JPS6081649A - タスクを実行する方法 - 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】

ユ」Ｊと血！− 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
実行するために互いに作用するディジタルコンビ１−タ
システムに関するものである。 従来、データ処理タスクは単一のコンピュータによって
そっくりそのまま実行されでいる。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、給料の計算など
があるであろう。（）かし、いずれの場合にも、そのタ
スクが１Ｊｉ−の−Ｉンピ−２−タによって実行される
速度は、そのコンビコータが単一のサイクルにおいて処
１！Ｉｉできるデータビット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Ｂ１算能力は
、そのコンピュータが単一の９−イクルにおいて動作す
ることができるビットの数を増大さぜるか、またはその
コンピュータのサイクル１１）間を短くすることにＪ：
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。Ｊ、た、コンピュータが単一のナイクルにＡ
３い−Ｃ動作Ｊることができるビットの数を増大さ１Ｌ
るご、と（ｊｌそのコンピュータの設削と保守管理の複
層１さを増大させる。 この代わりに、データ処理タスクが丈（ゴされろ速度は
、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ｆｌなブ「ＩＬ！ツリを備えること
によって高めることかでさ″よう。そのようなマルチプ
ロセッサシステムにＪ５い（、個々のプロセッサは全体
のタスクの実行時間を減少さけるそれぞれの活ΦＩＪを
行４工うように仕立−（られる。さらに、そのシステム
の個々のプ］］セッ１ノは本来的にシステムをモジトル
化し、イれににってそのシステムの設計と保守管理の複
利ざを減少させる。また、そのマルチプロセッサシステ
ムにおいて、種々のプロセッサ゛がいくっかの互いに関
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Ｒ１算能力をさらに
高める。 しかし、マルチプロセッサ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。ターなわち、正しいシ
ーケンスでタスク内の活動の実行を相持するだめの手段
を備えなければならない。 また、同時に多数のプロセッサの活動を維持するための
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、複数の独立なディ
ジタルプロセッサ内の吐出された活動のシーケンスとし
てのタスクを実行する方法であって、それらの活動の成
るもの（、未そのシーケンスが完了した後にも戻されな
い方法を提供することである。 ＆」ジグｔＬ 本発明において、複数の独立なブｒ＋　Ｌ？ツリー内の
呼出された活動のシーケンスを実ＴＦツるブフ法であっ
てそれらの活動の成るものはでのシーケンスが完了した
ときに戻されない方法は、第１のプ［１セツ４）内のシ
ーケンスの第１の活動の部分を実行して次に第２のプロ
セッサ内の第２の活動へｒＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲ
ＣＡＬＬ命令を実行りζステップと、前記ＣＡＬＬに応
答して前記第１の活動の実行を中止しかつ前記第２の活
動が前記第１の活動によって呼出されたことを前記第２
のプロセッサへ信号で知らせるステップと、Ｏｒ＋記第
２のプロセッサ内の前記第２の活動を完全に実行して次
に第３のプ

【］Ｉ？ツリ内の第３の活動ｌ＼ＩＮＴＥＲ
ＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮ［ミＸ　１−命令を実行するステ
ップと、前記第３の活動が前記第２の活動によってでは
なくて前記第２の故ｖ）の呼出子によって呼出されたこ
とを前記Ｎ　Ｅ　Ｘ　Ｔ命令に応答して前記第３のプロ
セッサへ信号で知らＩ！るステップと、前記第３のプロ
セッサ内の前記第３の活動を完全に実行してその完了時
において前記中井された第１の活動の実行を再開づるに
うに前記第３の活動の呼出子へ信号で知ら１Ｌるステッ
プとを含む。 友塵ｊ」已わ１ 本発明の種々の特徴や（１」点はここに添イ］されに図
面とともに計測に述べられる。 第１図にＪ３いて、複数の′、、、　＋１個の独立なデ
ィジタルプロセッサはＰ、、Ｐ、、、・・・１〕。と名
付けられた数個のボックスによっ−（表わされている。 これらのブロセッυ−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
／こものであってもよい。都合良＜　１．、＋、ブロセ
ッ’Ｊ−Ｐ、からＰｌ、は、ｔ−１、Ｐ　ｏｔａｓｔ＋
　等ニｃｉ：る゛プログラム可能な構造を有づるディジ
タルコンピュータ″という題名であってバロース・＝＋
　−ボレーションに譲渡された米国特許第４，３４６゜
４３８号または）−１，ｐｏｔａｓ＋を等にょる゛′相
相接接続マトリックス備えたディジタル装置″という題
名であっ−Ｃバ「ｊ−ス・コーポレーションに譲渡され
た米国特許第４，３２７，３Ｆｉ艷；号にＪ３い−Ｃ）
玉べられたタイプのものである。 プロセッサＰ　＋　＋　Ｐ　２１　・・・ＰｏＬよそれ
ぞれメ；しすＭ、、Ｍ２．・・・Ｍ）、に接続されてい
る。これらのメモリは何らかのディジタルタイプのメモ
リであればＪ：い。たとえば、それら（、Ｌスタディツ
クまたは夕゛イナミックタイプの半導体メーしりであっ
てもよく、それらはＭＯＳまｌζ（，１，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ＬＬ　Ｔｉいに巽なっていて
もよい。 メモリＭ１の１つの部分はブ１−＋　′Ｌ！ツリ１″１
がそれに基づいて動作するデータを含／υでＪ５す、一
方、メモリＭ、のもう１つの部分はプ［ＩＩ？ツリＰ・
が実行するプロセッサ内活動を含んでいる。ここで用い
られているように、プ［ＩＩ？ツリ内活ΦＩＪ　ｋＬブ
１コセッサ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せるプ１コグラム′ｃ１、た（−Ｌ
プログラムの組からなっている。そのにうなリソースは
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Ｌ１セツザに接続され
たディスクやテープなど（図示Ｕ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、プロセッサ
Ｐ、が実行するそれぞれのプロセッリー内活動はＡ、Ｐ
、、△２Ｐ１．・・・。 などの記号で示されている。 同様に、メモリＭ２の一部分はブ［１しツリーＰ２がそ
れに基づいて活動するデータを含んでおり、メモリＭ２
のもう１つの部分はブロレッリＰ２が実行するプロセッ
サ内活動を含・んでいる。それらの活動は第１図におい
てＡ、Ｐ、、Ａ２　Ｐ７．・・・。 などで示されている。同様に、メモリＭ、、ＬＪノブ−
］セッザＰｎがそれに基づいて活動するデータを含んで
おり、またプロセッサｐ　ｎが実行づるプロセッサ内活
動Ａ、Ｐｎ、△２Ｐｎ、・・・、を含んでいる。 メモリＭ　＋　＋　Ｍ　２　＋・・・Ｍｎの各々はブ臼
セッナ間命令をも含んでいる。それらはＩＮＴＥＲＰＲ
ＯＣＥＳＳＯＲ０ＡＬＬ命令、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥ　
Ｓ　Ｓ　ＯＲＲＥ　Ｔ　ＩＪ　ＲＮ命令、およびＩＮＴ
ＥＩでＰ１又０ＣＥＳＳＯＲＮＥＸ王命令である。 一般に、これらのプロレツザ間命令Ｉ：Ｌグ１コゼツリ
Ｐ、、Ｐ２．・・・１〕、が互いに通信りる手段を与え
る。より特定的に言えば、それら（よブ１」ヒラ４）内
活動△、Ｐ１．△、Ｐ２．・・・Δ１１〕。などのすべ
てが１つにリンクされて順序正しく同１ｖＪさｆＩたシ
ーケンスで実行される手段をノブえ、それＩＪ　後−（
”さらに詳しく説明される。 プロセッサＰ　Ｉ　＋　Ｐ　２　＋・・・１〕。は１１
１−のタイムシェアされたバスを介してインテリジＪン
トメモリコントローラＩＭＯに接続されており、：１ン
トロ一ラＩＭｃはシコアされたメモリＳＭに接続されて
いる。コントローラＩ　Ｍ　ＣｕｔｔＪしくけ上記のタ
イプのプログラム可能なコントローラであって、メモリ
ＳＭはどのようなタイプの読出し／＠込みメモリでもよ
い。 メモリＳＭはそれらのブ［１ｔ？ツリの各々のために１
つの独立したブＯセツリーレコードを含んでおり、その
ような各レコードはここでＰ　Ｒ１として示されている
。また、メモリＳＭはそれらのプロセッサにおけるプロ
セッサ内活動の各々の）〔めに独立の活動レコードを含
んでおり、そのような化レコードはΔＲｙ、Ｐ、で示さ
れている。さらに、メモリＣＭはプロセッサ間命令を介
して１つのプロセッサからもう１つのブロセツザヘシェ
アされて送られるパラメータを含んでいる。 各プロセッサレコードＰＲ，内に含まれているのは、プ
ロセッサ−Ｐ６が現在成る活動を大行していてＢＩＪＳ
Ｙであるかまた【まＮ　ＯＴ−Ｂ　ＬＪ　Ｓ　Ｙのいず
れであるかを示すフラグである。プ］二１セッサレコー
ドＰＲ，は、プロセッサＰ１がＢ　１．Ｊ　Ｓ　Ｙのと
きにそのブロレッサが実行している現在の１１−１セツ
サ内活動を指し示すＣｔＪ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔエン１〜り
をも含んでいる。 ブロセツーリレコードＰＲ，はさら【こＰ　ＲＣＩ　Ｃ
ＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　ＨＥＡＤエントリ（ＰＱｌ−１
）　と　ＲＲＯＣＵ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ
　Ｔ　Ａ　１しエントリ＜ＰＱ工）を含んでいる。これ
らの２′つのエントリはそれぞれプに１１？ツリＰ１か
実行づべき異なった種類のブロセツナ内活動のために活
動レコードの待ち行列の先端と後端を指し示づ。 すなわら、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ｌζだ一度だけそのプロセラ
１ノー持ち行列内に入れられる。ブ＋：＋１ツサレコー
ドＰＲ，は、設計士の選択として、−ｊ二連のものに加
えて他のエントリをし含んでもよい。 活動レコードＡＲＸ　Ｐ：　は対応する活動がＤ　ＯＲ
ＭＡＮＴまタハＡ　ＣＴ　Ｌ　Ｖ　Ｆ　アルイｌ；Ｌ　
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ｉ−
ｊづるために実際に使用されているとき八〇ＴＩ＼／Ｆ
である。活動が完了の途中まで実１：ｉし、′Ｃ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、活動はＡ　Ｃ’Ｉ−Ｉ　Ｍ　Ｆ　
＄こ留まるが５ＵＳＰＥＮＤＥＤステートにある。その
ような結果ハｌ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ、　Ｓ　
Ｓ　ＯＲｌＮ５ＴＲＵＣＴ　ｌ０ＮＳを介してリフニス
トされて得られる。他のすべての場合において、活動は
Ｄ　ＯＲＭ　Ａ　Ｎ　Ｔである。 活動レコードＡＲＸ　Ｐ、は、最初に活動△ｙＰ１を呼
ぶべき活動の活動レコードのポインタであるＣＡＬＬＥ
Ｒエントりをも含む、、活動ＡｙＰ。 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Ａ　ＣＴ　Ｉ　Ｖ　Ｉ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　ＬＪ　Ｅ　Ｕ　
Ｅ　Ｔ　Ａ　ＩＬエン１〜す（△ＱＴ）とへＣＴＩＶＩ
ＴＹ　ＱＵＥＵＥ　ＨＥＡＤエントリ（△ＱＨ）が続く
。 特定的に言えば、活動△。Ｐｌの後続の呼出子のポイン
タはその活動の待ち行列内に置かれる。 エントリ八〇　ｌ−１は活動Ａ　ｘ　Ｐ　：の第２の呼
出子の活動レコードを指し示し、エン］−り△ＱＴは活
動△χＰ１の最後の呼出子の活動レコードを指し示づ“
。活動待ち行列すたけ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Ｎ　Ｅ　Ｘ　Ｔ　Ｉ　Ｎ　Ｑ　ｔＪ　Ｅ　ＩＪ　Ｅ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ΔＲ，Ｐ、は、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣ
ＥＳＳＯＲｌＮ５ＴＲＵＣＴＩＯＮＳ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Ｐ　Ａ　
ＲＡ　Ｍ　Ｅ　Ｔ　Ｅ　ｆ３エンｌへり（Ｐ△ＲＡＭ）
を有している。たとえば、活動△ｖＰ１が活動ＡｙＰ）
を呼・Ｓとき、次に活動レコードＡＲｙＰ、のＰＡＲＡ
ＭエンドＩ）は活動ＡｙＰＪがそれに基づいて動作Ｊべ
きシ］アされたメモリ８Ｍ内のパラメータを指し示−リ
。逆に、活動ＡＩＰＪ　が完了したとぎ、活動１ノコ一
ドＡ］文ＸＰ、内のＰＡＲＡＭエントリは活動Ａ　ｙ　
Ｐ　Ｊ　によって活動△、Ｐ１へ）苫られつつあるシＪ
アされｌ、ニメモリ内のパラメータを指し示づ。 第１図のシステムに関りるプロセッサレコードと活動レ
コードの完全なヒラ１〜の１′つの例が第２図に示され
ている。この例において、ＰＲ，かうＰＲ，、までの１
１個のブ［１ｔ？ッリレ′：Ｉ−ドがあり、それらはそ
れぞれＰ、からＰｎまでの１１個の物理的に独立なプロ
セッサを表わしでいる。さらにこの例において、各々の
ブ１コレツリーが実行する活動の数はプロセッサごとに
おい−を異なっている。 第２図はプロセッサ１が５つのブ１コヒツリー内括動を
実行することを示しており、これらのン古動のための上
述のポインタはそれぞれ△Ｒ４Ｐ、から△Ｒ５Ｐ、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個のプロセッサ内活動を実１行、し、プロヒッ
ザ３が９つのプ１］セッザ内活動を実行し、プロセッサ
４が３つのブロセッ＋Ｊ−内活動を実行づることなどを
示している。また、これらの活動レコードとプロセッサ
レコードの各々はどの活動がどれを呼んでいるかを追跡
づ−るそれら自身のポインタを有しており、種々のプロ
セッサがそれぞれのプロセッサ内活動を実ｂ　”Ｊる順
序を決定する。 ここで、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＣ△Ｌ１命令に
応答してコントーラＩＭＣにに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はブロセッザＰ、内の
活動ＡｙＰ、がプロセッサＰＪ′□内の活動Ａ、ｌ）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） 活動ＡｙＰ、がＤＯＲＭＡＮＴであってプロセッサＰｊ
　がＮＯＴ　ＢＩＪＳＹであるとき、コン１−ローラＩ
ＭＯは以下のタスクを実行する。まず、それは活動し］
−１’ＡＲ／Ｐ、　内ノＡｃＴ　Ｉ　ＶＥフラグをセッ
トすることによって活動Ａ、Ｐ、を△ＣＴＩＶＥにする
。次に、活動レコード△Ｒ／Ｐ１のポインタを活動レコ
ード△Ｒｙ　Ｐ　Ｊ　のＣＡＬ　Ｌ　Ｅ　Ｒエントリ内
ヘロードする。また、活動レコードＡＲ７Ｐ、のポイン
タはプロセッサレコードＰＲ，のＣ（）ＲＰＥＮＴエン
（〜り内ヘロードされる。次に、プロセッサレコードＰ
Ｒ，のためのＢＵＳＹフラグがセットされて、活動△ｙ
Ｐ、の実行を開始させるように通知するメッセージがプ
ロセッサＰ、に）Σられる。 しかし、活動△ンＰＪがＤ　ＯＲＭ　Ａ　Ｎ　Ｔ　テ（
１５ってプロセッサＰ、がＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯ
ＲＣＡＬＬのときにＢＵＳＹであれば、そのときコント
ローラＩＭＧは以下のように動作する。 まず、それは活動レコードＡＲ，ＰＪ　内のＡ　ＣＴＩ
ＶＥフラグをセットする。次にそれは活動レコードΔＲ
ｘ　Ｐ　＋のポインタを活動レー暑−ド△Ｒ／Ｐｊ　の
ＣＡＬＬＥＲ位置内へ［ｊ−ドする。次に、それは活動
レコードＡＲ／ＰｊのポインタをプロセッサレコードＰ
Ｒｊの持ち行列内へロードする。 この後者の動作は、プロセラリレ：１−ドｌ）Ｒ，のＰ
ＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　］△１１によって指１ノ
示される活動レコードのＮＬＸＴ　１ＮＱＵＥＵＥエン
トリ内への活動し」−ド△Ｒ／ＰＪのポインタのローデ
ィングを伴い、次に活動レニ〕−ドΔＲ／Ｐ）をも指し
示Ｊ−ようにブＩＩ　ｔッ１ナレコードＰＲのＰ　ＲＯ
ＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　ｌ、、Ｉ　Ｅ　ｌ−Ｉ　ＥＴＡ
ＩＬエントリを変える。 最後ニ、活動Ａ　／ＰＪ　がＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳ
ＯＲＣＡＬ、、ｌ−のときにＡ　、Ｃ−１−Ｉ＼／「で
あれば、そのときインテリジエンＩ〜メモリコン１〜ロ
ーラは活動レコード△Ｒ，Ｐ；のポインタを活動レコー
ドＡＲｙＰｊ　の待ち行列内にロードづ゛る。これは活
動レコードＡ　Ｒ／Ｐ　Ｊ　の△Ｃ１’ｌ＼／ＩＴＹＱ
　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　１−Δ１１によって指ｊノ示される
活動レコードのＮＥＸ丁　ＩＮ　ＱＵＩ三Ｕ［Ｊントリ
内への活動レコードＡＲｙＰ、のポインタのローディン
グを伴い、次に活動レコードＡＲ，ｙＰ：を指し示ず活
動レコードＡＲ，Ｐ、内の△Ｃ丁ＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＵ
Ｅ　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
ることに注目づべきである。しかし、これに加えて種々
の動作がＣＡＬＬＩＮＧ活動レコードとＣＡＬＬＩＮＧ
プロセッサレ−１−ドにおいてら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。 ＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｉ　Ｎ　ＧプロセッリレコードＰＲ１内
の待ち行列が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ブ１−ＩＬ　・
ｙ　＋ｌ−Ｖ　Ｄ　−トＰ　Ｒ、（ｆ）　ＣＩＪ　ＲＲ
Ｉ三Ｎ　Ｔ　エンｈ　’）内ヘロードされる。このアン
ロープインク動作はプロセッサレコードＰＲ，のＰＲＯ
ＣＬ：５ＳＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　
ＤエントリをプロセッサレコードＰＲ，のＣＩＪＲ’Ｒ
ＥＮ下エントリ内へ移動さけ−ることを伴い、次にプロ
セッサレコードＰＲ。 内のＰＲＯＣＥ’５ＳＯＲＱＵＩ三（）Ｅ　＋Ｉ「Ａ　
Ｄによって指し示される活動し：Ｉ−ドからのＮＥＸＴ
　ＩＮ　ＱＵＥＵＥエントリかプ１１Ｌ？ツリ゛レコー
　ド　ＰＲ，の　Ｐ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　ｌノ
　Ｆ　しノ　ＥＨＥＡＤ内ヘロードされる。３Ｌｌこ、
コン１〜Ｌ１−ラＩＭＣによってメツセージがプロロツ
リｐＨ＼送られ、それはブ［１セツサレコード１〕Ｒ１
内のＣＵＲＲＥＮＴエントリによって指し示される新し
い活動をそのプロセッサに知らμる。 一方、プロセッサレコードＰＲ，内のｌｉら行列がＦＭ
ＰＴＹであるとき、そのブＬＩＩ？ッυレコード内のフ
ラグはプロセッサＰ１がＮ　ＯＴ　＋３　ＬＪ　ＳＹで
あることを示づようにＬツ１〜される。Ｊ、た、そのよ
うな条件において、プロセラ薔ナレコードＰＲ，内のＣ
ＩＪＲＲＥＮＴエントリは空白（１（＋にしットされる
。さらに、上記とこの場合の両グツにおいて、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ＡＲｘＰ＋内の△ＣＴＩＶＥフラグはセットさ
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ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳ
ＳＯＲＲＥＴ’ＬＩＲＮ命令に応答し７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、プロセッサＰ、内の活動Ａ　ｙ　Ｐ’３　がプロ
セッサＰ、内の活動△８Ｐ１へ戻る場合を考えＪ：う。 これらの動作は以下の表２に示されている。 （以下余白） ＲＥＴＵＲＥが起こったときに活動レニ］−ドＡＲノＰ
Ｊの持ち行列がＮＯＴ　ＥＭＰＴＹであれば、そのとき
コン１ヘローラーＭＣは以下の動作を実行する。まず、
１つのエントリが活動レコードＡＲ，ｐＪの持ち行列か
ら取出される。これは、活動レコード△Ｒ／ＰノのＡＣ
丁■＼／ＩＴＹ　ＱＵ　［Ｅ　ＩＪ　Ｅ　、１−Ｉ　Ｅ
　Ａ　Ｄ内のポインタを活動レコード△Ｒｙ　ＰＪのＣ
Ａ　Ｌ　Ｌ　ＩＥ　Ｒ位置内へ移動させるこ、！：　ニ
Ｊ：つて達成され、そして活動レコード八Ｒ／Ｐｊ　の
Ａ　Ｃ’ｒ　Ｉ　Ｖ　Ｉ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　ＩＪ　Ｅ　Ｕ　
Ｅ　＋−１１三　△　Ｄににつで指し示される活動し］
−ドのＮＥＸ丁■Ｎ　ＱＵＥＩＪＥエントリを活動レコ
ード△ＲｙＰＪ（７）　Ａ　ＣＴ　Ｉ　Ｖ　Ｉ　−ｒ　
Ｙ　Ｑ　ＩＪ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−ｔ　Ｅ　Ａ　Ｄ　内’
＼移動させる。その後に、その活動の新しい呼出子（７
）　ｔｃめに活１１ｉ１ＪＡ　Ｐ、ｉ　を再実行するた
めにメッセ／ 一ジがプロセッサＰ、に送られる。 一方、ＲＥＴＵＲＮ命令がＪ　ンＩ−ロー　７１　Ｍ　
Ｃへ送られるときに活動Ａ、ＰＪの待ち行列がＥＭＰＴ
ＹであるがプロセッサＰＪ　の侍し行列がＮ　ＯＴ　Ｅ
ＭＰＴＹであるならば、そのときそのコントｉコーラは
以下の動作を実行する。、：ｌ：ず、活動レコｈ’Ａ　
Ｒｙ　ＰＪ　内’ＤＶ　５　クハＩＪ　ＯＲＭＡ　Ｎ　
’１’ステー１へを示づように変えられる。次に、１つ
の」ニントりがプロセッサレコードＰ　ＲＪの持し行列
から取出されて、そのプロレツリー１ノロード内のＣＵ
ＲＲＥＮＴエントリはその待ち行列からＪＩＭ出される
そのエントリとともに更新される。次（Ｊ、メツセージ
がプロセッサＰＪ　に送られ−Ｃ１それ（まプロセッサ
レコードＰＲｊ　内のＣＵＲＲＥ　Ｎ　ｌ’　１−ソト
すによって指し示されている新しい活動し］−ドをプロ
セッサに知らせる。 最後に、ＲＥ　Ｔ　Ｕ　Ｒ’　Ｎ命令が］ントローラＩ
ＭＯへ送られるときに活動レコードＡＲ，Ｐｊ　の待ち
行列とプロセッサレコードＰ　、ＲＪ　’Ｉ）　（！ｌ
　’ｓ待行列どちらもＥＭＰＴＹであれば、そのときプ
（］Ｉ？ツサＰｊ　に関して現在実行Ｊ−へ８他の活動
は存在しない。したがって、プロセッサレコードｌ”　
Ｆ＜ｊ　内のフラグはプロセッサＰＪ　がＮＯＴ　ＢＵ
ＳＹであることを示づようにセラ１〜され、そしてブ１
」セッサレコードＰＲＪ内のＣｌ−Ｊ　ＲＲＥ　Ｎ−ｒ
コニントリが空白ステー１−にセットされる。 ＲＥＴ’ＵＲＮ命令に関づ′る一Ｌ：記のづべての動作
はＣＡＬＬＥＤ活動レコード△し／Ｐ、とＣＡＬＩＥＤ
プロレッサレ＝１−ドＰＲＪ　において実行される。ざ
らに、以下の動作はそのＲＥ　Ｔ　ＩＪ　ＲＮ　命令に
応答してＣΔＬＬＪＮＧ活動レーｌ−ドＡしＲｘＰｌと
ＣＡＬＬＩＮＧプロセッサレ：］−ドＰ　ｒ’＜　。 において実行される。 ＣＡ’ＬＬＩＮＧプロゼッサレコードＰＲｉ内のフラグ
がプロセッサＰ、がＢＵＳＹであることを示していれば
、そのとぎインプリジエントメモリコントローラは活動
レコード△Ｒ，Ｐ、のポインタをプ「１セツザレコード
ＰＲ，の待ら行列内にロードする。これは、プロセッサ
レコードＰＲ，の侍ら行列が空でないときに、ブロセッ
ザレ］−ドＰＲ，内のＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　
ＩＪ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　丁ＡＩＬによって指し示される活動
シー１−ドのＮＥＸＴ　ＩＮ　ＱＵＥＵＥエン］へり内
へ活動レコードＡＲｘ　Ｐ：のポインタをロードづるこ
とによって、またＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　Ｔ△
ＩＬ、エントリを活動レー゛ｊ−ドＡＲＸＰ、を指し示
すように変えることによって実行される。可１：　ｋそ
れは、プロセッサレコードＰＲ，の１．４ち行列が空で
あるときに、ブロヒッザレー１−ドＰ　Ｒ、のＰＲＯＣ
ＥＳＳＯＲＱＬノ　Ｅ　（）　Ｅｌ−ＩＪ三へ１）　ど
１つＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲ−Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　Ｔ
△ＩＬ内へ活動レコード△Ｒ，Ｐ、のポインタをロード
ＪることにＪ：つて達成される。 しかし、もしプロセッナＰ１がＮｏ−１”　＋３　Ｕ　
ＳＹであれば、そのとき活動レコードΔＲＸＰ、のポイ
ンタはプロセッサレコードＰ　Ｒ、のｃＵＲＲＥＮＴエ
ントリ内ヘロードされ、ブＬＩ１．？ツリレコードＰＲ
，のフラグはプロセッサ１〕１がＢＵＳＹであることを
示すようにセットされる。次に、メツセージがプロセ・
ンサＰ１に送られ（、ブにルッサレコードＰＲ，内の新
しいＣｔＪ　ＲＲＥ　Ｎ　’ｒエントリによって示され
ている実行されるべき新しい活動をそのプロセッサに通
知する。 ここで、１つのプロセッサーがらのＪＮ丁Ｉ　ＲＰＲＯ
ＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令に応答し−（コントローラＩ
ＭＣによって実行される動作について考えよう、、特定
的に、プロレッサＰ、内の活動へ／ＰｊがプロセッサＰ
ｋ内の活動ΔｚＰＨへのＮＥＸＴ命令を実行する一般的
な場合に行なわれる動作について考えよう。これらの動
作は以下の表３に示されている。 （以−ト余白） そのＮＥＸＴ命令に応答して活動レコードＡ　ＲｙＰ」
とプロセッサレコードＰＲ，において実行される動作は
、上述のＲＥＴＵＲＮ命令に応答してｉ５動レコードＡ
Ｒ／Ｐ、、　とブ１］セッサレコードＰＲｊにおいて実
行される動作と同じである。しかし、ＮＥＸＴ命令に応
答して活動レコード△Ｒ−Ｐ４、とプロセッサレコード
ＰＲ，において実行される動作は以下のようである。活
動△、：カが△ＣＴＩＶＥであるとき、活動レコード△
Ｒ：＜Ｐ：のポインタ【よ活動レコードへＲ２Ｐ、の活
動待ち行列内ヘロードされる。これは、活動レコードＡ
Ｒ７の活動待ち行列内へ活動レコード△Ｒ／ＰＪのＣＡ
ＬＬＥＲエントリを移動させることによって達成される
。 しかし、ＮＥＸＴ命令がコン１−［１−ラＩＭＣへ送ら
れたときに活動Ａｚ　ｐｔがＤＯＲＭへＮＴでかつプロ
セッナＰ、がＢ　Ｕ　Ｓ　Ｙであれば、そのときそのコ
ントローラは以下の動作を実行づる。まり゛、活動し：
１−ドＡＲｚ　Ｐ、のポインタはプロセッサレコードＰ
Ｒ，の待ち行列内へロードされる。 次に、活動レコードＡＲχ１〕、のＣΔＬＬＥＲエント
リ（それは活動レコードＡＩ＜ｙ、１）ｉのポインタ）
　Ｇ、を活動レコード△Ｒｚ　Ｐ、のＣ△ｌ−１−［Ｒ
エントリへ移動させられる。次に、活動シー１−ド△Ｒ
ｚ　Ｐ、内のフラグはＡ　Ｃ’ｌ−Ｔ　Ｖ　Ｅステー１
−にセットされる。 一方、ＮＥＸＴ命令がインプリジエン１〜メモリコント
ローラへ送られたときにプ「１ｔ？ツ」）’ＰｉがＮＯ
Ｔ　ＢＵＳ’Ｙであれば、そのときそのコントローラは
以下の動作を実行する。活動レコードＡＲｚ　Ｐ、のポ
インタはプロセッサレコード［）Ｒ１のＣＵＲＲＥＮＴ
エントリ内へ［＝１−ドされる。また、活動レコード△
ＲｙＰＪ　ｌ／）Ｃ△１．−１−　Ｅ、　Ｒ］。ントリ
くそれは活動レコード△Ｒ，Ｐｉ　のポインタ）は、活
動レコード△Ｒ２ＰｈのＣ△ｌ−ＩＬ　Ｅ　Ｒエントリ
内へロードされる。次に、活動レコード△Ｒ２Ｐ、内の
フラグは△ＣＴ　Ｉ　Ｖ　ＩＥスデー１−にセットされ
る。 ここで、第３図が参照されるべきである。それは、０Ａ
ＬＬとそれに対応する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［
１から［Ｓの間に起こり、以下の表４は各瞬間に起こる
出来小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Ｐ７とＰＸが存在し
、それらはそれぞれブロセ・ンサレコードＰＲｘとＰＲ
χを有している。最初、ブロヒツサＰＸＩよ、活動レコ
ードＡＲ）、ＰＸを有する活動ＡＱ。 Ｐｙを実行していてＢＩＪＳＹである。また、活動レコ
ードＡＲｏ、Ｐｘを有するもう１つの活動へ３Ｐｘは実
行されるべきＰＲ，プロセツナ待ら行列内で待機してお
り、プロセッサＰ７は活動△１．Ｐ／を実行していてＢ
ＵＳＹである。これらの初期条件は第３図において参照
番号１を右するポインタによって示されている。 特に、プロセツーナレコードＰＲｙ内の参照番号１のＣ
ＵＲＲＥＮＴエントリは、ブロセ・ンサＰ、。 が最初に活動ＡＩ）Ｐ工を実行していることを示すよう
に活動し］−ドＡＲ６Ｐ：＜を指１ノ示づ。また、プロ
セッサレコードＰＲｙ内の参照番号１で示されたＰ　Ｒ
ＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＨＥ　Ａ　
ＤエンドＩＪ　トＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　
Ｅ　Ｕ　Ｅ　、ＴＡｎエントリは、活動ＡユＰｘが最初
にプロセッサレコードＰＲＸの待ち行列内にあることを
示づように活動レコードＡＲ，ＰＸを指し示７＋。 さらに、プロセッサレコードＰ　Ｒｙの参照番号１で示
されたＣ　Ｕ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔエン１−りは最初にプロ
セッサＰ　が活動ＡあＰｙを実行していることを示づ゛
ように活動レコードＡＲ，（＋〕Ｘ　を指し示Ｊ−０ま
た、プロセッサレコードＰＲ，の参！（α番号１で示さ
れたＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　
ｌ−Ｉ　ＥＡＤエントリは、他のいかなる活動もプロセ
ッサＰ／において実行されるよう待機（〕−（いないこ
とを示ずように空白値を有づる。 その後、参照番＠２を有するレ−」−ド内のポインタに
よって示されているＪ：うに、活動△ｂ　Ｐ：＜が活動
ＡｃＰ、を呼ぶ。その結果、活ΦＪｌレコード△ＲｃＰ
／内のＣＡＬＬＥＲ，Ｊ−ント１）　ｋｌ、それが活動
レコード△ＲｂＰｘを指し示！Ｊように書込まれて、プ
ロセッサレコードｐＲ／内のｌ）　ＲＯＣＥＳ　Ｓ　Ｏ
ＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＨＥ　Ａ　Ｄ　、：＋ントりど
ＰＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　ＩＪ　Ｅ　ＴΔ
ｌ１ｊ−ン１〜りは、それらが活動レコードＡＲＣ＋〕
／を指し示すように書込まれる。また、活動△ｂＰ、は
ＣへしＬＥＲであったので、プロセッサＰ、）よその活
動の実行を中止して、それがその待ち行列から１ｑるも
う１つの活動の実行を開始する１、シたがって、ブ１］
Ｉ？ッサレコード’ＰＲ，内のＣＵ　ＲＲｌ三ＮＴエン
トリは活動１リコードＡＲユ　Ｐ５．を指し示づように
書込まれ、プＩＪ　ｔッサレコー１〜’　Ｐ　Ｒ、＜の
ＰＲＯＣＦ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　ＬＪ　Ｅ　ｌ−
Ｉ　Ｅ　Ａ、　Ｄエントリは空白値に書込まれる。 その後、参照番号３を有Ｊ゛るし」−ドエン１〜りにに
つて示されているように、プロセッサＰＸは活動Ａ　、
Ｉ　Ｐ　ｙ　の実行を完了し７、イしてそれはその待ち
行列内のもう１つの活動の実行を開始する。 したパ°ドブ１セツサレ１−トＰＲ／内のｃｕＲＲＥＮ
Ｔエンドｌ）　ｆは活動△ＲｃＰ／を指し示づ−ように
書込まれ、プロロツ［ル−、−＋−ｔ”　Ｐ　ＲｙのＰ
ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　［三　ＨＥへ
Ｄ　Ｔ　’／　ｌ−りは空白値に丁む込まれろ。 その後に、参照番号４を有づるレコードエン１−りによ
って示されているように、プロセッサ−Ｐχは活動Ａ　
ｃ　Ｐ　ｙの実行を完了する。従って、活動Ａ、Ｐｙを
呼出した活動が実行を再開づることができ、そして活動
レコード△ＲＡＰｙのポインタはプロセッサレコードＰ
Ｒ，の））　ＲＯＣｌＥＳＳＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　
ＨＥ　Ａ　Ｉ）エントりとＰ　ＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥ
ＵＥ　ＴＡ［ｌ−エン１〜り内へロードされる。また、
プロセッサ１〕Ｘは自由にもう１つの活動を実行づるこ
とができるが、イのブ］−Ｊセツサ待ち行列はＥ　Ｍ　
Ｐ　Ｔ　Ｙであるので、ブ［１セツサレコードＰＲｙの
ＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔポインタ（よ空白値に書込まれる
。 プロセッサＰｘは、活動が完了するか２１、たけもう１
つの活動を呼ぶときまで活動△。１〕９の実行を続ける
。そわは［５のときに起こる。次に、プロセッサレコー
ドＰＲＸのプロセツリ−持ち行列によって活動レコード
ＡＲ１）Ｐｙが指し示されるので、プロセッサＰ、は活
動ＡＩ）Ｐ、の実行を再開する。 ここで第４図と第５図を参照して、いくつかのＣＡＬＬ
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
述ぺらねる。この例において、プロセッサＰ８が実行す
る活動Ａ、Ｐｙは３回呼出され、プロセッサＰ工が実行
でるｂう１つの活動へ２ＰＸは２回呼出される。 この呼出しのターベてはブ１」セックＰ９がもう１つの
活動を実行していてビジーのときに起こり、そしてゾロ
セッサレコードＰＲ，と活動レアー１−ドＡＲ，Ｐｘと
ΔＲ２ＰＸ内の待ち行列はその呼出しが起こっている間
にロードされる。その後に、プロセッサＰ　ｙ、はそれ
が実行していたタスクを終了して、次にそれはゾロセッ
サレコードと活動レコードの待も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−（・余白） 第３図はプロセッサと活動し］−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
らの待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を右
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
ンスの瞬間におけるプロセッサと活動のシー１−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［］
セッサレコードＰＲ）のＣＩＪＲＲＥＮＴＩントリはプ
ロセッサＰｙが現在実行している活動レニｌ−ドを指し
示している。しかし、［２の瞬間にＪ３いて、プロセッ
リＰ、内の活動Ａ、Ｐ＋はブ【」レツザＰ・内の活動△
、Ｐ１、を貯、ト。その結ψ、活動レコードＡＲ，Ｐ、
のＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　Ｒエン１〜す（−りそれが活動レ
コードＡＲｃ、、Ｐ、を指し示づように８込まれ、ゾロ
セッサレコードＰＲｙのＰ　ＲＯＣＥＳ　Ｓ　ＯＲＱ　
Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＨＥ−へＤとＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵ
ＥＵＥ　ＴＡＩＬの［ントリはそれらが活動レコードΔ
Ｒ，Ｐ、を指し示す、」コうに占込まれる。 その後に、瞬間Ｔ、において、ブ１］ゼツリＴ２内の活
動Ａ６　ＰｚはブＤセッサＰｘ内の活動Ａ２ＰＡを呼ぶ
。このＣＡＬＬの結果、活動レニ１−ドＡＲ２Ｐ、内の
ＣＡ　Ｌ　Ｌ−Ｅ　Ｒｌントりは活動レニ】−ドＡＲＣ
Ｒ２を指し示′？ＪＪ、うに７■込まれる。また、プロ
セッサレコードＰ　Ｒ、、＜のＰ１又ＯＣＥ　Ｓ　ＳＯ
ＲＱＵＥＵＥ　ＴＡ■ＬＴン（・す（よ活動レコード△
Ｒ２Ｐ　ｙを指し示覆にうに変えられて、活動レコード
ΔＲ，Ｐ、のＮ　Ｅ　Ｘ　Ｔ−Ｉ　Ｎ　Ｑ　Ｕ　［：Ｕ
Ｅエントリ；ま活動レコード△Ｒ２Ｐ１．を指し示ずよ
うに書込まれる。その後、１ｌ１１１′ｌ：Ｉ　１”　
４　にＡ３いて、プロセッサＰ、内の活動ＡｃＰ、は活
動△、Ｐ＞を呼ぶ。活動Ａ、］〕、のこのＣＡ　Ｌ　ｌ
−はプロセッサレコードＰＲ，，，の待ち行列内へ活〃
ノ１リコード△Ｒ，Ｐ、を再［］−ドしないが、イの代
４つり活動レコードＡＲＣＲ３のポインタは活動１リコ
ード△Ｒ１Ｐ・の活動侍ら行列内へ再込まｆ＋イ）。ご
れ１．Ｌ、活動レコードＡＲ，Ｐ、、の△ＣＴ　Ｉ　Ｖ
　ｆ　Ｔ　Ｙ　ＱＵＥＵＥ　１−ＩＥＡ’ＤとＡＣＴＩ
ＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥＴＡｌ、ＬのエンＩ・りを書込む
ことによって達成され、それらのエンド１月４活動レコ
ード△Ｒ０Ｐ、を指し示す。 次に、瞬間１５において、ブ「ＩＩ？ツリーＰ、内の活
動△ｄ　Ｒ４は活動ＡｚＰ＞を呼ぶ。再び、活動レコー
ドＡＲ２Ｐｘは既にブＯｊ？ツリ」ノー１−ドＰＲ＞の
ブロセツリ”待ち行列内にあるので、活動レコードＡＲ
，（Ｐうのポインタレ；に単に活動レコード△Ｒ２Ｐｙ
の活動待ち行列内ヘロードされる。これは活動レコード
ＡＲｚＰｘのへＣＴＩＶｉ１’ＹＱＵＥＵＥ　１−ＩＥ
ＡＤとＡＣＴＩＶＩＴ’Ｙ　ＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬのエ
ントリを書込むことによつ−（達成され、それらのエン
１−りは活動レコード△Ｒ沃Ｐ、を指し示す。 次に、瞬間１６のとぎ、プロレッナＰ、内の活動△２Ｐ
ｓは活動△１Ｐ、を呼ぶ。その結果、活動レコードＡ　
Ｒｅ　Ｐ　５は活動レコードＡＲ，Ｐｙの活動待ら行列
内ヘロードされる。これ（Ｊ、活動レコードＡＲ，ＰＸ
のＡＣＴＪＶＩＴＹ　ＱＵＥＬＪ　Ｅ　下ＡＩＬエント
リを活動レコード△ＩＲｅＰ５を指し示づように変える
ことによって、まｌこ活動し二薯−ト’ＡＲｃＰ、のＮ
　［Ｅ　Ｘ　Ｔ　Ｉ　Ｎ　Ｑ　Ｕ　ＥＵＥエントリをも
活動シー１−ド△ＲｅＩ〕、を指し示Ｊ゛ように書込む
ことによつ−ｌ達成される。 ここで第５図に移って、ブｎ　Ｉ：７ツ１月ノーＩ−ド
ＰＲ１，活動レコード△Ｒ＋　Ｐｘ　、　Ｊ３よびＡ　
＋：＜　２　＋−）。内の侍ら行列のアンローディング
が述へられる。 第５図において、参照番号６をイコＪるそれらのポイン
タは第４図にお（プる参照番号６をイ１するポインタと
同じである。 瞬間［７において、ブ「１セツＩＪ−１）　、、は瞬間
１１からｔＧにおいて動作していた活動を完了覆る。 そして、それはＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　
Ｓ０１犬ＲＥＴＵＲＮ命令を実行づる。それ（、＝応答
し−Ｃ、コントローラＩＭＣ＋まプにルツ１ルニ＋−ｌ
〜１ツ［犬、内の待ち行列から１つの活動レーｉ−ドを
取出して、プロセッサレコードＰＲｙ、へその取出さね
た活動を通知する。この取出し動作ｔ、１．−：ｌント
１：］−ラＩＭＯを介してプ［１ｔ７ツリーレ］−ドＰ
　Ｒ８内のＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ
　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　ｌ）エン１−りをそのプロセッ
サレコード内のＣ、ＩＪ　ＲＲ［Ｎ　１−　Ｉ　ントリ
ヘ移動させ、また活動レコードΔＲ，Ｐ、、のＮＥＸＴ
　ＩＮ　ＱＵＥＵＥエン１へりをブロセ゛ン！ナレコー
ドＰ　ＲｘのＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵ　Ｅ　ｌ−Ｉ
　Ｅ　Ａ　Ｄ　Ｉントリヘ移動させることに、よって達
成される。 その後に、瞬間１８におい−Ｃ、ブｌコ亡ツサＰＶは活
動△１Ｐ３を完了する。そして、それ（よもう１つのＩ
　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲＥ　Ｔ
　ＩＪＲＮ命令を実行する。そのＲＥ　Ｔ　Ｕ　ｔべＮ
命令に応答して、コン１〜ローラ■ＭＣは活動レコード
八「くＩＰＸの活動待ち行列から１つの活動レコー（ζ
を取出す。そしてそれは、活動レコードへＲｔＰｙ内の
△ＣＴ　Ｉ　Ｖ　Ｉ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　ＩＪ　ｉＥ　ＩＪ　
ＬＥ　ｌ−Ｉ　ＥへＤ−エントリをそのレコードのＣＡ
ＬＩＥＲエン１−リｌ＼移動させることによって、また
活動レコード△［尺＋Ｐｘ　の　ＡＣＴＩ　＼／　ｆ　
Ｔ　Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　ｔ−＋　Ｆ　ｌ−Ｉ　Ｅ　へＤエ
ントリ内へ活動レコード△Ｒ１、Ｐａ（７）ＮＥＸＴ　
Ｉ　Ｎ　（、ｌ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅエントリを移動さｔ↓
ることによって達成する。次に、プロセッサＰ、はそれ
がその活動の第２の呼出子のために？１ＩｉＱノ△１Ｐ
。 を再実行しな（−）ればならないことを通知さｆ＋る。 瞬間し、１において、プロロツリーｐ　、：　ｉ、；Ｊ
ｉ−１ｊび活動Ａ、ＰＸの実行を完ｒづる。そ（）−（
、イれＩよ再び１つのＩ　Ｎ　Ｔ　［ＲＰ　ＲＯＣＦＳ
　Ｓ　Ｏｌ”２　ＲＥ　１−　ＬＪＲＮ命令を実行−り
る。それに応答し・−Ｃに１ント］」−ラＩＭＣはｒ１
！ｉｕ」レコードＡ１ヌ、ＩＤ１の活動１′０５行列か
らもう１つの活動シー１−ドを取出１１ｏそしで、その
活動し〕−ド△ＲＩ　＋−）ｘ　１７）Ａ　Ｃｌ　Ｉ　
Ｖ　ＩＴ　Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−ｌ　Ｅ　Ａ　
Ｄ　Ｊン１〜りをその活動のＣへＬＬ、　Ｅ　Ｒ上ント
リ内へ移動さ１１ろことによって、また活動レコード八
Ｒ１））。の△ＣＩ　Ｉ　Ｖｌ　１−　Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ
　Ｕピ　ｌ−Ｉ　ＥＡ１１−１’ントりを空白値にレッ
トづることにｊ：つて）ヱ成すイ）９次に、Ｔ１ント［
］−ラＩＭＣはその活動の第３の呼出子のために活動活
動Ａ、Ｐ、を再実行１ｊる、−１、うにント１１．？ツ
、ザＰ、＜へ通知−４る。 その後に、瞬間ｊ＋ｏにおいで、ゾ［１しノツリＰ９（
ユ活動△、Ｐｙの実行を完了ｌノー乙、そし−（それは
再び１つのＩＮＴＥＩ犬Ｐ　ＲＯＣ１−、Ｓ　８０１文
１〈ＥＴＵＲＮ命令を実行する。これに応答して、コン
１−１フ一ラＩＭＣはプロセラ（ノーレコードＰＲＸの
ブロセツザ待ち行列からもう１つの活動レコードを取出
して、それは実行すべき新しい活動をブロセッナＰｙに
通知する。この取出＠作Ｖよプロゼツザレコード１）Ｒ
ＶのＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱＩＪＦＵ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　
Ａ　Ｄ　エントリをそのレコードのＣＵ　Ｒ「マＥ　Ｎ
　ｉ−エン１〜り内へ移動さ牲ることによて）で、゛し
たプロレツｔＪ−Ｌ／　７１−１”　Ｐ　Ｒｘ内のＰＲ
ＯＣＥＳＳ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　ＥＡ　
Ｄエン１−りを空白値に変えることによって達成されろ
。 次に、瞬間［１１において、ブロセツ→Ｊ’Ｐｘｌ；↓
４ｒｌ動Ａ２Ｐ、、の実行を完了する。イして、それは
再びｌ−Ｍ）ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥｌ−Ｕ
　ＲＮ命令を実行づ−る。それに応答して、−ントロー
ラ［ＭＣは活動１リコード△Ｒ２Ｐ　：＜の活動待ち行
列から１つのエントリを取出して、その活動の第２の呼
出子のために活動へ２Ｐ、、を再実行１）るようにブ［
１１，？ッサＰＶｌ＼通知する。この取出し動作（よ、
活動レコードＡＲ２ＰＸのΔＣｌ’　Ｉ　ＶＩＴＹ　Ｑ
ＵＥＵＥ　ＨＥＡＤエントリをその活動のＣＡＬＬＥＲ
エン］〜りへ移動さμることによって、また活動レコー
ドＡＲ，，Ｉ）アのΔＣＴｒＶＩ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ
　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　ＥΔＤエンＩ・りを空白（直にセッ
トすることによって達成される。 ブロセッ丈ＰＸが活動Δ２Ｐ、７の実行を完了し１、：
後に、それ（よ再び１つのＩ　Ｎ　−ｒ　［三［又１〕
１又○Ｃ１三５ＳＯＲＲＥＴＩＪＲＮ命令を実１’ｉ　
：Ｊル。？　（７）とき、プロセッサＰ９が実行すべき
・伯の活動は存在しておらず、そしてコントローラＩＭ
Ｏは単にプロＬツサレコードＰＲｘ内にＢｔＪＳＹフラ
グをり口・ントして、そのレニ１−ドのＣＵ　ＲＲＩＥ
　Ｎ　Ｔ　Ｔｌエントリ空白値にセットする。 上記の動作のシーケンスから、ブ１ニ１　山ツリ１〕、
が活動△１Ｐ、とＡｚＰｘを実行１ノたｌｌｌ′１ＩＹ
−はそれらの活動が呼ばれた順序と完全に巽’ｘ’Ｌ−
）たｂのであったことがわかる。具体的には、ぞれらの
活動は△Ｔ　Ｐ、、、、Ａ２Ｐ、、Δ＋　Ｐ　ｘ　＋△
２１〕ア、およびＡ、Ｐ、の順序で吐出されたが、それ
らの活動が実行された順序は△＋Ｐｘ＋八Ｉｔ〕へ＋△
１Ｐｘ　、　Ａ２　ＰＸ　、およびＡ２ＰＸの順序でｄ
うった。 言い換えれば、活動Ａ、Ｐ、はその呼出子のそれぞれの
１つに関して１回実行されて、そ（）て活動Δ２　Ｐ　
ｘ　Ｉ’；ｉその呼出子のそれぞれの１つについて１回
実行された。そして、これはイ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位えは
重要であって、なぜならば、それＧＥＬブロセツザが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］−ド
はその活動を実行１ぺぎプロロツリーのメモリ内へ読込
まれな（ブればならない。また、活動かそれに基づいて
実行す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
動作は時間を潤比するものであって、したがってそれｌ
（Ｌシステムの全体的性能を低■させる。 ここで、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＦＳＳＯＲＮＥＸＴ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Ｊ３いて、以前の第３図ないし第５図におけるよ
うに、参照？ｆｒ、Ｍ　１から９を有するポインタは、
それらの参照香弓にえｊ応する瞬間におりる活動レコー
ドとブロレッリ１リコード内のそれぞれのエン１〜りを
示している。 Ｊメ下の表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【よ、活動Ａ。Ｐｌがも
う１つの活動ＡＩ）Ｐ２を呼出しで、次に活動ＡｂＰ２
が活ＩＪＡｃＰ、へＮＥＸＴ命令を実行して、次に活動
Ａ、Ｐ、が活動Δ、ＬＰ、へＮＥＸＴ命令を実行して、
次に活動へべ１〕、が活動ＡＩ）Ｐ２またはＡ、：Ｐ８
へ再入づることｌ＞　＜直接Ａ、Ｐ、へもどるというシ
ーケンスを示し−Ｃいる。 （以下余白） 第６図を見れば、時間１．においでプロしツリーＰ、は
活動Ａ　Ｐ、を実行していることがわかる。 それは、時間ｔ、においてプロピッリレー１−ドＰＲ１
内のＣＩＪＲＲＥＮＴエン１へりが活千カレコード△Ｒ
ユＰ、を指し示しているからである。 次に、時間［２において、活動へ（、Ｐｌはブロセツナ
Ｐ２内のＣＡＬＬＩＮＧ活動△１）Ｐ活動上１でその実
行を中止する。その結果、活動レコードＡＲｂＰ２内の
ＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　Ｒｘン１〜りはそれが活動レコード
ＡＲ，Ｐ＋を指し示Ｊようにコン１〜ローラＩＭＯによ
って書込まれる。また、ブ１−１セッサレコードＰ　Ｒ
２はプロセッサ１〕２が瞬間［ｌにおいて現在もう１つ
の活動を実（１し−Ｃいてビジーであることを示してい
るので、ブロセツリレコードＰＲ２のＰＲＯＣＥＳＳＯ
ＲＱＬＪＥＵＦｌ−１［ＥＡＤ　とＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　
Ｓ　ＯＲＱ　（ｌ　ｌ三　ＵＥＴＡＩＬのエントリは活
動レコード△Ｒｂ　ｌ−’２を指し示すようにコント］
」−ラＩＭＯににつ−Ｃ書込まれる。 その後、時間［、において、プロしツリＰ２はＩＮＴＥ
ＲＰＲＯＣＥＳＳ’ＯＲＲＥＶ−ＵＲＮ命令を実行づ゛
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、＝１ント［１−ラＩＭＣはプロセッサレコードＰ
　Ｒ２のＰＲＯＣＥＳＳＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＨＥ
　Ａ　ＤエントリをそのレコードのＣＵＲＲＥＮＴエン
トリへ移動させて、そ（〕で活動Ａ６Ｐｚの実行が始ま
る。 その後、時間１−２において、もう１つの活動ＡｘＰｙ
は活動Ａ６Ｐｚを呼ぶ。したがって、活動ＡｂＰｚは△
ＣＴＩＶＥステートにあるので、活動レコードＡＲｘＰ
ｙのポインタはコン１〜ローラＩＭｃによって活動レコ
ード△ＲしＰ２の活動持ち行列内へ書込まれる。 次に、時間［５において、活動△ｌ、Ｐ、！は活動△、
Ｐ８へＩＮＴＥＲ，ＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令を
実行する。その結果、コント［ｌ−ラＩＭＣＧよ活動レ
コード△Ｒ）Ｐ２のＣＡＬＬＦＲエントリを活動レコー
ドＡＲ，Ｐ、のＣΔＬ、　Ｌ−Ｅ　Ｒエントリへ移動さ
せる。したがって、活動レコードＡＲｃＰ、内のポイン
タは、丁Ｉｆあたかも活動Ａ、Ｐ、が活動Ａ、Ｐ、にＪ
：って直接呼出されたかのようである。 Ｃ△ＬＬＥＲエントリの上記の移動の結果どして、活動
△ｂ　Ｐ２は活動Ａ、Ｐ、かＩうどんインパラメータも
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△。ｌ〕１へ送られる。 そして、ＩＮＴＥＲＰ’ＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令
の実行によって、活動へシ１〕２はその活動の付加的な
呼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、開開［５にＡ３いて、コントローラＩＭＣは活
動レコード△［＜ら１〕２の△ＣＴ　Ｉ　Ｖ　Ｉ　Ｔ　
Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　’ｌ−１１三△Ｄ［ントリを
その活動レコードのＣＡＬＬＥＲエントリ内へ移動ぎせ
て、それはその新しい呼出子のために活動ＡｂＰ２を再
実行するようにブ１］Ｉ？ツリーＰ２へ通知する。 時間ｔ６において、プロレッリＰ３は前に実行していた
活動の実行を完了して、イーしてイれ（ｊ１ツ（７）　
Ｉ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲＥ　
Ｔ　Ｕ　ＲＮ命令を実行する。その結果、コン１−〇−
ラｒＭＣは活動レコードＡＲ，：Ｐ、のポインタをブロ
セッυレコードＰＲ，のＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ
　ＵＥＵＥ　ＨＥＡＤエン１−りからＣＵＲＲＥＮＴ玉
ントリヘ移動させる。次に、ブ［ＩＩ？ッサＰ３は活動
△ＣＰ３の実行を開始する。 時間ｔヮにおける活動△、Ｐ３の完了にＪ：って、ブロ
セツ１すＰ、は１つのＩＮ’丁ＥＲＰＲＯＣＥＳＳ　Ｏ
ＲＲＥ　Ｔ　ＬＩ　ＲＮ命令またはもう１つのＩＮＴＥ
ＲＰＲＯＣＥＳＳＯＰ　ＮＥＸＴ命令のいずれかを実行
づ−るオプションを有ヅる。第６図において、ＩＮＴＦ
ＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令は活動ＡｄＰ、へ実
行される。その結果、コントローラＩＭＣは活動レコー
ドへＲ，Ｐ、のＣＡＬＬＥＲエン１へりを活動レコード
ＡＲｄＰ、のＣＡＬＬＥＲエントリへ移動させる。また
、ブロレッナＰ、はビジーではないので、ブ［ＩＩ？ツ
リーレコードＰＲ４のＣＵＲＲＥＮ丁エントリはコンｌ
−ローラＩＭＣによって活動レコードＡＲａＰ、のポイ
ンタとともにロードされて、プＣ１ｔｘツサＰ。 は活動Δｄ　Ｐ４の実行を開始するように通知される。 時間下。において、ブ［ｌピラリ［）、は活動Ａ、（Ｐ
、の実行を完了する。そして、プロしツリーＰ、。 ハＩ　Ｎ　’Ｔ’　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　Ｏｉ
’＜　＋’（ＩＥ　’ｌ’　Ｕ　ＩＩ　Ｎ命令また（ま
＋ｒｒｒＥＲｐＲｏｃＥｓｓｏ１で　ＮＥＸＴ命令のい
ずれかを実行する訓プシーコンを右づ−る。第６図にお
いて、プロセツ１月つｌ；ｌ：ＩＮＴＥＲＰ　ＲＯＣＥ
　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲＩＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ命令を実行づる。 Ｉ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＱ　ＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＩＩ　
Ｒ［Ｔ　ＩＪ　ＲＮによって、コントローラＩＭＣは活
動１）Ｌ」−ド△ＲＰうのＣＡＬＬＥＲエントリをブｌ
：ｌ　１？ツリレコードＰＲ，のブロセッリ持ち行列内
へ［」−ドする。その後に、時間１９にＪ３いて、ブ１
」ヒツサＰ、は以前実行していた活動の実１１を完了）
ノて、それは時間ｔ２において以前中小した活動△。Ｐ
。 の実行を再開する。 活動△。Ｐｌの実行の再開は１り能である。＜丁、ｙな
らば、その活動がｖｊ機していたＣ△ｌ−Ｌ　Ｅ　ｏ活
動△。Ｐ：ｌからのパラメータは時間ｔＢにおいて利用
可能であったからである。しかし、上記のことから、そ
れらのパラメータは中にＣへｌ　ＬＦＤ活ｉ％ＪｒＡ）
、Ｐ２から来ｌこのではないことが明らか又ある。そう
で（よなくて、それら（ま３つの活動へｂＰ２．ＡｃＰ
、、おＪ：ひ△、ｌＰ４のシーケンシャルな実行の結果
であった。 しかし、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＩ三Ｓ　Ｓ　ＯＲＮ　［−
ＥＸＴ命令の動作によって、このシーケンシャルな実行
はすべて完全に活動Ａ。Ｐｌから隠され／こ。 したがって、活動へ。Ｐｌと他の活動へ、、ｌ：）、と
Ａ改Ｐ、とのリンケージは人さく簡略化された。 さらに、活動△しＰ、とへ、Ｐ８は活動へ、ｘｌ）。 から活動Ａ。Ｐｌへ送られるハラス〜りのように再実行
される必要がなかったので、そのパラメータの送りは非
゛帛に迅速に起こる。 ここで、複ジ文のブロセツ（、ｊ、ｐ、、Ｐ、、・・・
Ｐｌ、が少数のプロレッサレー１−ト′、活動レニ１−
ド、　Ａ３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くい
る第７図を参照すべきである。このシステム（Ｊ、主に
ファイルアクヒスコン１へ［１−ラ２０を含んでいる点
において上述の第１図のシスーＩムと異なっている。そ
のコントローラ２０は、従来のメモリ読出しとメモリ書
込みｍｌ　′：／ンドにＪ、って直接レコードをアクセ
スして変えることを１＋−＋　Ｌ？ツリーに認める。 ヅなわら、第７図のシステムにおりる１ノミ１−１〜は
従来のメモリ内にストアされ、それらｉＪ従来の非イン
テリジェントメモリー１ントｆｉ＋−ラＭ　Ｃを介して
アクセスされ、そして第７図のシステムのプロセッサは
１ワードのメモリ読出しどメ−しり占込みのコマンドの
シーケンスを直接非インテリジェントメモリコントロー
ラＭＣ／＼送ることによ−）てＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　
ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲｆｆ１ｌ　令ヲ実行？Ｉる。 しかし、いずれかのプロセッサがシ１アされたメモ９８
Ｍ内のレコードを読出すかＪ、Ｉζ＋ｉ？＋込むために
非インテリジェントメモリコンｌ−ｌｌｌ−ラへそのよ
うなコマンドを送る１１ｑに、プロセッサはファイルア
クセス］ントＯ−ラ２０からイのようにづることについ
ての認可を受取らな（ジればならない。 第８図はファイルアクセスコントローラ２０の１つの好
ましい実施例の詳細を示している。イれは２１−１から
２１−ｎの複数のｎ″個のフリップ７０ツブを含んでい
る。１つの実施例において、各フリップフロップ（まシ
ェアされたメモ９８Ｍ内の１つのレコードに対応してい
る。うなわら、各フリップフロップは１つのプロセッサ
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、設泪の３パ択によって、各フリップ−７０
ツブは１つのプロセッサレコードとその１つのプロセッ
サレコードに関１〕で対応する活動１ノ」−ドのすべて
と対応する。 最初に、ＪべてのフリップフロップはりピッＩ〜されて
いる。次に、１つのプロセッサーがいり”かのレコード
をアクセスリ−ることが醸される萌に、それがアクセス
しようと望ん℃゛いるレコードに対ｔ、ｉ５するものが
現在リセッ１〜されているかどうかを確認ツーるために
、まづ“それらのフリップフロップに間合わせしなＥプ
ればならない。その目的のために、そのリクエストして
いるプロセッサ′（ヨ、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
コール２２は？イクロプロセッサである。 モジコール２２へ送られるそのメツレージはリクエスト
しているプロセッサを識別し、またアクセスがシークさ
れているづべでのレニ■−トを識別づる。たとえば、４
つのブロセツリｌリコードＰＲへ、ＰＲし　、ＰＲｃ、
およびＰＲ，（とづべての対応す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Ｆへ
＋Ｆｂ＋Ｆｃ＋おＪ：び「ぺによって識別され得る。 メツセージを受取って、モジ、フール２２はそれを内部
バス２３を介してレジスタ２／ｌへ送る。そこから、フ
ィールドＦ。＋Ｆ６．ｌ：２．およびＦ硫がそれぞれマ
ルチプレクサ２５ａ　、２５ｂ　、２５ｃ　、　Ｊ５よ
び２５ｄの制御人力端末Ｉ＼送られる。また、各マルチ
プレクサは２１−１　／〕ｓ　＋ら２１−ｎのフッツブ
フロップのすべでのＯ出力へ接続されたそのデータ入ノ
Ｊ＠末を有している。 従って、レジスタ２４のフィールド［へは、マルチプレ
クサ２５ａの出ノノヘゲートされるフィールド「６に対
応した１つのフリツブフｌ］ツブの０出力を生じる。同
様に、レジスタ２４のフィールドＦしはマルチプレクサ
２５１）の出力ヘグートされるそのフィールドに対応し
／ζ１つのフリップフロップの０出力を生じ、他のフィ
ールドし同様である。それらのザベての○出力は次にＡ
ＮＤ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コール２２へ）スリ返さ
れる。 ＡＮＤゲート２６からの信号がロジック１であるとき、
モジコール２２はバスを介（）でメツセージを送って、
そのリフニストＬ、−（いるブに１ゼッ復に識別された
レコードの内容を変えることを望１ｉ■Ｊる。内部バス
２３はリフボストしているｊロレツサの識別を調べる／
ζめの手段をりえ、イしてこのメツレージはそこへ送ら
れる。 また、ＡＮＤグー１−２６からの信号が１であるとぎ、
モジコール２２ば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
のフリツブフ１」ツブはＪＫフリップ７０ツブであって
、それらの０人力に活動的信号を有しているものはレジ
スタ２４内のＦａ　。 Ｆｂ　、Ｆ、、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「４　、Ｆら。 ＦＣ，ＪＪよび「ｄに対応づるイれらのフリップフロッ
プはすべて単一のり］コックパルスに応答してセラ１−
される。 より具体的には、レジスタ２４内のＦ、　、　Ｆｉ、　
。 Ｆｃ、およびＦｄ　のフィールド１まそれぞれデコーダ
２７ａ　、　２７ｂ　、２７Ｃ、おＪ、び２７〔１へ送
られる。それらのデコーダの各々は複数の出力信号を発
生するが、一時にはそれらの信号のただ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′二１−ドと対応する。 言い換えれば、デコーダ２７ａの第１の出力はレジスタ
２４内のフィールドＦ。がバイナリ１に等しいときに高
レベルになり、ｆ］−ダ２７ａの第２の出力はレジスタ
２４内のフ、Ｃ−ルドＦαがバイナリ２であるときに高
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（７）出力（
、＆ＷＩＲＥＤ−ＯＲ様式でずべてか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Ｆａ　
、　Ｆｂ　。 ＦＣｌまたはＦ、＋のいずれががバイナリ１に等しいと
き、それはフリップフロップ２１−１へ３１１らレル。 同様ニ、デコーダ２７ａ　、２７ｂ　、２７ｃ　。 ；Ｊ５Ｊ：び２７（Ｊ（Ｄ第２の出カバＷ　［ＲＥ　Ｄ
　−ＯＲ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Ｆｌがら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するプ
ロセッサからのりクエストを受取るが、ゲート２６の出
力は対応づ゛るフリップフロップの少なくとも１がセッ
トされていることを示′１Ｊ′Ｏであると仮定しよう。 その場合、モジコール２２はレジスタ２４内の内容を先
入先出＜Ｆｒｒ：Ｏ）待ち行列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せ覆ることを以前に
認可されたプロセッサの１つがそのタスクを完了したと
仮定しよう。この場合、そのプＬ１セツザは問合わせを
終了し１ζレコードを示Ｊ−メツセージをモジュール２
２へ送らな（プればならない。 好ましくは、それらのレコードはそのメツレージ内にお
いて複数のエンコードされｌζフィールドによって識別
される。 そのメツセージは次にモジュール２２ににつてレジスタ
２９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コーダへ送られる。た
とえば、４つのγコーグ３Ｑａ　、３０ｂ　、３０ｃ’
、　＃３Ｊ：び３　Ｑ　ｄ　４；Ｌ、レジスタ２つ内の
メツセージが４つの、１ニンコードされたフィールドＦ
、、−，Ｆら−、Ｆ、ｃ　−、ＪＪＪ：びＦｄ−を含む
ときに与えられる。 デコーダ３０ａから３０ｄのザベ−Ｃ（まｗ　ｓ　ＲＥ
Ｄ−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、またそれらはノリツブ７［゛１ツブ２１−
１のに入力へも接続されＬいる。したがって、レジスタ
２つ内の４つのフィールドのいザれかがバイナリ１を含
んでいれば、フリップフロップ２１−１はすべてのフリ
ップフロップがロックされているときにりけツ１〜され
る。 同様に、デコーダ３０ａ−３０ｄの第２の出力は１−べ
てか１つに接続され”ＣＪｌｊす、それらはフリップフ
ロップ２１−２のに入力へ接続されており、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フ
リップフロップをリセットづるために、モジュール２２
はレジスタ２つをＣＩ−ドした後に単一のパルスによっ
てすべてのフリップフロップを単にクロックするだけで
ある。 次に、モジ］−−ル２２はどれ／ど（すの数のエン１−
りがＦＩＦＯ２８内にあるかを確認するためにその内部
カウンタを調べる。もしそのカウントが０でなければ、
モジュール２２は待ち行列１ン１〜す１を一時にレジス
タ２４内へ移す。そのにうな各移動の後に、１ステート
にあるかどうかを確認するためにＡＮＤゲート２６の出
力を調べる。 ＡＮＤゲー１〜２６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、リクーｒストしたレコードを今修正してもよ
いことを承りメツセージをそのレジスタへ送る。また、
フリツブフし１ツブ２〇−１から２１−ｎのすべてはモ
ジ“１−ル２２によつ−（単一のパルスでクロックされ
、ぞのパルス【、Ｌｉ？コーダ２７ａから２７６の出力
によって指揮されるようにフリップフロップをセラ１−
する。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１〜２６の出力がＯステート
にあれば、モジュール２２は１ノジスタ２４の内容をＦ
　Ｉ　ＦＯ２８内へ単にロードしｉＩ！ｉづだけである
。第８図において、６木の破線の相は、十述の動作が起
こるように、モジュール２２によってそれぞれの制御信
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、り［−１ツクパルスはワードをＰ　Ｉ　Ｆ０２８内
へロードづるために導線Ａで送られ、クロックパルスは
Ｆ　Ｉ　ＦＯ２８からのワードをアンロード覆るために
導線Ｂで送られる。 また、制御信号はＦＩＦＯ２８上たはバス２３からのレ
ジスタ２４への人力データを選択づるために導線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２Ｉ！Ｉ内へ１１−ドするために導線Ｆに
よって送られる。さらに、クロックパルスはフリップフ
［１ツブ２１−１から２１−ｎをクロックするために導
線１−によって送られ、さらにクロックパルスはレジス
タ２９をロードするために導線Ｍによって送られる。 上述の）７／イルアクセスコン１−ローラ２ｏの１つの
特徴（Ｊ１シェアされたメモリ内の種々のレコードを同
時にアクレスし・て変えるようにプ［１［？ッサＰ　１
．　Ｐ　２　、・・・ｐＨ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【］ヒッザＰ２がレコｔ”２．
　１２．３１　、　Ｊ５よび４０を変えていてプロしツ
ナＰ、がレコード３，１１，２０、おにび３２を変えて
いても、プロゼツ］ノＰ。 はレコード１，１５，３０．おＪ：び５６を同時に変え
ることができる。第７図のシスデｌ＼のもう１つの特徴
はその柔軟性である。一度ブ１１１？ツリーが特定のレ
コードを間合わせて変えることをファイルアクセスコン
トローラ２０から認可されれば、それはメモリ読出しや
メモリｎ）込みの−，＋　ｖ７ンドのどのようなシーケ
ンスによってしｆＴなうことができる。したがって、最
初にレー二１−ドを読出すことができ、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Ｃ０ＮＤ
ＩＴＩＯＮΔＬ　ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＣ△［
１−命令を実行する。 Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮＡＬ　ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯ
ＲＣＡＬＬ命令の有用性の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。たとえ
ば、両刀のブ１」レツサは高速浮動小数点の数学的活動
を実行し得る場合である。この場合、Ｃ０ＮＤＩＴＩＯ
ＮＡＬ　ＩＮＴ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＣ
Ａ　Ｌ’　Ｌ、、命令を実行することによって、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、でれ
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（Ｊ他方の１にｌＬ？ツリ内
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
ェアされたメモリＳ　ＩＶＩ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。制御ワードをファイル
アクセスコン１〜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のリイクルが必要で、ＡＮＤゲー１〜２６
からのｔス］・条イ！１が安定づるのを待つために第３
のサーイクルが必要で、さらにＡＮＤゲート２６に基づ
いてリフ１−ストされたレコードをアクセスづるＣこと
を認可づ−るメツセージをそのリフニス［〜しているブ
［１セツサへ送り返すこととその対応ツーるフリップフ
ロップ２１−１から２１−ｎをゼッ（〜づるり［：）ツ
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１００ナノ秒のナイクル時間であれ
ば、レコードのアクセスには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本質
や精神から離れることなくこれらの詳細になされ得る。 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（＝Ｊ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。 第２図は第１図のシステムのシェアされたメモリ内のプ
ロセッサレコードと活動レコードの典型的な構成を示す
図である。 第３図ないし第６図は第１図のシステムのプロセッサレ
コードと活動レコード内のポインタがＩＮＴＥＲＰＲＯ
ＣＥＳＳＯＲＣＡＬ、ｌ−命令、■Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　
ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ命令。 およびＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令に応
答してどのように変わるかを例示する図である。 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図のシステムにおけるファイ
ルアクセスコントローラの詳細なロジックを示す図であ
る。 図において、Ｐ、はプロセッサ、Ｍｌｌはメモリ、Ａｎ
　ｐｎは活動、ＰＲ＋はブロセッ督ナレコード、ＡＲｘ
Ｐ＋は活動レコード、へｙＰｌ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−ｎはフリ
ップフｌ］ツブ、２２はモジュール、２３は内部バス、
２４はレジスタ、２５（ｊマルチプクレザ、２６はＡＮ
Ｄゲート、２７はデコーダ、２８は先入先出待ち行列、
２つはレジスタ、３０はデコーダを示す。 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
示す。 手続補正＠（方式） １．事件の表示 昭和５９年特許願第１５１９５８号 ２、発明の名称 タスクを実行する方法とデータ処理システム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、ブトロイ１〜バロ
ース・ブレイス　（番地なし） 名称　バロース・］−ボレーション 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欄、図面企図、委任状
おＪ：び訳文、」ニ申四 ７、補正の内容 （１）願出の４．特許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像
したｊ］正願書を添イ」致しまづ。 （２）製出て描いた図面企図を別紙の通り補充致しまず
。なＪ３、内容についての変更（まありま「ん。 （３）委任状および訳文を別紙の通り補充数しまず。 （４）委任状の発明の名称ど願書の発明の名称とが相違
致しますので、上申出を提出致します。 以　−ヒ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）　複数のディジタルブロセッＩす内の呼出された
   活動のシーケンスとしてのタスクを実行づ“る方法であ
   って、それらの活動のいくつかはそのシーケンスが完了
   した後にも戻されない方法において、 Ｉ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＣＡ　Ｌ
   　Ｌ命令があるまで第１のプロセッサ内の１１ム記シー
   ケンスの第１の活動の部分を実行づるステップと、前記
   ＣＡＬＬに応答して前記第１の活動の実行を中止し、そ
   して第２の活動が前記第１の活動によって呼出されたこ
   とを第２の／ｌ：Ｉ　ｔツリに信号で知らせるステップ
   と、 前記０ＡＬＬに応答して前記第２のブト１セツナ内の前
   記第２の活動を完全に実行し、そしてさらに第３のプロ
   セッサ内の第３の活動にＩＮＴＥＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　
   Ｓ　ＯＲＮ　Ｅ　Ｘ　’ｒ命令を実行覆るステップと、 前記第３の活動が前記第２の活動によってでなくその第
   ２の活動の呼出子によって呼出されたことを前記ＮＥＸ
   Ｔ命令に応答して前記第３のプロセッサに信号で知らせ
   るステップと、 前記第３のプロセッサ内の前記第３の活動を完全に実行
   して、その完了時に前記中止された活動の実行を再開す
   るように前記第３の活動の呼出子に信号で知らせるステ
   ップと を含むことを特徴とするタスクを実行する方法。 く２）　前記第３の活動が前記第３のプロセッサによっ
   て実行されている間に、前記第２の活動をそのいずれか
   の他の呼出子のために再実行するように前記ＮＥＸＴ命
   令に応答して前記第２のプロセッサへ信号で知らせるス
   テップを含むことを特徴とする特許請求の範囲第１項記
   載の方法。 〈３）　各活動にその活動のそれぞれの呼出子のポイン
   タを含む待ち行列を与えるステップと、前記Ｎ　Ｅ　Ｘ
   ’　Ｔ命令に応答して、前記第２の活動の持ち行列から
   前記呼出子ポインタを前記第３の活動の待ち行列内へ移
   動させるステップとをさらに含むことを特徴とする特許
   請求の範囲第１項記載の方法。 （４）　前記ポインタは複数のり一イクルの間に一時に
   はただ１つのプロセラ（少に・）ｒ：ロードされてアン
   ロードされるように前記時ら行列へのアクセスを制限す
   るステップをさらに含むことを特徴とする特許請求の範
   囲第３項記載の方法。 （５）　前記第１の活動が中止されている間に前記第１
   のプロセッサ内のもう１つの活動を実施するステップを
   さらに含むことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載
   の方法。 （６）　呼出された活動のシーケンスとしてのタスクを
   実行するための第１．ｉｎ２．および第３のディジタル
   プロセッサを含むデータ処理システムであって、それら
   のタスクのいくつかはそのシーケンスが完了したときに
   戻されないシステムにおいて、 ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＬＬ命令があるまで
   前記シーケンスの第１の活動の部分を実行するように前
   記第１のプロはツサに指示するための手段と、 第２の活動が前記第１の活動によって呼出されたことを
   前記ＣＡＬＬ命令に応答して第２のプロセッサに信号で
   知らせるだめの手段と、前記第２の活動を完全に実施し
   て、ざらにＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令
   を第３のプロセッサ内の第３の活動へ実行づるように前
   記第２のプロセッサに指示するための手段と、前記第３
   の活動が前記第２の活動によってではなくて前記第１の
   活動の呼出子によって呼出され！、：ことを前記ＮＦＸ
   Ｔ命令に応答して前記第３のプロセッサに信号で知らせ
   るための手段と、前記第３の活動を完全に実行して、そ
   の完了時に前記中止された活動の実行を再開づるように
   前記第３の活動の呼出子へ信号で知らせるように前記第
   ３のプロセッサに指示するための手段とを含むことを特
   徴とするデータ処理システム。 （７）　前記ＮＥＸＴ命令に応答して、前記第３の活動
   が前記第３のプロセッサによって実行されている間に前
   記第２の活動をそのいずれかの他の呼出子のために実行
   づるＪ：うに前記第２のプロセッサへ信号で知らせるｌ
   ζめの手段をさらに含むことを特徴とする特Ｗ［請求の
   範囲第６項記載のシステム。 （８）　各活動のそれぞれの呼出子のボーｒンタを含む
   その活動のための待ち行列手段と、前記ＮＥＸＴ命令に
   応答して前記第２の活動の持し行列から前記活動子ポイ
   ンタを前記第３の活動の待ち行列内へ移動させる手段を
   さらに含むことを特徴とする特許請求の範囲第６Ｔｆｊ
   記載のシステム。 くっ）　前記ポインタは複数の′ＩＪ−イクルσ〉１ト
   ■において一時にはただ１つのプロロツ→ｊ（、：　Ｊ
   、ってのみロードされてアンロードされるように前記時
   ら行列へのアクセスを制限づ′るための手段をさらに含
   むことを特徴とする特許請求の範囲第Ｑ　Ｉｊｉ記載の
   システム。 （１０）　前記第１の活動が中山されＣいる間に前記第
   １のプロセッサ内のもう１つの活動を実行するための手
   段をさらに含むことを特徴とする特許請求の範囲第６項
   記載のシステム。