JPS6081650A - データ処理システム - 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】

り立り丸１ この発明はディジタルコンピュータに関し、竹に複数の
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り゛るディジタルコンピュー
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ビコータによって
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、給料の計算など
があるＣあろう。しかし、いずれの場合にも、そのタス
クが単一のコンビコータによって実行される速度は、そ
のコンビ７−−タが単一のサイクルにおいて処理できる
データビットの数とそのサイクルの速１女とに直接依存
する。 したがって、従来、単一のコンビノー夕の計算能力は、
そのコンピュータが単一のサイクルにＪ３いて動作づ−
ることができるピット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づることによって高
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１０るｉｔむ囲は集積回路の動作速度にＪ：って制
限される。まｌζ、コンピュータが単一のサイクルに８
３いてｉＩ！ｌＩ竹することができるビットの数を増大
させることは、そのコンピュータの設計と保守管理の複
雑さを増大さゼる。 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
実行覆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Ｊ：う。ぞのようなマルチプロセッサ
システムにおいて、個々のプロセッサは全体のタスクの
実行局間を減少させるそれぞれの活動を行なうＪ：うに
仕立てられる。ぎらに、そのシステムの個々のブ０ヒツ
ザは本来的にシステムをモジュール化し、くれによって
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、そのマルチブ［ＩＬ！ツリーシステムにおいて、
種々のプロセッサ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１′ることができる。これは
そのシステム内の高い並列主段を意図しており、それに
よってそのシステムの削算能力をさらに高める。 しかし、マルチブ０ヒツサシステムにおいて（よ、プロ
セッサが実行する種々の活動を整合さセるためにいくつ
かの手段を備えなければならない。りなわら、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
手段を備えなけれは゛ならない。しかし、プロセッサの
数、タスクの数、おＪ：び各タスク内の動作の数が増加
づるにつれて、これ（ま非常に複雑になる。 したがって、本発明の土要な目的はランダムに呼Ｕ）さ
れた４［１関のない種々の活動がデイジタルブロセッリ
ー内で実行されるシーケンスを同期化させる方法を提供
づ゛ることである。 １里１コＬ１ 本発明によれば、種々の相関のない活動がディジタルプ
ロセッサ内で実行されるシーケンスを同期化させる方法
であってそれらの活動が複数の呼出子によってランダム
に呼出される方法は、そのプロヒッザが実行する各穴な
った種類の活動のそれぞれのポインタを保持するための
単一のプロセッサ待ち行列を用意するステップと、その
活動が初めて呼ばれたときにそのプロヒッリー袖ら行列
内へ活動のポインタを入れるステップと、そのプロセッ
サが実行する各穴なった種類の活動のためにそれぞれの
活動待ち行列を用意するステップと、活動がその最初の
呼出しに続いて呼出されるたびごとにその呼出された活
動のためにそれぞれの待ち行列内へ活動の呼出子のポイ
ンタを入れるステップと、ブロヒッ１−待ち行列内の１
つのポインタによって指し示された甲−の活動を繰返し
実行づ−るステップを含み、その実行はその単一の活動
がその呼出子の各々のために一度実行されるまで繰返さ
れ、ただし、その単一の活動がもう一つの活動を呼ぶと
ぎにはその呼出しが起こる１時点までだけ実行し、前記
方法はさらにプ［ｍ＋　ｔツザ待ち行列によって指し示
されたもう１つのｎ！ｉ勤の実行を同様に進めるステッ
プを含んでいる。 実施例の畦」一 本発明の種々の特徴ヤ）利点はここに添付された図面と
ともに詳細に述べられる。 第１図において、複数のパ１１°′個の独立なディジタ
ルプロセッサはＰ　＋　、　Ｐ−２、・・・１〕１１　
と名付けられた数個のボックスによって表わさｆｌでい
る。 これらのプロセッサは何らかのプログラム０■能なタイ
プのものであって、ぞれらは同一のまた（まｎいに異な
ったものであっでらにい。都合良くは、プロセッサＰ、
からＰｎは、ｌ−ｌ　、　ｐ　（ｌｔａｓｌｌ等による
゛プログラム可能な構造を有するディジタル−］ンビュ
ータ″という題名であってバロース・二］〜ボレーショ
ンに譲渡された米国特許第４，３４６゜４３８＠または
ｔ−ｌ　、　Ｐ　ｏｔａｓｈ等によル“相Ｕ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，
３２７，３５５号において述べられたタイプのものであ
る。 プロセッサｌ）、、ｐ２．・・・ｐＨはそれぞれメモリ
Ｍ４．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Ｊ：り、それらはＭ
ＯＳまたはバイポーラの回路で作ることかできる。また
、それらのメｔりの記憶容量と動作速度は同一または互
いに巽なっていてもよい。 メモリＭ、の１つの部分はプ「ＩＬ！ツリ」）１がそれ
に基づいて動作ブるデータを含んでおり、一方、メモリ
Ｍ、のもう１つの部分（まプロセッサ１〕、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、プロセッリー内活動はブロヒッ（）−にそのプ
ロセッサーのリソースのみを用いて特定のタスクを実行
させるプログラムま１こはブ［１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レッナ自身の内部
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ヤ）デーゾなと（
図示せり゛）のに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Ｐ１が実行づるそれぞれ
のプロセッサ内活動はＡ、ｐ、、△２Ｐ１．・・・。 などの記号で示されている。 同様に、メモリＭ２の一部分はプロセッサ−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つの部分はプｆ」セツリ−Ｐ２が実行するプロセ
ッサ内活動を含んでいる。イれらの活動は第１図におい
てＡ、Ｐ２．Ａ２　Ｐｚ　、・・・。 などで示されている。同様に、メモリＭ、ｔ、ｔブロセ
ッザＰ１１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、１が実行するプロセッサ内活動
Ａ、Ｐｏ、Ａ２　Ｐ、、、・・・、を含んでいる。 メモリＭ、、Ｍ２．・・・Ｍ、の各ノンはプロし／フサ
間命令をも含んでいる。それら（よＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　Ｒ
Ｉ）　ＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＬＬ命令、ＩＮＴＥＲＰＲ
ＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令、おＪ：ヒｌＮＴ　Ｅ
　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＮ　Ｅ　Ｘ　Ｔ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．・・・Ｐ、が互いに通信Ｊる手段を与える。より
特定的に言えば、それらはプロセッサ内活動Δ、Ｐ７．
△、Ｐ２．・・・ＡｔＰｏなどのすべてが１つにリンク
されて順序正しく同＋１１１されたシーケンスで実行さ
れる手段を与え、それは後でさらに詳しく説＋１１１さ
れる。 プロセッサＰ　Ｉ　＋　Ｐ　２　＊・・・Ｐｏは）１１
−のタイムシェアされｌζバスを介し

【インテリジ］−
ントメモリコントローラＩＭＣに接続されてＪ３す、コ
ントローラＩ　’Ｍ　ＣｔヱシエアされたメモリＳＭに
接続されている。コントローラＩＭＯ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、／出込みメモリ
でもよい。 メモリＳＭはそれらのプロセッサ“の各々のために１つ
の独立したプロセツリーレコー１ｒを含／υでおり、そ
のような各レコードはここでＩ）Ｒ、とじで示されてい
る。まＩζ、メモリＳ　Ｍ　ｔＪそれらのプロセッサに
お【プるプロセラ１ト内活動の各々のために独立の活動
レコードを含／υでおり、くのような各レコードはＡＲ
Ｘ　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１１つのプロセッサからもう１つのプ
ロヒツザヘシＬアされて送られるパラメータを含んでい
る。 各プロセッサーレコードＰ　Ｒ、内に含まれているのは
、プロセッサＰ１が現在成る活動を実ｉうしていてＢ　
Ｕ　Ｓ　Ｙ　Ｔ”あるかまたはＮ０Ｉ−ＢＵＳＹのいず
れであるかを示すフラグである。ブ【」ヒツリーレコー
ドＰ　Ｒ、は、プロセッサＰ１がＢ　Ｕ　Ｓ　Ｙのとき
にそのプロセッサが実行している現在のブ【」レツザ内
活動を指し示すＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　１−エン１〜りをも
含んでいる。 プロセッサレコードＰＲ，はさらにＰ）犬ＯＣＩｔＳ　
Ｓ　ＯＲＱ　ＩＪ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄエ
ンｌ−リ（ＰＱＱ１０）　と　ＲＲＯ（ｊＪｓｓＯＲＱ
ＵＥＵＥ　Ｔ　Δ　ＩＬエントリ（１〕Ｑ　Ｔ　）を含
んでいる。これらの２つのエントリはそれぞれブロヒッ
ナＰ１が実行覆べき異なった種類のプロセッサ内活動の
ために活動レコードの持ら行列の先端と後傾を指し示づ
。 ７なわも、同じ種類の活動のポインタ（ま、たとえその
活動が数回呼ばれるどしてもただ一度だけそのプロセッ
サ持ち行列内に入れられる。ブ１］セッザレコードＰＲ
，は、８９姐上の選択として、上述のものに加えて他の
エントリをも含んでもよい。 活動レコードＡ、ＲＸＰｌは対応する活動がＤＯＲＭＡ
ＮＴまたは△ＣＴＩＶＥあるい【よＳ　Ｕ　Ｓ　１）Ｕ
ＮＤＥＤであるときを示づ゛フラグの組を含んでいる。 活動は、プロしツサがその活動を大ｆ−ｊりるために実
際に使用されているとぎへＣ丁ＩＶＥ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し
う１つの活動の結果を持′つ間に停止しているとぎ、活
動はΔＣＴＩＶＥに留まるが５ＵＳＰ）ＥＮＤＥＤステ
ートにある。そのにうな結果はＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳ
ＳＯＲｌＮ５ＴＲＵＣＴＩＯＮＳを介してリクニＬスト
されて得られる。他のづべての場合においτ、活動はＤ
ＯＲＭＡＮＴである。 活動レー】−ドＡＲｘＰ＋は、最初に活動Δ、（〕、を
呼ぶべき活動の活動レコードのポインタであるＣＡＬＬ
ＥＲエントリをも含む。活動ΔｙＰ１の後続のいずれの
呼出子も、その後に（よ活動レコード内のＡＣ丁ＩＶ［
王Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　Ｔ　Ａ　［Ｌエントリ（Ａ
ＱＴ）どＡＣ−ｒＩＶＩＴＹ　（：）ＵＥＵＥ　ＨＥＡ
Ｄエントリ（Ａ　Ｑ　＋−１）が続く。 特定的に君えば、活動Δｙ１）１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１〜すＡ　Ｑ　＋−１は活動ＡＸ　Ｐ、の第２の呼
出子の活動レコードを指し示し、エントリ△Ｑ１−は活
動ΔｘＰ＋の最後の呼出子の活動レコードを指し示す。 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
Ｎ　Ｅ　Ｘ　Ｔ　Ｉ　Ｎ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　ｔノＥ丁ントリ
（ＮＩＱ＞によって１つにリンクされる。 また、活動レコードＡＲ，Ｐ、は、Ｉ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　Ｒ
Ｐ’ＲＯＣＥＳＳＯＲｌＮ５Ｔ’ＲＵＣＴＩＯＮＳ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Ｉ）　Ａ　ＲＡＭ　Ｅ　Ｔ’　Ｅ　Ｒエントリ（Ｐ
ＡＲＡＭ）をイ５している。たとえば、活動△ｘ　Ｐｌ
が活動Ａｙ　ＰＪ　を呼ぶどぎ、次に活動レコードＡＲ
ｘＰ＋のＰＡＲＡＭエントリは活ｌｌ１ＩＩＡ７Ｐ、ｊ
がそれに基づいて動作す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Ａ／（〕ｊが完了
したとき、活動レコードＡＲ，Ｐ、内のＰΔＲＡＭエン
トリは活動Δ／］〕、にＪ、って活動△、ｐ、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す
。 第１図のシステムに関するプロセッサレコードと活動レ
コードの完全なヒツトの１つの例が第２図に示されてい
る。この例において、ＰＲ，からＰＲ，、までの１１個
のプロロッリーレ：１−ドがあり、それらはそれぞれＰ
ｌから１〕１、までの１１個の物理的に独立なプロセッ
サーを表わしている。さらにこの例において、各々のプ
ロロツリーが実行する活動の数はプロセンナごとにおい
て異なっている。 第２図はプロセッサ１が５つのプＬルッナ内活動を実行
でることを示してＪ３つ、これらの活動のための上述の
ポインタはそれぞれ八Ｒ，Ｉ−’、がらＡＲ５Ｐ、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個のブロセッナ内活動を実行し、プロセッサ３
が９つのプロセッサ内活動を実行し、プロセッサ４が３
つのプロセッサ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するそれら
自身のポインタを有しており、種々のプロセンナがそれ
ぞれのプロセッサ内活動を実行する順序を決定する。 ここで、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＬＬ命令に
応答してコントーラｆＭｃ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−ｐ　
、内の活動△ＸＰ１がプロセラＦｊＰｊ　内の活動△、
ＰＪ　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ΔＸＰｊ　がＤＯＲＭＡＮＴであってブ［Ｉヒッサ
Ｐ、がＮＯＴ　ＢＵＳＹであるとき、コントローラＩＭ
Ｃは以下のタスクを実行づる。まり゛、ぞれは活動レコ
ードＡＲ／Ｐ、７　内）ＡＣ−１−Ｉ　ＶＥフラグをセ
ット覆ることによって活動Ａ／１〕ヨ　をＡＣＴ［ＶＥ
にする。次に、活動レコードＡＲ。 Ｐｌのポインタを活動シー１−ドＡＲ７ＰＪ　のＣΔＬ
ＬＥＲエントリ内ヘロードする。また、活動レコードＡ
Ｒ／ＰＪ　のポインタはブロセッナレコードＰＲヨのＣ
’ＵＲＲＥＮＴエントリ内ヘロードされる。次に、プロ
セッサレコードＰＲＪのためのＢＵＳＹフラグがセット
されて、活動ＡＸＰＪ　の実行を開始させるように通知
覆るメツセージがプロセッサＰｊ　に送られる。 しかし、活動ΔχＰＪＢＮＤ　ＯＲＭ　Ａ　Ｎ　Ｔであ
っ（プロセッサＰ　Ｊカｒ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣ
ＦＳＳ　ＯＲＣＡＬＬのときにＢＵＳＹであれば、その
とぎコントローラＩＭＯは以下のように動作する。 まず、それは活動レコードΔＲ，Ｐ、内のへＣ丁ＩＭＥ
フラグをセットする。次にそれは活動レコード△ＲｘＰ
、のポインタを活動レコードＡＲ，ｙＰｊ　のＣＡＬＬ
ＥＲ位置内へロード夛る。次に、それは活動レコードＡ
Ｒ，ＰＪ　のポインタをブロセッ゛リーレコードＰＲＪ
の待ら行列内へロードする。 この後者の動作は、プロセッサレコードＰＲＪのＰＲＯ
ＣＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＩ−によって指し示さ
れる活動レコードのＮＥＸｌ”　ＩＮＱＵＥＵＥエント
リ内への活動し：１−ドＡＲンＰＪのポインタのローデ
ィングを伴い、次に活動レコード△Ｒ，Ｐ、をも指し示
ＪようにプロセッサレコードＰＲ１のＰＲＯＣＥＳＳＯ
ＲＱＵ［：ＵＥＴＡＩＬエントリを変える。 最後に、活動△ｙ　ＰＪ　ｌｆｉ　Ｉ　Ｎ　−ｌ−１ｖ
旧）ＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＬＬのとぎにＡ、Ｃ−１−１
＼／Ｅであれば、イのときインテリジエン１−メｔリコ
ントローラは活動レコードΔＲＸｌ）ｉのポインタを活
動レコード△Ｒｙ　Ｐ　Ｊの持ち行列内にロードづる。 これは活動１／Ｄ−ドΔＲ／Ｐ、’　（７）ＡＣ−ｒ　
Ｉ　Ｖ　Ｉ　Ｔ　”１／ＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬにＪ：つ
て指し示される活動レコードのＮＥＸＴ　ＩＮ　ＱＵＩ
＝、ＵＥエン［−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ＡＲ
，Ｐ、を指し示す活動レコード△ＲγＰＪ　内のＡＣＴ
’　Ｉ［’ＴＹ　ＱＵＥＵＥ　ＴＡ［１，−を変える。 上記動作は単にＣＡ　Ｌ、　１．、　Ｅ　Ｄ活動レコー
ドとＣＡＬＬＥＤ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すべきである。しかし、これに加え
て種々の動作がＣＡＬｌｊＮＧ活動レコードどＣＡＬＬ
ＩＮＧプロヒッナレ丁」−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。 ＣΔＬＬＩＮＧプロＬンサレコードＰ　Ｒ、内の持ち行
列がＮＯＴ　Ｅ　Ｍ　Ｐ　−ｒ　Ｙであるとき、１つの
エントリがその侍し行列から取り出されてブ［１ヒツザ
レコードＰＲ，のＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　’Ｔエン１−り内
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Ｐ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱＵＥ
ＵＥ　トＩＥＡＤエントリをプ［］レッＩナレコードＰ
Ｒ，のＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ−ｒエンド・り内へ移動させる
ことを伴い、次にブロレッナレ］−ドｌ）　Ｒ。 内のｌ）　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ
　１１　Ｅ△Ｄによって指し示される活動レコードから
のＮＥＸ丁　ＩＮ　ＱＵＥＵＥエントりがブロヒツリレ
コードＰ　ＲｉのＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　
Ｅ　ＬＪ　Ｅｌ−ＩＥ△１〕内ヘロードされる。また、
＝１ン１〜ローラＩ　Ｍ　Ｃににつてメツセージがプロ
レツ１月〕１へ送られ、それはプロセツリーレコード１
）Ｒ１内のＣＵＲＲにＮ　Ｔエン［・りににつて指し示
される新しい活動をそのプロセッサに知らせる。 一方、プロセッサレコードＰＲ，内の持ち行列がＥＭＰ
ＴＹであるどき、そのプロしツリーレーコード内のフラ
グはプロセッサ１〕１がＮＯ”ｌ−ＢｕｓＹであること
を示づようにＬツトされる。また、そのＪ：うな条件に
おいて、プロロツリ゛レコードＰＲ１内のＣＵ　ＲＲＥ
　Ｎ　Ｔエントリは空白値にレットされる。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１
された状態にあっても、その呼出し活動レコード△Ｒｙ
Ｉ）、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ｌ　Ｎ　Ｔ　ＩＥ　ＲＰ
　ＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令に応答してコント
ローラＩＭＣにＪ：つて実行される動作について考えＪ
：う。特定的に、ブ［１セツリーＰ、内の活動△７ＰＪ
がプロセッサＰ１内の活動△ｘＰ・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〉 ＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＥが起こったときに活動し」−ドΔＲ
，Ｐ、ｉ　の待ち行列がＮｏ−ｒ−ＥＭＩ〕丁Ｙであれ
ば、そのときコントローラＩＭＣは以下の動作を実行づ
る。まず、１つのエントリが活動レコード△Ｒ７ＰＪの
持ち行列から取出される。これは、活動レコードＡＲｙ
　ＰＪノＡｃ王Ｉ　Ｖ　Ｉ　１−Ｙ　ＱＵ　Ｅ　Ｕ　Ｅ
　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄ内のポインタを活Ｏル−」−ドＡ
Ｒ／ＰＪのＣＡＬＬＥＲ位置内へ移動さ迫ることによっ
て達成され、そしτ活動レコードＡ　ＲｙＰ、の△ＣＴ
ＩＶＩＴＹ　ＱｔＪＥＵＥ　ＨＥＡＤによって指し示さ
れる活動レコードのＮＥＸＴＩＮ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　ＩＪ　
［Ｅエントリを活動レコードＡ　Ｒｙ　ＰＪの△ＣＴ’
　Ｉ　Ｖ　Ｉ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　トＩ　Ｅ
　Ａ　Ｄ内へ移動さゼる。その後に、その活動の新しい
呼出子のために活ＷＪＡＸＰＪ　を再実行り”るために
メツセージがプロセッサＰＪ　に送られる１゜一方、Ｒ
ＥＴＵＲＮ命令がコントローラＩＭＣへ送られるときに
活動△’／ＰＪ　の待ち行列がＥＭＰＴＹであるがプロ
セッサＰｊの侍ら行夕ｌＪ　ｈ＜　Ｎ　ＯＴ　ＥＭＰＴ
Ｙであるならば、そのときそのコントローラは以下の動
作を実行づ゛る。まず、活動レコードΔＲ２ＰＪ　内の
フラグはＤ　ＯＲＭ　Ａ　Ｎ　Ｔ’ステートを示すよう
に変えられる。次に、１つのエントリがプロセッサレコ
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ＣＵＲＲＥＮＴエントリはその持ち行列
から取出されるそのエントリとともに更新される。次に
、メツセージがプロセッサＰｊに送られて、それはプロ
セッサレコードＰＲ，内のＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔエント
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、ＲＥＴＵＲＮ命令が＝Ｊン１〜［」−ラＩＭＣ
へ送られるときに活動レコードΔＲｙＰ、の待ち行列と
プロセッサレコードＩ）Ｉ’＜、ｉの持ら行列がどちら
もＥ　Ｍ　Ｐ　Ｔ　ｙであれば、そのときプロセッサＰ
ｊ　に関して現在実行すべき他の活動は存在しない。し
たがって、プロセッサレコードＰ　Ｒｊ　内のフラグは
プロセッサＰ、がＮＯＴ’　ＢＵＳＹであることを示す
ようにセットされ、ぞしてプロセッサレコードＰＲＪ内
のＣＬＪＲＲＥＮＴエントリが空白ステートにセットさ
れる。 ＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ命令に関づる上記のづべての動作は
ＣＡＬＬＥＤ活動レコードＡしＲｙ　Ｐ　Ｊ　とＣＡＩ
−ＬＥＤプロヒッザレコードＰＲ，において実行される
。さらに、以下の動作はそのＲＥ　’１−　Ｕ　ＲＮ［
相］令に応答してＣＡＬＬＩＮＧ活動レコード△ＲしＰ
、とＣ△ししＩＮＧプロセッサレコー１：Ｐ　Ｒ。 において実行される。 ＣＡＬＬＩＮＧプロセッサレコードＰＲ，内のフラグが
プロセッサＰ１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二】ントローラは活動
レコードＡＲｘＰ、のポインタをプロセッリーレコード
］〕Ｒ１の待ち行列内に■］−ドする。これは、プロセ
ッサレコードＰＲＩの待ら行列が空でないとぎに、プロ
ヒッリーレコードＰＲ，内のＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　Ｏ
ＲＱ　Ｕ　Ｅ　１．Ｊ　Ｅ　ｒＡＩＬによって指し示さ
れる活動し］−ドのＮＥＸＴ　ＩＮ　ＱＵＥＵＥエント
リ内へ活動レコードΔＲｘ　Ｐ　＋のポインタを［二１
−ドすることによって、ま１．：Ｐ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ
　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　ｔＪ　Ｅ　Ｔ　Ａ１Ｌ丁ントリを活
動レコードＡ　Ｒ，Ｘ　ｌ）　＋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、ブロセッυ−
レコードＰＲ，の持ら行列が空であるときに、プ［１ｔ
？ッザレコードＰＲ，のＰＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　
Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　ＥΔＤとＰＲＯＣＥＳＳＯＲ
ＱＵＥＵＥ　ｒＡＩＬ−内へ’（古動レコード△ＲｘＰ
、のポインタを［１−ドすることによって達成される。 しかし、もしプロロツ゛す“ＰｌがＮ　ＯＴ’　Ｆ：３
　Ｕ　ＳＹであれば、そのとき活動レコードＡＲ，Ｐ、
のポインタはプロセッサレコード］〕Ｒ１のＣＵ　ＲＲ
Ｅ　Ｎ　１−エントリ内ヘロードされ、プ１コレツリレ
コードＰ　Ｒ、のフラグはプロセッサ１〕、が１３ＵＳ
Ｙであることを示すようにセットざ、れる。次に、メツ
セージがプロセッサＰ１に送られて、ブ［１セッサレコ
ードＰＲ，内の新しいＣＵ　ＲＲ［三Ｎ−１−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つのプロセッサからのＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥ
ＳＳＯＲＮＥＸＴ命令に応答してコン１−ローラーＭＣ
によつＣ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Δ／Ｐ　がプロヒツザＰ、内の
活動へｚＰｈへのＮＥＸＴ命令を実行づ゛る一般的な場
合に行４丁ねれる動作について考えよう。これらのり」
作（：Ｊ、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ΔＲ，ｙＰノ
　とプロセッサレコードＰＲ，ｌ　におい（実行される
動作は、上述のＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ命令に応答しｌ活動
レコード△Ｒｙ’　Ｐ　＞　とプロセッサレコードＰＪ
において実行される動作と同じである。しかし、Ｎ　Ｅ
　Ｘ　１”命令に応答して活動レコードＡ　ＲンＰ　ｋ
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△ｚＰｉが八〇Ｔ　Ｉ　ＶＥで
あるとぎ、活動レコード△ＲｘＰ。 のポインタは活動レコード△Ｒ，Ｐ、の活動待ち行列内
へロードされる。これは、活動し１１−ド△Ｒｚの活動
待ち行列内へ活動レコード△Ｒｙ）’ＪのＣＡＬＬＥＲ
エントリを移１ＦＩＩさＶることによって達成される。 しかし、ＮＥＸＴ命令が二ＩントローラＩＭＯへ送られ
たときに活動△２Ｐ、がＤＯＲＭＡＮＴでかつプロセッ
ナＰ、が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づる。まず、活動レコードＡＲ，
Ｐ、のポインタはブロレッ→）−レコードＰＲ，の待ち
行列内へロードされる。 次に、活動レコード△［で７ＰＪ　のＯＡ　ｌ−Ｌ　Ｅ
　Ｒエントリ（それは活動レコードＡＲｘＰ＋のポイン
タ）は活動レコードＡＲｚＰｉのＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　Ｒ
エントリへ移動さμられる。次に、活動レコードＡＲｚ
　ｐｉ内のフラグは△ＣＴ’ｆＥスデーＩ・にセットさ
れる。 一方、ＮＥＸＴ命令がインテリジェントメモリコントロ
ーラへ送られたときにブロセッ４す１〕、がＮＯＴ　Ｂ
ＵＳＹ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ＡＲ，Ｐ、のポインタは
プロセンナレコードｌ）　Ｒ。 のＣＵＲＲＥＮＴエントリ内へ臼−ドされる。また、活
動レコード△Ｒ、Ｐｊ　のＣΔＬ−ＩＥＲ：ｈントリ（
それは活動レコード△Ｒ，ＸＰｉ　のポインタ）は、活
動レコード△Ｒｚ　ｐｉのＣＡ　ｉ　Ｌ　ＬＥ　Ｒエン
ド・り内ヘロードされる。次に、活動レコードへＲ２Ｐ
、内のフラグはＡＣＴ　Ｉ　ＶＥスデー１−にレットさ
れる。 ここで、第３図が参照されるべきぐある。それは、０Ａ
ＬＬとそれに対応するＲ　Ｅ　Ｔ　Ｕ　ｉ＜　Ｎ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）ホ
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ｔ５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。 （以ト余白） この例において、２つのプロセッサＰｙとＰＸが存在し
、それらはそれぞれプ［Ｊセラ４）−レコードＰＲｘと
ＰＲｙを有している。最初、プロセッサＰｘは、活動レ
コードＡＲｂＰｘを有する活動△９Ｐｙを実行していて
ＢＵＳＹである。！、ｌζ、活動レコード△ＲＱ　ＰＸ
を有するもう１つの活動△八Ｐ、は実行されるべぎＰＲ
ｙ、プロセッサ持し行列内で待機しており、プロセッサ
Ｐ／は活動ＡｃＰ／を実行していてＢＵＳＹである。こ
れらの初期条件（ｊ第３図において参ｉ１１番号１を右
するポインタによって示されている。 特に、プｏ　吐ツサレコードＰＲｘ内の参照番号１のＣ
Ｕ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔ　、１ニントリは、プロセッサＰｙ
が最初に活動ＡＩ、Ｐｘを大行１）ていることを示ずに
“うに活動レコードΔＲｂＰ＞、を指し示づ。また、プ
ロセッサレコードＰ　Ｒｘ内の参照番号１で示されたＰ
　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲｏ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　Ｈ［Ｅ
　Ａ　ＤエントリとＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ
　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＴＡＩＬエンドＩＪ　ｔ、ｔ　、活動Ａ
、、Ｐ、が最初にブロセッーナレコードＰＲ，の待ら行
列内にあることを示すように活動レコードＡＲ，ＰＸを
指し示づ。 さらに、プロセッサレコードＰＲ７の参＋１０番号１で
示されたＣＵＲＲＥＮＴエントりは最初にプロセッサＰ
　が活動ΔぺＰＸを実行していることχ を示ジように活動レコードＡＲｇ＋）／を指し示す。 また、プロセッサレコードＰＲｙの参照番号１で示され
たＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｌ、Ｉ　Ｅ
　ｌ−Ｉ　ＥＡＤエントリは、他のいかなる活動らブに
１セッサＰχにおいて実行されるよう袖機していないこ
とを示Ｉにうに空白値を有する。 その後、参照番号２を右Ｊるレボ１−ド内のポインタに
Ｊ二つて示されているように、活動△ｂＰｙが活動Ａｃ
Ｐｙを呼ぶ。その結果、活動レボ１−ドＡＲｃＰ／内の
ＣＡＬＬＥＲエン１−りは、それが活動し：１−ドＡＲ
ｂＰｙ、を指し示Ｊように書込まれて、ブロセツザレコ
ードＰＲ，内のｌ）　ＲＯＣＥＳ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ
　Ｕ　Ｅ　ＨＥ　Ａ　Ｄ　］：　ントリトＰ　ＲＯＣＥ
ＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　Ｔ△１１−エントリは、それらが
活動レコードＡ　Ｒｃ　Ｐｙを指し示すように書込まれ
る。また、活動Ａ１．　Ｐ　ｘ　Ｇ、ｔＣＡ　ｌ−Ｌ　
Ｅ　Ｒであったので、プロセッサＰｘ１．．ｔその活動
の実行を中止して、それがその待ら行列から得るもう１
つの活動の実行を開始づ−る。（）たがって、プロセッ
サレコードＰＲｘ内のＣＵ　ＲＩ犬［ヨＮ　−ｒ　１ン
トリは活動レコードＡＲａＰ、を指し示すように書込ま
れ、プロセッサレコードＰＲＸのＰＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　
ＯＲＱ　ｔＪ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ｌ−Ｉ　ＥΔ［）エンド・
りは空白（直に書込まれる。 その後、参照番号３を右Ｊるレコードエンし・りににっ
て示されているように、プロセッサＰｔよ活動Ａ、ｔ　
ＰＸの実行を完了し、そ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。 したがって、ブロセッ１ルコード１）Ｐｙ内のＣＩ、Ｊ
ＲＲＥ　Ｎ　Ｔエントリは活動ＡＲｃＰ７を指し示づよ
うに書込まれ、プロセッサレコードＰＲｙのＰＲＯＣＥ
ＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　ト１　［三　△　Ｄ　エ　ン　１
〜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トリによっ
て示されているように、プａ　ｔツリ１）／は活動△ｃ
Ｐｙの実行を完了づる。従って、活動Ａｄ）、を呼出し
た活動が実行を１１ｊ聞づることができ、そして活動レ
コードＡＲｂＰｙのポインタはプロセッサレコードＰＲ
ＸのＰ　ＲＯＣｌＥＳＳＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＨＥ
　Ａ　Ｄ　エンＩ−！Ｊ　、！：　Ｐ　ＲＯＣＥＳＳＯ
ＲＱＵＥＵＥ　Ｔ△Ｉ　Ｉ−、、Ｉニントリ内へロード
される。また、プロセッサＰ／は自由にもう１つの活動
を実行することができるが、そのプロしツリー持ち行列
はＥ　Ｍ　Ｐ　Ｔ’　Ｙであるので、プＤ　ロッサレコ
ードＰＲ７のＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ−１−ポインタは空白値
に書込まれる。 プロセッサＰ、は、活動が完了づるがまたはもう１つの
活動を呼ぶときまで活動△ヶＰｘの実行を続ける。それ
は１ｓのときに起こる。次に、プロセッサレコードＰ　
ＲｘのプＣ］　：ｌ？ツリ゛待ち行列によって活動レコ
ードＡＲｂＰｘが指し示されるので、プロセッサＰ、は
活動ＡＩ、Ｐｘの実行を再開する。 ここで第４図と第５図を参照して、いくっがのＣ△１Ｌ
動作とＲＥ　１−　Ｕ　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Ｊ３いて、プロセッサＰ
ｘが実行する活動ＡＩＰＸは３回呼出され、プロセッサ
−Ｐ７が実行するもう１つの活動Δ２ＰＸは２回呼出さ
れる。 この呼出しのりべてはプロセッサＰｘがもう１つの活動
を実行していてビジーのとぎに起こり１１．いア、ッ、
、−２っ”　ｌ−”　Ｐ　Ｒ９Ｌ’ｔ　！’、ＩＪ　Ｌ
／　Ｊ−１；ＡＲ，Ｐ、とＡＲ２ＰＸ内の待ち行列は（
の呼出しが起口っでいる間にロードされる。その後に、
プロセッサＰ、はそれが実行し−Ｃいたタスクを終了し
て、次にそれはプロセッサレコードと活動レコードの待
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−ト余白） 第３図はブ［１セツナと活動レコードの侍ら行列がロー
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１
）でいる。これらの両図において、参照番号１から１１
をイｊするポインタｔよそれでね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．−１．の間に、プロセッサレ
コードＰＲｘのＣＵＲＲＥＮＴエントリはプロはツリＰ
ｘが現在実行している括り）レコードを指し示し一〇い
る。しかし、ｔ２の瞬間において、プロヒッリーＰ、内
の活動Δ。Ｐ、はブ［ルッザＰｘ内の活動へ１Ｐ７、を
呼ぶ。その結果、活動レコード△Ｒ，ＰｙのＣΔＬＩＦ
Ｒ１，ン１〜りはそれが活動レコードＡＲ，Ｐ、を指し
示すように書込まれ、プロセッサレコードＰＲｙのＰＲ
ＯＣＥＳ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　）−Ｉ　ＥΔ
ＤとＩ−”　ＲＯＣＥ　５ＳＯＲＱＵＥＵＥ　ＴＡＩＬ
の１−ントリはイれらが活動レコードＡＲ，Ｐ、を指し
示Ｉにうに出込まれる。 その後に、瞬間Ｔ、において、プロレッナＴ２内の活動
△ｂ［〕２はプロセツ→ＪＰＸ内の活動△２Ｐ、を呼ぶ
。このＣＡＬＬの結果、活動１７コードＡＲ２Ｐ、内の
ＣＡＬＬＥＲエン）−リ（：Ｌ活動レコードＡ　Ｒｂ’
　Ｐ　２を指し示すように出込まれる。また、プロセッ
サレコードＰＲｘのＦ）　ＲＯＣＥ　Ｓ　ＳＯＲＱＵＥ
ＵＥ　ＴＡＩＬエンｉ−りは活動レコードＡＲ２Ｐｘを
指し示すにうに変えられて、活動レコードＡＲ，Ｐｘの
ＮＥＸ−ｒ’　ＩＮ　ＱｒＵＥＵＥエントリは活動レコ
ードＡＲ２ＰＸを指し示づように書込まれる。その後、
瞬間Ｔ、にＪ５いて、プロセッサＰ３内の活動Δｃ　Ｐ
　ａ　ＩＪ、活動△ｌＰ８を呼ぶ。活動Ａ、Ｐｙのこの
ＣＡＬＬはプロレッザレコードＰＲＸの持ち行列内へ活
動し」−ド△Ｒ５Ｐｘを再ロードしないが、その代わり
活動レコードＡＲｃＰ、のポインタは活動レコード△Ｒ
＋Ｐｘの活動待ち行列内へ書込まれる。これは、活動レ
コードＡＲ，ＰＸのＡＣ−１−ＩＶ［−ｒＹ　ＱＵＥＵ
Ｅ　ＨＥＡＤとＡＣＴＩＶＩ−１’Ｙ　ＱＵＥＵＥＴ△
ＩＬのエンｌ〜りを出込むことによって達成され、それ
らのエンし・りは活動レコード△Ｒ９Ｐ、を指し示Ｊ−
８ 次に、瞬間ｔ、においで、プロセラ１す１：Ｉ、内の活
動Ａ　Ｐ、は活動Ａ２Ｐ、を呼ぶ。再び、活動レコード
ＡＲ２ＰＸは既にブｌ：］　Ｌ／ッサレコードＰＲ８の
プロセッサ待ち行列内にあるので、活動レコードＡ　Ｒ
ａ　Ｐ　４のポインタは単に活動レコード△Ｒｚ　Ｐｘ
の活動待ち行列内ヘロードされる。これは活動１／１−
ドＡＲ２Ｐ、　のＡｃＴ　Ｉ　Ｖ　Ｉ　ＴＹＱＵＥＵＥ
　ＨＥＡＤとＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥ　Ｔ△ＩＬ
のエントリをＩｆ込むことに２しって達成され、それら
のエン１へりは活動し：］−ドＡＲべＰ、を指し示す。 次に、−間［６のとぎ、プロ上ツリ１〕５内の活動Ａｅ
Ｐｓは活動ＡＴＰＸを呼、′Ｓ−０その結果、活動レコ
ードＡＲ，Ｐ、は活動レコード△Ｒ，Ｐ。 の活動待ち行列内ヘロードされる。これは、活動レコー
ドＡＲ１ＰｘのＡＣＴＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥ　Ｔ／Ｍ
Ｌエントリを活動レコードＡＲｅＰ５を指（）示すよう
に変えることにＪ：って、また活動レコードＡＲ，，Ｐ
ａのＮｌ三Ｘ−１’　ＩＮ　ＱＵＥＵＥエントりをも活
動レコード△Ｒ，１つ、を指し示づように書込むことに
よつ”ｃ’　３２成される。 ここで第５図に移って、ブロレツリーレコードＰＲＸ＋
活動レコードΔＲｉＰｘ、Ｊ＞Ｊ：ひ△Ｒ２１）、内の
待ち行列のアンローディングが述べられる。 第５図において、参照番号６をイＪりるそれらのポイン
タは第４図における参照番号６を有Ｊるポインタと同じ
である。 瞬間ｔ７において、プロセッサ−１〕。は瞬間ｔ１から
［６において動作していた活動を完了づる。 そして、それはＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　
Ｓ　ＯＲＲＥ　Ｔ　Ｕ　ＲＮ　重合を実行する。それに
応答して、コン１−［１−ラＩＭＯはブ［１１セッリレ
−１−ドｌ）ＲＸ内の待ち行列から１つの活動レコード
を取出（）て、プロヒッサレコードＰ　Ｒｘへその取出
された活動を通知する。この取出し動作はコン１−〇−
ラＩＭＯを介してプ［１セツサレコードｌ）　Ｉ＜　、
内のＩ）　Ｒ０ＣＥＳＳＯＲ−Ｇｌ’ＵＥＩＪＥ　ＨＥ
ΔＤエン１−りをそのプロセッサレコード内のＣＵＲＲ
ＥＮＴエントリへ移動さｕｌまた活動レコード△Ｒ１Ｐ
　ｘのＮＥＸＴ　ＩＮ　ＱＵＥＵＥエントりをブロセ・
ンナレコードＰ［（６のＰ　ＲＯＣＦ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ
　Ｕ　ＥＵＥ　ＨＥＡＤエントリへ移動さセることによ
って達成される。 その後に、瞬間ｔ８において、プロセラ＋’　Ｐ　ｘは
活動△＋Ｐｘを完了づる。そして、それ（Ｊもう１つの
ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令を実行
する。そのＲＥ王ＵＲＮ命令に応答して、コントローラ
ＩＭＣは活動レコード△Ｒ３Ｐ８の活動待ち行列から１
つの活動レコードを取出づ。そしてそれは、活動レコー
ド△Ｒ，Ｉ）Ｘ内のＡＣ丁［Ｖ　ｆ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　Ｕ　
Ｅ　Ｕ　Ｅ　ト］［三△ＤエントリをそのレコードのＣ
Ａ　Ｌ　１．、、　ＩＥ　Ｒエン［へりｌ＼移動させる
ことににつて、また活動レコードΔＲ、Ｐ　ｙ　のＡＣ
ＴＩＶＩＴＹ　ＱＬＪＥＵＥ　１−ＩＣＡＤエントリ内
へ活動レコード△Ｒ，Ｐ、のＮＥＸＴ　ＩＮ　ＱＵＥＵ
Ｅエントリを移動さＵることによって達成する。次に、
プロセラ（〕−Ｐ７はそれがその活動の第２の呼出子の
ために活動△ｌ［〕７、を再実行しな（プればならない
ことを通知される。 瞬間ｔ９において、プロセッサ−Ｐｘｔよ再び活動Δ、
］）Ｘの実行を完了Ｊ゛る。そして、そ４″ｌは１１ｊ
ひ１　つの　ｌ　Ｎ　Ｔ　ｌ三　ＲＰＲＯＣＩ三　５Ｓ
ＯＲＩマ　Ｅ　−１−ＵＲＮ命令を実行する。それに応
答１．　（、ｓントローラＩＭＣは活動レコード△Ｒ，
ＰＸの活動持ち行列からもう１つの活動１）＝１−ドを
取出り。そして、そノ活動し−＋−ドＡＲ＋　Ｐ＞、　
のＡＣＴ　ＩＶＩＴＹ　ＱＵＥＵＥ　トＩＥＡＤエン１
〜りをその活動のＣΔＬＬＥＲエントリ内へ移ａノさせ
ることによって、また活動レコード△Ｒ，ｌ）、の△Ｃ
Ｔ’　Ｉ　Ｖ［Ｔ　Ｙ　Ｑ　ＩＪ　Ｅ　ｔＪ　Ｅ　ｌ−
Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄ　Ｉ　ント’Ｊ　’、ｙ：　’２　白（
ａにヒツトＪることによって達成リ−る。次に、＝）ン
トローラ［ＭＯはその活動の第３の呼出子のために活動
活動Ａ、ＰＸを再実行覆るようにプロレツザＰ９へ通知
覆る。 その後に、瞬間ｔｏｏにＪ３いＴ　、プロヒツナＰ８は
活動△、Ｐｘの実行を完了して、そ」２てそれは再び１
つのＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　Ｒｌ）　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲ
ＲＥ　Ｔ’　Ｕ　ＲＮ命令を実行りる。これに応答し又
、：＝１ントローラＩ　Ｍ　Ｃ）；Ｌプロセン１１レコ
ードＰＲ，のプロしツサ待ち行列からもう１つの活動レ
ニコードを取出して、それは実行づ゛べぎ新しい活動を
プロヒツナＰ／に通知りる。この取出動作はプロセン（
ナレコードＰＲｘのＰ　ＲＯＣ［’　Ｓ　Ｓ○Ｒ（’）
　Ｕ　Ｉ三ＵＥ　ＨＥＡＤエントリをそのし二１−ドの
０（）ＲＲＥ　Ｎ　１エントリ内へ移動させることにＪ
：つて、またプロしツリーレコードＰＲｙ内のＰＲＯＣ
ＥＳＳ　ＯＲＱ　ＩＪ　Ｅ　ＩＪ　Ｅ　ＨＥ　Ａ　Ｄエ
ン（・りを空白値に変えることによって達成される。 次に、瞬間１＋＋におい又、プロセッサＰ、は活ａＡｚ
Ｐｘの実行を完了りる。そして、それは再び１つのｌ　
Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣｌ三Ｓ　Ｓ　Ｏｆ＜　ＲＥＴ
ＵＲＮ命令を実行づる。それに応答し−（、＝」ント・
ローラＩＭＣは活動レコードＡ　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ｉ、：活動△、ｒ〕、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ＡＲ，，Ｐ、の△ＣＴＩＶＩ　Ｔ　Ｙ　Ｑ　ｔＪ
　Ｅ　Ｕ　Ｅ　ＨＥ　Ａ　０１ントりをイの活動のＣＡ
　Ｌ　Ｌ、　Ｅ　Ｒエントリへ移動させることによって
、また活動し］−ドＡＲ２ＰＸのΔｃ　−１−Ｉ　ＶＩ
　Ｔ　Ｙ　Ｑ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　トＩＥＡＤエントリを
空白値にセットすることににつて達成される。 プロセッサＰＸが活動Ａ２ＰＸの実イラを完了した後ニ
、ツレＧ、Ｕ　再ヒ１−）　（７）　Ｉ　Ｎ　１−　Ｅ
　ＲＰ　ＲＯＣＥｓ５ｏｔ閾　ＲＥＴＵＲＮ命令を実（
ｊ′１Ｊる。そのどき、プロセッサＰ８が実行づべき他
の′ｒｌｌ！ｌ１ＩＩは存在しておらず、そしてコント
［１−ラＩ　ＭＣ４よ単にブロヒッザレコードＰＲＸ内
にＢ　Ｕ　Ｓ　、Ｙフラグをリセットして、そのレコー
ド゛のＣＵ　ＲＲＥ　Ｎ　Ｔ二＋：ントリを空白１直に
セットづる。 上記の動作のシーケンスから、ブ１−ルッリ−１〕７が
活動△＋ＰｘとＡ　ｚ　Ｐ　ｘを実行しｌζ順序はそれ
らの活動が呼ばれた順序と完全に異なったものく・あっ
たことがわかる。具体的には、それらの活動はΔ＋　Ｐ
ｘ　＋　Ａ２　ＰＸ　＋Δ＋　Ｐｘ　＋　Ａ２　Ｐｘ　
＋およびＡｌＰｘの順序で呼出されたが、（れらの活動
が実行された順序はＡ、Ｐｘ、Ａ、Ｐ、、八〇ＰＸ、Ａ
２ＰＸ、およびＡＲＰヶの順序であった。 言い換えれば、活動△＋Ｐｘｌよその呼出子のそれぞれ
の１つに関して１回実行されて、イして活１ＪＡｚＰｘ
はその呼出子のイれぞれの１つについて１回実行された
。そして、こされはそれらの活動が呼出された順序と関
係な（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、でれはプロセッサが１つの活動の実行
からもう１つのものへ切換ねる回数を最小にリ−るから
である。 切換えが起こるｌこぴに、その新しい活動に関づるコー
ドはその活動を実行１べきブロヒッリーのメモリ内へ読
込まれなければならない。まｌζ、活動がそれに基づい
て実行づるデ′−夕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りればならない。これらのリソース
割当動作は瞬間を消耗するものであって、しｌζがって
それはシステムの全体的性能を低下させる。 ここで、ｆＮＴＥＲＰＲＯＣ［三Ｓ　Ｓ　Ｏｆ’？、Ｎ
　ＥＸＴ命令の動作を図解している第６図が参照さ（す
るべきである。この図において、以前の第３図ないし第
５図におけるＪ：うに、参照番号１から９を有づるポイ
ンタは、それらの参照番号に対応する瞬間における活動
レコードとプ［］セセラリレコードのそれぞれのエント
リを示し−（いる。 以下の表６は、Ｉ駅路的な第６図で起こる出来事のシー
ケンスを示している。この１１１１ｉＩ８は、活動△Ｏ
Ｐ　＋がもう１つの活動Ａ１１２を呼出して、次に活動
△しＰ２が活動Ａｃ　Ｐ、へＮＥＸＴ命令を実行して、
次に活動ΔｃＰ３が活動△、ｉ　Ｐ４へＮＥ　Ｘ　Ｔ命
令を実行して、次に活動Δ４Ｐｑが活動ＡＩ）Ｐ２まｌ
ζは△ｃＰａへ再入づることなく直接Ａ、Ｐ、へもどる
というシーケンスを示している。 （以下余白） 第６図を見れば、時間！、においてブｌ」レツサＰ１は
活動ＡユＰ１を実行していることがわかる。 それは、時間［、においでプロロツリーレニ１−ド１〕
Ｒ４内のＣＵＲＲ［ＥＮＴエントリが活動レニ１−ド△
ＲαＰ、を指し示しているからである。 次に、時間ｔ２において、活動Δα１〕１はプロしツリ
１〕２内のＣＡＬＬＩＮＧ活動△ｌ）１〕２にＪ、って
その実行を中止する。イのＮｉ末、活動レコード△Ｒ１
，ｐ２内のＣＡ　Ｌ　ｌ−Ｅ　Ｒ：ｃン１〜す（よそれ
が活動レコード△Ｒ，Ｐ、を指し示ずＪ：うにコントロ
ーラＩＭＣによって書込まれる。また、ブ［コレツザレ
コードＰＲ２はプロセツサＰ２が瞬間ｔ２において現在
もう１つの活動を実行していてビジーであることを示し
ているので、プロセツザレコ−１：’ＰＲ２のＰＲＯＣ
ＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥＨＥＡＤとＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ
　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ　Ｅ　Ｔ△ＩＬのエントリは活動
レコードΔＲｂＰ、、を指し示すようにコン１〜ローラ
［ＭＣにＪ：つて書込まれる。 その後、時間ｔ、において、ブト１１？ツ１すＰ２はＩ
ＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥＴ’Ｌ）ＲＮ　命令を
実行す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ＩＭＣはプロセツサレコード
Ｐ　Ｒ２のＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＱ　Ｕ　Ｅ　Ｕ
　Ｅ　ｌ−Ｉ　Ｅ　Ａ　Ｄエン［−りをそのレコードの
ＣＵＲＲＥＮＴエントリへ移動させて、そして活動Δｂ
’Ｐｚの実行が始まる。 その後、時間Ｔ、において、もう１つの活動△γＰ×は
活動ＡＩ）Ｐ２を呼ぶ。したがって、活動ΔｂＰｚはＡ
Ｃ−ｒ　Ｉ　Ｖ　Ｅステーミルにあるので、活動レコー
ドＡＲＸＰ、のポインタはコント［１−ラＩＭＯによっ
て活動レコードＡＲｂＰｚの活！１１１待ち行列内へ書
込まれる。 次に、時間１５において、活動ＡＩ、、Ｐ２は活動△、
Ｐ３へＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳ○ＲＮＥＸ丁命令を実
行する。その結果、コント１」−ラ■ＭＣは活動レコー
ド△Ｒｂ　Ｐ、、のＣＡ　Ｌ　Ｌ−Ｅ　Ｒエントリを活
動シー１−ドＡＲＣＰ、のＣΔＬ　ｔ−Ｅ　ＲＴシント
リへ動させる。したがって、活動レコードΔＲｃＰ、内
のポインタは、丁度あたかも活動Ａ、Ｐ、が活動Ａ、Ｐ
、によって直接呼出されたかのにうである。 ＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　ＲＪ：ントリの上記の移動のｉＩｌ
′Ｉ架として、活動ＡｂＰｚは活動ΔＣＰＪからど／υ
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、へ送られる。 そｌ、Ｔ、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＬＸ］−命
令の実行にＪ：つて、活動ＡＩ、　’Ｐ　ｚ　Ｇｔイの
活動の（ｑ加的な呼出子によって自由に山実行されるこ
とができる。したがって、時間ｔ５において、コントロ
ーラＩＭＣは活動レコード△ＲｂＰ、、の△ＣＴ［Ｖ［
ＴＹ　ＱＬＪＥＵＥ　１−ＩＥＡＤ■ントリをその活動
レコードのＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　ＲＩントリ内へ移動させ
て、それはその新しい吐出子のために活動△ｂＰ２を再
実行づるようにブ＋：＋１ツリ１〕２へ通知する。 時間ｔ、においで、プロヒラ瞥すｐＨは前に実行してい
た活動の実行を完了して、そして−てれは１つのＩＮＴ
ＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＲＥ丁ＵＲＮ命令を実行する。 その結果、コントローラＩＭｆｊま活動レコードＡＲｃ
Ｐ、のポインタをプロセッサレコードＰＲ，のＰＲＯＣ
ＥＳＳＯＲＱＵＥＵＥ　１−ＩＥＡＤエントリからＣＩ
ＪＲＲＥＮＴエントリへ移動さμる。次に、プロセッサ
Ｐａは括＊Ａｃ　ＰＧの実行を開始する。 時間［７にお（力る活動Ａ、Ｐ、の完了によって、プロ
セッサＰ、は１つのＩ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　Ｒｌ”　ＲＯＣＥ
　５ＳＯＲＲＥＴＵＲＮ命令またはもう１つのｌＮ１−
ＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸ−ｒ命令のいずれかを実
行ヅ゛るオプションを有Ｊる。第６図にｒＪ３いて、［
ＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸＴ命令は活動Ａ、Ｐ
、へ実行される。その結末、コントローラＩＭＣは活動
レコード△Ｒ，，Ｐ３のＣＡ　Ｌ　Ｌ　Ｅ　Ｒエントリ
を活動レコードΔＲｄ、　ｌ）　、ｌのＣＡＬＬＥＲエ
ントリへ移動さ１ｉる。また、プロセッサＰ４はビジー
ではないので、プロレッリレコードＰＲ，のＣＵ　ＲＲ
Ｅ　Ｎ　Ｔ−Ｔン「・りはコントｌ」−ラＩＭＣによっ
て活動レーコードＡＲべ１）、のポインタとともにロー
ドされて、プロセッサＰ４は活動Ａ　Ｃ１Ｐ　４の実行
を開始するように通知される。 時間Ｔ８において、ブ［１セツリＰ、は活動△ｄＰ、の
実行を完了する。そして、プロしツリ［〕４は　ＩＮＴ
ＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲｌで　ＬＥ　−１’　Ｌノドく
Ｎ命令またはＩ　Ｎ　ｌ−Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＦ　Ｓ　Ｓ
　ＯＲＮ　ＥＸＴ命令のいずれかを実行りるＡブシ：１
ンをイｉ覆る。第６図において、プロセッサＰ４＋沫Ｉ
　Ｎ　Ｔ　ＥＲＰＲＯＣＥＳＳＱＲＲＥＴＵＲＮ命令を
実行する。 Ｉ　Ｎ　Ｔ　Ｅ　ＲＰ　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＲＥ　
Ｔ　Ｌ、Ｉ　ＲＮによって、コント・ローラ（ＭＯは活
動レコード△Ｒ，ｌＰ４のＣΔＬＬＥＲエントリをプ（
コレツリレコードＰＲ，のブロセツザ待ち行列内へ［１
−ドづる。その後に、時間ｔ９において、ブ］］Ｆ？ツ
リー１つ１は以前実行していた活動の実行を完了して、
それは時間［２において以前中止し１＝活ＷＪ）△ＱＰ
１の実行を再開（る。 活動Ａ、ＰＩの実行の再開は可能である。なぎならば、
その活動が待機していたＣＡＬＬＥＤ活動Ａ。Ｐ２から
のパラメータは１１．１間ｔ８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
メータは単にＣＡ　Ｌ　Ｌ　［Ｅ　Ｄ活動ＡＩＰ２から
来たのではないことが明らかである。そうではなくて、
それらは３つの活動△ｂ１〕２．Δｃ　Ｐ　ａ　＋　６
＞よびＡ、（Ｐ、のシーケンシャルな実行の結果であっ
た。 しかし、ＩＮＴＥＲＰＲＯＣＥＳＳＯＲＮＥＸ］−命令
の動作によって、このシーケンシャルな実行はり−へて
完全に活１ＦＩＪＡ、＞Ｐ、から隠された。 したがって、活動△。Ｐｌと他の活動Ａ、Ｐ、とＡ、１
ｌｌＰ４どのリンケージは大きく簡略化さ４′Ｉだ。 さらに、活動△ｂ　Ｐ２とＡＣＰＪは活動Ａ、（Ｐ・か
ら活動ＡＱ＋）、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．・・・Ｐｎが複
数のプロヒッザレコード、活動し−１−ド、おにびシェ
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図を参照づ−
べきである。このシステムは、主にファイルアクヒスコ
ン１−〇−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。そのコントローラ２０は、
従来のメモリ読出しとメモリ書込みコマンドにＪ、って
直接レコードをアクセスして変えることをブ１１１？ツ
サに認める。 りなわら、第７図のシステムにお１プるシー１−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プリ
ジエントメモリコン１−ローラＭＣ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
メモリ読出しとメモリＵ！込みのコマンドのシーケンス
を直接非インプリジエントメモリコントローラＭＣへ送
ることによってＩＮ”ｒ’ＥＲＰＲＯｃＥｓｓＯＲｔ？
Ｉ令を実行する。 しかし、いずれかのブロセッ１すがシェアされたメモ９
８Ｍ内のレコードを続出すかまた１４由込むために非イ
ンテリジエン１−メモリコントｌコーラへそのようなコ
マンドを送る前に、プ［］レツザはファイルアクセスコ
ントローラ２０からそのようにＪることについての認可
を受取らなりればならない。 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。それは２１−１か
ら２１〜ｎの複数のｎ″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リツプフロツブはシ
ェアされたメモ９８Ｍ内の１つのレコードに対応してい
る。すなわら、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、設計の選択によって、各フリップフロップ
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
コードに関して対応する活動レコードのづべてと対応す
る。 最初に、づ−べてのノリツブフロップはリレットされて
いる。次に、１つのプロセッサがいずかのレニ１−ドを
アクセスすることが許される前に、それがアクセスしに
うと望んでいるレコードに対応゛するものが現在リセッ
トされでいるかどうかを確認するために、まずそれらの
フリップフロップに間合わせしなければならない。その
目的のために、そのリクエストしているプロセッサは、
バスを通しで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はマイクロプ
ロセッサである。 モジコール２２へ送られるそのメツセージはリクエスト
（）ているプロセッサを識別し、まｌ、＝アクセスがシ
ークされているずべてのしＴ１−ドを識別する。たとえ
ば、４つのプロロツリーレコードＰ　Ｒユ、ＰＲｂ　、
ＰＲＣ、およびＰＲ，ｉ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ユ、Ｆｂ、Ｉ”。。 およびＦ、ににって識別され得る。 メツレージを受取って、七ジュール２２（まそれを内部
バス２３を介しＣレジスタ２４へ送る。そこから、フィ
ールドＦ。、ｔ’：ｂ、、Ｆ、、おＪ、びＦｄがそれぞ
れマルチプレクサ２５ａ　、２５ｂ　、２５Ｃ１および
２５ｄの制御入力端末へ送られる。また、各マルチプレ
クサは２１−　’Ｉから２１−１１のノリツブフロップ
のづべてのＱ出力へ接続されたそのデータ入力端末を有
している。 従って、レジスタ２４のフィールドＦＱ　は、マルチプ
レクサ２５ａの出力ヘゲートされるフィールドヒケに対
応した１つのフリップフロップのご出力を生じる。同様
に、レジスタ２４のフィールドＦｂはマルチプレクサ２
５１）の出力ヘグート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、他のフィール
ドも同様である。それらのずべてのΦ出ノ゛ノ１よ次に
ＡＮＤゲー１へ２６ににつて１つにＡＮＤされ、そして
、その結果はそれが調べらねるモジュール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、ぞ
のリクエストしているブロセッ１すに識別されたレコー
ドの内容を変えることを認可りる。内部バス２３はリク
エストしているプロセッサ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Ｉζ、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
ップのづべてに単一の夕ロックバルスを送る。それらの
フリップフロップ（よＪＫフリップフロップであって、
それらのＪ入力に話動的信号を有しているものはレジス
タ２４内のに〇。 Ｆｂ　、　Ｆ。、および「べのフィールドににって制御
される。したがって、フィールドＦ。、Ｆｂ。 ＦＣ，およびＦ〆に対応するそれらのソリツブフロップ
はづべて単一のクロックパルスに応答してセットされる
。 より具体的には、レジスタ２／ｌ内のＦ、　、　Ｆｂ。 Ｆｃ＋およびＦ４のフィールド（よそれぞれデコーダ２
７ａ　、２７＋）、２７０　、および２７ｄ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ずる
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。高レベルになるイの出力信号はデコーダがレジス
タ２／Ｉから受取るご１−ドと対応覆る。 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Ｆ４　がバイナリ１に等しいとぎに
高レベルになり、１＝１−ダ２７ａの第２の出力はレジ
スタ２４内のフィールドＦｑがバイナリ２であるときに
高レベルになり、」メ下問様である。また、デーｊ−ダ
２７ａ　、２７１）、２７Ｃ２および２７ｄの第１の出
力はＶＩＲ［ＥＤ−ＯＲ様式でづべてか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Ｊｌ／ト
ＦＱ　、　Ｆ６　。 Ｆ　ｃ、またはＦ、のいずねかかバイナリ１に等しいと
き、それ（まノリツブフロップ２１−１へ送られる。同
様に、デコーダ２７ａ　、２７１１．２７ｃ　。 および２７ｄの第２の出力はＷ　ｒ　ＲＥ　Ｄ　−ＯＲ
様式で１つに接続され又さｊす、以下同様である。 ここで、モジュール２２はＦｌからＦ、までのフィール
ドによって特定される梗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
力は対応りるフリップフｌ」ツブの少なくとも１がヒツ
トされていることを示−１０・であると仮定しよう。そ
の場合、モジコール２２はレジスタ２４内の内容を先入
先出（Ｆ　Ｉ　ＦＯ）待ち行列２８内ヘロードし、それ
はモジコ、−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りることを以前に
認可されたブ［１ｔ？ツ°リ−の１つがそのタスクを完
了したと仮定しよう。この場合、そのプロセッサ（ま問
合わせを終了したし：１−ドを示すメッセージをモジュ
ール２２へ送らなｔ〕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た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コール２２によってレジスタ
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′コーグへ送られる。 たとえば、４つのデコーダ３０ａ　、３０ｂ　、３０ｃ
　、および３０（１は、レジスタ２９内のメツセージが
４つのエンコードされたフィールドＦへ′、Ｆし−・Ｆ
Ｃ・おＪ゛ひ［ｄ−を含むときに与えられる。 デコーダ３０ａから３０ｄのりべてはＷＩＲＦＤ−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、またそれらはフリツブフ］：１ツブ２１−１のに入
力へも接続されでいる。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Ｃｌツブ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リヒツ１−される。 同様に、デコーダ３０ａ−３０ｄの第２の出ノＪはすべ
てが１つに接続されており、それらはフリップフロップ
２１−２のに人力へ接続されており、以下同様である。 しｌζかって、間合わされた１７コードに対応するノリ
ツブフロップをリセ・ソ卜するために、モジュール２２
はレジスタ２９をロードした後に単一のパルスににって
づ−べてのフリツプフ［１ツブを単にクロックＪるたけ
Ｃある。 次に、モジュール２２はどれたりの数のエン１−りがＦ
　Ｉ　ＦＯ２８内にあるかを確認Ｊるためにその内筒’
ｒ　、カウンタを調べる。もしその力・ンンｌ−が０で
なければ、七ジュール２２は待ち行列二［ントリ１を一
時にレジスタ２４内へ移づ。そのにうな各移動の後に、
１ステー１〜にあるかどうかを確認覆るためにＡＮＤグ
ー１−２６の出力を調べる。 ＡＮＤゲート２６が１ステートにあるどき、モジュール
２２（Ｊレジスタ２４のリクエスタ部分をバス２３上に
続出して、リクエストシたレコードを分修正してもよい
ことを示すメッレージをそのレジスタへ送る。また、フ
リップノ１：」ツブ２０−１から２１−ｎのづべてはモ
ジコール２２によってり１−のパルスでクロックされ、
そのパルス【まデコーダ２７ａから２７ｄの出力によっ
て指Ｆｌ＋δれるＪ：うにフリップフロップをヒツトｉ
ｊる。さらに、モジ−トール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２（３の出力か０ステート
にあれば、モジュール２２（ユレジスタ２４の内容をＰ
ＩＦ０２８内ｚＸｉ１＋に［１−ドしｉｌ：、ｉす１．
ｆＩプである。第８図において、６木の破線の相は、上
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ンクバルスはワードをＦ　Ｉ　
ＦＯ２８内へロード覆るために導線△で送られ、クロッ
クパルスはｌｉ＝　Ｉ　Ｆ　０２８からのワードをアン
ロードづるために導線Ｂで送られる。 また、制御信＠１まＦＩＦＯ２８またはバス２３からの
レジスタ２４への入力データを選択刀るために導線Ｅに
にって送られ、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ｌ＼１］−卜するために導ＩＦに
Ｊ：って送られる。さらに、クロックパルスはノリツブ
フロップ２１−１から２１−ｎをクロックづるために導
線しによって送られ、ざらにり［］ツクパルスはレジス
タ２つをロード覆るために導線ＭにＪ、つ′Ｃ送られる
。 上述のファイルアクセスコン１〜ローラ２０の１つの特
徴は、シェアされたメモリ内の種々のレコードを同時に
アクヒスして変えるＪ、うにブ［ルッザＰ　１．　Ｐ　
２　、・・・Ｐ、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さないことである。したがって
、たとえば、プロレソリー１〕２がレコード２．１２．
３’１　、および／１．　Ｏを変えていてプロセッサＰ
３がレコード３，１１，２０、Ｊ３よび３２を変えてい
ても、プロセッサＰ１はレコード１，１５．３０’、お
よび５６を同５．＋ｉに変えることかできる。第７図の
システムのもう１つの特徴はその柔軟性である。一度ブ
１コセツサが特定のレコードを間合わして変えることを
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出込みのコマンドのとのに
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１リコードを読出づ“ことがＣ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つの活動を呼出づことができる。これは
ＣＯＮ　Ｄ　Ｉ　−１−１０Ｎ△Ｌ　ＩＮＴＥＲＰＲＯ
ｃＩ：５ＳＯＲ’ＣＡＬＬ命令を実行する。 ＣＯＮ　Ｄ　Ｉ　Ｔ　Ｉ　ＯＮ　Ａ　Ｌ　Ｉ　Ｎ　Ｔ’
　Ｅ　Ｒｌ）　ＲＯＣＥＳＳＯＲＣＡＬ＋−命令の有用
性の１つの例として、２つのプロセッサーが同じ活動を
実行することを仮定しよう。たとえば、両方のプロセッ
サーは高速ｉ！ｉ！動小数点の数学的活動を実行し得る
場合でアル。コ（７）　場合、Ｃ０ＮＤＩＴＩＯＮＡＩ
−ＩＮＴ　Ｅ　ＲＩ）　ＲＯＣＥ　Ｓ　Ｓ　ＯＲＣΔＬ
　ｌ−命令を実行することによつτ、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、それはとしらの
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［ＩＩ？ッＩＪ−内の活動を
呼出ゴことができる。 第７図のシステムのもう１つの９′：ｆ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１〜である。制御ワードをファイ
ルアクセスコン＋−ローラ２０へ送るためにバスは１つ
のナイクルを必要とし、メッロージをレジスタ２４へ送
るためには第２のサイクルが必要で、ＡＮＤゲート２６
からのｊスト条件が安定するのを待つために第３　ｑ）
サイクルが必要で、さらにＡＮＤゲート２Ｇに基づい又
リクＪ−スト・されｌζレコードをアクセスづることを
認可Ｊるメツセージをそのリフニス）−Ｌ　”Ｕいるブ
ｌコ［ごツリーへ送り返すこととその対応するフリップ
フロップ２１−１から２ｌ−ｎｅロッ１〜りるり［コッ
クパルスを送るために第４のサイクルが必要である。（
〕たがって、たとえば１００ナノ秒のサイクルｕ９問で
あれば、レコードのアクレスには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ｌζ。 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１＋１１れることなくこれらの詳細になさ
れ得る。したがっ゛Ｃ１本光本発明前記の詳細に限られ
るものではなくて添イ」され１．：！ｌｊ」−′（請求
の範囲にに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七り内のプ
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４図は第１図のシス１ムのプロセッザレ
コードと活動レコード内のポインタがＩＮＴＥＲＰＲＯ
ＣＥＳＳＯＲ命令の実行に応答してどのように変わるか
を例示しｌζ因である。 第７図は本発明によるディジタルプロレッリ内の活動の
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１なロジ・ンクを示す図
である。 図において、Ｐｏはブ「ルツリ−１Ｍｎはメモリ、Ａｎ
Ｐｏは活動、ＰＲ，ｆよプロセッサレコード、ＡＲＸ　
Ｐ、はｆ５動し：１−ド、△６１〕１は活動、２０はフ
ァイルアクセスコントローラ、２１−１ないし２１−０
はフリツプフロツプ、２２はモジーＪ−−ル、２３は内
部バス、２４（よレジスタ、２５）よマルチブクレザ、
２６はＡＮＤゲート、２７はデコーダ、２８は先入先出
侍１５行η月、２９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（ｊ同−内容または相当部分
を示す。 特許出願人　バロース・コーポ１ノーシコン手続補正書
く方式） 昭和５９年１０月８日 特許庁長官殿　２ ２、発明の名称 シーケンスを同期させ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・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４１２丁目３番９弓　八千代第
一ビル自発補正 願用の４．特許出願人の代表者の１閑、図面全図、委任
状おにび訳文、上申寵 ７、補正の内容 （１）願書の４．特許出願人の代表古の欄に「ポペット
・ジョーンズ」を補充致しま、１．（の目的で新たに調
製したバ］正願！３を添ｆ」致しｌづ。 （２）濃墨で描いた図面全図を別層（の通り？１０充致
しまず。なお、内容についての変更（よｉｈりよけん。 （３）委任状および訳文を別紙の通り？＋ｌｉ光致（）
まづ。 （４）委任状の発明の名称と願７ｊｆの発明の名称とが
相違致しますので、」−申、′むを提出独しＪ、す。 以上 手続補正書（方式） ％式％ １、事件の表示 ２、弁明の名称 シーケンスを同期させ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、デトロイトバロー
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、明細書の図面の簡
単な説明の欄、図面全図、委任状Ｊ５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］を補充した適正な願書は、昭和５９年１
０月８日付の手続補正内にて補充致しました。 （２）明細書第６５頁第１７行の１−第３図ないし第４
図」を「第３図ないし第６図」に訂正致します。 （３）ｓ墨で描いた図面全図は、昭和５９年１０月８日
付の手続補正書にて補充致しました。 （４）委任状および訳文は、１１（イ和５ε３＜ｔ１ｏ
月８日付の手続補正書にて補充致しＪ、した。 以」−

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 （１）　種々の相関のない活動がディジタルプロセラ４
   ノ“内で実行されるシーケンスを同期化させる方法であ
   って前記活動は複数の呼出子によってランダムに呼出さ
   れる方法において、 前記プロセッサが実行する各穴なった種類の活動のそれ
   ぞれのポインタを保持づるために単一のプロセッサ持ち
   行列を用意するステップと、初めて活動が呼ばれたとき
   にその活動のポインタを前記プロセッサ持ち行列内へ入
   れるステップと、 前記プロヒッサが実行する各穴なった種類の活動のため
   にそれぞれの活？ＪＪ持ち行列を用意するステップと、 前記活動がその最初の呼出しに続い又呼出さねる各時に
   おいて、その呼出された活動のために前記それぞれの待
   ち行列内へ活動の呼出子のポインタを入れるステップと
   、 前記プ［１セッサ待ち行列内の１つのポインタによって
   指し示された単一・の活動を繰返して実行するステップ
   とを含み、その実行はその活動持し行列によって指ｌ）
   示されるその呼出子の各々のためにその単一の活動が一
   度実施されるまで繰返され、ただ１ノ前記単一の活動が
   次のもう１つの活動を呼ぶとぎにはその呼出しが起こる
   時点まで！どけ前記単一の活動を実行し、 さらに前記方法は同様な様式で前記プロセッサ持ち行列
   によって指し示されたもう１゛つの活動の実行を進める
   ステップを含むことを特徴とするシーケンスを同期化さ
   せる方法。 （２）　前記単一のプ［１０ツサｉ４ｉ　”５１ｉ列と
   それぞれの活動待ち行列をメモリ内のレコードと１）で
   ストアづ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。 く３）　前記ポインタが一助に（またＩど１つの呼出子
   によってのみ前記待ち行列内へ入れられ得るように前記
   待ち行列へのアクレスを制限で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。 （４〉　単一のタイムシェアされたバスを介しＣ前記待
   ち行列を前記プロセッサ″と呼出子へ接続するステップ
   をさらに含むことを９４徴ど覆る４ｉ、　ｉ！）請求の
   範囲第１項記載の方法。 （５）　前記活動の前記呼出子にＪ：つてではなくて前
   記プロセッサによってアドレス可ａヒに接続されている
   メモリ内へ、前記プロレッナが大行Ｊ′る秤々の活動を
   ストア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。 く６）　前記呼出された活動がその呼出している活動の
   ために実行されるときに、前記活動待ち行列から前記呼
   出している活動の前記ポインタを取り除くステップをさ
   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。 （７）　ディジタルブロヒツザと、 前記プロセッサが実行する種々の呼出し可能な活動を内
   包づ゛るメモリと、 単一のプロセッサ待ち行列と、 前記プロセッサが実行するために呼出された各穴なった
   種類の活動を指し示す前記プロセッサ待ち行列内のそれ
   ぞれのポインタと、 前記プロセッサが実行する各種類の活動のためのそれぞ
   れの活動持ち行列と、 その特定の活動の呼出子のポインタを内包づる各活動待
   ち行列と、 前記プロセッサ待ち行列内の１つのポインタによって指
   し示される単一の活動を繰返して実行するように前記プ
   ロセッサへ指示するための手段とを備え、その実行は前
   記単一の活動がその対応する活動待ち行列内の各呼出子
   のために一度実（−１されるまで繰返され、ただし、前
   記単一の活動がしう一つの活動を呼ぶときにはその呼出
   しが起こる時点までだけ実行し、 さらに前記システムは同様な方法で前記ブ［」レツサ待
   ち行列にＪ：つて指し示されたもう１つの活動の実行を
   進めるように前記プロセッサへ指示づるだめの手段とを
   備えたことを特徴とするデータ処理システム。 （８）　前記指示づるための手段は、前記待ち行列内の
   前記ポインタに間合わせてイれらのステータスを前記プ
   ロセッサへ知らＵるために、前記プロセッサからの命令
   に応答覆るコントローラ手段を含んでいることを特徴と
   する特許請求の範囲第７項記載のシステム。 （９）　前記単一のプロセッサ待ら行列とそ４″Ｉぞれ
   の活動待ち行列はメモリ内のレコードからなっているこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第７１貞記載のシステム
   。 （１０）　前記ポインタが一時にはただ１つの呼出子に
   よってのみ入れられるにうに前記待ち行列へのアクセス
   を制限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７１ｖｒ記載のシステム。 （１１）　前記待ち行列を前記プＤ　ｔ：’ツ４ノーと
   複数の呼出子へ接続する単一のタイムシェアされたバス
   をさらに含むことを特徴とする特Ｒ１請求の範囲第７項
   記載のシステム。