JPS62169219A - 情報処理システム - Google Patents

情報処理システム

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JPS62169219A
JPS62169219A JP61297873A JP29787386A JPS62169219A JP S62169219 A JPS62169219 A JP S62169219A JP 61297873 A JP61297873 A JP 61297873A JP 29787386 A JP29787386 A JP 29787386A JP S62169219 A JPS62169219 A JP S62169219A
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JP
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clock
cpu
event
controller
interrupt
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JP61297873A
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マイケル・ノーマン・デイ
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International Business Machines Corp
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Publication date
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F1/00—Details not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00 and G06F21/00
    • G06F1/26—Power supply means, e.g. regulation thereof
    • G06F1/32—Means for saving power
    • G06F1/3203—Power management, i.e. event-based initiation of a power-saving mode
    • G06F1/3206—Monitoring of events, devices or parameters that trigger a change in power modality
    • G06F1/3215—Monitoring of peripheral devices

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  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
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  • Calculators And Similar Devices (AREA)

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】 Ａ、産業上の利用分野 この発明はコンピュータのシステム・クロックを停止す
る装置に関するものであシ、詳細にいえば、バッテリ作
動型のコンピュータのシステム・クロックを停止して、
電力消費を軽減する装置に関するものである。
Ｂ、従来技術 データ処理環境において、ＣＰＵの時間の大部分はひと
つまたはそれ以上の入出力装置の動作の完了、または操
作員からＣＰＵへの他の入力を待つアイドル・ループに
費やされている。ＡＣ電力を使用してＣＰＵへ電力を与
えるシステムにおいて、アイドル・ループに費やされる
時間は、さほど重要ではない。しかしながら、ＣＰＵへ
の電力がバッテリから供給される動作環境においては、
ＣＰＵによるアイドル・ループに費やされる時間は、不
必要にバッテリの電力を浪費するものとなる。したがっ
て、入出力装置による動作の完了を待っている間、また
は操作員からＣＰＵへの他の入力を待っているときに、
ＣＰＵがアイドル拳ループを行うのを防止することが望
ましい。小型コンピュータ、特にポータプル・コンピュ
ータが一般化してくるにつれて、バッテリの電力を節約
することが、次第に重要になってきている。７典型的な
場合、バッテリ作動型のコンピュータは相補型の金属酸
化物シリコン（ＣＭＯ８）回路を使って、電力の消費を
削減している。しかしながら、これらの０Ｍ０８回路を
十分に利用するには、回路の使用が必要ない場合に、回
路にクロックを供給しないようにしなければならない。
周知のように、０Ｍ０８回路の特性は、回路がクロック
されていない場合のスタンバイ電力の消費が極めて少な
いことである。この電力節減の利点を十分に実現するに
は、データ処理システムで作動する適用業務プログラム
およびオペレーティングΦシステムのソフトウェアは、
ＣＰＵが入出力動作の完了あるいは他の操作員入力を待
っているときに、システム・クロックを停止させなけれ
ばならない。
米国特許第３９４１９８９号は、電卓の表示モードの間
、低いデユーティ・サイクルの電力と低いデユーティ・
サイクルのパルスを供給する、電卓の電力消費を削減す
る方法を開示している。電卓が実行モードにある際には
、連続的な電力と高速なりロックが供給される。選択さ
れた時間中に、実行モードが開始されないと、クロック
は表示モード中に与えられるものよりも、さらに低くさ
れる。
米国特許第４４３５７６１号は、データ伝送用のデータ
送受信装置と、データ処理用の処理装置の両方を有する
データ処理装置を開示して因る。
データの伝送中に制御クロック信号の供給を停止する手
段が、与えられる。
データ処理システムのエネルギーを節約する他の手法が
、米国特許第４２７９０２０号および米国特許第４４５
５６２５号の両方に示されている。
前者においては、ＣＰＵが動作を完了した場合に、出力
信号を電源の電力削減副回路に与え、この副回路は次い
で、ＣＰＵから電力を除去する。このようにして、ＣＰ
Ｕが動作していないときに、ＣＰＵに電力が供給されな
くなる。後者においては、マイクロプロセッサがプログ
ラムを実行していることを示す制御信号を受信した場合
にのみ、電源をマイクロプロセッサに接続するスイッチ
によって、マイクロプロセッサの電流消費量を減少させ
ている。詳細にいえば、電子スイッチを使って、制御信
号を受信しない限り、非導通状態に切り換えるものであ
る。ソフトウェア−プログラムがその実行に、制御信号
の期間よシも長い時間を必要とする場合には、マイクロ
プロセッサは電子スイッチに・信号を供給し、これによ
ってソフトウェア・プログラムが完全に実行されるまで
、電子スイッチを導通状態に保つ。同様な手法が、米国
特許第４２０３１５５号に示されている。
米国特許第４４０９６６５号は０Ｍ０８回路を利用する
メモリを有する電卓における、電力の節約を開示してい
る。２つのスイッチ電圧と単一の非スイッチ電圧を組み
込むことにより、電卓の論理、表示装置インターフェー
スおよびキーストローク検出回路への電力を遮断し、同
時にメモリへの電力を維持する。他の実施例においては
、オフ・モード、表示専用モード、処理専用モード、お
よび表示処理モードなどの多重モードを使って、電力の
散逸を最適化している。キーストロークが検出されるま
で、電卓は表示モードで電力を供給する。キーストロー
クが検出された時点で、処理の完了まで、電力がＣＰＵ
に供給される。この電力の節減は第１の回路グループに
接続された第１の電力スイッチング手段、および電力消
費制御装置と第２の回路グループに接続された第２の電
力スイッチング手段を使用して行われる。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点 この発明の目的は、汎用コンピュータにおいて消費電力
を節減する手段を与えることである。
Ｄ０問題点を解決するだめの手段 この発明の目的によれば、非処理時間中にバッテリ作動
型のコンピュータのＣＰＵのクロッキングをディセーブ
ルする装置および方法が、与えられる。処理動作の完了
時にクロッキングをディセーブルし、複数個のソースの
ひとつによる割込を使用してＣＰＵのクロッキングをエ
ネーブルする手段が、与えられる。これらの割込は、直
接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）割込、ならびに入出力装
置がサービスを必要とする場合に生じる入出力割込を含
んでいる。入出力割込はＲＯＭ、または入出力装置にサ
ービスを行うために使用される主適用業務プログラムの
いずれかに配置された短いルーチンを呼び出す。入出力
装置は表示装置、印刷装置、ディスケット駆動機構、鍵
盤、およびモデムやＲ８２３２通信インタフェースなど
の通信装置、それにシステム・タイマを含んでいる。
コンピュータ・システムで動作する適用業務プログラム
およびオペレーティング拳システム・グログラムに、要
求された指定の事象が生じるまで、あるいはオプション
のタイム・アウト期間が経過するまで、システム・クロ
ックおよびＣＰＵの停止を指定する方法を与える機能が
、与えられる。
この状況において、事象は複数個の入出力装置のひとつ
、またはＤＭＡ動作のいずれかによるシステム割込によ
って生じるものと定義される。
動作時に、システム・クロックを停止するために使用さ
れるハードウェアが、最初に準備される。
この準備自体はクロックを停止するものではなく、クロ
ックを後で停止させるものである。この場合に、割込を
受は取ると、この割込が処理され、準備機構がリセット
される。し〃・しながら、割込が準備後、規定の時間中
に生じないと、システム・クロックは停止される。次い
で、直接メモリ・アクセスの形式での、または入出力装
置からのいずれかの割込を受は取ると、システム・クロ
ックは再スタートされる。
Ｅ、実施例 この発明の全体的なシステムを、第１図に示す。
システム・バス４４は割込制御装置１２、バス制御装置
２９を介したＣＰＵ１１．スリーブ・クロック制御装置
３２、直接メモリ・アクセス制御装置１３、システムＲ
ＡＭ＋５、システムＲＯＭ　１６、鍵盤制御装置１７、
システム・タイマ１８、ディスケット制御装置１９、リ
アル−タイム・クロック２１、モデム２２およびＲ８２
５２通信インタフェース２３、表示装置制御装置１４、
印刷袋Ｍインタフェース２４、および拡張機能コネクタ
３乙の間での通信を行う。鍵盤制御装置１７と鍵盤２８
の間、ディスケット制御装置１９とディスケット駆動機
構２６，２７の間、印刷装置インタフェース２４と印刷
装置５７、ならびに表示装置制御装置１４、表示装置２
５および表示装置ＲＡＭ５４の間で、データ通信が行わ
れることに留意されたい。拡張機能コネクタ３６は第１
図には示されていない他の入出力装置との通信を行う。
直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）制御装置はクロック部
分と非クロック部分を含んでいる。すなわち、制御装置
１３の部分の中には、連続的なりロッキングを必要とす
るものと、必要としないものがある。
スリーブ・クロック制御装置３２は本質的には、スイッ
チ機構である。システム・クロック５５はスリーブ・ク
ロック制御装置５２へのライン５０にクロック入力を与
える。正規のクロッキング動作中に、スリーブ・クロッ
ク制御装置５２はこのクロッキング信号を、バス５１へ
の出力４０に伝える。図示のように、クロッキング信号
けＣＰＵ１１、ならびにバス５１に接続されている装置
の他の部分へ与えられる。非クロッキング期間中に、ク
ロッキング信号が、スリーブ・クロック制御装置３２の
出力４０に与えられることはない。クロッキング信号が
、鍵盤制御装置１７、システム・タイマ１８、ディスケ
ット制御装置１９、モデム′２２、Ｒ８２５２通信イン
タフェース２５、印刷装置インタフェース２４、表示装
置制御装置１４、および拡張機能コネクタ５６へのバス
５３に、常に与えられていることに、留意されたい。こ
れらの装置はシステム・クロック３３によって、連続的
にクロックされる。システム・クロック３３からのクロ
ック信号がオン、オフされて、電力の節減が行われるの
は、ＣＰＵ１１、システムＲＡＭｊ　５．ＤＭＡ制御装
置１５およびバス制御装置２９だけである。
割込制御装置１２？′ｉ印刷装置インタフエース２４、
モデム２２、Ｒ３２５２通信インタフェース２３、リア
ル・タイム・クロック２１、デイスケット制御装置１９
、システム・タイマ１８、および鍵盤制御装置１７から
の割込を受は取る。割込要求が割込制御装置１２から、
ライン５２によってスリーブ・クロック・タイマ５２へ
送られる。
これが行われた場合、スリーブ・クロック制御装置５２
は出力４０に、バス５１へ出るクロッキング信号を与え
る。割込制御装置１２はさらに、割込信号ならびにマス
ク不能割込（ＮＭＩ）信号を、ＣＰＵ１１に与える。最
後に、直接メモリ・アクセス要求をＤＭＡ制御装置１５
が受は取った場合は常に、この制御装置はライン６０に
よって、ＤＭＡ要求をスリーブ・クロック制御装置３２
へ出力する。これは入出力装置が直接メモリ・アクセス
を必要とする場合に常に、生じる。
ＣＰＵ１１で実行されるＲＯＭ　１６からの「外部事象
待ち」コードがＡＲＭおよび５ＴＯＰ　　ＣＬＯＣＫ入
出力命令を発するまで、スリーブ・クロック制御装置５
２は、バス５１へのクロックの供給を継続する。これら
の命令はデータを、バス４４によってスリーブ・クロッ
ク制御装置３２へ移動させる。スリーブ・クロック制御
装置は次いで、クロック出力４０を停止し、バス５１上
のクロック信号を停止させる。これはＣＰＵ　ｉ　１お
よび他の関連する装置の実行を中断する。ＡＲＭ命令が
出されたのち、ただし５ＴＯＰ　　ＣＬＯＣＫ命令の発
行前または発行中に、割込要求またはＤＭＡ要求を受は
取った場合、スリーブ・クロック制御装置３２は５ＴＯ
Ｐ　　ＣＬＯＣＫ命令を受は取らず、バス５２のクロッ
クは動作を続け、ＣＰＵ１１１：５ＴＯＰ　　ＣＬＯＣ
Ｋ命令後の実行全継続させる。
この発明のシステムの一般的な動作を、第２図を参照し
て説明する。ＣＰＵ１１が適用業務プログラムまたは入
出力タスクを実行している場合に、システムはタスクが
、入出力装置のひとつによって実行されるのを待つ。Ｃ
ＰＵ１１上で作動するオペレーティング拳システムによ
るこのようなタスクの指名は、例として含まれるもので
あって、この発明の一部を形成するものではなく、また
以下において詳述されるものでもない。ＣＰＵ１１は一
連の決定を行う。決定ブロック４１において、通信待ち
行列が空かどうかの決定、すなわちモデム２２またはＲ
８２３２通信インタフェース２３が、動作を行うことを
必要としているかどうかの決定が行われる。いずれかが
動作を必要としている、すなわち通信待ち行列が空でな
い場合には、ブロック４６で示すように、ＣＰＵ１１は
そのオペレーティング拳システムを使って、実行しなけ
ればならない通信タスクを指名する。しかしながら、通
信待ち行列が空の場合には、第２の決定が行われる。こ
の場合、決定ブロック４２で示すように、ビデオ待ち行
列が空かどうかの決定が行われる。この場合も、空でな
ければ、ＣＰＵ１１はステップ４７で示すように、ビデ
オ処理タスクを指名する。しかしながら、ビデオ待ち行
列が空であれば、印刷装置待ち行列が空かどうかの決定
が行われる。空でなければ、ステップ４８で示すように
、印刷装置処理タスクがＣＰ’［Ｊ：１１）から、タス
ク指名される。印刷装置待ち行列が空であると、鍵盤制
御装置１７の待ち行列のチェックが次に、ステップ４５
で行われる。この場合も、待ち行列が空でなければ、Ｃ
ＰＵ１１がステップ４９で示すように、鍵盤処理タスク
を指名する。最後に、チェックしなければならない待ち
行列がすべて空であって、ＣＰＵ１１が入出力装置にタ
スクを指名する必要がないことを示している場合には、
ＣＰＵ１１は外部事象を待つモードになる。「外部事象
待ち」ルーチンが次いで、入力される。これはＡＲＭお
よび５ＴＯＰ入出力コマンドを発行してスリーブ・クロ
ック制御装置の準備をし、これによって、スリーブψク
ロック制御装置５２がバス５１にクロックを与えること
を停止し、入出力命令後のＣＰＵ１１の処理を中断する
。割込要求またＦｉＤＭＡ要求をスリーブ・クロック制
御装置３２が受は取るまで、ＣＰＵ１１はクロックされ
ない状態を維持する。スリーブΦクロック制御装置がこ
のような要求を受は取った時点で、クロックがバス５５
に再度与えられる。このことはＣＰＵ１１に、事象決定
ルーチンの命令の処理を再開させる。何かの事象に対す
る待ちが、この場合に要求されたのであるから、制御は
第２図に示すように、タスク指名の最初に戻される。
第５図のフローチャートはシステムが外部事象ヲ待って
いるとき、またはオプションのタイム・アウト期間が経
過してしまうまでのシステムの動作を説明するものであ
る。この発明のシステムにおいて、このような外部事象
はシステム割込またハＤ　Ｍ　Ａ　動作のいずれかによ
って生じるものと定義されており、これらはいずれもク
ロッキング信号を、システム内の非連続的にクロックさ
れる装置に対して再開させるものである。第５図の動作
を行うために使われるコンピュータ・コードは、システ
ムＲＯＭ１６に含まれている。特定のコードをＲＯＭ１
６に常駐している他のプログラムによって呼び出すこと
も、あるいはＲＡＭ１５上で作動している適用業務プロ
グラムによって呼び出すことができる。
特定の事象のフローの待ち状態が第５図に示されている
。決定ブロック６１に示すように、先ずタイム・アウト
機能が要求されているかどうかが決定される。タイム・
アウト機能を使うのは、システムの入出力装置の幾つか
だけである。たとえば、ディスケット制御装置１９はタ
イム・アウト機能を必要とするが、これはディスケット
駆動機構２６または２７のいずれか一方が、読取りまた
は書込み動作中に故障した場合に、ＣＰＵ１１がエラー
のために生じることのない事象を、際限なく待ってしま
うからである。タイム拳アウト機能が使われ、割り当て
られたタイム・アウト期間中に読取りまたは書込み動作
が完了しない場合、ＣＰＵ１１のクロックがタイマ１８
によって再開し、ＲＯＭ内のコードは適用業務プログラ
ムまたはオペレーティング・システムに対して、タイム
・アウト・エラーを示し、これによって修正活動を行う
ことを可能とする。したがって、タイム・アウトが要求
された場合、ステップ６２に示すように、タイム・アウ
ト・カウンタがＲＡＭ１５にセットされ、タイム・アウ
ト要求フラグが活動状態にセットされる。タイム・アウ
トが要求されない、すなわちタイム・アウト・カウンタ
またはフラグがセットされないと、システムが事象を待
っているかどうか、あるいは特定の事象を待っているか
どうかについての決定が行われる。事象をシステムが待
っている場合には、ブロック６４に示すように、スリー
ブ・クロック制御装置３２が準備され、ブロック６５に
おいて、スリーブ・クロック制御装置５２はシステム・
クロックを停止する。、外部事象、割込またはＤＭＡ要
求が発生するまで、ＣＰＵＭの実行は中断される。発生
した時点で、ＣＰＵ１１の命令の実行が再開され、制御
は外部事象を待つことを要求したプログラムに戻される
。
しかしながら、システム内の特定の事象を待っている場
合には、２つの付加的な決定を最初に行わなければなら
ない。決定ブロック６６において、待ちになっている特
定の事象が、予め存在しているマスクと比較されるかど
うかが、決定される。
この決定を使って、所定の７スクをバイトをベースにし
て、待ちになっている事象と比較する。換言すれば、特
定の事象の発生、まだは特定の事象を記述するデータの
所定のバイトを、ノ・イトをベースにして、システム内
で生じる事象と比較する。
比較される場合には、ステップ６７に示すように、フロ
ーチャートは第４図へ続くが、この図については以下で
詳述する。
しかしながら、決定ブロック６６に対する回答がノーで
ある場合には、決定ブロック６８において、待ちになっ
ている所定の事象がビットごとに、システム内での発生
事象と比較されるかどうかが決定される。決定ブロック
６８に対する回答がイエスである場合には、ステップ６
９に示すように、論理は第５図に示すフローチャートへ
行く。しかしながら、決定ブロック６８に対する回答が
ノーである場合には、無効な要求をＣＰＵ１１が受は取
っており、エラーが待ちを要求した適用業務プログラム
またはオペレーティング・システムに返される。要約す
ると、決定ブロック６６は発生事象カバイト・ベースで
、待ちになっている所定の事象と比較されるかどうかを
決定する。決定ブロック６８は発生事象がビットごとに
、システムが待っている所定の事象と比較されるかどう
かを決定する。ある特定な事象が待ちＴ／（なっている
場合に、バイト比較手法は役立つものであり、また事象
の選択セットが待ちになっている場合に、ビット比較手
法は役立つものである。
第４図のフローチャートは入来するデータ要求と、所定
の事象マスクをバイト・ベースで比較しなければならな
い場合の、これら２つの比較を示したものである。ステ
ップ７５において、スリーブ・クロック制御装置５２の
スリーブ・クロック準備制御がエネーブルされる。これ
がシステムの非連続的にクロックされる装置に対してシ
ステム・クロック５５を停止させる２つの部分からなる
処理の最初の部分であることを、想起されたい。
次に、ステップ７４において、バイト番ベースで事象発
生データを比較しなければならないデータが、システム
ＲＡＭ１５内の指定された位置、または要求された特定
な入出力装置の位置のいずれかから、読み取られる。決
定ブロック７５において、データの２つの部分の同等性
又は非同等性のいずれの比較をしなければならないかが
、決定される。同等性が必要な場合には、事象データが
所定のデータ（マスク）と等しいかどうかの決定が、決
定ブロック７７で行われる。同等性が存在する場合には
、ステップ７９に示すように、所定の事象が発生し、良
好な戻りコードがセットされ、動作がシステムによって
行われる。しかしながら、決定ブロック７７に対する回
答がノーである場合には、タイム・アウト９フラグがセ
ットされているかどうか、すなわち待ち時間の限度を超
えたかどうかに関する、第２の決定が決定ブロック８１
で行われる。回答がイエスである場合にけ、ステップ８
２において、タイム・アウト戻りコードがセットされ、
待ちを要求しているプログラムに通知が行われる。しか
しながら、タイム・アウトが発生していない場合には、
ステップ８５に示すように、第６図に示すルーチンが実
行され、これはクロックを停止し、外部事象（ＤＡＭま
たは割込要求）によるクロックの再開後の制限時間の経
過をチェックする。入来するデータと所定のマスクを比
較し、これらが等しいかどうかを決定する場合にも、同
様な動作が行われる。これは決定ブロック７６で行われ
、このブロックでのノーは事象、すなわち等しくないこ
とが生じたことを示し、良好な戻りコードがセットされ
、この事象を待っているプログラムにはこれが発生した
ことが、通知される。マスク内のデータが等しい場合に
は、以前に行われたように、タイム・アウト・フラグが
調べられる。
事象発生データを入出力割込ルーチンによってセットす
ることも、あるいは入出力読取りあるいは直接メモリ・
アクセスを介して、入出力装置自体によって直接セット
することもできることに、留意されたい。
第５図のフローチャートは、事象発生データが待ちにな
っている所定の事象と、ビットごとに比較される場合の
動作を、説明するものである。第５図のフローチャート
の動作は、バイト全体ではなくビットが比較されること
を除けば、第４図のフローチャートの動作と同一である
。したがって、決定ブロック８７は、比較されるビット
が等しいか、等しくないかによって、回答が決定される
ということを除けば、決定ブロック７５と同じ機能を果
たす。したがって、決定ブロック８７で比較されるビッ
トが等しい場合には、決定ブロック８９が行われる。し
かしながら、決定ブロック８７で比較されるビットが等
しくない場合には、決定ブロック８８が行われる。決定
ブロック８９におけるように、同等性が要求され、しか
もこれが達成される場合には、ステップ９３がステップ
７９と同じ機能を果たす。同様に、不同等性が要求され
、しかもこれが達成される場合には、ステップ９２がス
テップ７日と同じ機能を果たす。決定ブロック９１なら
びにステップ９４および９５の動作は、それぞれ内定ブ
ロック８１、およびステップ８２．８５と同じである。
スリーブ・クロック制御装置５２からのシステム内の非
連続的にクロックされる装置への出力を停止させる処理
を、第６図のフローチャートに示す。ステップ１０１１
’ｊストツプφクロツク中コマンドがストップ・クロッ
ク制御装置５２内のストツブ・クロック回路に出された
ことを示している。
ストップ・クロック回路の準備ができていないか、ある
いは発生済みの事象によって準備が解除されていると、
出力４０からのクロッキング信号の停止が行われないこ
とに、留意されたい。スリーブ・クロック５１の再開後
、すなわちシステムのクロックされる装置に対する。Ｄ
ＭＡ要求または割込要求のいずれかによる出力４０での
クロッキング信号の出力を、スリーブ・クロックが再度
開始したのち、決定ブロック１０２が行われる。図示の
ように、タイム・アウトが要求されていない場合には、
システムの動作は第４図のステップ６７、または第５図
のステップ６９に戻る。しかしながら、タイムφアウト
が要求されている場合には、タイム・アウト−カウンタ
が決定ブロック１０５において、カウンタが０であるか
どうかについて、チェックされる。タイム・アウト・カ
ウンタがＯに等しくない場合には、システムの動作は再
度、ステップ６７または６９に戻る。しかしながら、タ
イム・アウト・カウンタが０に等しい場合には、ステッ
プ１０４に示すように、タイム・アウトｅフラグが先ず
セットされる。タイム・アウト・フラグがステップ１０
４でセットされたのち、システムの動作は再度、ステッ
プ６７まだは６９に戻る。
第７図および第８図のフローチャートはそれぞれ、ＣＰ
Ｕ１１で動作しているプログラムがキーストロークの発
生を待っているか、あるいはディスケット駆動機構２６
まだは２７の一方がアクセスされるのを待っているかし
ている場合の、システムの動作を説明するものである。
第７図のフローチャートけＣＰＵ１１で動作しているプ
ログラムが鍵盤２８からのキーストロークを待っている
場合の、この発明のシステムの動作の詳細を示すもので
ある。ステップ１１１において、動作しているプログラ
ムは、比較されるのを待っているプログラムが等しくな
いと指定することによって、鍵盤事象待ち機能を呼び出
す。すなわち、鍵盤バッファのスタートを鍵盤バッファ
の終りと等しくなくシ、これによって鍵盤データを受は
取ったことを指定する。この結果は鍵盤事象を記述する
。
さらに、この鍵盤事象の発生に対して、時間の制限はセ
ットされない。ステップ１１２において、スリーブ・ク
ロック制御回路の準備が整えられるが、出力４０へのシ
ステム・クロックの供給は続けられる。ステップ１１４
において、鍵盤バッファ（図示せず）のスタートおよび
終了ポインタが比較される。スタートおよび終了ポイン
タが等しくない場合、これは鍵盤データの待ち状態が受
は取られ、他の鍵盤事象を待つ必要がないことを示す。
その後、入力されていたキーストロークが処理される。
しかしながら、ポインタが等しい場合には、ステップ１
１５に示すように、ライン５０のシステム・クロック出
力が、スリーブ・クロック制御装置３２によって停止さ
れる。さらに、ステップ１１６に示すように、直接メモ
リ・アクセス要求または割込要求がスリーブ・クロック
制御装置５２に提示されるまで、ＣＰＵ１１による実行
が停止される。提示された時点で、スリーブ・クロック
制御装置３２は出力４０上のシステム・クロックのバス
５１への出力を再開する。ステップ１１７において、割
込の受は取り後、ＣＰＵの実行が再開され、ステップ１
１８において、受は取ったばかりのキーストロークの走
査コードが、鍵盤バッファに入れられ、バッファの終了
ポインタが増加させられて、バッファのスタートおよび
終了ポインタが等しくなくなる。キーストロークの処理
後、ステップ１１９は実行がスリーブ・ルーチンへ戻さ
れ、これによってスリーブ・クロックを再度準備し、か
つ鍵盤事象の発生を決定することを示している。
同様に、ＣＰＵＩＩで作動する適用業務プログラムがデ
ィスケット駆動機構２６または２７のいずれかをアクセ
スしている場合の、このプログラムの動作が、第８図の
フローチャートに詳述されている。ステップ１２１にお
いて、実行されているプログラムがコマンドを、ディス
ケット制御装置１９に送る。最後のコマンドがディスケ
ット制御装置１９に送られると１．このコマンドはＣＰ
Ｕと無関係に、ディスケット、駆動機構２６または２７
の一方で、要求された動作の実行を開始する。ディスケ
ット制御装置１９はＣＰＵ　１１に、割込制御装置１２
による割込要求を使って、動作が完了したこと、あるい
はエラーが発生したかどうかを通知する、ステップ１２
２において、実行されているプログラムは「外部事象待
ち」ルーチンを呼び出し、ディスケット割込受信フラグ
がセットされたときの、戻り動作を指定する。ディスケ
ット制御装置１９を使用した場合、タイム・アウト期間
がセットされ、待っている事象がこのタイム・アウト期
間中に発生しない場合に、待ち状態を打ち切る、ステッ
プ１２３において、ストップ・クロック制御回路が準備
されるが、システム・クロックの出力４０上での非連続
的にクロックされる装置への供給は続けられる。決定ブ
ロック１２４において、ディスケット割込ビットがセッ
トされたかどうかが、決定される。ビットがセットされ
ている場合、これはディスケット割込を割込制御装置１
２が受は取り、したがって「外部事象待ち」ルーチンが
終了され、ディスケットの動作力）完了したかどうかが
チェックされることを示す。
しかしながら、ディスケット割込ビットがセットされて
いない場合には、信号がスリーブ・クロック制御装置５
２へ送られ、出力４０上のクロック信号の出力を停止す
る。次の直接メモリ・アクセス要求または割込要求のい
ずれかを、ＣＰＵ　１１が受は取るまで、クロッキング
信号の停止は続く。クロッキングの停止に伴い、ＤＭＡ
要求または割込要求のいずれかを受は取るまで、ＣＰＵ
１１は停止される。上記の２つの事象のいずれかが発生
すると％ＣＰＵ１１の実行が、ステップ１２８で示すよ
うに、再開される。ステップ１２９において、ディスケ
ット駆動機構２６または２７のいずれかが、割込を要求
している装置なのかどうかの決定が行なわれる。そのよ
うな装置である場合には、ディスケット駆動機構２６ま
たは２７の一方に対する割込ハンドラが、ディスケット
割込受信ビットをセットする。最後に、割込が処理され
たのち、ステップ１５０において、制御が「外部事象待
ち」ルーチンに戻され、事象が発生したかどうかを決定
する。待ちルーチンは次いで、終了させられる。
Ｆ８発明の効果 本発明を用いれば、バッテリ一式のコンピュータにおい
て電力消費を節減することができる。
【図面の簡単な説明】
第１図は、この発明によるシステムの機能的ブロック線
図である。 第２図は、この発明によるシステムの全体的な動作のフ
ローチャートである。 第３図は、指定された事象を待っているときのシステム
の機能が示す動作のフローチャートである。 第４図は、受信事象を構成するバイトを所定の事象のバ
イトと比較するフローチャートである。 第５図は、所定の事象のビットの、受信した事象のビッ
トによるテストを説明するフローチャートである。 第６図は、システム・クロックの停止の直前、および直
後における、この発明によるシステムの動作のフローチ
ャートである。 第７図は、鍵盤割込を待っているときの、この発明によ
るシステムの動作のフローチャートである。 第８図は、ディスケット割込を待っているときの、この
発明によるシステムの動作のフローチャートである。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
争コーポレーション代理人　弁理士　　頓　　　宮　　
　孝　　　−（外１名）

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 メモリ、処理装置、入出力装置及び上記処理装置にクロ
    ツク信号を供給するクロツク装置を含む情報処理システ
    ムにおいて、 上記処理装置へのクロツク信号を停止させる手段と、メ
    モリ・アクセスに関する要求又は入出力装置によつて発
    生させられた割込みを検出する手段と、上記割込みの検
    出に応答して上記処理装置へのクロツク信号を再開させ
    る手段とを設けた事を特徴とする情報処理システム。
JP61297873A 1986-01-17 1986-12-16 情報処理システム Pending JPS62169219A (ja)

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JPS62169219A true JPS62169219A (ja) 1987-07-25

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