JPH096486A

JPH096486A - 多重延期及び再開機能を有するコンピュータ・システム及び方法

Info

Publication number: JPH096486A
Application number: JP8127010A
Authority: JP
Inventors: Dwayne Thomas Crump; ドゥエイン・トーマス・クランプ; Steven Taylor Pancoast; スティーブン・テイラー・パンコースト; Herbert Stanley Steelman; ハーバート・スタンレイ・スティールマン
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1995-06-07
Filing date: 1996-05-22
Publication date: 1997-01-10
Also published as: US5758174A

Abstract

(57)【要約】【課題】複数ユーザが彼ら自身の延期／再開セッショ
ンを使用できるコンピュータ・システムを提供する。【解決手段】コンピュータ・システムが、複数のシス
テム状態を保管する複数の延期ファイルを使用する延期
及び再開機能を有する。複数のスワップ・ファイルを要
求する、複数のオペレーティング・システムを使用する
ための機構が提供される。また、セッション横断データ
・ファイル・モニタが、あるセッションから別のセッシ
ョンへのデータ・ファイルの腐敗を阻止する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は一般にコンピュータ
・システム・アーキテクチャに関し、特に、システムが
複数の延期領域に延期し、そこから再開可能な多重シス
テム延期（サスペンド）／再開（レジューム）機能を有
するデスクトップ・コンピュータ・システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】パーソナル・コンピュータ・システムは
既知である。パーソナル・コンピュータ・システムは一
般に、そして特にＩＢＭパーソナル・コンピュータは、
今日の近代社会の多くの分野において、コンピュータ能
力を提供するために広範に使用されている。パーソナル
・コンピュータは通常、デスクトップ、据置型（floors
tanding）、またはポータブル・マイクロプロセッサと
して定義され、単一の中央処理ユニット（ＣＰＵ）及び
それに関連付けられる揮発及び不揮発メモリ（全てのＲ
ＡＭ及びＢＩＯＳＲＯＭなど）、システム・モニタ、
キーボード、１つ以上のフレキシブル・ディスケット・
ドライブ、固定ディスク記憶ドライブ（"ハード・ドラ
イブ"としても知られる）、いわゆる"マウス"・ポイン
ティング・デバイス、及びオプションのプリンタを有す
る。これらのシステムの１つの差別的特長は、これらの
コンポーネントを電気的に相互に接続するマザーボード
またはシステム・プレーナの使用である。これらのシス
テムは主に、独立のコンピュータ能力を単一のユーザに
提供するように設計され、個人用または小ビジネス用に
購入されるように安価な価格に設定される。こうしたパ
ーソナル・コンピュータ・システムの例に、ＩＢＭのPE
RSONAL COMPUTER AT及びＩＢＭのPERSONAL SYSTEM/1
（ＩＢＭＰＳ／１）がある。

【０００３】パーソナル・コンピュータ・システムは通
常、文書処理、スプレッドシートによるデータ処理、デ
ータベース内のデータの収集及び関連付け、グラフィッ
クスの表示、システム設計ソフトウェアを用いた電気ま
たは機械システムの設計など、様々な活動を達成するソ
フトウェアを実行するために使用される。

【０００４】１３の関連出願は、正常動作状態、待機状
態、延期状態、及びオフ状態の４つの能力管理状態を有
するコンピュータ・システムを開示する。オフ状態、正
常動作状態、及び延期状態の間で変化するために、１つ
のスイッチが使用される。

【０００５】本発明のコンピュータ・システムの正常
（ノーマル）動作状態は、任意のデスクトップ・コンピ
ュータの正常動作状態と事実上同一である。ユーザはア
プリケーションを使用し、基本的にコンピュータを任意
の他のコンピュータと同様に取り扱う。１つの違いは、
パワー管理ドライバの存在であり、これは（ＢＩＯＳ及
びオペレーティング・システム内で）バックグラウンド
で実行され、ユーザには透過的である。オペレーティン
グ・システム（ＯＳ）内のパワー管理ドライバ部分は、
インテル社及びマイクロソフト社により作成されたアド
バンスド・パワー・マネジメント（ＡＰＭ）拡張型プロ
グラミング・インタフェースであり、今日インテル８０
Ｘ８６ファミリのプロセッサ上で動作するように作成さ
れたほとんどのオペレーティング・システム内に存在す
る。ＢＩＯＳ内のパワー管理ドライバ部分（ＡＰＭＢ
ＩＯＳ）が、ＡＰＭＯＳドライバと通信する。ＡＰＭ
ＯＳドライバ及びＡＰＭＢＩＯＳルーチンは一緒
に、コンピュータの他の３つの状態への遷移を制御す
る。

【０００６】第２の状態、すなわち待機（スタンバイ）
状態は、正常動作状態よりも少ない電力を消費するが、
あらゆるアプリケーションを実行状態に維持する。一般
に、待機状態では、装置をそれらのそれぞれの低電力モ
ードに設定することにより、電力が節減される。例え
ば、消費電力は待機状態において、ハード・ドライブ内
の固定ディスクの回転を停止することにより、及びビデ
オ信号の生成を停止することにより節減される。

【０００７】第３の状態は延期（サスペンド）状態であ
る。延期状態では、コンピュータ・システムは極めて少
量の電力を消費する。延期状態のコンピュータは、壁上
のアウトレットから僅かな電力を消費するだけである。
消費される電力は、コンピュータ・システム内のバッテ
リからの切り替えをモニタする回路を維持するための少
量の電力（システムがＡＣ電力を供給されていないと
き）、または電源装置により補助電源ラインにおいて生
成される少量の電力（システムがＡＣ電力を供給されて
いるとき）だけである。

【０００８】この少量の電力の使用は、電源装置が"オ
フ"される以前に、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）に保管するこ
とにより達成される。延期状態に入るために、コンピュ
ータ・システムは実行コードを中断し、コンピュータの
制御をパワー管理ドライバに渡す。パワー管理ドライバ
はコンピュータ・システムの状態を確認し、コンピュー
タ・システムの状態を固定ディスク記憶装置に書込む。
ＣＰＵレジスタ、ＣＰＵキャッシュ、システム・メモ
リ、システム・キャッシュ、ビデオ・レジスタ、ビデオ
・メモリ、及び他の装置のレジスタの状態が、全て固定
ディスクに書込まれる。システム全体の状態がこのよう
に保管され、中断によりコード・アプリケーションが悪
影響を受けること無く復元され得る。コンピュータは次
に、システムが延期されたことを示すデータを不揮発Ｃ
ＭＯＳメモリに書込む。最後に、コンピュータは電源装
置に電力の生成を停止させる。コンピュータ全体の状態
が固定ディスク記憶装置に安全に保管され、システム電
力が"オフ"され、コンピュータは、切り替えをモニタす
る回路に供給するだけの少量の調整電力を電源装置から
受け取る。

【０００９】第４の最後の状態はオフ状態である。この
状態では、電源装置がコンピュータ・システムへの調整
電圧の供給を停止するが、コンピュータ・システムの状
態は固定ディスクへは保管されない。オフ状態は事実
上、普通にオフされた通常のデスクトップ・コンピュー
タと同一である。

【００１０】状態間の切り替えはパワー管理ドライバに
より処理され、通常、単一のスイッチの閉止事象、フラ
グ、及び不活動待機タイマと不活動延期タイマの２つの
タイマにもとづく。システムは単一のパワー・ボタンを
有する。このボタンはコンピュータ・システムをオンす
るため、システムの状態を延期するため、システムの状
態を復元するため、そしてシステムをオフするために使
用される。

【００１１】上述の延期／再開システムでは、各使用の
終りに、システム状態が単一の延期ファイルに保管され
ると言った欠点が存在する。複数のユーザが存在する場
合、第１のユーザがシステムを特定の状態に延期しう
る。第２のユーザがシステムを再開するとき、システム
は第１のユーザがシステムを延期したときの状態に再開
される。システムの使用の間、第２のユーザはしばしば
システムの構成を変更しうる。例えばアプリケーション
を閉じ、他のアプリケーションを開き、システムが"ロ
ック・アップ（lock up）"する場合には、システム全体
をリブートしうる。従って、第２のユーザが最後にシス
テムを延期するとき、システムは第１のユーザとは全く
異なる状態となる。第１のユーザがシステムを再開する
とき、第１のユーザは、システムが最初に延期した時と
同一の状態であると、誤って期待する。

【００１２】例えば、親がシステムを延期するとき、親
は小切手帳を清算している途中であるかも知れない。後
に家族の別の者が、ソフトウェアが小切手帳の清算処理
途中に、システムを再開するかも知れない。家族の他の
者は、小切手帳の清算処理を邪魔することなく、正しく
そのソフトウェアを終了する方法を知らないかも知れな
い。その者は小切手帳ソフトウェアを終了し、ペイント
・プログラム及びゲームを実行し、システムを延期する
かも知れない。親が、システムが小切手帳の清算を終了
する準備が整っているものと期待して、システムを再開
するとき、親はシステム上にペイント・プログラム及び
ゲームが見い出されることに驚くことであろう。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、複数
ユーザが彼ら自身の延期／再開セッションを使用できる
ようにすることである。

【００１４】本発明の別の目的は、ユーザの数に関係無
しに、複数の延期／再開セッションを可能にすることで
ある。

【００１５】本発明の更に別の目的は、システムが再開
されうる複数の延期ファイルを提供することである。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明によれば、複数の
システム状態を選択的に保管し、復元することを可能に
する複数の延期ファイルを有するコンピュータ・システ
ムが提供される。従って、本発明は、常にシステムを単
一の保管されたシステム状態に再開することを強要する
欠点を克服する。

【００１７】本発明のこれらの及び他の利点が、本発明
の後述の詳細な説明から明らかとなろう。

【００１８】

【発明の実施の形態】本発明は、その好適な態様を示す
添付の図面を参照して以降で詳述されるが、説明の最初
に当たり、当業者には、本発明の有益な結果を達成する
一方で、本明細書で述べられる本発明を変更し得ること
が理解されよう。従って、後述の説明は、当業者に対す
る広範な教示の開示として理解されるべきであり、本発
明を制限するものではない。本発明は、コンピュータ・
アーキテクチャ設計、デジタル設計、ＢＩＯＳ設計、プ
ロテクト・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、及びアドバンスド・パワー・マネジメント拡張
プログラミング・インタフェース利用などの、コンピュ
ータ・システムの完全な設計を取り扱う。本願は、コン
ピュータ・システム設計の全ての面に通じた当業者のた
めに作成されたものである。

【００１９】添付の図面を特に参照すると、本発明を実
現するマイクロプロセッサが、参照番号１０として一般
に示される（図１）。上述のように、コンピュータ１０
はそれに関連付けられる表示モニタ１１、キーボード１
２、マウス１３、及びプリンタまたはプロッタ１４を有
し得る。コンピュータ１０は、装飾外部部材１６（図
２）及び内部遮蔽部材１８により形成されるカバー１５
を有し、これらはシャシ１９と共に、デジタル・データ
を処理及び記憶するために電力供給されるデータ処理及
び記憶コンポーネントを受け取る包囲遮蔽容積を定義す
る。少なくとも特定のこれらのコンポーネントが、多層
プレーナ２０またはマザーボード上に実装される。多層
プレーナ２０はシャシ１９上に実装され、コンピュータ
１０のコンポーネントを電気的に相互接続する手段を提
供する。こうしたコンポーネントには、上述のコンポー
ネント、及びフロッピー・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・アダプタ・
カードまたはボードなどの、他の関連要素が含まれる。
以降で詳述されるように、マイクロコンピュータの動作
コンポーネント間で入出力信号を転送するための機構
が、プレーナ２０内に提供される。

【００２０】コンピュータ・システムは電源装置１７、
電源ボタン２１（以下スイッチとしても参照）、及びパ
ワー／フィードバックＬＥＤ２３を有する。通常のシス
テムの電源スイッチと異なり、電源ボタン２１は後述の
ように、電源１７へのＡＣライン電力をスイッチしな
い。シャシ１９はベース２２、正面パネル２４、及び背
面パネル２５（図２）を有する。正面パネル２４は、磁
気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取
る、少なくとも１つのオープン・ベイ（４つのベイが示
される）を規定する。図示の形態では、１対の上ベイ２
６、２８及び１対の下ベイ２９、３０が提供される。一
方の上ベイ２６は、第１のサイズの周辺ドライブ（例え
ば３．５インチ・ドライブなど）を受け取るように適応
化され、他方２８は２つのサイズ（例えば３．５インチ
及び５．２５インチ）の選択された方のドライブを受け
取るように適応化される。下ベイは、１サイズだけ
（３．５インチ）の装置を受け取るように適応化され
る。１つのフロッピー・ディスク・ドライブが図１に２
７で示され、これは挿入ディスケットを受け取り、その
ディスケットを用いて、データを受信、記憶及び配布で
きる既知の取り外し可能媒体直接アクセス記憶装置であ
る。１つのハード・ディスク・ドライブが３１で示さ
れ、これはデータを記憶及び配布できる既知の固定媒体
直接アクセス記憶装置である。

【００２１】前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の一般的な動作概
要について述べることにしよう。図３及び図４を参照す
ると、本発明によるシステム１０などの、コンピュータ
・システムの様々なコンポーネントを表すパーソナル・
コンピュータ・システムのブロック図が示される。具体
的には、プレーナ２０上に実装されるコンポーネント、
及びプレーナとＩ／Ｏスロット及びパーソナル・コンピ
ュータ・システムの他のハードウェアとの接続が示され
る。プレーナには、マイクロプロセッサにより構成され
るシステム・プロセッサ４０（またはＣＰＵ４０）が接
続され、これは高速ＣＰＵローカル・バス４２によりメ
モリ制御ユニット４６に接続され、メモリ制御ユニット
４６は更に揮発ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）
５３に接続される。メモリ制御ユニット４６は、メモリ
制御装置４８、アドレス・マルチプレクサ５０、及びデ
ータ・バッファ５２から構成される。メモリ制御ユニッ
ト４６は更に、４つのＲＡＭモジュール５４として表さ
れるランダム・アクセス・メモリ５３に接続される。メ
モリ制御装置４８は、マイクロプロセッサ４０への、及
びそこからのアドレスを特定のＲＡＭ５３領域にマッピ
ングする論理を含む。この論理は、ＢＩＯＳにより以前
に占有されたＲＡＭを再利用するために使用される。更
にＲＯＭ選択信号（ＲＯＭＳＥＬ）がメモリ制御装置４
８により生成され、ＲＯＭ８８をイネーブルまたはディ
セーブルにするために使用される。任意の適切なマイク
ロプロセッサがシステム・プロセッサ４０として使用さ
れ得るが、１つの好適なマイクロプロセッサは、インテ
ル社により販売される８０４８６である。インテル８０
４８６は内部キャッシュを有し、従ってインテル８０４
８６に相当する任意のＣＰＵ４０がＣＰＵキャッシュ４
１を有する。

【００２２】本発明は以降では、図３及び図４のシステ
ム・ブロック図を特に参照して述べられるが、説明の最
初に当たり、本発明による装置及び方法が、プレーナ・
ボードの他のハードウェア構成とも使用され得ることが
理解されよう。例えば、システム・プロセッサ４０がイ
ンテル８０２８６または８０３８６マイクロプロセッサ
であってもよい。本明細書において使用されるように、
８０２８６、８０３８６または８０４８６は、一般にイ
ンテル社から入手されるマイクロプロセッサを参照する
ために使用される。しかしながら、最近、他のメーカも
インテル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を開発してきており、前記用語の
使用は、そうした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である。当業者には既知の
ように、初期のパーソナル・コンピュータは通常、当時
流行のインテル８０８８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た。これらの
プロセッサは、１メガバイトのメモリをアドレス指定す
る能力を有する。最近では、パーソナル・コンピュータ
は通常、より高速なインテル８０２８６、８０３８６、
及び８０４８６マイクロプロセッサを使用する。これら
のプロセッサは、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またはリアル・モード、或
いは、特定モデルでは、アドレス指定範囲を１メガバイ
トから４ギガバイトに拡張するプロテクト・モードで動
作し得る。基本的に、８０２８６、８０３８６及び８０
４８６プロセッサのリアル・モード機構は、８０８６及
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互換性を提供する。上述のインテ
ル・ファミリのプロセッサは、しばしば、例えば"４８
６"のように、完全な型名指定子の最後の３桁だけの参
照により識別される。

【００２３】図３及び図４を再度参照すると、ＣＰＵロ
ーカル・バス４２（図示されないデータ、アドレス、及
び制御要素を含む）は、マイクロプロセッサ４０、演算
コプロセッサ４４（ＣＰＵ４０に含まれない場合）、ビ
デオ制御装置５６、システム・キャッシュ・メモリ６
０、及びキャッシュ制御装置６２を提供する。ビデオ制
御装置５６は、モニタ（またはビデオ表示端末）１１及
びビデオ・メモリ５８に関連付けられる。更にＣＰＵロ
ーカル・バス４２には、バッファ６４が接続される。バ
ッファ６４はそれ自身、（ＣＰＵローカル・バス４２に
比較して）低速のシステム・バス６６に接続され、同様
にアドレス、データ及び制御要素を含む。システム・バ
ス６６は、バッファ６４と別のバッファ６８との間で拡
張される。システム・バス６６は更に、バス制御、タイ
ミング・ユニット７０及びＤＭＡユニット７１に接続さ
れる。ＤＭＡユニット７１は、中央アービタ８２とＤＭ
Ａ制御装置７２とから構成される。追加のバッファ７４
は、システム・バス６６とＩＳＡ（Industry Standard
Architecture）バス７６などのオプション機構バスとの
間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）を受け取るための複数の
Ｉ／Ｏスロット７８が接続される。ＩＳＡアダプタ・カ
ードはＩ／Ｏスロット７８にプラグ式に接続され、シス
テム１０のための追加のＩ／Ｏ装置またはメモリを提供
したりする。

【００２４】アービトレーション制御バス８０は、ＤＭ
Ａ制御装置７２を中央アービタ８２に、また中央アービ
タ８２をＩ／Ｏスロット７８、ディスケット・アダプタ
８４、及び統合ドライブ・エレクトロニクス（ＩＤＥ）
固定ディスク制御装置８６に接続する。

【００２５】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を有するように示
されるが、図３及び図４に示されるように、任意選択の
高密度メモリ・モジュール５４の追加により追加のメモ
リが相互接続されてもよい。説明の都合上の理由から、
本発明は基本４メガバイト・メモリ・モジュールに関し
て述べられる。

【００２６】ラッチ・バッファ６８は、システム・バス
６６とプレーナＩ／Ｏバス９０との間に接続される。プ
レーナＩ／Ｏバス９０は、アドレス、データ、及び制御
要素をそれぞれ含む。プレーナＩ／Ｏバス９０に沿っ
て、様々なＩ／Ｏアダプタ及び他のコンポーネントが接
続され、それらには、ディスケット・アダプタ８４、Ｉ
ＤＥディスク・アダプタ８６、割込み制御装置９２、Ｒ
Ｓ２３２アダプタ９４、不揮発ＣＭＯＳＲＡＭ９６
（ＮＶＲＡＭとしても参照される）、ＣＭＯＳリアル・
タイム・クロック（ＲＴＣ）９８、パラレル・アダプタ
１００、複数のタイマ１０２、読出し専用メモリ（ＲＯ
Ｍ）８８、８０４２１０４、及びパワー管理回路１０
６が含まれる。１０４として示される８０４２は、キー
ボード１２及びマウス１３とインタフェースするスレー
ブ・マイクロプロセッサである。パワー管理回路１０６
は、電源装置１７、電源スイッチ２１、パワー／フィー
ドバックＬＥＤ２３、及び内部モデム９００及び（また
は）外部モデム９０２と回路的に通信する。外部モデム
は通常、当業者には既知のように、壁上のアウトレット
に接続される変圧器９０４に接続される。モデム９０
０、９０２は通常の電話アウトレットに接続される。パ
ワー管理回路１０６は図７乃至図９及び図１０に示さ
れ、図７乃至図９、図１０、図１１及び図１３に関連し
て詳細に述べられる。読出し専用メモリ８８は、Ｉ／Ｏ
装置とマイクロプロセッサ４０のオペレーティング・シ
ステムとの間でインタフェースするために使用されるＢ
ＩＯＳを含む。ＲＯＭ８８に記憶されるＢＩＯＳは、Ｂ
ＩＯＳの実行時間を低減するために、ＲＡＭ５３にコピ
ーされ得る。ＲＯＭ８８は更に（ＲＯＭＳＥＬ信号を介
して）メモリ制御装置４８に応答する。ＲＯＭ８８がメ
モリ制御装置４８によりイネーブルされると、ＢＩＯＳ
がＲＯＭから実行される。ＲＯＭ８８がメモリ制御装置
４８によりディセーブルにされると、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ＢＩＯＳがＲＡＭから実行される）。

【００２７】リアル・タイム・クロック９８は時刻計算
のために使用され、ＮＶＲＡＭ９６はシステム構成デー
タを記憶するために使用される。すなわち、ＮＶＲＡＭ
９６はシステムの現在の構成を示す値を含む。例えば、
ＮＶＲＡＭ９６は固定ディスクまたはディスケットの容
量、表示タイプ、メモリ容量、時刻、日付などを示す情
報を含む。更に、これらのデータは、例えば構成設定な
どの特殊な構成プログラムが実行されるとき、ＮＶＲＡ
Ｍに記憶される。構成設定プログラムの目的は、システ
ムの構成を特長付ける値をＮＶＲＡＭに記憶することで
ある。

【００２８】ほとんど全ての前記装置が揮発レジスタを
含む。図面の不必要な乱雑を避けるために、特定の装置
のレジスタはその装置を参照して代替することにする。
例えば、ＣＰＵレジスタはＣＰＵ４０レジスタとして参
照され、ビデオ制御装置レジスタは、ビデオ制御装置５
６レジスタとして参照される。

【００２９】上述のように、コンピュータは一般に参照
番号１５で示されるカバーを有し、カバー１５はシャシ
１９と共に、マイクロプロセッサの前記識別コンポーネ
ントを収容する包囲遮蔽容積を形成する。カバー１５は
好適には、成形可能な合成材料から成る単一の成形要素
である外部装飾カバー部材１６と、装飾カバー部材の構
成に従うように形成される金属の薄いシート・ライナ１
８とから形成される。しかしながら、カバーは他の既知
の方法によっても形成されることができ、本発明の有用
性は、上述のタイプのエンクロージャに制限されるもの
ではない。

【００３０】動作状態：図５を参照すると、本発明のコ
ンピュータ・システムの状態図が示される。本発明のコ
ンピュータ・システム１０は、正常動作状態１５０、待
機状態１５２、延期状態１５４、及びオフ状態１５６の
４つの状態を有する。図５に示される状態間の遷移は好
適な態様を表すが、これに制限されるものではない。結
果的に、追加の事象が状態遷移を生じるために使用され
てもよい。

【００３１】本発明のコンピュータ・システム１０の正
常動作状態１５０は、通常のデスクトップ・コンピュー
タの正常動作状態と同一である。ユーザはアプリケーシ
ョンを使用したり、基本的にコンピュータを任意の他の
コンピュータと同様に取り扱い得る。ユーザには透過的
であるが、１つの違いは、オペレーティング・システム
内のパワー管理ドライバ（ＡＰＭＯＳドライバ）（こ
れはバックグラウンドで実行される）及び様々なＡＰＭ
ＢＩＯＳルーチンの存在である。ＡＰＭＢＩＯＳル
ーチンは以降で述べられるように、延期ルーチン、再開
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、及びＣＰＵ状態復元
ルーチンを含む。どの図面にも示されていないＡＰＭ
ＢＩＯＳルーチンは、ＡＰＭＢＩＯＳ経路指定ルーチ
ンである。ＡＰＭＢＩＯＳ経路指定ルーチンは、本質
的にＡＰＭＯＳドライバからコマンドを受諾し、適切
なＡＰＭＢＩＯＳルーチンを呼び出す。例えば、ＡＰ
ＭＯＳドライバが延期コマンドを発行するとき、ＡＰ
ＭＢＩＯＳ経路指定ルーチンが延期ルーチンを呼び出
す。別の例では、ＡＰＭＯＳドライバが事象獲得コマ
ンドを発行する度に、ＡＰＭＢＩＯＳ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内に配置され、ＢＩＯＳがシャドーイン
グ（shadowing）されるときに、シャドーイングされ
る。ＯＳ内のパワー管理ドライバ及びＡＰＭＢＩＯＳ
ルーチンは、４つの状態間のコンピュータの遷移を制御
する。用語"ＡＰＭ"の参照は一般にＡＰＭＯＳドライ
バの参照を意味するが、状況によっては別の呼び方をし
得る。

【００３２】第２の状態、すなわち待機状態１５２は、
正常状態１５０よりも少ない電力を使用するが、アプリ
ケーションを実行状態に維持する。一般に、待機状態１
５２では、装置をそれぞれの低電力モードに設定するコ
ードにより、電力が節減される。好適な態様では、待機
状態１５２において、以降で詳述されるように、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
転を停止することにより、及びビデオ信号の生成を停止
することにより、及びＣＰＵ４０を低電力モードに設定
することにより、電力が節減される。しかしながらこれ
に限るものではなく、消費電力を低減するためにＣＰＵ
クロックを遅くするまたは停止するなど、他の方法も使
用され得る。

【００３３】好適な態様では電力が３つの別々の方法で
節減される。第１に、正常動作状態１５０では、固定デ
ィスク記憶装置３１内の固定ディスクが、例えば１分当
たり３６００、４５００または５４００回転（ＲＰＭ）
で一定に回転する。待機状態１５２では、ＩＤＥディス
ク制御装置８６が、固定ディスク記憶装置３１を低電力
モードに入力させる（固定ディスク記憶装置３１内の固
定ディスクが回転を停止する）コマンドを提供され、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）が固定ディスクを回転させる間の通常消費する電
力を節減する。

【００３４】第２に、正常動作状態１５０では、コンピ
ュータ・システムのビデオ制御装置５６は、絶えず、ビ
デオ表示端末１１上に表示されるイメージに対応するビ
デオ信号（既知のＨＳＹＮＣ、ＶＳＹＮＣ、Ｒ、Ｇ、Ｂ
など）を生成する。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停止し、それにより通常、
ビデオ制御装置５６により消費される電力を節減する。
ＨＳＹＮＣ、ＶＳＹＮＣ、Ｒ、Ｇ、Ｂは、全て約０．０
０ＶＤＣに駆動される。ＶＥＳＡ（Video Electronics
Standards Association）準拠のモニタの使用が更に電
力節減を可能にする。なぜなら、ＶＥＳＡ準拠のモニタ
は、ＨＳＹＮＣ及びＶＳＹＮＣが約０．００ＶＤＣのと
き、それら自身をオフにするからである。

【００３５】第３に、正常動作状態１５０ではＣＰＵ４
０が絶えずコマンドを実行し、それにより電力を消費す
る。待機状態１５２では、ＢＩＯＳがＡＰＭＣＰＵア
イドル呼び出しに応答して停止命令を発行する。停止命
令の実行は、次のハードウェア割込みが発生するまでＣ
ＰＵ消費電力を多大に低減する。真にアイドル状態の時
には、ＣＰＵは９０％以上の時間を停止状態に維持し得
る。

【００３６】システムによっては、ビデオ表示端末の正
面のリンのバーン・イン（焼付き）を回避するように、
画面１１を暗転する"スクリーン・セーバ"を有する。ほ
とんどのこうしたシステムでは、ビデオ表示装置５６は
依然ビデオ信号を生成しており、暗転画面または動的画
面に対応するビデオ信号を単に生成している。従って、
スクリーン・セーバを実行するコンピュータ・システム
は、ビデオ信号を生成するために必要な電力を依然消費
する。

【００３７】第３の状態は延期状態１５４である。延期
状態１５４では、コンピュータ・システムは極めて少量
の電力を消費する。好適な態様では、延期状態のコンピ
ュータは１００ミリワット以下の電力を消費する。消費
される電力は、電源装置１７の非効率性により消費され
る約５ワットと、パワー管理回路１０６により使用され
る少量の電力だけである。

【００３８】電力のこの少量の使用は、電源装置１７
を"オフ"する以前に、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
することにより達成される。延期状態１５４に入力する
ために、ＣＰＵ４０はあらゆるアプリケーションを中断
し、ＣＰＵのプログラム実行制御をパワー管理ドライバ
に渡す。パワー管理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・システムの状態全
体を、固定ディスク記憶装置３１に書込む。ＣＰＵ４０
レジスタ、ＣＰＵキャッシュ４１、システムＲＡＭ５
３、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、及び残りの揮発レジスタ
の状態が、全て固定ディスク・ドライブ３１に書込まれ
る。コンピュータ・システム１０の状態全体がこのよう
に保管され、重大な有用性の欠点無しに復元され得る。
すなわちユーザは、システムが通常通りにオペレーティ
ング・システムをロードし、グラフィック・ユーザ・イ
ンタフェース及びアプリケーション・プログラムをロー
ドするのを待機する必要がない。

【００３９】コンピュータは次に、システムが延期され
たことを示すデータを不揮発ＣＭＯＳメモリ９６に書込
む。最後に、ＣＰＵ４０がマイクロコントローラＵ２
（図７乃至図９参照）に指令し、電源装置１７が±５Ｖ
ＤＣ及び±１２ＶＤＣラインを通じてシステムに調整電
圧を供給することを停止させる。コンピュータ・システ
ム１０はこの時パワーダウンされ、コンピュータの状態
全体が固定ディスク記憶装置３１に安全に保管される。

【００４０】用語"状態"は、本明細書を通じて２つの類
似の混乱し得る態様で使用される。装置は特定の状態に
あり得る。４つのシステム状態、すなわち正常状態１５
０、待機状態１５２、延期状態１５４、及びオフ状態１
５６は、本発明のコンピュータ・システム１０の一般状
態を指す。これらの"状態"は、コンピュータ・システム
１０を一般的な方法で説明する。例えば、正常動作状態
１５０では、ＣＰＵ４０はコードを実行しており、シス
テム１０内の複数のレジスタを変更している。同様に、
類似の活動が待機状態１５２の間にも発生する。従っ
て、コンピュータ・システム１０のメモリ及びレジスタ
構成は、システム１０が正常動作状態１５０及び待機状
態１５２の間には動的である。

【００４１】他の装置も特定の状態にあり得る。パワー
管理回路１０６は好適には、様々なパワー管理機構を実
現するために、図７乃至図９に示されるマイクロコント
ローラＵ２などの、第２のプロセッサをパワー管理プロ
セッサとして使用する。多くのこうしたプロセッサが適
しているが、この特定の態様では、パワー管理プロセッ
サは、事前にプログラム済みの８３Ｃ７５０マイクロコ
ントローラである。マイクロコントローラＵ２の変数及
びピンは、添付の図７乃至図９に関連して説明されるよ
うに複数の状態を取り得る。

【００４２】例えば、上述の"状態"をある装置の"状
態"、例えば"コンピュータ・システム１０の状態"また
は"ＣＰＵ４０の状態"と対比してみよう。装置の"状態"
は、特定のコンピュータ・サイクルにおけるその装置の
状態を指す。全てのメモリ位置及びレジスタが、特定の
２進値を有する。装置の"状態"は、その装置の内容の静
的２進スナップショットである。

【００４３】コンピュータ・システム１０の"状態"は動
作的に等価なことを指し、必ずしも正確なコピーを指す
ものではない。例えば、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内に、特定のメモリを有し得る。いずれかのキャ
ッシュの内容をシステムＲＡＭ５３に"フラッシュ・バ
ック（flush back）"し、コンピュータ・システムを状
態Ｂに移行することが可能である。純粋に述べれば、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。なぜなら、キャ
ッシュ及びシステムＲＡＭの内容が異なるからである。
しかしながらソフトウェアの動作的観点から見ると、状
態Ａは状態Ｂと同じである。なぜなら、システム速度の
若干の低下（プログラムがキャッシュから実行される優
位性を有さないことに起因する）を除けば、実行プログ
ラムは影響を受けないからである。すなわち、状態Ａの
コンピュータ及び状態Ｂのコンピュータは、たとえコン
ピュータがそのキャッシュをフラッシュされ、キャッシ
ュ領域が有用なコードにより再ロードされるまで、若干
の性能低下に遭遇するとしても、ソフトウェア上は動作
的に等価である。

【００４４】本明細書で述べられるように、本発明は、
コンピュータ・システムに代替ロードされる多重記憶コ
ンピュータ状態を意図する。本明細書で使用される用
語"記憶（stored）コンピュータ状態"及び"システム状
態"は、実行可能ファイルに記憶される単に実行可能な
コード、または実行可能ファイルへのオーバレイと区別
されるべきである。これらの用語はまた、仮想メモリ機
構に記憶されるコードのページまたはコードの他のチャ
ンク（chunk）とも区別されるべきである。用語"記憶コ
ンピュータ状態"及び"システム状態"は、実行中のコン
ピュータ・システム内の揮発メモリ及び揮発レジスタか
ら、不揮発メモリなどの別のロケーションへの値の記憶
を意図する。しかしながら、例えば圧縮によりシステム
状態またはコンピュータ状態を可逆的に変更することに
よっても、"記憶コンピュータ状態"または"システム状
態"になる。"記憶コンピュータ状態"及び"システム状
態"を生成する例が、図１９乃至図２５の延期ルーチン
に示される。

【００４５】用語"パワー"もまた２つの混乱し得る態様
で使用される。"パワー"は最も頻繁には電力を指す。し
かしながら、"パワー"は、時に計算能力を指すこともあ
る。文脈から意図される使用が明らかとなろう。

【００４６】"回路"は一般に、電気的に相互接続される
物理的電子装置または複数の装置を指す。しかしなが
ら、用語"回路"は、物理的電子装置のＣＰＵコードに等
価なものを包含するようにも意図される。例えば、一方
では、２入力ＮＡＮＤゲートが７４ＬＳ００により、ま
たはプログラマブル装置によっても等価に実現され得
る。これら２つの装置は物理的電子装置である。他方、
ＮＡＮＤゲートは、ＣＰＵ４０が２つのＣＰＵ読出し可
能な入力ポートから２つの入力を読出し、ＣＰＵコマン
ドを用いてＮＡＮＤ結果を生成し、結果をＣＰＵ書込み
可能な出力ポートに出力することによっても、実現され
得る。これらのＣＰＵインタフェース可能なポートは、
復号ラッチまたはそれに等価なプログラマブル装置のよ
うに単純であったり、既知のＰＩＡのように複雑であっ
たりする。用語"回路"は、ＮＡＮＤゲートの場合のこれ
ら３つの全ての例を含むように、十分に広く解釈される
べきである。特定の場合では、"回路"は単に電気経路を
指し得る。電気経路のタイプには、ワイヤ、トレースま
たはプリント回路基板を介するもの、或いは単一の電気
接続経路を形成するこれらの電気経路の任意の組み合わ
せが含まれる。

【００４７】"信号"は、単一の電気波形または複数の波
形を指し得る。例えば、ビデオ制御装置はビデオ信号を
生成する。ビデオ信号は、実際には複数の電気導体上の
複数の信号、すなわち既知のＨＳＹＮＣ、ＶＳＹＮＣ、
Ｒ、Ｇ、Ｂなどである。

【００４８】"回路接続（circuit communication）"は
本明細書では、装置間の電気的関係を示すために使用さ
れる。２つの装置は、それらが同一回路内にあり、一方
からの信号が他方により受信される場合、その信号があ
る他の装置により変更されるか否かに関わらず、回路接
続されると称する。例えば、変圧器または光絶縁器によ
り分離される２つの装置は、一方からの信号が他方に達
する場合、たとえその信号が中間装置により変更されよ
うと、回路接続されると称する。別の例として、アナロ
グ積分器回路により分離される２つの装置は、一方が他
方から積分信号を受信する場合、回路接続されると称す
る。更に別の例として、デジタル・バッファにより分離
される２つの装置は、回路接続されると称する。最後の
例として、互いに直接接続されないが、両者が第３の装
置、例えばＣＰＵとインタフェース可能な２つの装置
は、回路接続されると称する。

【００４９】図５を再度参照すると、第４の最後の状態
はオフ状態１５６である。オフ状態１５６は事実上、通
常の意味でオフされた任意の通常のコンピュータ・シス
テムと同一である。この状態では、電源装置１７の１次
／調整ユニット１７２（図６参照）が、調整電圧をコン
ピュータ・システム１０に供給するのを停止する（但
し、図６に関連して詳述されるように、ＡＵＸ５を介す
る少量の調整電圧を除く）。しかしながら、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
れない。延期状態１５４及びオフ状態１５６は、電源装
置１７がもはや調整電圧を生成しない点で類似する。し
かしながら、オフ状態１５６では、延期状態１５４の場
合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に保管されることがない点で、これらの
状態は異なる。更に、オフ状態１５６を去るときには、
コンピュータ１０はあたかもオンされていたかのよう
に"ブート"する。すなわち、任意の実行コードがユーザ
により、または自動的にAUTOEXEC.BATファイルなどの手
段により、開始されなければならない。しかしながら、
延期状態１５４を去るときには、コンピュータ１０はそ
れが中断されたときの状況から実行を再開する。

【００５０】図５はまた、４つの状態間の遷移を引き起
こす事象の一般的な概要を示す。これらの事象は図７乃
至図１４に関連して詳述されるが、概要を述べることが
理解を助けるであろう。電源ボタン２１、少なくとも２
つのタイマ（不活動待機タイマ及び不活動延期タイマ。
図１５乃至図１８及び関連説明を参照）、タイマを呼び
起こす時間（分）、及び延期許可フラグ（図７乃至図９
及び図１３、並びに関連説明を参照）の全てが、コンピ
ュータがどの状態に入力するかに影響する。一般に、前
記少なくとも２つのタイマはハードウェア・タイマ、ま
たはＣＰＵ上でプログラムとして実行されるＣＰＵコー
ド・タイマである。好適な態様では、これらのタイマは
両方とも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。しかしながら、２つのタ
イマはハードウェア・タイマとしても考えられ、この方
がシステムのオーバヘッドを低減するという点で、より
優れた解決方法である。これらのタイマについては、図
１５乃至図１８に関連して詳述される。両タイマは、コ
ンピュータ１０が正常動作状態１５０または待機状態１
５２の時、アクティブである。タイマは他のルーチンと
対話し、いずれかのタイマの満了が、後述のように状態
間の遷移を引き起こす。いずれか一方のまたは両方のタ
イマは、ユーザの特定のニーズに依存して、特定の時間
期間の後に満了するように構成される。好適な態様で
は、不活動待機タイマ及び不活動延期タイマが、１０分
乃至９０分後に満了するようにセットされる。本明細書
で述べられるように、不活動延期タイマはまた、システ
ムが無人操作（unattended fashion）でブートされ、あ
る時間（例えば２分乃至５分）不活動が継続する場合
に、システムが自身をより短い時間延期させる第２のレ
ベルを有する。すなわち、不活動延期タイマは、システ
ムがユーザにより付き添われる場合には、長い時間の後
に満了し、システムがユーザにより付き添われない場合
には、短い時間の後に満了するように構成され得る。シ
ステムは、入来電話呼び出しに関連付けられる接続電話
回線の着呼により、または内部警報により、無人操作に
より起こされ得る。これらの両方の場合、及び可能な他
の場合では、システムはユーザにより付き添われる場合
よりも、短い時間延期されるべきである。別の態様で
は、２つの不活動延期タイマが存在し、一方がより短い
満了時間を有する。この場合、一方のタイマがイネーブ
ルにされ、他方はディセーブルされる。

【００５１】任意のタイマが停止され得る。すなわち決
して満了しないように構成され得る。タイマの"停止"
は、実際にタイマの増分カウント動作を停止するか、単
にそれらの満了を無視する形態を取る。好適な態様で
は、タイマ満了値として０をセットすることにより、タ
イマの満了をテストしないようにする。例えば、ネット
ワーク接続されるコンピュータのユーザは、コンピュー
タを延期状態１５４に入力させたくない。なぜなら、そ
うすることは、そのコンピュータに関連して、ＬＡＮを
故障させ得るからである。

【００５２】理論的には、タイマはカウント・アップま
たはカウント・ダウンし、固定の所定状態にリセットさ
れ、タイマが開始（再始動）されるとき、別の固定の所
定状態に対してカウントするように期待されるか、或い
は現在値が使用されて、差または合計がエンドポイント
満了トリガとして計算される。好適な態様では、タイマ
がリセットされるとき、時間（分）変数の現在値がリア
ル・タイム・クロック９８から記憶される。タイマは、
現時刻値（分）を保管時刻値（分）から減算し、差をユ
ーザにより選択された値と比較することにより、その満
了をチェックされる。

【００５３】両方のタイマは特定のシステム活動により
影響される。例えば、好適な態様では、キーボード１２
のキーの押下、マウス１３の移動、マウス１３ボタンの
押下などの形態のユーザ活動、またはハード・ドライブ
３１の活動が、図１５乃至図１８に関連して詳述される
ように、タイマを再始動させる。従って、ユーザがキー
ボード１２のキーを押下するかまたはマウス１３を使用
している間、或いはアプリケーションがハード・ドライ
ブ３１をアクセスしている間、いずれのタイマも満了し
ない。更に、他のシステム事象もタイマをリセットする
ために使用され得る。代わりに、任意のハードウェア割
込みが、活動に対応してモニタされてもよい。従って、
印刷（ＩＲＱ５またはＩＲＱ７）またはＣＯＭＭポート
・アクセス（ＩＲＱ２またはＩＲＱ３）により、システ
ムが延期状態１５４に入力するのを阻止することが望ま
しかろう。

【００５４】延期許可フラグは、マイクロコントローラ
Ｕ２内のＣＰＵ操作可能かつ読出し可能なラッチであ
り、図７乃至図９に関連して以降で詳述される。端的に
言えば、マイクロコントローラＵ２をあるモードに設定
すると、スイッチ２１の押下によりシステム１０がオフ
状態１５６に入力し、マイクロコントローラＵ２を別の
モードに設定すると、スイッチ２１の押下によりシステ
ム１０が延期モード１５４に入力する。コンピュータ・
システム１０が正常動作状態１５０であり、マイクロコ
ントローラＵ２に書込まれる延期許可フラグがクリアさ
れている間に電源ボタン２１が押下されると、コンピュ
ータ・システム１０は１５８で示されるようにオフ状態
１５６に入力する。コンピュータ・システム１０がオフ
状態１５６のときに電源ボタン２１が押下されると、コ
ンピュータ・システムは１６０で示されるように、正常
動作状態１５０に入力する。更に、後述される複数の"
外部事象"によっても、システムはオフ状態１５６から
正常動作状態１５０に遷移し得る。

【００５５】コンピュータ・システム１０が正常動作状
態１５０の場合、ある事象がコンピュータ・システムを
待機状態１５２に入力させ得る。不活動待機タイマが満
了すると、コンピュータ・システム１０は１６２に示さ
れるように待機状態に変化する。別の態様では、コンピ
ュータ・システム１０はダイアログ・ボックス、スイッ
チまたは他の入力装置など、ユーザにシステムを即時待
機状態に入力させる手段を提供する。待機状態１５２で
は、ユーザが電源ボタン２１を押下するなどの、上述の
類の任意のシステム活動またはユーザ活動が、コンピュ
ータ１０を待機状態１５２から退去させ、１６４に示さ
れるように正常動作状態１５０に再入力させる。

【００５６】電源ボタン２１の押下により、システムは
待機状態１５２から正常動作状態１５０に変化し、ユー
ザの混乱を回避する。上述のように、待機状態の間、モ
ニタ１１はブランクにされ、パワー／フィードバックＬ
ＥＤ２３が、マイクロコントローラＵ２内のフラグがど
のように構成されるかに依存して、点灯または点滅す
る。システムに接近するユーザは、モニタ１１がブラン
クであることに気付き、システムが延期状態１５４また
はオフ状態１５６であると考え、システムを正常動作状
態１５０に入力させようとして電源ボタン２１を押下し
得る。電源ボタン２１の押下がシステムを延期状態１５
４またはオフ状態１５６に入力させる場合、前記のユー
ザはコンピュータをオフしたか延期したことになり、意
図したことと正反対の結果を得る。従って待機状態１５
２のとき、電源ボタン２１の押下は、システムを待機状
態から正常動作状態に変化させる。たとえアイドル状態
であっても、ＣＰＵ４０はすぐにスイッチが押下された
かどうかをテストする。ハードウェア割込みは、１秒当
たり約２０回、ＣＰＵ４０をアイドル状態から退去さ
せ、その後、次のＡＰＭ事象獲得の間に、マイクロコン
トローラＵ２は、スイッチ２１が押下されたかどうかを
判断するように問われる。

【００５７】コンピュータ１０が正常動作状態１５０の
場合、２つの事象がそれを延期状態１５４に入力させ得
る。第１に、不活動延期タイマが満了すると、１６６で
示されるようにコンピュータ・システム１０が延期状態
１５４に変化する。第２に、マイクロコントローラＵ２
に書込まれる延期許可フラグがセットされている間に、
ユーザが電源ボタン２１を押下することにより、同様に
１６６で示されるように、即時コンピュータ１０を延期
状態１５４に入力させることができる。更に別の態様で
は、ＡＰＭドライバが"パワー状態を延期に設定する"た
めのコマンドを介して、延期要求を発行することができ
る。このコマンドは、ＡＰＭＢＩＯＳドライバに延期
ルーチンを呼び出させる。延期状態１５４の間、ユーザ
は電源ボタン２１を押下することにより、１６８に示さ
れるように正常動作状態１５０に変化させることができ
る。

【００５８】更に、複数の外部事象が、システム１０を
延期状態１５４から正常動作状態１５０に（１６８）、
またはオフ状態１５６から正常動作状態１５０に（１６
０）変化するために使用され得る。例えば、図７乃至図
９の回路内のマイクロコントローラＵ２内の電話着呼検
出回路が、接続電話回線が着呼するときシステム１０を
オフ状態１５６または延期状態１５４から退去させ、正
常動作状態１５０に入力させるように構成される。こう
した機構は、テレファックス・データまたはデジタル・
データを受信するシステムにとって有用である。システ
ムは電話着呼に応答して正常動作状態１５０に入力し、
入来ファクシミリ伝送の受諾、ファイルのアップロード
またはダウンロード、システムへの遠隔アクセスの許可
などのプリセット機能を実行し、不活動延期タイマの満
了に応答して再度延期モードに入力する。そしてシステ
ムが正常動作状態の間にのみ、電力を消費する。

【００５９】同様に、マイクロコントローラＵ２は警報
カウンタを呼び起こす時間（分）を実現し、これはアラ
ーム・タイプの事象により、システム１０が延期状態１
５４またはオフ状態１５６から退去し、正常動作状態１
５０に入力することを可能にする。こうしたシステム
は、安価な電話利用料金を利用するように、テレファッ
クスまたはデジタル・データを特定の時刻に送信するた
めに、またシステム・ハード・ドライブ３１をテープ・
バックアップ・システムによりバックアップするなど、
システム保守機能を実行するために有用である。後者の
場合では、スケジューラがテープ・バックアップ・プロ
グラムを実行させる以前の固定時間の間、警報呼び起し
時間がマシンをオンするようにセットされる。別の態様
では、テープ・バックアップ・プログラムを実行するた
めに、ＡＰＭＢＩＯＳスケジューラが使用される。

【００６０】最後に、コンピュータ・システム１０が待
機状態１５２で、不活動延期タイマが満了すると、コン
ピュータ１０は１７０で示されるように延期状態に変化
する。コンピュータ・システム１０は逆に延期状態１５
４から待機状態１５２へは変化することができず、唯一
正常動作状態１５０へは、後述の遷移１６８に関連して
述べられるように遷移し得る。

【００６１】明らかなように、コンピュータ・システム
１０は即座には状態を変化することができない。４つの
ある状態からの各遷移において、必要なシステム変化を
達成するために特定の時間が要求される。各遷移時間の
詳細は、図７乃至図４５に関連して述べられる。

【００６２】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述べる前に、最初に４
つの状態を達成するために要求されるハードウェアにつ
いて述べることが役立つであろう。電源装置１７のブロ
ック図が、図６に示される。電源装置１７は、制御ユニ
ット１７４及び１次／調整ユニット１７２の２つのユニ
ットを有する。電源装置１７は複数の入力を有し、それ
らには、通常の壁上のアウトレットから１１５ＶＡＣま
たは２２０ＶＡＣを受け取るＡＣライン入力（ACLine-I
n）、及び電源装置１７の調整活動を制御するＯＮ＃が
含まれる。電源装置１７は複数の出力、すなわちＡＣラ
イン出力（ACLine-Out）、±５ＶＤＣ、±１２ＶＤＣ、
ＡＵＸ５、ＧＮＤ、及び電源良好（POWERGOOD）を有す
る。AC Line-Outは１１５ＶＡＣであり、通常、ビデオ
表示端末１１の電源入力（図示せず）に接続される。制
御ユニット１７４はＯＮ＃入力を受諾し、POWERGOOD出
力を生成する。１次／調整ユニット１７２は、Line-In
入力からの１１５ＶＡＣを、選択的に±５ＶＤＣ、±１
２ＶＤＣに降圧調整する。１次／調整ユニット１７２が
電源を±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整するか
どうかは、制御ユニット１７４によりインタフェースさ
れるＯＮ＃の値に依存する。好適な実施例では、制御ユ
ニット１７４は、例えば適切な光絶縁器を用い、ＯＮ＃
信号生成回路のための絶縁を提供すべきである。

【００６３】AC Line-In入力及びAC Line-Out出力、±
５ＶＤＣ、±１２ＶＤＣ、ＧＮＤ、及びPOWERGOOD出力
は、既知である。電源装置１７が"オフ"のとき、すなわ
ちLine-Inから調整電圧を生成しないとき、POWERGOOD信
号は論理０である。電源装置１７が"オン"のとき、電源
装置１７は１１５ＶＡＣ Line-Inから±５ＶＤＣ及び±
１２ＶＤＣ調整電圧を生成する。これらの４つの調整電
圧及びそれらに関連付けられるＧＮＤは、既知のよう
に"システム電源"である。調整電圧が受諾可能な許容差
内のレベルを獲得すると、POWERGOOD信号が論理１に変
化する。±５ＶＤＣまたは±１２ＶＤＣラインのいずれ
かが許容差から外れると、POWERGOOD信号が論理０とな
り、それによりその状態を示す。

【００６４】ＡＵＸ５出力は補助の＋５ＶＤＣをプレー
ナに提供する。電源装置１７が、公称１１５ＶＡＣを供
給する通常の壁上のアウトレットにプラグ挿入される
と、電源装置１７が"オン"か"オフ"かに関わらず、１次
／調整ユニット１７２が調整済み＋５ＶＤＣをＡＵＸ５
に提供する。従って、ＡＣ電力を受け取る間、電源装置
１７は常に公称＋５ＶＤＣをＡＵＸ５に提供する。ＡＵ
Ｘ５出力は、１次／調整ユニット１７２が、電源装置１
７が"オン"の間にのみ＋５出力を通じて調整済み＋５Ｖ
ＤＣを生成するという点で、＋５出力とは異なる。更に
ＡＵＸ５出力と＋５出力との違いは、好適な実施例で
は、１次／調整ユニット１７２が＋５出力を通じて、＋
５ＶＤＣの数アンペアの電流を供給するのに対して、１
次／調整ユニット１７２はＡＵＸ５出力を通じては＋５
ＶＤＣの１アンペア以下の電流しか供給しない。

【００６５】通常の従来の電源装置は、Line-In入力を
電源装置の調整セクションに接続する、またはそこから
切り離すために、高アンペア双投スイッチ（double-thr
ow switch）を使用する。本発明の電源装置１７は高ア
ンペア双投スイッチを使用しない。むしろ、スイッチ２
１はＯＮ＃信号を生成する回路を制御する。好適な実施
例では、スイッチ２１はモーメンタリ単極単投プッシュ
ボタン・スイッチである。しかしながら、当業者は、単
極双投スイッチなどの他のタイプのスイッチを利用する
ように、図７乃至図９の回路を適応化することができよ
う。AC Line-Inは常に壁上のアウトレットから１次／調
整ユニット１７２に接続される。ＯＮ＃信号が論理１
（ほぼＡＵＸ５と等しく、公称＋５ＶＤＣ）のとき、１
次／調整ユニット１７２は１１５ＶＡＣ Line-Inを、±
５または±１２出力を通じて、±５ＶＤＣまたは±１２
ＶＤＣに調整しない。１次／調整ユニット１７２は単
に、低アンペア数の公称＋５ＶＤＣをＡＵＸ５出力に提
供する。一方、ＯＮ＃が論理０（ほぼＧＮＤ）のとき、
１次／調整ユニット１７２は１１５ＶＡＣ Line-Inを、
４つの±５及び±１２出力を通じて、それぞれ±５ＶＤ
Ｃ及び±１２ＶＤＣに調整する。従って、ＯＮ＃が１の
とき電源装置１７は"オフ"であり、ＯＮ＃が０のとき電
源装置１７は"オン"である。

【００６６】上述の電源装置１７のような、ＡＵＸ５出
力及びＯＮ＃入力を有する電源装置が指定される場合、
これらは通常の電源装置の製造メーカから獲得され得
る。

【００６７】図７乃至図９を参照すると、本発明のコン
ピュータ・システム１０の電子回路が示される。図７乃
至図９の回路は、スイッチ２１と、パワー／フィードバ
ックＬＥＤ２３と、電源装置１７と、ビデオ表示端末１
１と、ＣＰＵ４０上で実行されるコードとの間のインタ
フェースを司る。

【００６８】コンピュータの回路は４つの集積回路、す
なわちＵ１（第１の事前プログラム済みＰＡＬ１６Ｌ
８）、Ｕ２（事前プログラム済み８３Ｃ７５０マイクロ
コントローラ）、Ｕ３（既知の７４ＬＳ０５）、及びＵ
４（第２の事前プログラム済みＰＡＬ１６Ｌ８（図示せ
ず））と、図７乃至図９に示されるように回路接続され
る様々な個別コンポーネントを含む。一般に、ＰＡＬ
Ｕ１及びＵ４（図示せず）は、図３及び図４のプレーナ
Ｉ／Ｏバス９０とマイクロコントローラＵ２との間をイ
ンタフェースし、マイクロコントローラＵ２は、図７乃
至図９の残りの回路とインタフェースする。また、前記
残りの回路は、スイッチ２１、電源装置１７、ビデオ表
示端末１１、及びプログラマブル・クロック・シンセサ
イザ９０６とインタフェースする。クロック・シンセサ
イザ９０６は、当業者には既知の多くのこうした装置の
１つであってよい。こうした部品の１つに、Chrontelに
より製造され、多数の販売元から入手できるＣＨ９０５
５Ａがある。

【００６９】図７乃至図９の回路は更に、スイッチ２
１、１６ＭＨｚ水晶Ｙ１、１８個の抵抗器Ｒ１乃至Ｒ１
８、８個のコンデンサＣ１乃至Ｃ８、３個のＮ型ＭＯＳ
ＦＥＴＱ１乃至Ｑ３（これらは好適な実施例では、論理
スイッチとして機能するのに好適な標準の低電流ＮＭＯ
ＳＦＥＴである）、及び６個の１Ｎ４１４８小信号ダ
イオードＣＲ１乃至ＣＲ６を含み、これら全てが図７乃
至図９に示されるように構成され、接続される。抵抗器
Ｒ１乃至Ｒ１８は、１／４ワット、±５％の抵抗器であ
り、図７乃至図９に示される値を取る。コンデンサＣ１
は１０μＦ（±１０％）の電解コンデンサである。コン
デンサＣ２及びＣ３は、２２μＦ（±１０％）のタンタ
ル・コンデンサである。コンデンサＣ４乃至Ｃ８は、
０．１μＦ（±１０％）のセラミック・コンデンサであ
る。最後に、コンデンサＣ９は１０００ｐＦ（±１０
％）のセラミック・コンデンサである。

【００７０】水晶Ｙ１とコンデンサＣ２及びＣ３は、既
知のように、マイクロコントローラＵ２がそのオペレー
ションのタイミングを制御するために使用する信号を生
成する。ダイオードＣＲ１、ＣＲ３及び抵抗器Ｒ１４
は、ＡＵＸ５信号をＶＢＡＴ信号から分離し、同時に、
電源装置１７がＡＵＸ５信号を生成する間、バッテリ１
７１が流出しないという点で、ＡＵＸ５信号がＶＢＡＴ
信号を補足することを可能にする。むしろ、ＡＵＸ５信
号は、ＶＢＡＴに接続される装置に適切な電圧を供給す
るように、ダイオードＣＲ１及びＣＲ３を通じてステッ
プ・ダウンされる。別の態様では、ＶＢＡＴラインがＡ
ＵＸ５ラインから分離される。

【００７１】第２のＰＡＬＵ４（図示せず）は、アド
レス・ラインＳＡ（１）乃至ＳＡ（１５）及びＡＥＮ
（アドレス・イネーブル）ラインに接続される。ＳＡ
（１）乃至ＳＡ（１５）及びＡＥＮは、図３及び図４に
示されるプレーナＩ／Ｏバス９０の一部である。第２の
ＰＡＬＵ４は、単にアドレス復号器としてプログラム
され、所定のアドレスがアドレス・ラインＳＡ（１）乃
至ＳＡ（１５）上に提供され、かつＡＥＮラインがアク
ティブのとき、アクティブ・ロウ信号ＤＣＤ＃を提供す
る。この特定の態様では、第２のＰＡＬＵ４は、アド
レス０ＥＣＨ及び０ＥＤＨの２つの連続８ビットＩ／Ｏ
ポートを復号化するように、事前にプログラムされる。
別の態様では、ＤＣＤ＃信号が、メモリ制御装置または
ＩＳＡ制御装置チップセットなどの、既知の別の電子装
置により生成される。

【００７２】第１のＰＡＬＵ１は、複数の機能を提供
するようにプログラムされる。それらの機能には、
（ｉ）ＣＰＵとマイクロコントローラＵ２間での、コマ
ンド及びデータの転送を可能にする、これら両者間の読
出し／書込みインタフェース、（ｉｉ）マウス割込みＩ
ＮＴ１２とキーボード割込みＩＮＴ１との論理和、及び
（ｉｉｉ）ＣＰＵ４０からのコマンドに応答して、マイ
クロコントローラＵ２をリセットするリセット出力が含
まれる。

【００７３】第１のＰＡＬＵ１は、本明細書では"パ
ワー管理ポート"としても参照される２つの連続Ｉ／Ｏ
ポートを利用する。第１のＰＡＬＵ１は、プレーナＩ
／Ｏバス９０からの８個の入力、ＳＤ（４）、ＳＤ
（０）、ＳＡ（０）、ＩＯＷ＃、ＩＯＲ＃、RST_DRV、
ＩＲＱ１、及びＩＲＱ１２を有する。第１のＰＡＬＵ
１は、当業者には既知のように、メモリ制御装置４６に
より生成され、ピン７（Ｉ６）に入力されるアクティブ
・ハイ信号RST_DRVにより、既知の初期状態にリセット
される。

【００７４】マイクロコントローラＵ２のリセット・ラ
インRST751は、ピン９に割当てられる。リセット・サブ
回路９２０は、RST751信号を生成する役割をし、４個の
抵抗器Ｒ４、Ｒ１６、Ｒ１７及びＲ１８、２個のコンデ
ンサＣ１及びＣ８、並びに２個のＭＯＳＦＥＴＱ２及
びＱ３を含み、第１のＰＡＬＵ１及びマイクロコント
ローラＵ２と、図７乃至図９に示されるように回路接続
される。リセット・サブ回路９２０は、第１のＰＡＬ
Ｕ１からのリセット出力信号RESETを、マイクロコント
ローラＵ２のリセット入力信号RST751に、次のようにイ
ンタフェースする。すなわち、RESETラインが論理１の
時、RST751ラインは論理１に引き上げられ、マイクロコ
ントローラＵ２をリセットする。

【００７５】第１のＰＡＬＵ１は、ＣＰＵ４０が制御
ポート０ＥＤＨのビット０に論理１を書込むのに応答し
て、マイクロコントローラＵ２をリセットする。制御ポ
ート０ＥＤＨのビット０への論理１の書込みにより、第
１のＰＡＬＵ１がRESETラインを論理１に引き上げ、
このことがRST751ラインを論理１に引き上げ、その結
果、マイクロコントローラＵ２がリセットされる。ＣＰ
Ｕ４０は、制御ポート０ＥＤＨのビット０に論理０を書
込むことにより、リセット要求をクリアする。

【００７６】更に、リセット・サブ回路は、ＡＵＸ５信
号の電圧が所与の量だけ上昇するとき、常にRST751ライ
ンを論理１に引き上げ、それによりマイクロコントロー
ラＵ２をリセットする。こうした状況は、図１１に示さ
れるように、電源装置１７へのＡＣ源の"ブラウンアウ
ト"（電圧低下）または"ブラックアウト"（停電）の間
に、ＡＵＸ５電圧が低下した後に発生し得る。８３Ｃ７
５０のメーカであるフィリップス社は、リセット問題を
回避するために、単純なＲＣ回路の使用を提案してい
る。しかしながら、単純なＲＣ回路は、電源装置のブラ
ウンアウトの間に、８３Ｃ７５０をラッチアップさせ得
る。図７乃至図９の特定の構成では、ＡＵＸ５電圧が、
Ｒ４、Ｒ１６及びＣ１により決定される時定数よりも長
い時間間隔、しきい値量だけ上昇するとき、RST751ライ
ンがＲ１７及びＣ８により決定される時間間隔、論理１
に引き上げられる（それによりマイクロコントローラＵ
２をリセットする）。こうした状況は、通常のブラウン
アウトまたはブラックアウトの後に発生し得る。図７乃
至図９に示される態様では、しきい値は約１．５ＶＤＣ
である。

【００７７】図１１を参照すると、ＡＣ電力が電源装置
１７に供給されてＡＵＸ５が上昇する間の、及び"ブラ
ウンアウト"が発生する間の、リセット回路９２０の波
形が示される。ｔ０以前には、電源装置１７はＡＵＸ５
を生成しておらず、ＶＢＡＴは約３．３Ｖであり、Ｑ３
は導通してRST751ラインをグラウンドに引き下げる。ｔ
０において、電源装置１７がＡＵＸ５を生成し始め、Ａ
ＵＸ５に影響する電源内の負荷及びコンデンサにもとづ
く速度で、電圧が上昇し始める。ノード１はＣ１とＲ４
との間のノードであり、容量的にＡＵＸ５に接続され、
従ってＡＵＸ５が上昇すると上昇する。

【００７８】ｔ１において、ノード１は約１．５Ｖに達
し、これはＱ２をトリガするのに十分な電圧であり、Ｑ
２がノード２をグラウンドに引き下げる。ｔ２におい
て、ノード２が２．５Ｖに達すると、Ｑ３が導通を停止
し、RST751ラインがＲ１８を介してＡＵＸ５のレベルに
跳ね上がり、ＡＵＸ５と共に約５Ｖに上昇する。RST751
ラインが約３Ｖになると、マイクロコントローラＵ２が
リセットされる。

【００７９】ｔ３において、ＡＵＸ５が上昇を停止し、
従ってノード１が上昇を停止し、Ｃ１及びＲ４により決
定される速度でグラウンドへ放電を開始する（第１のＰ
ＡＬＵ１のRESETラインはロウ）。ｔ４において、ノー
ド１が約１．５Ｖを通過するとき、Ｑ２が導通を停止
し、ノード２がＣ８及びＲ１７により決定される速度で
充電する。ｔ５において、ノード２が約２．５Ｖを通過
するとき、Ｑ３が導通し、RST751ラインをグラウンドに
引き下げる。従って、パワーオン時のリセットが完了
し、ＡＵＸ５が５Ｖ、ＶＢＡＴが３．３Ｖ、ノード１が
グラウンド、そしてノード２がＶＢＡＴとなり、システ
ムは通常の状態となる。

【００８０】ｔ６において、ＡＵＸ５ラインにおいてブ
ラウンアウトが開始すると、ＡＵＸ５が放電する。ノー
ド１は容量的にＡＵＸ５に接続されているので、ＡＵＸ
５に追従しようとするが、そうすることができない。な
ぜなら、第１のＰＡＬＵ１内のダイオードが、ノード
１が−０．５Ｖ以下に下がることを阻止するからであ
る。ｔ７において、ＡＵＸ５がその最下点に達し、再度
上昇を開始する。再び、ノード１がＡＵＸ５に追従して
上昇する。ｔ８において、ノード１が約１．５Ｖに達す
ると、これはＱ２をトリガするのに十分であり、Ｑ２が
ノード２をグラウンドに引き下げる。ｔ９において、ノ
ード２が２．５Ｖを通過するとき、Ｑ３が導通を停止
し、RST751ラインがＲ１８を介してＡＵＸ５のレベルに
跳ね上がり、ＡＵＸ５と共に約５Ｖに上昇する。RST751
ラインが約３ＶになるときマイクロコントローラＵ２が
リセットされる。

【００８１】ｔ１０において、ＡＵＸ５が上昇を停止
し、従ってノード１が上昇を停止し、Ｃ１及びＲ４によ
り決定される速度でグラウンドへ放電を開始する（第１
のＰＡＬＵ１のRESETラインはロウ）。ｔ１１におい
て、ノード１が約１．５Ｖを通過するとき、Ｑ２が導通
を停止し、ノード２がＣ８及びＲ１７により決定される
速度で充電する。ｔ１２において、ノード２が約２．５
Ｖを通過するとき、Ｑ３が導通し、RST751ラインをグラ
ウンドに引き下げる。従って、ブラウンアウトに起因す
るリセット・サイクルが完了する。ここでこの特定のブ
ラウンアウトの間、ノード１は３Ｖ以上には上昇せず、
従ってマイクロコントローラがRST751ピンに接続されて
いれば、そのマイクロコントローラをリセットしなかっ
たことに気付かれよう。しかしながら、ＡＵＸ５の電圧
は４Ｖ以下に下がり、これはマイクロコントローラＵ２
を不定状態に入力させるのに十分である。

【００８２】リセットをトリガするしきい値は基準値に
関連付けられ、従ってしきい値電圧を上昇または低下さ
せるためには、基準の値（この場合ＶＢＡＴ）がそれぞ
れ上昇または低下されなければならない。リセット回路
はマイクロコントローラＵ２のリセット保護を強化する
利点を提供するが、非常に安価であり、マイクロコント
ローラＵ２をリセットしないときには、事実上、電力を
消費しない。

【００８３】図７乃至図９を再度参照すると、マイクロ
コントローラＵ２は第１のＰＡＬＵ１を介してＣＰＵ４
０とインタフェースされ、多数の入力、出力及び内部的
に制御可能な機能を有する。

【００８４】SWITCH信号はピン８（Ｐ０．０）に入力さ
れ、プッシュボタン２１の現状態を反映する。プッシュ
ボタン２１は通常、開状態である。プッシュボタン２１
が開状態の間、SWITCHラインは抵抗器Ｒ１を通じて論理
０（グラウンド）に引き下げられる。プッシュボタン２
１が押下されるとき閉鎖事象が発生し、SWITCHラインが
抵抗器１３を介して論理１（ＡＵＸ５）にプルアップさ
れる。コンデンサＣ６はスイッチ閉鎖事象をデバウンシ
ング（debouncing）する作用をする。スイッチ２１の閉
鎖事象のそれ以上のデバウンシングは、当業者には既知
のように、マイクロコントローラＵ２内で、SWITCHを所
定回数（例えば５０回）読込み、SWITCHラインがこれら
全てに対して同一であることを確認することにより、実
行される。

【００８５】電源装置１７の調整（reguration）は、マ
イクロコントローラＵ２により直接、制御され得る。図
７乃至図９に示されるように、ＯＮ信号がピン５（Ｐ
３．０）に出力され、抵抗器Ｒ６を介してSWITCH信号と
ワイヤードＯＲされ、電源装置１７のＯＮ＃信号を制御
する。ＯＮ信号が論理１のとき、ＭＯＳＦＥＴＱ１が
導通し、それによりＯＮ＃ライン（ＪＰ２のピン２）を
論理０（ＧＮＤ）に引き下げ、電源装置１７が±５ＶＤ
Ｃ及び±１２ＶＤＣラインを通じてシステムに調整電圧
を提供する。一方、ＯＮラインが論理０のとき、ＭＯＳ
ＦＥＴＱ１は導通せず、従ってＯＮ＃ライン（ＪＰ２
のピン２）は抵抗器Ｒ７により論理１（ＡＵＸ５）に引
き上げられ、それにより電源装置１７は、±５ＶＤＣ及
び±１２ＶＤＣラインを通じて調整電圧を供給すること
を停止する。

【００８６】ＯＮラインの状態は、マイクロコントロー
ラＵ２がスイッチ２１の閉鎖事象に応答して、及びＣＰ
Ｕ４０により書込み可能なマイクロコントローラＵ２内
のレジスタ・ビットに応答して制御する。マイクロコン
トローラＵ２はＡＵＸ５により電力供給され、従って、
マイクロコントローラＵ２は常に電力供給され、コード
を実行し、システムを制御する。電源装置１７が±５Ｖ
ＤＣ及び±１２ＶＤＣラインを通じて、システムに調整
電圧を提供していないときに、（ｉ）スイッチ２１が押
下されるか、（ｉｉ）外部事象の１つが発生すると、マ
イクロコントローラＵ２はＯＮ信号をアサートし、それ
により電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣライ
ンを通じてシステムに調整電圧を提供する。マイクロコ
ントローラはスイッチ２１が解除された後にもＯＮ信号
をアサートし続ける。

【００８７】電源装置１７はバックアップ・システムと
しても、ユーザの直接制御の下でプッシュボタン２１を
介してオンされ得る。このオプションは通常、マイクロ
コントローラＵ２が期待通りに機能を停止する場合にの
み使用され、電源ボタン２１の押下に応答して、システ
ムがパワーアップしないことにより証明される。図７乃
至図９に示されるように、スイッチ２１はまた、ダイオ
ードＣＲ２、ＭＯＳＦＥＴＱ１、抵抗器Ｒ７及びコネ
クタＪＰ２を介して、電源装置１７のＯＮ＃ラインを制
御する。通常プッシュボタン２１は開状態であり、SWIT
CHラインはＲ１を介して論理０に引き下げられており、
ＭＯＳＦＥＴＱ１は導通していない。従って、ＯＮ＃
ライン（ＪＰ２のピン２）は抵抗器Ｒ７により論理１
（ＡＵＸ５）に引き上げられ、電源装置１７は±５ＶＤ
Ｃ及び±１２ＶＤＣラインに調整電圧を供給していな
い。プッシュボタン２１が押下され、ユーザにより保持
されると、SWITCHラインが論理１に引き上げられ、ＭＯ
ＳＦＥＴＱ１が導通し、それによりＯＮ＃ライン（Ｊ
Ｐ２のピン２）を論理０（ＧＮＤ）に引き下げ、電源装
置１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整電圧
を供給し始める。システムが電力供給された後に依然ボ
タン２１が保持されていると、ＢＩＯＳがＣＰＵ４０
に、マイクロコントローラＵ２が依然機能しているか否
かをテストさせる。機能していない場合、ＣＰＵ４０は
マイクロコントローラＵ２をリセットし、Ｕ２はリセッ
ト後、スイッチ２１が押下されていることを検出する。
結果的に、ボタン２１が依然保持されているとマイクロ
コントローラＵ２はＯＮ信号をアサートし、ユーザはマ
イクロコントローラＵ２が電源装置１７を制御している
ことを知り、最終的にスイッチ２１を解除することがで
きる。このバックアップ・オプションを使用するため
に、ユーザはボタン２１を数秒のオーダの所定期間（ロ
ゴが現れた後の約２秒）押下しなければならない。

【００８８】マイクロコントローラＵ２は、（ｉ）スイ
ッチ２１が押下されるか、（ｉｉ）ＣＰＵ４０がマイク
ロコントコーラにシステムをオフするように指令するこ
とに応答してのみ、システムをオフする。マイクロコン
トローラＵ２にとってこれらの事象は同一である。なぜ
なら、マイクロコントローラＵ２は、スイッチの押下が
スイッチ２１の閉鎖事象またはＣＰＵ４０のいずれかに
より生成され得るように構成されるからである。ハード
ウェア・ボタンの押下／解除は事実上、ソフトウェア・
ボタンの押下／解除と同じに処理される。マイクロコン
トローラＵ２は、マイクロコントローラＵ２内の延期許
可フラグがクリアされていれば、ＣＰＵによるコマンド
無しにシステムをオフする。この場合、スイッチ２１の
閉鎖事象に応答して、システムが電力供給され、延期許
可フラグがクリアされるとき、マイクロコントローラＵ
２はＯＮ信号をクリアし、それにより電源装置１７は±
５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインへの調整電圧の供給を
停止する。ＯＮ信号は、スイッチ２１が解除された後も
クリア状態を維持する。

【００８９】マイクロコントローラＵ２は、ＣＰＵによ
るコマンドに応答してもシステムをオフし、こうしたコ
マンドは、システム状態が（延期の）ハード・ディスク
・ドライブに成功裡に保管された後に発行される。こう
したコマンドに応答して、マイクロコントローラＵ２は
ＯＮ信号をクリアし、それにより電源装置１７は±５Ｖ
ＤＣ及び±１２ＶＤＣラインを通じて、システムに調整
電圧を供給することを停止する。

【００９０】マイクロコントローラＵ２はまた、特定の
外部事象が発生するとき、それを検出し、システムに作
用することができる。EXT_RING信号がピン７（Ｐ０．
１）に入力され、マイクロコントローラＵ２は電力供給
された外部モデム９０２から着呼を検出することができ
る。当業者には既知のように、通常の外部モデムは、着
呼信号がティップ及びリング電話回線間で検出されると
き、論理１にトグルする着呼信号を既知のＲＳ−２３２
Ｃ形式で供給する。この信号はダイオードＣＲ６を介し
てマイクロコントローラＵ２にインタフェースされ、抵
抗器Ｒ１０及びＲ１１により分圧され、最終的にEXT_RI
NGラインを介してマイクロコントローラＵ２に入力され
る。トグル信号はマイクロコントローラＵ２により２５
ミリ秒ごとにサンプリングされ分析される。そして、こ
の入力が２連続サンプリングの間論理１の時には、常に
着呼が存在するものと見なされる。この条件が適合する
と、マイクロコントローラＵ２はＯＮ信号をアサート
し、それにより電源装置１７は±５ＶＤＣ及び±１２Ｖ
ＤＣラインを通じてシステムに調整電圧を供給する。EX
T_RING信号を用いて入来電話着呼を検出するために、外
部的に電力供給されるモデム９０２が提供されなければ
ならない。

【００９１】別の態様では、ＲＳ−２３２仕様に準拠す
る２進信号を提供する（またはEXT_RING信号をアサート
するのに似た）別の装置が、EXT_RINGラインとインタフ
ェースされ、例えば動きセンサ、盗難警報器センサ、音
声活動化センサ、光センサ、赤外光センサ、"クラッパ
（clapper）"タイプ・センサなどの、システムを起こす
ために使用される。

【００９２】図７乃至図９及び図１０に示されるよう
に、本態様は、光絶縁器ＯＰＴＯ１ベースの着呼検出回
路を有する内部モデムから電話着呼信号を検出する機構
を有する。多くの好適な光絶縁器が、例えばヒューレッ
ト・パッカード社などにより製造されており、多数の販
売元から入手することができる。内部モデム９００はシ
ステム・プレーナ２０の回路内に組み込まれるように設
計されるか、拡張スロット７８の１つに配置される。後
者の場合には、モデム９００は、光絶縁器ＯＰＴＯ１か
らの信号が、図７乃至図９のパワー管理回路の回路に電
気的に接続されるように、ベルグ（Berg）または類似の
コネクタを装備しなければならない。モデムの多くのメ
ーカが、本発明の回路と共に使用するのに好適なコネク
タを装備するように、それらの内部モデムを変更してい
る。EXT_WAKEUP#信号はマイクロコントローラＵ２のピ
ン６（Ｐ０．２）に入力され、内部モデム９００内の着
呼検出光絶縁器ＯＰＴＯ１から信号を入力するために使
用される。この信号は抵抗器Ｒ９及びＲ５、ダイオード
ＣＲ６及びコンデンサＣ９を介してインタフェースさ
れ、最終的にはEXT_WAKEUP#ラインを介してマイクロコ
ントローラＵ２に入力される。

【００９３】内部モデム９００のしきい値及び保護部分
９０５は、標準のティップ及びリング電話回線に接続さ
れ、（ｉ）モデム９００を損傷し得る落雷及び他の電気
事象からの保護を提供し、（ｉｉ）モデム設計に携わる
当業者には既知のように、着呼しきい値電圧を設定す
る。

【００９４】光絶縁器ＯＰＴＯ１からのトグル信号は、
マイクロコントローラＵ２により検出及び分析され、マ
イクロコントローラＵ２は、EXT_WAKEUP#上の３連続信
号周期の信号が１５．１Ｈｚ乃至６９．１Ｈｚの周波数
を有するとき、常に着呼が存在するものと見なす。EXT_
RINGに沿って着呼信号を提供するように電力供給されな
ければならないEXT_RING信号回路と異なり、内部モデム
９００は、光絶縁器ＯＰＴＯ１がEXT_WAKEUP#ラインに
沿って適切な信号を供給するために、電力供給される必
要はない。EXT_WAKEUP#ラインは通常、抵抗器Ｒ５によ
りＡＵＸ５にプルアップされる。

【００９５】マイクロコントローラＵ２は、ＣＰＵ４０
がシステム管理割込み（ＳＭＩ）を有する場合、ＣＰＵ
４０のＳＭＩを介してＣＰＵ４０に割込みを発生する
（ＣＰＵ４０は本発明の多数の利点を利用するように、
システムのためにＳＭＩを有する必要はない）。SMI_OU
T#信号はマイクロコントローラＵ２のピン３（Ｐ３．
２）に出力され、オペレーティング・システムが割込み
を有効にするか許可するのを待機すること無く、マイク
ロコントローラＵ２が直ちにＣＰＵ４０に割込みを発生
できるようにする。SMI_OUT#ライン状態は、マイクロコ
ントローラＵ２内に配置され、ＣＰＵ４０により書込ま
れる書込み可能なレジスタ・ビットにより制御される。
更に、マイクロコントローラＵ２は、（ｉ）ACTIVITY#
ライン上で検出される活動に応答して、または（ｉｉ）
マイクロコントローラＵ２が電源装置１７にシステムへ
の調整電圧の供給を停止させる以前に、SMI_OUT#信号を
アサートすることができ、それによりＣＰＵ４０に割込
みを発生する。これらの事象のいずれかまたは両方は、
ＣＰＵからマイクロコントローラＵ２へのコマンドによ
り、イネーブルまたはディセーブルされる。

【００９６】各ＳＭＩにおいて、ＣＰＵ４０内のマイク
ロコードが、ＣＰＵの状態をメモリから特殊なＣＰＵ状
態保管領域に保管する。従って、ＣＰＵ４０はＳＭＩ割
込みハンドラを実行し、これが下記の機能を実行する。
ＣＰＵの状態を復元するために、ＳＭＩ割込みハンドラ
はＲＳＭ（再開）命令を発行し、これがＣＰＵ４０に特
殊保管領域からそれ自身の状態を復元させる。

【００９７】ＣＰＵ４０がマイクロコントローラＵ２に
ＳＭＩを介して割込みを発生させる以前に、ＣＰＵ４０
はＳＭＩの理由を示す値をＣＭＯＳＮＶＲＡＭ内の変
数に書込む。ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ内のこの値は００Ｈ
にデフォルト指定され、これはＣＰＵ４０に対して、マ
イクロコントローラＵ２がＣＰＵ４０に非同期に割込ん
でいることを示す。この状態は、マイクロコントローラ
Ｕ２が電源装置１７に調整電圧の供給を停止させる以前
に発生する。各ＳＭＩの後、ＣＰＵ４０はＣＭＯＳＮ
ＶＲＡＭ内のその変数を００Ｈにセットする。この値に
応答して、ＣＰＵ４０は、システムがマイクロコントロ
ーラＵ２によりパワー・ダウンされようとしている想定
にもとづき、特定のタスクを実行する。ＣＰＵ４０は、
マイクロコントローラＵ２がシステムをパワー・ダウン
するまでの時間を延長することができる。マイクロコン
トローラＵ２は、自身内のパワー・ダウン延長タイマを
周期的に再始動させることにより、パワー・ダウンを実
行する。

【００９８】システムがパワー・ダウンするまでの間、
ＣＰＵ４０は多数のタスクを実行できる。例えば、ユー
ザが警報の呼び起しに作用する１つまたは複数のパラメ
ータを変更しているかもしれないので、ＣＰＵは新たな
呼び出し時間（分）の値を再計算し、マイクロコントロ
ーラＵ２に書込む。更に、ＣＰＵはＣＭＯＳＮＶＲＡ
Ｍ９６に、コンピュータ・システムがその最後のパワー
オン以来動作した時間などの特定の情報を書込み、これ
らは後にハード・ドライブ３１に書込まれる。これにつ
いては図６０に関連して述べられる。

【００９９】ＣＰＵ４０により書込まれる他の値には、
０１Ｈ（ＣＰＵ４０が延期ルーチン２５０にジャンプす
ることを示す）、０２Ｈ（ＣＰＵ４０が再開ルーチン４
５０にジャンプすることを示す）、及び０ＦＦＨ（ＣＰ
Ｕ４０がセグメントＥ０００Ｈデータ構造内の特殊ＣＰ
Ｕ状態保管領域をセット・アップすることを示す）が含
まれる。

【０１００】本態様では、マイクロコントローラＵ２は
表示装置１１をブランキングする制御を与えられる。DI
SP_BLANK信号がマイクロコントローラＵ２のピン１（Ｐ
３．４）を介して出力され、表示装置１１のブランキン
グを直接制御する。２個のインバータＵ３Ｄ及びＵ３Ｅ
が、DISP_BLANK信号をESYNC#及びBLANK#ラインにインタ
フェースする。ESYNC#及びBLANK#ラインが論理１（ＶＣ
Ｃ）の場合、ビデオ制御装置５６がビデオ信号を生成す
る。ESYNC#及びBLANK#ラインが論理０（ＧＮＤ）の場
合、ビデオ制御装置５６がビデオ信号の生成を停止す
る。DISP_BLANKラインの状態は、マイクロコントローラ
Ｕ２内に配置され、ＣＰＵ４０により書込まれる書込み
可能なレジスタ・ビットにより制御される。ＣＰＵ４０
は、システムが待機状態１５２に入力するとき、表示装
置をブランキングするようにマイクロコントローラＵ２
に命令する。更に、スイッチ２１の閉鎖事象に応答し
て、DISP_BLANKラインが順次セットされ、次にクリアさ
れる。同様に、任意の活動割込みにおける活動（この場
合にはＩＮＴ１またはＩＮＴ１２）が、マイクロコント
ローラＵ２にDISP_BLANKラインをクリアさせ、それによ
りビデオ制御装置５６がビデオ信号を生成することを可
能にする。

【０１０１】更に、マイクロコントローラＵ２は、クロ
ック・シンセサイザ９０６により生成されるクロック信
号の周波数を制御する。３本のベルグ・タイプのジャン
パ線（図示せず）ＪＰ０、ＪＰ１及びＪＰ２が、クロッ
ク・シンセサイザ９０６を次のように制御する。ＪＰ０
＝０、ＪＰ１＝１及びＪＰ２＝０のとき、クロック・シ
ンセサイザは３３ＭＨｚのクロック信号を生成し、ＪＰ
０＝１、ＪＰ１＝１及びＪＰ２＝０のとき、クロック・
シンセサイザは２５ＭＨｚのクロック信号を生成し、Ｊ
Ｐ０＝０、ＪＰ１＝１及びＪＰ２＝１のとき、クロック
・シンセサイザは８ＭＨｚのクロック信号を生成する。
クロック・シンセサイザ９０６は更に、３本のクロック
・ラインＣＬＫ０、ＣＬＫ１及びＣＬＫ２により制御さ
れ、これらはＪＰ０、ＪＰ１及びＪＰ２に対応する。図
７乃至図９に示されるように、これらのクロック・ライ
ンＣＬＫ０、ＣＬＫ１及びＣＬＫ２は、マイクロコント
ローラＵ２のピン２（Ｐ３．３）に出力されるCLK_SLOW
#信号を介してマイクロコントローラＵ２により制御さ
れる。図示のように、CLK_SLOW#信号は、オープン・コ
レクタ出力を有するインバータＵ３Ａ、Ｕ３Ｂ及びＵ３
Ｃにより、２重に反転される。また、抵抗器Ｒ１５及び
Ｒ８は、それぞれＵ３Ａのオープン・コレクタ出力及び
クロック・シンセサイザ９０６へのＣＬＫ０入力を論理
１に引き上げるために使用される、プルアップ抵抗器で
ある。

【０１０２】３つのクロック信号ＣＬＫ０、ＣＬＫ１及
びＣＬＫ２と、３本のジャンパ線ＪＰ０、ＪＰ１及びＪ
Ｐ２は、クロック・シンセサイザを次のように制御す
る。すなわち、CLK_SLOW#信号が論理１の時、ＣＬＫ１
及びＣＬＫ２信号も論理１となり、結果的に、クロック
・シンセサイザ９０６はジャンパ線ＪＰ１、ＪＰ２によ
り制御され、システムにより使用される２５ＭＨｚ及び
３３ＭＨｚの速いクロック信号を生成する。一方、CLK_
SLOW#信号が論理０の時、ＣＬＫ１及びＣＬＫ２信号も
論理０となり、結果的に、クロック・シンセサイザ９０
６はシステムにより使用される遅い８ＭＨｚのクロック
信号を生成し、システムが低電力を消費するようにす
る。図７乃至図９に示されるように、ベルグ・タイプの
ジャンパ線は、CLK_SLOW#ラインをＣＬＫ０ラインから
分離する。ジャンパ線が設置されると、ＣＬＫ０ライン
はCLK_SLOW#信号に従う。一方、ジャンパ線が設置され
ない場合には、ＣＬＫ０ラインはCLK_SLOW#信号の状態
には関係無しに、抵抗器Ｒ８により論理１にプルアップ
された状態となる。CLK_SLOW#ラインの状態は、マイク
ロコントローラＵ２内に配置され、ＣＰＵ４０により書
込まれる書込み可能なレジスタ・ビットにより制御され
る。更に、CLK_SLOW#ラインは、ACTIVITY#ラインの活動
に応答してマイクロコントローラＵ２によりクリアされ
得る。当業者には明らかなように、他のクロック・シン
セサイザも本発明において使用され得る。マイクロコン
トローラＵ２とクロック・シンセサイザ９０６間の相互
接続は、使用される特定のシンセサイザの特定の仕様に
適合するように、変更され得る。

【０１０３】更に、マイクロコントローラＵ２は、パワ
ー／フィードバックＬＥＤ２３の照明を直接制御する。
LED_CTRL信号がピン２２（Ｐ３．６）に出力され、マイ
クロコントローラＵ２によるパワー／フィードバックＬ
ＥＤ２３の直接制御を可能にする。抵抗器Ｒ２及びＲ
３、並びにダイオードＣＲ４及びＣＲ５は、LED_CTRLラ
インが論理０であることに応答して、パワー／フィード
バックＬＥＤ２３が、ＡＵＸ５電源ラインまたはＶＣＣ
電源ラインのいずれかにより駆動されるようにする。LE
D_CTRLラインが論理１の時には、パワー／フィードバッ
クＬＥＤ２３は照明されない。以降で詳述されるよう
に、LED_CTRLラインは、スイッチ２１の閉鎖事象、警報
の呼び起し、いずれかの着呼検出入力の１回以上の着
呼、または待機モードに置かれるシステムに応答して、
マイクロコントローラＵ２により制御される。

【０１０４】マイクロコントローラＵ２はＬＥＤ２３
を、単純なパワーＬＥＤとして制御することができる。
ＬＥＤ２３はスイッチ２１の閉鎖事象後に照明され、こ
の事象はシステムをオフ状態１５６または延期状態１５
４から、正常動作状態１５０に変化させる。同様に、マ
イクロコントローラＵ２はスイッチ２１の解除事象後に
ＬＥＤ２３を消灯する。この事象は、システムを正常動
作状態１５０から延期状態１５４またはオフ状態１５６
に変化させる。

【０１０５】更に、ＬＥＤ２３はマイクロコントローラ
Ｕ２により特定の周期、例えば毎秒ごとに選択的に点滅
され、システムが待機状態１５２であることを示す。更
に、ＬＥＤ２３はマイクロコントローラＵ２により異な
る周期、例えば０．５秒ごとに点滅され、システムが着
呼または警報により呼び起こされ、システムがオフ状態
または延期状態のいずれかであることを示す。別の態様
では、延期状態の間、ＬＥＤ２３がマイクロコントロー
ラＵ２により、点滅グループに選択的に点滅され、シス
テムが着呼や警報などの外部事象によりパワー・アップ
され、不活動延期タイマの満了により逆にパワー・ダウ
ンされた回数を示す。この場合、ＢＩＯＳに１つ以上の
機能が提供され、ＯＳまたはアプリケーション・プログ
ラムが、マイクロコントローラＵ２がＬＥＤ２３の点滅
回数を変更することを可能にする。例えば、システムが
着呼により呼び起こされ、入来ファクシミリ伝送が受信
されると、テレコミュニケーション・アプリケーション
・プログラムが、点滅回数に１を加算する特定のＢＩＯ
Ｓ機能を呼び出す。その後、ＢＩＯＳがＣＰＵ４０に新
たな点滅値をマイクロコントローラＵ２に書込ませ、マ
イクロコントローラＵ２がＬＥＤ２３を指定回数点滅さ
せる。

【０１０６】POWERGOOD信号はマイクロコントローラＵ
２のピン４（Ｐ３．１）に入力され、この信号がマイク
ロコントローラＵ２及びＣＰＵ４０により使用されるよ
うにする。特に、マイクロコントローラＵ２はPOWERGOO
D信号により、電源装置１７が故障したかどうかを判断
し、故障状態を取り除くフィードバック式故障検出及び
修正回路を実現する。別途述べられるように、ＯＮ信号
がある期間（例えば３秒）アサートされ、POWERGOOD信
号が論理０、すなわち電源装置１７が適正レベルの調整
電圧を供給していないことを示す場合、マイクロコント
ローラＵ２は、電源装置１７が例えば過電流状態から故
障したものと想定する。結果的に、故障状態を可能であ
れば取り除くために、マイクロコントローラＵ２はＯＮ
信号のアサートをある期間（例えば５秒）停止し、故障
を取り除く。その後、マイクロコントローラＵ２はＯＮ
信号を再度アサートし、POWERGOOD信号が論理１にな
る、すなわち電源装置１７がシステムに調整電圧を供給
していることを示すのを待機する。このフィードバック
式故障検出及び修正が存在しないと、電源装置１７は故
障し続け、マイクロコントローラＵ２はＯＮ信号をアサ
ートし続け、電源装置１７に調整電圧を生成させようと
する。この場合、故障を取り除く唯一の解決方法は、電
源装置１７からＡＣ電力を取り除くことである。

【０１０７】電源装置１７の故障検出及び修正回路の別
の態様が、図１２に示される。この態様は、電源装置１
７が故障したことを検出し、故障を取り除くために、４
個のＦＥＴＱ１０乃至Ｑ１３、抵抗器Ｒ２０乃至Ｒ２
３、コンデンサＣ２０、及び７４ＨＣ１３２を使用す
る。Ｑ１２は、ＯＮ信号がハイで、ＡＵＸ５が電力供給
されており、ＶＣＣがＱ１１をトリガするしきい値より
も低いとき、Ｒ２２及びＣ２０により決定される期間、
ＯＮ信号をロウに引き下げ、それにより電源装置１７の
故障状態を取り除く。

【０１０８】ACTIVITY#信号はマイクロコントローラＵ
２のピン１９（ＩＮＴ１）に入力され、マイクロコント
ローラＵ２はこの信号により、キーボード１２及びマウ
ス１３の活動に応答する。ＩＲＱ１はキーボード・ハー
ドウェア割込み信号であり、第１のＰＡＬＵ１のピン
８（Ｉ７）に入力される。キーボード１２上のキーを押
下すると、ＩＲＱ１信号がパルスとして生成される。Ｉ
ＲＱ１２はマウス・ハードウェア割込み信号であり、第
１のＰＡＬＵ１のピン１１（Ｉ９）に入力される。マ
ウス１３を移動するかマウス１３上のボタンを押下する
と、ＩＲＱ１２信号がパルスとして生成される。ＩＲＱ
１及びＩＲＱ１２信号は第１のＰＡＬＵ１内で論理和さ
れ、ACTIVITY#信号として出力される。ACTIVITY#信号の
使用は、マイクロコントローラＵ２が決してキーボード
１２またはマウス１３の活動を見逃さないようにする。

【０１０９】待機状態の間、いずれかの割込み活動によ
り、マイクロコントローラＵ２は即時ビデオ表示を復元
する。このように割込みＩＲＱ１及びＩＲＱ１２を使用
することにより、待機状態１５２から正常動作状態１５
４への復帰時に、ユーザにビデオ表示の復元形態で、即
時フィードバックを提供する。これら無しでは、図１５
乃至図１８に関連して述べられるように、ＡＰＭがユー
ザ活動をチェックしてから数秒後まで、ユーザはフィー
ドバックを受け取れないことになり得る。

【０１１０】ＣＰＵ４０とマイクロコントローラＵ２間
の通信は、ＳＤ（０）（第１のＰＡＬＵ１のピン１８
（Ｉ／Ｏ６）に入力され、第１のＰＡＬＵ１のピン１
３（Ｉ／Ｏ１）からＲＷＤ０ラインを介して出力され、
マイクロコントローラＵ２のピン１３（Ｐ１．０）に入
力される）と、ＳＤ（１）（マイクロコントローラＵ２
のピン１４（Ｐ１．１）に入力される）と、ＳＤ（２）
（マイクロコントローラＵ２のピン１５（Ｐ１．２）に
入力される）と、ＳＤ（３）（マイクロコントローラＵ
２のピン１６（Ｐ１．３）に入力される）と、ＳＤ
（４）（第１のＰＡＬＵ１のピン６（Ｉ５）に入力さ
れる）と、IO_STROBE#（マイクロコントローラＵ２のピ
ン１８（ＩＮＴ０）に入力される）と、PROC_RDY（マイ
クロコントローラＵ２のピン２０（Ｐ１．７）に出力さ
れる）とにより達成される。第１のＰＡＬＵ１及びマ
イクロコントローラＵ２は、次のように構成され、プロ
グラムされる。（ｉ）ＳＤ（０）（ＲＷＤ０を介す
る）、ＳＤ（１）、ＳＤ（２）及びＳＤ（３）に沿っ
て、ＣＰＵ４０からマイクロコントローラＵ２に４ビッ
ト並列に書込み、１アドレスが本来マイクロコントロー
ラＵ２をリセットするための１ビット書込みに対応し、
他はデータ・ビットＳＤ（４）がハイの時にのみ有効
な、マイクロコントローラＵ２へのニブル書込みに対応
し、（ｉｉ）ＳＤ（０）（ＲＷＤ０を介する）に沿っ
て、ＣＰＵ４０がマイクロコントローラＵ２からシリア
ルに（１ビットで）読出し、１アドレスがステータス・
ビットに対応し、他はマイクロコントローラＵ２からの
データ・ビットに対応する。

【０１１１】図５２乃至図５５を参照すると、マイクロ
コントローラＵ２上で実行される複数のルーチンが、タ
スク１１６０で開始するように示される。マイクロコン
トローラＵ２は通常、２つのメイン・ルーチン、すなわ
ちパワーオン・ルーチン（タスク１１６８乃至１２１
６）及びパワーオフ・ルーチン（タスク１２６０乃至１
３０８）の一方を実行している。パワーオン・ルーチン
は、電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣライン
に調整電圧を供給している時、または電源装置１７が±
５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整電圧を供給して
いないが、システムがパワーオンの途中の時に、マイク
ロコントローラＵ２により実行される。パワーオフ・ル
ーチンは、電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣ
ラインに調整電圧を供給していない時、または電源装置
１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整電圧を
供給しているが、システムがパワーオフの途中の時に、
マイクロコントローラＵ２により実行される。更に、次
の３つの割込み駆動型ルーチンが存在する。第１はＣＰ
Ｕ４０と通信するルーチン（タスク１２２０乃至１２３
２）、第２はマウス１３またはキーボード１２の活動を
検出するルーチン（タスク１２３６乃至１２４４）、及
び第３は２５ミリ秒、１／２秒、１秒、及び１分の分解
能の時間基準を提供するルーチン（タスク１２４８乃至
１２５６）である。

【０１１２】最初に、マイクロコントローラＵ２がタス
ク１１６４で初期化され、その間に全ての変数が初期化
され、カウンタ変数が初期化され、タイマ割込みが初期
化及び許可され、通信ルーチン及び活動ルーチンを制御
する外部割込みが初期化される。

【０１１３】通信ルーチンは、タスク１２２０で開始す
る割込み駆動型ルーチンであり、IO_STROBEラインが第
１のＰＡＬＵ１により論理０に引き下げられ、それに
よりＣＰＵ４０がコマンドまたは問い合わせを開始する
ことが示されるとき、実行される。要するに、このルー
チンはタスク１２２４で、ＣＰＵ４０から１つのまたは
複数のニブル・コマンドまたは問い合わせを受信し、タ
スク１２２８でコマンドを実行するか、または問い合わ
せに応答してデータを返却し、タスク１２３２でプログ
ラムの実行制御を割込みコードに返す。

【０１１４】マイクロコントローラＵ２は順次にコマン
ドまたは問い合わせを形成するニブルをＣＰＵから受信
する。ニブルを受信後、マイクロコントローラＵ２はPR
OC_RDYをロウに下げる。次のニブルの受信準備が整う
と、PROC_RDYを再度ハイにする。PROC_RDYのこのロウと
ハイの遷移を見ることにより、ＣＰＵ４０は次のコマン
ド・ニブルを書込むことができる。

【０１１５】マイクロコントローラＵ２はＣＰＵ４０か
らのコマンドまたはニブルを実行する間、別のコマンド
を受信することができない。従って、マイクロコントロ
ーラＵ２はPROC_RDYラインを論理０にアサートし、ＣＰ
Ｕ４０に（ステータス・ポートの読出しを介して）、自
身が次のコマンドまたは問い合わせをまだ受諾できない
ことを示す。実行が終了すると、PROC_RDYラインは論理
１にアサートされ、ＣＰＵ４０に（ステータス・ポート
の読出しを介して）、マイクロコントローラＵ２が次の
コマンドまたは問い合わせを受諾する準備が完了したこ
とを示す。

【０１１６】活動ルーチンはタスク１２３６で開始する
割込み駆動型ルーチンであり、ACTIVITY#ラインが第１
のＰＡＬＵ１により論理０に引き下げられ、ユーザが
マウス１３またはキーボード１２のいずれかを使用した
ことが示されると実行される。要するに、割込みの受信
に応答して、このルーチンはタスク１２４０で、（ｉ）
マウス１３またはキーボード１２活動のいずれかが生じ
たことを示すビットをセットし、（ｉｉ）クロック低下
が許可されていれば、クロック速度を復元し、（ｉｉ
ｉ）ブランキングが許可されていれば、画面１１をブラ
ンキング解除し、（ｉｖ）フェールセーフ・タイマを再
開し、（ｖ）ＳＭＩが許可されていればＣＰＵにＳＭＩ
を生成する。その後、ルーチンはタスク１２４４で、プ
ログラムの実行制御を割込みコードに戻す。このルーチ
ンによりセットされるビットは、別途述べられるよう
に、ＡＰＭ"事象獲得（get event）"の度に、スーパバ
イザ・ルーチンにより照会される。

【０１１７】タイマ・ルーチンはタスク１２４８で開始
する割込み駆動型ルーチンであり、内部タイマ割込みに
応答して実行される。内部タイマ割込みは、マイクロコ
ントローラＵ２の時間基準を提供するように、２５ミリ
秒ごとに割込みを生成するように構成される１６ビット
・フリーラン・カウンタにもとづく。タイマ・ルーチン
は次の時間基準、すなわち２５ミリ秒、１／２秒、１
秒、及び１分を提供する。要するに、このルーチンは割
込みを受信し、様々な時間が発生したことを判断し、タ
スク１２５２で適切な活動を実行し、タスク１２５６で
プログラム実行制御を割込みコードに戻す。

【０１１８】電源装置１７が調整電圧を供給しておら
ず、マイクロコントローラが着呼に応答するように構成
されていれば、タイマ・ルーチンは刻時（毎２５ミリ
秒）の度に、EXT_RINGライン上のＲＳ−２３２着呼をチ
ェックし、もしそれが発生していればビットをセットす
る。

【０１１９】別途述べられるように、オフ状態または延
期状態の間の毎１／２秒ごとに、タイマ・ルーチンは、
外部着呼表示器の点滅シーケンスを呼び起こすために、
ＬＥＤ２３をトグルさせるべきかどうかを判断する。

【０１２０】別途述べられるように、待機状態の間の毎
秒ごとに、タイマ・ルーチンは、延期表示器の点滅シー
ケンスを実行するために、ＬＥＤ２３をトグルさせるべ
きかどうかを判断する。

【０１２１】更に毎秒ごとに、タイマ・ルーチンは適時
フェールセーフ・タイマを減分し、ＡＰＭ故障延期タイ
マを減分し、電源故障タイマを減分し、いずれかのタイ
マが満了すると対応するビットをセットする。フェール
セーフ・タイマは２０秒タイマであり、満了すると、マ
イクロコントローラにシステム電力をオフさせる。フェ
ールセーフ・タイマはＡＰＭ事象獲得に応答して、スー
パバイザ・ルーチンにより頻繁に再始動（リセット）さ
れる。従って、ＣＰＵ４０上で実行されるコードが適正
に実行されている限り、フェールセーフ・タイマは満了
しない。しかしながら、コードが適正に実行されなくな
ると、フェールセーフ・タイマは満了し、電源ボタン２
１の押下及び解除に応答して、マイクロコントローラＵ
２はＢＩＯＳ及び他のルーチンが故障したとの想定にも
とづき、電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラ
インに調整電圧を供給するのを停止させる。

【０１２２】ＡＰＭ故障延期タイマは１８秒タイマであ
り、スイッチ２１がオフ／解除状態（ユーザがシステム
をオフしようとしていることを示す）の時にイネーブル
され、満了するとシステムに延期を試行させ、望ましく
はフェールセーフ・タイマの満了以前に、マイクロコン
トローラＵ２にシステムをオフさせる。フェールセーフ
・タイマ同様、ＡＰＭ故障延期タイマは、ＣＰＵ４０上
で実行されるコード、例えばＡＰＭ事象獲得、ＡＰＭ最
終要求処理、及びＡＰＭ最終要求拒否などにより頻繁に
再始動（リセット）される。従って、ＣＰＵ４０上で実
行されるコードが適正に実行されている限り、ＡＰＭ故
障延期タイマは満了しない。しかしながら、コードが適
正に実行されないと、ＡＰＭ故障延期タイマは満了す
る。

【０１２３】ＡＰＭ故障延期タイマが満了すると、マイ
クロコントローラＵ２はビットをセットする。このビッ
トは、当業者には既知のように、約５５ミリ秒ごとに発
生する各タイマ・レベル０割込みの間にチェックされ
る。更に、タイマ・レベル０割込みサービス・ルーチン
は、フェールセーフ・タイマを再始動する。タイマ・レ
ベル０割込みサービス・ルーチンは、ＡＰＭ故障延期タ
イマが満了したことを検出して、延期ルーチンにジャン
プし、図１０乃至図２５に関連して述べられるように、
システムを延期しようとする。

【０１２４】タイマ・レベル０割込みサービス・ルーチ
ンにより再始動される延期は、好適な延期方法ではな
い。多くのアプリケーション・プログラム及びアダプタ
はＡＰＭ対応（APM aware）であり、システムの延期に
応答してタスクを実行する。タイマ・レベル０割込みサ
ービス・ルーチンにより開始される延期は、これらのＡ
ＰＭ対応エンティティに延期が差し迫っていることを知
らせるために、ＡＰＭを使用することができない。結果
的に、これらのエンティティが正当に準備されること無
く、システムは延期される。システム自身は、タイマ・
レベル０割込みサービス・ルーチンにより開始される延
期により保管され、従ってメモリ内のデータは失われな
い。しかしながら、所望のデータを保管後、ユーザはシ
ステムをその適正な状態にするために、マシンをリブー
ト（reboot）する必要があるかもしれない。

【０１２５】ＡＰＭ故障延期タイマは、ＯＳ内のＡＰＭ
ドライバ内の"ホール（hole）"をパッチするのに特に役
立つ。例えば、マイクロソフト・ウィンドウズ３．１モ
ードの対話ボックスが表示されるとき、ウィンドウズＡ
ＰＭドライバは、ＡＰＭ事象獲得の発行を停止する。結
果的に、ユーザがシステムを延期しようとして電源ボタ
ン２１を押下するときに、対話ボックスが表示されてい
れば、システムは延期されない。マイクロコントローラ
Ｕ２は、スイッチがオフ／解除状態であることに気付く
が、ＡＰＭ事象獲得が停止されているために、スーパバ
イザ・ルーチンが呼ばれない。スイッチの押下は、対話
ボックスがユーザによりクリアされるまで機能しない。
しかしながら、ＡＰＭ故障延期タイマが満了し、その満
了がタイマ・レベル０割込みサービス・ルーチンにより
検出されると、システムはＡＰＭ対応エンティティにシ
ステムが延期されることを知らせること無く、可能な範
囲で保管される。

【０１２６】毎分ごとに、タイマ・ルーチンは警報タイ
マ及び活動タイマを呼び起こす時間（分）を減分する。
タイマを呼び起こす時間が満了し、割込みが許可されて
いると、マイクロコントローラＵ２は電源装置１７に、
±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインへの調整電圧の供給
を開始させる。

【０１２７】マイクロコントローラＵ２が初期化された
後、電源装置１７がタスク１１６８でテストされ、電源
がオフかどうかが判断される。電源が依然オンの場合、
マイクロコントローラ１７はタスク１１７２で、電源装
置１７が故障かどうかをチェックする。電源装置１７は
シャット・ダウンまたは"故障"のための幾つかの内部保
護を有する。マイクロコントローラＵ２は、次のように
電源装置１７が故障したかどうかを判断する。すなわ
ち、マイクロコントローラＵ２が動作しており（ＡＵＸ
５が電力供給されている、すなわちＡＣ電力が電源装置
１７に供給されていることを示す）、かつ電源装置１７
に±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整電圧を供給
させるように、マイクロコントローラＵ２がＯＮ信号を
アサートしており、かつPOWERGOODラインがアサートさ
れていない場合（電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２
ＶＤＣラインに調整電圧を供給していないことを示
す）、電源装置１７が故障しており、リセットされなけ
ればならないと判断する。

【０１２８】タスク１１７２で、電源装置１７は実際に
２度テストされる。マイクロコントローラＵ２はＯＮ信
号をアサートし、次に３秒待機する。これは内部時間基
準により測定される。ＯＮ信号が３秒間アサートされた
後にPOWERGOOD信号がアサートされない場合、マイクロ
コントローラＵ２はＯＮ信号をクリアし、別の５秒待機
する。次にＯＮ信号を再度アサートし、更に３秒待機す
る。ＯＮ信号が３秒間アサートされた後に、POWERGOOD
信号がアサートされないと、マイクロコントローラＵ２
はＯＮ信号をクリアし、電源装置１７が故障したものと
見なす。

【０１２９】電源装置１７が故障した場合、マイクロコ
ントローラＵ２はタスク１１７４でパワーオフ・ルーチ
ンにジャンプする。一方、電源装置１７が故障していな
かオフの場合、マイクロコントローラはタスク１１７５
で、電源装置１７に±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣライン
に調整電圧の供給を開始させ、タスク１１７６でＩ／Ｏ
ポートを初期化し、ＬＥＤ２３をオンし、外部割込みを
許可する。

【０１３０】図１３は、マイクロコントローラＵ２内で
維持されるスイッチ状態マシンを示す。図示のように、
状態はスイッチ２１の閉鎖事象、並びにコンピュータ・
システム１０のリセット及びＣＰＵ４０による書込みな
どの他の事象に応答して、変化する。電源装置１７によ
りＡＵＸ５が供給されていない場合、マイクロコントロ
ーラＵ２は電力供給されておらず、従って、スイッチ状
態は意味を持たない（１７４）。スイッチ２１の押下、
いずれかの発信元からの電話着呼、警報タイマの満了、
及びＣＰＵ４０からのコマンドにより、マイクロコント
ローラＵ２は図７乃至図１２に関連して述べられるよう
に電源装置１７にシステムへの電力の供給を開始させ
る。

【０１３１】図１３に示されるように、スイッチ２１は
マイクロコントローラＵ２によりモニタされる４つの状
態を有する。それらは、（ｉ）オン／押下状態１７６
（ユーザがボタンを保持してマシンをオンしようとして
いる）、（ｉｉ）オン／解除状態１７８（ユーザがボタ
ンを解除し、マシンをオンしようとしている）、（ｉｉ
ｉ）オフ／押下状態１８０（ユーザがボタンを保持して
マシンをオフしようとしている）、及び（ｉｖ）オフ／
解除状態１８２（ユーザがボタンを解除し、マシンをオ
フしようとしている）である。次にタスク１１８０で、
マイクロコントローラＵ２は、スイッチがオフ／解除状
態１８２、すなわちユーザがボタンを解除し、マシンを
オフしようとしているかどうかをテストする。

【０１３２】オフ／解除状態１８２のときにスイッチ２
１が押下されると、マイクロコントローラＵ２はオン／
押下スイッチ状態１７６に入力する。スイッチ２１を解
除すると、マイクロコントローラＵ２はオン／解除スイ
ッチ状態１７８に入力する。同様に、マイクロコントロ
ーラＵ２がリセットされるとき、マイクロコントローラ
Ｕ２は状態１７４を脱出し、オン／解除状態１７８に入
力する。スイッチ２１を再度押下すると、マイクロコン
トローラＵ２はオフ／押下スイッチ状態１８０に入力す
る。スイッチ２１を再度解除すると、マイクロコントロ
ーラＵ２はオフ／解除スイッチ状態１８２に入力する。
スイッチ２１を続いて閉じると、マイクロコントローラ
Ｕ２は図１３に示されるように４つの状態を循環する。
コンピュータ・システム１０が正常動作状態１５０の
時、マイクロコントローラＵ２はオン／解除スイッチ状
態１７８である。アプリケーション・プログラムはこの
状態の間、実行される。システム１０はこの状態におい
て待機状態１５２に入力及び退去し得る。この状態はユ
ーザ生成される延期打切り要求にも対応する。オフ／解
除スイッチ状態は、ユーザによる延期要求に対応するス
イッチ状態である。すなわち、コンピュータ・システム
１０はオフ状態１５６から開始し、スイッチ２１を１度
押下し解除すると、システムは正常動作状態１５０に入
力する。再度スイッチ２１を押下し解除すると、図１５
乃至図１８に関連して詳述されるように、延期要求が生
成され、これがスーパバイザ・ルーチンにより読込まれ
る。システム１０が延期状態１５４になる以前に３度目
にスイッチ２１を押下し解除すると、延期打切り要求が
生成され、これが延期ルーチンにより読込まれる。

【０１３３】図５２乃至図５５に戻り、ユーザがボタン
を解除し、マシンをオフしようとすると、マイクロコン
トローラＵ２はタスク１１８４でパワーオフ・ルーチン
にジャンプする。

【０１３４】一方、ボタンがオフ／押下状態１８０、す
なわちユーザがボタンを保持して、マシンをオフしよう
としている場合、マイクロコントローラＵ２はタスク１
１９２で、スイッチがＢＩＯＳによりマスクされたかど
うかをテストする。ＢＩＯＳは待機状態への入力時にス
イッチ２１を１度マスクし、上述したように、スイッチ
の押下によりシステムが待機状態から延期状態に遷移す
ることを阻止し、それによりユーザの混乱を回避する。

【０１３５】スイッチ２１がＢＩＯＳによりマスクされ
ると、マイクロコントローラＵ２コードはタスク１１７
６にジャンプして戻り、マスク・ビットをクリアし、次
のスイッチ押下によりシステムがオフ状態または延期状
態に入力することを可能にする。一方、スイッチ２１が
マスクされていないか、スイッチ２１がオフ／押下状態
でない場合には、マイクロコントローラＵ２はタスク１
１９６でハートビート・ルーチンを実行する。

【０１３６】ハートビート・ルーチンは、ＣＰＵ４０に
マイクロコントローラＵ２が適正に機能していることを
知らせるために使用される。マイクロコントローラＵ２
のCMD_STATE#ライン出力（ピン１７（Ｐ１．４））は通
常、論理１である。５０マイクロ秒乃至６０マイクロ秒
ごとに、マイクロコントローラＵ２はこのラインを約
１．５マイクロ秒の間、論理０に引き下げ、次にそれを
論理１に戻す。ＣＰＵ４０により読込まれるパワー管理
ステータス・ポートは、CMD_STATE#ラインとPROC_RDYラ
インとの論理積であるので、ハイからロウへ、そして再
度ハイへのこの遷移は、マイクロコントローラＵ２が適
正に機能していることを保証するために、ＣＰＵ４０に
より頻繁に、例えばシステム・ブートの度にモニタされ
る。

【０１３７】次に、マイクロコントローラＵ２はタスク
１２００で、ＢＩＯＳがパワーオフを指令したかどうか
をテストする。ＣＰＵ４０は事実上、マイクロコントロ
ーラＵ２内のあらゆる変数をアクセスし、変更すること
ができる。例えば延期の間に、システムの状態がハード
・ドライブ３１に書込まれた後などのように、ＢＩＯＳ
がシステムがパワーオフされるべきことを示す変数をセ
ットしている場合、マイクロコントローラＵ２はタスク
１２０４でパワーオフ・ルーチンにジャンプする。

【０１３８】一方、ＢＩＯＳがパワーオフを指令してい
ない場合には、マイクロコントローラＵ２はタスク１２
０８でフェールセーフ・ルーチンを実行する。フェール
セーフ・タイマは、電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１
２ＶＤＣラインに調整電圧を供給しているときにイネー
ブルにされる２０秒タイマである。このルーチンは、フ
ェールセーフ・タイマが満了したかどうかをチェック
し、満了していればビットをセットする。このルーチン
はまた、ＢＩＯＳにより指令されれば、フェールセーフ
・タイマを再始動する。

【０１３９】次にタスク１２１２で、安全処置として、
またマイクロコントローラＵ２を電源装置１７に同期さ
せるために、マイクロコントローラＵ２はPOWERGOODラ
インをチェックし、電源装置１７が依然調整電圧を±５
ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに供給しているかどうか
を検出する。

【０１４０】電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤ
Ｃラインに調整電圧を供給していなければ、マイクロコ
ントローラＵ２はタスク１２１６でパワーオン・ルーチ
ンにジャンプする。一方、電源装置１７が±５ＶＤＣ及
び±１２ＶＤＣラインに調整電圧を供給している場合に
は、マイクロコントローラ・コードはタスク１１８０に
ジャンプして戻り、実行を継続する。

【０１４１】パワーオフ・ルーチンはタスク１２６０で
開始する。最初に、マイクロコントローラＵ２はタスク
１２６４で活動割込みを禁止し、表示装置がブランキン
グ解除されることを阻止する。

【０１４２】次にタスク１２６８で、マイクロコントロ
ーラＵ２はPOWERGOODラインをチェックし、電源装置１
７が依然±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整電圧
を供給しているかどうかを検出する。電源装置１７が依
然±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整電圧を供給
している場合、マイクロコントローラＵ２はタスク１２
７２で、表示装置がブランキングされ、ＬＥＤ２３がオ
フされるべきかどうかをテストする。肯定の場合、マイ
クロコントローラＵ２はビデオ制御装置５６にビデオ信
号の生成を停止させ、ＬＥＤ２３をオフする。

【０１４３】その後、またはＬＥＤ及び表示装置がブラ
ンキングされるべきでない場合には、マイクロコントロ
ーラＵ２は次に、（ｉ）ＢＩＯＳがビットをセットする
ことによりシステムが再度オンされるように指令した
か、または（ｉｉ）ユーザが電源ボタン２１を再度押下
することにより、システムが再度オンされるように指令
したかをテストする。これらのいずれかが発生すると、
システムは再度パワーアップされ、マイクロコントロー
ラＵ２はタスク１２８４でパワーオン・ルーチンにジャ
ンプする。

【０１４４】次に、マイクロコントローラＵ２は、光絶
縁器ＯＰＴＯ１からのEXT_WAKEUP#ラインに着呼が発生
したかどうかを判断する。ＲＳ−２３２ラインでは、こ
れは単にEXT_RINGラインがハイかどうかをチェックする
だけである。光絶縁器ＯＰＴＯ１からの信号の場合、こ
れはマイクロコントローラＵ２によるチェックを更に含
む。EXT_WAKEUP#ラインは通常、抵抗器Ｒ５によりハイ
にプルアップされる。光絶縁器ＯＰＴＯ１は、電話が着
呼して、ティップとリング間の電圧が、しきい値及び保
護部分９０５によりセットされる電圧しきい値（例えば
６０Ｖ）よりも高いとき、このラインをロウに引き下げ
る。しかしながら、この状態は、電話回線がテストされ
るとき、または回線上のノイズによっても生じ得る。従
って、単にEXT_WAKEUP#ラインがロウになるのを待機す
ることは、誤った"着呼"がシステムを呼び起こすことを
可能にし得る。

【０１４５】結果的に、マイクロコントローラＵ２は着
呼の周波数を測定することにより、信号が着呼であるか
どうかを判断する。規格内の着呼は、１６Ｈｚ乃至５８
Ｈｚの信号である。マイクロコントローラＵ２は、EXT_
WAKEUP#信号の４つの立上りエッジ間の３周期を測定
し、３つの全ての周期が１５．１Ｈｚ乃至６９．１Ｈｚ
の周波数に対応すれば、適正な着呼がそのラインに発生
したものと見なし、対応するビットをセットする。

【０１４６】チェック・ルーチンは、EXT_WAKEUP#ライ
ンにロウが検出されると開始される。このラインの３回
の連続読出しが全てロウの場合、マイクロコントローラ
Ｕ２は、このラインが３回の連続読出しの間にハイに戻
るのを待機する。その直後、タイマ割込みの基礎を成す
１６ビット・カウンタが読出され、値が記憶され、マイ
クロコントローラＵ２は、このラインが３回の連続読出
しの間にロウに遷移するのを待機する。マイクロコント
ローラＵ２は次に、最初の２つの立上りエッジの間の時
間が、１５ミリ秒乃至６６ミリ秒、すなわち信号が１
５．１Ｈｚ乃至６９．１Ｈｚであるか否かをテストす
る。肯定の場合、高分解能カウンタが再度サンプリング
され、マイクロコントローラＵ２は、次のロウからハイ
への遷移を待機するときに、２つのカウンタ・サンプル
間の差を計算する。この過程は、EXT_WAKEUP#ライン上
の次の２度のロウからハイへの遷移に対して繰り返され
る。３周期全てが範囲内であると、マイクロコントロー
ラＵ２は適正な着呼がそのラインに発生したと見なし、
対応するビットをセットする。EXT_WAKEUP#ラインにロ
ウが発生しない、または任意の周期がその範囲外である
場合、マイクロコントローラ・コードはビットをセット
すること無く継続する。

【０１４７】次にマイクロコントローラＵ２はタスク１
２８６で、着呼が発生したか、または警報呼び起し時間
が満了したかをテストする。ＲＳ−２３２着呼、光絶縁
器着呼または警報呼び起し時間に対して、マイクロコン
トローラＵ２は関連ビットがセットされているかどうか
をテストする。

【０１４８】着呼または警報呼び起し時間の満了が発生
すると、システムは再度パワーオンされ、マイクロコン
トローラＵ２はタスク１２８７でパワーオン・ルーチン
にジャンプする。

【０１４９】その後タスク１２８８で、マイクロコント
ローラＵ２は、電源装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２Ｖ
ＤＣラインに調整電力を供給しているかどうかをテスト
する。供給していない場合、コードはタスク１２８０に
ジャンプして戻り、ループを再度開始する。一方、電源
装置１７が±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインに調整電
圧を供給している場合には、マイクロコントローラＵ２
はタスク１２９２でハートビート・ルーチンを、タスク
１２９６でフェールセーフ・ルーチンを実行する。これ
ら２つのルーチンについては、タスク１１９６及び１２
０８にそれぞれ関連して上述された。

【０１５０】マイクロコントローラＵ２は、次の３つの
状況の下で電源装置１７に±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣ
ラインへの調整電力の供給を停止させる。すなわち、
（ｉ）ＢＩＯＳが即時のパワーオフを指令した場合（こ
れは通信ルーチンで実行される）、（ｉｉ）フェールセ
ーフ・タイマが満了した場合、または（ｉｉｉ）ユーザ
が電源ボタンを押下し、マイクロコントローラＵ２内の
延期許可フラグがセットされていない場合であり、マイ
クロコントローラＵ２はこれらの条件を、スイッチ入力
が読込まれる度にテストする。従って、マイクロコント
ローラＵ２はタスク１３００で、フェールセーフ・タイ
マが満了したかどうかをテストする。満了していない
と、コードはタスク１２８０へジャンプして戻り、ルー
プを再度開始する。

【０１５１】一方、フェールセーフ・タイマが満了した
場合は、システムがパワー・ダウンされることを示し、
マイクロコントローラＵ２はタスク１３０４でＳＭＩを
ＣＰＵ４０に生成する（但し許可されている場合）。こ
のことは、システムが直後にパワーオフされようとして
いる想定にもとづき、ＣＰＵが特定のタスクを実行する
ことを可能にする。例えば、ＣＰＵ４０は警報呼び起し
時間の更新値を再計算し、それをマイクロコントローラ
Ｕ２に書込む。

【０１５２】ＣＰＵ４０によりもはやアクションが実行
されなければ、マイクロコントローラＵ２はプログラマ
ブルＳＭＩタイマの満了後にシステムをパワーオフす
る。ＣＰＵ４０は適切な値をマイクロコントローラＵ２
に書込み、ＳＭＩタイマを再始動させることにより、こ
の時間を延長することができる。

【０１５３】その後、またはタスク１２６８のテストの
結果が、電源装置１７が良好な電圧を供給していないこ
とを示すと、マイクロコントローラＵ２はタスク１３０
８でシステムをパワーダウンする。これには、（ｉ）電
源装置１７に±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインへの調
整電圧の供給を停止させ、（ｉｉ）ＣＰＵ４０が電力供
給を断たれようとしているので、通信割込みを禁止し、
（ｉｉｉ）出力ポート（ＯＮを除く）をハイにセット
し、それらの消費電力を最小化し（このモードでは、SW
ITCH、EXT_RING、EXT_WAKEUPなどがマイクロコントロー
ラＵ２により読込まれ得る）、（ｉｖ）残りのルーチン
がシステムへの電力供給がオフされることを認識するよ
うに、パワーオフ変数をセットし、（ｖ）次のスイッチ
押下によりシステムが再度オンされるように、スイッチ
状態をオフ／解除に変更することが含まれる。

【０１５４】その後、コードはタスク１２８０にジャン
プして戻り、ループを再度開始し、着呼、スイッチ押
下、システムを呼び起こすＢＩＯＳ指令、または警報呼
び起し時間の満了を待機する。

【０１５５】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のハードウェア態様について述べ
たので、次にコード態様について説明することにする。

【０１５６】図１４を参照すると、パワーアップ・ルー
チンの一般的な概要が示される。このルーチンは、ＣＰ
Ｕがリセット・ベクトルにより指し示されるコードにジ
ャンプし、それを実行するとき、タスク２００で開始す
る。これはＣＰＵがパワーアップされるとき、及びＣＰ
Ｕがリセット・ハードウェア信号により、またはリセッ
ト・ベクトルにより指し示されるコードにジャンプしリ
セット命令が実行されることにより、ＣＰＵがリセット
されるときに発生する。こうしたリセット・プロシジャ
は既知である。

【０１５７】最初に、パワーアップ・ルーチンのフロー
は、マシンがパワーアップされた理由に依存する。図２
６乃至図２９に関連して詳述されるように、システム１
０はブラウンアウトまたはブラックアウトによりパワー
アップされ得る。こうした場合にシステムをオンに維持
することは適正でない。従って、パワーアップ・ルーチ
ンは最初にタスク９４０で、システムがオン状態を維持
されるべきかどうかを判断する。システムが不当にパワ
ーアップされた場合、ＣＰＵ４０はタスク９４２でマイ
クロコントローラＵ２に指令して、電源装置１７に±５
ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインにおける調整電圧の供給
を停止させる。

【０１５８】システムが電力供給し続けられるべきか否
かを判断するために実行される１つのテストは、マイク
ロコントローラが着呼と判断したことに応答してシステ
ムがパワーアップされた場合に、電話回線が着呼してい
るかどうかを確認することである。特に、パワーアップ
後に、システムが着呼に応答して呼び起こされた場合
は、システムがハード・ドライブ３１内のハード・ディ
スクがスピン・アップするのを待機する間に、ＣＰＵ４
０はモデム９００または９０２（既に完全に電力供給さ
れている）に、同様に着呼信号を検出したかどうかを問
い合わせる。検出していない場合、システムはパワーダ
ウンされる。モデム９００または９０２も同様に着呼信
号を検出していれば、システムはブート・プロセスを継
続する。

【０１５９】一般に、システムが電力供給を維持される
と仮定すると、パワーアップ・ルーチンのフローは、シ
ステムがオフ状態１５６かそれとも延期状態１５４か、
すなわち、ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内の延期フラグ
が、それぞれクリアされているかセットされているかに
依存する。タスク２０２に示されるように、システム１
０は、不揮発ＣＭＯＳメモリ９６から延期フラグを読出
すことにより、自身がオフ状態１５６か延期状態１５４
かを判断する。システムが正常動作状態１５０からオフ
状態１５６または延期状態１５４に遷移するとき、各ル
ーチンはＮＶＲＡＭ９６内の延期フラグをセットまたは
クリアする。延期フラグがＮＶＲＡＭ９６内でセットさ
れている場合、コンピュータ・システム１０は延期状態
であり、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に記憶されている。他方、延期フラグ
がＮＶＲＡＭ９６内でクリアされているときには、コン
ピュータ・システム１０はオフ状態１５６であり、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に記憶されていない。従って、延期フラグがＮＶＲ
ＡＭ９６内でセットされていれば、コンピュータはタス
ク２０４乃至２１０で示されるように、"正常"ブート・
ルーチンを実行する。第１のタスク２０４はパワーオン
自己診断（ＰＯＳＴ）であり、これについては図２６乃
至図２９に関連して詳述される。ＰＯＳＴから復帰後、
ＣＰＵ４０はタスク２０６に示されるように、ＰＢＯＯ
Ｔルーチンを呼び出し、オペレーティング・システムを
ロードする。

【０１６０】ＰＢＯＯＴルーチンは、ＩＢＭコンピュー
タ上で実行される典型的なルーチンであり、僅かな変形
を有する。これについては後述される。ＰＢＯＯＴはブ
ート先（ハード・ドライブ３１またはフロッピー・ドラ
イブ２７内のディスク）を判断し、オペレーティング・
システム（ＯＳ）をロードする。オペレーティング・シ
ステムは、CONFIG.SYSファイルにより命令されるシステ
ム変更を分析して実行し、最終的にAUTOEXEC.BATバッチ
・ファイルを実行する。ＰＢＯＯＴルーチンは既知であ
る。ＯＳはＡＰＭデバイス・ドライバをロードし、ＡＰ
Ｍデバイス・ドライバはＢＩＯＳに、ＢＩＯＳがＡＰＭ
対応かどうかを問い合わす。ＡＰＭ対応の場合、ＢＩＯ
ＳＡＰＭルーチン及びＯＳＡＰＭルーチンがハンド
シェークを実行し、その後協動して、本明細書で述べら
れる様々な機能を提供する。オペレーティング・システ
ムはタスク２１０で示されるように、ユーザにより命令
されてコードを漠然と実行する。しかしながら、ＡＰＩ
にスーパバイザ・ルーチンの存在を知らせた結果、ＡＰ
ＭＢＩＯＳ及びＡＰＭＯＳは、タスク２１２に示さ
れるように、スーパバイザ・ルーチンをプログラムの実
行と"並列"に実行させる。すなわち、システム１０は時
分割多重マルチタスキング・システムであり、ＡＰＭ事
象獲得、従って結果的にスーパバイザ・ルーチンが周期
的に実行される。最終的に、スーパバイザ・ルーチンが
ほぼ毎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１５乃至図１８に関連して詳述される。正
規のブート・ルーチン２０４乃至２１０が終了後、コン
ピュータ・システム１０は正常動作状態１５０となる。
正常動作状態１５０に関しては、図５に関連して述べた
通りである。

【０１６１】再度タスク２０２を参照し、延期フラグが
ＮＶＲＡＭ９６内でセットされている場合、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乃至２２０で示されるように、ブー
ト再開ルーチンを実行する。最初に、システムはタスク
２１４で短縮ＰＯＳＴを実行する。短縮ＰＯＳＴについ
ては図２６乃至図２９に関連して詳述される。短縮ＰＯ
ＳＴの後、システムはタスク１５００で、自身を再開さ
せるための延期ファイルを選択する。本明細書で開示さ
れるように、本発明のシステムは好適には複数の延期フ
ァイルを有する。結果的に、システムは、自身をどの延
期ファイルから再開させるかを決定しなければならな
い。延期ファイルはユーザにより、図５９にその１つの
例が示される多重延期／再開マネージャを介して選択さ
れ得る。更に、オペレーティング・システムは本明細書
で述べられるように、どの延期ファイルからシステムが
再開すべきかを決定できる。

【０１６２】システムを再開させる延期ファイルが選択
されると、システムはタスク２１６で再開ルーチンを呼
び出す。再開ルーチンについては、図３０乃至図３４に
関連して詳述される。ここでは再開ルーチンが、コンピ
ュータ・システム１０の状態を、システムが延期される
以前の構成に復元することだけを述べておく。タスク２
０４乃至２１０で示される正規のブート・ルーチンと異
なり、ブート再開ルーチンはＡＰＭＡＰＩにスーパバ
イザ・ルーチンの存在を知らせる必要がない。なぜな
ら、ＡＰＭルーチンはシステムを延期するために実行さ
れていなければならず、システム状態が復元されるとき
にＡＰＭはメモリにロードされ戻すからである。従っ
て、タスク２１２及び２２０に示されるように、再開ル
ーチンがシステム１０の状態の復元を終了するときＡＰ
Ｍは既に存在し、復元コードと"並列"に実行されてい
る。ブート再開ルーチン２１４乃至２２０が終了する
と、コンピュータ・システム１０は、図５に関連して上
述した正常動作状態１５０となる。従って、正規ブート
・ルーチン（タスク２０４乃至２１０）またはブート再
開ルーチン（タスク２１４乃至２２０）が実行された
後、コンピュータ・システム１０は正常動作状態１５０
となる。

【０１６３】図１５乃至図１８はスーパバイザ・ルーチ
ンの詳細を示すフローチャートである。スーパバイザ・
ルーチンは、ＡＰＭにより、"事象獲得"の間にほぼ毎秒
ごとに呼び出される。異なるオペレーティング・システ
ムは、異なる周波数で事象獲得を実行し得る。

【０１６４】スーパバイザ・ルーチンは、図１５乃至図
１８のタスク２２２で開始する。以下の説明では、コン
ピュータ・システム１０が正常動作状態１５０から開始
するものと仮定する。最初のタスク２２４では、ユーザ
がスイッチ２１を押下したかどうかをテストする。スイ
ッチ２１は、図７乃至図９及び図１３に関連して詳述さ
れたように、ＣＰＵ４０がマイクロコントローラＵ２に
問い合わすことによりテストされる。

【０１６５】タスク２２４のテストが、ユーザがスイッ
チ２１を押下したことを示すと、スーパバイザ・ルーチ
ンは次にタスク９５０で、延期要求が以前にＯＳ内のＡ
ＰＭデバイス・ドライバに発行されたかどうかを判断す
る。

【０１６６】タスク９５０のテストが、延期要求がまだ
ＡＰＭドライバに送信されていないことを示すと、スー
パバイザ・ルーチンはタスク２２６で、ＯＳＡＰＭデ
バイス・ドライバに"延期要求"を発行し、次にタスク２
２８でＡＰＭドライバに戻る。"延期要求"セットＡＰＭ
復帰コードに応答して、ＡＰＭドライバは、ＡＰＭ対応
装置があらゆる必要なシステム・タスク（ハード・ディ
スクの同期など）を実行できるように延期が差し迫って
いることを同報し、次に"延期コマンド"を発行する。こ
の延期コマンドにより、ＡＰＭＢＩＯＳ経路指定ルー
チンは延期ルーチンを呼び出す。延期ルーチンについて
は、図１９乃至図２５に関連して詳述される。延期ルー
チンは本来、システム１０を正常動作状態１５０から退
去させ、延期状態１５４に入力させ、幾つかの命令の後
（システムが延期の準備が整っていない場合）、または
数分、数時間、数日、数週間若しくは数年の後（システ
ムが延期され、再開される場合）、制御をスーパバイザ
・ルーチンに返却し得る。延期ルーチンは、延期しない
で復帰するか、または完全な延期及び再開の後に復帰す
るかに関わらず、常に"正規再開"ＡＰＭ復帰コードをセ
ットする。

【０１６７】タスク２２４では、スイッチは大抵押下さ
れておらず、従ってスーパバイザ・ルーチンはタスク９
５２に移行し、クリティカル延期フラグがセットされて
いるかどうかを判断する。同様に、延期要求がＯＳ内の
ＡＰＭドライバに以前に送信されている場合、スーパバ
イザ・ルーチンはタスク９５２に移行し、クリティカル
延期フラグがセットされているかどうかを判断する。ク
リティカル延期フラグがセットされている場合、スーパ
バイザ・ルーチンは次にタスク９５４で、クリティカル
延期要求が以前にＡＰＭドライバに発行されたかどうか
をテストする。

【０１６８】クリティカル延期要求がＡＰＭドライバに
発行されていないと、スーパバイザ・ルーチンはタスク
９５６で、クリティカル延期要求ＡＰＭ復帰コードを発
行し、次にタスク９５８でＡＰＭドライバに復帰する。
クリティカル延期要求に応答して、ＡＰＭドライバは延
期が差し迫っていることを同報すること無しに、システ
ムを即時延期する。従って、ＡＰＭ対応装置はそれらの
それぞれの事前延期タスクを実行することができない。

【０１６９】タスク９５２でクリティカル延期フラグが
セットされていないか、タスク９５４でクリティカル延
期要求が既にＯＳ内のＡＰＭドライバに発行されている
と、スーパバイザ・ルーチンは次にタスク９５７で、延
期が１５秒以上保留されたかどうかを判断する。肯定の
場合、スーパバイザ・ルーチンはタスク９５８でクリテ
ィカル延期フラグをセットし、それによりタスク９５４
のテストが次のＡＰＭ事象獲得の間にテストされる。

【０１７０】その後、または延期が１５秒以上保留され
なかった場合、スーパバイザはタスク９５９で、延期が
保留中であるかどうかをチェックする。保留中の場合、
タスク９６０でＣＰＵ４０がマイクロコントローラＵ２
に、フェールセーフ・タイマ及びＡＰＭ故障延期タイマ
を再始動（リセット）させる。

【０１７１】その後、または延期が保留中でない場合、
スーパバイザ・ルーチンは次にタスク２３０に移行し、
システムが再開されたばかりかどうかをチェックする。
延期ルーチンが呼ばれる場合、システムは延期ルーチン
が延期無しに復帰するか、完全な延期及び再開の後に復
帰するかに関わらず、自身が丁度再開されたものと見な
す。再開がタスク２３０でテストされ、システムが丁度
再開されていると（または延期がＤＭＡ若しくはファイ
ル活動により実行されていないと）、"正規再開"ＡＰＭ
復帰コードがタスク２３２で発行され、タスク２３４で
ＡＰＭに返却される。それに応答して、ＡＰＭＯＳド
ライバはシステム・クロック及びその間に無効となった
他の値を更新する。

【０１７２】大抵の場合、システム１０は再開されたば
かりでなく、従ってスーパバイザ・ルーチンはタスク２
３６に移行し、任意のユーザ活動をテストする。３つの
タイプのユーザ活動、すなわちハードファイル３１活
動、キーボード１２活動、及びマウス１３活動が、タス
ク２３６でテストされる。ＡＰＭ事象獲得の度に、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、及びセクタの値をハード・ドライブ３１から読出
し、マイクロコントローラＵ２に、マウス割込みライン
またはキーボード割込みラインのいずれかに、ユーザ活
動を示す任意の活動が生じたかどうかを問い合わせ、リ
アル・タイム・クロック９８から時間（分）値を読出
す。この値は０分乃至５９分に及び、各時間の開始に再
度０分に循環する。３つのハード・ドライブ活動変数
（ヘッド、シリンダ及びセクタ）並びに分値が一時的に
記憶される。３つのハード・ドライブ活動変数は次に、
以前の事象獲得から保管されたハード・ドライブ活動変
数と比較される。３つの現ハード・ドライブ値が以前の
事象獲得からの値と同一であり、かつマウス割込みまた
はキーボード割込みラインのいずれにも活動が生じなか
った場合、ユーザ活動は存在しなかったことを示す。ハ
ード・ドライブ値が異なるか、マウス割込みまたはキー
ボード割込みライン上に活動が生じた場合には、ユーザ
活動が存在したことを示し、現ディスク・ドライブ活動
変数値が、次の事象獲得の間に読出される値と比較され
るように保管される。

【０１７３】前記活動検出機構では、ハード・ドライブ
活動を決定するルーチンがＣＰＵ上で実行され、活動に
対応して２つのハードウェア割込みだけがモニタされ
る。代わりに、活動ががハードウェアにより排他的にモ
ニタされてもよい。例えば、１６本の全てのハードウェ
ア割込みラインが、活動に対応してモニタされ得る。

【０１７４】ハードファイル、キーボードまたはマウス
活動が生じた場合、スーパバイザ・ルーチンは次にタス
ク１５０２で、活動がユーザによるものか、または着呼
または警報により呼び起こされる場合のように、システ
ムが無人操作モードで使用されているかを判断する。ユ
ーザ活動が生じた場合、タスク１５０４で不活動延期タ
イマがより長い時間間隔にセットされる（または長いタ
イマが活動化され、短いタイマが非活動化される）。タ
スク１５０４のステップは、システムが無人操作モード
で呼び起こされた後に、ユーザがシステムの使用を開始
する場合に、タイマ長を修正するために必要とされる。
図２６乃至図２９に関連して説明されるように、システ
ムが無人操作モードで呼び起こされる場合、短い不活動
延期タイマ間隔が使用され、システムがユーザ活動によ
り呼び起こされた場合、長い不活動延期タイマ間隔が使
用される。ステップ１５０４は、システムが無人操作モ
ードで呼び起こされた後に、ユーザがシステムの使用を
開始する場合にのみ、必要とされる。別の態様では、シ
ステムが常に短い間隔の不活動延期タイマにより呼び起
こされ、ステップ１５０４が、ユーザ活動が生じたとき
にタイマを約１秒に修正するために使用される。

【０１７５】不活動延期タイマの時間間隔を修正後、ま
たはユーザ活動（キーボードまたはマウス活動など）が
生じなかった場合、スーパバイザ・ルーチンは次にタス
ク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かどうかを判
断する。待機フラグがセットされていると、システム１
０が待機状態１５２であることを示し、スーパバイザ・
ルーチンは待機状態１５２を抜け出し、タスク２４０で
正常動作状態１５０に入力する。スーパバイザ・ルーチ
ンは、待機状態１５２への入力時にパワーダウンされた
装置（図５１参照）を再度パワーアップすることによ
り、待機状態１５２を抜け出す。要するに、システムが
待機状態１５２を抜け出すときに、スーパバイザ・ルー
チンはビデオ信号を復元し、ハード・ドライブ３１内の
ハード・ディスクを回転させ、システム・クロックを復
元し、ＡＰＭドライバからのＣＰＵアイドル呼び出しが
もはやＣＰＵ４０を停止することのないように、ＡＰＭ
ＣＰＵアイドル呼び出しを禁止し、システム１０が待
機状態１５２であることを示すフラグをクリアする。

【０１７６】更に、活動が生じた場合、リアル・タイム
・クロック９８からの分値が、続く事象獲得の間に読出
される分値との比較のために保管される。現在の分値の
保管は、タスク２４１で不活動待機タイマ及び適切な不
活動延期タイマを効果的にリセットする。通常の使用状
態では、ユーザ活動が発生し、スーパバイザ・ルーチン
がタスク２４２で、"無事象"ＡＰＭ復帰コードをセット
し、タスク２４３でＡＰＭ呼び出しコードに復帰する。
ＡＰＭは"無事象"ＡＰＭ復帰コードに応答して、更にル
ーチンを呼び出すことはない。

【０１７７】タスク２３６のテストがユーザ活動が発生
しなかったことを示すと、スーパバイザ・ルーチンは次
に、不活動待機タイマ及び不活動延期タイマが満了した
かどうかを、それぞれ２４５及び２４７でテストする。
システム１０が待機状態１５２の場合には、不活動待機
タイマの満了はチェックされず、テストはタスク２４４
でスキップされる。

【０１７８】２つのタイマの満了は、保管された分値か
ら現分値を差し引き、ユーザ活動の発生以来の経過時間
に対応する値を獲得することにより、チェックされる。
この値はタスク２４５で不活動待機タイムアウト値と比
較され、タスク２４７で不活動延期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により選択可
能であり、システムが決して待機状態１５２に入力しな
いように、若しくは延期状態１５４に入力しないよう
に、または一方のタイマの満了により、待機状態１５２
か延期状態１５４のいずれか一方に入力しないように、
セットされ得る。いずれかのタイムアウト値を０にセッ
トすると、そのタイマは決して満了しない。

【０１７９】最後のユーザ活動以来の経過時間が、不活
動待機タイムアウト値以上の場合、スーパバイザ・ルー
チンはタスク２４６で、システム１０を待機状態１５２
に入力させる。不活動待機タイマが満了していないと、
スーパバイザ・ルーチンは次にタスク２４７で、不活動
延期タイマの満了をチェックする。一方、不活動待機タ
イマが満了すると、スーパバイザ・ルーチンは、特定の
コンポーネントをそれらのそれぞれの低電力モードに設
定することにより（図５１参照）、システム１０を待機
状態１５２に入力させる。要するに、好適な態様では、
スーパバイザ・ルーチンはビデオ信号をブランキング
し、ハード・ドライブ３１内のハード・ディスクの回転
を停止し、システム・クロックを遅くし、ＡＰＭドライ
バからのＣＰＵアイドル呼び出しがＣＰＵ４０を停止す
るように、ＡＰＭＣＰＵアイドル呼び出しを許可し、
システム１０が待機状態１５２であることを示すフラグ
をセットする。システム１０を待機状態１５２に入力さ
せた後、スーパバイザ・ルーチンはタスク２４７で、不
活動延期タイマの満了をテストする。

【０１８０】スーパバイザ・ルーチンはタスク２４７
で、不活動延期タイマが満了したかどうかをテストす
る。最後のユーザ活動以来の経過時間が不活動延期タイ
ムアウト値以上であれば、スーパバイザ・ルーチンはタ
スク２４８で"延期要求"ＡＰＭ復帰コードをセットし、
次にタスク２４３でＡＰＭに復帰する。タスク２２６に
関連して上述したように、"延期要求"ＡＰＭ復帰コード
のセットに応答して、ＡＰＭは必要なシステム・タスク
を実行し、次に延期ルーチンを呼び出す。延期ルーチン
については、図１０乃至図２５に関連して詳述される
が、要するに、システム１０を正常動作状態１５０から
退去させ、延期状態１５４に入力させる。タスク２２６
に関連して上述したように、延期ルーチンはシステム１
０を延期させて、または延期させることなく、制御をス
ーパバイザ・ルーチンに戻す。一方、不活動延期タイマ
が満了していない場合には、スーパバイザ・ルーチンは
タスク２４２で"無事象"ＡＰＭ復帰コードをセットし、
タスク２４３でＡＰＭ呼び出しコードに復帰する。

【０１８１】大抵は"無事象"ＡＰＭ復帰コードがＡＰＭ
に返却されるが、様々な他の事象がＡＰＭに返却され得
る。しかしながら、各ＡＰＭ事象獲得に対応して、１つ
のＡＰＭ復帰コードだけが指定され得る。例えば、待機
状態１５２に入力した後には、"無事象"がＡＰＭに返却
される。延期状態１５４を去った後には、"正規再開"Ａ
ＰＭ復帰コードがＡＰＭに返却される。ＡＰＭにとって
キュー待機される特定のメッセージは、コンピュータ・
システムの正に性質に依存する。スーパバイザ・ルーチ
ンはまた、"正規再開"ＡＰＭ復帰コードまたは"延期要
求"ＡＰＭ復帰コードも返却する。

【０１８２】図１７を参照するとＡＰＭ最終要求処理ル
ーチンが示され、タスク９６１で開始する。ＡＰＭ最終
要求処理の発行に応答して、ＢＩＯＳＡＰＭルーチン
はタスク９６２で、マイクロコントローラＵ２内のフェ
ールセーフ・タイマ及びＡＰＭ故障延期タイマを再始動
し、タスク９６３で１５秒延期保留タイマを再始動し、
ＯＳＡＰＭがシステムが適切に延期に備えるのを待機
している間に、クリティカル延期要求が発行されるのを
阻止し、タスク９６４で復帰する。

【０１８３】図１８を参照するとＡＰＭ最終要求拒否ル
ーチンが示され、タスク９６５で開始する。ＡＰＭ最終
要求拒否の発行に応答して、ＢＩＯＳＡＰＭルーチン
がタスク９６６で、マイクロコントローラＵ２内のフェ
ールセーフ・タイマ及びＡＰＭ故障延期タイマを再始動
し、タスク９６７でクリティカル延期フラグをセットし
て即時延期を強要し、タスク９６８で復帰する。

【０１８４】パワーアップ及び再開ルーチンは、延期ル
ーチンを知ることにより最もよく理解される。従って、
ＡＰＭＢＩＯＳルーチンに関し、最初に本発明のパワ
ーアップ・ルーチンの一般概要（図１４の前記関連説明
参照）、スーパバイザ・ルーチンの詳細（図１５乃至図
１８）、本発明の延期ルーチンの詳細（図１９乃至図２
５）、本発明のパワーアップ・プロセスの詳細（図２６
乃至図２９）、本発明の再開ルーチンの詳細（図３０乃
至図３４）、ＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細（図３５乃
至図３８）、ＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細（図３９乃
至図４２）、及び８２５９状態保管ルーチンの詳細（図
４３乃至図４５）の順序で説明する。

【０１８５】本発明のコンピュータ・システム１０の説
明は、ほとんどのルーチンが他のルーチンと相互作用
し、延期／再開プロセスが継続サイクルであるので、幾
分循環的であるが、ブート・ルーチン（図２６乃至図２
９）または再開ルーチン（図３０乃至図３４）より先
に、延期ルーチン（図１９乃至図２５）について述べる
ことが最も適切であろう。図１９乃至図２５を参照する
と、延期ルーチンのフローチャートが示される。正規ブ
ート・ルーチン２０４乃至２１０またはブート再開ルー
チン２１４乃至２２０の実行後、コンピュータ・システ
ム１０が正常動作状態１５０となることを思い起こされ
たい。更に、図１４に関連して上述したように、コンピ
ュータ・システムが正規にブートされたか（２０４乃至
２１０）、ブートを再開されたか（２１４乃至２２０）
に関わらず、いずれかのルーチンが終了すると、ＡＰＭ
ＯＳドライバは、図１４に示されるスーパバイザ・ル
ーチンなどの、ＡＰＭＢＩＯＳルーチンを意識する。
結果的に、ＡＰＭはスーパバイザ・ルーチンをほぼ毎秒
ごとにポーリングする。

【０１８６】延期ルーチンは図１９乃至図２５に示さ
れ、タスク２５０で開始する。延期ルーチンは、スーパ
バイザ・ルーチンがＡＰＭに"延期要求"ＡＰＭ復帰コー
ドを返却することに応答して、ＡＰＭにより呼び出され
る。更に、延期ルーチンは、システムがチェックポイン
トを実行するときに（図５０及び図５１に関連して述べ
られる）、呼び出され、部分的に実行される。最初に、
延期ルーチンのフローは、タスク９７０で、ＣＰＵ４０
がＳＭＩを有する"Ｓ"パーツか否かに依存する。Ｓパー
ツの場合、ＣＰＵ４０はタスク９７２で、マイクロコン
トローラＵ２にＳＭＩをＣＰＵ４０に対して生成させ
る。当業者には既知のように、ＳＭＩに応答して、ＣＰ
Ｕ４０内のマイクロコードはタスク９７４で、ＣＰＵ４
０の状態をセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管す
る。

【０１８７】一方、ＣＰＵ４０がＳＭＩを有する"Ｓ"パ
ーツでない場合には、ＣＰＵ状態保管ルーチンがタスク
２５２で呼び出される。ＣＰＵ状態保管ルーチンについ
ては、図３５乃至図３８に関連して詳述される。ここで
は延期ルーチンが最初に呼び出されるときに、ＣＰＵ４
０がどのモードであろうと、残りの延期ルーチンはＣＰ
Ｕ４０によりリアル・モードで実行され、従って、許可
アドレス空間以外の命令を実行しようとすることによ
り、或いは特権命令を実行しようとすることにより生じ
るエラーの心配無しに、実行され得ることだけを述べて
おく。

【０１８８】ＣＰＵ状態保管ルーチンは、タスク２５３
で、プログラム制御を延期ルーチンに固有の方法で返却
する。ＣＰＵ状態保管ルーチンから延期ルーチンへの"
復帰"は、ＣＰＵのリセットを含み、図３５乃至図３８
のタスク６３０乃至６３２に関連して以降で詳述され
る。延期ルーチンに関する重要な詳細は、ＣＰＵレジス
タがセグメントＥ０００Ｈデータ構造に書込まれ、ＣＰ
Ｕ４０がリアル・モードであることである。

【０１８９】ＣＰＵ状態保管ルーチンが復帰するか、ま
たはＳＭＩに応答してＣＰＵがその固有の状態を保管し
た後、延期ルーチンは次にタスク２５４で、スイッチ２
１が押下されたかどうかを確認する。スイッチ２１の閉
鎖が、図７乃至図１２及び図１３に関連して上述したよ
うにテストされる。スイッチが押下されていない場合、
目下の延期はソフトウェア延期であり、ソフトウェア延
期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でセットされる。
このことはソフトウェア延期が、スイッチ閉鎖により開
始されるハードウェア延期と混同されないように保証す
る。全てのソフトウェア延期は、マイクロコントローラ
Ｕ２内のビットをセットすることにより、ハードウェア
延期に変換される。ソフトウェア延期からハードウェア
延期への変換後の次のスイッチ閉鎖により、延期は打ち
切られる。

【０１９０】次のタスク２６２は、セグメントＥ０００
Ｈ内にスタックをセット・アップする。

【０１９１】スタックがセット・アップされると、延期
ルーチンはタスク２６４で、現在、ＤＭＡ転送、フロッ
ピー・ドライブ転送、またはハードファイル転送のいず
れかが実行中か否かを確認するために、それぞれＤＭＡ
制御装置７２、ディスケット・アダプタ８４、及びＩＤ
Ｅディスク制御装置８６を調査する。実行中であれば延
期は実行され得ない。なぜなら、これら３つのタイプの
転送に特有の特性が、十分な延期の実行を阻止するから
である。例えば、ハード・ドライブ３１からのハードフ
ァイル転送が実行中の場合、データは既にＩＤＥ制御装
置により読出されているが、システム・メモリ５３へは
まだ転送されていない。このデータはＣＰＵにより適切
にアクセスされ得ず、従ってシステムがハードファイル
読出しの途中で延期された場合、データは喪失され得
る。このように、これら３タイプの任意の転送が実行中
の場合、延期は次のＡＰＭ事象獲得まで延期され、その
時、ＤＭＡ及びディスケット制御装置の活動が再度テス
トされる。

【０１９２】結果的に、フローチャートの２５２、２６
０及び２６２で実行されるタスクは、制御をＡＰＭに戻
すように、反対に実行されなければならない。最初にタ
スク２６５で、ＢＩＯＳが読出し／書込みから読出し専
用に変更される。これはまだシャドーイング・データを
含むセグメントＥ０００Ｈをクローズすることにより達
成される。タスク２６２で生成されたスタックは、ポッ
プされ復元される。最後にタスク２６６でＣＰＵ状態が
ＣＰＵ状態復元ルーチンにより復元され、その後タスク
２６７で制御がＡＰＭに戻される。延期ルーチンは次の
事象獲得の間に、ＡＰＭにより別途約１秒再度ポーリン
グされる。その時までに、延期プロセスを阻止した転送
が恐らく完了し、延期の継続を可能にする。

【０１９３】タスク２６４を参照すると、ＤＭＡ転送、
フロッピー・ドライブ転送、またはハードファイル転送
が目下実行されていない場合、延期は実行され得る。延
期ルーチンはタスク２６８へと続く。ここでフェールセ
ーフ・タイマが継続的にカウント・ダウンしており、ス
イッチ２１がオフ／解除状態の間のその満了時に、シス
テムをオフすることを思い起こされたい。従って、最初
のタスク２６８では、図７乃至図９、及び図５２乃至図
５５に関連して述べたように、フェールセーフ・タイマ
をリセットする。

【０１９４】次にタスク２７０で、８０４２コプロセッ
サ１０４の状態が保管される。８０４２コプロセッサ１
０４のレジスタは既知である。レジスタはＣＰＵ４０に
より直接読出し可能であり、それらの値は直接セグメン
トＥ０００Ｈデータ構造に書込まれる。

【０１９５】次にタスク２７２で、８２５９割込み制御
装置９２の状態が保管される。延期ルーチンは８２５９
状態保管ルーチンを呼び出す。このルーチンは、図４３
乃至図４５に関連して詳述される。ここでは８２５９状
態保管ルーチンが、２つの８２５９割込み制御装置９２
の不明のレジスタの内容を、たとえそれらの幾つかが書
込み専用だとしても、確認することだけを述べておく。
レジスタ値はセグメントＥ０００Ｈデータ構造に直接書
込まれる。

【０１９６】割込み制御装置９２の状態が保管された
後、延期ルーチンにより実行される様々な割込み駆動型
タスクが適切に機能するように、割込み制御装置９２の
構成が既知の状態に変更されなければならない。従っ
て、ＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブルが、タ
スク２７４でスワップされる。延期ルーチンは、現状態
ＢＩＯＳデータ領域及びセグメント００００Ｈのベクト
ル・テーブルの内容を、セグメントＥ０００Ｈにコピー
する。次に、既知状態ＢＩＯＳデータ領域及びベクトル
・テーブルの内容が、セグメントＥ０００Ｈデータ構造
からセグメント００００Ｈにコピーされる。既知状態Ｂ
ＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブルは、図２６乃
至図２９に示されるブートアップ・ルーチン（後述）の
タスク４１４で、セグメントＥ０００Ｈにコピーされ
る。最後に、現状態ＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・
テーブルが、セグメント００００ＨからセグメントＥ０
００Ｈデータ構造にコピーされる。ルーチンがタスク２
７４を終了すると、割込み１３Ｈ（ディスク読出し／書
込み）及び割込み１０Ｈ（ビデオ・アクセス）などの全
ての割込みが、期待通りに機能するようになる。

【０１９７】次に、タイマ１０２の状態がタスク２７６
で保管される。タイマのレジスタは既知である。全ての
レジスタはＣＰＵ４０により直接読出し可能であり、そ
れらの値はセグメントＥ０００Ｈデータ構造に直接書込
まれる。ＩＤＥディスク制御装置８６の状態も、タスク
２７６で保管される。ＩＤＥディスク制御装置８６のレ
ジスタは既知である。全てのレジスタがＣＰＵ４０によ
り直接読出し可能で、それらの値がセグメントＥ０００
Ｈデータ構造に直接書込まれる。

【０１９８】次のステップでは、ハード・ドライブ３１
上の延期ファイルに書込まれるシステム・メモリを準備
する。システム・メモリはシステムＲＡＭ５３（主メモ
リ及び拡張メモリの両方を含む）及びビデオ・メモリ５
８を含む。この時点で、ＲＡＭ５３の一部が外部キャッ
シュ６０内に存在し得る。ＣＰＵキャッシュは、図３５
乃至図３８に関連して後述されるタスク６２８でフラッ
シュされる。次に、外部キャッシュがタスク２８６でフ
ラッシュされ、ハード・ドライブ３１への書込み速度の
高速化を可能にする。

【０１９９】システム１０上で実行されるコードは、Ｉ
ＤＥ制御装置８６を不明の状態にしているかも知れな
い。結果的に、次のステップ２９２では、ＩＤＥ制御装
置８６を既知の状態に初期化する。これは値をＩＤＥ制
御装置８６内のレジスタに直接書込むことにより達成さ
れる。

【０２００】次にタスク９７６で、あらゆるモデムの状
態を読出し、セグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管す
る割込み駆動型並列スレッドが開始される。ルーチン
は、特定のモデムに関連付けられるＣＯＭＭ（通信）ポ
ートに対応する割込みを捕獲し、モデムが順次そのレジ
スタ内容を返送するように、モデムにコマンドを送信
し、モデムからレジスタ内容を受信し、レジスタ値をセ
グメントＥ０００Ｈデータ構造に保管する。このルーチ
ンは第１のコマンドをモデムに送信し、次に割込み駆動
式に応答して、モデムの応答を受信し、各ＣＯＭＭポー
ト割込みに応答して次のコマンドをモデムに送信する。
このプロシジャが、モデムの全てのレジスタが保管され
るまで繰り返される。並列スレッドとして実行されない
場合、このルーチンはシステムを延期するのに要する時
間に、数秒（特定のモデム及び現ボーレートに依存し
て、１モデムにつき３秒乃至５秒）を追加し得る。それ
に対して、割込み駆動型並列スレッドの場合、システム
状態がハード・ドライブ３１に書込まれる以前にルーチ
ンが実行を完了すれば、延期にほとんどまたは全く時間
を追加しない。

【０２０１】割込み駆動型並列スレッド・モデム保管ル
ーチンの開始後、タスク１５１０で、適切な延期ファイ
ルがハード・ドライブ３１内の固定ディスク上で突き止
められなければならない。上述したように、システムは
好適には複数の延期ファイルを有する。システムを復元
するための延期ファイルのヘッド、セクタ、及びシリン
ダが、ＣＭＯＳメモリ９６に記憶される。延期ファイル
が突き止められると、ファイル・サイズ及びシグニチャ
が読出される。好適な態様では、シグニチャは、延期フ
ァイルの存在を示す任意の長さのＡＳＣＩＩコードであ
る。別の態様のシグニチャも可能であり、例えばハード
ファイル・システム上でランダムに見い出される確率が
非常に低い２進ストリングなどが使用され得る。

【０２０２】次にタスク１５１２で、システムは現セッ
ションが延期されるべきか否かを判断する。適切な延期
ファイルに対応するＳＯＲＭビットがセットされている
場合、その特定の延期ファイルは読出し専用と見なさ
れ、システムは延期され、そのファイルには戻されな
い。もちろん、ユーザは現セッションを形成するため
に、上述したように延期／再開マネージャを用いて延期
セッションを選択できるが、システム状態は異なる延期
ファイルに保管される。ＳＯＲＭビットがセットされて
いると、次にタスク１５１３で、プログラムの実行がタ
スク１５１９にジャンプし、そこでシステムはシステム
をオフする以前にある時間、例えば５秒間待機する。こ
の期間に、ユーザは多重延期／再開マネージャを呼び出
すことができる。これは上述のように、ユーザが様々な
機能を実行することを可能にする。

【０２０３】システムが延期されるものと判断し、適切
な延期ファイルのファイル・サイズ及びシグニチャを読
出した後、次のステップ２９６では、シグニチャ及びフ
ァイル・サイズが正しいことを保証する。シグニチャが
不正であるか（この場合、別のプログラムが延期ファイ
ルを変更したことを示す）、ファイル・サイズが正しく
ない場合（延期ファイル・サイズが変更されたことを示
す）、延期ルーチンがタスク２９８で致命的延期エラー
・ルーチンを呼び出す。この致命的延期エラー・ルーチ
ンは、図３８のタスク６５２で開始する。致命的延期エ
ラー・ルーチンから脱出するために、ユーザがスイッチ
１７を押下すると、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。

【０２０４】一方、シグニチャが正しく、延期ファイル
が十分に大きいと、延期ルーチンはコンピュータ・シス
テム１０の状態をメモリに書込むように処理を続ける。

【０２０５】コンピュータ・システム１０の状態をハー
ド・ドライブ３１に書込む以前に、ＣＰＵ４０はタスク
２９７で、マイクロコントローラＵ２にフェールセーフ
・タイマを再始動させ、マイクロコントローラＵ２に、
スイッチ２１が再度押下されたかどうかを判断するよう
に問い合わす。スイッチ２１が再度押下されなかった場
合、延期は継続すべきである。一方、スイッチ２１が再
度押下された場合には、延期は打ち切られる。延期ルー
チンの複数のポイントで、フェールセーフ・タイマが再
始動され、スイッチ２１の閉鎖がテストされる。タスク
２９７は単なる１つの例に過ぎず、当業者はフェールセ
ーフ・タイマの再始動間の時間値及び許容可能時間を決
定できよう。延期ルーチンは、フェールセーフ・タイマ
が満了し、マイクロコントローラＵ２が電源装置１７
を"オフ"する以前に、フェールセーフ・タイマをリセッ
トすべきである。同様に、スイッチ２１は頻繁にチェッ
クされるべきである。スイッチ２１が再度押下された場
合、これはユーザが延期の打切りを希望していることを
示し、コードは再開ルーチン内の適切なポイントにジャ
ンプして、"延期解除（un-suspend）"し、部分的延期か
ら回復すべきである。

【０２０６】同様に、Ctrl-Alt-Delがタスク３５０で延
期を打ち切る。Ctrl-Alt-Del（Controlキー、Altキー、
及びDeleteキーを同時に押下する）は、ＩＢＭＢＩＯ
Ｓ及びインテル８０Ｘ８６ファミリＣＰＵにもとづく典
型的なコンピュータ・システムをリセットする既知の方
法である。コンピュータ・システム１０は、既知のよう
に、ＢＩＯＳ割込み１ハンドラによりCtrl-Alt-Delを処
理する。コンピュータ・システム１０は僅かに変更され
た割込み１ハンドラを有し（タスク３５０）、これがタ
スク３５２でＣＭＯＳメモリ９６内の延期フラグをクリ
アし、タスク３５４でリセット時ブートアップ・ルーチ
ンにジャンプする。

【０２０７】本発明のコンピュータ・システム１０で
は、延期ルーチンの実行中にCtrl-Alt-Delを押下する
と、コンピュータ・システムはオフ状態１５６に入力す
る。なぜなら、スイッチ２１の閉鎖の後にCtrl-Alt-Del
を押下すると、ブートアップ・ルーチンが呼び出され、
ブートアップ・ルーチンがマイクロコントローラＵ２を
次の状態、すなわちフェールセーフ・タイマが満了して
おり、スイッチがまだオフ／解除状態である状態に初期
化するからである。従って、延期ルーチンの間にCtrl-A
lt-Delを押下すると、コンピュータ・システム１０はオ
フ状態１５６に入力する。

【０２０８】タスク３００を参照すると、延期ファイル
が再度ハード・ドライブ３１上で突き止められる。すな
わち、シグニチャ語句がタスク３００で延期ファイルの
最初のバイトに書込まれる。次にタスク３０２で、セグ
メントＥ０００Ｈの全６４キロバイト（ＫＢ）のデータ
が延期ファイルに書込まれる。セグメントＥ０００Ｈの
この６４ＫＢのコピーは、実際には単にプレース・ホル
ダ（place holder）であり、延期ルーチンの終りのこの
同一位置に再度書込まれる。

【０２０９】次に、ビデオ制御装置５６の状態がタスク
３０３で保管される。ビデオ制御装置５６のレジスタは
既知であり、全てのレジスタがＣＰＵ４０により直接読
出し可能であり、それらの値がセグメントＥ０００Ｈデ
ータ構造に直接書込まれる。

【０２１０】次に、システム・メモリが延期ファイルに
書込まれる。これはツイン・バッファ・システムを用い
て達成され、データをシステム・メモリから読出し、そ
れを圧縮してセグメントＥ０００Ｈに書込み、最終的に
圧縮データをセグメントＥ０００Ｈから延期ファイルに
書込む。２つのルーチンが時分割多重式に実行され、一
方はデータを圧縮し、セグメントＥ０００Ｈに書込み、
他方は延期ファイルに書込む。前者はフォアグラウンド
で実行され、後者はバックグラウンドで実行される割込
み駆動型ルーチンである。明らかなように、１つのＣＰ
Ｕ４０だけしか存在しないので、所与の時刻に１つのル
ーチンだけが実行され得る。しかしながら、後者のルー
チンは割込み駆動型なので、延期ファイルへのデータの
転送速度を最適化するために、前者のルーチンの実行を
中断することができる。２つの各バッファは８Ｋバイト
長であり、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る。

【０２１１】このプロセスはタスク３０４で開始し、第
１の８Ｋバイト・バッファを満たすのに十分なデータを
読出し、圧縮し、セグメントＥ０００Ｈに書込む。デー
タはランレングス符号化法を用いて圧縮されるが、任意
の適切な圧縮方法が使用され得る。この時、一般的に３
０７で示されるバッファからの書込みルーチンが、タス
ク３０６で開始される。バッファからの書込みルーチン
３０７は割込み駆動型ルーチンであり、バックグラウン
ドで実行され、タスク３０８乃至３１０を含む。圧縮ル
ーチンは一般に３１１で示され、タスク３１２乃至３１
８を含むフォアグラウンド・ルーチンである。最初にタ
スク３０８で、バッファからの書込みルーチン３０７
が、タスク３０４で充填されたバッファを延期ファイル
に書込む。バッファからの書込みルーチン３０７がバッ
ファ内容を延期ファイルに書込む間、圧縮ルーチン３１
１はタスク３１２で、次のバイトをシステム・メモリか
ら読出し続け、それらを圧縮し、圧縮データを他方の８
Ｋバイト・バッファに書込む。圧縮ルーチン３１１がバ
ッファを圧縮データにより充填すると、次にタスク３１
４で、システム・メモリ全体が既に圧縮されたかどうか
が判断される。

【０２１２】ＩＤＥ制御装置８６は、データをハード・
ドライブ３１に超高速に書込むことができない。結果と
して、圧縮ルーチン３１１は常に、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以前に、ハード・ドライブ３１に書
込まれていない方の８Ｋバイト・バッファの充填を終了
する。従って、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３１へのバ
ッファの書込みを終了するのを待機しなければならな
い。圧縮ルーチン３１１が全てのシステム・メモリの圧
縮及び書込みを終了していないと、圧縮ルーチン３１１
はタスク３１６で、バッファからの書込みルーチン３０
７を待機する。圧縮ルーチン３１１及びバッファからの
書込みルーチン３０７は、フラグのセットを介して通信
する。バッファからの書込みルーチン３０７が延期ファ
イルへのカレント・バッファの書込みを終了すると、ル
ーチン３０７は次にタスク３０８でバッファ・フラグを
切り替え、それにより圧縮ルーチン３１１に、延期ファ
イルに書込まれたばかりのバッファに、圧縮データの充
填を開始してよいことを知らせる。次にタスク３０９
で、タスク２９７に関連して上述したように、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
鎖事象がチェックされる。

【０２１３】バッファからの書込みルーチン３０７は次
にタスク３１０で、延期ファイルに書込まれたばかりの
バッファが、書込まれるべき最後のバッファかどうかを
判断する。そうでない場合、バッファからの書込みルー
チンは、圧縮ルーチン３１１により充填されたばかりの
バッファを延期ファイルに書込む。しばらくして、圧縮
ルーチン３１１はバッファ・フラグを調査することによ
り、バッファが圧縮システム・メモリとして準備完了し
たことを知る。すなわち、圧縮ルーチンはタスク３１６
で、バッファからの書込みルーチン３０７がカレント・
バッファに関し終了するまで待機し、その時点で、圧縮
ループがタスク３１２から継続する。ここでリニア・フ
レーム・バッファリングがサポートされる場合、ビデオ
・メモリ５８が圧縮されるが、ＶＥＳＡページ・アクセ
スでは圧縮されない。むしろ、ＶＥＳＡページ・アクセ
ス・ビデオ・メモリは、ＶＥＳＡ呼び出しによりビデオ
制御装置５６を通じて読出され、上述のツイン・バッフ
ァ・システムにより圧縮無しに書込まれる。

【０２１４】圧縮ルーチン３１１が全てのシステム・メ
モリの圧縮を終了すると、圧縮ルーチン３１１はタスク
３１８で、バッファからの書込みルーチン３０７が最後
のバッファを延期ファイルへ書込み終えるのを待機す
る。バッファからの書込みルーチン３０７が終了する
と、圧縮ルーチンはタスク３１０からタスク３１８に分
岐し、脱出しない。この時点では、バックグラウンド・
ルーチンは実行されておらず、メイン・プログラムはタ
スク３２０へと継続する。

【０２１５】次にタスク３２０で、ＤＭＡユニット７１
（ＤＭＡ制御装置７１及び中央アービタ８２）、８２７
７ディスケット制御装置８４、及びＲＳ−２３２ＵＡ
ＲＴ９４の状態が保管される。これらの装置は既知のレ
ジスタを有する。ディスケット制御装置８４及びＵＡＲ
Ｔ９４内の全てのレジスタが、ＣＰＵ４０により直接読
出し可能であり、それらの値がセグメントＥ０００Ｈデ
ータ構造に直接書込まれる。ＤＭＡユニットは読出し可
能なレジスタを有さず、各ＤＭＡ転送以前に、通常、書
込み専用レジスタがセット・アップされる。この理由か
ら、延期ルーチンはＤＭＡ転送が実行中の場合、延期を
停止する。

【０２１６】次にタスク９７８で、延期ルーチンは、タ
スク９７６に関連して上述した割込み駆動型モデム状態
ルーチンが終了したか否かをテストする。終了していな
い場合には、このルーチンが終了するのを待機する。

【０２１７】コンピュータ・システム１０が延期状態１
５０に入力すると、延期ファイルを不正に変更するもの
を検出することが望ましかろう。例えば、誰かが変更延
期ファイルを生成し、その延期ファイルをハード・ドラ
イブ３１に転送し、コンピュータ・システム１０を保管
された状態と異なる状態に復元させようとするかも知れ
ない。このために、擬似ランダム値がセグメントＥ００
０Ｈデータ構造に配置される。タスク３２８で示される
ように、割込み駆動型モデム状態保管ルーチンの終了
後、１６ビット・タイムスタンプが高速タイマ１０２の
１つから読出される。このタイムスタンプは、次にセグ
メントＥ０００Ｈデータ構造に書込まれる。

【０２１８】次に、Ｅ０００Ｈセグメント全体の１６ビ
ット・チェックサムが、Ｅ０００Ｈ内の各１６ビット・
ワードをキャリー・ビットを考慮すること無く加算する
ことにより、計算される。このチェックサムは、タスク
３３０でセグメントＥ０００Ｈデータ構造に書込まれ、
タスク３３２でＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６に書込まれ
る。その後タスク３３４で、全ての作業変数がＣＰＵ４
０からセグメントＥ０００Ｈデータ構造に書込まれ、次
にタスク３３６で、セグメントＥ０００Ｈ全体が延期フ
ァイルに、その延期ファイルのシグニチャ語句の後（シ
グニチャの直後）から、再度書込まれる。次にタスク３
３８で、延期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内にセ
ットされ、コンピュータ・システム１０に、コンピュー
タ・システムの状態が延期ファイルに保管されたことを
示す。

【０２１９】次にタスク９８０で、延期ルーチンはチェ
ックポイントが生成されるかどうかを判断する。生成さ
れる場合、システムはパワーダウンされるべきではな
く、むしろシステムは、実行されたばかりの部分的延期
から回復するために必要な程度、再開されなければなら
ない。従って、チェックポイントが生成されている場合
には、タスク９８２で、延期ルーチンは再開ルーチンの
タスク４８４にジャンプし、ここで部分的再開が実行さ
れる。

【０２２０】チェックポイントが生成されていない場合
には、システムはタスク１５１４で、即時延期／再開コ
ンテキスト変更が選択されたかどうかを判断する。こう
した変更はユーザにより、"アプレット（applet）"とし
て知られるＯＳ／２アプリケーションまたはウィンドウ
ズ・アプリケーションを介して選択され得る。こうした
アプレットは、異なる延期システム間の迅速な変更を可
能にし得る。

【０２２１】更に、こうした即時延期／再開コンテキス
ト変更は、オペレーティング・システム自身により引き
起こされ得る。例えば、ＯＳ／２またはウィンドウズな
どの特定のオペレーティング・システムは、ＰＣ−ＤＯ
ＳまたはＭＳ−ＤＯＳなどの異なるオペレーティング・
システム上で実行される特定のプログラムを実行できな
いかもしれない。他のオペレーティング・システムによ
り実行され得る問題を有し得るプログラムのクラスに、
ＤＯＳベースのゲームがある。こうしたゲームは通常、
大量のシステム資源を使用するので、他のオペレーティ
ング・システムにより残された"フック（hook）"が、ゲ
ームが適切に機能することを妨害する。こうした状況で
は、あるオペレーティング・システムが、（ｉ）その現
セッションをある延期ファイルに延期し、（ｉｉ）シス
テム状態を異なるオペレーティング・システムから再開
させ、それによりオペレーティング・システムの"クリ
ーン"なコピーが、ゲームなどの特定のプログラムを実
行することを可能にし、（ｉｉｉ）新たに再開されたセ
ッションを延期または廃棄し、（ｉｖ）システムを、前
記（ｉ）でシステム状態が保管された延期ファイルから
再開させることができる。前記摘要の要点は、システム
が適切に遷移するように、適正な延期ファイルがＣＭＯ
Ｓメモリ内で指し示されることである。ＣＭＯＳメモリ
の追加のセクションは、一種の"スタック"として機能す
るように使用され得る。すなわち、あるセッションが完
了したときに（そのセッションが延期または廃棄される
ことにより示される）、システムがＣＭＯＳ内で示され
る他の延期ファイルから再開できるように、適切なフラ
グを有する２つ以上の延期ファイルが、ＣＭＯＳメモリ
内に記憶され得る。

【０２２２】タスク１５１４で、即時延期／再開コンテ
キスト変更が選択されたと判断されると、タスク１５１
６で適切なコードがセットされ、システムを所望の延期
ファイルから再開させる。こうしたコードは、上述のよ
うに、ＣＭＯＳメモリ内の適切な延期ファイルを指示す
るステップと、任意のスワップ・ファイルの位置を指示
するステップとを含み得る。

【０２２３】上述したように、本システムはシステムが
再開するための複数の延期ファイルを有し得る。このこ
とは、ハード・ドライブ上のファイルを管理する特定の
措置が取られない限り、２つのタイプの幾つかの問題を
生じ得る。これらのタイプは、（ｉ）スワップ・ファイ
ル問題、及び（ｉｉ）データ・ファイル問題である。

【０２２４】ほとんどの高性能オペレーティング・シス
テムは、揮発システムＲＡＭにより提供されるよりも大
きなメモリを要求する。結果的に、これらのオペレーテ
ィング・システムは、現在ＣＰＵにより実行されていな
いプログラムの一部分及びデータを記憶するために、"
スワップ・ファイル"として知られるハード・ドライブ
上の特殊ファイルを使用する。プログラム及びデータが
ＣＰＵの実行のために要求されると、ＲＡＭ内のデータ
がスワップ・ファイル内のデータとスワップされる。従
って状況によっては、コンピュータ・システムの"状態"
も、これらのスワップ・ファイルなどの、ハード・ドラ
イブ上の複数のファイルを含むものと思われる。こうし
た状況では、システム状態のスワップ・ファイル部分を
ハード・ドライブに記憶する必要はない。なぜなら、そ
れらは既にハード・ドライブ上に記憶されているからで
ある。しかしながら、スワップ・ファイルの破壊を阻止
する措置が取られなければならない。

【０２２５】一方、１つの延期ファイルだけを有するシ
ステムでは、特定のシステム状態がハード・ドライブ上
で見い出される事実が関係しない。揮発メモリ及びレジ
スタ内のシステム状態の一部分は、システムが延期され
るときに延期ファイルに保管される。システムが再開さ
れるときには、スワップ・ファイル内のデータは、シス
テムが延期したときにあった場所に存在する。同様に、
多重延期ファイルの全てを、異なるスワップ・ファイル
を使用する異なるオペレーティング・システムと一緒に
使用することは、問題でない。どの異なるオペレーティ
ング・システムも、他のオペレーティング・システムの
任意のスワップ・ファイルをアクセスまたは破壊するこ
とはない。

【０２２６】他方、同一のオペレーティング・システム
を有し、複数の延期ファイルを有するシステムでは、第
１のコンピュータ状態に関連付けられるスワップ・ファ
イルの内容が、第２のコンピュータ状態に関連付けられ
るスワップ・ファイルの内容と完全に異なり得る。両バ
ージョンのオペレーティング・システムが同一のスワッ
プ・ファイルを参照し得るので、一方の状態が他のシス
テムのスワップ・ファイルを破壊するか、他のスワップ
・ファイルにより全くディセーブルされ得る。第１のコ
ンピュータ状態を第２のコンピュータ状態からのスワッ
プ・ファイルと一緒に使用することは、悲惨な結果を招
き得る。

【０２２７】従って、特定の延期ファイルに記憶された
状態に関連付けられる特定のスワップ・ファイルの位置
またはＤＯＳハンドルが、不揮発記憶装置のどこかに保
管されなければならない。例えば、特定の延期ファイル
に記憶された状態に関連付けられるスワップ・ファイル
の位置またはハンドルが、延期ファイル自身の一部とし
て記憶され得る。または、ＣＭＯＳ不揮発メモリが十分
に存在する場合には、特定の延期ファイルに関連付けら
れるスワップ・ファイル位置のテーブルが使用され得
る。重要な点は、システム状態が特定の延期ファイルか
ら再開されるときに、オペレーティング・システムが関
連スワップ・ファイルの位置を知らされることである。
これは例えば、スワップ・ファイルの位置またはハンド
ルを、それらを表すことが知れているメモリ（またはフ
ァイル）内の特定の位置に書込むことにより、達成され
得る。これはまた、システム状態が再開されるときに、
特殊ＡＰＩ機能によっても達成され得る。

【０２２８】前記第２の可能な問題はデータ・ファイル
問題である。当業者には既知のように、複数のアプリケ
ーションが、書戻されるファイルを同時にアクセスでき
ることが望ましい。DOS SHARE.EXEプログラムは、同時
にオープンされているまたは使用されているファイルを
モニタし、他がそのファイルを使用するのを警告または
阻止するプログラムの例である。本システムでは、多く
のファイルがオープンされており、延期のアプリケーシ
ョンがメモリ内にデータ・ファイルを有する状況におい
て、システム状態が保管され得る。システムを再開する
ための複数の延期ファイルを有するシステムでは、ファ
イルが複数セッションにおいてオープンされることが考
えられる。しかしながら、あるセッションからのモニタ
・プログラム（例えばSHARE.EXE）は、ファイルが異な
るセッションでオープンまたは使用されていることを認
識しない。従って、ファイルの使用を許可する措置が講
じられない限り、データが上書きされる問題が発生す
る。

【０２２９】従って、複数の延期ファイルを有するシス
テムでは、ファイル使用のモニタ（監視）が任意の１セ
ッションを超越しなければならない。こうした大域ファ
イル使用のモニタは、ハード・ドライブまたはＣＭＯＳ
不揮発メモリに書込まれる（但しこれらの資源が豊富な
場合）オープン・ファイルのリストであったりする。単
にオープン・ファイルのリストに加え、ファイルが使用
されているセッションなどの情報が含まれてもよく、そ
れによりユーザが延期セッション間の即時コンテキスト
・スイッチを実行し、所望のファイルを解放できるよう
にする。大域モニタと各セッション間のインタフェース
は、各セッションに、使用中ファイル・リストを用いる
同一の大域使用モニタを実行させる形式を取り得る。別
の方法は、大域ファイル使用モニタを、他のオペレーテ
ィング・システムのファイル使用モニタ（例えばSHARE.
EXE）と互換にし、システムが再開された後に、オープ
ン・ファイル・リストを各セッションのその特定のファ
イル使用モニタに転送することである。これは例えば、
使用中ファイル・リストを、それらを表すことが知れて
いるメモリ（またはファイル）内の特定の位置に書込む
ことにより達成され得る。これはまた、システム状態が
再開されるときに、特殊ＡＰＩ機能によっても達成され
得る。好適には、システムは各ファイルに対応するビッ
トまたはフラグを使用し、これらのビットまたはフラグ
がファイル・システムにおいて一般に使用され、特定の
ファイルが"オープン"または使用されていることを示
す。フラグはファイルが使用可能なことを示すために１
にセットされ、ファイルが現セッションまたは異なるセ
ッションでオープンまたは使用されていることを示すた
めに、異なる値にセットされる。

【０２３０】タスク１５１６で適切なコードがセットさ
れると、プログラム実行は再開ルーチンに移行し、シス
テムは新たに指示された延期ファイルから、即時再開す
ることができる。

【０２３１】タスク１５１４で即時延期／再開コンテキ
スト変更が選択されなかったと判断されるか、或いはタ
スク１５１９で、システムをオフする以前に、ユーザが
多重延期／再開マネージャを呼び出すように、システム
がある期間（例えば５秒）休止した後、システムはタス
ク１５２０で、多重延期／再開マネージャが呼び出され
たかどうかを判断する。多重延期／再開マネージャは、
ユーザが任意の時刻に、しばしば"ホット・キー"として
参照される特定のキーの組み合わせを同時に押下するこ
とにより呼び出される。呼び出された場合には、タスク
１５２２で多重延期／再開マネージャ画面が表示され
る。

【０２３２】多重延期／再開マネージャ画面の１つの例
が図５９に１７００で示され、システムを再開するため
の別の延期ファイルを選択するためにユーザにより使用
される。画面１７００は２つのウィンドウ１７０２及び
１７０４を有し、それぞれ延期可能セッション及び１回
使用（ＳＯＲＭ）セッションを表示する。画面１７００
は更に、ボタン１７０６、１７０８及び１７１０などの
複数のユーザ・インタフェース装置を有し、これらはそ
れぞれシステムを再開させるために、新たなセッション
を生成するために、そして脱出する（それ以上タスクを
実行することなくマシンをオフする）ために使用され
る。こうしたユーザ・インタフェース装置は当業者には
既知である。ユーザがシステムを再開するために新たな
ファイルを選択しない場合、システムは最後に選択され
た延期ファイルに延期され、そこから再開する。

【０２３３】セッション間の追加の保護を提供するため
に、システムが選択延期ファイルから再開される以前
に、ユーザはパスワードをタイプ入力するように任意的
に催促され得る。各延期ファイルは任意的にこうした関
連パスワードを有し得り、これらはファイル自身の一部
として、または他の不揮発メモリ内に配置される。こう
したパスワード機構は、あるユーザが別のユーザのシス
テム構成またはデータに影響を与えることを阻止する。

【０２３４】図１９乃至図２５を再度参照すると、コー
ド実行は次にタスク１５２４で、ユーザが"新規生成（c
reate new）"ボタン１７０８を選択したかどうかに依存
して分岐する。選択した場合、コードはタスク１５２６
で、図５６のタスク１６００にジャンプする。図５６を
参照すると、新たなセッションを生成するためのコード
が示され、これはタスク１６００で開始する。最初にタ
スク１６０２で、新規セッションへのリブート画面が表
示される。この画面の１つの例が、図５７に１７２０で
示される。この画面は、ボタン１７２２、１７２４及び
１７２６などの複数のユーザ対話装置を有し、これらは
それぞれ、新たな延期不能（１回使用で、ハードファイ
ルへは保管されない）セッションを生成し、新たな延期
可能セッションを生成し、新たなＳＯＲＭ（１回使用
で、ハードファイルへ保管される）セッションを生成す
る。画面はまた、新たなセッションの基本を形成する延
期システムを示すユーザ対話装置１７２８を有する。ユ
ーザは、例えば"クリーンＯＳ／２セッション"延期ファ
イルから、新たなＳＯＲＭシステムの生成を望むかもし
れない。基本セッションの選択を容易にするために、ボ
タン１７３０などのユーザ対話装置は、セッションに対
応して使用可能な延期ファイルのリストをプル・ダウン
表示する。こうしたユーザ対話装置は当業者には既知で
ある。ユーザが新たに使用する延期ファイルを選択しな
い場合、システム状態は現在選択されている延期ファイ
ルに延期され、そこから再開される。

【０２３５】図５６を再度参照すると、次にタスク１６
０４で、新たなセッションの生成に備え、ＣＭＯＳメモ
リ内の延期フラグがクリアされる。その後タスク１６０
６で、ユーザがＳＯＲＭセッションでない新たな延期不
能セッションの生成を選択すると、タスク１６０８で延
期許可フラグがクリアされ、それにより延期のシステム
がディセーブルされ、システムにクリーン・セッション
をブートさせる。その後タスク１６１０で、プログラム
実行がタスク４２０にジャンプし、クリーン・システム
のブートを終了する。

【０２３６】代わりにタスク１６１２で、ユーザが延期
可能セッションを生成するように選択すると、タスク１
６１４で延期許可フラグ及び延期ファイル生成フラグが
セットされる。これらのフラグは、延期可能セッション
を生成するために必要なステップの実行を終了するため
に、システムにより使用される。その後タスク１６１０
で、プログラム実行がタスク４２０にジャンプし、延期
可能システムのブートを終了する。

【０２３７】最後に、タスク１６１６で、ユーザがＳＯ
ＲＭセッションを生成するように選択すると、タスク１
６１８で延期許可フラグ、延期ファイル生成フラグ、及
びＳＯＲＭフラグがセットされる。これらのフラグは、
ＳＯＲＭセッションを生成するために必要なステップの
実行を終了するために、システムにより使用される。そ
の後タスク１６１０で、プログラム実行がタスク４２０
にジャンプし、ＳＯＲＭシステムのブートを終了する。

【０２３８】図１９乃至図２５を再度参照すると、ユー
ザが"新規生成"ボタン１７０８を選択しないと、コード
実行はタスク１５２８で、ユーザがシステムを再開する
ための新たな延期ファイルを選択したかどうかに依存し
て分岐する。ユーザはこの選択を、ウィンドウ１７０２
及び１７０４内に示される有効セッションの１つを選択
し、"再開"ボタン１７０６を選択することにより実行す
る。タスク１５２８で、ユーザが新たな延期ファイルを
選択したと判断されると、タスク１５３０で、再開ルー
チンによりシステムをその特定の延期ファイルから再開
させる適切なコードがセットされる。こうしたコード
は、ＣＭＯＳメモリ内の延期ファイルを指示するステッ
プと、ＣＭＯＳメモリ内の任意のスワップ・ファイルの
位置を指示するステップとを含み得る。コードがセット
された後、タスク１５３２で、コード実行が再開ルーチ
ンに分岐し、システムを選択延期ファイルから再開す
る。

【０２３９】タスク１５２０で、多重延期／再開マネー
ジャが呼び出されないか、ユーザが"脱出（EXIT）"ボタ
ン１７１０を選択すると、ＣＰＵ４０はタスク３４０
で、マイクロコントローラＵ２にＯＮ＃信号を論理０に
引き下げるように指令することにより電源装置１７を"
オフ"し、それにより電源装置１７の１次／調整ユニッ
ト１７２が、±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインへの調
整電圧の供給を停止する。電圧は約０Ｖにランプ・ダウ
ンするのに数秒を要し、ＣＰＵ４０に多数のコマンドを
実行する時間を提供する。従って、ＣＰＵ４０はタスク
３４２で無限ループ（"スピン"）を実行しながら、タス
ク３４４で、電源装置１７により生成されるシステム電
圧が、ＣＰＵ４０の機能を停止するレベルまで低下する
のを待機する。

【０２４０】図２６乃至図２９を参照すると、ブートア
ップ・ルーチンの詳細が示される。ブート・プロセスは
一般に図１４に関連して、その概要が述べられた。ブー
トアップ・ルーチンは、ＣＰＵ４０がリセット・ベクト
ルにより指し示されるコードにジャンプし、それを実行
するとき、タスク３８０で開始される。これはＣＰＵ４
０がパワーアップするとき、またＣＰＵ４０がリセット
・ベクトルにより指し示されるコードにジャンプするこ
とによりリセットされるときに、発生する。こうしたリ
セット・プロシジャは既知である。

【０２４１】最初のタスク３８２は、ＣＰＵ４０をテス
トし、メモリ制御装置４６を初期化する。ＣＰＵ４０は
ＰＯＳＴルーチンによりテストされる。ＣＰＵテストの
一部は、ＣＰＵ４０がＳＭＩを有する"Ｓ"パーツが否か
を判断する。Ｓパーツであれば、この事実を示すフラグ
がセットされる。メモリ制御装置４６はＰＯＳＴルーチ
ンにより初期化される。

【０２４２】次にタスク９８６で、ブートアップ・ルー
チンは、マイクロコントローラＵ２が機能しているかど
うかをテストする。これを実行するために、ＣＰＵ４０
はパワー管理回路１０６のステータス・ポートを順次読
込み、そのポートにおけるハイからロウへ、そして逆に
ロウからハイへの遷移を待機する。こうした遷移はマイ
クロコントローラＵ２のハートビートが機能しているこ
とを示す。従って、ＣＰＵ４０は、マイクロコントロー
ラＵ２が期待通りに機能していると言う想定にもとづ
き、ブート・プロセスを継続することができる。

【０２４３】ＣＰＵ４０が所定時間（例えば１秒乃至２
秒）以内にステータス・ポートにおける遷移を検出しな
い場合、マイクロコントローラＵ２はハートビートを有
さず、ＣＰＵ４０はタスク９８８で、上述のように第１
のＰＡＬＵ１にマイクロコントローラＵ２をリセット
するように指令する。ＣＰＵ４０はタスク９９０で、再
度ステータス・ポートにおけるハイからロウへの遷移を
待機する。ＣＰＵ４０が再度１秒乃至２秒以内に、ステ
ータス・ポートにおける遷移を検出しないと、マイクロ
コントローラＵ２はハートビートを有さず、ＣＰＵ４０
はタスク９９２で、上述のようにマイクロコントローラ
Ｕ２がリセットされ得ない状態であるとの想定にもとづ
き、パワー管理機構をディセーブルする。

【０２４４】一方、マイクロコントローラＵ２が機能し
ている場合には、ＣＰＵ４０はタスク９９４で、マイク
ロコントローラＵ２内の警報呼び起し時間値（分）をリ
フレッシュする。ＲＴＣ９８の時間基準は、マイクロコ
ントローラＵ２の時間基準よりもはるかに正確である。
従って、より正確な従って高価な時間基準をマイクロコ
ントローラＵ２に追加すること無く、この制限を克服す
るために、ＢＩＯＳが精度の低い時間基準をより正確な
時間基準に同期させる。そして、システムがブートする
度に、マイクロコントローラＵ２内の警報呼び起し時間
値を、ＲＴＣ９８から導出されるより正確な値により更
新する。これを達成するために、ＣＰＵ４０はＣＭＯＳ
メモリ９６から絶対警報日付及び時刻を読出し、警報呼
び起し時間値を計算し、それをマイクロコントローラＵ
２に書込む。

【０２４５】その後、及びマイクロコントローラＵ２が
機能しておらず、パワー管理機構がディセーブルされた
場合、ブート・ルーチンはタスク９９６で、電源装置１
７への電力供給によりシステムがブートされたかどうか
を判断する。好適には、電源装置１７は常にＡＣ電力を
その１次／調整ユニット１７２に印加されており、±５
ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインにおける電圧調整が、Ｏ
Ｎ＃入力により制御される。このように、電源装置１７
は絶えず、パワー管理回路１０６に電力供給するために
必要なＡＵＸ５を提供し、パワー管理回路１０６にＡＣ
電力自体をスイッチさせること無く制御され得る。

【０２４６】しかしながら、当業者には既知のように、
ユーザによっては、彼らのコンピュータ・システムにス
イッチ式パワー・ストリップ（図示せず）を用いて電力
供給することを好んだりする。すなわち、単一のスイッ
チにより、システム全体へのＡＣ電力の印加をオフ及び
オンする。このことはパワー管理回路１０６に問題を課
すことになる。なぜなら、マイクロコントローラＵ２及
び他の装置が、ＡＵＸ５電源ラインにより絶えず電力供
給されるように構成されるからである。従ってシステム
は、システム自身がＡＣ電力の印加により電力供給され
たことを判断し、それに従い振る舞うための方法を有さ
ねばならない。

【０２４７】しかしながら上述のように、ＡＵＸ５ライ
ンもブラックアウト及びブラウンアウトの影響を受け
る。ブラックアウトまたはブラウンアウトの後、リセッ
ト・サブ回路９２０がマイクロコントローラＵ２をリセ
ットし、それが許容外電圧によりハングすることを防止
する。従って、システムは更に、マイクロコントローラ
Ｕ２がブラウンアウト後またはＡＣ電力の印加後に起こ
されたかを判断できなければならない。

【０２４８】結果的に、タスク９９６で、ＣＰＵ４０は
マイクロコントローラＵ２に、電源装置１７をオンさせ
た事象に関して問い合わせる。マイクロコントローラＵ
２は次の４つの応答のいずれかを返却し得る。それら
は、（１）自身がリセットされ、従って、電源装置１７
に±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインへの調整電力の供
給を開始させた、（２）警報呼び起し時間（分）が満了
した、（３）ＲＳ−２３２着呼入力または光絶縁器ＯＰ
ＴＯ１からの着呼入力に着呼が発生した、及び（４）ス
イッチ２１が押下された、である。システムがパワーオ
ンされる理由は、スケジューラなどのアプリケーション
・プログラムにより、マイクロコントローラＵ２から直
接読出され得る。スケジューラは、システムがパワーア
ップされた特定の理由に応答して特定のプログラムを実
行する。別の態様では、システムをパワーアップする理
由が、１回または複数回のＢＩＯＳ呼び出しを介して入
手され得る。

【０２４９】ＣＰＵ４０によりリセットされる以外、マ
イクロコントローラＵ２はリセット・サブ回路９２０に
よりリセットされるだけである。リセット・サブ回路９
２０は、ＡＵＸ５ラインが印加されるかグリッチすると
き、常にマイクロコントローラＵ２をリセットする。従
って、マイクロコントローラＵ２がリセットされるか、
マイクロコントローラＵ２が無効起床コード（wakeup c
ode）を返却する場合、このことがタスク９９７でテス
トされ、ＣＰＵ４０はタスク９９８で、電源装置１７が
±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインにおける電圧の調整
を継続すべきかどうかを判断しなければならない。この
ために、DEFAULT_ONと呼ばれるＣＭＯＳＮＶＲＡＭ内の
フラグが使用される。このフラグがセットされると、電
源装置１７はマイクロコントローラＵ２がリセットされ
た後に、調整電圧の供給を継続すべきである。一方、DE
FAULT_ONがセットされない場合には、電源装置１７はマ
イクロコントローラＵ２がリセットされた後に、調整電
圧の供給を停止すべきである。従って、ＣＰＵ４０はタ
スク１０００でマイクロコントローラＵ２に指令して、
電源装置１７に±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインにお
ける調整電圧の供給を停止させる。その後、電圧が約０
Ｖにランプダウンするのに数秒を要し、ＣＰＵ４０に多
数のコマンドを実行する時間を提供する。従って、ＣＰ
Ｕ４０はタスク１００２で無限ループ（"スピン"）を実
行しながら、タスク１００４で、電源装置１７により生
成されるシステム電圧が、ＣＰＵ４０の機能が停止する
レベルまで低下するのを待機する。上述のように、マイ
クロコントローラＵ２は好適には絶えずＡＵＸ５ライン
により電力供給され、そのプログラム・ルーチンの実行
を継続する。

【０２５０】その後、タスク９９７でマイクロコントロ
ーラＵ２が有効起床コードを返却するか、或いはタスク
９９８でマイクロコントローラＵ２がリセットされた
が、システムへの電力供給が維持されるべき場合、ＣＰ
Ｕ４０はタスク１００４でマイクロコントローラＵ２に
次のように指令する。すなわち、マイクロコントローラ
Ｕ２が電源がオフされるべきと判断するに当たり、電源
装置１７に±５ＶＤＣ及び±１２ＶＤＣラインにおける
調整電圧の供給を停止させる以前に、ＳＭＩをＣＰＵ４
０に対して生成するように指令する。またタスク１００
４で、ＣＰＵ４０はＣＭＯＳＮＶＲＡＭ内のDEFAULT_
ONビットをセットし、ＡＣ電力が失われても、ＡＣ電力
が再投入された後にシステムが自身を再度オンするよう
にする。

【０２５１】上述のように、不活動延期タイマは２つの
時間間隔を有し得り、その一方がその満了までに比較的
長い時間間隔を有するか、或いは２つの不活動延期タイ
マが存在し、その一方が他方よりも満了までの比較的長
い時間間隔を有する。次にタスク１５４０で、システム
はどちらの時間間隔が使用されるべきか（またはどちら
のタイマがアクティブにされるべきか）を判断する。タ
スク１５４０でシステムは、自身が接続電話回線の着呼
または内部警報による無人操作によりオンされたのでは
なく、ユーザ・アクションによりオンされたかどうかを
テストする。この状況においては、ユーザ・アクション
はユーザが電源ボタンを押下したか、システムをパワー
アップさせる他のタスクを実行したことを意味する。シ
ステムがユーザ・アクションによりオンされた場合に
は、タスク１５４２で不活動延期タイマがその最長間隔
にセットされる。システムがユーザ・アクション以外の
理由によりオンされた場合には、タスク１５４４で不活
動延期タイマがその短い方の時間間隔にセットされる。

【０２５２】どちらの時間間隔が使用されるかに関わら
ず、ブート・ルーチンは当業者には既知のように、次に
タスク１００６で、最初のプラグ・アンド・プレイ資源
割当てパス（pass）を実行する。

【０２５３】次にタスク３８３で、シャドー・メモリが
テストされ、ＢＩＯＳがＲＯＭ８８からＲＡＭ５３のシ
ャドー・メモリ部分にコピーされる。実行コードのフロ
ーは、延期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でセッ
トされているかどうかに依存する。延期フラグがセット
されている場合、コンピュータ・システム１０は延期状
態１５０にあり、コンピュータ・システム１０は、自身
が延期されたときの状態に復元されるべきである。シス
テムＲＡＭ５３のセグメントＥ０００Ｈ及びＦ０００Ｈ
は、短縮テストを提供される。コンピュータが再開する
ために要する時間を低減するために、メモリは単に適正
サイズがチェックされるだけで、０にクリアされる（各
位置に０００Ｈが書込まれる）。

【０２５４】一方、延期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ
９６内でクリアされていると、システムＲＡＭ５３のセ
グメントＥ０００Ｈ及びＦ０００Ｈは、標準の徹底的メ
モリ・テストを提供される。このテストには、（１）ス
ティッキ（sticky）・ビット・テスト、（２）ダブル・
ビット・メモリ・テスト、及び（３）クロス・アドレス
・ライン・テストが含まれる。これらのテストは既知で
ある。

【０２５５】セグメントＥ０００Ｈ及びＦ０００Ｈがテ
ストされた後、ＢＩＯＳはシャドーイングされ得る。こ
れはＲＯＭＢＩＯＳ８８の内容をシステムＲＡＭ５３
にコピーし、ＢＩＯＳをＲＡＭから実行するようにメモ
リ制御装置を構成することにより達成される。ＢＩＯＳ
のシャドーイングは、システム速度を向上するために実
行される。すなわち、ＢＩＯＳが低速のＲＯＭ８８（通
常のアクセス時間は２５０ナノ秒）からではなく、高速
のシステムＲＡＭ５３（通常のアクセス時間は８０ナノ
秒）から実行されるために、システム性能が向上する。
ＢＩＯＳのシャドーイングは、ＢＩＯＳコピア（copie
r）を下位メモリのアドレスにロードするステップと、
ＢＩＯＳをＲＯＭ８８からシステムＲＡＭ５３のセグメ
ントＥ０００Ｈ及びＦ０００Ｈにコピーするステップ
と、シャドーＲＡＭをイネーブルするステップとを含
む。

【０２５６】次にタスク３８４で、ビデオ制御装置５６
がテストされて初期化され、ビデオ・メモリ５８がテス
トされる。これらのテスト及び初期化は既知である。

【０２５７】次にタスク１００８で、ブート・ルーチン
が既知のように、第２のプラグ・アンド・プレイ資源割
当てパスを実行する。

【０２５８】実行コードのフローは、タスク３８６で、
延期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でセットされ
ているかどうかに依存する。延期フラグがセットされて
いる場合、タスク３８３の場合同様、残りのシステムＲ
ＡＭ５３のサイズが単にチェックされ、０にクリアされ
る。しかしながら、延期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ
９６内でクリアされていると、残りのシステムＲＡＭ５
３がタスク３９８で、タスク３８３に関連して上述した
３ステップを含む徹底的メモリ・テストによりテストさ
れる。

【０２５９】メモリがテストされた後、タスク４００
で、８２５９、ＵＡＲＴ、８０４２などの補助装置がテ
ストされ、初期化される。タスク４０８では、固定ディ
スク制御装置が初期化される。

【０２６０】実行コードのフローは、タスク４０９で延
期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でセットされて
いるかどうかに依存する。延期フラグがセットされてい
る場合、これは電源が最後に取り除かれたときにシステ
ムの状態が成功裡に保管されたことを示し、ブートアッ
プ・ルーチンは、ハード・ドライブ制御装置８６及びハ
ード・ドライブ３１のテストをスキップする。一方、延
期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でクリアされてい
る場合、これは電源が最後に取り除かれたときにシステ
ムの状態が保管されなかったことを示し、ブートアップ
・ルーチンはタスク４１０で、既知のように、固定ディ
スク制御装置８６及びハード・ドライブ３１の完全なテ
ストを実行する。

【０２６１】次にタスク４１２で、フロッピー・ドライ
ブ制御装置８４がテストされ、初期化される。

【０２６２】この時点で、全ての装置が初期化され、ベ
クトル・ポイントが既知の位置を指し示し、従って割込
みルーチンが期待通りに機能するようになる。従って、
ブートアップ・ルーチンはタスク４１４で、ＢＩＯＳデ
ータ領域及びベクトル・テーブルをスナップショット
（速写）するために、ＢＩＯＳデータ領域及びベクトル
・テーブルのコピーをセグメントＥ０００Ｈデータ構造
に書込む。ＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブル
のコピーは、タスク２７４で延期ルーチンにより使用さ
れ、コンピュータ・システム１０を全ての割込みが期待
通りに機能する既知の状態にする。

【０２６３】次にタスク４１６で、既知のように、任意
のＢＩＯＳ拡張が"スキャン・イン"され、初期化され
る。ＢＩＯＳ拡張は、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るＢＩＯＳコー
ドのブロックである。ＢＩＯＳ拡張は通常、ＩＳＡバス
７６上のセグメントＣ０００Ｈ及びＤ０００Ｈに配置さ
れ、ＢＩＯＳ拡張自身を識別するための関連する"シグ
ニチャ"を有する。ＢＩＯＳ拡張が検出される場合、そ
の長さがチェックされ、チェックサムが計算されチェッ
クされる。シグニチャ、長さ、及びチェックサムが全
て、有効なＢＩＯＳ拡張が存在することを示すと、プロ
グラム制御は、シグニチャより３バイト先に配置される
命令に移行し、ＢＩＯＳ拡張が周辺アダプタの初期化な
どの任意の必要なタスクを実行する。拡張が実行を終え
ると、制御はブートアップ・ルーチンに戻り、更にＢＩ
ＯＳ拡張を探索する。そして、任意のＢＩＯＳ拡張が上
述のＢＩＯＳ拡張の場合同様に処理される。ＢＩＯＳ拡
張がもはや検出されないと、ブートアップ・ルーチンは
タスク４１７に移行する。

【０２６４】次にタスク１０１０で、ＣＰＵがＣＭＯＳ
メモリの状態を読出し、それをハード・ドライブに書込
む。

【０２６５】次にタスク１５４８で、図５８のルーチン
が呼び出され、システムがパワーオンされた総経過時間
を計算し、保管する。以降で詳述されるように、総パワ
ーオン時間は２ステージ・プロセスにより保管される。
第１のステージでは、パワーオン時間デルタ（すなわち
増分）が計算され、ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６に保管さ
れる。第２のステージでは、パワーオン時間デルタが総
パワーオン時間に加算され、新たな総パワーオン時間デ
ルタがハード・ドライブに保管される。タスク１５４８
で呼び出されるルーチンは、２ステージ・パワーオン時
間保管プロセスの第２ステージである。

【０２６６】図５８を参照すると、パワーオン時間ルー
チンの第２ステージが示され、タスク１５３３で開始す
る。最初にタスク１５３４で、ＣＰＵ４０は総システム
・パワーオン時間をハードファイルから読出す。総パワ
ーオン時間は好適には、通常のユーザにはアクセスでき
ないハード・ドライブの特殊部分に記憶される。例え
ば、パワーオン時間は、ユーザにより容易に消去または
変更されない特殊ディスク・パーティションに保管され
る。好適には、特殊パーティションは、任意のＦＡＴベ
ースのオペレーティング・システムによりアクセス不能
であり、例えばほとんどのハード・ドライブの最後のシ
リンダなどが当てはまる。ハード・ドライブ上に記憶さ
れる総パワーオン時間値は、コンピュータが使用された
総経過時間である。但し、最も最近のセッションの経過
時間を除き、これはパワーオン時間デルタとしてＣＭＯ
Ｓメモリに記憶される。従ってタスク１５３５で、パワ
ーオン時間デルタがＣＭＯＳメモリから読出され、直前
のステップでハード・ドライブ３１上の特殊パーティシ
ョンから読出された総時間に加算される。次にタスク１
５３７で、新たな（更新）総パワーオン時間が、ハード
・ドライブ３１上の特殊パーティションに書戻される。
最終的にタスク１５３７で、新たなタイムスタンプがＲ
ＴＣから読出され、ＣＭＯＳメモリに書込まれ、システ
ムのパワーダウン時に、次のパワーオン時間デルタが計
算されるようにする。最後に、タスク１５３８で、コー
ドが呼び出しプログラムに復帰する。これでパワーオン
時間コードの第２ステージが終了する。

【０２６７】パワーオン時間コードの第１ステージで
は、システムが最も最近使用された期間を表すパワーオ
ン時間デルタが計算される。図６０を参照すると、パワ
ーオン時間コードの第１ステージが示される。上述した
ように、マイクロコントローラＵ２はシステムをパワー
ダウンする以前に、ＳＭＩラインをアサートすることに
より、ＣＰＵ４０に割込みを発生する。結果的に、ＣＰ
Ｕ４０はシステムが差し迫ってパワーダウンされようと
しているとの想定にもとづき、特定のタスクを実行す
る。好適には、これは経過パワーオン時間タイマにより
測定される上述のパワーオン・デルタなどの、特定の情
報を計算し、ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６に保管するタス
クを含む。その後、ＣＰＵ４０はマイクロコントローラ
Ｕ２にシステムをパワーダウンさせる。従って、パワー
オン時間ルーチンの第１ステージは、タスク１７５２
で、ユーザ制御シャット・ダウンに応答するコードの一
部として入力され得る。

【０２６８】システム・シャット・ダウンの制御値に加
え、たとえシステムが不明な理由から電源を失ったとし
ても、パワーオン時間が計算されなければならない。こ
うした理由には、ユーザによるプラグの引き抜きによ
る、標準のＡＣアウトレットからのＡＣ電力の遮断など
が含まれる。結果的に、電源の故障時またはシステムか
らの除去時に、パワーオン時間ルーチンの第１ステージ
が、タスク１７５０で呼び出されなければならない。上
述したように、パワー管理プロセッサＵ２は、システム
電源ラインが許容範囲内にあることを示すPOWERGOOD信
号をモニタする。POWERGOOD信号が否定された後、ＣＰ
Ｕ４０は確実な電源をわずか約１ミリ秒有するに過ぎな
い。従って、あらゆるデータをハード・ドライブに書込
むための十分な時間が維持されない。しかしながら、後
述されるように、パワーオン時間デルタを計算し、それ
をＣＭＯＳＮＶＲＡＭに保管するための時間は、十分
に存在する。従ってタスク１７５４で、パワー管理プロ
セッサＵ２はＣＰＵのＳＭＩを介して、ＣＰＵに割込み
を発生する。

【０２６９】ＳＭＩに応答して、またはユーザ制御シャ
ット・ダウンに応答して、ＣＰＵ４０はタスク１７５６
で、リアル・タイム・クロック（ＲＴＣ）から現時刻を
読出す。任意的に、この値はユーザにより変更されてい
ないことを保証するように、チェックされ得る。例え
ば、ユーザが値を置換しており、その値がパワーオン時
間デルタを負の値にし、それにより総パワーオン時間値
を増加させるのではなく、減少させるような状況をチェ
ックする。図５８のタスク１５３７で、タイムスタンプ
がＲＴＣから読出され、ＣＭＯＳＮＶＲＡＭに保管さ
れたことを思い起こされたい。タスク１７５８で、この
パワーオン・タイムスタンプがＣＭＯＳＮＶＲＡＭから
読出される。再度任意的に、この値がユーザにより変更
されていないことを保証するように、チェックされ得
る。例えば、ユーザが値を置換しており、その値がパワ
ーオン時間デルタを負の値にし、それにより総パワーオ
ン時間値を増加させるのではなく、減少させるような状
況をチェックする。

【０２７０】次にタスク１７６０で、パワーオン時間デ
ルタが、パワーオン・タイムスタンプ及び現時刻から計
算される。再度任意的に、この値がユーザにより変更さ
れていないことを保証するように、チェックされ得る。
例えば、ユーザが値を置換しており、その値がパワーオ
ン時間デルタを負の値にし、それにより総パワーオン時
間値を増加させるのではなく、減少させるような状況を
チェックする。次にタスク１７６２で、計算されたパワ
ーオン時間デルタがＣＭＯＳＮＶＲＡＭに保管され
る。

【０２７１】最後にタスク１７６４で、コードは復帰し
て他のタスクを実行するか（ユーザ制御シャット・ダウ
ンの場合）、プログラム実行をシステムをオフするルー
チン（例えばタスク３４０）にジャンプさせる（電源故
障の場合）。

【０２７２】上述のように、ハード・ドライブの最後の
（内部）シリンダは、総パワーオン時間、パワーオン・
サイクル数、並びに過去のエラー・コード及びそれらが
発生した日付を記憶するために使用される特殊部分の好
適な位置に相当する。このパーティションに対応する好
適な１つのデータ構造は、次のようである。パーティシ
ョンの最初にはシグニチャ・ヘッダが配置され、これは
このパーティションが前記日付を保管するために使用さ
れることを確認するために、ＢＩＯＳにより使用され
る。次にデータが、それ以降の固定位置に配置される。
しかしながら好適には、次に相対オフセット・ポインタ
が配置され、ポインタ以降に配置されるデータ・ブロッ
クを指し示す。ポインタはヘッダ部分を有する。このヘ
ッダ部分は、相対オフセット部分に何が配置されるかを
正確に識別し、例えばプラグ・アンド・プレイ割当てデ
ータ、システム総パワーオン時間、システム・パワーオ
ン・サイクル・データ、特定の周辺パワーオン時間及び
サイクルなどを指し示す。別の態様では、ポインタはヘ
ッダ部分を有さず、単にデータ・ブロックを指し示す相
対オフセット・ポインタであり、ヘッダ部分は各データ
・ブロックの一部である。

【０２７３】上述の例では、システム全体の総パワーオ
ン時間だけが記憶される。別の態様では、多くの異なる
パワーオン時間値が記憶される。例えば、新たなハード
・ドライブなどの新たなコンポーネントが追加される場
合、その新たなコンポーネントに対応する別の総パワー
オン時間値が生成される。図５８のコードにおいて、様
々なパワーオン時間値の全てが好適には特殊パーティシ
ョンに記憶され、システムがブートされる度に全てが新
たなパワーオン時間デルタに加算される。

【０２７４】更に、パワーオン時に、他のシステム・パ
ラメータが新たな総パワーオン時間と一緒にハード・ド
ライブに書込まれ得る。例えば、システムがパワーオン
された総回数を保管することが有益であろう。この場
合、システムがブートする度に、システムがこれまでに
ブートされた現回数がハード・ドライブから読出され、
１だけ増分されて、ハード・ドライブに書戻される。別
の例では、システムが様々なシステム・エラーを検出
し、コードを特定のエラーに関連付ける。ユーザはエラ
ー・コードを書留めてもそうでなくてもよく、またエラ
ー・コードに応答してもよい。従って、特定数のエラー
・コード、及びそれらが発生した日付を、ハード・ドラ
イブ上の特殊パーティションに記憶することが有益であ
ろう。上述の総パワーオン時間と同様、システムがパワ
ーダウンされる度に、現セッションにおけるエラー・コ
ードがＣＭＯＳＮＶＲＡＭに記憶され、次のシステム
・ブート時にハード・ドライブに書込まれ得る。これら
の間の違いは、総パワーオン時間値として１つだけを保
管する代わりに、全ての（または先に保管したものから
順番に廃棄する方式で記憶される固定数の）エラー・コ
ードが別々に保管される点である。

【０２７５】上述の構造では、システムがオフされたこ
とを検出するために、POWERGOODが使用される。この信
号に応答して、パラメータ保管ルーチンの第１ステージ
が実行される。POWERGOODは、電源装置１７の調整ステ
ージをモニタする。すなわち、調整電圧が許容範囲内の
レベルを獲得するとき、POWERGOOD信号は論理１に変化
し、一方、±５ＶＤＣまたは±１２ＶＤＣラインが許容
範囲から外れると、POWERGOOD信号は論理０になり、電
圧が許容範囲外であることを指摘する。従って、POWERG
OOD信号は調整システム電圧に関連付けられ、POWERGOOD
信号が許容範囲外状態を指摘するまでに、ＣＰＵ４０は
約１ミリ秒の処理時間を残されるだけである。

【０２７６】別の態様では、電源装置１７が図６に示さ
れるACGOOD（ＡＣ良好）信号を提供するように変更され
る。ACGOOD信号は、壁上のアウトレットから電源装置１
７の１次ステージへのＡＣ入力をモニタする。電源装置
１７へのＡＣ入力が特定の所定パラメータに達すると、
ACGOOD信号が論理０になり、電源装置１７への入力に障
害が有ることを示す。こうしたACGOOD信号の論理０への
遷移は、POWERGOOD信号の論理０への遷移がシステム電
圧が許容範囲外であることを指摘するよりも、数１０ミ
リ秒早く、システム電圧の故障を指摘するものと思われ
る。ACGOOD信号を生成する厳密な回路はここでは重要で
はなく、これらは特定の電源装置がシステム電圧に影響
することなく許容可能なＡＣ入力の変化に応じて異なり
得る。当業者には、ＡＣ入力をモニタするために要求さ
れる特定の回路を設計することが可能であろう。こうし
た回路はＡＣ入力のＲＭＳ電圧をモニタし、比較器によ
りＲＭＳ値が特定のしきい値以下に降下したことが測定
されるとき、ACGOOD信号の論理０への遷移をトリガし得
る。その他の多くの回路が本発明により考慮される。

【０２７７】ACGOOD信号はPOWERGOOD信号と同様に、コ
プロセッサＵ２を介してＣＰＵに接続される。ACGOOD信
号の論理１から０への遷移は、コプロセッサＵ２にＣＰ
Ｕ４０へのＳＭＩを生成させる。ＳＭＩに応答して、Ｃ
ＰＵ４０はコプロセッサＵ２に、ＳＭＩの原因を判断す
るように問い合わせる。ACGOOD遷移がＳＭＩを生じた場
合、ＣＰＵ４０は特定のタスクのセットを実行できる。
なぜなら、約３０ミリ秒の確実なプロセッサ時間が残っ
ていることを知るからである。約３０ミリ秒の電源の保
持は、ＣＰＵ４０に少量のデータをハード・ドライブに
書込むのに十分な時間を提供する。従って、コプロセッ
サＵ２を介してＣＰＵ４０に接続されるACGOOD信号は、
パワーオン時間値を決定し、ハード・ドライブに保管す
る上述の２ステップ・プロセスに代わる１ステップ・プ
ロセスを提供する。２ステージを使用する代わりに、Ｃ
ＰＵ４０はパワーオン時間値を計算し、ACGOODにより生
成されるＳＭＩに応答してその値をハード・ドライブに
書込む。このプロセスは、パワーオン時間デルタが、あ
る期間ＣＭＯＳＮＶＲＡＭに記憶される必要がない点
を除けば、図５８及び図６０に示されるものと同一であ
る。

【０２７８】更に、特定のACGOOD信号により提供される
確実なプロセッサ時間の量に依存して、パワーオン・サ
イクル、エラー・コード、エラー日付などの、上述の他
のシステム・パラメータが、ACGOOD信号の論理０への遷
移に応答して、１ステップでハード・ドライブに保管さ
れ得る。

【０２７９】図２６乃至図２９を再度参照して、パワー
オン時間値が決定され保管された後、システムはタスク
１５５０で、多重延期／再開マネージャが呼び出される
かどうかを判断する。呼び出される場合、タスク１５５
２で多重延期／再開マネージャ画面が表示される。

【０２８０】多重延期／再開マネージャ画面１７００が
図５９に示され、これに関しては既に述べた通りであ
る。

【０２８１】コード実行はタスク１５５４で、ユーザが
多重延期／再開マネージャ画面１７００の"新規生成"ボ
タン１７０８を選択したかどうかに依存して分岐する。
選択した場合、タスク１５５６で、コードは図５６のタ
スク１６００にジャンプする。選択していない場合に
は、コード実行はタスク１５５８で、ユーザがシステム
を再開するための新規の延期ファイルを選択したかどう
かに依存して分岐する。ユーザは、ウィンドウ１７０２
及び１７０４に示される有効なセッションの１つを選択
し、画面１７００の"再開"ボタン１７０６を選択するこ
とにより、これを実行する。タスク１５５８で、ユーザ
が新たな延期ファイルを選択したと判断されると、タス
ク１５６０で、再開ルーチンにより、システムをその特
定の延期ファイルから再開するための適切なコードがセ
ットされる。こうしたコードは、ＣＭＯＳメモリ内の延
期ファイルを指示するステップと、ＣＭＯＳメモリ内の
任意のスワップ・ファイルの位置を指示するステップと
を含み得る。コードがセットされた後、コード実行がタ
スク４１９に分岐し、可能であればアダプタを初期化
し、その後システムを選択延期ファイルから再開する。

【０２８２】タスク１５５０で、多重延期／再開マネー
ジャが呼び出されないか、ユーザが"脱出（EXIT）"ボタ
ン１７１０を選択すると（タスク１５５８で新たな延期
ファイルが選択されなかったことを示す）、コードはタ
スク４１８に継続し、延期フラグをテストする。

【０２８３】タスク４１７で、ブートアップ・ルーチン
は、延期ファイルに特定的に割当てられたパーティショ
ンと思われるハード・ドライブ３１上のパーティション
を探索する。パーティション・テーブル内に、ＰＳ／１
識別子"ＦＥ"を有するパーティションまたは識別子"８
４"を有するハイバネーション・パーティションが見い
出され、そのパーティションがこの特定のシステムの延
期ファイルを収容できるように十分に大きいと、そのパ
ーティションが延期ファイルのために使用される。結果
的に、延期ファイル・シグニチャが領域の最初のバイト
に書込まれ、領域の開始ヘッド、セクタ、及びシリンダ
が、ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６に書込まれる。

【０２８４】実行コードのフローは次にタスク４１８
で、延期フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でセット
されているか否かに依存して分岐する。延期フラグがク
リアされていると、ブートアップ・ルーチンはタスク４
２０で、制御をＰＢＯＯＴルーチンに渡し、これがタス
ク１０１２で図４６乃至図４９のルーチンを実行し、制
御をオペレーティング・システムに渡す。ＰＢＯＯＴは
既知であり、オペレーティング・システム（ＯＳ）及び
コマンド・インタプリタを、フロッピー・ディスクまた
はハード・ドライブ３１からロードする。タスク４１７
で延期ファイル用のパーティションが見い出されなかっ
た場合、ＯＳは図４６乃至図４９に関連して述べられる
ＯＳ特有のドライバを実行し、これがパーティションが
見い出されたかどうかをチェックし、見い出されなかっ
た場合、ＦＡＴ内の連続セクタのファイルを割当て（必
要に応じて領域を分割解除（defragment）する）、シグ
ニチャを延期ファイルの最初のバイトに書込み、延期フ
ァイルの開始ヘッド、セクタ、及びシリンダをＣＭＯＳ
ＮＶＲＡＭ９６に書込む。

【０２８５】延期ファイルがいつ割当てられるかに関わ
らず、ファイルは、延期及び再開の間の、それぞれディ
スクへの迅速な書込み及びディスクからの迅速な読出し
を可能にするように、連続セクタであるべきである。

【０２８６】ＯＳは次にCONFIG.SYSファイル内に見い出
される命令にもとづき、システムを構成する。最後に、
ＯＳはAUTOEXEC.BATファイルを実行し、これが結局実行
制御をオペレーティング・システムに戻す。延期フラグ
がＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でクリアされている場合
には、電源が最後に取り除かれたときに、システムの状
態が保管されなかったことを示し、RESUME.EXE（タスク
４２１に関連して詳述される）が無視される。

【０２８７】タスク４１８を再度参照し、延期フラグが
ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でセットされていると、こ
れは電源が最後に取り除かれたときにシステムの状態が
保管されたことを示し、実行コードは次にタスク４１９
で、アダプタ再初期化フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９
６内でセットされている否かに依存して分岐する。アダ
プタ再初期化フラグがセットされていると、ブートアッ
プ・ルーチンはタスク４２１で制御をＰＢＯＯＴルーチ
ンに渡す。通常のＰＢＯＯＴルーチン同様、本発明のＰ
ＢＯＯＴはＯＳをロードし、これがCONFIG.SYS及びAUTO
EXEC.BATファイル内で見い出されるコマンドに従いシス
テムを構成する。既知のように、これらのファイルは特
にドライバをロードし、システムを構成する。

【０２８８】CONFIG.SYS及びAUTOEXEC.BATファイル内の
コマンドは、システム内のアダプタ・カードを初期化し
得る。本願は３つのタイプのアダプタ・カードを想定す
る。タイプＩアダプタは初期化を必要としない。タイプ
ＩＩアダプタは初期化を必要とするが、ＢＩＯＳ拡張若
しくはCONFIG.SYSまたはAUTOEXEC.BATファイルに従いロ
ードされるドライバにより、既知の作業状態に置かれ
る。またタイプＩＩＩアダプタは、システム上で実行さ
れるコードにより変更される。タイプＩ及びタイプＩＩ
アダプタを含むシステムは、延期及び復元され得るが、
タイプＩＩＩアダプタ（多くのネットワーク・アダプタ
など）を含むシステムは、カードがシステム電源の除去
などの特定の条件の発生後に、アダプタを再初期化する
関連ＡＰＭ対応デバイス・ドライバを有さない限り、復
元され得ない。システムは、ＡＰＭ対応デバイス・ドラ
イバを有するタイプＩＩＩカードを延期し得る。

【０２８９】好適な態様では、ファイルRESUME.EXEがAU
TOEXEC.BATファイルに追加され、プログラム制御をＯＳ
から再開ルーチンに渡す役割をする。ＯＳはタスク４２
０でRESUME.EXEの存在を無視するが、タスク４２１のＯ
ＳはRESUME.EXEを実行する。そして、タイプＩＩアダプ
タが、ＯＳによりCONFIG.SYS及びAUTOEXEC.BATからロー
ドされたデバイス・ドライバにより初期化されると、RE
SUME.EXEは制御を再開ルーチンに渡す。

【０２９０】タスク４１９を再度参照して、アダプタ再
初期化フラグがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内でクリアさ
れていると、ＯＳは実行制御をRESUME.EXEを介して再開
ルーチンに渡す。再開ルーチンは、図３０乃至３４に関
連して詳述されるように、ハード・ドライブ上の延期フ
ァイルからシステム状態を復元する。

【０２９１】図３０乃至図３４を参照すると、再開ルー
チンのタスク４５０乃至５３０が示される。最初に、Ｃ
ＰＵ４０がタスク４５１でテストされる。ＣＰＵ４０が
ＳＭＩを有すると、タスク４５４でＣＰＵ再開ＳＭＩが
生成され、ＣＰＵをＳＭＭモードにする。ＣＰＵがＳＭ
Ｉを有さない場合、タスク４５３でシャット・ダウン再
開が発生し、それによりリセットが生じ、リセット・ハ
ンドラがタスク４５４にジャンプする。構成プロセスの
間、ＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブルが恐ら
く不明の状態に変更される。従って、基本ＢＩＯＳルー
チンが期待通りに機能しないかも知れない。結果的に、
再開ルーチンはタスク４５４でセグメントＥ０００Ｈの
読出し／書込みを許可し、タスク４５６でＢＩＯＳデー
タ領域及びベクトル・テーブルのスワップ・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Ｅ０００Ｈにコピーされた既知の適正なＢＩＯＳデー
タ領域及びベクトル・テーブルを、目下セグメント００
００Ｈにおいてアクティブな変更ＢＩＯＳデータ領域及
びベクトル・テーブルとスワップする。ルーチンが終了
するとき、既知のＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・テ
ーブルが、セグメントＥ０００Ｈにおいてアクティブと
なり、変更ＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブル
がセグメントＥ０００Ｈに配置され、ＢＩＯＳルーチン
は期待通りに機能するようになる。

【０２９２】次にタスク４５８で、再開ルーチンは、キ
ーボード及びハード・ドライブをサポートする割込みを
除く、全ての割込みを禁止する。次にタスク１５７０
で、再開ルーチンはハード・ドライブ３１上の適切な延
期ファイルを突き止める。上述のように、システムは複
数の延期ファイルを有し得り、適切な延期ファイルが再
開ルーチンにより突き止められねばならない。延期ファ
イルはユーザにより、多重延期／再開マネージャを介し
て選択され、その１つの例が図５９に示される。更に、
オペレーティング・システムは、上述のように、システ
ムが再開するための延期ファイルを決定することができ
る。次に再開ルーチンはファイル・サイズ及びシグニチ
ャを読出す。これらは上述のように、延期ファイルに対
応する多数バイト識別子である。実行コードのフローは
タスク４６２で、延期ファイルが適正なサイズ及びシグ
ニチャを有するかどうかに依存して分岐する。延期ファ
イルが適正なサイズ及びシグニチャを有さない場合、再
開ルーチンはタスク４６４で、ＣＭＯＳメモリ９６内の
延期フラグをクリアし、タスク４６４で、プログラム制
御はリセット・ベクトルにより指し示される位置のコー
ドに移行され、それによりシステムはあたかも延期され
なかったかのようにブートする。一方、延期フラグが適
正なサイズ及びシグニチャを有する場合には、再開ルー
チンがシステムの再開を継続し、タスク４６８で、延期
ファイル内のシグニチャ以降に配置される６４Ｋブロッ
ク（セグメントＥ０００Ｈ情報に対応する延期ファイル
部分）を、セグメント１０００Ｈに読出す。

【０２９３】次にタスク４７０で、セグメント１０００
Ｈ内のブロックのチェックサムが計算され、タスク４７
２で、以前に記憶されたチェックサムがＣＭＯＳ不揮発
メモリ９６から読出され、実行コードのフローはタスク
４７４で、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一かどうかに
依存して分岐する。同一でない場合、延期ファイルは何
らかの理由で欠陥があり（例えば不正に変更されたな
ど）、制御はタスク４６４に移行し、ここで上述のよう
に延期フラグをクリアし、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一の場合には、延期ファ
イルは延期ルーチンにより書込まれたものと同一と見な
され、タスク４７６で、セグメント１０００Ｈ内のデー
タがセグメントＥ０００Ｈにコピーされる。

【０２９４】次に再開ルーチンはタスク４７８で、シス
テムが復元されており、再開を打ち切るためには、ユー
ザがCtrl-Alt-Delを押下すべきであることを知らせる特
殊な合図画面を、画面に書込む。延期ルーチンの場合同
様、Ctrl-Alt-Delの押下により、タスク５２６で延期フ
ラグがクリアされ、タスク５２８でシステムがリブート
される。従って、Ctrl-Alt-Delが押下され、再開ルーチ
ンが実行されているときには、システムは通常リブート
する。

【０２９５】８２０７７ディスケット制御装置８４及び
ＤＭＡユニット７１は、それぞれタスク４８０及び４８
２で、セグメントＥ０００Ｈデータ構造から、それらの
それぞれのレジスタに値を書込むことにより復元され
る。

【０２９６】次にタスク１０２０で、セグメントＥ００
０Ｈデータ構造から、あらゆるモデムの状態を復元する
ための割込み駆動型並列スレッドが開始される。タスク
９７６（図２１）におけるルーチンの場合同様、モデム
復元ルーチンは、特定のモデムに関連付けられるＣＯＭ
Ｍポートに対応する割込みを捕獲し、セグメントＥ００
０Ｈデータ構造から値を読出し、モデムにコマンド及び
値を送信して、モデム内のレジスタを復元させる。この
ルーチンは第１のコマンドをモデムに送信し、次に割込
み駆動式に応答して、モデムの応答を受信し、各ＣＯＭ
Ｍポート割込みに応答して、次の値をモデムに送信す
る。このようにして、モデムの全てのレジスタが復元さ
れるまでこのプロセスを繰り返す。モデム保管ルーチン
同様、並列スレッドとして実行されないと、モデム復元
ルーチンはシステムを再開するために要する時間に数秒
を追加し得る。実際にはモデム復元ルーチンは割込み駆
動型並列スレッドであるので、システム状態がハード・
ドライブ３１から読出される以前に完全に実行されれ
ば、再開にほとんどまたは全く時間を追加しない。

【０２９７】割込み駆動型並列スレッド・モデム復元ル
ーチンが開始された後、タスク４８６乃至５００におい
て、システム・メモリが延期ファイルから復元される。
これは延期ルーチン内のタスク３０４乃至３１８（図２
２乃至図２３）に関連して述べられたルーチンと類似
の、ツイン・バッファ・ルーチンを用いて実行される。
ツイン・バッファ・システムは延期ファイルから圧縮デ
ータを読出し、それをセグメントＥ０００Ｈに書込み、
それを伸長してシステム・メモリに書込む。２つのルー
チンは時分割多重式に作用し、一方はデータを延期ファ
イルから読出し、それをセグメントＥ０００Ｈに書込
み、他方はデータを伸長して、伸長データをシステム・
メモリに書込む。後者はフォアグラウンドで実行され、
前者はバックグラウンドで実行される割込み駆動型ルー
チンである。明らかなように、１つのＣＰＵ４０だけし
か存在しないので、所与の時刻に１ルーチンだけが実行
され得る。しかしながら、前者のルーチンは割込み駆動
型なので、延期ファイルからのデータの転送速度を最適
化するために、後者のルーチンの実行を中断することが
できる。２つの各バッファは８Ｋバイト長であり、転送
時間を最適化するものと考えられる。

【０２９８】このプロセスはタスク４８６で開始し、第
１の８Ｋバッファを充填するのに十分なデータを延期フ
ァイルから読出し、セグメントＥ０００Ｈに書込む。こ
の時、一般に４８９で示されるバッファへの読出しルー
チンが、タスク４８８で開始される。バッファへの読出
しルーチン４８９は割込み駆動型ルーチンであり、バッ
クグラウンドで実行され、タスク４９０乃至４９２を含
む。伸長ルーチンは一般に４９３で示され、タスク４９
４乃至４９８を含むフォアグラウンド・ルーチンであ
る。最初にタスク４９０で、バッファへの読出しルーチ
ン４８９が、延期ファイルの次の８Ｋを読出し、それを
カレント・バッファである他のバッファに書込む。バッ
ファへの読出しルーチン４８９が、延期ファイルから次
の８Ｋを読出し、それをカレント・バッファに書込む
間、伸長ルーチン４９３はタスク４９４で、タスク４８
６により充填されたバッファを読出し、圧縮データを伸
長し、伸長データをシステム・メモリに書込む。伸長ル
ーチン４９３がバッファ内の全てのデータを伸長する
と、次にタスク４９６で、システム・メモリ全体が既に
伸長されたかどうかを判断する。

【０２９９】ＩＤＥ制御装置８６は、データをハード・
ドライブ３１から超高速に読出すことができない。結果
として、伸長ルーチン４９３は常に、バッファへの読出
しルーチン４８９が、ハード・ドライブ３１からカレン
ト・バッファへのデータの読出しを終了する以前に、ハ
ード・ドライブ３１から現在読出されていない方の８Ｋ
バッファの伸長を終了する。従って、伸長ルーチン４９
３は、バッファへの読出しルーチン４８９が、ハード・
ドライブ３１からのデータの読出しを終了するのを待機
しなければならない。伸長ルーチン４９３が全てのシス
テム・メモリの伸長及び書込みを終了していないと、伸
長ルーチン４９３はタスク４９８で、バッファへの読出
しルーチン４８９を待機する。伸長ルーチン４９３及び
バッファへの読出しルーチン４８９は、フラグのセット
を介して通信する。バッファへの読出しルーチン４８９
が、延期ファイルからカレント・バッファへの読出しを
終了すると、ルーチン４８９は次にタスク４９０でバッ
ファ・フラグを切り替え、それにより伸長ルーチン４９
３に、延期ファイルから読出されたばかりのバッファ内
のデータの伸長を開始してよいことを知らせる。バッフ
ァへの読出しルーチン４８９は、次にタスク４９２で、
延期ファイルから読出される８Ｋブロックがまだ残って
いるかどうかを判断する。残っていない場合、バッファ
への読出しルーチン４８９はタスク５０２で、延期ファ
イルから残りのデータを読出し、それをカレント・バッ
ファに書込む。バッファへの読出しルーチン４８９は次
にバックグラウンド走行を停止し、実際上、タスク５０
０で、伸長ルーチンが最後のメモリの伸長を終了するの
を待機する。

【０３００】暫くして、伸長ルーチン４９３はバッファ
・フラグを調査することにより、バッファがシステム・
メモリへの伸長の準備を終えたと判断する。すなわち、
伸長ルーチン４９３はタスク４９８で、バッファへの読
出しルーチン４８９がカレント・バッファの処理を終了
するのを待機し、その終了時にタスク４９４で伸長ルー
プを継続する。

【０３０１】伸長ルーチン４９３が全てのシステム・メ
モリの伸長を終了すると、実行されている唯一のバック
グラウンド・ルーチンは、タスク１０２０に関連して述
べられた割込み駆動型モデム復元ルーチンだけであり、
メイン・プログラムはタスク５０４に継続する。

【０３０２】次にタスク５０４及び５０６で、それぞれ
ビデオ制御装置５６及びＩＤＥ制御装置８６が復元され
る。これはセグメントＥ０００Ｈデータ構造から２つの
各装置内のレジスタに値を書込むことにより達成され
る。タスク５０４は、チェックポイントが生成されてい
る場合に、延期ルーチンがジャンプするポイントでもあ
る（タスク１０２４参照）。

【０３０３】次にタスク１０２２で、再開ルーチンは、
タスク１０２０に関連して述べられた割込み駆動型モデ
ム復元ルーチンが終了したか否かをテストする。終了し
ていない場合には、このルーチンが終了するのを待機す
る。

【０３０４】タスク５０８に示されるように、割込み駆
動型モデム状態復元ルーチンが終了すると、ＣＰＵキャ
ッシュ４１及びシステム・キャッシュ６０がイネーブル
される。これはＣＰＵ４０及びキャッシュ制御装置６２
のそれぞれに、適切な値を書込むことにより達成され
る。次に再開ルーチンはタスク５１０乃至５１４におい
て、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、及び８２５９
割込み制御装置９２の状態を復元する。これはセグメン
トＥ０００Ｈデータ構造から、それぞれの装置内のレジ
スタに値を書込むことにより達成される。

【０３０５】次にタスク４８４で、ＲＳ２３２ＵＡＲ
Ｔ９４が復元される。これはセグメントＥ０００Ｈデー
タ構造から、それぞれのＵＡＲＴのレジスタに値を書込
むことにより達成される。

【０３０６】次にタスク５１６で、再開ルーチンは、Ｂ
ＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブルのスワップ・
ルーチンを呼び出す。このルーチンが呼ばれる以前に
は、既知のＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブル
は、セグメント００００Ｈにおいてアクティブであり、
延期ファイルから読出されたＢＩＯＳデータ領域及びベ
クトル・テーブルは、セグメントＥ０００Ｈデータ構造
において非アクティブである。スワップの後、既知のＢ
ＩＯＳデータ領域及びベクトル・テーブルが、セグメン
トＥ０００Ｈにおいて非アクティブとなり、延期ルーチ
ンにより保管されたＢＩＯＳデータ領域及びベクトル・
テーブルが、セグメント００００Ｈにおいてアクティブ
となる。

【０３０７】最後に、再開ルーチンはタスク５１８で、
ＣＰＵ４０の状態をその延期時の状態に復元するＣＰＵ
復元ルーチンにジャンプする。ＣＰＵ復元ルーチンは、
図３９乃至図４２に関連して詳述される。ＣＰＵ復元ル
ーチンは、結局実行制御をＡＰＭに戻す役目をする。

【０３０８】最終的に、ＣＰＵ４０は復帰命令を実行
し、システムをＡＰＭに復帰させる。システムはそれに
より、あたかも延期されなかったかのようにコードの実
行を継続する。全ての現実的な目的のために、システム
は延期／再開プロシジャにより影響されない。

【０３０９】図３５乃至図３８を参照すると、ＣＰＵ状
態保管ルーチンのフローチャートが示される。延期ルー
チンは、ＣＰＵ状態保管ルーチンのタスク６００にジャ
ンプする。ここでＡＰＭがセグメントＥ０００Ｈ及びＦ
０００Ｈをイネーブルにしており、この領域からこれら
のルーチンが読出され、書込まれて実行される点に注意
されたい。更に、タスク６００で、EFLAGS及び８つの汎
用レジスタがＡＰＭにより保管される。ＣＰＵ状態保管
ルーチンは最初にタスク６０４で、任意のＤＭＡが終了
するのを待機し、このルーチンがマウス・パケット伝送
の間に実行されることを保証するために、マウス１３デ
ータ・パケットに同期する。次のステップはＤＭＡを終
了させ、マウス・パケットに同期することを可能にす
る。（１）割込みを許可し、（２）任意のＤＭＡが終了
するのに７ミリ秒待機し、（３）割込みを禁止し、
（４）マウス・パケット境界のために５ミリ秒待機し、
（５）割込みを許可し、（６）マウス・パケットの到来
のために更に５ミリ秒待機し、（７）割込みを禁止す
る。これらのステップの後、コードは無事にマウス・パ
ケット間で実行され得る。

【０３１０】次にタスク６０６で、アドレス・ライン２
０（Ｉ／Ｏポート９２Ｈ）の状態がスタックにプッシュ
（待避）される。

【０３１１】実行コードのフローは、タスク１０３０
で、ＣＰＵ４０がＳＭＩを有する"Ｓ"パーツであるか否
かに依存して分岐する。Ｓパーツである場合、ＣＰＵ４
０はタスク１０３２で、マイクロコントローラＵ２にＳ
ＭＩを逆にＣＰＵ４０に生成するように指令する。ＳＭ
Ｉに応答して、ＣＰＵ４０内のマイクロコードがタスク
１０３４で、ＣＰＵ４０の状態をセグメントＥ０００Ｈ
データ構造内のＥ０００：ＦＥ００Ｈに保管する。その
後、ＣＰＵ４０はタスク１０３６で浮動小数点コプロセ
ッサ（ＦＰＵ）の状態を保管し、タスク１０３８で延期
ルーチン（図１９乃至図２５）を呼び出す。別途述べた
ように、延期ルーチンはタスク１０４０で復帰し、更に
タスク１０４０で浮動小数点コプロセッサの状態を復元
する。その後タスク１０４２で、ＲＳＭ（再開）命令が
ＣＰＵ状態を復元し、タスク７３２（図４２）に分岐す
る。

【０３１２】一方、ＣＰＵ４０がＳＭＩを有さない場
合、ＣＰＵ状態は図３５乃至図３８の残りのコードによ
り保管されなければならず、タスク６０８で演算コプロ
セッサ４４の状態がスタックにプッシュされる。次にタ
スク６１０で、ＣＰＵが３２ビット・モードまたは１６
ビット・モードのいずれにより実行されるかを示すフラ
グが、それぞれに対応してセットまたはクリアされる。

【０３１３】実行コードのフローは、次にタスク６１２
で、ＣＰＵ４０がプロテクト・モードで実行されている
か否かに依存して分岐する。ＣＰＵ４０がプロテクト・
モードで実行されていない場合、ＣＰＵ４０はリアル・
モードで実行されているはずであり、レジスタは非常に
直接的に保管され得る。最初にタスク６１４で、マシン
・ステータス・ワード及びＣＲ３の値が、セグメントＥ
０００Ｈデータ構造に書込まれる。更にタスク６１４で
は、０がセグメントＥ０００Ｈデータ構造内のＴＲ及び
ＬＤＴＲに対応する領域に書込まれる。なぜなら、ＴＲ
及びＬＤＴＲはリアル・モードでは０であるからであ
る。

【０３１４】コードは次にタスク６１６で、共通コード
・パスと併合し、ＧＤＴＲ及びＬＤＴＲに記憶される値
がセグメントＥ０００Ｈデータ構造に書込まれる。次に
実行コードのフローは、タスク６１８で、ＣＰＵ４０が
仮想８０８６モードで実行されているか否かに依存して
分岐する。ＣＰＵ４０が仮想８０８６モードで実行され
ていない場合、コードは共通パスに沿ってタスク６２０
へと続き、ここでデバッグ・レジスタＤＲ７、ＤＲ６、
ＤＲ３、ＤＲ２、ＤＲ１及びＤＲ０が、スタック上にプ
ッシュされる。これらのレジスタはデバッガ及び他のル
ーチンにより使用されている。次にタスク６２２で、Ｄ
Ｓ、ＥＳ、ＦＳ、及びＧＳがスタック上にプッシュされ
る。次にタスク６２４で、ＣＳ、ＳＳ、及びＥＳＰの値
が、セグメントＥ０００Ｈデータ構造に書込まれる。

【０３１５】この時点では、セグメントＥ０００Ｈデー
タ構造に書込まれるべき全ての値が書込まれ、タスク６
２６でシャドーＲＡＭセグメントＥ０００Ｈ及びＦ００
０Ｈが、読出し専用に戻される。次にタスク６２８で、
キャッシュ書戻し及び無効化キャッシュ・コマンドによ
り、ＣＰＵキャッシュ４１がフラッシュされる。

【０３１６】最後にタスク６３０で、固有のシャット・
ダウン・フラグがＣＭＯＳ不揮発メモリ９６内にセット
される。最終的にタスク６３２で、ＣＰＵ状態保管ルー
チンは、実際上、延期ルーチンに"復帰"する。"復帰"は
実際にはリセットに続くコードの分岐である。ＣＰＵ４
０は、リセット・ベクトルにより指し示されるコードに
ジャンプすることによりリセットされる。ＣＰＵ４０の
リセットは、ＣＰＵ４０をリアル・モードに強要し、全
ての装置及びメモリ位置が保護障害の心配無しにアクセ
スされ得る。この時点以降、ＣＰＵの状態は保管され、
延期ルーチンはシステムの残りの状態を保管しなければ
ならない。

【０３１７】リセット・ベクトルにより指し示されるコ
ード内で、プログラム制御は、シャット・ダウン・フラ
グがＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内にセットされているか
否かに依存して分岐する。シャット・ダウン・フラグが
クリアされている場合、システムは正規通りにブートす
る。一方、シャット・ダウン・フラグがセットされてい
ると、コードは残りの延期ルーチンに分岐する。すなわ
ち、実行制御が図１９乃至図２５に示される延期ルーチ
ンのタスク２５３にジャンプし、システム１０の延期が
終了する。従って、ＣＰＵ状態保管ルーチンはタスク６
３２で、効果的に延期ルーチンに復帰する。

【０３１８】再度タスク６１２を参照し、ＣＰＵ４０が
プロテクト・モードの場合、コードはタスク６３４で、
ＣＰＵが仮想８０８６モードか否かに依存して分岐す
る。ＣＰＵが仮想８０８６モードでない場合、コードは
再度タスク６３６で、現特権レベルが０であるか否かに
依存して分岐する。現特権レベルが０以外の場合、適正
な特権を有さないルーチンがＣＰＵ状態保管ルーチンを
実行していることになり、致命的延期エラー・ルーチン
（タスク６５２で開始、図３８参照）が呼ばれる。致命
的延期エラー・ルーチンについては後述される。プログ
ラム制御が致命的延期エラー・ルーチンから復帰する
と、ＣＰＵ４０はＣＰＵ状態保管ルーチンが呼ばれたと
き以前の状態に復帰されなければならず、プログラム実
行は図３９乃至図４２のタスク７９４にジャンプし、Ｃ
ＰＵの部分的復元を実行する。ＣＰＵ内でほとんど変更
が生じていないために、部分的復元だけが必要とされ
る。

【０３１９】タスク６３６を再度参照し、呼び出しコー
ドが適正な特権レベルを有する場合には、タスク６４２
で保管が継続し、ＣＲ０、ＣＲ３、ＴＲ及びＬＤＴＲの
値がセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管される。次
にこのコード・パスはタスク６１６で共通コード・パス
と併合し、ここで上述のように、ＧＤＴＲ及びＩＤＴＲ
の値がセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管される。
ここからコードは、上述のタスク６１８乃至６３２に沿
って実行され、最終的に残りの延期ルーチン・コード
に"復帰"する（リセットに続き分岐する）。

【０３２０】再度タスク６３４を参照し、ＣＰＵ４０が
仮想８０８６モードの場合、実行はタスク６４４へと続
き、マシン・ステータス・ワードの値（ＣＲ０の下位１
６ビット）がセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管さ
れ、セグメントＥ０００Ｈデータ構造内のフラグがセッ
トされ、ＣＰＵ４０が仮想８０８６モードであることを
示す。このコードは６４６及び６４８を介してタスク６
１６で共通コードと併合される。タスク６１８で、ＣＰ
Ｕ４０が仮想８０８６モードの場合、制御はタスク６５
０に分岐し、ＤＳ、ＥＳ、ＦＳ及びＧＳの値がセグメン
トＥ０００Ｈデータ構造に保管される。このコードはタ
スク６２４で共通コードと併合される。ここからコード
は上述のように、タスク６２４乃至６３２に沿って実行
され、最終的に残りの延期ルーチン・コードに"復帰"す
る（リセットに続き分岐する）。

【０３２１】致命的延期エラー・ルーチンが、図３８に
おいてタスク６５２乃至６６４により示される。このル
ーチンは、不正の特権レベルを有するコードがＣＰＵ状
態を保管しようとするとき、タスク６３８で呼ばれる。
最初にタスク６５４で、フェールセーフ・タイマがリセ
ットされる。次にタスク６５６で、スピーカが多数回可
聴周波数のビープを発生する（例えば８８６Ｈｚ、０．
２５秒間のビープをビープ間隔１／６秒で３回発生）。
３回のビープがユーザに、試行された延期が実行されな
かったことを警報する。ビープの後、タスク６５８でフ
ェールセーフ・タイマが再度リセットされ、フェールセ
ーフ・タイマが満了して電源装置１７を遮断するまで
に、一貫した１５秒乃至１８秒を提供する。

【０３２２】次に、致命的延期エラー・ルーチンは、タ
スク６６０及び６６２で、スイッチ２１がユーザにより
押下されたか、すなわちユーザが延期の打切りを希望し
ているか否かを繰り返しチェックする。スイッチはＣＰ
Ｕ４０がマイクロコントローラＵ２に閉鎖事象が発生し
たかどうかを問い合わすことにより、その閉鎖をチェッ
クされる。ユーザがボタン２１を押下した場合、実行制
御は上述のタスク６４０に戻る。ユーザが１５秒乃至１
８秒以内にボタン２１を押下しないと、フェールセーフ
・タイマが満了し、電源装置１７がマイクロコントロー
ラＵ２によりオフされ、明らかなように、システム電圧
が許容範囲から落ちるので、ＣＰＵ４０によるコードの
全ての実行が停止する。

【０３２３】図３９乃至図４２を参照すると、ＣＰＵ復
元ルーチンのフローチャートが示され、タスク７００で
開始する。このルーチンは、残りのハードウェア及びメ
モリが延期以前のそれらの状態に復元された後に、再開
ルーチンにより呼び出される。最初にタスク７０２で、
セグメントＥ０００Ｈがまだ読出し／書込み可能でない
場合、それを読出し／書込み可能にするべきである。

【０３２４】次にタスク７０４で、実行コードのフロー
は、ＣＰＵ４０がその延期時点において、仮想８０８６
モードで実行されていたか否かに依存して分岐する。シ
ステム１０が延期されたときに、ＣＰＵ４０が仮想８０
８６モードで実行されていた場合、仮想８０８６ＣＰＵ
復元に固有のタスク７０６乃至７２８が実行される。次
にコードはタスク７３０乃至７４８の共通パスに併合す
る。

【０３２５】ＣＰＵ状態が保管されるときに、ＣＰＵ４
０が仮想８０８６モードであった場合、ＣＲ３、ＬＤＴ
Ｒ及びＴＲは、これらの値をセグメントＥ０００Ｈデー
タ構造に保管するために、ＣＰＵ状態保管ルーチンによ
りアクセスされることができない。従って、ＣＲ３、Ｌ
ＤＴＲ及びＴＲが、それぞれタスク７０６、７０８及び
７１０で予測されなければならない。一般に、これらは
システムＲＡＭ５３を通じて、ＣＲ３、ＬＤＴＲ及びＴ
Ｒが指し示す構造を探索することにより予測される。例
えば、ＧＤＴ内でＬＤＴエントリを見い出すことは、Ｌ
ＤＴＲの決定を可能にする。

【０３２６】ＣＲ３はタスク７０６で予測される。ＣＲ
３は、ページ・ディレクトリのページ・フレーム・アド
レスを保持するページ・ディレクトリ・ベース・レジス
タ（ＰＤＢＲ）、ページ・レベル・キャッシュ不能（Ｐ
ＣＤ）ビット、及びページ・レベル書込みスルー（ＰＷ
Ｔ）ビットを保持する。ＰＤＢＲの予測は、ページ・デ
ィレクトリがシステムＲＡＭ５３内の４Ｋ境界から直接
開始しなければならない事実、及びＣＰＵ状態保管ルー
チンによりセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管され
たＩＤＴＲ及びＧＤＴＲの値を知り、ＢＩＯＳコードが
セグメントＦ０００Ｈから実行されていると仮定するこ
とにより、達成される。この仮定は合理的である。ＢＩ
ＯＳコードが高速化のために、既にシャドーＲＡＭ内に
シャドーイングされているからである。オペレーティン
グ・システムがＢＩＯＳコードを異なる領域にコピーし
た場合、ＣＲ３の予測は失敗する。

【０３２７】上述の認識及び仮定にもとづき、物理メモ
リのあらゆる４Ｋページが、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を突き止めるた
めに、テストされる。すなわち、ページ内のオフセット
０３Ｃ０Ｈは、値０００Ｆ０ＸＸＸ、０００Ｆ１ＸＸ
Ｘ、０００Ｆ２ＸＸＸ、．．．、０００ＦＥＸＸＸを含
む。そのページが突き止められると、前記突き止められ
たページ・テーブルの物理アドレスに対応する第１エン
トリを有するページ・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の値の良き"推測（guess）"であ
る。

【０３２８】次に、ＰＤＢＲがＧＤＴＲ及びＩＤＴＲの
アドレスを正しく変換することを保証することにより、
仮定のＰＤＢＲが検証される。すなわち、ＰＤＢＲはＧ
ＤＴＲのリニア・アドレスを変換するために使用され、
ＧＤＴの第１エントリがヌルであることが検証される
（ＧＤＴの最初の８バイトは、任意のＣＰＵモードにお
いて常に００Ｈである）。返却される物理アドレスが、
物理メモリの範囲内にあることが検証される。リニア−
物理変換を達成するために、ＣＰＵ変換方法を模倣する
サブルーチンが使用される。すなわち、変換アドレスが
ＥＳＩに戻され、物理メモリ内に物理ページが存在すれ
ば、キャリー・フラグＣＦがクリアされ、物理メモリ内
に物理ページが存在しないと、ＣＦがセットされる。こ
の変換ルーチンにより、ＧＤＴの第１バイトがメモリ５
３から読出される。ＧＤＴの第１エントリがヌルの場
合、仮定のＰＤＢＲはその１次テストを合格し、従って
再度テストされる。ＰＤＢＲは次に、変換ルーチンを用
いて、ＩＤＴを見い出すＩＤＴＲを変換するために使用
される。次に、返却される物理アドレスが、物理メモリ
の範囲内にあることが検証される。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次テ
ストに合格する。

【０３２９】仮定のＰＤＢＲが正しくＧＤＴＲ及びＩＤ
ＴＲに変換されると、その値がＰＤＢＲであると仮定さ
れ、セグメントＥ０００Ｈデータ構造内のＣＲ３領域に
書込まれる。一方、仮定のＣＲ３がいずれかのテストを
合格しない場合、ルーチンは再度開始し、有効なＣＲ３
を導出し得る別のＢＩＯＳ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。

【０３３０】ＰＣＤ及びＰＷＴは、正規のプレーナ・オ
ペレーションでは、常に００Ｈに固定されるものと仮定
される。これらの値は０にセットされ、セグメントＥ０
００Ｈデータ構造内のＣＲ３領域に、ＰＤＢＲと一緒に
書込まれる。

【０３３１】ＣＲ３が予測されると、次にタスク７０８
でＬＤＴＲが予測される。ＬＤＴＲはＣＲ３が予測され
たならば、ＬＤＴがＧＤＴ内のどこかに存在すること、
及びＬＤＴがメモリ内に存在しなければならないことか
ら、予測され得る。ＬＤＴＲを予測するために、存在が
記されるＬＤＴを求めてＧＤＴが探索される。物理メモ
リ内に存在し（タスク７０６に関連して上述された変換
ルーチンを用いてテストされる）、存在が記される第１
のＬＤＴは、ＬＤＴＲが指し示すテーブルであると仮定
される。そのテーブルの開始の物理アドレスが、セグメ
ントＥ０００Ｈデータ構造内のＬＤＴＲ領域に保管され
る。

【０３３２】ＬＤＴＲを予測する上述の方法は、たとえ
ＯＳ／２下で複数のＬＤＴがその存在を記され、物理メ
モリ内に存在し得るとしても、十分に信頼性のあるもの
と考えられる。ＥＭＭ３８６は共通の仮想８０８６モー
ド・ルーチンであり、従って、表面上は問題を生じ得る
かも知れない。しかしながら、ＥＭＭ３８６におけるＣ
Ｒ３及びＬＤＴＲは、ＥＭＭ３８６が１つのＣＲ３及び
１つのＬＤＴＲを有するだけなので、容易に予測するこ
とができる。

【０３３３】ＣＲ３及びＬＤＴＲが予測されると、タス
ク７１０でＴＲが予測される。本来、ＧＤＴ及びＬＤＴ
内の各タスク選択子エントリは、ビジー・ビットがセッ
トされているタスク状態選択子として探索される。各エ
ントリのタイプ・フィールドがテストされ、それがビジ
ーの８０２８６タスク状態選択子（ＴＳＳ）か、それと
もビジーの８０４８６タスク状態選択子かがチェックさ
れる。ビジーの２８６ＴＳＳまたはビジーの４８６ＴＳ
Ｓのいずれかを有する第１エントリは、ＴＲが指し示す
アドレスであると仮定される。ビジーの２８６ＴＳＳま
たは４８６ＴＳＳを有するエントリの物理アドレスは、
セグメントＥ０００Ｈデータ構造内のＴＲ領域に保管さ
れる。ビジーの２８６ＴＳＳまたは４８６ＴＳＳを有す
るエントリが存在しない場合には、０がセグメントＥ０
００Ｈデータ構造内のＴＲ領域に保管される。

【０３３４】ＣＲ３、ＬＤＴＲ及びＴＲが予測される
と、コードはタスク７１２へと継続する。タスク７１２
で、ＴＲが有効なＴＳＳを指し示すと、ＴＲにより指し
示されるＴＳＳ内のビジー・ビットが、タスク７１４で
クリアされる。いずれの場合も、コードは次にタスク７
１６に移行し、ＤＳ、ＥＳ、ＦＳ及びＧＳに、ＧＤＴに
おいて有効な選択子がロードされる。タスク７１８で、
ＣＲ３及びＣＲ０に、セグメントＥ０００Ｈデータ構造
から値がロードされる。次にタスク７２０でページング
が許可され、リニア・アドレスが物理アドレスに等しい
領域だけが、セグメントＥ０００Ｈ及びＦ０００Ｈ内の
領域となる。次にタスク７２２で、ＩＤＴＲ、ＧＤＴ
Ｒ、ＬＤＴＲ及びＴＲに、セグメントＥ０００Ｈデータ
構造に記憶されている値がロードされる。

【０３３５】最終的に、タスク７２４及び７２６で、セ
グメントＥ０００Ｈデータ構造からのＧＳ、ＦＳ、Ｄ
Ｓ、ＥＳ、ＳＳ、ＥＳＰ、EFLAGS（ＶＭビットのセット
後）、及びＣＳに対応する値を、スタックにプッシュす
ることにより、仮想８０８６割込みスタックが生成され
る。またタスク７２６で、タスク７３０のコードに対応
する復帰アドレスが、スタックにプッシュされる。最後
に、ＩＲＥＴＤ命令が実行され、ＣＰＵ４０を仮想８０
８６モードに戻し、実行をタスク７３０に対応するコー
ドに移す。

【０３３６】タスク７３０は共通スレッドを開始し、こ
れは図３９乃至図４２の様々なスレッドにより使用され
る。タスク７３０において、コプロセッサ４４が、セグ
メントＥ０００Ｈデータ構造に保管された値から復元さ
れる。次にタスク７３２で、アドレス・ライン２０（Ｉ
／Ｏポート９２Ｈ）の状態が、スタックからポップされ
る（取り出される）。タスク７３２はまた、ＳＭＩベー
スのＣＰＵ状態保管ルーチンがジャンプするポイントで
もある（タスク１０４６参照）。次にタスク７３４で、
シャドーＲＡＭセグメントＥ０００Ｈが、再度読出し専
用にされる。タスク７３６では、図７乃至図９、及び図
５２乃至図５５に関連して述べたように、フェールセー
フ・タイマを再始動することにより、ＡＰＭがハードウ
ェアに接続される。次にタスク７３８で、シャドーＲＡ
ＭセグメントＥ０００Ｈ及びＦ０００Ｈが読出し専用に
される。最後にタスク７４０で、ＣＰＵ状態復元ルーチ
ンが、正常な再開が発生したことを示すフラグをセット
する。タスク７４２、７４４及び７４６は、ＣＰＵ状態
復元ルーチンにより実行されず、単に延期事象により中
断されたコードに復帰する以前のある時点において、８
つの汎用レジスタがスタックからポップされ、マスク可
能割込みが許可され（但しコードが中断された時点でそ
れらが許可されている場合）、フラグがスタックからポ
ップされることを示すために使用される。最後に、ＣＰ
Ｕ状態復元ルーチンがスーパバイザ・ルーチンに復帰
し、スーパバイザ・ルーチンが制御をＡＰＭに戻し、Ａ
ＰＭがあらゆる無効の（stale）システム値を更新し、
制御を中断されたコードに戻す。

【０３３７】タスク７０４を再度参照し、ＣＰＵ４０が
その中断時に仮想８０８６モードでなかった場合、コー
ドはタスク７５０乃至７９２に沿って実行され、その後
コードは共通スレッド、すなわちタスク７３０乃至７４
８に併合される。タスク７５０で、セグメントＥ０００
Ｈデータ構造内のＴＲ値が、ＴＲが有効ＴＳＳを指し示
すことを示す場合、タスク７５２でそのＴＳＳ内のビジ
ー・ビットがクリアされる。いずれの場合も、次にタス
ク７５４で、ＧＤＴＲ及びＣＲ０にセグメントＥ０００
Ｈデータ構造から値がロードされる。

【０３３８】次にタスク７５６乃至７６４で、ダミー・
ページ・ディレクトリ・テーブル及びページ変換テーブ
ルが、セグメントＥ０００Ｈにロードされる。最初にタ
スク７５６で、シャドーＲＡＭセグメントＥ０００Ｈが
読出し／書込み可能に設定される。第２にタスク７５８
で、新たなページ・ディレクトリ・テーブルがアドレス
Ｅ０００Ｈに生成される。第３にタスク７６０で、その
新たなページ・ディレクトリ・テーブル内の第１エント
リが、Ｃ１００Ｈを指し示すように変更される。第４に
タスク７６２で、アドレスＥ０００Ｈ乃至ＥＦＦＦＨが
存在し、このアドレス範囲においてリニア・アドレスが
物理アドレスに等しいように、新たなページ変換テーブ
ルがＣ１００Ｈに生成される。最後にタスク７６４で、
ＣＲ３内のページ・ディレクトリ・ベース・レジスタに
Ｅ０００Ｈがロードされ、Ｅ０００Ｈ内の新たなダミー
・ページ・ディレクトリ及びページ変換テーブルによ
り、アドレス変換が実行される。タスク７５４でＣＲ０
がロードされるとき、ページングが再活動化される（適
応可能な場合）。

【０３３９】次にタスク７６６で、シャドーＲＡＭセグ
メントＥ０００Ｈ及びＦ０００Ｈが読出し／書込み可能
に設定される。次にタスク７６８で、ＣＰＵ４０がその
延期時点において１６ビット・コードで実行されていた
場合、それは１６ビット・モードであって、次にタスク
７７０で、１６ビット・コード・パスを指し示すオフセ
ットがセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管される。
一方、ＣＰＵ４０が１６ビット・モードでなかった場合
には、それは３２ビット・モードであって、次にタスク
７７２で、１６ビット・オフセットの代わりに、３２ビ
ット・コード・パス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。いずれの場合に
も、これらのコード・パスは並列であり、一方が１６ビ
ット・オペランドを使用するのに対して、他方は３２ビ
ット・オペランドを使用すると言う点においてのみ異な
る。タスク７７０及び７７２は、単にオフセットをいず
れかの並列パスにセット・アップするだけである。パス
の一方（オフセットに対応する）が、下記のタスク７８
２に入力される。

【０３４０】次にタスク７７４において、セグメントＥ
０００Ｈ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Ｅ
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Ｅ００
０Ｈデータ構造からのＴＲ値がＥＳＩの上位半分にロー
ドされ、セグメントＥ０００Ｈデータ構造からのＬＤＴ
Ｒ値がＥＳＩの下位半分（ＳＩ）にロードされる。これ
らの値は後述されるそれらの適正な位置にシフトされ
る。次にタスク７７６で、ＧＤＴＲ、ＬＤＴＲ及びＣＲ
０に、セグメントＥ０００Ｈデータ構造からそれらの値
がロードされる。タスク７７８では、ＬＤＴＲにＳＩに
記憶されるＬＤＴＲ値がロードされる。次にコードは、
タスク７７０または７７２のいずれかに配置されるオフ
セットに遠方ジャンプ（far jump）する。この遠方ジャ
ンプは、オペコードを直接ソース・コード内に配置し、
タスク７７０または７７２からのオフセットを使用する
ことにより、コード化される。コードは次にタスク７８
２において、１６ビット・オペコード・パスまたは３２
ビット・オペコード・パスのいずれかにおいて、継続さ
れる。

【０３４１】次にタスク７８４で、ＣＲ３にＥＤＸに記
憶されるＣＲ３値がロードされ、ＳＳにＣＸに記憶され
るＳＳ値がロードされ、ＥＳＰにＥＢＰに記憶されるＥ
ＳＰ値がロードされる。次にタスク７８６で、ＧＳ、Ｆ
Ｓ、ＥＳ、及びＤＳが、スタックからポップされる。次
にタスク７８８で、中断されたＣＰＵ４０がコードをプ
ロテクト・モードで実行していた場合、タスク７９０で
ＴＲにＥＳＩの上位半分に記憶されるＴＲ値がロードさ
れる。いずれの場合も、コードはタスク７９２に継続
し、デバッグ・レジスタＤＲ０、ＤＲ１、ＤＲ２、ＤＲ
３、ＤＲ６及びＤＲ７がスタックからポップされる。

【０３４２】この時点で、コード・パスは上述した共通
コード・パス、すなわちタスク７３０乃至７４８に併合
される。タスク７９４では、更にエラー回復ルーチン
が、ＣＰＵ状態保管ルーチンのタスク６４０から共通コ
ード・パスに併合される。

【０３４３】図４３乃至図４５を参照すると、８２５９
状態保管ルーチンのフローチャートが示され、タスク８
００で開始する。８２５９の状態の保管は、タスク８０
２で、リアル・タイム・クロック９８により使用される
周期的割込み値を保管することから始まり、タスク８０
４で、他の全ての読出し可能なレジスタをセグメントＥ
０００Ｈデータ構造に保管する。コンピュータ・システ
ム１０のアーキテクチャは、既知のように、特定の８２
５９読出し専用レジスタが固定値を有することを要求す
る。これらの値は既知であり、決定される必要はない。
獲得が困難な８２５９値には、８２５９基底アドレス、
８２５９スレーブ・アドレス、及び２つの８２５９がＯ
Ｓにより、保留のまたはサービス中の割込みを示すよう
にセットされているか否かが含まれる。

【０３４４】前記４つの項目は、図４３乃至図４５の残
りのコードにより確認される。タスク８０６で、キーボ
ード１２割込み及びマウス１３割込みだけをマスクしな
いで、８２５９がマスクされる。

【０３４５】次にタスク８０８で、物理メモリの下位１
ＫをセグメントＥ０００Ｈ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
タスク８１０で、新たな"ダミー"割込みベクトル・テー
ブルが物理メモリの下位１Ｋにロードされる。これは２
５６のダミー割込みサービス・ルーチン（セグメントＣ
８００Ｈから開始する）を指し示す２５６の固有ダミー
・ベクトルをロードすることにより達成される。次に、
タスク８１２で、２５６のダミー割込みサービス・ルー
チンがセグメントＣ８００Ｈ内に生成される。

【０３４６】次にタスク８１４で、キーボード１２割込
み及びマウス１３割込みがディセーブルされる。タスク
８１６では、応答されなかったキーボード１２割込み及
びマウス１３割込みが応答されるようになる。

【０３４７】次にタスク８１８で、キーボード割込みが
生成され、タスク８２０で割込みがテストされる。ベー
ス８２５９が保留にセットされているか、それともサー
ビス中にセットされているかがテストされ、この値がセ
グメントＥ０００Ｈデータ構造に書込まれる。タスク８
２２では、コードは割込みがサービスされるのを待機す
る。そしてタスク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、割込みがサービスされ
る。ダミー・サービス・ルーチンの呼び出しは８２５９
基底アドレスを決定し、８２５９が保留であったか、サ
ービス・モードであったかを判断する。基底アドレス及
びモードがセグメントＥ０００Ｈデータ構造に保管され
る。

【０３４８】類似のプロシジャがスレーブ８２５９につ
いて、タスク８２６、８２８、８３０及び８３２で実行
される。

【０３４９】タスク８３４では、割込みベクトル・テー
ブルが、Ｅ０００Ｈデータ構造から物理メモリの下位１
Ｋにコピーされて、復元される。次にタスク８３６で、
セグメントＥ０００Ｈが再度読出し専用にされ、全ての
割込みが復帰の準備のためにタスク８３８でマスクさ
れ、タスク８４０で呼び出しプログラムに復帰する。

【０３５０】図４６乃至図４９を参照すると、延期ファ
イルを動的に割当てるためのルーチンが示される。タス
ク１０１２（図２９）に関連して示したように、ＦＡＴ
内に割当てられる延期ファイルは、延期及び再開の間の
それぞれディスクへの迅速な書込み及びそこからの読出
しを可能にするために、連続セクタであるべきである。
また、当業者には明らかなように、延期ファイルはシス
テム状態全体の圧縮内容を記憶するように、十分大きく
なければならない。

【０３５１】このためにタスク１０５０で、延期ファイ
ルを動的に割当てるルーチンが開始する。このルーチン
は、システムが再開ルーチンを実行すること無くブート
する度にＯＳにより実行され、メモリがシステムに追加
された後に実行されるべきである。図４６乃至図４９に
示される割当てルーチンは、最初にタスク１０５２で、
ＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６内のフラグをチェックするこ
とにより、パワー管理回路が存在するか否かをテストす
る。パワー管理ハードウェア１０６が存在しない場合、
プログラムはタスク１０５４で脱出する。パワー管理ハ
ードウェア１０６が存在すると、ルーチンは次にタスク
１０５６で、再開が保留か否かをチェックする。保留の
場合、プログラムはタスク１０５８で脱出する。

【０３５２】再開が保留でないと、次にタスク１５８０
で、システムは延期ファイル生成フラグをチェックする
ことにより、新たな延期ファイルが生成される必要があ
るか否かを判断する。このフラグがセットされている
と、タスク１５８２で新たな延期ファイル名が生成さ
れ、現延期ファイルとして選択される。

【０３５３】新たな延期ファイルが生成されない場合、
または新たな延期ファイル名が生成され、そのファイル
が現延期ファイルとして選択された後、ファイルが保管
ファイルとして、ＦＡＴ内に割当てられなければならな
い。最初にタスク１０６４で、ファイルのサイズが決定
される。これはシステムＲＡＭ５３のサイズ、ビデオ・
メモリ５８のサイズ、大容量の揮発メモリを有する他の
装置のサイズ、及びＣＰＵ４０などの様々な装置のレジ
スタの値を記憶するための６４Ｋバイト領域を追加する
ことにより計算される。

【０３５４】要求保管ファイルのサイズが計算された
後、割当てルーチンは次にタスク１０６６で、ＦＡＴ内
の保管ファイルを割当てようとする。ハード・ドライブ
３１上に使用可能な十分な記憶空間が存在しない場合、
割当てルーチンはタスク１０７０で、ハード・ドライブ
３１上の使用可能な空間のサイズを増加するためのルー
チンを呼び出す（但し増加が可能な場合）。

【０３５５】ＤＯＳ呼び出しはファイル内の連続セクタ
を保証できない。従って、ハード・ドライブ３１が保管
ファイルを記憶するための十分な空間を有する場合、割
当てルーチンは次にタスク１０７２で、空間が連続的か
どうかを判断する。保管ファイルが分割されている場合
（すなわち非連続的）、割当てルーチンはタスク１０７
４で、保管ファイルのための連続ファイルを提供するよ
うに、ハード・ドライブ３１を分割解除するルーチンを
呼び出す（但し提供可能な場合）。

【０３５６】保管ファイルが分割されない場合には、タ
スク１０７６で、割当てルーチンが次にシグニチャ（"
ＰＳ／１パワー管理"）を保管ファイルの第１セクタに
書込み、延期ファイル生成フラグがクリアされる。

【０３５７】次にタスク１５８４で、システムはＳＯＲ
Ｍフラグをテストすることにより、生成されたばかりの
延期ファイルが、ＳＯＲＭ延期ファイルであるべきか否
かを判断する。肯定の場合、ＳＯＲＭビットが特定の延
期ファイルのヘッダ内でセットされ、ＳＯＲＭフラグが
クリアされる。

【０３５８】次に割当てルーチンはタスク１０７８で、
この特定の延期ファイルのＤＯＳハンドルを、ＢＩＯＳ
におけるその物理シリンダ、ヘッド、及びセクタに変換
し、これらの値をＣＭＯＳＮＶＲＡＭ９６に書込む。
最後に、割当てルーチンはタスク１０８０で脱出する。

【０３５９】タスク１０７４で呼ばれた、ハード・ドラ
イブ３１を分割解除するルーチンは、図４８に示される
ようにタスク１０８２で開始され、タスク１０９４まで
継続する。最初にタスク１０８４で、ハード・ドライブ
３１が、当業者には既知のハード・ドライブ圧縮ルーチ
ンの１つを用いて圧縮されているか否かがテストされ
る。

【０３６０】ハード・ドライブ３１が圧縮されていない
場合、次にタスク１０８６で、ハード・ドライブ３１全
体が、当業者には既知の分割解除ユーティリティを用い
て分割解除される。その後ルーチンはタスク１０８８で
復帰し、再度タスク１０９０で割当てルーチンの割当て
部分を開始する。

【０３６１】ハード・ドライブ３１が圧縮されている
と、タスク１０９２でハード・ディスクの圧縮部分が最
小化される。その後タスク１０９４で、ハード・ドライ
ブ３１の非圧縮部分が、当業者には既知の分割解除ユー
ティリティを用いて分割解除される。その後ルーチンは
タスク１０８８で復帰し、再度タスク１０９０で割当て
ルーチンの割当て部分を開始する。

【０３６２】タスク１０７０で呼ばれた、ハード・ドラ
イブ３１上の使用可能空間を増加するルーチンは、図４
９に示されるようにタスク１１００で開始され、タスク
１１０１０まで継続する。最初にタスク１１０２で、ハ
ード・ドライブ３１が、当業者には既知のハード・ドラ
イブ圧縮ルーチンの１つを用いて圧縮されているか否か
がテストされる。

【０３６３】ハード・ドライブ３１が圧縮されていない
場合、ハード・ドライブ３１は保管ファイルのために使
用可能な十分な空間を有しておらず、メッセージがタス
ク１１０４で表示され、ユーザに延期及び再開機構を使
用ためには、ユーザは追加のハード・ドライブ容量を追
加するか、ハード・ドライブ３１からファイルを消去し
なければならないことを伝える。

【０３６４】タスク１１０２でハード・ドライブ３１が
圧縮されていると、次にタスク１１０８で、ハード・ド
ライブ３１の非圧縮部分のサイズが増加される（但し増
加が可能な場合）。その後、ルーチンはタスク１１１０
で復帰し、再度タスク１０９０で割当てルーチンの割当
て部分を開始する。

【０３６５】図５０を参照すると、待機状態を脱出する
ためのルーチンが示され、タスク１１２０で開始する。
概念的には、システムは待機状態１５２を脱出すると
き、自身が正常動作状態１５０から待機状態１５２へ遷
移したときに生じた変化を逆に実行する。要するに、シ
ステムは待機状態を脱出するとき、ビデオ信号を復元
し、ＬＥＤ２３を照明し、ハード・ドライブ３１内のハ
ード・ディスクを回転し、システム・クロックを復元
し、ＡＰＭＣＰＵアイドル呼び出しを禁止し、ＡＰＭ
ドライバからのＣＰＵアイドル呼び出しが、もはやＣＰ
Ｕ４０を停止しないようにし、システム１０が待機状態
１５２であることを示すフラグをクリアする。

【０３６６】最初にルーチンはタスク１１２２で、シス
テムが待機状態１５２に入力したとき、チェックポイン
トが生成されたかどうかをテストする。生成された場
合、タスク１１２４でチェックポイント生成ビットがク
リアされ、チェックポイントがもはや有効でないことを
示す。この特定の態様では、システムが待機状態を脱出
するときチェックポイントは無効にされる。チェックポ
イント・データは、システムが待機状態１５２の間に故
障する場合にシステムを再開するためだけに使用され
る。なぜなら、ほとんどのシステムは、ハード・ドライ
ブ上の仮想スワップ・ファイルを使用し、チェックポイ
ント・データからの再開によりマシンが置かれる状態で
は、スワップ・ファイルが、チェックポイント・データ
として記憶されたシステム状態により期待されるファイ
ルと全く異なるからである。別の態様では、次のディス
ク・アクセスの後に、チェックポイント・データが無効
にされる。更に別の態様では、システムがチェックポイ
ント・データから再開された場合に、システム問題を生
じ得るファイルへのディスク・アクセスの後に、チェッ
クポイント・データが無効にされる。更に別の態様で
は、チェックポイント・データからの再開が、ハード・
ドライブ３１上の一部のまたは全てのデータを喪失させ
得るとの条件の下で、チェックポイント・データが常時
ユーザにとって使用可能である。

【０３６７】その後、及びタスク１１２２でチェックポ
イントが生成されなかった場合、ＣＰＵ４０はタスク１
１２６でマイクロコントローラＵ２に、（ｉ）ビデオ制
御装置５６にビデオ信号の生成を開始させ、（ｉｉ）ク
ロック・シンセサイザ９０６に高い周波数（２５ＭＨｚ
または３３ＭＨｚ）のシステム・クロックを再開させ、
（ｉｉｉ）ＬＥＤ２３を照明するように、指令する。次
にタスク１１２８で、ＣＰＵ４０は適切な値を固定ディ
スク制御装置８６に書込み、ハード・ドライブ３１内の
ハード・ディスクの回転を開始させる。次にタスク１１
３０で、ＣＰＵ停止が発生しないように、ＡＰＭＣＰ
Ｕアイドル呼び出しが禁止される。最後にタスク１１３
２で、待機フラグがクリアされ、システム１０が正常動
作状態１５０であることを示し、ルーチンはタスク１１
４０で呼び出しプログラムに復帰する。

【０３６８】図５１を参照すると、待機状態に入力する
ためのルーチンが示され、タスク１１４０で開始する。
要するに、システムが待機状態１５２に入力するとき、
システムはビデオ信号をブランキングし、ＬＥＤ２３を
点滅させ、ハード・ドライブ３１内のハード・ディスク
を回転停止し、システム・クロックを低速化し、ＡＰＭ
ドライバからのＣＰＵアイドル呼び出しがＣＰＵ４０を
停止するように、ＡＰＭＣＰＵアイドル呼び出しを許
可し、システム１０が待機状態１５２であることを示す
フラグをセットする。

【０３６９】最初にタスク１１４２で、チェックポイン
トが生成されるべきか否かがテストされる。生成される
べき場合、大部分の延期ルーチンがタスク１１４４で実
行され、従って、コンピュータ・システム１０の状態が
ハード・ドライブ３１上に記憶される。本態様では、シ
ステムが待機状態に入力するとき、チェックポイントが
生成される。別の態様では、図５０に関連して述べられ
た注意の上で、チェックポイントが周期的に生成され、
システムを再開するために使用される。次にタスク１１
４６で、タスク１１４４で実行された部分的延期から回
復するように、再開ルーチンが十分に実行される。次に
タスク１１４８で、チェックポイント生成ビットがセッ
トされ、有効なチェックポイントが生成されたことを示
す。この態様では、チェックポイント・データは、シス
テムが待機状態１５２の間に故障する場合に限り、使用
されることを想起されたい。この場合、システムがブー
トするとき、システムは保管されたチェックポイントか
ら再開される。

【０３７０】理想的には、チェックポイントはシステム
にとって全く透過的であるべきである。チェックポイン
ト自体は、ハードウェア割込みが発生する場合、データ
損失を回避するために打ち切られるべきである。別の態
様では、正規の延期により、あらゆるハードウェア割込
みが無視される。

【０３７１】その後、及びタスク１１４２でチェックポ
イントが生成されるべきでなかった場合、タスク１１５
０でＣＰＵ４０はマイクロコントローラＵ２に、（ｉ）
ビデオ制御装置５６にビデオ信号の生成を停止させ、
（ｉｉ）クロック・シンセサイザ９０６にシステム・ク
ロックを高い周波数（２５ＭＨｚまたは３３ＭＨｚ）か
ら８ＭＨｚに落とさせ、（ｉｉｉ）ＬＥＤ２３を点滅す
るように、指令する。次にタスク１１５２で、ＣＰＵ４
０は適切な値を固定ディスク制御装置８６に書込み、ハ
ード・ドライブ３１内のハード・ディスクの回転を停止
させる。次にタスク１１５４で、ＡＭＰドライバからの
ＣＰＵアイドル呼び出しがＣＰＵ４０を停止させるよう
に、ＡＰＭＣＰＵアイドル呼び出しが許可される。最
後にタスク１１５６で、待機フラグがセットされ、シス
テム１０が待機状態１５２であることを示し、ルーチン
はタスク１１５８で呼び出しプログラムに復帰する。

【０３７２】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。

【０３７３】（１）ａ）プロセッサ・ユニットと、ｂ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続される揮発メ
モリと、ｃ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続される揮発レ
ジスタと、ｄ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続され、少なく
とも２つのシステム状態を記憶する不揮発記憶装置と、ｅ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続される制御ユ
ニットであって、前記制御ユニットが、選択的に前記少
なくとも２つのシステム状態の部分を、前記不揮発記憶
装置から前記プロセッサ・ユニット、前記揮発メモリ、
及び前記揮発レジスタに転送させる、前記制御ユニット
と、を含む、コンピュータ・システム。（２）コンピュータ・システムで実行されるコードを制
御する方法であって、ａ）第１の記憶コンピュータ状態を不揮発記憶装置から
前記コンピュータ・システムにロードするステップと、ｂ）前記第１の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第１記憶コンピュータ状
態を生成するステップと、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置に記憶するステップと、ｄ）第２の記憶コンピュータ状態を前記不揮発記憶装置
から前記コンピュータ・システムにロードするステップ
と、ｅ）前記第２の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第２記憶コンピュータ状
態を生成するステップと、を含む、方法。（３）前記変更第２記憶コンピュータ状態を前記不揮発
記憶装置に記憶するステップを含む、前記（２）記載の
方法。（４）ａ）前記変更第２記憶コンピュータ状態を前記不
揮発記憶装置に記憶するステップと、ｂ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置から前記コンピュータ・システムにロードするス
テップと、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態から検索される
コードを実行し、それにより第２の変更第１記憶コンピ
ュータ状態を生成するステップと、を含む、前記（２）
記載の方法。（５）ａ）第１の記憶コンピュータ状態を不揮発記憶装
置からコンピュータ・システムにロードする手段と、ｂ）前記第１の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第１記憶コンピュータ状
態を生成する手段と、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置に記憶する手段と、ｄ）第２の記憶コンピュータ状態を前記不揮発記憶装置
から前記コンピュータ・システムにロードする手段と、ｅ）前記第２の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第２記憶コンピュータ状
態を生成する手段と、を含む、コンピュータ・システ
ム。（６）前記変更第２記憶コンピュータ状態を前記不揮発
記憶装置に記憶する手段を含む、前記（５）記載のコン
ピュータ・システム。（７）ａ）前記変更第２記憶コンピュータ状態を前記不
揮発記憶装置に記憶する手段と、ｂ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置から前記コンピュータ・システムにロードする手
段と、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態から検索される
コードを実行し、それにより第２の変更第１記憶コンピ
ュータ状態を生成する手段と、を含む、前記（５）記載
のコンピュータ・システム。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を実現するパーソナル・コンピュータの
斜視図である。

【図２】図１のパーソナル・コンピュータのシャシ、カ
バー、電気機械的直接アクセス記憶装置、及びプレーナ
・ボードなどの特定の要素の分解斜視図とそれらの関係
を示す図である。

【図３】図１及び図２のパーソナル・コンピュータの特
定のコンポーネントのブロック図である。

【図４】図１及び図２のパーソナル・コンピュータの特
定のコンポーネントのブロック図である。

【図５】正常、待機、延期及びオフの４つのシステム状
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】電源装置の関連部分を示すブロック図である。

【図７】他の図面との様々なインタフェースを示す本発
明のパワー管理回路の電気図面である。

【図８】他の図面との様々なインタフェースを示す本発
明のパワー管理回路の電気図面である。

【図９】他の図面との様々なインタフェースを示す本発
明のパワー管理回路の電気図面である。

【図１０】パワー管理回路と内部モデムとの接続を示す
電気図面である。

【図１１】パワー管理回路のためのリセット回路内の様
々な信号を示す波形図である。

【図１２】電源故障検出及び訂正回路の第２の実施例の
電気図面である。

【図１３】本発明のパワー管理プロセッサにより維持さ
れるスイッチ状態の１つの状態図である。

【図１４】本発明のパワー・アップ・ルーチンの一般的
なフローチャートを示す図である。

【図１５】オペレーティング・システム内のＡＰＭデバ
イス・ドライバによりほぼ毎秒ごとに呼び出されるスー
パバイザ・ルーチンの詳細のフローチャートを示す図で
ある。

【図１６】オペレーティング・システム内のＡＰＭデバ
イス・ドライバによりほぼ毎秒ごとに呼び出されるスー
パバイザ・ルーチンの詳細のフローチャートを示す図で
ある。

【図１７】ＡＰＭ最終要求処理ルーチンの詳細のフロー
チャートを示す図である。

【図１８】ＡＰＭ最終要求拒否ルーチンの詳細のフロー
チャートを示す図である。

【図１９】本発明の延期ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図２０】本発明の延期ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図２１】本発明の延期ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図２２】本発明の延期ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図２３】本発明の延期ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図２４】本発明の延期ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図２５】本発明の延期ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図２６】本発明のブートアップ・ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図２７】本発明のブートアップ・ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図２８】本発明のブートアップ・ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図２９】本発明のブートアップ・ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図３０】本発明の再開ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図３１】本発明の再開ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図３２】本発明の再開ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図３３】本発明の再開ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図３４】本発明の再開ルーチンの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図３５】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図３６】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図３７】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図３８】本発明のＣＰＵ状態保管ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図３９】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図４０】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図４１】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図４２】本発明のＣＰＵ状態復元ルーチンの詳細のフ
ローチャートを示す図である。

【図４３】本発明の８２５９状態保管ルーチンの詳細の
フローチャートを示す図である。

【図４４】本発明の８２５９状態保管ルーチンの詳細の
フローチャートを示す図である。

【図４５】本発明の８２５９状態保管ルーチンの詳細の
フローチャートを示す図である。

【図４６】本発明のファイル割当て動的保管ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図４７】本発明のファイル割当て動的保管ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図４８】本発明のファイル割当て動的保管ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図４９】本発明のファイル割当て動的保管ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図５０】本発明の待機出口ルーチンの詳細のフローチ
ャートを示す図である。

【図５１】本発明の待機入力ルーチンの詳細のフローチ
ャートを示す図である。

【図５２】本発明のプロセッサ・パワー管理ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図５３】本発明のプロセッサ・パワー管理ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図５４】本発明のプロセッサ・パワー管理ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図５５】本発明のプロセッサ・パワー管理ルーチンの
詳細のフローチャートを示す図である。

【図５６】新たなセッションを開始するために使用され
る本発明のルーチンの詳細のフローチャートを示す図で
ある。

【図５７】図５６のルーチンにより表示される画面例を
示す図である。

【図５８】時間データにもとづき電力を決定し節減する
本発明のルーチンの第２ステージの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【図５９】システムがどの延期ファイルから再開すべき
かを選択するために、ユーザにより使用される本発明の
多重延期／再開マネージャの例を示す図である。

【図６０】時間データにもとづき電力を決定し節減する
本発明のルーチンの第１ステージの詳細のフローチャー
トを示す図である。

【符号の説明】

１０コンピュータ・システム１１表示モニタ１２キーボード１３マウス１４プリンタ（プロッタ）１５カバー１６装飾外部部材１７電源装置１８内部遮蔽部材１９シャシ２０多層プレーナ２１電源ボタン（スイッチ）２２ベース２３パワー／フィードバックＬＥＤ２４フロント・パネル２５背面パネル２６、２８、２９、３０ベイ２７フロッピー・ディスク・ドライブ３１ハード・ディスク・ドライブ４０システム・プロセッサ４１ＣＰＵキャッシュ４２ＣＰＵローカル・バス４４演算コプロセッサ４６メモリ制御ユニット４８メモリ制御装置５０アドレス・マルチプレクサ５２データ・バッファ５３、５４ＲＡＭ５６ビデオ制御装置５８ビデオ・メモリ６０システム・キャッシュ・メモリ６２キャッシュ制御装置６４、６８、７４バッファ６６システム・バス６８ラッチ・バッファ７０タイミング・ユニット７１ＤＭＡユニット７２ＤＭＡ制御装置７６ＩＳＡバス７８Ｉ／Ｏスロット８０アービトレーション制御バス８２中央アービタ８４ディスケット・アダプタ８６総合ドライブ・エレクトロニクス８８ＲＯＭ９０プレーナＩ／Ｏバス９２割込み装置９４ＲＳ２３２アダプタ９６不揮発ＣＭＯＳＲＡＭ９８ＣＭＯＳリアル・タイム・クロック１００パラレル・アダプタ１０２タイマ１０４キーボード制御装置１０６パワー管理回路９００内部モデム

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者スティーブン・テイラー・パンコーストアメリカ合衆国27615、ノース・カロライナ州ローリー、ベレチェイス・ドライブ 1616 (72)発明者ハーバート・スタンレイ・スティールマンアメリカ合衆国40432、ケンタッキー州ローレンスバーグ、バーズタウン・ロード 1800

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】ａ）プロセッサ・ユニットと、ｂ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続される揮発メ
モリと、ｃ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続される揮発レ
ジスタと、ｄ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続され、少なく
とも２つのシステム状態を記憶する不揮発記憶装置と、ｅ）前記プロセッサ・ユニットと回路接続される制御ユ
ニットであって、前記制御ユニットが、選択的に前記少
なくとも２つのシステム状態の部分を、前記不揮発記憶
装置から前記プロセッサ・ユニット、前記揮発メモリ、
及び前記揮発レジスタに転送させる、前記制御ユニット
と、を含む、コンピュータ・システム。
【請求項２】コンピュータ・システムで実行されるコー
ドを制御する方法であって、ａ）第１の記憶コンピュータ状態を不揮発記憶装置から
前記コンピュータ・システムにロードするステップと、ｂ）前記第１の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第１記憶コンピュータ状
態を生成するステップと、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置に記憶するステップと、ｄ）第２の記憶コンピュータ状態を前記不揮発記憶装置
から前記コンピュータ・システムにロードするステップ
と、ｅ）前記第２の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第２記憶コンピュータ状
態を生成するステップと、を含む、方法。
【請求項３】前記変更第２記憶コンピュータ状態を前記
不揮発記憶装置に記憶するステップを含む、請求項２記
載の方法。
【請求項４】ａ）前記変更第２記憶コンピュータ状態を
前記不揮発記憶装置に記憶するステップと、ｂ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置から前記コンピュータ・システムにロードするス
テップと、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態から検索される
コードを実行し、それにより第２の変更第１記憶コンピ
ュータ状態を生成するステップと、を含む、請求項２記載の方法。
【請求項５】ａ）第１の記憶コンピュータ状態を不揮発
記憶装置からコンピュータ・システムにロードする手段
と、ｂ）前記第１の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第１記憶コンピュータ状
態を生成する手段と、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置に記憶する手段と、ｄ）第２の記憶コンピュータ状態を前記不揮発記憶装置
から前記コンピュータ・システムにロードする手段と、ｅ）前記第２の記憶コンピュータ状態から検索されるコ
ードを実行し、それにより変更第２記憶コンピュータ状
態を生成する手段と、を含む、コンピュータ・システム。
【請求項６】前記変更第２記憶コンピュータ状態を前記
不揮発記憶装置に記憶する手段を含む、請求項５記載の
コンピュータ・システム。
【請求項７】ａ）前記変更第２記憶コンピュータ状態を
前記不揮発記憶装置に記憶する手段と、ｂ）前記変更第１記憶コンピュータ状態を前記不揮発記
憶装置から前記コンピュータ・システムにロードする手
段と、ｃ）前記変更第１記憶コンピュータ状態から検索される
コードを実行し、それにより第２の変更第１記憶コンピ
ュータ状態を生成する手段と、を含む、請求項５記載のコンピュータ・システム。