JPS6079462A - 複数のレコ−ドへのアクセスを制御するコントロ−ラ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ＬＩＬＹとＬＬ この発明はディジタルコンピュータに関し、特に複数の
独立なプロセッサが種々のタスク内のそれぞれの活動を
実けづるために互いに作用するディジタルコンピュータ
システムに関づるものである。

従来、データ処理タスクは単一の一１ンピュータによっ
−（そっくりそのまま実行されている。そのタスクは、
たとえば特定の問題を解くことであったり、給料の計粋
などがあるであろう。しかし、いずれの場合にも、その
タスクが単一のコンピュータによって実行される速度は
、そのコンピュータが単一の勺イクルにおいて処理でき
るデータビツ１〜の数とそのサイクルの速度とに直接依
存する。

したがって、従来、単一のコンピュータの計算能力は、
そのコンピュータが単一のサイクルにおいて動作づるこ
とができるピッ］〜の数を増大させるか、またはそのコ
ンピュータのサイクル時間を短くすることによって高め
られている。しかしながら、そのサイクル時間が短くさ
れ１ｑる範囲は集積回路の動作速度によって制限される
。また、コンピュータが単一のサイクルにおい−Ｃ動作
することができるビットの数を増大さぜることは、その
コンピュータの設泪と保守管理の複雑さを増大させる。

この代わりに、データ処理タスクが実行される速度は、
各々がそのタスク範囲内の′１つまたはそれ以上の動作
を実行する複数の独立なプロセッサを備えることによっ
て高めることができよう。そのＪ：うなフルチプロセッ
サシステムにおいて、個々のプロセッサは全体のタスク
の実行時間を減少させるそれぞれの活動を行なうように
仕立てられる。さらに、そのシステムの個々のプロセッ
サは本来的にシステムをモジュール化し、それによって
そのシステムの設計と保守管理の複雑さを減少させる。

また、そのマルチプロセラ４ノシステムにおいて、種々
のプロセッナがいくつかの互いに関係しないタスクのた
めの活動を同時に実行することができる。これはそのシ
ステム内の高い並列主義を意図しており、それによって
そのシステムの計算能力をさらに高める。

しかし、マルヂプロセッザシステムにおいては、プロセ
ッサが実行する種々の活動を整合させるためにいくつか
の手段を備えなければならない。すなわら、正しいシー
ケンスでタスク内の活動の実行を維持するための手段を
備えなりればならない。

また、同時に多数のプロセッサの活動を維持づるための
手段を備えなければならない。しかし、プロセッサの数
、タスクの数、および各タスク内の動作の数が増加する
につれて、これは非常に複雑になる。

したがって、本発明の主要な目的は、数個の独立なプロ
セッサによってアクセスされて変えられ得る複数のレコ
ードへのアクセスを制御するためＵ）コ＞ｔ−ローラを
提供することである。

Ｌ１匹１良 本発明において、数個の独立なプロレッサによってアク
セスされて変えられ畳る複数のレコードへのアクセスを
制御するためのコントローラは、各７リツプフロツプが
特定のレニ１−ドを表わしていてかつその複数のレコー
ドの数に対応した複数の７リツプ７０ツブと、アクセス
がシークされている複数のレコードを識別するブ０セッ
サのいずれかからのプログラム可能な制御ワードを受取
るための手段と、前記識別されたレニ１−ドに対応した
それらのフリップ７０ツブのづべてからの出方信号を並
列的に選択して論理的にＡＮＤするだめの手段と、その
△ＮＤ演棹が論理１を生じたときにその識別されたレコ
ードをアクセスして変え得ることを表ねづ制御ワードを
送ったプロセッサへ信号を送るための手段と、そのＡＮ
Ｄ演算が論理１を生じたときにその識別されたレコード
に対応したそれらの７リツプ７０ツブのすべてを単一の
パルスによって並列にセットするだめの手段と、そのΔ
ＮＤ演暉が論理Ｏを生じたときにその制御ワードをスト
アＪるための手段とを備えている。

１創ｆＬＱＩＪＬ 本発明の種々の特徴や利点はここに添（Ｊされた図面と
ともに詳細に述べられる。

第１図において、複数の゛、、１１個の独立なディジタ
ルプロセッサはｐ、、ｐ２．・・・Ｐ、と名付けられた
数個のボックスによって表わされている。

これらのブ［１セツサは何らかのプログラム可能なタイ
プのものであって、それらは同一のまたは互いに異なっ
たものであってもよい。都合良くは、ブ１」セラ”）　
Ｐ　＋からＰｏは、ト１．　ｐＯｔａｓｌｌ等による“
プログラム可能な構造を有するゲイジタルコンビコーダ
°という題名であってバロース・コーポレーションに譲
渡された米国時ｒ［第４，３４６゜４３８号またはＨ，
Ｐｏｔａｓｌ＋等°によル゛相互接続マトリックスを備
えたディジタル装置″という題名であってバロース・コ
ーポレーションに譲渡された米国特許第４．３２７．３
５５号において述ベられたタイプのものである。

ブＬ］ｌ？ッザｐ、、ｐ２．・・・Ｐ、はそれぞれメモ
リＭｌ１Ｍ２１・・・Ｍ　１１に接続されている。これ
らのメモリは何らがのディジタルタイプのメモリであれ
ばよい。たとえば、それらはスタティックまたはダイナ
ミックタイプの半導体メモリであってもよく、それらは
ＭＯＳまたはバイポーラの回路で作ることができる。ま
た、それらのメモリの記憶容量と動作速度は同一または
互いに異なっていてもよい。

メモリＭ、の１つの部分はブロレッナＰ、がそれに基づ
いて動作覆るデータを含んでおり、一方、メしりＭ、の
もう１つの部分はプＤｔ７ソリーＰ、が実行するブ１コ
セッサ内活動を含／υでいる。ここで用いられているよ
うに、プロしツサ内活動はプロセラ１ノーにそのプロセ
ッサのリソースのみを用いて特定のタスクを実行さける
プログラムまたはプログラムの相からなっている。その
ようなリソースはそのプロセッサ自身の内部ハードウェ
アやそのプロセッサのメモリを含み、さらにそのプロセ
ッサに接続されたディスクやテープなどく図示せず）の
ような何らかの周辺装置をも含んでいる。第１図におい
て、プロセラυＰ、が実行するそれぞれのプロセラ９内
活動はＡＬＰ５．Δ２Ｐ４．・・・。

などの記号で示されている。

同様に、メモリＭ２の一部分はプロセッサＰ２がそれに
基づいて活動づるデータを含んでおり、メモリＭ２のも
う１つの部分はプ［ＩＦ？ツナＰ２が実行するブロセツ
ザ内活動を含んでいる。それらの活動は第１図に４３い
てＡ、Ｐ２．Δ２Ｐ２．・・・。

などで示されている。同様に、メモリＭ　ｎはプロセラ
４）Ｐｏがそれに基づいて活動するデータを含／υでお
り、またプロセッサＰ３．が実行するプロセラ４ノ内活
動Δ、ｐｏ、△２Ｐｏ、・・・、を含んでいる。

メモリｌｖｌ＋　、　Ｍｚ　、・・・Ｍｏの各々はプ［
１セッサ間命令をも含んでいる。それらはＩＮＴＥＲＰ
ＲＯＣＥＳＳＯＲ０ＡＬＬ命令、ＩＮ丁Ｅ　ＲＰ　ＲＯ
ＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令、およびＩＮＴＥＲＰＲ
ＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸ王命令である。

一般に、これらのプロセッサ間命令はプロセッサＰ、、
Ｐ２．・・・Ｐｌ、ｌが互いに通信づる手段を与える。

より特定的に言えば、イれらはプロ瞼ツナ内活動△、Ｐ
、、Ａ、Ｐ２．・・・Ａ１１〕。などのすべてが１つに
リンクさり、　−ＣＭｔ’ｉ序正しく同期されたシータ
ンスで実行される手段を与え、そｆＬＬＪ後でさらに訂
しく説明される。

プロセッサＰ　＋　＋　Ｐ　２１・・・Ｐ４．は単一の
タイムシェアされたバスをｆｒ　Ｌでインテリジェント
メモリコント［１−ラＩＭＣに接続されており、コント
ローラＩＭＯはシェアされたメモリＳＭに接続されてい
る。コントローラＪＭＣは好ましくは上記のタイプのプ
ログラム可能なコンピュータであって、メモリＳＭはど
のようなタイプの読出し／′内込みメモリでもよい。

メモリＳＭはそれらのプしＩＬ？ツリーの各々のために
１つの独立したブロセッザレ］−ドを含んでおり、その
ような各レコードはここでＰＲ，として示されている。

また、メモリＳＭはそれらのプロしツサにおりるプロセ
ラ４ノー内活動の各々のために独立の活動レコードを含
んでおり、そのような各レコードはＡＲ，Ｐ、で示され
ている。さらに、メモリＣＭはプロセック−間命令を介
して１つのプロセッサからもう１つのブロセッＶヘシｌ
アされて送られるパラメータを含んでいる。

各ブ１コセッザレコードＰＲ，内に含まれているのは、
プロセッサ゛Ｐ１が現在酸る活動を実行してイーＵ　Ｂ
　Ｕ　Ｓ　Ｙ　ｒ　アル７り”まり４．ｔ　Ｎ　Ｏ１−
Ｂ　Ｕ　Ｓ　Ｙ　（７）いずれであるかを示すフラグで
ある。ブＤセッリレコードＰ　Ｒ、は、プロセフ１目上
がＢｔＪＳＹのときにそのプロセッサが実行している現
在のブ［ｌレツサ内活動を指し示ずＣＬｌ　ｌよＲＦ　
Ｎ−ｒエントリをも含んでいる。

アロセッサレコードＰＲ，はさらにＰＲＯＣＥＳＳＯＲ
ＱＵＥＵＥ　ＨＥＡＤエントリ（ＰＱｌ−１＞、！：Ｒ
ＲＯＣＵＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　ＴＡ　ＩＬエントリ（Ｐ
　Ｑ　Ｔ　）を含んでいる。これらの２つのエントリは
それぞれプ［ＩＩ７ツザＰ１が実行づ−べき異なった種
類のプロセッサ内活動のために活動し」−ドの持ち行列
の先端と後端を指し示ず。

寸なわら、同じ種類の活動のポインタは、たとえその活
動が数回呼ばれるとしてもただ−Ｉ徒だけそのプロｔ？
ツリ持ち行列内に入れられる。プロしツリレコードＰ　
１１　、は、設泪上の選択として、上述のものにＩＪｌ
ｌえて他の■ン１〜りをも含んでもよい。

活動し」−ドＡＲｘ’Ｐ：は対応する活動がり。

ＲＭ　Ａ　Ｎ　１−または八〇Ｔ　Ｉ　ＭＥあるいはＳ
　Ｕ　Ｓ　ｐＵＮＤＥＤであるときを示すフラグの組を
含んでいる。活動は、プロセッサがその活動を実行する
ために実際に使用されているとき八〇ＴＩＶＥである。

活動が完了の途中まで実行してもう１つのプロセッサに
おけるもう１つの活動の結果を待つ間に停止していると
き、活動ｔよＡ　ＣＴ　Ｉ　Ｖ　Ｅに留まるが５ＵＳＰ
ＥＮＤＥＤステートにある。そのにうな結果はＩＮ’ｒ
ＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲｌＮ５ＴＲＵＣ王１　ＯＮＳを
介してリクエストされて行られる。他のづ−へての場合
におい−（、活動はｔ）　ＯＲＭ　Ａ　Ｎ　Ｔである。

活動レコードＡＲｙＰ、は、最初に活動ＡｙＰ１を呼ぶ
べき活動の活動レコードのボーインタであるＣＡＬＬＥ
Ｒエントリをも含む。活動ＡＸＰ。

の後続のいずれの呼出子も、その後には活動レコード内
のＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬエンｔ−ｊ
Ｊ（ＡＱＴ）とＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＵＥ　Ｕ　Ｅ　＋
」Ｅ　Ａ　Ｄエン１へり（八〇Ｈ）が続く。

特定的に古えば、活動Ａ　Ｘ　Ｐ　＋の後続の吐出子の
ポインタはその活動の待ち行列内に置かれる。

エン１へりＡ　Ｑ　Ｆ＋は活動ＡｘＰ＋の第２の呼出子
の活動レコードを指し示し、■ントリＡ　Ｑ　Ｔは活動
ＡｘＰ、の最後の呼出子の活動レコードを指し示１”。

活動待ち行列またはプロセッサ待ち行列のいずれかの中
間エントリは、活動の種々の呼出子の活動レコード内の
ＮＥｘｒ　ＩＮ　ＱＵＥＩＪＥエントリ（ＮＩＱ）によ
って１つにリンクされる。

また、活動レコード△Ｒｘ　Ｐ＋　＋よ、Ｉ　Ｎ　Ｔ　
Ｅ　ＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲｌＮ５ＴＲＵＣ１’ｌ０ＮＳ
を介して、２つの活動間で送られるパラメータのポイン
タを含むＰΔＲＡ　Ｍ　Ｅ　１−　Ｅ　Ｒｘントリ（１
〕△ＲＡＭ＞を有している。たとえば、活動ＡｘＰが活
動Ａ　Ｐ、　を呼、Ｓ；とき、次に活動し］−ド△Ｒｙ
Ｐ、の１〕ΔＲＡＭＩント１月３　？ｉ’ｉ　ｉＰｂ　
Ａ　ｙ　Ｐｊがそれに培づいて動作づべきシェアされた
メモ９８Ｍ内のパラメータを指し示す。逆に、活動Ａｙ
ＰＪ　が完了したとき、活動レコードΔＲｘＰ：内のＰ
ＡＲＡＭエントリは活動Δｙ　Ｐ　Ｊにょっ−Ｃ活動△
ｙＰ１へ送られつつあるシェアされたメモリ内のパラメ
ータを指し示１゜ 第１図のシステム（関づるプロセッサレコードと活ｖル
−二１−ドの完全なセットの１つの例が第２図に示され
ている。この例において、Ｐ　Ｒ、がらＰＲ，、までの
１１個のプロしツリレ」−ドがあり、それ！うけそれぞ
れＰｌか６１〕。Ｊ、での１１個の物理的に独立なプロ
セッサを表ゎｌノでいる。さらにこの例において、各々
のプロセッサーが実行する活動の数はプ［ＩＬ？ツリご
とにおいでＷなっ−Ｃいる。

第２図はプ［ｌセッサ１が５つのプロセラ１Ｊ内活ｔｈ
を実行することを示しており、これらの活動のだめの−
Ｌ述のポインタはそれぞれ△Ｒ，Ｐ、がらΔｒ＜、ｐ、
までの活動レコード内にある。同様に。

第２図はプロセッサ２が１１個のプロしツリ内活動を実
行し、ブ１」レツリ−３が９つのプロレフ４Ｊ内活動を
実行し、プロしツリ４が３つのブロセッザ内活動を実行
することなどを示している。また、これらの活動レコー
ドとプロしツリーレコードの各々はどの活動がどれを呼
んでいるがを追跡づるそれら自身のポインタを有してＪ
３す、種々のプロセッサがそれぞれのプロセラυ内活動
を実行Ｊ−る順序を決定する。

ここで、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＩＬ命令に
応答してコントーラＩＭＧによって実行される動作の詳
細について考えよう。下記の表１はプロセラ（Ｊ−１）
　ｌ内の活動△ＶＰ１がプロセッサＰう内の活動Ａ、Ｐ
ｊ　を呼ぶ一般的な場合に関するそれらの動作を示して
いる。

（以下余白） 活ＩＪＡχＰ、がＤＯＲＭＡＮＴ　でｉってプロセッサ
Ｐ、、ｉがＮＯＴ　ＢＵＳＹであるとき、コン］・ロー
ラＩＭＣは以下のタスクを実行する。まず、それは活動
レコードＡＲ，Ｐｊ　内のＡＣＴＩＶＥフラグをセット
覆ることによって活動△／ＰＪ　を△ＣＴ　Ｉ　Ｖ　Ｅ
にする。次に、活動レコードＡＲＸＰ１のポインタを活
動し］−ドΔＲｙＰ’）　のＯＡしＬＥＲエントリ内ヘ
ロードする。また、活動レコードＡＲｙＰＪのポインタ
はプロセッサレコードＰ１又Ｊ′のＣｔＪＲＲＥＮＴエ
ントリ内ヘロードされる。次に、プロセラ勺しコードＰ
ＲｊのためのＢＵＳＹフラグがセットされて、活動Ａｙ
Ｐｊ　の実行を開始させるように通知するメツセージが
プロしツサＰｊに送られる。

しかし、活１ＩＩＡｙＰｊがＤＯＲＭＡＮＴであってプ
ロセッサ−ＰｊがＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＬ
ＬのときにＢ　Ｕ　Ｓ　’Ｙであれば、そのときコント
ローラＩＭＣは以下のように動作する。

まず、それは活動レコードＡＲＸＰＪ　内のＡ　Ｃ１−
ＩＶＥフラグをセットする。次にそれは活動レコード△
Ｒ，Ｐｉのポインタを活動レコードＡＲｙＰｊのＣＡし
ＬＥＲ位を内へ１コードする。次に、それは活動レコー
ド八ＲｙＰｊのポインタをプロセッサレコードＰＲＪの
持ち行列内へ１コードする。

この後右の動作は、プロセッサレコードＰＲｊのＰ　Ｒ
ＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＴＡＩＬに
よって指し示される活動レコードのＮＥＸＴ　ＩＮＱＵ
ＥＩＪＥエントリ内への活動レコード△Ｒ７ＰＪのポイ
ンタのローディングを伴い、次に活動レコードＡＲｙＰ
ｊをも指し示すようにプロセッサレコードＰＲｊのＰＲ
ＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥｌ−ＡＩＩ−エン１〜りを変
える。

最後に、活動Δ、　Ｐ、ｉ　がＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　
ＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＬＬ（７）ときに八〇ＴＩＶＥＴ
−あれば、そのときインテリジェントメモリコントロー
ラは活動レコードΔＲ，Ｐ；　のポインタを活動レコー
ドＡＲｙＰｊの持ち行列内にロードＪる。これは活動レ
ー＝＋−ドＡＲｙＰｊ　のＡｏｌ　１ＶＩ’ｒＹＱＵＥ
ＵＥ　下Ａ　Ｉ　Ｌ　＋、：よって指し示される活動レ
コードのＮ　Ｅ　Ｘ　Ｔ　Ｉ　Ｎ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ
エントリ内への活動レコードΔＲｘ　Ｐ＋のポインタの
ローディングを伴い、次に活動レコード△ＲｘＰ＋を指
し示づ活動レコードＡＲ７ＰＪ内のＡＣＴＩＶｌ−Ｙ　
ＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬを変える。

上記動作は単にＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　Ｄ活動レコードとＣ
ＡＬＬＥＤプロセッサレコードに影響を及ぼすだけであ
ることに注目１べきである。しかし、これに加えて種々
の動作がＣＡＬＬＩＮＧ活動レコードとＣＡＬＬＩＮＧ
プロセッザレコーセッおいても実行されなければならな
い。これらの動作は以下のようである。

ＣＡＬＬ　ＩＮＧプロセッリ−レコードＰＲ，内の持ち
行列がＮＯＴ　ＥＭＰＴＹであるとき、１つのエントリ
がその待ち行列から取り出されてプロセッサレコードＦ
’Ｒ＋のＣ４ＪＲＲＥＮＴエントリ内ヘロードされる。

このアント１−ディング動作はプロセッサレコードＰＲ
ｉのＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＬＪＥＬＪＥ　１−ＩＥＡＤ
Ｉ−ントリをプロセッサレコードＰ　Ｒ＋のＣＩＪ　Ｒ
ＲＥ　Ｎ　１−エントリ内へ移動させることを伴い、次
にブ［１セツサレコードＰ　Ｒ＋内のＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ
　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　）−１，Ｅ　Ａ　Ｄに
よって指し示される活動レコードからのＮＥＸＴ　ＩＮ
　ＱＵＥＵＥエントリがブロセッＶレコードＰＲ，のＰ
ＩＩＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ゛１−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄ内
ヘロードされる。また、コン（ヘローラＩＭＣによって
メツセージがプロセッサＰ１へ送られ、それはプロセッ
サレコードＰＲ，内のＣＵＲＲＥ　Ｎ　ｌ’　エン１へ
りによって指し示される新しい活動をそのブロセッυに
知らせる。

一方、プロセッサレコードＰＲｉ内の持ち行列がＥ　Ｍ
　Ｐ　Ｔ　Ｙであるとき、そのプ１」レッナレコード内
のフラグはプロしツサＰ、がＮＯＴ　ＢＵＳＹであるこ
とを示１ようにセラｉ〜される。また、そのような条件
において、プロセッナレ＝１−ドＰＲ１内のＣＵ　ＲＲ
Ｅ　Ｎ　１−エントリは空白（白にセラ！−される。さ
らに、上記とこの場合の両方において、たとえ呼出し活
動が中止された状態にあっても、その呼出し活動レコー
ドＡＲｘＰｉ内のＡＣＴＩＶＥフラグはセラ１−された
ままであることを注目すべきである。

次に、プロセッサの１つからのｌ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　
ＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令に応答してコントロ
ーラＩＭＣによって実行される動作につい　′て考えよ
う。特定的に、プＬ１セッザＰｊ　内の活動ＡｙＰｊが
プロセッサＰ１内の活動ＡｘＰ＋へ戻る場合を考えよう
。これらの動作は以下の表２に示されている。

（以下余白） ＲＥＴＬＪＲＥが起こったどきに活動レコード△Ｒ７Ｐ
　）の持ち行列がＮｏ−ｒ　ＥＭＰＴＹであれば、その
ときコントローラＩ’ＭＣは以下の動作を実行する。ま
ず、１つのエン１へりが活動レコードＡＲｙＰｊの持ち
行列から取出される。これは、活動Ｌ／−１−ドＡＲ７
＋”、（７）ＡＣＴＩＶＩ　ｒＹ　ＱＵ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　
ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄ内のポインタを活動レコード△Ｒｙ
ＰＪのＣＡ　ｌ−Ｌ　Ｅ　Ｒ位置内へ移動させることに
よって達成され、そして活動レコードＡＲ／ＰＪ（７）
ＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥ　Ｉ−ＩＥＡＤによっ【
指し示される活動レコードのＮＥＸ丁ＩＮ　ＱＵＥＬＪ
Ｅエントリを活動レコード△Ｒ，Ｐ、゛の△Ｃ’Ｔ’　
Ｉ　Ｖ　Ｉ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ
ＡＤ内へ移動させる。その後に、その活動の新しい呼出
子のために活動ＡχＰＪ　を再実行するためにメツセー
ジがプロセッサＰｊ　に送られる。

一方、ＲＥＴＵＲＮ命令がコントローラＩＭＯへ送られ
るときに活動ＡＩＰＪの待も行列がＥＭＰ　１−　Ｙで
あるがプロセッサＰｊの持ち行列がＮ０ＴＥ　Ｍ　Ｐ　
Ｔ　Ｙであるならば、そのときそのコントローラは以下
の動作を実行する。まず、活動レコード△］すＰ、ｉ内
のフラグはＤＯＲＭＡＮＴステー１−を示すように変え
られる。次に、１つのエン１へりがブロヒッナレコード
ＰＲｊの持ち行列から取出されて、そのプロセッサレコ
ード内のＣ１ＪＲＲＥ　Ｎ　’ｒエン１〜りはその侍ち
行ゲＪから取出されるそのエントリとともに更新される
。次に１．メツセージがプロセッサ−Ｐｊ　に送られ−
ｃ１それはプロセッサレコードＰＲ１内のＣ（Ｊ　ＲＲ
Ｅ　Ｎ−ｒエン１ヘリによって指し示されている新しい
活動レコードをプロセッサに知らせる。

最後に、ＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ命令がコント１」−ラＩＭ
Ｏへ送られるときに活動レコードへＲＸｌ）、の待ち行
列とプ１」セッザレコードＰＲｊ　の持ち行列がど′ら
らち１三ＭＰＴＹであれば、そのときプロセ゛ンナＰ、
に関して現在実行ｊべき他の活動は存在しない。したが
って、ブロセッリレコード１〕ＲＪ内（７）　７７グは
プ’　ｔ　ッ９　ＰＪ　がＮＯＴ　ＢｔＪＳＹであるこ
とを示ツＪ：うにセットされ、そしてブＯセツリーレコ
ードＰＲｊ内のＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　１−　エントリが空
白ステー１−にヒツトされる。

ＲＥＴＵＲＮ命令に関する上記の１べての動作はＣＡＬ
ＬＥＤ活動レコードＡし、ｙＰＪ　とＣＡＬＬＥＤプロ
セッサレコードＰＲ，において実行される。さらに、以
下の動作はそのＲＥＴＩＪＲＮ命令に応答してＣＡＬＬ
ＩＮＧ活動レコード△ＲしＰ１とＣＡＬＬＩＮＧプロセ
ッサレコードｌ〕Ｒ。

において実行される。

ＣＡＬＬＩＮＧブｏ　ｔ　ツリー　１．ｉ　コ−トＰ　
Ｒ＋　内（７）フラグがプロセッサＰ、がＢＵＳＹであ
ることを示していれば、そのときインテリジェントメモ
リコン１−〇−ラは活ｆ）＋レコード△Ｒｘ　Ｐ　ｔの
ポインタをプロセッサレコードＰＲ２の待ち行列内にロ
ードづるゎこれは、プロセッサレコードＰＲ＋の持ち行
ＪＩＪが空でないときに、プロセッサレコードＰ１１．
内のＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＩＪＥＵＥ　ＴＡＩＬによっ
て指し示される活動レコードのＮＥＸＴ　ＩＮ　ＱＵＥ
ＵＥエントり内へ活動レコードＡＲｘＰ＋のポインタを
ロードづることによって、またＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　
ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　Ｔ　ＡＩＬエン１−りを活動
レコード△ＲｘＰ：を指し示すように変えることによっ
て実行される。またそれは、ブロヒッサレ］−ドＰＲ，
＋の待ち行列が空であるときに、プロセッサレコードＰ
Ｒ，のＰＲＯＣ［Ｅ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　ＩＪ　Ｅ　ＬＪ
　Ｅ　）４　Ｅ　Ａ　Ｄ　トＰ　ＲＯＣ１三３３０　Ｒ
Ｑ　ＩＪ　Ｅ　ＬＩ　Ｅ　Ｔ△１［内へ活動レコードＡ
Ｒ，Ｐ＋のポインタをロードすることによって達成され
る。

しかし、もしプロセッサ−１〕、がＮｏｒ　ＢｕｓＹで
あれば、そのとき活動レコード△Ｒｙｐ、のポインタは
プロセッサしコードＰＲｉのＣＵＲＲＥＮＩ−エン１−
り内ヘロードされ、プロセッサレコードＰＲ，のフラグ
はプロセッサＰ１がＢＵＳＹぐあることを示すようにヒ
ラ（・される。次に、メツセージがブ［ｌ馳ツ→すＰｌ
に送られて、プロセッサレコードＰ１（１内の新しいＣ
ｔＪ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔエントリによつ“Ｃ示されている
実行されるべき新しい活動をそのプロセッサーに通知覆
る。

ここで、１つのプロセッナからのＩＮＴＥＲＰＤ　ハ／
’　ＣＱ　Ｃ八Ｄ　ｋｌ　ｒ：、：　Ｖ　Ｔ　Ｉｓ　ヘ
Ｉ−菌’Ｒｌ　、　７　］ゝノドローラＩＭＯによって
実行される動作について考えよう。特定的に、プロセッ
サＰＪ°　内の活動ＡｙＰ、がブロセッザＰｈ内の活動
ＡｚＰｈへのＮＥＸＴ命令を実行づる一般的な場合に行
なわれる動作ＩＣついて考えよう。これらの動作は以下
の表３に示されている。

（以下余白） そのＮＥＸＴ命令に応答しく活動ジ−１−ドＡＲｙＰｊ
　とプロセッサレコードＰＪ’ＩＣおいて実行される動
作は、上述のＲＥ　Ｔ　ｔＪ　ＲＮ命令に応答し゛（活
動レコードＡＲｙＰ、ｉ　とプロセッサレコードＰＲｊ
　において実（コされる動作と同じである。しかし、Ｎ
ＥＸＴ命令に応答して活動レコードへＲｚＰ、とブ［１
セッリレ＝１−ドＰＲｋにおいて大行される動作は以下
のようである。活動へｚＰｋが△ＣＴＩＶＥであるとき
、活動しｌ　ｌ”Ａ　ＲＸ　Ｐ　＋のポインタは活動レ
コードＡＲ２Ｐ、の活動待ち行列内へロードされる。こ
れは、活動レコードへＲｚの活動持し行列内へ活動レコ
ード△ＲｙＰＪのＣＡＬＬＥ、Ｒエン１〜りを移動さｔ
することによって達成される。

しかし、ＮＥＸＴ命令がコントローラＩＭＣへ送られた
ときに活動ＡｚＰｈがＤＯＲＭＡＮ王でかつプロセッサ
Ｐ、がＢＵＳＹであれば、そのときそのフン１−〇−ラ
は以下の動作を実行する。まず、活動レコードＡＲ２Ｐ
、のポインタはプロセラ１ｊレコードＰ　Ｒｔの待ち行
列内へＵ−ドされる。

次に、活動レコードＡ　Ｒｙ　ＰＪ　のＣＡＬＬＥＲエ
ントリ（それは活動レコード△ＲｙＰ、のポインタ）は
活４ＪレコードＡＲｚ　ｐｈのＣＡＬＬＥＲＩントリヘ
移エンせられる。次に、活動レコード△Ｒ２Ｐ、内のフ
ラグはＡＣＴＩＶＩ＝ステートにセラ１〜される。

一１ｊ１ＮＬ−ＸＴ命令がインプリジエンＩ・メモリフ
ン１ヘローラへ送られたときにプロセッサＰ、がＮｏ−
１−ＢＵＳＹであれば、そのときそのコント１」−ラは
以下の動作を実行する。活動レコードＡＲ２Ｐｔ、のポ
インタはプロセラ）Ｊ−レコードＰＲ。

のＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔエントリ内へ１」−ドされる。

また、活動レコードＡＲ／Ｐｊ　のＣＡ　Ｌ　ｌ−Ｅ　
Ｒ］−フンへり（それは活動し］−ドＡＲｘ　Ｐ；　の
ポインタ）は、活動レコードΔＲｚ　Ｐ　＋、のＣΔＬ
　ｌ−Ｅ　ＲｘンＩ−り内ヘロードされる。次に、活動
レコードＡＲ７Ｐ、内のフラグはＡＣＴ　Ｉ　ＶＥスデ
ートにレットされる。

ここで、第３図が参照されるべきである。それは、ＣＡ
ＬＬとそれに対応するＲ　Ｅ　−ｒ　ＩＪ　ＲＮ動作の
間にプロセッサレコードと活動レコードに起こる上述の
変化の典型的なシーケンスを図解している。そのシーケ
ンスは瞬間［、からｔ、の間に起こり、以下の表４は各
瞬間に起こる出来事の概略を示している。

（以下余白） この例において、２つのプロセッサＰｙと１〕りが存在
し、それらはそれぞれプロセッサレコードＰＲｘとＰ　
Ｒｙを有している。最初、プロヒラＶＰ、は、活動レコ
ードＡＲト　Ｐｘを有する活動ＡＡＰｘを実行してい−
ｒＢＵｓＹである。また、活動レコードＡＲ，Ｐｘを有
するもう１つの活動へ〇。

Ｐｘは実行されるべきＰＲ，プロセッリ待ら行列件は第
３図において参１１’Ｋ　ｉｔ号１を有するポインタに
よって示されている。

特に、プロセッサレコードＰ　Ｒｘ内の参照番号１のＣ
ｕＲＲＥＮＴエントリは、プロセッサＰＸが最初に活動
Ａｌ）Ｐｙを実行していることを示すように活動レコー
ドＡＰＩ＞　Ｐｘを指し示す。また、プロセッリーレコ
ードＰＲＸ内の参照番号１で示さレタＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ
　Ｓ　ＯＲＱ　ＬＪ　Ｅ　ＬＪ　Ｅ　ＨＥ　Ａ　Ｄ工＞
トリとＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　１−△ＩＬエン
１へりは、活動ＡαＰｘＩＯｆｉ最初にプロセッサＬ／
　］　−Ｆ　Ｐ　ＲＸの持ち行列内にあることを示ずよ
うに活動レコードＡＲａＰｘを指し示す。

さらに、プロセッサレコードＰＲｙの参照番号１で示さ
れたＣＩＪＲＲＥＮＴエントリは最初にプロセッサＰ７
が活動Ａｔ　Ｐｙを実行していることを示すように活動
し」−ドΔＲｄＰｙを指し示す。

また、プロセッサレコードＰ　Ｒｙの参照番号１で示さ
れたＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｆ　ＩＪ　Ｅ
　トＩＦＡＤエントリは、他のいかなる活動もプロセッ
サ１〕χにおいて実行されるようＲ（！ｉ　シていない
ことを示ずように空白値を有する。

その後、参照番号２を有するレコード内のポインタによ
って示されているように、活動△６　Ｐ。

が活動ＡＣＰ／を呼ぶ。その結果、活動レニ１−ドＡＲ
ｃｐ　内のＣＡＬＬＥＲエン］へりは、それがγ 活動レコードＡＲＩ、Ｐつを指し示すように書込よれて
、プロセッサレコードＰＲｒ内のＰ　ＲＯＣＥＳ　Ｓ　
ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄエントリ
とＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬエントリは
、それらが活動レコードΔＲｃＰｙを指し示すよ°うに
書込まれる。また、活１ｌｌＪＡらＰ８はＣＡＬしＥＲ
であったので、プロセッサＰ８はその活動の実行を中止
して、それがその持ち行列、がら１ｑるもう１つの活動
の実行を開始する。したがっ【、プロセッリーレコード
ＰＲ，内のＣＵＲＲＥＮＴエントリは活動レコードＡＲ
αＰｘを指し示すように書込まれ、プロセッサレコード
ＰＲ，のＰＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ
　ＨＥ　Ａ　０１２１１月よ空白値に書込まれる。

その後、参照番号３を有づるレコードエントリｋＪ：っ
−（示されているように、プロしツサＰｙは活動ＡｄＰ
ｙの実行を完了し、そしてイれはその持ら行列内のもう
１つの活動の実行を開始する。

したがって、プロしッリルコードＰＲｙ内のＣＵりは空
白値に書込まれる。

その後に、参照番号４を有するレコードエンド△・Ｐ７
を呼出した活動が実行を再開する′：８がでさ、そし−
（活動レコードΔＲ１，Ｐ、のポインタはプロセッサレ
コードＰＲ，のＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ
　ｌ−Ｉ　ＥΔＤエントリとＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥ
ＵＩＥ　ＴＡ　Ｉ　Ｌ工：ｚｌ−ＩＪ内内口ロードれる
。また、プ１：１セッ’月）ｙは自由にもう１つの活動
を実行することができるが、そのブＯレツリ持ち行列は
ＥＭＰＴＹであるので、プロしツリレコードＰ　Ｒγの
ＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔポイン月、未空白値に書込まれる
。

プロレッυＩ）Ｘは、活動が完了覆るかまたはもう１つ
の活ｆｌＪを呼ぶときまで活動△（ＩＰ：＜の実行を続
（〕る。それは［５のときに起こる。次に、プ１コセツ
１ルコードＰＲＸのブロセッリ持ら行列によって活動レ
コードＡＲｂＰｙが指し示されるので、ブ１］ｔ？ツサ
１］８は活動Ａｌ）Ｐｙの実行を再Ｕ口Ｊる。

ここで第４図と第５図を参照して、いくつかのＣＡＬ’
Ｌ動作とＲＥＴＵＲＮ動作の間にプロセッサレコードと
活動レコードに起こる変化のシーケンスのもう１つの例
が述べられる。この例においで、プロセッサＰ×が実行
する活動ＡＩＰＸは３回呼出され、プ［１１？ツザＰＸ
が実行Ｊるもう１つの活動△２１）。は２回呼出される
。

この呼出しのすべてはプロセッサＰｘがもう１つの活動
を実行しく°いてビジーのときに起こり、そしてブロヒ
ッサレコードＰＲＸと活動レコード△Ｒ，ＰｘとＡＲ２
Ｐｘ内の持ち行列はその呼出しが起こっている間に［：
１−ドされる。その後に、プロセッサＰ、はそれが実行
していＩζタスクを終了して、次にそれはプロセッナレ
＝１−ドと活動レコードの持ち行列内で指し示されてい
る活動を実行する。以下の表５は種々の出来事が起こる
シーケンスを示している。

（以下余白） 第３図はプロセッサと活動レコードの待ち行列がロード
されるシーケンスを図解しており、一方、第４図はそれ
らの持ち行列がアンロードされるシーケンスを図解して
いる。これらの両図において、参照番号１から１１を有
するポインタはそれぞれそれらの番号に対応したシーケ
ンスの瞬間にお（）るプロセッナと活動のレコード内の
種々のエントリを示している。

第４図を見れば、瞬間１．−１６の間に、プロセッサレ
コードＰＲ，のＣＵ　ＩＩ　ＲＥ　Ｎ　Ｔエントリはプ
ロセッサＰＸが現在実行している活動レコードを指し示
している。しかし、［２の瞬間において、プロセッリー
Ｐ、内の活動Ａ。Ｐ、はブＥ１ｔ７ツリーＰｘ内の活動
Ａ、Ｐｘを呼ぶ。その結果、活動レコードＡＲＴ　Ｐｙ
のＣＡＬＬＥＲＩントりはエンが活動レコードＡＲへＰ
、を指し示すように書込まれ、プロセッサレコードＰＲ
ｘのＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＬＪＥＵＥ　ＨＥＡＤとＰＲ
ＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬのエントリはそれ
らが活動レコードＡＲ＋ＰＸを指し示すように書込まれ
る。

その後に、瞬間］−８において、プロセッサ下２内の活
動ＡｂＰ２はプロセッサＰｘ内の活動Ａ２Ｐｙを呼、Ｓ
ｌ。この０ＡＬＬの結果、活動レコードＡＲ，２Ｐ、内
のＣＡ　Ｌ　Ｌ、　Ｅ　＋ｔエントリ（Ｊ活動レコード
△Ｐ、ｂＰ２を指し示すように書込まれる。また、プロ
セッサーレコードＰＲ，のＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　ＳＯＲＱ
ＵＥＵＥ　ＴＡＩＬエン１へりは活動レコード△Ｒ２Ｐ
Ｘを指し示すように変えられて、活動ｖコードＡＲ，Ｐ
ｙ（７）ＮＥＸＩ−Ｉ　Ｎ　ＱＩＪＥＵＥエントリは活
動レコード△Ｒ２Ｐｘを指し示す−Ｊ：うに書込まれる
。その後、瞬間Ｔ、において、プロセッサ１）３内の活
動△、Ｐ、は活動Ａ、Ｐｘを呼ぶ。）６勅Δ＋Ｐｘのこ
のＣＡＩ−Ｌはブ［ＪセラリレコードＰ　１１、の待ち
行列内へ活動し：１−ド△Ｒ１［〕アを再ロードしない
が、その代わり活ｖル」−ド△Ｒ，Ｐ、のポインタは活
動レコー　ド△ＲｐＸの活動持ち行列内Ｉ＼書込まれる
。これは、活動レコード△ｔ＜、　Ｆ）ｙ１７）ＡＣＴ
　Ｉ　Ｖ　Ｉ王ＹＱＩＪ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ△Ｄ
とＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬのエン１へ
りを書込むことによって達成され、それらのエントリは
活動し］−ド△ＲｃＰａを指し示Ｊ０ 次に、瞬間［５において、プロセツリーＰ、内の活りＪ
ＡｔＰ＋は活動へ２Ｐｘを吋、Ｓζ。再び、活動レコー
ドΔＲ２ＰＸは既にプロレツリレコードＰ「く。のブ１
」セッザ持ら行列内にあるので、活動レコードＡ　Ｒａ
　Ｐ　４のポインタは甲に活動レコードΔＲ２ＰＸの活
動持ち行列内へロードされる。これは活動レコード八Ｒ
２Ｐ　ｘの△ＣＴＩＶＩＴＹＱＬＪＥＵＥ　トＩ　Ｅ　
Δ　Ｄ　と　△　ＣＴＩＶｉＴＹ　ＱＵＥＩＪＥＴ−△
ＩＬのエントリを書込むことによって達成され、それら
のエン１〜りは活動レコードＡＲ，ＬＰｑを指し示す。

次に、瞬間ｔ５のとき、ブロセツナＰ５内の活１ＪＡ６
Ｐｓは活動Ａ、ＰＸを呼ぶ。その結果、活動レコードΔ
ＲｅＰｓは活動レコードＡＲ４Ｐｘの活動待ち行列内ヘ
ロードされる。これは、活動レコード△Ｒ，ＰＸのＡＣ
Ｉ−ＩＶＩＩ−Ｙ　ＱＬＩＥＵＥ　ＴＡＩＬエン１〜り
を活動レコード△Ｒｅ、Ｐ、を指し示すように変えるこ
とによって、また活動し：）−ド△ＲｃＰ３のＮＥＸＴ
　ＩＮ　ＱＵＥＬＪ　Ｅエントリをも活動レコードＡ　
Ｒ５Ｐ　ｓを指し示すように出込むことによって達成さ
れる。

ここで第５図に移って、ブロセッザレコードＰＲｙ、活
動しニＺ−ド△Ｒ，Ｐｖ、およびΔＲ２Ｐ、内の待ち行
列のアンローディングが述べられる。

第５図に４３いて、参照番号６を４１１）るぞれらのポ
インタは第４図における参照番号６を右乃るポインタと
同じである。

瞬間１□において、ブ【−Ｊｔ？ツリＰ７は瞬間［１か
ら（ｓ　Ｅ　ｉ！Ｊいて動作していた活動を完了する。

そして、それＬ；１：　Ｉ　Ｎ　ｌ’　Ｅ　ＲＰ　ＲＯ
ＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲ［＝　１”　Ｕ　ＲＮ命令を実行
する。イれに応答しで、＝１ン１〜ローラＩＭＣはプロ
セッサ゛し］−ＦＰＲｘ内の持ち行列から１つの活動レ
コードを取出して、プロＬツサレコードＰＲｙへその取
出された活動を通知覆る。この取出し動作はコントロー
ラＩＭＯを介し−Ｃブロセッリ°レコードＰＲｘ内のｌ
）　Ｒ０ＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　１−ＩＥへ［）　’
ＪＬントリをそのプロセッサレコード内のＣＵＲＲＥＮ
ＴＩントリヘ移動エン、また活動レコードＡＲ＋Ｐｘの
Ｎ　Ｅ　Ｘ　Ｔ　Ｉ　Ｎ　Ｑ　ＬＪ　Ｅ　ＩＪ　Ｅエン
１へりをブロセツ９レコードＰＲｙのＰＲＯＣＥＳＳＯ
ＲＱＵＥＵＥ　トＩＥＡＤエン１〜リヘ移動させること
によって達成される。

その１股に、瞬間側８においで、プロセッサＰｘは活動
Δ、Ｐｘを完了する。そして、それ（よもう１つのｌ　
Ｎ　１−　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲｒ＜　Ｅ
　Ｔ　ＵＲＮ命令を実行する。そのＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ
命令に応答して、コン１ヘローラＩＭＯは活動レコード
ＡＲ４Ｐｘの活動待ち行列から１つの活動レコードを取
出す。そしてそれは、活動レコードＡＲＩＰ’Ｘ内（７
）ＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱｔＪＥｔＪＥ　）−ＩＥＡＤエ
ントリをそのレコードのＣΔＬ　Ｌ　Ｅ　ＲＩントりへ
移動させることによって、また活動レコードＡＲＩＰＸ
１７）ＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＬＪＥ　１−ＩＥＡＤ
エントリ内へ活動レコードＡＲ，，Ｐ、のＮＥＸＴ　Ｉ
Ｎ　ＱＵＥＩＪＥエントリを移動させることによって達
成づる。次に、プロセッサＰｘはそれがその活動の第２
の呼出子のために活動△ＩＰＸを丙寅（ｊしなｔプれば
ならないことを通知される。

瞬間しりにおいて、プロセッサＰＸは再び活動Δ１］〕
７の実行を完了りる。そして、それは再び１つのｊＮＴ
ＥＲＰＩ犬ＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＩＩ　ＲＥ　Ｔ　ＩＪＲ
Ｎ命令を実行Ｊる。それに応答し−（、コントローラＩ
ＭＣは活動レコードＡＲ，Ｐ、の活動持ち行列からもう
１つの活動レコードを取出す。そして、ソＩ）Ｗｉｔ）
Ｊｌ−”：Ｊ：Ｉ　ＦＡＲ＋　Ｐｘ　ノＡＣＴ　Ｉ　Ｖ
　ＩＴＹ、ＱＵＥＵＥ　ｊｌＥΔＤエントリをその活動
のＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　Ｒエントり内へ移動させることに
よって、また活動レコードＡＲ，ＰＸの△ＣＴＩＶＩ　
Ｔ　Ｙ　（’）　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＨＥ　Ａ　Ｄエン１
−りを空白値にしツｔ−ａることによって達成り−る。

次に、コントローラＩＭＣはその活動の第３の呼出子の
ために活動活動△＋Ｐｘを再実行づるようにブ［１セツ
１）１〕Ｘ／＼通知する。

その後に、瞬間ｔ＋ｏにおいて、プロレツサＰ９は活動
Ａ　、Ｐ　ｘの実行を完了して、そしてそれは再び１　
ツノＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲ
Ｅ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ、命令を実（了する。これに応答して
、コントローラＩＭＣはプロセッサレ甲−ドＰＲＸのプ
ロ［ツサ持ち行列からもう１つの活動レニ１−ドを取出
して、それは実行づべき新しい活動をプロセッサ１〕ア
に）ｍ知づる。この取出動作はプＬルツサレコードＰＲ
，のｌ）　ＲＯＣＩＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　ＥＵＥ　
トＩＥＡＤエントリをそのレコードのＣＵ　［（ＲＥＮ
Ｔエン１−り内へ移動させることによって、またプロセ
ッサレコードＰＲｙ内のＰＲＯＣＦＳＳ　ＯＩＩ　Ｑ　
Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄエントリを空白１
（１に変えることによって達成される。

次に、瞬間１＋＋において、プロロツサＰ・け活動△２
Ｐｘの実行を完了する。（して、それは再び１つのＩＮ
ＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令を実行覆る
。それに応答して、コントローラＩＭＧは活動レコード
△Ｒ２）０・の活動持ち行列から１つのエントりを取出
して、その活動の第２の呼出子のために活動△２Ｐｘを
再実行づるようにプロセッサ−Ｐｙへ通知覆る。この取
出し動作は、活動レコードＡＲ２ＰＸ（７）ＡＣＴ　Ｉ
　ＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥ　ト＋ＥＡＤエン１−りをその
活動のＣＡＬＬＥＲＩントリヘ移エンＵることによって
、また活動レコードΔＲ２１）、の△ＣＴＩＶＩ　Ｔ　
Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　トＩＥＡＤエントリを空白値
にセット覆ることによって達成される。

ブ１」セッサ゛Ｐｘがｉｌ！、肋Ａ２１）、の実行を完
了した後に、それは再び１つのＩＮＴＥＲｐＨ０ＣＥＳ
　Ｓ　ＯＲＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ命令を実行する。そのと
き、プロセッサＰｙが実行すべき他の活動は存在し−Ｃ
Ｊ３らず、そし−Ｃコンｌ−ｏ−ラＩＭＣは甲にプロセ
ッサレコード１〕ＲＸ内にＢ　１．Ｊ　Ｓ　Ｙフラグを
リセッ１へし−Ｃ１そのレコードのＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ王
］−ントリを空白値にセラ１へする。

上記の動作のシーケンスから、プロセラ壷すＰ。

が活動△、Ｐ、とＡ　２　Ｐ　＝を実行した順序（Ｊそ
れらの活動が呼ばれた順序と完全に異なっＩζものであ
ったことがわかる。具体的には、それらの活動は△１Ｐ
ｘ　、Ａ２　ＰＸ　、Ａ＋　ＰＸ、Ａ２　ＰＸ　、おに
び△、（〕８の順序で呼出されたが、それらの活動が実
（ゴされた順序はＡ、ｐ、、Ａ、Ｐｘ、△。

Ｐｙ、Ａ２Ｐｘ、および△２ＰＸの順序であった。

古い換えれば、活動Ａ、Ｐｘはその呼出子のそれぞれの
１つに関して１同大行されて、そして活動△２ＰＸはそ
の呼出子のそれぞれの１つについて１同大行された。そ
して、これはそれらの活動が呼出された順序と関係なく
起こる。活動のそのような順序替えは重要であって、な
ぜならば、それはプロセッサが１つの活動の実行からも
う１つのものへ切換わる回数を最小にするからである。

切換えが起こるたびに、その新しい活動に関するコード
はその活動を実行づべきプロロツ１１のメモリ内へ読込
まれなければならない。また、活動がそれに是づいて実
行覆るデータのためにそのメモリ内においてスペースが
再割当されなければならない。これらのリソース割当動
作は時間をＷ１ｊ耗するものであって、したがってそれ
はシステムの全体的性Ｏしを低下させる。

ここで、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸ、Ｔ命令
の動作を図解している第６図が参照されるべきである。

この図において、以前の第３図ないし第５図におりるに
うに、参照番号１がら９を右づるポインタは、それらの
参照番号に対応する瞬間にＪ３ける活動レコードとプロ
廿ツリレコード内のそれぞれのエントりを示している。

以下の表６は、概略的な第６図で起こる出来事のシーケ
ンスを示している。この概略は、活動Ａ、ＰＩがもう１
つの活動Ａｌ、Ｐ２を呼出して、次に活動ΔｂＰ２が活
動Ａｃ　Ｐ−へＮＥＸＴ命令を実行して、次に活動Ａｃ
Ｐ＝が活動Ａａ　Ｐ　４へＮＥＸＴ命令を実ｔ’ｔ’　
Ｌ／　’ｒ　１次に活動△ぺＰ４が活動Ａｂ　Ｐ２　マ
タＩＪＡｃ　Ｐ　３へ再入することなく直接△。１〕、
へもどるというシーケンスを示している１゜（以上余白
） 第６図を見れば、時間１．においでブロセッナ］〕、は
活動ＡユＰ、を実行していることがわかる。

それは、時間１．にＬＩ５いてプロセッサレコードＰＲ
１内のＣＵ　ＲＲＩＥ　Ｎ　Ｔエントリが活動レコード
八［＜。Ｐ、を指し示しているからである。

次に、時間１．において、活！ＰＪＩＡヶＰ、はプロセ
ッサＰ２内のＣＡＬＬＩＮＧ活！１１ＡｂＰ２によつ℃
その実行を中止り゛る。その結果、活動レコードΔＲ）
、Ｐ２内のＣＡＬＬＥＲエントリはそれが活動レコード
ＡＲａＰ＋を指し示づようにコントローラＩＭＯによっ
て書込まれる。まｌζ、プロセッサレコードＰ　Ｒ２は
プｑセツ＃′Ｐ２が瞬間【２におい′Ｃ現在もう１つの
活動を実行し−Ｃいてビジーであることを示しているの
で、プロセッサレコードＰ　Ｒ２の＋）Ｒｏ　ＣＥ　Ｓ
　Ｓ　Ｏ＋＜　ａ　ＬＩ　Ｅ　Ｕ　ＥＨＥＡＤとＰＲＯ
ＣＥＳＳＯＲＱＵ［ＥＩＪＥ　ＴＡＩＬのコーン１へり
は活動レコードＡＲｂ　Ｐ２を指し示すようにコン１へ
ローラＩＭＯによって書込まれる。

その後、時間１．において、プロセッサＰ、はｌ　Ｎ　
Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲＥ　Ｔ　Ｕ　
ＲＮ命令を実行Ｊることによってその現在の活動の実行
を完了する。その結果、コントローラＩＭＯはブ［１セ
ツサレコードＰ　Ｒ２のｌ）　Ｆ’（ＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　
ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　ＩＪ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄエント
リをそのレコードのＣｔＪＲＲＥＮＴエンｉ−リヘ移動
させて、そして活動ΔｂＰ２の実行が始まる。

その後、時間Ｔ４　ｃおいて、もう１つの活動ＡｙＰ７
は活動Ａｉ、Ｐｚをげぶ。したがって、活動△１）Ｐ２
はＡＣ丁ＩＶＥステートにあるので、活動レコードＡＲ
ｘＰｙのポインタは二ｌントローラＩＭＯによって活動
レコードＡＲム　Ｐ２の活動持ち行列内へ書込まれる。

次に、時間ｔ５において、活動Ａ′ｂＰ２は活動Ａｃ　
Ｐ、へｌＮ−１−ＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令
を実行Ｊる。その結果、コントローラＩＭＧは活動レコ
ードＡＲｂＰ２のＣＡＬＬＥＲエントリを活動レコード
ＡＲｃＰａのＣＡＬＬＥＲエントリへ移動させる。した
がって、活動レコードＡＲ，ｐ、内のポインタは、丁度
あたがも活動△ＣＰ、が活１ＰＪＪ　Ａ　ｔ）、　Ｐ　
＋によって直接呼出されたかのＪ：うである。

ＣＡＬＬＥＲ１ントリの上記の移動の結果として、活動
ＡＩ）Ｐ２１よ活動Ａ、Ｐ、からど／Ｖなパラメータも
受取らないであろう。その代わり、それらのパラメータ
は直接活動△。Ｐ＋’＼送られる。

そし−Ｕ、ＩＮＴＥＲＰ’ＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸｌ−
命令の実行によって、活動ＡしＰ２はその活動の付加的
な吐出子によって自由に再実行されることができる。し
たがって、時間１５において、コントローラＩＭＣは活
動レニ１−ドＡＲＩ）Ｐ２のＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＩＪ
ＥＩＪＥ　Ｉ−ＩＥＡＤエントリをその活動レコードの
ＣＡ’ＬＬＩ三ＲＩントリ内エン動さゼて、それはその
新しい呼出子のために活動ＡｂＰ２を再実行Ｊるように
プロセッサＰ２へ通知する。

ｖＩ間ｔ６において、プロセッサＰ、は前に実行してい
た活動の実行を完了して、そしてそれは１つのＩＮＴＥ
ＲＰＲＯｃＥｓｓＯＲＲＥＴＵＲＮ＠令を実行する。そ
の結果、コントローラＩＭＣは活動レコードＡＲｃＰ、
のポインタをプロセッサレコードＰＲ，のＰＲＯＣＥＳ
ＳＯＲＱＬＪＥ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄエントリ
からＣＵ　Ｒ４犬ＥＮ「エントリへ移動させる。次に、
プロセッサＰ、は活躬ＪＡｃ　Ｐ３の実行を開始１“る
。

時間ｔ７における活動Δ、Ｐ、の完了によって、プロセ
ッサＰ、は１つのＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　５
ＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令またはもう１つのＩＮＴＥＲＰ
Ｒ’０ＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令のいずれかを実行する
オプションを有する。第６図において、ＩＮＴＥＲＰＲ
ＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令は活動Ａｄ　Ｐ４へ大行さ
れる。その結果、コントローラＩＭＣは活動レコードＡ
ＲｃＰ３のＣＡＬＬＥＲエンｌ−りを活動レコードＡＲ
ｄＰｑのＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　Ｒエントリへ移動させる。

また、プロセッサＰ、はビジーではないので、プロセツ
リーレコードＰ　Ｒ、のＣ４ＪＲＲＥＮＴエントリはフ
ントローラＩＭＣによって活動レコードＡＲｃＩＰ４の
ボーインタとともにロードされて、プロセッサＰ４は活
動ＡまＰ４の実行を開始Ｊるように通知される。

時間Ｔ８にＪ３いて、プロセッサＰ、は活動△ｄ１ツ、
の実行を完了する。そして、プロセッサＰ。

はＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令また
はＩＮ丁Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＦ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＮ　ＥＸＴ
命令のいずれかを実行するオプションを有す−る。第６
図に４５いて、プロセ・ソサＰ、はｌ　ＮＴＥＲＰＲＯ
ＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令を実行づる。

ＩＮＴＬＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴ、１．−ＩＲＮに
よって、コン１−ローラ■Ｍｃは活動レコードＡＲｄＰ
＋のＣＡ　ｌ−Ｌ　Ｅ　Ｒエン１〜すをプＬルッリーレ
二Ｊ−ドＰ　Ｒ、のプロセッサ持ち１１列内ヘロードす
る。その後に、時間ｔ９にＪ３いて、プロセッサＰ、は
以前実行していた活動の実行を完了して、それは時間ｔ
２にＪ３いて以前中止した活ｖＪＡへＰ。

の実行を再開する。

活ｉＦ、ＪＡ、ｒ’＋の実行の再ＷｆＩは可能である。

なぜならば、その活動が特機していたＣＡＬＬＥＤ活瓢
１＋　Ａ　−Ｄ　４ｘ　ｅ、　Ｍ　＋６　＝−Ｊ　／ｌ
　１−）　ｄ　ｎ口　ｔ　−１−＋３１−％−７利用可
能であったからである。しかし、上記のことから、（れ
らのパラメータは単にＣ△しＬＥＤ活動ＡＩ）Ｐ２から
来たのではないことが叫らかである。そうではなくて、
それらは３つの活動△ｂＰ２．Ａ、Ｐ、、およびＡぺＰ
、のシーケンシャルな実行の結果であつｌζ０ しカシ、ＩＮＴＥＲＰＲＯｃＥｓｓＯＲＮＥＸＴ命令の
動作によって、このシーケンシャルな実行はすべて完全
に活ＩＪＪ　ＡαＰ、から隠されｌこ。

したがって、活動ＡへＰ、と他の活動△、Ｐ、とＡａＰ
ｑとのリンケージは人ぎく簡略化された。

さらに、活動ＡＩ）Ｐ２とＡ、Ｐ、は活動△ａＰｑから
活動Ａ。Ｐ、へ送られるパラメータのように再実行され
る必要がなかったので、そのパラメータの送りは非常に
迅速に起こる。

ここで、複数のプロセッサｐ、、　Ｐ２．・・・Ｐ。

が複数のプロセッサレコード、活動レコード、およびシ
ェアされたメモ９８Ｍ内のパラメータをアクセスして変
えるもう１つのシステムを図解している第７図を参照す
べきである。このシステムは、主にファイルアクセスコ
ントローラ２０を含んでいる点において上述の第１図の
システムと異なっている。そのコン１−〇−ラ２０は、
従来のメモリ読出しとメモリ書込みコマンドによって直
接し：１−ドをアクセスして変えることをブロセツ１ノ
ーに認める。

づなわら、第７図のシステムにおりるし］−ドは従来の
メモリ内にストアされ、それらは従来の非インテリジェ
ントメモリコン１〜１７１−ラＭＣを介してアクセスさ
れ、そして第７図のシステムのブ［１セツリは１ワード
のメモリ読出しとメモリ書込みのコマンドのシーケンス
を直接非インテリジェントメモリコント］］−ラＭＣへ
送ることによってＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　Ｒｌ）　ＲＯＣＦ　
Ｓ　Ｓ　ＯＲ命令を実行覆る。

しかし、いずれかのプロセッサがシェアされたメモ９８
Ｍ内のレコードを読出づかまた（よ書込むＩζめに非イ
ンプリジエントメモリコントローラへそのようなコマン
ドを送る前に、プロセッサーはファイルアクセスコン１
〜ローラ２０からそのようにすることについての認可を
受取らなければならない。

第８図はファイルアクセスコント１］−ラ２０の１つの
好ましい実施例の詳細を示している。それは２１−１か
ら２１−Ｉ＋の複数の“’１１”個のフリップフロップ
を含んでいる。１つの実施例において、各７リツプ７０
ツブはシェアされたメモ９８Ｍ内の１つのレコードに対
応しでいる。ツナわら、各フリップフロップは１つのプ
ロセラ１Ｌレコードまたは１つの活動レコードに対応し
ている。この代わりに、設８Ｉの選択によって、各フリ
ップフロップは１つのプロレツリレー１−ドとくの１つ
のプロセッサレコードに関して対応する活動レコードの
１へてと対応４る。

最初に　−１’／＼てのノリップフ［ｌツブはリセッ１
〜されている。次に、１つのプロセッサがいすかのレコ
ードをアクセス覆ることが許される前に、それがアクセ
スしようと望んでいるレコードに対応リ−るものが現在
りセラｌ〜されているかどうかを確認するために、まず
それらの７リツプフロツブに間合わせしなければならな
い。その目的のために、そのリフニストしているプロセ
ッサは、バスを通してコントローラ内のモジュール２２
ヘメツセージを送る。都合良くは、モジュール２２はマ
イクロプロセッサである。

モジュール２２へ送られるそのメツセージはリクエスト
しているプロセッサを識別し、またアクセスがシークさ
れているすべてのレコードを識別覆る。たとえば、４つ
のプロセッリルーードＰＲＱ＋　ＰＲＩ　、ＰＲｃ、お
よびＰＲｔｉとｔ　ｔＳニーＵの対応づる活動レコード
はそのメツセージ内の４つのエンコードされたフィール
ドＦα、Ｆし　、［、。

およびＦ代によって識別され得る。

メツレージを受取って、モジュール２２はそれを内部バ
ス２３を介し−Ｃレジスタ２１へ送る。そこから、フィ
ールドＦへ、Ｆｂ　、Ｆ、、および「ｄがそれぞれマル
チプレク］ノー２５３．２５１）、２５Ｃ２および２５
ｄの制御入力端末ｌ＼送られる。また、各マルチプレク
サは２１−１から２１−Ｉ＋のフリップフロップのすべ
ての０出力へ接続されたそのデータ入ツノ端末を有して
いる。

従って、レジスタ２４のフィールドＦへは、マルチプレ
グ１ノ２５ａの出力ヘゲートされるフィールドＦ、に対
応した１つのフリップフロップの０出力を生じる。同様
に、レジスタ２４のフィールドＦｌ、はマルヂプレク１
ｔ　２５１１の出力へグー１〜されるそのフィールドに
対応した１つのノリツブフロップの０出力を生じ、他の
フｒ−ルドも同様である。それらの１べての０出力は次
にＡＮＤゲート２６によって１つにＡＮＤされ、そして
、その結果はそれが調べられるモジトル２２へ送り返さ
れる。

ＡＮＤゲート２６からの信号がロジック１であるとき、
モジュール２２はバスを介してメツセージを送って、そ
のリクエストしているプロセッサーに識別されたレコー
ドの内容を変えることを認可リ−る。内部バス２３はリ
ク］ニストしているプロセツサーの識別を調べるための
手段を与え、そしてこのメツセージはそこへ送られる。

また、ＡＮＤゲート２６からの信号が１であるとき、モ
ジュール２２は２１−１から２１−ｎのフリップフロッ
プのすべてに単一のクロツクバルスを送る。それらのフ
リップフロップはＪＫフリップフロップであって、それ
らのＪ入ツノに活動的信号を有しているものはレジスタ
２４内のＦＱ。

Ｆｂ　、Ｆ６．およびＦｄ、のフィールドによって制御
される。したがって、フィールドＦｔｘ　＋　Ｆｌ）　
＋ＦＣ９および「４　に対応するそれらのフリップ７０
ツブはすべて単一のクロックパルスに応答してセラ１へ
される。

より具体的には、レジスタ２４内のＦｃＸ、　Ｆｂ。

Ｆ６．ＪｊよびＦ、のフィールドはそれぞれデコーダ２
７ａ　、２７ｂ　、２７ｃ　、および２７ｄ／＼送られ
る。それらのデコーダの各々は複数の出力信号を発生づ
るが、一時にはイれらの信号のただ１つのみが高レベル
になる。高レベルになるその出力信号はデコーダがレジ
スタ２４から受取るコードと対応する。

言い換えれば、デコーダ２７ａの第１の出力（ｊ。

レジスタ２４内のフィールドＦ４がバイナリ１に等しい
ときに高レベルになり、デコーダ２７ａの第２の出力は
レジスタ２４内のフィールドＦ　がバイナリ２であるど
きに高レベルになり、以下同様である。また、デコーダ
２７ａ　、２７ｂ　、２７Ｃ１および２７ｄの第１の出
力１よＷ　［ＲＦ　Ｄ　−ＯＲ様式ですべてが１つに接
続されている。したがって、レジスタ２４内のフィール
ド １：ｃ，またはＦｄ　のいずれかがバイナリ１に等しい
とき、それはフリップ７０ツブ２１−１’＼送られる。

同様に、デコーダ２７ａ　、２７ｂ　、２７ｃ　。

Ｊ３よび２７（１の第２の出力はＷ　Ｉ　Ｒ　Ｉ＝　Ｄ
　−　Ｏ　Ｒ様式で１つに接続されており、以下同様で
ある。

ここで、モジュール２２はＦ　＋　ｌ）臼ろＦ，までの
フィールドによって特定される種々のレコードをアクセ
スづるプロセッサからのりクエストを受取るが、グー１
〜２６の出力は対応づるフリップ７０ツブの少なくとも
１がセットされていることを示１０であると仮定しよう
。その場合、モジトル２２はレジスタ２４内の内容を先
入先出（Ｆ４ＦＯ）持ち行列２８内ヘロードし、それは
モジュール２２の内部のカウンタに１を加える。

次に、いくつかのレコードと間合わ「することを以前に
認可されたブ］＝１セッザの１つがそのタスクを完了し
たと仮定しよう。この場合、そのブロレッナは問合わせ
を終了し１ζレコードを示づメツセージをモジュール２
２へ送らなＧノればならない。

好ましくは、それらのレコード′Ｉａイのメツ廿ージ内
においで複数のエンコードされたフィールドによつ一Ｃ
識別される。

そのメツしージは次にモジュール２２によってレジスタ
２つへ送られる。そこから、間合わされたレコードの数
を含むフィールドはそれぞれのデ１ーダヘ送られる。た
とえば、４つの〒ー］ーダ３Ｑａ’　、３０ｂ　、３０
Ｃ　、および３　０　＋Ｉは、レジスタ２９内のメツレ
ージが４つの１ン」−ドされたフィールドＦ　、−、　
Ｆ　Ｉ＋−、ｒ：’ｃ−，およびＦ，４−を含むどきに
与えられる。

デニ１ーダ３Ｏａｈ日ら３　Ｑ　＋Ｉ　Ｏ）リヘｃｌＪ
：Ｗ　Ｉ　Ｒ　ＥＤ−ＯＲ様式で１つに接続されたそれ
らの第１の出力を有しており、またそれらはフリップフ
ロップ２１−１の１〈入ツノへも接続されている。した
がって、レジスタ２９内の４つのフィールドのいずれか
がバイナリ１を含んでいれば、フリップフロップ２１−
１はＪべてのフリップフロップがロックされているとき
にリセットされる。

同様に、デコーダ３０ａ−３０ｄの第２の出力はリベて
か１つに接続されくおり、てれらはフリツブフ〔ｊツブ
２１〜２の１〈入力へ接続されて；ｊ３す、以下同様で
ある。したがって、間合わされたレコードに対応するノ
リツブフロップをリセットするために、モジュール２２
はレジスタ２９をロード１）／．：　４０に単一のパル
スにＪ：ってすべてのフリップフロップを単にクロック
するだ【ノである。

次に、モジュール２２はどれだけの数のエン１ヘリがＦ
　Ｉ　ＦＯ２８内にあるかを確認覆るためにその内部カ
ウンタを調べる。もしそのカラン（−がＯでなりれば、
モジュール２２は持ち行列１ントリ１を一時にレジスタ
２４内へ移′ＩＪ。そのような各移動の後に、１ステー
１−にあるがどぅがを確認するためｔこ△ＮＤゲート２
６の出力を調べる。

ＡＮＤゲート２６が１スデートにあるとき、モジュール
２２はレジスタ２４のリクエスタ部分をバス２３上に読
出して、リクエストしたレコードを今修正してもよいこ
とを示Ｊメツ廿−ジをそのレジスタへ送る。また、フリ
ップフロップ２０−１から２１−ｒ＋のづへてはモジュ
ール２２によって単一のパルスでクロックされ、そのパ
ルスはデコーダ２７ａから２７ｄの出力によって指揮さ
れるように７リツプフロツブをセット覆る。さらに、モ
ジュール２２の内部のカウンタは１によってデクリメン
トされる。

これとは逆に、ＡＮＤゲート２６の出力がＯステー１〜
にあれば、モジュール２２はレジスタ２４の内容をＦ　
Ｉ　Ｉ＝　０２８内へ単に［１−ドし直１だけである。

第８図において、６本の破線の組は、上述の動作が起こ
るように、モジュール２２によっ又それぞれの制御信号
が送られるそれぞれの導線を表わしている。具体的には
、クロックパルスはワードをＰ　Ｉ　Ｆ０２８内ヘロー
ドするために導線Δで送られ、クロックパルスはＦＩＦ
Ｏ２’８からのワードをアンロードするために一導線Ｂ
で送られる。

また、制御信号はＰ　Ｉ　Ｆ０２８またはバス２３から
のレジスタ２４への入力データを選択覆るために導線Ｅ
によって送られ、クロックパルスはその選択された入力
データをレジスタ２４内へロードづるために導線Ｆ　ｔ
ｃよって送られる。さらに、クロックパルスはフリツプ
フ［１ツブ２１−１から２１−ｎをクロックするために
導線りによって送られ、さらにクロックパルスはレジス
タ２９をロードづるｌζめに導Ｉ！ＪＭによって送られ
る。

上述のファイルアクセスコン１−ローラ２０の１ｐの特
徴は、シェアされたメモリ内の種々のレコニドを同時に
アクセスして変えるようにプロセッサｐ、、ｐ２．・・
・Ｐｎのいくつかを能動化することである。この場合の
唯一の制限は、２つのプロセッサが同一のレコードを変
えることはできないことである。したがって、たとえば
、プロセツナＰ２がレコード２．１２，３１．および４
０を変えていてプロセッサＰ、がレコード３，１１．２
０、および３２を変えていても、プロセッサＰ。

はレコード１．１５．３０．および５６を同時に変える
ことができる。第７図のシステムのもう１つの特徴側５
Ｌその柔軟性である。一度ブ［１１ｔ？ツ１）が特定の
し］−ドを間合わＵて変えることをファイルアク廿スコ
ントローラ２０から認可されれば、それはメしり読出し
やメモリ書込みの＝１マントのどのようなシーケンスに
よっても行なうことができる。したがって、最初にレコ
ードを読出ずことかぐさ、次にプロセッサは読出したレ
コードの内容に基づいて１つの活動またはもう１つの活
動を呼出すことができる。これはＣ０ＮＤＩＴＩＯＮＡ
Ｌ　ＩＮＩ−ＥＲＰＲＯＣＥ’５ＳＯＲＣ△ＩＬ命令を
実行づる。

Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮＡＬ　ＩＮＴＥＲＰＲＯＣ［５ＳＯ
ＲＣＡＬＬ＠令の有用性の１つの例として、２つのプロ
セッサ゛が同じ活動を実行することを仮定しよう。！こ
とえば、両方のプロセッサは高速浮動小数点の数学的活
動を実行し１ｑる場合である。この場合、Ｃ０ＮＤＩＴ
ＩＯＮＡＬ　ＩＮＴ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　Ｏ
Ｒ、ＣＡ　Ｌ　Ｌ命令を実行覆ることによって、呼出子
は最初にそれらの浮動小数点活動を実行する２つのプロ
セッサの活動レコードを調べることができ、次に、それ
はどちらのプロセッサが現在ビジーでなかったかに依存
して１つのプロセッサまたは他方のプロレッサ内の活動
を呼出づことができる。

第７図のシステムのもう１つの特徴は、プロセッサがシ
ェアされたメモ９８Ｍ内のレコードへアクセスすること
ができるスピードである。ＩＱ御ワードをファイルアク
セスコン（〜ローラ２０へ送るためにバスは１つのサイ
クルを必要とし、メツセージをレジスタ２４へ送るため
には第２のサイクルが必翌で、ＡＮＤグー１−２６から
のテスト条イ９が安定Ｊるのを持つために第３の１〕−
イクルが必要で、さらにＡＮＤゲート２６に基づいてリ
クエストされＩζレコードをアクセスづることを認可す
るメツセージをそのリクエストしているプロセッサへ送
り返づこととその対応するフリップフロップ２１−１か
ら２１−ｎをセットするクロックパルスを送るために第
４のサイクルが必要である。したがって、たとえば１０
’Ｏナノ秒のサイクル時間であれば、シー１−ドのアク
セスには４００ナノ秒かかるだげである。

これで、本発明の種々の実施例が詳細に述べられた。し
かしながら、さらに多くの変化や一部変更が発明の木質
や精神から離れることなくこれらの詳ｌｌＩＭなされ得
る。したがって、本発明は前記の詳細に限られるもので
はなくて添付された特許請求の範囲によって限定される
ことを理解づべきである。

【図面の簡単な説明】

第１図はディジタルプロセッサ内の活動のシーケンスが
本発明に従って同期されるシステムを示す図である。 １２図は第１図のシステムのシェアされたメモリ内のプ
ロセッリーレニ１−ドと活動レコードの典型的な構成を
示づ図である。 第３図ないし第４図１よ第１図のシステムのプロセラ１
ナレコードと活動レコード内のポインタがＩＮ　’ｒ　
Ｅ　Ｉ又１〕ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲ命令の実行に応答
してどのように変わるかを例示した図である。 第７図は本発明によるディジタルプロセッサ内の活動の
シーケンスを同期させるもう１つのシステムを示す図で
ある。 第８Ａ図と第８Ｂ図は第７図のシステムにおりるファイ
ルアクセスコントローラの詳細なロジックを示寸図であ
る。 図において、Ｐ、はプ［ｌセッサー、Ｍｎはメモリ、Ａ
ｏＰ、は活動、Ｐｌ（、はプロセッサレコード、ＡＲｘ
Ｐ＋は活動レコード、△ｙＰｉは活動、２０はファイル
アクセスコントローラ、２１−１ないし２１−ｒ＋はフ
リップフロップ、２２はモジュール、２３は内部バス、
２４はレジスタ、２５はマルヂプクレサ、２６はＡＮＤ
ゲート、２７はデコーダ、２８は先入先出持し行列、２
９はレジスタ、３０はデコーダを示づ。 なお各図において同一符号は同一内容または相当部分を
示１′。 特許出願人　バロース・コーポレーション手続補正書く
方式） 昭和５９年１０月８日 ２、発明の名称 複数のレコードへのアクセスを制御（るコントローラ３
、補正をする者 事件との関係　特許出願人 住所　アメリカ合衆国、ミシガン州、デ１−〇イトバロ
ース・ブレイス　（番地なし） 名称　バロース・コーポレーション 代表者　ポペット・ジョーンズ ４、代理人 住　所　大阪市北区天神橋２丁目３番９号　八千代第一
ビル自発補正 ６、補正の対象 願書の４．特許出願人の代表者の謁、図面企図、委任状
および訳文、上申書 ７、補正の内容 （１）願ｆ１の４．特ムτ出願人の代表者の欄に「ポペ
ット・ジョーンズ」を補充致します。その目的で新たに
調製したｍｌ正願書を添付致しまず。 （２）澗墨で描いた図面企図を別紙の通り補充致しま１
゜なお、内容についての変更

【よありまぜん。 （３）委任状および訳文を別紙の通り補充致しまＪｏ （４）委任状の発明の名称と願書の発明の名称とが相違
致しますので、上申書を提出致しまず。 以上 手続補正書く方式） ％式％ ２、発明の名称 複数のレコードへのアクセスを制御するコントローラ３
、補正をづる者 事件との関係　特許出願人 住所　アメリカ合衆国、ミシガン州、デトロイトバロー
ス・ブレイス　（番地ナシ） 名称　バロース・コーポレーション 代表者　ボベツ１〜・ジョーンズ ４、代理人 住　所　大阪市北区天神橋２丁目３番９号　八千代第一
ビル昭和５９年１０月３０日 ６、補正の対象 願書の４．特許出願人の代表者の欄、明１書の図面の簡
単な説明の欄、図面全図、委任状および訳文 ７、補正の内容 （１）願書の４．特許出願人の代表者の欄に「ポペット
・ジョーンズＪを補充した適正な願書は、昭和５９年１
０月８日付の手続補正書にて補充致しました。 （２）明ＩＩＩ書第６５頁第１７行の「第３図ないし第
４図」を「第３図ないし第６図」に訂正致しま】。 （３）濃墨で描いた図面企図は、昭和５９年１０月８日
イ４の手続補正書にて補充致しました。 （４）委任状および訳文は、昭和５９年１０月８日付の
手続補正書にて補充致しました。 以上

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. （１）　数個の独立なプロ上ツリによってアクセスされ
   て変えられ得る複数のレコードへのアクヒスを制す１１
   丈るためのコントローラでｄうって、各７リツプ７０ツ
   ブが特定のレコードを表わし、数において前記複数のレ
   コードに対応Ｊ−る複数のフリップフロップと、 アクレスがシークされている複数のし］−ドを識別力る
   前記いずれかのブロヒツリ−からのプログラム可能な制
   御ワードを受取るための手段と、前記識別されたレコー
   ドに対応づるそれらの７リツプ゛フロツプのすべてから
   の出力信号を並列に選択しかつ論理的にＡＮＤするため
   の手段と、前記ＡＮＤ演算が論理１を生じたときに、前
   記識別されたレコードをアクセスして変えることが・ｙ
   すへ信号を送るための手段と、 前記ＡＮＤ演算が論理１を生じたときに、前記識別され
   たレコードに対応覆るそれらのフリツブフ１」ツブの１
   べてを単一のパルスによって並列にセラ１−づるための
   手段と、 前記ＡＮＤ演算が論理０を生じたときに前記制御ワード
   をス１へア覆るための手段と を備えたことを特徴とする複数のレコードへのアクセス
   を制御するコン（−ローラ。
2. （２）　前記選択づるための手段は前記１ｔｒｌｊ　Ｉ
   ｌｌワードにおいて選択される前記複数のレコードの数
   と対１６した複数のマルチプレクサを含み、そのような
   各マルチプレクサは前記受取られた制御ワードのエンコ
   ードされた部分に対応して前記フリップ７０ツブのいず
   れか１つからの出力信号を選択するように接続されてお
   り、そして前記マルチプレクサのすべての選択された出
   力が１つにＡＮＤされることを特徴とする特許請求の範
   囲第１項記載のコントローラ。
3. （３）　前記セットする手段は前記制０１１１ノードに
   おいて識別される前記複数のレコードの数と対応する複
   数のデコーダを含み、そのような各デコーダは前記受取
   られた制御ワードのエンコードされた部分を複数の互い
   に排他的な出力信号の１つにデコードするために用いら
   れ、そし′（前記デコーダのづべての同様な信号は１つ
   にＯＲされかつ前記フリップ７０ツブのそれぞれの１つ
   のセット制…１人力に接続されることを特徴とする特許
   請求の範囲第１項記載のコントローラ。
4. （４）　前記複数のフリップフロップはＪＫフリップフ
   ロップであることを特徴とする特許請求の範囲第１項記
   載のコントローラ。
5. （５）　前記ストアする手段は先入先出持ち行列である
   ことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のコントロ
   ーラ。
6. （６）　さらに、前記信号によってアクセスが許された
   複数のレコードを識別する前記プロセッサのいずれかか
   らのもう１つのプログラム可能４丁制御ワードを受取る
   ための手段と、前記もう１つの制御Ｉ’フードが識別す
   るレコードに対応したそれらのフリップ７０ツブのすべ
   てを単一のパルスによって並列にリセツ１へするための
   手段とを含むことを特徴とする特￥１１求の範囲第１項
   記載のコントローラ。
7. （７）　前記リセッ１−する手段は前記もう１つの制御
   ワードにおいて識別される前記複数のレコードの数に対
   応した複数のデコーダを含み、モのような各デコーダは
   前記もう１つの制御ワードのエンコードされた部分を複
   数の互いに排他的な出力信号にデコードＪるために接続
   されており、そして前記デコーダのＪべての同様な信号
   は１つにＯＲされかつ前記ノリツブフロップのそれぞれ
   の１つのりヒツト制御入力に接続されることを特徴とす
   る特許請求の範囲第６項記載のコントローラ。
8. （８）　さらに、前記リレットする動作が起こった後に
   前記ストアする手段から前記受取る手段内へ制ｉｌｌワ
   ードを移動させるための手段を含み、＋ＮｔＮ連記する
   手段、前記送り手段、前記セットする手段、および前記
   ストアする手段は前記プロセッサの１つから直接受は取
   られたかのようにそのような移動させられた制御ワード
   に基づいて動作するように用いられることを特徴とする
   特許請求の範囲第６項記載のコントローラ。
9. （９）　複数のフリップフロップと、前記複数以内の複
   数のフリップフロップを識別する数個のプロレッナから
   のプログラム可能な制御ワードを受取るための手段と、
   前記識別されたフリツプフ［１ツブの１べてからの出力
   信号を並列に選択して論理的にＡＮＤＩるための手段と
   、前記ＡＮＤ演郷が８理１を生じたときに前記制御ワー
   ドを送るブロセッ４ノーへ信号を送るための手段と、前
   記ΔＮ１）演粋が論理１を生じ１＝ときに前記識別され
   たノリツブフロップのすべてを単一のパルスによって並
   列にレットするための手段とを備えたことを特徴とづる
   コン１〜ローラ。
10. （１０）　複数のフリップフロップと、前記複数以内の
    いずれかの選択可能な複数のフリップフロップの相を識
    別するプログラム可能な一重部ワードを保持するための
    手段と、前記識別されたフリップフロップのすべてを並
    列にＡＮ　Ｄ　′１Ｊるための手段と、前記識別された
    フリップ７０ツブのＪべてを甲−のパルスによって並列
    にセットづるための手段と、前記識別されたノリツブフ
    ロップのすべてを単一のパルスによって並列にリセット
    するための手段とを備えたことを特徴とするコントロー
    ラ内の副結合物。