＬＤＴＲ区域に保管される。
【０２０７】ＯＳ／２下で複数のＬＤＴに存在のマーク
を付けられ、複数のＬＤＴが物理メモリ内に存在可能で
あっても、上記のＬＤＴＲ推定方法は十分信頼でき有用
であると思われる。ＥＭＭ３８６は、一般的な仮想８０
８６モード・ルーチンであるので、問題を起こしそうで
あると思われるが、ＥＭＭ３８６は１つのＣＲ３と１つ
のＬＤＴＲしか備えていないので、ＥＭＭ３８６用のＣ
Ｒ３とＬＤＴＲは推定しやすいものである。
【０２０８】ＣＲ３とＬＤＴＲが推定されると、７１０
でＴＲが推定される。本質的には、使用中ビットが設定
されたタスク状態セレクタを求めて、ＧＤＴおよびＬＤ
Ｔ内のそれぞれのタスク・セレクタ項目が探索される。
それが使用中８０２８６タスク状態セレクタであるか、
または使用中８０４８６タスク状態セレクタであるかを
確認するために、各項目のタイプ・フィールドがテスト
される。使用中２８６ＴＳＳまたは使用中４８６ＴＳＳ
を含む最初の項目は、ＴＲが指し示すアドレスであると
見なされる。使用中２８６または４８６ＴＳＳを含む項
目の物理アドレスは、セグメントＥ０００Ｈデータ構造
内のＴＲ区域に保管される。いずれの項目も使用中２８
６または４８６ＴＳＳを含まない場合、セグメントＥ０
００Ｈデータ構造内のＴＲ区域にゼロが保管される。
【０２０９】ＣＲ３、ＬＤＴＲ、ＴＲを推定すると、コ
ードは７１２に継続する。７１２でＴＲが有効なＴＳＳ
を指している場合、ＴＲが指し示すＴＳＳ内の使用中ビ
ットが７１４でクリアされる。いずれの場合もコードは
７１６に継続し、そこでＤＳ、ＥＳ、ＦＳ、ＧＳにＧＤ
Ｔ用として有効なセレクタがロードされる。次に、７１
８でＣＲ３およびＣＲ０にセグメントＥ０００Ｈデータ
構造からの値がロードされる。次に、７２０でページン
グが使用可能になるので、線形アドレスが物理アドレス
と等しくなる唯一の区域は、セグメントＥ０００Ｈおよ
びＦ０００Ｈ内の区域になる。次に７２２で、ＩＤＴ
Ｒ、ＧＤＴＲ、ＬＤＴＲ、ＴＲにセグメントＥ０００Ｈ
データ構造に格納されていた値がロードされる。
【０２１０】最後に、ＧＳ、ＦＳ、ＤＳ、ＥＳ、ＳＳ、
ＥＳＰ、ＥＦＬＡＧＳ（ＶＭビットの設定後）、ＣＳに
対応する値をセグメントＥ０００Ｈデータ構造からスタ
ック上に押し上げることにより、７２４および７２６で
仮想８０８６割込みスタックが作成される。また、タス
ク７３０のコードに対応する戻りアドレスが、７２６で
スタック上に押し上げられる。最後に、ＣＰＵ４０を仮
想８０８６モードに戻し、タスク７３０に対応するコー
ドに実行を転送するために、ＩＲＥＴＤ命令が実行され
る。
【０２１１】タスク７３０は、図２７〜３０の各種スレ
ッドのそれぞれが使用する共通スレッドを開始する。タ
スク７３０では、補助プロセッサ４４がセグメントＥ０
００Ｈデータ構造に保管された値から復元される。次
に、７３２でアドレス線２０（入出力ポート９２Ｈ）の
状態がスタックからポッピングされる。次に、７３４で
シャドウＲＡＭのセグメントＣ０００Ｈがもう一度読取
り専用になる。７３６では、図９に付随する本文で説明
したように、パワー・マネージメント・ポートに０１Ｈ
を書き込むことにより、ＡＰＭがハードウェアに接続さ
れる。次に、７３８でシャドウＲＡＭのセグメントＥ０
００ＨおよびＦ０００Ｈがもう一度読取り専用になる。
最後に、７４０でＣＰＵ状態復元ルーチンは、通常レジ
ュームが行われたことを示すフラグを設定する。タスク
７４２、７４４、７４６は、ＣＰＵ状態復元ルーチンに
よって実行されるわけではないが、サスペンド事象によ
って割込みが行われたコードに戻る前の所与の時点で、
８つの汎用レジスタがスタックから離れ、マスク可能な
割込みが可能になり（コードの割込みが行われたときに
可能になっている場合）、フラグがスタックから離れる
ことを示すためだけに使用する。最後に、ＣＰＵ状態復
元ルーチンはスーパバイザ・ルーチンに戻り、このルー
チンはＡＰＭに制御を返し、ＡＰＭは古くなったシステ
ム値を更新して、割込みが行われたコードに制御を返
す。
【０２１２】次にタスク７０４に戻って参照すると、割
込みが行われたときにＣＰＵ４０が仮想８０８６モード
になっていなかった場合、コードは７５０〜７９２の経
路をたどり、そこでコードはタスク７３０〜７４８から
なる共通スレッドと統合される。７５０では、セグメン
トＥ０００Ｈデータ構造内のＴＲ値によってＴＲが有効
なＴＳＳを指し示すことが示されると、そのＴＳＳ内の
使用中ビットが７５２でクリアされる。いずれの場合
も、次に７５４でＧＤＴＲとＣＲ０にセグメントＥ００
０Ｈデータ構造からの値がロードされる。
【０２１３】次に、タスク７５６〜７６４でダミー・ペ
ージ・ディレクトリ・テーブルとページ変換テーブルが
セグメントＣ０００Ｈにロードされる。第１に、７５６
でシャドウＲＡＭのセグメントＣ０００Ｈが読取り／書
込みになる。第２に、７５８でアドレス０Ｃ００００Ｈ
に新しいページ・ディレクトリ・テーブルが作成され
る。第３に、７６０でその新しいページ・ディレクトリ
・テーブル内の最初の項目が０Ｃ１０００Ｈを指し示す
ように変更される。第４に、７６２で、アドレス０Ｅ０
０００〜０ＦＦＦＦＦが存在し、線形アドレスがそのア
ドレス範囲用の物理アドレスと等しくなるように、０Ｃ
１０００Ｈに新しいページ変換テーブルが作成される。
最後に、０Ｃ００００Ｈ内の新しいダミー・ページ・デ
ィレクトリとページ変換テーブルによってアドレス変換
が行われるように、ＣＲ３内のページ・ディレクトリ・
ベース・レジスタに０Ｃ００００Ｈがロードされる。タ
スク７５４でＣＲ０がロードされたときに、ページング
は再活動化されている（該当する場合）。
【０２１４】次に、７６６でシャドウＲＡＭのセグメン
トＥ０００ＨおよびＦ０００Ｈが読取り／書込みにな
る。次に、サスペンドされたときにＣＰＵ４０が１６ビ
ット・コードを実行していた場合、それは１６ビット・
モードになっていたので、７７０で１６ビット・コード
経路を指し示すオフセットがセグメントＥ０００Ｈデー
タ構造に保管される。これに対し、ＣＰＵ４０が１６ビ
ット・モードになっていなかった場合、それは３２ビッ
ト・モードになっていたので、７７２で１６ビット・オ
フセットの代わりに３２ビット・コード経路を指し示す
オフセットがセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管さ
れる。いずれの場合も、これらのコード経路は並列であ
り、一方が１６ビット・オペランドを使用し、もう一方
が３２ビット・オペランドを使用する点だけが異なって
いる。タスク７７０および７７２は、単に並列経路のい
ずれかへのオフセットをセットアップするだけである。
一方の経路（オフセットに対応する経路）には、以下の
タスク７８２から入る。
【０２１５】次に、７７４で、セグメントＥ０００Ｈデ
ータ構造からのＣＲ３値がＥＤＸにロードされ、セグメ
ントＥ０００Ｈデータ構造からのＳＳ値がＣＸにロード
され、セグメントＥ０００Ｈデータ構造からのＥＳＰ値
がＥＢＰにロードされ、セグメントＥ０００Ｈデータ構
造からのＴＲ値がＥＳＩの上半分にロードされ、セグメ
ントＥ０００Ｈデータ構造からのＬＤＴＲ値がＥＳＩの
下半分（ＳＩ）にロードされる。これらの値は、以下の
正しい位置にシフトされる。次に、７７６でＧＤＴＲ、
ＬＤＴＲ、ＣＲ０にセグメントＥ０００Ｈデータ構造か
らのそれぞれの値がロードされる。７７８では、ＳＩに
格納されたＬＤＴＲ値がＬＤＴＲにロードされる。次
に、タスク７７０または７７２のいずれかで配置された
オフセットまでコードが遠距離ジャンプする。この遠距
離ジャンプは、命令コードをソース・コード内に直接配
置し、７７０または７７２いずれかからのオフセットを
使用することによってコーディングされる。次に、７８
２でコードは、１６ビット命令コード経路または３２ビ
ット命令コード経路のいずれかに継続する。
【０２１６】次に、７８４で、ＥＤＸに格納されたＣＲ
３値がＣＲ３にロードされ、ＣＸに格納されたＳＳ値が
ＳＳにロードされ、ＥＢＰに格納されたＥＳＰ値がＥＳ
Ｐにロードされる。次に７８６で、ＧＳ、ＦＳ、ＥＳ、
ＤＳがスタックから離れる。７８８で割込みが行われた
ＣＰＵ４０が保護モードでコードを実行していた場合、
７９０でＥＳＩの上半分に格納されたＴＲ値がＴＲにロ
ードされる。いずれの場合も、コードはタスク７９２に
継続し、そこでデバッグ・レジスタＤＲ０、ＤＲ１、Ｄ
Ｒ２、ＤＲ３、ＤＲ６、ＤＲ７がスタックから離れる。
【０２１７】この時点で、このコード経路は、前述のタ
スク７３０〜７４８からなる共通コード経路と統合され
る。７９４では、ＣＰＵ状態保管ルーチンのタスク６４
０からの共通コード経路にエラー回復ルーチンも加わ
る。
【０２１８】次に図３１〜３３を参照すると、同図に
は、８００から始まる８２５９状態保管ルーチンの流れ
図が示されている。８２５９の状態の保管では、８０２
におけるリアルタイム・クロック９８が使用する定期割
込み値の保管と、８０４における他のすべての読取り可
能レジスタのセグメントＥ０００Ｈデータ構造への保管
が続行される。コンピュータ・システム１０のアーキテ
クチャでは、当技術分野で周知のように、所与の８２５
９読取り専用レジスタが固定値を有することが必要であ
る。これらの値は既知であり、求める必要はない。求め
るのが難しい８２５９値は、８２５９基底アドレスと、
８２５９スレーブ・アドレスと、ＯＳによる保留または
使用中割込みを示すように２つの８２５９が設定されて
いるかどうかである。
【０２１９】上記の４つの項目は、図３１〜３３の残り
のコードによって確認される。８０６では、キーボード
１２およびマウス１３の割込みだけをマスク解除した状
態にして、８２５９がマスキングされる。
【０２２０】次に、８０８で物理メモリの最下位１Ｋを
セグメントＣ０００Ｈデータ構造にコピーすることによ
り、割込みベクトル・テーブルが保管される。次に８１
０では、セグメントＣ８００Ｈから始まる２５６通りの
ダミー割込みサービス・ルーチンを指し示す、２５６通
りの固有のダミー・ベクトルをロードすることにより、
物理メモリの最下位１Ｋに新しい「ダミー」割込みベク
トル・テーブルがロードされる。８１２では、２５６通
りのダミー割込みサービス・ルーチンがセグメントＣ８
００Ｈに生成される。
【０２２１】キーボード１２およびマウス１３の割込み
は８１４で禁止される。８１６では、無応答のキーボー
ド１２およびマウス１３の割込みに対して肯定応答が行
われる。
【０２２２】次に、８１８でキーボード割込みが生成さ
れ、基本８２５９が保留または使用中になるように設定
されているかどうかを確認するために、８２０で割込み
がテストされる。次にこの値はセグメントＥ０００Ｈデ
ータ構造に書き込まれる。８２２では、コードは割込み
への対応が行われるのを待つ。８２４でダミー・サービ
ス・ルーチンの１つを呼び出すことにより、割込みへの
対応が行われる。ダミー・サービス・ルーチンを呼び出
すと、８２５９基底アドレスが決まり、８２５９が保留
または使用中モードになっていたかどうかが判定され
る。この基底アドレスとモードはセグメントＥ０００Ｈ
データ構造に保管される。
【０２２３】タスク８２６、８２８、８３０、８３２
で、スレープ８２５９について同様の手順が実行され
る。
【０２２４】８３４では、Ｃ０００Ｈデータ構造からの
値を物理メモリの下位１Ｋにコピーして戻すことによ
り、割込みベクトル・テーブルが復元される。次に、８
３６でセグメントＣ０００Ｈがもう一度読取り専用にな
り、８３８ですべての割込みがマスキングされ、８４０
で呼出し側プログラムに戻る準備が行われる。
【０２２５】作業域マネージャ 電源投入時にサスペンドされていたコンピュータ・シス
テムをレジュームしたユーザがコンピュータ・システム
をサスペンドしたのと同一ユーザではない場合、データ
紛失の可能性が発生する。このようなデータ紛失の可能
性は、前のユーザがオープンしたままのアプリケーショ
ンが次のユーザから容易にアクセスできるために発生
し、それはコンピュータ・システムが前にサスペンドし
た状態にレジュームするからである。したがって、同一
コンピュータ・システムの後続ユーザによって、未保管
のデータが偶然にまたは故意に修正または破棄される可
能性がある。上記のシナリオは、家族全体で１台のパー
ソナル・コンピュータ・システムを使用したり、複数の
従業員が１台のパーソナル・コンピュータ・システムを
使用するように、単一コンピュータ・システムを複数の
ユーザが使用する場合に特に該当する。
【０２２６】本発明では、複数のユーザがお互いの特定
のアプリケーション・プログラムおよび個々のシステム
選択設定に干渉せずにシステムを使用できるように、パ
ーソナル・コンピュータ・システムが変更されている。
この変更は、作業域マネージャおよび作業域設定プロフ
ァイル・ファイルを生成する複数ユーザ・システム選択
設定論理（以下、ＭＵＳＰという）を介して行われる。
作業域マネージャにより、ユーザは、ある作業域から別
の作業域への切替え、ユーザ・パスワードによる作業域
のロック、作業域の選択、作業域のクローズ、作業域の
作成など、様々な機能を実行することができる。アクセ
ス用に作業域が選択されると、ユーザが作業域マネージ
ャにもう一度アクセスするまで、残りの作業域は隠さ
れ、ユーザがアクセスできなくなる。
【０２２７】特に、図３４は、作業域タスク・リスト２
０００の形式の作業域マネージャを示している。作業域
タスク・リスト２０００は、コンピュータ・システムの
ディスプレイ１１（図１に示す）上に表示されるが、マ
ウス制御ポインティング・デバイス１３（図１に示す）
を使用するウィンドウタイプの動作環境で表示されるこ
とが好ましい。作業域タスク・リスト２０００は、複数
の作業域２００２〜２００８を含む。作業域はどのよう
な方法でも定義できるが、図示の実施例では個々のユー
ザを表すものとして各作業域を定義している。それぞれ
の作業域は似ているので、２００２に示す作業域１につ
いての説明は、一般にすべての作業域に適用されること
を理解した上で論じることにする。
【０２２８】２００２に示す作業域１は、一般にアプリ
ケーション・プログラム域２０１４を含む。アプリケー
ション・プログラム域２０１４を使用すると、２０１２
に示すアプリケーション・プログラムを特定の作業域に
割り当てることができる。割り当てられたアプリケーシ
ョン・プログラム２０１２は、ユーザが頻繁に使用する
アプリケーション・プログラムであるか、サスペンド／
レジューム操作によってサスペンドされた「オープン」
アプリケーションであるか、またはその両方である場合
もある。通常、アプリケーション・プログラム域２０１
４には、アプリケーション・プログラム名２０１２と、
それに関連するアイコン２０１０が表示される。
【０２２９】作業域タスク・リスト２０００は、複数の
機能ボタン２０１６〜２０２６も含んでいる。機能ボタ
ン２０１６により、ユーザはアクセスを試みるために各
種の作業域に切り替えることができる。たとえば、２０
０２に示す作業域１が現行タスクとして指定されている
場合、機能ボタン２０１６を「クリック」すると、現行
タスクが２００４に示す作業域２に切り替わるはずであ
る。また、作業域は、ポインティング・デバイス１３
（図１に示す）を作業域に向け、単一「クリック」を行
うことによって、切り替えることもできる。実際には、
作業域タスク・リスト２０００のナビゲーションは、WI
NDOWSTMオペレーティング・システムで現在実現されて
いるプログラム・タスク・リストと同じように行われ
る。
【０２３０】作業域が切り替えられると、ユーザは、機
能ボタン２０１８によりその作業域に入ることを試みる
ことができる。作業域がユーザ・パスワードによってロ
ックされている場合、ユーザは、指定の作業域にアクセ
スする前に作業域パスワードの入力を要求される。機能
ボタン２０２０により、ユーザは、そのタスクを終了す
ることによって指定の作業域から出ることができる。機
能ボタン２０２２では、ユーザ定義のパスワードにより
現在アクセス可能になっている作業域をロックすること
ができ、機能ボタン２０２４では、ロックした作業域の
ロックを解除することができる。機能ボタン２０２６
は、作業域タスク・リスト２０００を取り消し、それを
ディスプレイから隠すものである。
【０２３１】次に図３５〜３９を参照すると、同図に
は、ＭＵＳＰ論理を実現する一連のステップを示す流れ
図が示されている。一連のステップはすべての作業域に
ついて似ているので、このような説明はすべての作業域
に適用されることを理解した上で作業域１に関して一連
のステップを説明する。ルーチンはステップ２０２８か
ら始まり、ステップ２０３０に移行し、そこで作業域タ
スク・リスト（図３４に示す）がコンピュータ・システ
ムのディスプレイ・モニタ１１上に表示される。ここで
ユーザは、前述したように実行すべき使用可能な機能を
どれでも選択することができる。図３４の２００２に示
す作業域１が選択されると、ルーチンはステップ２０３
２に移行し、そこで作業域にロック条件がないかどうか
検査される。作業域がロックされている場合、ステップ
２０３４はメッセージを表示し、ロックされている作業
域用のパスワードを入力するようユーザに要求する。次
にステップ２０３６は、ユーザが入力したパスワードを
評価する。パスワードが間違っている場合、ルーチンは
ステップ２０３０にジャンプして戻り、もう一度手順が
開始される。パスワードが正しい場合は、ルーチンはス
テップ２０３８に移行する。作業域がロックされていな
い場合、ルーチンはステップ２０３８からステップ２０
３２に直接移行するはずである。
【０２３２】ステップ２０３８は、現行の作業域設定を
作業域設定プロファイル・ファイルに保管し、ステップ
２０４０は、指定の作業域設定（図示の例の場合には作
業域１）を読みとって、このような設定を作業域に復元
する。ステップ２０４２は、現行の作業域アプリケーシ
ョンをコンピュータ・システムのディスプレイ１１（図
１に示す）から除去することによってそれらのアプリケ
ーションを隠し、ステップ２０４４は、指定の作業域ア
プリケーションを示す。次にルーチンはステップ２０４
６に移行し、そこでユーザは、新しいアプリケーション
のオープン、アプリケーションのクローズ、カラー、フ
ォントなどのシステム選択設定の変更などによって、従
来の方法で指定の作業域で作業することができる。
【０２３３】ユーザは、いかなる時点でも、キーボード
上で所定のキーストロークを打つことによって、作業域
タスク・リスト２０００（図３４に示す）にもう一度入
ることができる。図示の実施例では、作業域タスク・リ
スト２０００（図３４に示す）を呼び出すためにCtrl+E
scというキーストロークを使用している。Ctrl+Escとい
うキーストロークを実行すると、作業域タスク・リスト
２０００（図３４に示す）がステップ２０３０でもう一
度表示され、ユーザは表示されているいずれの機能でも
選択することができる。
【０２３４】しかし、現行作業域のコンピュータ・シス
テムは、ユーザによるか、またはタイマの時間切れなど
の所定の制御事象によって、サスペンドすることもでき
る。（サスペンド操作の詳細については、これまでに説
明してきたので、ここでは論じない。）コンピュータ・
システムは、サスペンドされた後、もう一度ユーザによ
るか、または制御事象によって、ステップ２０５２でレ
ジュームされる。たとえば、サスペンド操作が開始され
たときにコンピュータ・システムが作業域１内で現在動
作している場合、コンピュータ・システムは（電源投入
時に）サスペンド操作が始まったときとまったく同じ動
作状態、すなわち、サスペンド操作が行われた作業域１
内のまったく同じ場所にレジュームする。
【０２３５】レジューム操作に続いて、ルーチンはステ
ップ２０５４に移行し、そこで復元された現行作業域設
定が作業域設定プロファイル・ファイルに保管され、ル
ーチンはステップ２０５６に移行する。ステップ２０５
６は、作業域設定プロファイル・ファイルからデフォル
トの作業域設定プロファイルを読み取り、現行作業域を
デフォルトの作業域設定に復元する。ステップ２０５８
は、前の作業域（すなわち、作業域１）アプリケーショ
ン・プログラムをコンピュータ・システムのディスプレ
イ１１（図１に示す）から除去することによって、それ
らを隠し、ステップ２０６０は、デフォルトの作業域内
にデフォルトのアプリケーション・プログラムを表示す
る。次にルーチンはジャンプして２０３０に戻り、そこ
で作業域タスク・リスト２０００（図３４に示す）が表
示され、ユーザはもう一度作業域のナビゲーションを行
うことができる。作業域タスク・リスト２０００はアプ
リケーション情報（すなわち、どのアプリケーションが
どの作業域に属しているかや、制限状況、パスワードな
ど）をＲＡＭに保管しているので、その情報はコンピュ
ータ・システムの通常サスペンド操作の一部として保管
されている。その後のレジューム操作時に、このような
情報はもう一度作業域タスク・リスト２０００に使用で
きるようになる。
【０２３６】したがって、レジューム操作時には、現在
レジュームされている作業域設定が保管され、デフォル
トの作業域が開始され、その後に作業域タスク・リスト
２０００（図３４に示す）が続く。このようにして第１
のユーザがサスペンドしたコンピュータ・システムはた
だちに第２のユーザにとってアクセス可能にはならな
い。というのは、コンピュータ・システムは自動的に第
１のユーザがサスペンドしたコンピュータ・システムを
隠し、作業域タスク・リスト２０００（図３４に示す）
を表示するからである。
【０２３７】第１のユーザがシステムをサスペンドし、
第２のユーザがコンピュータ・システムをレジューム
し、さらにコンピュータ・システムをサスペンドする場
合、両方のユーザのコンピュータ・システムの状態がサ
スペンドされることになる。第１のユーザがサスペンド
したコンピュータ・システムは第２のユーザによって最
初にレジュームされたが、第２のユーザが第１のユーザ
の作業域にアクセスしなかったか、またはそのアクセス
が制限されていた場合、第１のユーザの作業域はメモリ
に残っており、第２のユーザは他の作業域にアクセスす
るだけである。第２のユーザがコンピュータ・システム
をサスペンドしたとき、第１のユーザと第２のユーザの
両方のコンピュータ状態は、どちらもコンピュータ・シ
ステムのＲＡＭに常駐していたので保管されることにな
る。このようにして、それぞれのユーザは衝突せずにコ
ンピュータ・システムをサスペンドすることができる。
【０２３８】ユーザは、作業域タスク・リスト２０００
（図３４に示す）から作業域のロックを選択することも
できる。ユーザが作業域のロックを選択した場合、ルー
チンはステップ２０３０からステップ２０６２に移行す
る。ステップ２０６２では、ルーチンはメッセージを表
示し、ユーザがその作業域をロックするための所望の作
業域パスワードを入力することを要求する。次にステッ
プ２０６４は、ユーザが間違いなく実際の所望のパスワ
ードを入力したことを確認するために作業域パスワード
を再入力するようユーザに要求する。次にルーチンは、
ステップ２０６６で２つのパスワード入力を比較し、両
者が同一であれば、作業域がロックされ、ルーチンがス
テップ２０３０に移行し、作業域タスク・リスト２００
０（図３４に示す）を表示する。２つのパスワード入力
が同一ではない場合、ルーチンはジャンプしてステップ
２０３０に戻って、作業域タスク・リスト２０００（図
３４に示す）を表示し、作業域はロック解除された状態
のままになる。
【０２３９】ユーザは、作業域タスク・リスト２０００
（図３４に示す）から作業域のロック解除を選択するこ
ともできる。このオプションが選択されると、ルーチン
はステップ２０３０からステップ２０７０に移行し、そ
こでルーチンはメッセージを表示し、ユーザがロックし
た作業域用のパスワードを入力することを要求する。ス
テップ２０７２は入力されたパスワードと作業域パスワ
ードとを比較し、両者が同一であれば、ステップ２０７
４は、作業域がロック解除されることを示すメッセージ
を表示し、ルーチンはステップ２０３０にジャンプし
て、もう一度作業域タスク・リスト２０００（図３４に
示す）を表示する。入力されたパスワードが作業域パス
ワードと同一ではない場合、ルーチンはステップ２０３
０にジャンプし、作業域をまだロックした状態で作業域
タスク・リスト２０００（図３４に示す）を表示する。
【０２４０】最後にユーザは、作業域割当てにかかわら
ず、図３４の機能ボタン２０２６を選択することによ
り、作業域タスク・リスト２０００（図３４に示す）か
ら出て、すべてのアプリケーションにアクセスすること
ができる。ルーチンはステップ２０３０からステップ２
０７６に移行し、そこでいずれかの作業域がロックされ
ているかどうかを確認するためにすべての作業域が検査
される。いずれかの作業域がロックされている場合、ユ
ーザはＭＵＳＰ論理を出ることができないので、したが
って作業域タスク・リスト２０００（図３４に示す）を
使用しなければならない。いずれの作業域もロックされ
ていない場合、ステップ２０７８は現行作業域設定を作
業域設定プロファイル・ファイルに保管し、ステップ２
０８０はデフォルトの作業域設定プロファイルを読み取
り、それを現行作業域に復元する。次にルーチンは、ス
テップ２０８２ですべてのアプリケーション・プログラ
ムを表示し、ＭＵＳＰ論理はステップ２０８４で終了す
る。
【０２４１】作業域を隠したり表示するプロセスは、ウ
ィンドウ・マネージャによって実施される。ウィンドウ
・マネージャは、作業域タスク・リスト２０００に対す
る応答として<GetWindowPos>と<SetWindowPos>を受け取
ったり、出したりする（後述する図４２を参照）。この
ようにして、指定の作業域からのウィンドウはディスプ
レイ１１上に表示され、指定の作業域に関連しないウィ
ンドウはディスプレイから除去される。
【０２４２】デスクトップ・マネージャ 本発明はどのようなコンピュータのコンテキストでも実
施可能であるが、本発明の特定の実施例の一例は、ＩＢ
Ｍが販売するＩＢＭ ＰＳ／１(R)シリーズ・コンピュ
ータのパーソナル・コンピュータ上で動作するデスクト
ップ・マネージャである。このようなコンピュータは、
そこに常駐するＩＢＭ(R)ＯＳ／２(R)オペレーティング
・システムなどのオペレーティング・システム・ソフト
ウェアを備え、それによって制御および調整されてい
る。さらに、ユーザとコンピュータ１０との間のやりと
りを容易にするための図形表示として、Windows(R)のグ
ラフィカル・ユーザ・インタフェースなどのウィンドウ
環境がモニタ１１上に表示されることが好ましい。
【０２４３】次に図４０を参照すると、一般に図形表示
は、単一デスクトップ２１４２に似るように配置され、
それぞれのアプリケーション・プログラムは画面２１３
５のアプリケーション・ウィンドウ２１４４内で実行さ
れる。通常、デスクトップ上には複数の他のウィンドウ
２１４４が同時に存在し、それぞれのウィンドウが異な
るアプリケーションによって生成された情報を表示して
いる可能性がある。
【０２４４】一般にウィンドウ環境は、コンピュータ・
システム１０の動作を制御するためのユーティリティ・
プログラムの集合を含む、オペレーティング・システム
・ソフトウェアの一部である。オペレーティング・シス
テムは、ユーザとの直接インタフェースを含む、高レベ
ル機能を提供するためにアプリケーション・プログラム
とやりとりする。具体的には、アプリケーション・プロ
グラムは、オペレーティング・システムにタスク・コマ
ンドを出すことによってオペレーティング・システムの
諸機能を利用し、そのオペレーティング・システムが要
求されたタスクを実行する。たとえば、アプリケーショ
ン・プログラムは、ユーザに提示するためにオペレーテ
ィング・システムがウィンドウ２１４４上に所与の情報
を表示することを要求する場合もある。
【０２４５】特に言及したように、ウィンドウ環境は通
常、アプリケーション・アイコンを事前定義済みのアプ
リケーションのグループに編成するが、関連機能または
タスク別にオープン・アプリケーション・アイコンをグ
ループ化することはできない。すなわち、アプリケーシ
ョンが実行しているときは、そのウィンドウ（または最
小化されている場合はそのアイコン）は事前定義グルー
プの一部ではなくなっている。しかし、本発明は、呼び
出されたときに、ユーザがオープン・アプリケーション
を機能またはタスク別に関連付けたグループに編成でき
るようにするアクションが行われるような、追加のユー
ティリティ・プログラムを設けたことを特徴とする。本
システムのこの新しい挙動は、オペレーティング・シス
テムに関連する一連の既存システム・ルーチンとこの新
しいユーティリティ・ルーチンとのやりとりによって行
われる。本明細書に記載するように、このようなシステ
ム・ソフトウェア・ルーチンはまとまってアプリケーシ
ョン・プログラムとやりとりし、仮想デスクトップ・シ
ステムを作成する。
【０２４６】図４１は、２２０２および２２１６に示す
複数のアプリケーション・プログラムと仮想デスクトッ
プ・システム２３００とのやりとりの概略図である。シ
ステム２３００は、コンピュータ・システム２２００上
でアプリケーション・プログラムとともに同時に実行す
る可能性のあるオペレーティング・システム２２０４内
に位置する。それぞれのプログラム２２０２および２２
１６は、矢印２２０６および２２２０が概略を示すよう
に、オペレーティング・システム２２０４とのインタフ
ェースを取る。コンピュータ画面上に情報を表示するた
め、アプリケーション・プログラム２２０２および２２
１６は、表示要求を生成して仮想デスクトップ・システ
ム２３００に送り、次に仮想デスクトップ・システム
は、矢印２２０８が概略を示すように、画面バッファ２
２１０とのインタフェースを直接取る。画面バッファ２
２１０の内容は、ケーブル２２２２を介してコンピュー
タ・モニタ２２２４に出力される。
【０２４７】本発明によれば、仮想デスクトップ・シス
テム２３００は、表示画面１１上で動作する「オープ
ン」アプリケーションを共通機能別に関連付けられたデ
スクトップ・グループに編成するための手段を提供す
る。このようなデスクトップ・グループは、コンピュー
タ画面上のデスクトップ表示域として現れる。図４２
は、ウィンドウ・マネージャ２３１０と新規のデスクト
ップ・マネージャ２３５０とを含む仮想デスクトップ・
システム２３００のブロック図である。ウィンドウ・マ
ネージャ２３１０とデスクトップ・マネージャ２３５０
とのやりとりは、矢印２３２０で概略を示すように、従
来のWindows(R)アプリケーション・プログラミング・イ
ンタフェース（ＡＰＩ）の機能呼出しを使用することに
よって、一部が達成される。
【０２４８】具体的には、ウィンドウ・マネージャ２３
１０は、一般にコンピュータのアプリケーション・プロ
グラムの動作中にユーザが見るウィンドウの管理を担当
するシステム・ソフトウェア・ルーチンである。すなわ
ち、一般に、新規の仮想デスクトップ・システムに関連
して描写したり再描写する必要があるウィンドウおよび
ウィンドウ域の位置とサイズを追跡することはウィンド
ウ・マネージャのタスクである。このため、ウィンドウ
・マネージャ２３１０は、すべてのアプリケーション・
プログラムとやりとりし、アプリケーション間の調整を
行って、ウィンドウ表示が互いに干渉しないようにす
る。一般にウィンドウ・マネージャは既知のものであ
り、市販のウィンドウ環境に組み込まれている。
【０２４９】また、デスクトップ・マネージャ２３５０
は、複数のデスクトップ・プログラム・グループ２４０
０を含むシステム・ソフトウェア・プログラムである。
本明細書に記載するように、デスクトップ・マネージャ
は、所定の範囲のオーバラップしない表示画面座標をそ
れぞれのデスクトップ２４００に割り当て、アプリケー
ション・ウィンドウ位置によってこれらのデスクトップ
２４００にオープン・アプリケーションを割り当てる。
デスクトップの範囲とオープン・アプリケーションの割
当ては、マネージャ２３５０に関連するデータ構造２３
６０に関して実施されることが好ましい。このデータ構
造２３６０は、デスクトップ・マネージャ２３５０内に
含まれるすべてのデスクトップ２４００の名前／機能お
よび表示画面座標のリストであることが好ましい。本発
明の図示の実施例では、仮想デスクトップ・システム２
３００のデスクトップ・マネージャ２３５０に４つのデ
スクトップが含まれていることが好ましいが、本発明の
原理によりデスクトップ・マネージャ２３５０がデスク
トップをいくつでもサポートできることは当業者には明
らかになるであろう。
【０２５０】デスクトップ・マネージャ２３５０は、表
示画面２１３５上のアプリケーション・ウィンドウ２１
４４内のオープン・アプリケーションから選択したもの
の表示をユーザが管理するためのインタフェースも提供
する。このデスクトップ・マネージャ・インタフェース
は、一般に、Windows(R)のグラフィカル・ユーザ・イン
タフェースのプログラム・マネージャ・ユーティリティ
・プログラムが提供するユーザ・インタフェースと同様
のものである。本発明のこの特徴により、ユーザは、複
数のデスクトップ・グループ２４００のうちのいずれで
も作成し表示することができ、それぞれのデスクトップ
・グループは機能またはタスク別に関連付けられたアプ
リケーションの集合を含む。
【０２５１】たとえば、ユーザは、ファックス文書を作
成し、それを図１のコンピュータから宛先にネットワー
クまたは電話回線を介して送信するのに必要なソフトウ
ェアを含むファックス送信／受信デスクトップ２４００
を作成することができる。図４３は、ワード・プロセッ
サ・アプリケーション・プログラム２４１０と、ローロ
デックス（アドレス帳）タイプ・アプリケーション・プ
ログラム２４２０と、ファックス通信プログラム２４３
０とを含む、このような「ファックス」デスクトップ２
４００を示している。この場合、ワード・プロセッサ・
プログラム２４１０により、ユーザは、ローロデックス
・プログラム４２０によって識別されたアドレスを有す
る宛先向けのテキスト文書を作成することができる。通
信プログラム２４３０は、ネットワークによるそのアド
レスへの文書の伝送を開始する。
【０２５２】一般に、ユーザは、デスクトップ・マネー
ジャ２３５０が提供するユーザ・インタフェースからプ
ルダウンまたはポップアップ・メニューを取り出すこと
により、デスクトップを作成することができる。プルダ
ウンおよびポップアップ・メニューは、特にデスクトッ
プ・グループの作成および選択と、仮想デスクトップ・
システムの終了のためのコマンド選択肢のリストを提供
するユーザ・インタフェース要素である。その後、たと
えば、そのデスクトップ上のアプリケーション・ウィン
ドウをオープンするか、またはデスクトップ・マネージ
ャ画面上のアイコンでも表すことができるアプリケーシ
ョン・アイコンをマウス１３によってデスクトップ上に
「ドラッグ・ドロップ」することにより、デスクトップ
にアプリケーションを追加することができる。デスクト
ップ内のアプリケーション・ウィンドウによって作成可
能なポップアップまたは「子」ウィンドウは、その親ウ
ィンドウと相対的な位置に自動的に位置決めされ、その
デスクトップに割り当てられたものになる。
【０２５３】デスクトップ２４００は、そのデスクトッ
プに割り当てられたすべてのオープン・アプリケーショ
ンのリストとともに、そのアプリケーションのウィンド
ウのサイズとウィンドウ位置を格納するためのデータ構
造２４５０も含んでいる。このリストは、特定のアプリ
ケーション・ウィンドウがそれに属しているかどうかを
デスクトップが判定できるように、アプリケーション・
ウィンドウの位置をデスクトップに割り当てられた所定
の範囲のウィンドウ位置座標と比較する際に有用である
と思われる。
【０２５４】具体的には、それぞれのデスクトップ２４
００には、デスクトップ・マネージャ２３５０によって
所定の範囲の表示画面座標が割り当てられており、デス
クトップ・マネージャは指定のアプリケーション・ウィ
ンドウをそのデスクトップへの割当て用の範囲内に位置
決めする。ウィンドウ・マネージャ２３１０を含む仮想
デスクトップ・システム２３００は、たとえば、−１
６，７６７〜１６，７６８ウィンドウ単位の範囲の表示
画面座標でのアプリケーション・ウィンドウの位置決め
をサポートする。通常、現行ビューと呼ばれる、その範
囲のサブセットのみが画面上に見えている。本発明の図
示の実施例では、表示画面２１３５のビデオ解像度の最
大幅は６４０ウィンドウ単位であることが好ましい。し
たがって、現行ビューは、０〜６４０ウィンドウ単位か
らなる範囲を含むことが好ましい。しかし、この解像度
は表示画面によって変化する可能性があり、それによ
り、画面上に表示する予定のアプリケーションがその可
視域の外側にシフトしてしまうこともある。
【０２５５】一般に、デスクトップ・マネージャ２３５
０は、従来のＡＰＩに関連する機能呼出しを出すことに
よって表示画面の解像度を求める。たとえば、デスクト
ップ・マネージャは、<GetSysMetrics>機能呼出しメッ
セージをウィンドウ・マネージャ２３１０に出して、表
示画面のビデオ解像度を獲得することができる。この機
能呼出しに対する応答として、ウィンドウ・マネージャ
は要求された情報を返し、デスクトップ・マネージャは
画面の最大幅の少なくとも２倍であることが好ましい所
定の範囲のウィンドウ単位をそれぞれのデスクトップに
割り当てる。
【０２５６】図４４は、表示画面の２倍になっているデ
スクトップ表示域２５１０〜２５３０の幅を示してい
る。それぞれのデスクトップには、１２８０ウィンドウ
単位からなる範囲の表示画面座標が割り当てられること
が好ましく、各デスクトップのオープン・アプリケーシ
ョンには、その範囲内のウィンドウ位置が割り当てられ
る。したがって、各デスクトップの座標範囲を増やす
と、現在表示されているデスクトップに割り当てられて
いないアプリケーション・ウィンドウが画面上で見えな
くなる。
【０２５７】具体的には、デスクトップ２５１０には表
示画面座標０〜１２８０が割り当てられ、デスクトップ
２５２０には座標１２８０〜２５６０が割り当てられ、
デスクトップ２５３０には座標２５６０〜３８４０が割
り当てられている。これらの座標範囲は、デスクトップ
の名前および機能別にデスクトップ・マネージャ２３５
０のデータ構造２３６０に格納されている。特に言及し
たように、デスクトップ・マネージャ２３５０は、従来
のＡＰＩを使用してウィンドウ位置別に各デスクトップ
にオープン・アプリケーション・ウィンドウも割り当て
る。このインタフェースに関連する追加の機能呼出しに
ついては、図４５および図４７〜４９に関連して以下に
説明する。より具体的には、デスクトップ・マネージャ
は、デスクトップ２５１０内にアプリケーション・ウィ
ンドウ２５１２および２５１４を、デスクトップ２５２
０内にアプリケーション・ウィンドウ２５２２を、デス
クトップ２５３０内にアプリケーション・ウィンドウ２
５３２および２５３４を位置決めする機能呼出しメッセ
ージを交換することにより、ウィンドウ・マネージャと
やりとりする。その後、すべてのオープン・アプリケー
ション・ウィンドウのウィンドウ位置はデータ構造２４
５０に格納される。
【０２５８】図４５は、表示画面座標とウィンドウ位置
をデスクトップおよびそれに関連するアプリケーション
・ウィンドウに割り当てるための一連のステップを示す
流れ図である。ルーチンはステップ２６００から始まっ
てステップ２６０２に移行し、そこでデスクトップ・マ
ネージャはユーザが作成した各ディスクトップに表示画
面座標領域を割り当てる。特に言及したように、それぞ
れのデスクトップには、画面の最大幅の２倍に相当する
範囲の表示画面座標、または、図示の実施例では１２８
０ウィンドウ単位が割り当てられることが好ましい。ス
テップ２６０４でユーザは、指定のデスクトップにアプ
リケーションを割り当てるようそれに要求するコマンド
をデスクトップ・マネージャに出す。この要求に対する
応答として、デスクトップ・マネージャはステップ２６
０６でウィンドウ・マネージャ２３１０に<SetWindowPo
s>機能呼出しメッセージを出して、指定のデスクトップ
内のアプリケーションのウィンドウ位置を設定し、ルー
チンはステップ２６０８で終了する。
【０２５９】指定のデスクトップに割り当てられたオー
プン・アプリケーションを表示するため、画面上に現在
表示されているデスクトップ・ビューが指定のデスクト
ップに割り当てられた座標にシフトされる、すなわち、
切り替えられる。図４６は、画面２１３５上に表示され
た現行ビューを占有するデスクトップ２７２０ととも
に、仮想デスクトップ・システム２７００の実施例を示
している。特に言及したように、現在表示されている視
界は、６４０ウィンドウ単位からなる一定の画面座標範
囲を有する。現行ビュー用に選択されたデスクトップに
割り当てられていないアプリケーション・ウィンドウ
は、表示された視界の外に位置決めされているので、見
えなくなっている。デスクトップ間の切替えは、以下の
図４７の流れ図に示すように、従来のＡＰＩを使用して
行うことが好ましい。
【０２６０】この場合、切替えルーチンはステップ２８
００から始まってステップ２８０２に移行し、そこでユ
ーザは現在視界に入っていない指定のデスクトップの表
示を要求するコマンドをデスクトップ・マネージャに出
す。ユーザの要求は、通常、上記のプルダウンまたはプ
ルアップ・メニューを介して呼び出される。ステップ２
８０４では、デスクトップ・マネージャは指定のデスク
トップに<ShowView>機能呼出しメッセージを出し、デス
クトップがウィンドウ位置によってその割当てアプリケ
ーションを示すように要求する。指定のデスクトップ
は、ステップ２８０６に示すように、そのデータ構造に
アクセスし、そのウィンドウのサイズと位置を含む、ど
のアプリケーション・ウィンドウがそれに割り当てられ
ているかを判定し、この情報をデスクトップ・マネージ
ャに帰す。ステップ２８０８では、デスクトップ・マネ
ージャはウィンドウ・マネージャに<SetWindowPos>機能
呼出しメッセージを出し、得られた情報に応じて現行ビ
ューに指定のデスクトップの表示画面座標を設定する。
これは、それぞれのアプリケーション・ウィンドウを現
行ビューに移動することによって行われることが好まし
い。ルーチンはステップ２８１０で終了する。
【０２６１】特に言及したように、デスクトップ・マネ
ージャ２３５０は、アプリケーションのコピーを一度に
１つしか実行できないときにデスクトップ間でのアプリ
ケーションの共用の調整を担当する。アプリケーション
の共用は、あるウィンドウが現在の視界の外で「活動状
態」になっていて、別のデスクトップが活動アプリケー
ションを含んでいることを示しているときに適切である
と思われる。このようなアプリケーションの共用を調整
するプロセスについては、図４８の流れ図に示す。
【０２６２】ルーチンはステップ２９００から始まって
ステップ２９０２に移行し、そこでデスクトップ・マネ
ージャはウィンドウが現在の視界の外で「活動状態」に
なるのを「監視」する。具体的には、デスクトップ・マ
ネージャはステップ２９０４でウィンドウ・マネージャ
とアプリケーション・プログラムとの間のメッセージを
監視し、ＡＣＴＩＶＡＴＥコマンドを探す。ＡＣＴＩＶ
ＡＴＥコマンドの発行に対する応答として、デスクトッ
プ・マネージャは、デスクトップに機能呼出しメッセー
ジ<ShowView>を出すことによって、ステップ２９０６に
示すようにどのデスクトップが活動アプリケーションを
「所有」しているかを判定する。ステップ２９０８で
は、デスクトップ・マネージャは、ダイアログ・ボック
スなどによってアプリケーションを借りることができる
かどうかについてユーザに尋ねることにより、デスクト
ップ間で活動アプリケーションを借りることができるか
どうかを判定する。たとえば、ロックされているかまた
はパスワードで保護されているためにアプリケーション
を借りることができない場合、ルーチンはステップ２９
０２に戻って反復するだけである。しかし、ユーザがア
プリケーションを借りることができる場合、デスクトッ
プ・マネージャは、ステップ２９１０に示すように現在
の視界に活動アプリケーションを入れることなどによ
り、適切な方法でアプリケーションの共用を開始する。
これは、デスクトップ・マネージャからウィンドウ・マ
ネージャに<SetWindowPos>機能呼出しを出すことによっ
て行われる。その後、ルーチンはステップ２９０２に戻
って反復する。当然のことながら、仮想デスクトップ・
システムから出たとき、またはコンピュータ・システム
をオフにした場合に、ルーチンは終了する。
【０２６３】最後に、図４９の流れ図は、システムのプ
ログラムを終了する前にすべてのオープン・アプリケー
ションが確実にクローズされるように仮想デスクトップ
・システムを出すために使用する一連のステップを示し
ている。このルーチンは、オープン・アプリケーション
・ウィンドウがデスクトップ環境の背景で動作してい
て、システムを終了するときにユーザから隠れている場
合に特に有利である。
【０２６４】ルーチンはステップ３０００から始まって
ステップ３００２に移行し、そこでユーザは仮想ディス
プレイ・システムを終了するためのコマンドをデスクト
ップ・マネージャに出す。これは、デスクトップ・マネ
ージャ・インタフェースのメニューから終了コマンドを
選択することによって、実行することもできる。ステッ
プ３００４では、デスクトップ・マネージャは、デスク
トップに<ShowView>機能呼出しメッセージを出して、そ
れに割り当てられたアプリケーションを示すように要求
する。ステップ３００６では、各デスクトップがそのデ
ータ構造にアクセスし、どのアプリケーションがそれに
割り当てられているかを判定し、要求された情報をデス
クトップ・マネージャに返す。ステップ３００８では、
デスクトップ・マネージャは、ウィンドウ・マネージャ
に<SetWindowPos>機能呼出しメッセージを出し、得られ
た情報に応じて現行ビューに各デスクトップの表示画面
座標を設定し、ルーチンはステップ３０１０で終了す
る。
【０２６５】その実施例の説明によって本発明を例示
し、かなり詳細に実施例を説明してきたが、特許請求の
範囲をこのような詳細説明に制限または限定することが
本出願人の意図ではない。当業者には、これ以外の利点
および変更態様が容易に明らかになるだろう。たとえ
ば、それぞれが専用の作業域マネージャによって制御さ
れるような各種レベルの作業域が存在することも可能で
ある。
【０２６６】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
【０２６７】（１）コンピュータ・システムの電源サイ
クル間で個々の作業域を保持するための複数ユーザ・ウ
ィンドウベース・コンピュータ・システムにおいて、コ
ンピュータ・システムが、（ａ）複数の個々のコンピュ
ータ・システム選択設定を表すための複数の作業域であ
って、それぞれの作業域が個々のユーザのコンピュータ
・システム選択設定を含む作業域と、（ｂ）複数の個々
のコンピュータ・システム選択設定を格納するための作
業域設定プロファイル・ファイルと、（ｃ）電源切断時
にコンピュータ・システムの状態情報を不揮発性メモリ
に格納するための論理と、（ｄ）電源投入時にコンピュ
ータ・システムの状態情報を不揮発性メモリから復元す
るための論理と、（ｅ）コンピュータ・システムの状態
情報の復元を制御するための作業域マネージャとを有す
ることを特徴とする、複数ユーザ・ウィンドウベース・
コンピュータ・システム。 （２）複数の作業域が、実行すべきアプリケーション・
プログラムを割り当てて選択するためのアプリケーショ
ン・プログラム域を含むことを特徴とする、上記（１）
に記載のコンピュータ・システム。 （３）作業域マネージャが、作業域間の切替え用の論理
を含むことを特徴とする、上記（１）に記載のコンピュ
ータ・システム。 （４）作業域マネージャが、作業域へのユーザ・アクセ
スを制限するための論理を含むことを特徴とする、上記
（１）に記載のコンピュータ・システム。 （５）作業域マネージャが、作業域を作成するための論
理を含むことを特徴とする、上記（１）に記載のコンピ
ュータ・システム。 （６）個々のコンピュータ・システム選択設定がオペレ
ーティング・システム選択設定を含むことを特徴とす
る、上記（１）に記載のコンピュータ・システム。 （７）オペレーティング・システム選択設定がシステム
表示カラーを含むことを特徴とする、上記（６）に記載
のコンピュータ・システム。 （８）システム電源サイクル間で個々のユーザ・システ
ム選択設定を保持するための複数ユーザベース・システ
ムにおいて、システムが、不揮発性メモリと、ディスプ
レイと、マイクロプロセッサと、複数ユーザ・システム
選択設定論理とを有するコンピュータを含み、複数ユー
ザ・システム選択設定論理が、 （ａ）複数の個々のコンピュータ・システム選択設定を
表すための複数の作業域であって、それぞれの作業域が
アプリケーション・プログラムの実行を制御するための
アプリケーション・プログラム域を含む作業域と、 （ｂ）電源切断時にコンピュータの状態情報を不揮発性
メモリに格納するための論理と、 （ｃ）電源投入時にコンピュータの状態情報を不揮発性
メモリから復元するための論理と、 （ｄ）個々のユーザ・システム選択設定を格納するため
の作業域設定プロファイル・ファイルと、 （ｅ）システムの状態情報の復元を制御するための作業
域マネージャであって、作業域マネージャが、 ａ．作業域へのユーザ・アクセスを制限するための論理
と、 ｂ．作業域間の切替え用の論理とを含む作業域マネージ
ャとを含むことを特徴とする、複数ユーザベース・シス
テム。 （９）作業域マネージャが、実行すべきアプリケーショ
ン・プログラムを割り当てて選択するための論理をさら
に含むことを特徴とする、上記（８）に記載のシステ
ム。 （１０）作業域マネージャが、作業域を作成するための
論理をさらに含むことを特徴とする、上記（８）に記載
のシステム。 （１１）個々のコンピュータ・システム選択設定がオペ
レーティング・システム選択設定を含むことを特徴とす
る、上記（８）に記載のシステム。 （１２）オペレーティング・システム選択設定がシステ
ム表示カラーを含むことを特徴とする、上記（１１）に
記載のシステム。 （１３）ウィンドウベース・コンピュータ・システムに
おいて、複数ユーザベース・コンピュータ・システムを
提供する方法であって、この方法が、（ａ）複数の個々
の作業域プロファイルを不揮発性メモリから読みとるス
テップと、（ｂ）各作業域プロファイルに関連する情報
をディスプレイ上に表示するステップと、（ｃ）指定の
作業域プロファイルをコンピュータ・システムに割り当
てるステップとを含むことを特徴とする方法。 （１４）指定の作業域プロファイルにアプリケーション
・プログラムを割り当てるステップをさらに含むことを
特徴とする、上記（１３）に記載の方法。 （１５）指定の作業域プロファイルへのユーザ・アクセ
スを制限するステップをさらに含むことを特徴とする、
上記（１３）に記載の方法。 （１６）指定の作業域プロファイルに関連していないす
べてのアプリケーション・プログラムを隠すステップを
さらに含むことを特徴とする、上記（１３）に記載の方
法。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を実施するパーソナル・コンピュータの
斜視図である。
【図２】シャシ、カバー、電気機械的直接アクセス記憶
装置およびプレーナ・ボードを含んでいる図１のパーソ
ナル・コンピュータのいくつかの要素の間のいくつかの
関係を示す分解斜視図である。
【図３】図１および図２のいくつかの構成要素のブロッ
ク図である。
【図４】図１および図２のいくつかの構成要素のブロッ
ク図である。
【図５】４つのシステム状態、すなわち通常作動状態、
待機状態、サスペンド状態、およびオフ状態を示す、本
発明のコンピュータ・システムの状態図である。
【図６】電源の関連部分を示すブロック図である。
【図７】本発明の単式スイッチ・サスペンド／レジュー
ム機能を達成するために必要なハードウェアの他の図と
の各種のインタフェースを示す回路図である。
【図８】本発明の単式スイッチ・サスペンド／レジュー
ム機能を達成するために必要なハードウェアの他の図と
の各種のインタフェースを示す回路図である。
【図９】図７および図８に示したプログラム式アレイ論
理（ＰＡＬ）装置Ｕ２の状態計算機の１つの状態図であ
る。
【図１０】本発明の電源投入ルーチンの概要を示す流れ
図である。
【図１１】約１秒ごとにＡＰＭによって呼び出されるス
ーパバイザ・ルーチンの詳細を示す流れ図である。
【図１２】本発明のサスペンド・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図１３】本発明のサスペンド・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図１４】本発明のサスペンド・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図１５】本発明のサスペンド・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図１６】本発明のサスペンド・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図１７】本発明のブートアップ・ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図１８】本発明のブートアップ・ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図１９】本発明のレジューム・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図２０】本発明のレジューム・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図２１】本発明のレジューム・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図２２】本発明のレジューム・ルーチンの詳細を示す
流れ図である。
【図２３】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図２４】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図２５】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図２６】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図２７】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図２８】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図２９】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図３０】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細を示
す流れ図である。
【図３１】本発明の８９５９状態保管ルーチンの詳細を
示す流れ図である。
【図３２】本発明の８９５９状態保管ルーチンの詳細を
示す流れ図である。
【図３３】本発明の８９５９状態保管ルーチンの詳細を
示す流れ図である。
【図３４】作業域タスク・リストの形式の作業域マネー
ジャを示す図である。
【図３５】複数ユーザ・システム選択設定論理を実現す
る一連のステップを示す流れ図である。
【図３６】複数ユーザ・システム選択設定論理を実現す
る一連のステップを示す流れ図である。
【図３７】複数ユーザ・システム選択設定論理を実現す
る一連のステップを示す流れ図である。
【図３８】複数ユーザ・システム選択設定論理を実現す
る一連のステップを示す流れ図である。
【図３９】複数ユーザ・システム選択設定論理を実現す
る一連のステップを示す流れ図である。
【図４０】本発明の仮想デスクトップ・システムが有利
に動作しうるパーソナル・コンピュータ・システムなど
のコンピュータ・システムの概略ブロック図である。
【図４１】複数のアプリケーション・プログラムと本発
明による仮想デスクトップ・システムとの間のやりとり
を示すブロック図である。
【図４２】本発明による新規のデスクトップ・マネージ
ャを含む、図４１の仮想デスクトップ・システムのブロ
ック図である。
【図４３】図４２のデスクトップ・マネージャに関連す
る、関連オープン・アプリケーションの新規のデスクト
ップ・プログラムのブロック図である。
【図４４】図４０のコンピュータの表示画面の幅の２倍
に相当する幅を有するデスクトップ・プログラム用のオ
ープン・アプリケーションの表示画面座標と関連ウィン
ドウ位置の割当てを示す概略図である。
【図４５】図４４のデスクトップとそれに関連するアプ
リケーション・ウィンドウに表示画面座標とウィンドウ
位置を割り当てるための一連のステップを示す流れ図で
ある。
【図４６】本発明による仮想デスクトップ・システムの
実施例を示す図である。
【図４７】図４６の実施例によるデスクトップ間の切替
えを示す流れ図である。
【図４８】本発明によるアプリケーションの共用を示す
流れ図である。
【図４９】本発明の仮想デスクトップ・システムを終了
するための一連のステップを示す流れ図である。
【符号の説明】
２０００ 作業域タスク・リスト ２００２〜２００８ 作業域 ２０１０ 関連アイコン ２０１２ アプリケーション・プログラム ２０１４ アプリケーション・プログラム域 ２０１６〜２０２６ 機能ボタン
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェフリー・ヴァーノン・フォード アメリカ合衆国27511 ノースカロライナ 州ケアリー ハイランズ・レイク・ドライ ブ 202 (72)発明者 トレーシー・エレン・ギブソン アメリカ合衆国40514 ケンタッキー州レ キシントン リバーウッド・ドライブ 708

Claims (16)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】コンピュータ・システムの電源サイクル間
    で個々の作業域を保持するための複数ユーザ・ウィンド
    ウベース・コンピュータ・システムにおいて、コンピュ
    ータ・システムが、 （ａ）複数の個々のコンピュータ・システム選択設定を
    表すための複数の作業域であって、それぞれの作業域が
    個々のユーザのコンピュータ・システム選択設定を含む
    作業域と、 （ｂ）複数の個々のコンピュータ・システム選択設定を
    格納するための作業域設定プロファイル・ファイルと、 （ｃ）電源切断時にコンピュータ・システムの状態情報
    を不揮発性メモリに格納するための論理と、 （ｄ）電源投入時にコンピュータ・システムの状態情報
    を不揮発性メモリから復元するための論理と、 （ｅ）コンピュータ・システムの状態情報の復元を制御
    するための作業域マネージャとを有することを特徴とす
    る、複数ユーザ・ウィンドウベース・コンピュータ・シ
    ステム。
  2. 【請求項２】複数の作業域が、実行すべきアプリケーシ
    ョン・プログラムを割り当てて選択するためのアプリケ
    ーション・プログラム域を含むことを特徴とする、請求
    項１に記載のコンピュータ・システム。
  3. 【請求項３】作業域マネージャが、作業域間の切替え用
    の論理を含むことを特徴とする、請求項１に記載のコン
    ピュータ・システム。
  4. 【請求項４】作業域マネージャが、作業域へのユーザ・
    アクセスを制限するための論理を含むことを特徴とす
    る、請求項１に記載のコンピュータ・システム。
  5. 【請求項５】作業域マネージャが、作業域を作成するた
    めの論理を含むことを特徴とする、請求項１に記載のコ
    ンピュータ・システム。
  6. 【請求項６】個々のコンピュータ・システム選択設定が
    オペレーティング・システム選択設定を含むことを特徴
    とする、請求項１に記載のコンピュータ・システム。
  7. 【請求項７】オペレーティング・システム選択設定がシ
    ステム表示カラーを含むことを特徴とする、請求項６に
    記載のコンピュータ・システム。
  8. 【請求項８】システム電源サイクル間で個々のユーザ・
    システム選択設定を保持するための複数ユーザベース・
    システムにおいて、システムが、不揮発性メモリと、デ
    ィスプレイと、マイクロプロセッサと、複数ユーザ・シ
    ステム選択設定論理とを有するコンピュータを含み、複
    数ユーザ・システム選択設定論理が、 （ａ）複数の個々のコンピュータ・システム選択設定を
    表すための複数の作業域であって、それぞれの作業域が
    アプリケーション・プログラムの実行を制御するための
    アプリケーション・プログラム域を含む作業域と、 （ｂ）電源切断時にコンピュータの状態情報を不揮発性
    メモリに格納するための論理と、 （ｃ）電源投入時にコンピュータの状態情報を不揮発性
    メモリから復元するための論理と、 （ｄ）個々のユーザ・システム選択設定を格納するため
    の作業域設定プロファイル・ファイルと、 （ｅ）システムの状態情報の復元を制御するための作業
    域マネージャであって、 作業域マネージャが、 ａ．作業域へのユーザ・アクセスを制限するための論理
    と、 ｂ．作業域間の切替え用の論理とを含む作業域マネージ
    ャとを含むことを特徴とする、複数ユーザベース・シス
    テム。
  9. 【請求項９】作業域マネージャが、実行すべきアプリケ
    ーション・プログラムを割り当てて選択するための論理
    をさらに含むことを特徴とする、請求項８に記載のシス
    テム。
  10. 【請求項１０】作業域マネージャが、作業域を作成する
    ための論理をさらに含むことを特徴とする、請求項８に
    記載のシステム。
  11. 【請求項１１】個々のコンピュータ・システム選択設定
    がオペレーティング・システム選択設定を含むことを特
    徴とする、請求項８に記載のシステム。
  12. 【請求項１２】オペレーティング・システム選択設定が
    システム表示カラーを含むことを特徴とする、請求項１
    １に記載のシステム。
  13. 【請求項１３】ウィンドウベース・コンピュータ・シス
    テムにおいて、複数ユーザベース・コンピュータ・シス
    テムを提供する方法であって、この方法が、 （ａ）複数の個々の作業域プロファイルを不揮発性メモ
    リから読みとるステップと、 （ｂ）各作業域プロファイルに関連する情報をディスプ
    レイ上に表示するステップと、 （ｃ）指定の作業域プロファイルをコンピュータ・シス
    テムに割り当てるステップとを含むことを特徴とする方
    法。
  14. 【請求項１４】指定の作業域プロファイルにアプリケー
    ション・プログラムを割り当てるステップをさらに含む
    ことを特徴とする、請求項１３に記載の方法。
  15. 【請求項１５】指定の作業域プロファイルへのユーザ・
    アクセスを制限するステップをさらに含むことを特徴と
    する、請求項１３に記載の方法。
  16. 【請求項１６】指定の作業域プロファイルに関連してい
    ないすべてのアプリケーション・プログラムを隠すステ
    ップをさらに含むことを特徴とする、請求項１３に記載
    の方法。
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