JPS61294574A - 最小限のデ−タ経路および新しいアドレス指定モ−ドをもつたデジタルデ−タ処理法 - 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】 技術的分野 本発明は一般的にはデジタルデータ処理法に関するもの
であシ、特にネットワークインタフェースモジュール（
ＮＩＭ）がネットワーク内の相異なるセルに常駐するプ
ロセス間のメツセージ伝送を促進する手段を含みＨＩＭ
がネットワーク内の相異なるセルに常駐するプロセス間
のメツセージ伝送を促進するモードを使用する分散型デ
ータ処理システムにおけるＮＩＭに関する。

発明の概要 多重プロセッサ、多重タスク化仮想計算機はプロセス、
メツセージおよび文脈を含む。プロセスはメツセージを
通じてのみ連絡する。文脈は関連したプロセスの群であ
る。仮想計算機は構内通信ネットワーク（ｒ、ｍ）によ
って結合された複数の個別的セルを含む分散型データ処
理システムにおいて実施されている。各セルは１つ又は
複数のプロセスおよび／又は文脈を含んでいてもよい。

ネットワークインタフェースモジュール（ＨＩＭ）は個
々のセルとＬＡＮとの間のインタフェースを与える。

異なるセルに常駐するセル間のメツセージ伝送を促進す
るために、各セルには常駐および非常駐プロセスの位置
をそれぞれ識別する表が備えられている。各ＮＩＭはま
たアドレス指定モードを与えメツセージがプロセス名に
よって送られることができるようにする。ＬＡＮの動作
を妨げずにセルをＬＡＮに追加したり、又はセルをＬＡ
Ｎから削除することができる。

発明の背景 本発明は分散をデータ処理システム、即ち独立して機能
し得るが互にメツセージを送ったシ受けとったシするよ
うに結合している２つ又はそれ以上のデータ処理システ
ムに関する。

構内通信ネットワーク（ＬＭ）は分散型データ処理シス
テムの１例である。代表的なＺ、Ａ＃は多数の自律デー
タ処理１セル（ｅ、ａｌｌ）”を含み、各セルは少なく
とも１つのプロセッサとメモリを含む。各セルは独立し
てデータ処理動作を行うことができる。更に、各セルは
（ツイストペア線、同軸ケーブル、光学線維ケーブルな
どの適当な手段によって）設計上の考え方に応じて例え
ばループ、星形。

樹木構造の他のセルのネットワークに結合されている。

上述したように１本発明はそのような分散型データ処理
システムに有用性がある。という訳は。

そのようなシステムにおいては比較的高度のハードウェ
ア独立性に対する大きな必要性があるからである。代表
的な分散型データ処理システムは多くの種類のさまざま
なプロセッサ、メモリ、オペレータインタフェース、プ
リンタおよびその他の周辺装置を含む。従って、デバイ
スをシステムに追加したシ又はシステムから除去する度
毎にオペレーティングシステムの大部分を書込みおよび
／又は再書込みする必要なしに相異なる型の一ノ・−ド
ウェア装置を容易に収容する（ａ６６０剣ｄａｔａ）オ
ペレーティングシステムをそのような分散型データ処理
システムのために緊急の必要がある。

本発明に用いられている１プロセス”とは、内蔵されて
いるデータパッケージでありそのデータに関して動作す
る実行可能な手続と定義されており、他の周知のシステ
ムにおける１タスク”に匹敵する。本発明ではプロセス
はサイズ、複雑さおよびそれが用いられる方法の点でサ
ブルーチンに匹敵すると考えることができる。プロセス
とサブルーチンとの違いは、プロセスは動的に作成し破
）裏することができ、それらのクリエータ（６層ｇαｔ
ｏデ）およびその他のＩサブルーチン”と同時に実行で
きる点にある。

本発明に用いられているプロセス内では、データは完全
に専用であり、外から、即ち他のプロセスによってはア
クセスすることはできない。従ってプロセスは１目的”
、′モジュール′又はその他の高レベルデータ抽象を実
現するのに使用できる。各プロセスは逐次実行する。同
時性は多重プロセスを介して、多分多重プロセッサにつ
いて実行することによって達成される。

本発明の分散型データ処理システムにおけるあらゆるプ
ロセスはそれによって参照される独特の識別子（ＰＩＤ
）を有する。ＰＩＤはプロセスが作成される時にシステ
ムによって割当てられ、プロセスの位置を物理的に決め
るシステムによって用いられる。

どのプロセスもまた可変長文字列である独特でない記号
１名°を有する。一般的に云うと、プロセスの名前はシ
ステム全体に知られている。名前の範囲を制限するため
に２本発明は・文脈″の概念を用いている。

１文脈”はその名前が文脈外には知られていない関連プ
ロセスの集りにすぎない。文脈は名前スペースをより小
さいか、よシ管理可能なサブシステムに区分する。文脈
はまた名前を１かくし”それらに含まれるプロセスと他
の文脈と偶然に矛盾することがないようにする。

１つの文脈内のプロセスは他のプロセス内の文脈と明示
的に連絡することができず、他の文脈内のプロセスを知
らない。文脈境界を越えるすべての対話は１文脈プロセ
ス”を介して行われなければならず、従っである程度の
機密保護を与える。

文脈プロセスはしばしば入力メツセージのためのスイッ
チボードとして動作し、それらの入力メツセージをその
文脈内の適当なサブプロセスへ再送する。

文脈プロセスは他のプロセスと同じようにふるまい、更
に文脈プロセスが作るいかなるプロセスも文脈プロセス
だけに、そしてそれらのプロセス相互間においてのみ判
っているという性質を有する。プロセスの作成はそのプ
ロセスと同じ名前をもつ新たな文脈を定義することに等
しい。

いかなるプロセスも文脈プロセスを作ることができる。

従って定義された各新文脈はそれがそのなかに作られた
文脈内に完全に含まれており、従って外の参照からシー
ルドされている。この１ネステイングによって名前スペ
ースは任意の所望する深さに階層的に構成することがで
きる。

概念的には２階層の最高レベルはすべての文脈を包含す
るシステム自体である。ネスティングがトップダウン設
計に用いられてシステムをコンポーネント又は１層”に
分け、各層は前の層よりも明細にされている。これはタ
スクをサブルーチンに分解するのに似ており、事実周知
のシステムに関する単一タスクである多数のアプリケー
ションは入れ子にされた文脈における多重プロセス【変
換してもよい。

１メツセージ”は、プロセスに冷すべきことを告げおよ
び／又はプロセスがそのオペレーションを実行するのに
必要とする情報をプロセスに供給するデータを含むバッ
ファである。各メツセージバッファは（最高６４キロバ
イトまでの）異なる長さをもつことができる。規定によ
り、メツセージバッファの第１フイールドはメツセージ
の型（例えば１読出”、Ｃ印刷”、′状態′、′事象”
など）を定義する。

メツセージは名前又は’ＰＩＤ”によって１つのプロセ
スから別のプロセスへキュー（ｑｓａｕｇ　）−される
。

待合せ（ｑｕｅｕｉｎｇ）は潜在的な周期問題を回避し
。

セマフォ（Ｓσｍｔｇｐｈｏデ＃）、監視などの代わシ
に用いられる。メツセージのセンダ（ｓｅｎｄｅｒ）は
メツセージが送られた後に継続するのは自由である。レ
シーバ（ｒｇｅｇｔｖａｒ）　　がメツセージを得よう
と試みると。

すてＫその待ち行列のなかで待機しているものがなけれ
ば１つのメツセージが到着するまでそれは中断される。

任意選択でセンダは応答を待ちたいということを指定で
き、特定のメツセージが到着するまで中断される。他の
いかなるソースからのメツセージもそれが起きてしまう
まではキューから外されない。

ここに説明する分散型データ処理システムでは。

メツセージは２つのプロセスがデータを交換する唯一の
方法である。１大域変数“の概念はない。

共用メモリ領域は本質的にメツセージによって各領域を
１管理”するプロセスによる以外は許されない。メツセ
ージはまたシステムが扱う唯一の形の動的メモリである
。従って、メモリを割当てる要求はメモリのブロックを
戻し、それはプロセスによって局部的に用いることがで
きるか、ま九別のプロセスへ伝送することもできる。

メツセージはそれによってハードウェア透過性が達成さ
れる機構を与える。システム内のどこかにあるプロセス
は、プロセス名を知っていればシステム内の他の場所に
ある他のどのプロセスへも（たとえ別のプロセッサおよ
び／又はセルにあっても）メツセージを送ることができ
る。このことは、プロセスはいかなる時にもシステム全
体に動的に分散させ、参照するプロセスを変えずに最適
スルーブツトをうろことができることを意味する。

宛先の分解（ｒ＊ｓａｔ％ｔｉｅ％）はプロセス名スペ
ースを探索することに二って行われる。

文脈ネスティングレベルは名前によってプロセス間でメ
ツセージを送る場合に１参照の範囲”を決定する。一定
のプロセスからメツセージはそれ自身のレベルの（即ち
同−文脈内の）すべてのプロセスへ送ることができ、ま
た（任意選択で）いかなる任意のよシ高いレベルへ送る
ことができる。

文脈は一致（ｍａｔｏｈ）が発見されるまで現在の文脈
およびそれよシ高次の文脈から探索される。次に。

そのレベルで一定の名前をもったすべてのプロセスはメ
ツセージのコピーが送られる。プロセスはまた名前を明
示的に知らなくてもメツセージを自分へ、又はその親（
文脈プロセス）へ送り、Ｊｌる名前で異なる文脈内で１
つのプロセスが多重的に存在することを可能にする。

ＰＩＤによってメツ七−ジを送ると名前を探索する必要
がなくなり２文脈境界を無視する。これは最も効率的な
連絡方法である。

ネットワークオペレーションを妨げずにネットワーク内
の個々のセルおよび／又はプロセスを容易に追加し削除
できる能力を分散型データ処理システム内に備えること
ができるようにする大きな必要性がある。

ユーザにとって透過性である方法によって同一セル内又
は相異なるセル内に常駐するプロセス間で容易に且つ迅
速に連絡できるようにする大きな必要性もある。

発明の簡単な要約 従って２本発明の目的は改良されたネットワークインタ
フェースを有する分散型データ処理システムを提供する
ことである。

本発明のもう１つの目的は相異なるセルに常駐するプロ
セス間のメツセージ伝送を促進する改良されたネットワ
ークインタフェースを提供することである。

本発明のもう１つの目的はネットワークオペレーション
を妨げずに個々のセルをネットワークへ追加し１個々の
セルをネットワークから削除することを促進する改良さ
れたネットワークインタフェースを提供することである
。

本発明の更にもう１つの目的は一定の名前をもったすべ
てのプロセスをアドレスできるメツセージ伝送モードを
与える改良されたネットワークインタフエースを提供す
ることである。

本発明の更にもう１つの目的は一定の名前をもった次の
プロセスをアドレスできるメツセージ伝送モードを与え
る改良されたネットワーク゛インタフェースを提供する
ことである。

これらの、およびその他の目的は１分散型データ処理シ
ステム内のプロセス間の連絡方法を提供することによっ
て本発明の好ましい実施例により達成されるが、前記シ
ステムは複数の個別的セルおよびそれらセルのうちの相
異なるセルに常駐する少なくとも２つのプロセスとを含
み、前記方法は非常駐プロセスの表をセルのうちの少な
くとも第１のセルに備えるステップと２名前のみによっ
て識別される第１セルに常駐しない第２プロセスへメツ
セージを伝送する要求を第１セル内の第１プロセスが発
生させるステップと、第１セルの表における第２プロセ
スの位置を探索するステップと、第２プロセスを含むセ
ルへ前記メツセージを伝送するステップとを含む。

コンピュータシステムノ概観 第１図を参照すると、構内通信ネットワーク（ＬＡＮ）
１によってゆるやかに結合されている多くのセル２−７
（ノード）を含む分散型コンピュータ構成が示されてい
る。ネットワークに接続されるセルの数は任意であシ、
ユーザのアプリケーションに依存する。各セルは第２図
を参照して下記に詳述するように少なくとも１つのプロ
セッサとメモリを含む。更に、各セルはプリンタ８．オ
ペレータ表示装置モジュール（ＯＤＭ）９　、大容量記
憶装置モジュール１３および入出力装置１０のような他
の装置を含んでいてもよい。

第２図を参照すると、多重ネットワーク分散型コンピュ
ータ構成が示されている。第１の構内通信ネットワーク
ＬＡＮ　１はいくつかのセル２，４および７を含む。Ｌ
ＡＮ１は知能通信モジュール（ＩＣＵ）５０によって第
２の構内通信ネットワークＬＡＮ　２に結合されている
。知能通信モジュールはＬＭお↓びその他のネットワー
クおよび／又は（プログラマブルコントローラなどの）
遠隔プロセッサの間のリンクを与える。

Ｚ、ＡＩＶ２はいくつかのセル（図示されていない）を
含み本発明と同じプロトコルで動作してもよく。

又はＥｔｈｇｒｎａｔ　、　ゼネラルモーター社のＭＡ
Ｐ　（製造自動化プロトコル）、インターナショナル・
ビジネス・マシンズ社のＳＮＡ　（システムズ・ネット
ワーク・アーキテクチュア）ｔ　５ＥＣ８−ｎ　　など
いくつかの市販されているプロトコルのうちのいずれか
によって動作してもよい。各ＩＣＭ５０は上述した特定
のプロトコルの１つを実行するためにプログラムするこ
とができる。更に、セル自体の基本的処理モジュールは
専用装置用知能周辺装置コントロール（ＩＰＣ）として
使用できる。

ＬＡＮ　１は７０Ｍ５２を介して第３の構内通信ネット
ワークＬＡＮ　３に更に結合されている。プロセスコン
トローラ５５も１０Ｍ５４を介してＬＡ？／　１に結合
されている。

代表的なセル（第２図の７）はプロセッサ２４を含み、
このプロセッサ２４は好ましい実施例ではモトローラ６
８０１０プロセツサである。各セルは更に固定メモリ（
ＲＯＭ）　２８とランダムアクセスメモリ（ＲＡＭ）２
６を含む。更に、各セルはセルをＬ／Ｌ＃に接続させる
ネットワークインタフェースモジュール（ＮＩＭ）　２
１　、およびセルをセル内の追加装置に結合させるバス
インタフェース２９を含む。最小セルはオペレータ表示
装置モジュール（ＯＤＭ）４１および入出カモジュール
４４のような２つの周辺装置をサポートすることができ
るが、（プロセッサ２７のような追加プロセッサを含む
）追加装置をセル内に備えることができる。その他の追
加装置は例えばプリンタ４２．およびハードディスクお
よびバックアップ装置（プロツピイディスク又はストリ
ーミングテープ駆動機構）をサポートする大容量記憶装
置モジュール４３を含んでもよい。

オペレータ表示装置モジュール４１はオペレータがｋｌ
報を入力し視覚情報を受けとることができるようにする
ために鍵盤とスクリーンを備えている。

単一セルは上述した装置をすべて含むことができるが２
代表的をユーザアプリケーションでハ個個のセルは通常
は特殊化された機能のみに用いられる。例えば、１つ又
は複数の大容量記憶装置セルをデータベースサーバ（ｓ
−ｒｖｅｒｓ）として機能するように設けてもよい。バ
ードコピー印刷出力を発生させるためにいくつかのオペ
レータコシソールおよび少なくとも１つのセルがあって
もよい。これらの同じセル又は別々の専用セルが特定の
アプリケーションプログラムを実行してもよい。

このシステムは工場の自動化、データ収集およびその他
の実時間アプリケーションを統合的に解決するように特
設計されている。従ってこのシステムは図形出力、ウィ
ンドー、メニュー、図像（ｉ６％ｓ）、動的表示、電子
郵便、事象記録およびファイル管理などのあらゆる補足
的サービスを含む。

ソフトウェア開発機構はコンバイラ、ウィンドー指向エ
ディタ、デバッガおよび性能監視手段を含む。

構内通信ネットワーク 第１図又は第２図に描かれている構内通信ネットワーク
は全システムを一緒に結びつけ、後述する分散型仮想計
算機モデルを可能にする。ＬＡＮは高スループツト、保
証された応答、信頼性および低エントリ費用を与える。

ＬＡ／ｌ／はまた全システムおヨヒアプリケーションン
７トウエアがその存在を知らないという意味において自
律性である。例えば、いかなるネットワークインタフェ
ースモジュール（例えば第２図のＮＩＭ　）もそれを直
接に駆動させるソフトウェア以外のいかなるソフトウェ
アも書きかえずに交換できる。

ＬＡＮ相互接続媒体にツイストペア線又は同軸ケーブル
でもよい。２つのチャネル（論理的には２つの別々のネ
ットワーク）を信頼性およびスループットを高めるため
に備えてもよい。

ＬＡＮアーキテクチュアは論理リングであり、そこでは
電子１トークン゛が絶えず高速でセルからセルへ通過し
ている。トークンの電流ホールダはそれを用いてデータ
の１フレーム”を送ったり。

又はそれをリングのなかの次のセルへ送ったりすること
がある。ＨＩＭはそのすぐ次の隣りのセル（ｎｇｉｇｈ
ｂｏｒ）の論理アドレスと状態を知るだけでよい。ＮＩ
Ｍの責任はその隣シのセル（ｎｇｉｇｈｂｏｒ）の故障
又は新たな隣りのセル（ｓ−ｗｉｇル６０デ）の包含の
検出に限られている。一般に故障したシ、又は新たに追
加されたセルにする調整は自動的に行われる。

ネットワークインタフェースは直接にプロセッサのメモ
リ内にマツプする。データ交換はベンディングの１７レ
ーム”のリンクしたリストを含む二重ポートバッファプ
ールを介して起きる。長さが変化する論理メツセージは
伝送のため固定サイズのフレームに分解され、受けると
ＨＩＭに二って再びアセンブルされる。この目的のため
にフレームには一連番号がつけられている。フレームは
短時間内に応答されないと、そのフレームは故障として
処理される前に何回も再伝送される。

第２図に関連して上述したように、　　ＬＡＮはいわゆ
る〆ブリッジウエイ”を介して同じ（ＬＡＮプロトコル
で動作している他のＬＡＮに接続してもよく。

又はｌケイトウエイ”を介して他の型のＬＡＮに接続し
てもよい。

ソフトウェアモデル 本発明のコンピュータオペレーティングシステムハプロ
セス、メツセージおよび文脈について動作するが、これ
らの術語についてはここに定義しである。従ってこのオ
ペレーティングシステムはプロゲラ１にデータ又は制御
抽象ではなくハードウェア抽象を提供する。

プロセスはそれらの物理的位置には関係なく小さい１セ
ツトのメツセージパッシングプリミティブによって参照
される。上述したように、すべてのプロセスはシステム
により発生された一意名とプログラマによつ工割当てら
れた必ずしも一意でない名前の両方を有する。−意名は
速やかな直接的アクセスを与え、一方必ずしも一意でな
い名前は限られた範囲を有し２間接的記号アクセスを与
える。

第３図を参照すると２本発明のアーキテクチュアモデル
が示されている。下の方のハードウェア層６３は上述し
たように多数のプロセッサ７１〜７６を含む。プロセッ
サ７１〜７６は１つ又は複数のセル内に物理的に存在し
てもよい。上方のソフトウェア層６０は互にメツセージ
ｍ１〜ｍ６を送る多数のプロセスＰ１〜Ｆ１０を含む。

ｌ仮想計算機”というラベルが付いている中間層６１は
ソフトウェアがらノ・−ドウエアを分離し、プログラム
があたかも単一プロセッサで実行されるかのようにプロ
グラムが書き込まれることを可能にする。逆に、プログ
ラムをその目的のために明示的に設計することなく多数
のプロセッサに分散することができる。

ここに開示しである仮想計算機概念の重要な目的はアプ
リケーションプログラマに彼が設計する簡単な首尾一貫
したモデルを提供することである。

このモデルは上述したようにいくつかの主要概念。

プロセス、メツセージおよび文脈に還元される。

この主要モデルの結果、ハードウェア特殊性はユーザに
とって透過性にされており、ノ・−ドウエア構成の変更
はソフトウェアに直接的影響を与えない。

仮想計算機 ｌプロセス”は内蔵されたデータパッケージであシその
データについて動作する実行可能な手続である。このデ
ータは完全に専用であシ、他のプロセスによってアクセ
スすることはできない。本発明には共用メモリの概念は
ない。プロセスの実行は厳密に順次に行われる。多数の
プロセスは同時に実行し、オペレーティングシステムに
よってスケジュールされなければならない。プロセスは
再入可能とすることができ、その場合にはたとえ多くの
段階（ｓ９％ｓｔａｎｃｇａ）　　がアクティブであっ
てもコードの１つのコピーだけがロードされる。

あらゆるプロセスはそれによって参照可能な固有の１プ
ロセス識別子番号（ＰＩＤ）を有する。ｐｒｒｙはプロ
セスが作られる時にシステムによって割当てられ、その
プロセスが終了するまで有効である。

ＰＩＤ割当はＰＩＤが近い将来に再使用されないことを
保証するランダム化７アクタを含む。ＰＩＤの内容はプ
ログラマには関係ないが、プロセスの位置を物理的に決
めるために仮想計算機によって用いられる。ＰＩＤはプ
ロセスに対するポインタとして考えてもよい。

あらゆるプロセスはまたプロゲラｉによって割当てられ
た文字の可変長列である１名前”を有する。名前は一意
である必要はなく、このあいまいさは新しいサービスを
透過的に加え故障許容限度を助長するのに用いてもよい
。

第４図はシステム全体にわたる名前スペースが参照数字
９０〜９２によって識別されているＩ文脈”によって別
個のサブセットに区分されていることを示す。文脈とは
その名前が文脈外には判らない関連プロセスの集りにす
ぎない。例えば文脈９０はプロセスＡ　、　ｅＬ　、　
（４、ｂ　、丘、咲および二を含む。文脈９１はプロセ
スＢ、αＴｂＴ６およびｆを含む。更に文脈９２はプロ
セスＣ２α、ｃ、ｄおよびＸを含む。

１文脈プロセス”と呼ばれる各文脈内の１つの特定のプ
ロセスは文脈内においても、また直接に包含している文
脈（その１親文脈”と云われる）内でも判っている。第
４図に示しである例においては、プロセスＡ−Ｃはそれ
ぞれ文脈９０〜９２に対する文脈プロセスである。文脈
９１の親文脈は文脈９０であり２文脈９２の親文脈は文
脈９１である。

概念的には文脈プロセスは文脈の境界上に位置し。

それへのゲートとして動作する。

文脈９２内のプロセスは名前によって文脈９ｏおよび９
１内のどのプロセスも参照できる。しかし。

文脈９１内のプロセスは文脈プロセスｑを通過すること
によって文脈９２内のプロセスをアクセスできるだけで
ある。文脈９０内のプロセスは文脈プロセス旦およびＱ
を通過する。とによって文脈９２内のプロセスをアクセ
スできるだけである。

文脈プロセスの機能は入力メッ七−ジをろ過しくｆｓｌ
ｔｇｒ）ｔそれらのメツセージを拒否するが、又はその
文脈内の他のプロセスへそれらのメツセージを再送する
。文脈を入れ子とにして、抽象の階層を構成できるよう
にしてもよい。１つの文脈は１つのセルに完全に常駐し
なければならない。全システムは常駐し階層中の最高レ
ベルにある総括的文脈として扱わなければならない。要
するに。

文脈は限られた保護領域を定め、故意でない命名上の矛
盾の機会を減らす。

文脈プロセスの一方又は他方を通じてひとたび接触が確
立されたら、もし適当と思われる場合にはＰＩＤを交換
することによって１つの文脈内のプロセスを別の文脈内
のプロセスに１接続”させることができる。本発明内の
大部分のプロセスサーバはそのように機能する。初最の
アクセスは名前による。ひとたび所望する機能（例えば
ウィンドー又はファイル）が１開かれる”と、ユーザプ
ロセスおよびサービスはＰＩＤを介して直接に連絡する
。

１メツセージ“はプロセス間で情報を運ぶ（プロセッサ
の物理メモリサイズによってのみ制限される）可変長バ
ッファである。プログラマにとってアクセス不可能なヘ
ッダは宛先名とセンダ（８−％ｗｈｒ）のＰＩＤを含む
。規定によシ、メツセージ内の第１フイールドはメツセ
ージの型（例えば１読出”。

−状態”など）を定める空白終了列である。メツセージ
はそれが送られると受取側プロセッサのキューに入れら
れる。キューイングは逐次アクセスを確実にし、セマフ
ォ、モニタなどに優先して用いられる。

メツセージはそれによってハードウェア透過性が達成さ
れる機構を与える。仮想計算機内のどこかに位置するプ
ロセスはその名前が判れば他のどのプロセスにもメツセ
ージを送ることができる。

透過性はフリツジウエイ（即ち同じネットワークプロト
コルで動作しているＬＡＮ間のインク７エース）には成
る程度の制約をもって適用し、一般的には性能低下によ
シゲートウエイ（即ち異なるネットワークプロトコルで
動作しているＬＡＮ間のインタフェース）には全く適用
しない。しかし、それらは必要とされる性能レベルに応
じてそのように動作することができ石。

プロセス間連絡 すべてのプロセス間連絡はメツセージを介して行われる
。その結果、仮想計算機プリミティブの大部分はメツセ
ージの処理に関する。仮想計算機の核プリミティブは下
記の通りである。

、４ＬＬＯＣ−一定のサイズの（メツセージ）バッファ
の割当を要求する。

ＦＲＨ：Ｅ　　　−一定のメツセージバッファの割当解
除を要求する。

ＰＵＴ　　　−（名前又はＰＩＤによって）一定の宛先
へのメツセージを終らせる。

ＧＥＴ　　　−（ＰＩＤによシ）特定のプロセスから自
由選択によυ次の入力メツセージを待 ち、キューから外す。

ＦＯＷＡＲＤ　　−受けとったメツセージを別のプロセ
スへ通過させる。

ＣＡＬＬ　　−メツセージを送ってから応答を待ちキュ
ーから外す。

ＲＥＰＬＹ　　−一定のメツセージのオリジネータへメ
ツセージを送る。

ＡＮＹ−ＭＳＧ−受取側キューが空でなければＩ真”を
戻し、さもなければＩ誤“を戻す。任 意選択で特定のＰＩＤからのいずれかのメツセージがキ
ューに入れられるかど うかを検査する。

核プリミティブの機能を更に説明すると、　ＡＬＬＯＣ
はすべてのメモリ割当を扱う。ＡＩ、ＬＯＣはポインタ
をバッファへ戻し、バッファはプロセス内の局部記憶装
置に用いることができ、又は（ＰＵＴなどを介して）別
のプロセスへ送ることができる。ＡＬＬＯＣは決してＩ
故障”せず、要求を満たすのに十分なメモリが開放され
るまで待機する。

ＰＵＴプリミティブは別のプロセスに対しメツセージを
キューに入れる。送出し側のプロセスはメツセージがキ
ューに入れられるや否や直ちに実行を再開する。

ＦＯＲＷＡＲＤはメツセージを速やかに再送するかもと
のセンダに関する情報を維持するのに用いられる（但し
、　ＰＵＴは常に送出し側プロセスをメツセージのオリ
ジネータにする）。

ＲＥＰＬＹは名前又はＰＩＤによってではなく以前に受
けとったメツセージのオリジネータへメツセージを送る
。

ＣＡＬＬ　は本質的には遠隔サブルーチン呼出しを実施
し、レシーバ（ｒａｃｇｔｖａｒ　）がＲＥＰＬＹを実
行するまでコーラ（ｃａｒ！ｅｒ）をして中断させる。

この結果。

応答されたメツセージは到着すると直ちにシーケンスの
キューから外され、コーラは実行を再開する。

同時実行に重点がおかれているので、できるだけ多くの
プロセスが並列で実行される。従ってＰＵＴもＦＯＲＷ
ＡＲＤもメツセージが送られるのを待たない。逆に、　
ＧＨ：ＴＳは１つのオペレーションにおいてメツセージ
が到着しそれをキューから外すま。

でプロセスを中断させる。ＡＮＹ−ＭＥＧプリミティブ
は、　　ＧＦ：Ｔに専念する前にキューのなかに重要な
ことがあるかどうかをプロセスが決定できるようにする
ために用意されている。

メツセージが名前によって送られる場合には。

宛先プロセスが名前スペースのなかに発見されなければ
ならない。探索経路は送出し側プロセスが常駐する文脈
のネスティングによって決定される。

一定のプロセスからメツセージはそれ自体の文脈内のす
べてのプロセスへ送ることができ、又は（任意選択によ
り）何らかのよシ高次の文脈内のプロセスへ送ることが
できる。第３図を参照すると、一致がみつかるまで、又
はシステム文脈に達するまで２文脈は現在の文脈および
それより高次の文脈から探索される。その文脈内で同じ
名前をもったすべてのプロセスが次にメツセージのコピ
ーのキューに入れられる。

例えば、第３図を参照すると９文脈１４１においてプロ
セスｔは名前圧によってすべてのプロセスにメツセージ
を送るとする。プロセスＶは先ずそれ自身の文脈１４１
内で探索するが、プロセス色はみつからない。プロセス
νは次の高次の文脈１３１（その親文脈）内で探索する
がやはシプロセス玉はみつからない。次に、プロセスＶ
はその次の高次の文脈１１０内で検索し、参照数字１１
２によって識別されるプロセス色を発見する。それは文
脈１１０内の唯一のプロセス色であるので、それはプロ
セスＶからのメツセージの唯一のレシピエンドである。

文脈１３１内のプロセス色が名前圧によってメツセージ
をすべてのプロセスへ送ると、それは先ずそれ自身の文
脈１３１内で探索し、そこにプロセス２がないことを知
る。次にそれは文脈１１０内で探索し、プロセス色を発
見する。

文脈１３１内のプロセス色は名前乙によ゛つてメツセー
ジｔｆべてのプロセスへ送るとする。それは文脈１２１
に対する文脈プロセスであるプロセス４（１２２）とと
もに文脈１１０内のプロセスＡ（１１１）を発見する。

プロセスはまたいずれの名前もはっきりと知らずに自分
自身に、又はその文脈プロセスへメツセージを送ること
がある。

（ＬＡＮに類似している）１論理リングの概念は一定の
名前でシステム内の次のプロセスへメツセージを送るこ
とを可能にする。メツセージはもしそのようなプロセス
が存在するとすればセンダの文脈内で正に１つのプロセ
スへ送られる。さもなければ親文脈が探索される。

仮想計算機は、各ＮＥＸＴ伝送が異なるプロセスに達し
、最終的には伝送がリング内の論理的に１最初の”プロ
セス（もとのメツセージを送ったプロセス）へ送られル
ープを完成することを保証する。換言すると、同一レベ
ルにある同じ名前をもったすべてのプロセスはプロセス
の数がどれ位あるか、又はそれらの位置が判らなくても
互に連絡することができる。論理リングはデータベース
のようなサービスを分散させるのに不可欠である。

リング内のプロセスの順序づけは予言できない。

例えば２文脈１２１内のプロセスａ　（１２５）がＮＥ
ＸＴプリミティブを用いてメツセージをプロセス色に送
ると、探索は同じ文脈１２１内の第１プロセスニ（１２
４）をみつける。プロセス！（１２４）はメツセージを
受けとったとしてマークされ２次にプロセスｇ　（１２
４）はメツセージを文脈１２１内のＭＥＸＴプロセスｇ
　（１２３）へ送る。プロセスｔ４　（１２！ｉ）はそ
のメツセージを受けとったとしてマークされ２次にプロ
セス仝（１２３）はもとのセンダプロセス色（１２５）
であるＮＥＸＴプロセス二へメツセージを送シ、このプ
ロセス４　（１２５）はそのメツセージを更に送ること
を知らない。という訳はそればメツセージをすでに受け
とったとしてマークされているからである。

ＰＩＤによって直接にメツセージを送ると名前探索の必
要をなくシ２文脈境界を無視する。これはＤＩＲＥＣＴ
　（直接）伝送モードとして知られ、最も効率的である
。例え゛ば、プロセスＡ　（１１１）はＤＩＲＥＣＴモ
ードでメツセージを文脈１４１内のプロセスＶへ送る。

プロセスがＬＯＣＡＬ　（局部）伝送モードでメツセー
ジを送る場合には、そのプロセスはセンダ自身の文脈内
の一定の名前を有するプロセスだけにメツセージを送る
。

要するに、　ＤＩＲＥＣＴ伝送モードを含めて、　　Ｐ
ＵＴ。

ＦＯＲＷＡＲＤおよびＣＡＬＬプリミティブとともに用
いることができる５つの伝送モードがある。

ＡＬＬ　　　−一定の名前を含む第１文脈内でその名前
を有する全プロセスへ伝送する。セ ンダの文脈から始まり、より高次のす べての親文脈を探索する。

ＬＯＣＡＬ　　−センダの文脈内の一定の名前をもった
全プロセスへのみ伝送する。

ＮＥＸＴ　　−センダと同じ文脈内の一定の名前をもっ
た次のプロセスがあるとそれへ伝送 する。さもなければその名前が発見さ れるまでより高次のすべての親文脈を 探索する。

ＬＦＶＥ：Ｌ　　−’自己”（送り出し側プロセス）又
は櫂文脈１（センダの文脈に対応する文 脈プロセス）へ伝送する。＃自己”は ＣＡＤＬ　プリミティブととも使用することはできない
。

ＤＩＥＥＣＴ　−ＰＩＤによって送られる。

メツセージは通常はメツセージを含むバツ７アニ対スる
ポインタをキューに入れることによって伝送される。メ
ツセージは多数の宛先がある場合。

又は宛先が別のセルにある場合にのみコーピーされる。

ＡＬＬおよびＮＥＸＴ伝送モード国ついての更に詳しい
説明は発明の詳細な説明と題した章で後述する。

オペレーティングシステム 本発明のオペレーティングシステムは上述したプリミテ
ィブを実施する核、およびプロセス作成と終了１時間管
理（時間のセット、１ｉＦ報装置のセットなど）を行い
セル始動（ｓｔａｒｔ−ｕｐ）と構成を行う１セツトの
プロセスとからなる。装置の駆動機構（ｄｒｉｖｅｒ）
もまた上述したようにプロセス（ＥＥＥＰ）として実施
される。このためシステムサービスおよび装置駆動機構
は両方とも容易に追加又は交換される。オペレーティン
グシステムはまたスワツピングおよびベージングをサポ
ートするが、これらはいずれもアプリケーションソフト
ウェアには見えない。

周知の分散型コンピュータシステムとは異な９本発明の
分散型コンピュータシステムは名前を分解する（ｔ−ａ
ｓｏｌν＃）のに別個の１名前サーバ”プロセスを用い
ない。名前探索は核に限定され、これは非常に早いとい
う利点を有する。

最小ブートストラッププログラムはいずれのセルでも（
ＲＯＭに）１例えば第２図のセルＮのＲＯ，’ｙ１２８
　に永久的に常１駐する。このブートストラッププログ
ラムはセルがパワーアップされると自動的に実行し、基
本的オンボード診断を行うことによって始まる。次にこ
のブートストラッププログラムは食核、およびクロック
、（必要があれば）ディスクおよび（必要があれば）　
ＨＩＭのＲＥＳＰを含む初期システムコードモジュール
を発見し始動させようと試みる。このモジュールについ
てセルに関する第１デイ・スフ駆動機構があればそれが
さがし出される。ディスクがなくセルがＬＡＮにあると
。

モジュールを要求するメツセージが送シ出される。

それに失敗すると、必要とされるソフトフェアがＲＯＭ
内に常駐しなければならない。クロックおよヒフロセス
作成のためのシステムサービス、初期設定プログラムお
よび最小ファイルシスチームもまたモジュールに組込ま
れている。初期設定プログラムは核の内部表のすべてを
作シ２次に予めロードされたサービス（ファイル管理な
ど）の各々の予め定められた入口点を呼出す。最終的な
結果として取付けられた装置のためのＫＥＳＰが実行さ
れるようにスケジュールされ、セルは利用可能になる。

一般的に云うと、システムの各セル用の初期ソフトウェ
アおよびハードウェアを説明するテンプレートファイル
が存在する。このテンプレートはセル始動直後にスケジ
ュールされる１セツトの初期フロセス（通常は１つのサ
ービスについて１プロセス）を規定する。次にこれらの
プロセスはそれぞれのサブシステムを始動させる。各セ
ルのセル構成サービスは各サブシステムが初期設定され
るとそのサブシステム構成メツセージを送シ、サプクス
テムにそれがもっている装置を知らせる。

その後、新たな装置がセルに付加されたシ、装置が故障
したり、又は装置がセルから取除かれたシすると同様な
メツセージが送られる。

従って、′システムアップ”１システムダウン”につい
ては明確に定義され九意味はなく、セルがアクティブで
いる限りにおいては、システム全体にしては１７ツプ”
であると考えてもよい。セルはネットワークの他のセル
に影響を与えずに停止又は始動させることができる。同
じ原理は限られた意味で周辺装置にもあてはまる。型、
モデル番号などに関して自らを識別できる装置はオペレ
ータ介入なしに追加又は除去できる。このオペレーティ
ングシステムはシステムの大域状態を維持できず、また
全システムの制御を集中しようとしない。

発明の詳細な説明 第６図はいくつかのセルを含む構内通信ネットワーク（
Ｚ、Ａ／ｌ／）の概念図およびネットワークインクフェ
ースモジュール（ＮＩＭ）の副写図を示す。ＬＡＮ４０
４は代表的セル１．２．　＝−Ｎ　（４００−４０２）
を結合させている。セル２　（４０１）は本発明の更に
他の局面を示している。ネットワークインク７エースモ
ジユール（ＮＩＭ）　４０６は他のものとともに常駐プ
ロセス名キャッシュ４４０および非常駐プロセス名キャ
ッシュ４４１を含むブロック図の形で示されている。

Ｎ１Ｍ４０６はまた一般に４０８として知られる核、お
よび少なくとも１つのプロセスを含む少なくとも１つの
記憶装置４１０を含む。第６図においては記憶装置４１
０は代表的なプロセスＢ、！　およびｇを含むものとし
て示されている。ＬＡＮ　４０４に結合されている他の
どのセルもセル２　（４０１）のＮ１Ｍ４０６に似九Ｈ
ＩＭを含む。

第７図ＡはＨＩＭの非常駐プロセス名キャッシュ４４１
の描写図である。キャッシュは複数のアドレス可能なメ
モリ位置を含む高速メモリである。各位置は代表的なキ
ャッシュワード４１４によって示されている少なくとも
３つのフィールド、即ちプロセス名を含むフィールド４
３３．このプロセスが位置しているＬＡＰＪ内の次のセ
ルのアドレスを含むフィールド４３４および１プロセス
における発見’　（ＤＩＰ）　７　′ｙグを含むフィー
ルド４３５を有する。

ＮＩＭの非常駐プロセス名キャッシュの動作については
後述する。

第７図ＢはＮＩＭの常駐プロセス名キャッシュ４４０の
描写図である。各キャッシュワードは少なくとも３つの
フィールド、即ちプロセス名を含むフィールド４３６．
プロセスカウントを含むフィールド４３７および１伝送
された”（Ｔ）フラグを含むフィールド４３８を含む。

その動作については後述する。

第８図Ａは発見メツセージ４２０の書式を示す。

発見メツセージ４２０は少なくともプロセス名を含む部
分４２１およびメツセージの起点となるセルのアドレス
を含む部分４２２を含む。

第８図Ｂは発見応答メツセージ４２４の書式を示す。発
見応答メツセージ４２４は少なくともプロセス名を含む
部分４２５および応答するセルのアドレスを含む部分４
２６を含む。

第８図Ｃは更新キャッシュメツセージ４２８の書式を示
す。更新キャッシュメツセージ４２８は少なくともプロ
セス名を含む部分４２９およびプロセスを作るセルのア
ドレスを含む部分４５０をｄむ。

好ましい実施例の動作 ＭＥＡＮＴおよびＡＺ、Ｌメツセージ伝送モード上述し
たように、プロセスは（システム内に常駐する場合には
）プロセス名によシ記号でアドレスできる。プロセス名
はシステム内で一意である必要はない。２つの特殊なメ
ツセージ伝送又はアドレス指定モード、即ちＮＥＸＴモ
ードとＡＬＬモードとが一定のプロセスと任意の命名さ
れたプロセスとの間でメツセージを伝送するために備え
られている。

ＮＥＸＴモードアドレス指定では、宛先プロセスは名前
によって指定され、先ずセンダの文脈レベル内で（即ち
センダが文脈であるか否かには関係なくすべての兄弟プ
ロセスの間で）探索される。

発見されないと、探索は親文脈内で続けられ２次に親の
文脈内で続けられる。少なくとも１つの一致が発見され
た第１文脈レベルにおける指定された名前をもった第１
プロセスがメツセージを受けとる。

ＮＥＸＴモードアドレス指定の特殊な場合は、宛先プロ
セスの名前がセンダプロセスの名前と同じ場合であり、
その場合には、（ｌ）もしセンダがその文脈内で指定さ
れた名前をもつ唯一のプロセスであれば、センダはまた
メツセージのレシーバトナｊり、（２）同−文脈内にお
いて指定された名前をもったプロセスがいくつかある場
合には、各プロセスがメツセ゛−ジを受けとる。

核はセル内で同一名のプロセスの論理チェーンを実現で
きる。ＮＩＭはこのチェーンを論理リングに作るリンク
を与え、相異なるセルを接続させる。

１つのセルのチェーン内のすべてのプロセスがメツセー
ジを受けとると、そのメツセージはＮＩＭへ送られ、た
とえ同一名前の次のプロセスがどこＫあってもＬＡＮを
通って同一名前をもつ次のプロセスへ伝送される。

ＮＥＸＴモードメツセージ書式は１受理“フラグと指定
されたフィールドを含む。′受理”フラグが真にセット
されてメツセージが起点セルに戻ると、　　ＮＥＸＴモ
ードメツセージの伝送は成功したと考えられる。受理と
は一定の名前をもった少なくとも１つのプロセスがメツ
セージを受取ったことを意味する（伝送されるＮＥＸＴ
モードメツセージは受取られずにＮＩＭへ常に送られる
）。この場合には、メツセージは単に自由にされるにす
ぎない。

もしメツセージを送ることができなかったシ、又は受取
られずに戻ると、その伝送は失敗したと考えられる。メ
ツセージが戻ってとないと、それは再伝送される。メツ
セージが論理リングモードで送られると（即ちプロセス
によって同一名前をもつ別のプロセスへ転送されると）
、メツセージはこのプロセスへ戻されてリングを完成さ
せる。さもなければ、メツセージは伝送誤シを示されて
核へ送られる。

ＡＬＬモードアドレス指定においても、宛名プロ、セス
は名前によって指定される。それは先ずセンダの文脈内
で（即ち、センダが文脈であればセンダの子の間で、さ
もなければその兄弟の間で）探索される。発見されない
と、探索は親文脈内で続けられ９次に親の親文脈内で続
けられる。少なくとも１つの一致が発見された第１文脈
レベル（おける指定された名前をもったすべてのプロセ
スがメツセージを受取る（同一名前をもっている場合に
はセンダを除く）。

すべてのＡＬＬモードメツセージはＮＩＭへ送られ。

Ｌ、４＃の他のセルに常駐するプロセスがあればそのす
べてに伝送される。

ＡＬＬモードメツセージ書式はまた１受理゛フラグと指
定されたフィールドを含む（アドレスされた名前をもつ
１つ又は複数のプロセスが起点セルに常駐する場合にの
みＡＬＬモードメツセージは受取られる）。′受理”フ
ラグが真にセットされてメツセージが起点セルに戻ると
、　　ＡＬＬモードメツセージの伝送は成功したと考え
られる。この場合には、メツセージは自由にされる。メ
ツセージを送ることができなかった夛、又は受取られず
に戻つたり、又は全く戻らなかったりすると、伝送は失
敗したと考えられ、メツセージは伝送誤シと示されて核
へ送られる。

ＡＬＬモードメツセージがその１受理”７−ラグが真に
セットされてその起点セルに戻ると、その起点セルはア
ドレスされた名前をもつすべてのプロセスが実際にメツ
セージを受取ったことが保証される。

非常駐プロセス発見およびキャッシュイングＮＩＭが別
のセルに常駐する命名されたプロセスへ伝送するために
核からメツセージを受取ると。

どのセルへメツセージを送るかをＨＩＭは決定しなけれ
ばならない。従って各ＮＩＭは非常駐プロセス名のキャ
ッシュ（第７図Ａのキャッシュ）を維持している。この
キャッシュは、その各々が３つのフィールド、即ちプロ
セス名４３３．プロセスがそのなかに常駐する次のセル
のアドレス４３４および１プロセスに訃ける発見”（Ｄ
ＩＰ）フラグ４５５を含む多数のレコードからなる動的
衣である。

各ＮＩＭは命名されたプロセスを含む１次の”セルのみ
のアドレスを知っているという点に注目することが重要
である（この１次の”セルは物理的にＮＩＭに最も近い
セルではないかもしれない）。

このことはシステムを構成するセルを論理リング内形成
するものと考えることを要求する。（後述する）発見メ
ツセージのようにセルからセルへ伝播されるすべてのメ
ツセージはこの論理リングの周りを１つの方向に通過す
る。

もう１つの重要な点は、どの一定のセルの非常駐プロセ
ス名キャッシュ４４１もそのセルがメツセージを伝送し
たいと思うプロセスの名前だけを含むことである。キャ
ッシュの内容は動的であゃ。

即ちプロセス名を付加したシ削除したシできる。

命名されたプロセスへ伝送されるメツセージをＨＩＭが
受取ると、　ＮＩＭはそのプロセス名に対するその非常
駐プロセス名キャッシュ４４１を探索する。

（キャッシュが空であるために）先ずパワーアップの場
合のようにそれがみつからない場合には。

プロセスの常駐を突止め、又は１発見”する必要がある
。

プロセス名はＬＡ／’／の待ち行列に登録され、　　ｎ
ｒｐフラグ４３５は真にセットされる。メツセージはホ
ールド待ち行列に入れられ２発見の完了を待つ。

プロセスの発見が進められている間に同一プロセスにア
ドレスされたすべてのメツセージもまたホールド待ち行
列に入れられる。

次にＬｍに発見メツセージ（第８図Ａの４２０）を造る
。発見メツセージの本質的要素は発見されるプロセスの
名前とメッセージオリジネータのアドレスである。発見
メツセージは論理リング内の第１セルへ送られる。

（しかし、もし論理リングがまだ確立されていないと、
その時にはリングが何時形成されるか判らないのでメツ
セージ伝送は終了する。受取られなかったメツセージは
伝送誤りの状態で核へ戻される。受取られたメツセージ
は自由にされる。プロセスの所在は決定されていないの
で、非常、ｔＥプ四セス名キャッシュ表４４１に記録さ
れたアドレスはセル自身のアドレスにセットされる。）
発見メツセージの次のセルへの伝送が成功すると、その
メツセージはタイムアウト待ち行列に入れられ９発見メ
ツセージが戻ってくるのを待つか。

又は発見応答メツセージ（第８図Ｂの４２４）が受取ら
れるのを待つ。タイムライトが起きると、このことは発
見メツセージを伝播する前にセルが失敗したことを意味
し９発見メツセージは再伝送されなければならない。発
見メツセージが起点セルに戻ると、プロセスはＬＡＮの
どの他のセルには同時に存在しない。発見メツセージは
戻ってきた発見メツセージ又は対応する発見応答メツセ
ージが受けとられるとタイムアウト待ち行列から外され
る。

ＨＩＭがＬＡ７’／を離れて発見メツセージを受取ると
。

ＨＩＭはメツセージ内の名前に対するその常駐プロセス
名キャッシュを探索する。もしＮＩＭがそれを発見する
と２発見メツセージは発見応答メツセージに変えられ、
その発見応答メツセージは応答するセルを識別し、メッ
セージオリジネータへ送られる。しかしプロセスがこの
セルに存在しないと。

発見メツセージは論理リング内の次のセルへ送られる。

メツセージが命名されたプロセスをもったセルによって
受取られるか、又は起点セルへ戻るまでメツセージはこ
の方法で伝播される。

発見メツセージが起点セルへ戻υ命名さ−れたプロセス
が外部に存在しないことを示すと、プロセスが外部に存
在しないことを示す無効セルアドレスが非常駐プロセス
名キャッシュ表中のプロセスのレコードに入れられる。

発見は完了しているので、　　ＤＩＰフラグが誤りにセ
ットされる。命令されたプロセスへアドレスされたすべ
てのメツセージはホールド待ち行列から外される。別の
セルによって起始されたメツセージはそのセルへ戻され
る。

このセルによって起始されたメツセージは伝送エラーが
示されて核へ戻されるが、又は単に自由にされる。

発見応答メツセージがＨＩＭによって受取られると、応
答するセルのアドレスは非常駐プロセス名キャッシュ表
に記録され２発見は完了しているのでＤＩＰフラグは誤
りにセットされる。発見されたプロセスへアドレスされ
たすべてのメツセージはホールド待ち行列から外され、
応答したセルへ送られる。これらのメツセージはセルへ
の伝送が成功するとタイムアウト待ち行列に入れられて
その戻ってくるのを待つ。

ＮＩＭがＬＡＮを離れてそれヘアドレスされたＡＬＬモ
ード又はＮＥ：ＸＴモードメツセージを受取ると。

ＮＩＭはアドレスされたプロセスに対するその常駐プロ
セス名キャッシュ（第７図Ｈの４４０）を探索する。そ
れが発見されないと、メツセージはセンダへ戻される。

このことは例えばプロセスが削除されてしまっていると
起きる。拒否されたメツセージを受取ると、送出し側の
ＨＩＭはプロセスを含む次のセルのアドレスを再発見し
、その非常駐プロセス名キャッシュを更新しなければな
らない。

名前が常駐プロセス名キャッシュに発見されないと、メ
ツセージは核を介してアドレスされ九プロセスへ送られ
る。メツセージがまだ受取られていないと、）ＨＭはメ
ツセージが受取られたかどうかを示すために核を待たな
ければならない。このことが必要な理由は、常駐プロセ
ス名キャッシュの検査と核にメツセージが渡される間に
タイムウィンドーがありその間にプロセスが削除される
からである。

ＮＥＸＴモードメツセージは１受理”フラグが誤りにセ
ットされてＮＩＭへすでに送られている。従って受取る
端末にあるＮＩＭはその受取シを示すために核を常に待
たなければならない。核からこの応答を受取ると、メツ
セージはオリジネータへ戻される。メツセージが受取ら
れると、オリジネータはそれをタイムアウト待ち行列か
ら外し、伝送が成功したと考える。しかし、プロセスが
削除されていてそのためにメツセージが受取られないと
。

起点のＮＩＭはプロセスの位置を再発見しようと試みる
。

メツセージがすでに受取られていさえすれば。

ＡＬＬモードメツセージは命令されたプロセスを含む次
のセルへ直ちに伝播してもよい。メツセージが受取られ
ている場合には、メツセージが受取られたことを核が示
すまではその伝播を遅らせなければならない。

ＮＥＸＴモードメツセージもＡＬＬモードメツセージも
最後には起点のセルへ戻る。メツセージを伝播する前に
セルが失敗すると、起点のセルはタイムアウトする。Ｎ
ＥＸＴモードメツセージは伝送されるが、　　ＮＥＸＴ
モードメツセージは伝送できない。

という訳はどのセルがメツセージを受取っておシどのセ
ルが受取っていないかが判らないからである。メツセー
ジが受取られたかどうかによって。

メツセージは自由にされるか、又は伝送エラー状態で核
へ戻される。

プロセス作成および削除 プロセスが作成され、又は削除されると、核はＮＩＭに
知らせる。ＮＩＭはそれ自身の常駐プロセス名キャッシ
ュを維持するが、これは常駐プロセス名１つにつき１つ
のレコードを含む動的表である。

各レコードは３つのフィールド、即ちプロセス名。

プロセスカウントおよび１伝達された”フラグを有する
（＄７図Ｂ参照）。

プロセスが作成されると、キャッシュが名前を探索され
る。名前が発見されないと、レコードはプロセスに対し
て入シ、カウントは１にセットされ伝送されたフラグは
誤シにセットされる。名前がすでに常駐プロセス名キャ
ッシュ内におると。

プロセスカウントが増分されるだけである。

プロセス削除されると、そのプロセスに対応するレコー
ド内のカウントが減分される。カウントが零値に達する
と、命令されたプロセスはもはやセル内に存在せず、レ
コードは常駐プロセス名キャッシュから除去される。

新らしいプロセスが作られると、更新キャッシュメツセ
ージ（第８図Ｃ参照）が造られ論理リング内の次のセル
へ伝送される。伝送されたフラグが真にセットされる。

ひとたび伝送されると、メツセージはタイムアウト待ち
行列に入れられてその戻シを待つ。

更新キャッシュメツセージは作られたプロセスの名前お
よびプロセスが作られたセルのアドレスを含む。そのよ
うな更新キャッシュメツセージを受取ると、　ＮＩＭは
プロセスに対するその非常駐プロセス名キャッシュを探
索する。それが発見されると、新たなプロセスを含むセ
ルがこのプロセスをきむリストされた現在のセルよシ近
いと非常駐プロセス名キャッシュが更新される。　”更
新キャッシュメツセージはそれが起点セルに到着するま
で論理リングの周りをセルからセルへ通過する。セルが
メツ・伝−ジの伝播に失敗すると起点セルはタイムアウ
トしメツセージを再伝送する。

プロセス削除については特別な処置はとられない。ＮＩ
Ｍは、セルへ送られたＡＬＬモード又はＭＩＴＩ’モー
ドメツセージが拒否され戻されるとプロセスがそのセル
から削除されたことを発見する。次に。

送出し側のセルはプロセスを再発見しその非常駐プロセ
ス名キャッシュに更薪しようと試みる。

以下本発明の実施の態様を列記する。

１、（ε）前記第２プロセスが前記の異なるセルに常駐
していない場合には、前記第２プロセスの位置が発見さ
れるまでステップ（ｂ）および（ｃ）を反復しくこの場
合には第１セルには前記の異なるセルの位置が知らされ
る）、又は前記第２プロセスの位置が発見されないまま
システム内のすべての他のセルが質問されるまでステッ
プ（６）および（ｃ）を反復する（この場合には第１セ
ルには第２セルが発見できないことを知らせる）ステッ
プを更に含む特許請求の範囲第１項に挙げられているプ
ロセスを配置する方法。

２、　（６）前記第２プロセスが前記の異なるセルに常
駐していない場合には、前記第２プロセスの位置が発見
されるまでステップ（６）および（ｄ）を反復しくこの
場合には前記の異なるセルの位置は前記表に記憶される
）、又は前記第２プロセスの位置が発見されないままシ
ステム内の他のすべてのセルが質問されるまでステップ
（ｃ）および（ｄ）を反復する（この場合には第１セル
には第２プロセスが発見できないことを知らせる）ステ
ップを更に含む特許請求の範囲第２項に挙げられている
プロセスを配置する方法。

５、（ｄ）前記メツセージを前記第３プロセスから前記
第１プロセスへ伝送するステップと。

（ｇ）　　前記第２又は第６プロセスのうちの少なくと
も１つのプロセスが前記メツセージを受取ったという確
認を前記メツセージ内の前記第１プロセスへ与えるステ
ップとを更に含む。

特許請求の範囲第３項に挙げられているプロセス間連絡
方法。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の改良されたデータ管理システムを組入
れた単一ネットワーク分散型データ処理システムの描写
図を示す。 第２図は本発明の改良されたデータ管理システムを組入
れた多重ネットワーク分散型データ処理システムを示す
ブロック図である。 第３図は本発明を組入れたデータ処理システムのアーキ
テクチュアモデルを示す。 第４図はソフトウェア文脈およびプロセスが本発明に関
係する場合のソフトウェア文脈とプロセスとの間の関係
を示す。 第３図はメツセージが入れ子形文脈内のプロセス間でど
のようにして送られるかを示す。 第６図はいくつかのセルを含む構内通信−ネットワーク
（ＬＡＮ）の概念図、およびネットワークインタフェー
スモジュール（ＮＩＭ）の描写図を示す。 第７図Ａ　１４　ＮＩＭの非常駐プロセス名キャッシュ
の描写図を示し、第７図ＢはＨＩＭの常、駐プロセス名
キャッシュの描写図を示す。 第８図Ａは発見メツセージの書式を示す。 第８図Ｂは発見応答メツセージの書式を示す。 第８図Ｃは更新キャッシュメツセージの書式を示す。 特許出願人　コンピュータ・エックス、インコーボレー
テツド代理人　弁理士　玉　蟲　久　五　部 ＦＩ″Ｇ、１ Ｆ’ｌＧ、３ Ｆ’ＩＧ：、４ Ｆ’ｌＧ、５ ！ＩＩ覇°キャッシュメワセーシ Ｉｉ′Ｉに：、２−４ １”１０．７１３

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、（ａ）セルのうちの最初の１つのなかの第１プロセ
   スによつて要求を発生させ、前記第１セルに常駐してい
   ない第２セルの位置を発見するステップと、 （ｂ）前記要求を前記セルのうちの異なる１つのセルへ
   伝送するステップと、 （ｃ）前記第２プロセスが前記の異なるセルに常駐して
   いるかどうかを決定するステップと、（ｄ）前記第２プ
   ロセスが前記の異なるセルに常駐していると、前記の異
   なるセルの位置を前記第１セルに知らせるステップとを
   含む、 複数の個別的セルおよび前記セルの相異なるセルに常駐
   する少なくとも２つのプロセスを含む分散型データ処理
   システムにおいてプロセスを配置する方法。 ２、（ａ）前記セルのうちの少なくとも１つに非常駐プ
   ロセスの表を備えるステップと、 （ｂ）前記の１つのセル内の第１プロセスによつて要求
   を発生させ、前記第１セルに常駐してない、名前のみに
   よつて識別される第２プロセスの位置を発見するステッ
   プと、 （ｃ）前記要求を前記のセルのうちの異なるセルへ伝送
   するステップと、 （ｄ）前記第２プロセスが前記の異なるセルに常駐して
   いるかどうかを決定するステップと、（ｅ）前記第２プ
   ロセスが前記の異なるセルに常駐していると、前記の異
   なるセルの位置を前記表に記憶するステップとを含む、 複数の個別的セルおよび前記セルのうちの異なるセルに
   常駐する少なくとも２つのプロセスを含む分散型データ
   処理システムにおいてプロセスを配置する方法。 ３、（ａ）前記セルのうちの第１セル内に位置している
   第１セルによつて要求を発生させ、第２および第３プロ
   セスとも同一である名前によつてのみ識別される前記第
   ２および第３プロセスへメッセージを伝送するステップ
   と、 （ｂ）前記メッセージを前記第１プロセスから前記第２
   プロセスへ伝送するステップと、 （ｃ）前記メッセージを前記第２プロセスから前記第３
   プロセスへ伝送するステップとを含む、複数の個別的セ
   ルおよび前記セルのうちの異なるセルに常駐する少なく
   とも３つのプロセスを含む分散型データ処理システムに
   おいてプロセス間で連絡する方法。 ４、（ａ）前記複数のセルのうちの第１セル内に位置し
   ている第１プロセスによつて要求を発生させ、名前のみ
   によつて識別される少なくとも１つのプロセスへメッセ
   ージを伝送するが前記の２つのプロセスの両方へはメッ
   セージを伝送しないステップと、 （ｂ）前記メッセージを前記第１プロセスから前記の２
   つのプロセスのうちの１つへ伝送しようと試みるステッ
   プとを含む、 複数の個別的セルおよび前記セルに常駐する複数のプロ
   セスを含み前記プロセスのうちの少なくとも２つのプロ
   セスは異なるセルに常駐する分散型データ処理システム
   においてプロセス間で連絡をする方法。