JPS62222792A - 利用者プログラム可能即時応答システム - 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】 肢土分互 この発明の即時応答システム、中でも特にソフトウェア
の開発環境やプログラムの卵子続き的な記述を許し、即
時に交換機構によって行なわれるような諸機能を修正す
ることができるような言語を活用した電気通信交換機構
の制御に関係のあるものである。

盈ユ曳宜景 即時応答システム、特に電気通信交換機構において、そ
の機構が利用者に予め与えている様々な操作法や機能を
修正したいという必要性がしばしば出てくる。ある特定
の利用者がシステムの機能を修正できるかどうかは、通
信交換技術の中ではそのシステムの機能に慣れることに
かかっていると言われ、利用者がそのような変更をでき
るかどうかは利用者がプログラムできるかどうかにかか
っていると言われている。通信システムにおける利用者
の定義の中には、そのようなシステムを個人で、または
商用で使っている人と、そのようなサービスを供給する
通信会社、すなわち、例えば“アメリテク”のようなリ
ージョナル・ベル・オペレーティング　カンパニーや英
国逓信省のような政府の機関を含む。これら二つのタイ
プの利用者は、利用者プログラム可能性という点では違
った要求を持っている。

通信システムの機能に慣れるという点において通信供給
者が直面している問題は、このシステムを作った人がこ
のシステムを制御しているプログラムを書くのに使った
プログラム言語とそのソフトウェア開発環境に関係のあ
る二つの要因から生じている。最初の要因は、次のよう
な事実に関係している。即ち、多くのシステムが今なお
アセンブリ言語で書かれているのに、今日の通信システ
ムは通常Ｃ言語あるいはパスカルといった高水準手続型
言語で記述されているプログラム゛を実行するようなコ
ンピュータによって制御されているということである。

Ｃ言語やパスカルのような手続型言語で記述されている
通信システムプログラムの問題は、通信システムからの
異った信号に対処するプログラムで定義されている処理
の実行の順序が単に指示文の順序どおりであるにすぎず
、プログラムの対応がいかなる時点でもその通信システ
ムの状態やシステムの信号に、直接には基づいていない
という点である。この問題のために、通信システムのプ
ログラム構造をよく知った専門家しか通信システムを修
正したり新しい機能を追加したりできないのである。な
ぜなら現存している機能を修正したり新機能を追加する
のには、そのプログラム指示文のどこを変更しなければ
ならないのかを知る必要があるからである。

二つ目の要因は、通信制御プログラムは普通、通信シス
テムを制御するのに使われるものとは別のコンピュータ
システム上で開発されるということである。これらの開
発しているシステムは通信システムの完全な一部分にな
るのではなく開発されたプログラムをその通信システム
にすっと持って行くことはできないのである。それに加
えて、これらの開発システムは特別な用途のものであり
熟練した監督者が要る。そのような一つの開発システム
が［ソフトウェア開発ツールＪ　　（ＡＴ＆ＴＪ、　Ｅ
、　Ｒｉｔａｃｃｏ　　Ｊ、　Ａ、　５ａｎｔｉｌｌｉ
ｌｉＦ）という表題の記事の中で記述されている。

現在の通信システムに修正を加えるのに必要な言語だけ
でなく開発システムをも製作者が提供しようとしている
例が「ニドランドテレフォンにおける交換型ソフトウェ
ア開発」　（通信交換システムのためのソフトウェア・
エンジニアリングに関の記事の中で記述されている。こ
の記事の中では、利用者のソフトウェア開発を製作者の
開発用システム上で行ない、それに続くプログラムの導
入・設置も製作者側の人員によって行なわれるというデ
ンマークのニドランドテレフォンの経験談が紹介されて
いる。確かにこのアプローチはニドランドテレフォンが
プログラムを開発できるようにしたが、通信システムを
動かしているプログラムに関する広くて深い知識だけで
なく開発用システムに関する膨大な知識をもニドランド
テレフォンが開発する必要があった。

上記のアプローチは可能ではあるが望ましくはない。な
ぜなら通信供給者は、経済上の理由で異なった製作者か
らの様々なシステムを使うことを好み、注文した機能を
提供するのにコストが高くなるためある特定の製作者の
システムに固定されることを好まないからである。

通信の運用会社あるいは逓信省が通信システムに対して
提供される諸機能がどのようなものであるべきかを詳し
く示されるような一つのアプローチが、Ｓ　Ｄ　Ｌ　（
Ｔｈｅ　５ｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ　Ｄｅｓｃｒｉｐ
ｔｉｏｎＬａｎｇｕａｇｅ−仕様記述言語）であり、そ
れは現在ＣＣＩＴＴ委員会によって取り決められている
。

Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ、）　Ｖｏｌ、　Ｃａｍ
　−３０、魚６．１９８２年〒Ｔ丁石粥５ビ ５　　　（５ａｒａｃｃｏ）著）の標題の記事の中に記
述があり、ＣＣＩＴＴ仕様は勧告Ｚ１０１−１０４　　
（ＣＣＩＴＴイエローブック、国際通信連合、ジュネー
ブ、スイス、１９８１年）の中で示されている。ＳＤＬ
言語は、状態と通信信号情報に関して通信システムが提
供すべき機能と特徴点を通信供与者が記述できるように
するものである。一度通信供与者がＳＤＬを、外形を記
述するものとして使えば、製作者は、“ＣＩＩＩＬＬ　
”とか“Ｃ”といったような彼らが好きな言語で自由に
その記述内容を実行できるのである。このＳＤＬを使っ
たアプローチは確かに通信供与者がソフトウェア開発を
管理し詳しく表わすことができるようにしているのでは
あるが、それにもかかわらず今なお通信供与者は業務の
履行という点で製作者に従属したままであり任意に変更
できる柔軟性を与えられていない。

通信システムの最終利用者に様々な種類のサービスを提
供するという問題点に対する一つの解決方法は、製作者
が大量のサービスを提供できる通信システムを構築し通
信供与者あるいは業者に、これらのサービスのうちのど
れをどのグループのＷｏｏｄｌａｎｄ、　Ｇ、　Ａ、　
Ｒｅ１ｓｎｅｒ、　Ａ、　Ｓ、　Ｍｅｌａｍｅｄ％の「
システム管理Ｊ　　（ＡＴ＆Ｔテクニカルジャーナル、
６４巻、１ｌｈｌ、１９８５年１月刊）の記事の中で例
解されている。この解決方法は多くの問題点をはらいで
いる。そのうちの一つは利用者が望みそうな種類のサー
ビスを予め全部見通しておくことが困難であり、またこ
れらのサービスを正しく提供するやり方を予知しておく
ことが難しいという点である。製作者が大きな費用をか
けて開発した多くの特殊サービスは、製作者側・利用者
側双方ともその通信システムの性能に満足できないもの
となり利用者にはほとんど使われていないことが解った
のである。

手続き型プログラム構造やこれらの通信システム用プロ
グラムを開発するのに使う開発用システムのために、単
に最終利用者向けの利用者プログラム可能性ということ
では最大の法人利用者に対してでさえも実用的であると
は言えない。最終利用者が特殊な通信サービスを手に入
れるための一つのアプローチは法人利用者が製作者に、
ある機能をつけるように頼むことである。このアプロー
チは、利用者側から見ても製作者側から見ても望ましい
ものではない。製作者は一つの利用者だけにしか使われ
ないソフトウェアを開発するのに貴重な人的資源を配置
する必要がある。利用者側から見れば、そのようなサー
ビスを提供するのに製作者にかかる費用が高くなるとい
うことである。

それに加えて通常そのような要求かもとで大巾な遅延が
生じるのである。

利用者プログラム可能性に対するもう一つのアプローチ
が「ネットワークサービスの利用者管理」Ｅ、　Ｇ、　
５ａｂｌｅ、　Ｒ，Ｊ、　Ｓｔｅｗａｒ帽）という標題
の記事の中で記述されている。その記事の後段では商用
の利用者が現在の諸機能をＡＴ＆Ｔの“７ドハンスト８
００サービス”に適合できるように形ち造るシステムの
ことが記述されている。その利用者はサービス管理シス
テムによって提供されている利用者に親切なインターフ
ェイスを活用して、サービスの論理的な体系を定義する
のに木構造を使って現在の諸機能を望ましい形の−まと
まりのサービス群に形造っている。様々な順序と組合せ
で機能を−まとまりのものにできるために、利用者は自
分たちの要求に合ったパフケージを提供する様々な機能
を仕立て上げることができる。こういった可能性は非常
に有効なものであるが、利用者が直接にコンピュータに
電話通信網を制御するようにプログラムすることは許さ
れていないし、できる変更の種類にも限りがある。

前述のことから考えて、最終利用者や通信サービスの提
供者が通信システムによって提供される諸サービスを迅
速かつ経済的に修正できるようにするプログラム言語や
ソフトウェア開発システムに対する要求があると考えら
れる。それに加えて、こういった修正を行なうには現存
しているサービスがたとえ新しいものに置きかえられる
としても、その現存しているサービスや特徴点が履行さ
れる様式を最小限理解していることが必要であろう。

また通信システムの場合、正常な業務運行を妨げること
なくこういづた修正ができるものであるべきである。そ
れに加えて、開発用のシステムは多くのプログラマ−が
慣れているもので通信産業に深く結びついていないよう
な標準的なものであるべきである。この後者の要求は、
利用者が通信システムを専門としているプログラマ−だ
けに限定される場合よりも広くプログラム作成能力の基
盤を広げることができるようにするだろう。

ｌ王立！對 当発明の諸原理は、実証的な方法と構造的に具体化した
もので編成されており、そこでは絶対に必要なソフトウ
ェア開発用通信システムが提供されており現在の制御プ
ログラムを最小限知っていれば新しい通信に関する諸機
能をプログラムすることができ、また商用的に利用可能
なソフトウェア開発システムと卵子続き型プログラム言
語を前提としている。従って当案の原理に従えば前述の
問題点は解決され技術的な進歩が達成される。更にこの
絶対必要なソフトウェア開発用通信システムを使えば、
新しい機能の追加や現在の機能の修正をシステムの通常
運転中に繰り入れることができる。

先づこのシステムの優れている点は、非常に多種の状態
をとることができ、非常に多種の信号を発することがで
きる。コンピュータシステムは、先づ最初の一組のサー
ビスを提供するためにシステムの連絡機能を制御する一
番目のプログラムルーティンを実行する。その一番目の
プログラムルーティンの制御下になるコンピュータシス
テムはシステム状態やシステム信号に直接に反応するよ
うになっている。コンピュータシステムは第二番目のプ
ログラムルーティンを実行することによりソースコード
をコンパイルする追加的なサービスを定義しているソー
スコード指示文に反応するようになる。第三番目のプロ
グラムルーティンは、そのコンピュータシステムが最初
のプログラムルーティンを更新する追加的なサービスを
定義しているコンパイル済のソースコード指示文に反応
するようになるように制御する。第四番目のプログラム
ルーティンは最初のプログラムルーティンの更新された
部分を有効なものとするように実行される。

次に優れている点として、コンピュータシステムはシス
テムの通常の即時応答制御を妨げないようなやり方で最
初のプログラムルーティンをコンパイル済のソースコー
ド指示文で更新する。またこのコンピュータシステムは
更新された部分を含んでいる最初のプログラムルーティ
ンを実行する一つ目のプロセッサーとコンパイルを実行
する二番口のプログラムルーティンを実行する二つ目の
プロセッサーから成っている。

次に優れている点として、四番目のプログラムルーティ
ンは予め定義されているシステム状態や信号の発生によ
って、それらの各々が実行されるような非常に多くの指
示文のグループから成っている。最初のプログラムルー
ティンの更新部分は、それが可能な状態であることを示
すシステムタイム信号に反応する四番目のプログラムル
ーティンのあるグループの指示文によって有効なものと
なる。また、三番目のプログラムルーティンは最初のプ
ログラムの更新部分が有効でないようにするべきだとい
うことを示す信号を発する二番目のタイムシグナルに反
応する、その後半部のルーティンのある指示文のグルー
プにより発せられる二番目のシステムタイム信号の発生
に基づいて更新部分が有効でなくなるようにするために
提供される。最初のプログラムルーティンの更新部分は
、また予め定義された状態と信号によってそれぞれが有
効となる指示文のグループを含んでいる。この更新部分
の指示文グループのうちの一つが、更新部分を有効でな
くする信号に反応するのである。

他に優れている点として、状態の推移に基づいて通常行
なわれる普通の運転操作の実行を容易にするために、最
初のプログラムルーティンにはシステムの現在の状態を
別の状態に変更する時には許可信号を発する一組の指示
文と次の状態に入った時にそのことを示す入力信号を発
する一組の指示文がある。これら二つの信号は次によう
に使われる。最初のプログラムルーティン中の二番目の
指示文グループは共通の出口処理を行なうための許可信
号に反応し、三番目の指示文グループは共通の入口処理
を行なうための入力信号やその他の状態に反応するよう
になっている。

この実例的な方法によれば、様々な状態をとり多くの信
号を生成する音声・データ通信システムを、利用者がプ
ログラムし制御できる。第一の処理装置は、基礎的な命
令群から成る命令のセットを実行して、システムを制御
する。第二の装置は、才子続き型言語で書かれた原始コ
ードを翻訳に使われる。この方法は以下の諸段階で構成
される。

１）基礎的な命令群の実行により、第一の処理装置がシ
ステムを制御する段階。それぞれの命令群は、システム
の状態やシステム信号に応じて個々の処理を行うように
、予め定義されている。

２）機能の追加や基本的な機能の修正を定義した原始コ
ードプログラムを入力する段階。

３）入力したコードを付加的な命令群に翻訳する段階。

この命令群は第一の処理装置に追加された機能を実行さ
せるためのものである。

４）その付加的な命令群を、第二の処理装置から第一の
装置に転送する段階。

５）付加的な命令群を加えた基礎的な命令群を、予め定
めた優先関係をつけて更新する段階。

６）付加された命令群を活動材する段階。

第一の処理装置は多くの制御構造を持つが、゛都合の良
いことに、この方法は更に次のような段階を包含する。

・多くの制御構造のそれぞれについて個別に、特定のシ
ステム状態とシステム信号に対し、予め定めた優先関係
に従って命令群の一つ一つを関係づける段階。

・現在のシステム状態とシステム信号の発生に応じて、
制御機構のうち一つを識別する段階。

・識別された制御構造により最も高い優先度が与えられ
ている命令群を実行して、最初のサービス処理を行う段
階。

・識別された制御構造により二番目に高い優先度が与え
られている命令群が、最も優先度の高い命令群の一つを
実行することによって、実行できるようにする段階。

・三番目の優先度の命令群が、二番目の優先度の命令群
の一つを実行することによって、実行できないようにす
る段階。

この方法は更に、命令セントの非活動化や活動化のため
に、決められたシステム状態と信号に反応する一つの命
令群によって制御される非活動化まかは活動化を提供す
る。

加えて、制御構造はそれぞれ、システム状態のうちの一
つと関係しており、多数の表より構成されている。この
表はそれぞれ、関係する制ｉ１［１構造のシステム状態
で発生するシステム信号のうちの一つと関係している。

その更新段階は以下の段階より成る。

・追加される命令群の各々の実行を活動化する状態と信
号に対応する表を決定する段階。

・決定した表に、追加する命令群のそれぞれを参照する
情報を格納する段階。

同様に、ある命令セントが非活動化されるときは、その
制御構造の諸表中にある、非活動化される範囲の命令群
に対する参照情報の全てが取り除かれる。

状態遷移についても、好都合なことに、この方法は次の
ような段階を包含している。

・第一の命令群中のある命令を実行して、現在のシステ
ム状態から別のシステム状態への変化を初期化する段階
。

・現在の状態から出ることを示す離脱信号を生成する段
階。

・離脱信号と現在の状態に応じて、現在の状態から出る
前に、第二の命令群の一つを実行して、共通の出口処理
を行う段階。

・別の状態に入ることを示す別の信号を生成する段階。

・入場信号と入る状態に応じて、前記の別の状態に入る
ときに、第三の命令群の一つを実行して、共通の人口処
理を行う段階。

荘Ｌ」隨 この発明の主題である通信システムを、図１で説明して
いる。このシステムは、音声とデータの双方を１００バ
ス経由でパケット交換できる。顧客ユニット、つまり音
声通信用の電話器、データ通信用の端末をそれぞれここ
に接続する。各々の顧客ユニットに接続されたコンピュ
ータは、プログラムの制御下で、音声またはデータ通信
用の顧客ユニットを制御する機能をもつ。個々の顧客ユ
ニットのコンピュータは、その顧客向けに特殊化したサ
ービスを提供するプログラムを実行する。

このプログラムは、新しい非手続き型言語で記述される
。この言語は、システムの状態と通信に関する事象との
関係を、明確に直接にプログラムすることができる。顧
客は、１０１計算機を制御するＵＮＩＸオペレーティン
グシステム上で、この非手続き型言語を使って原始コー
ドを記述することにより、自分のユニットを特殊化する
ことができる。その原始コードは翻訳され、その顧客の
コンピュータに転送される。サービス間優先機構の利用
により、新しく翻訳されたコードは、活動化の時点で、
決まった優先度がつけられてコンピュータに格納される
。通信サービス会社も同様に、磁気テープやその他の媒
体を使って１０１コンピユータに直接にプログラムを与
え、続いて顧客ユニットにプログラムを転送することが
できる。

図１の通信システムが供給する、基礎的な電話サービス
の状態図表が図２である。それに伴う原始コードプログ
ラムが図３と４にある。このシステムに新しいサービス
をつけ加えるには、顧客がデータ端末を用いて、１０１
コンピユータを制御するＵＮＩＸオペレーティングシス
テムに接続すればよい。ＵＮＩＸの標準的な編集技法を
使って、図５のようなプログラムを入力する。詳細は後
述するが、図５のプログラムは通話転送機能を提供する
ものである。１０２顧客ユニットから任意の指定する顧
客ユニットへ、通話の転送ができる。

また、通話関係者確認もできる。１０２顧客ユニットへ
の通話関係者を、１０６端末で確認できるものである。

加えて、活動化と非活動化の機能も提供する。通話転送
機能が、労働時間中には働き、そうでない時間には働か
ないようにするためのものである。

これらの新しい機能をプログラムするのに、顧客は機能
が発動するときの通話状態と、機能を発動させるシステ
ム信号にだけ気を配ればよい。加えて、この変更が影響
するのは１０２ｆｆ客ユニットだけであり、図１の通信
システムを利用する他の顧客群は影響を受けない。

図５のプログラムを準備したら、次に顧客はＵＮＩＸの
制御下でプログラムの翻訳を行う。図５の原始コードを
、図８に示す書式に翻訳するものである。翻訳されたコ
ードは１１０パス経由で１０４コンピユータに転送され
る。１０４コンピユータを制御するオペレーティングシ
ステムは、図８の情報に応じて、図９のプログラムを時
分割方式で実行する。通常の通信サービスを阻害しない
ためである。

図８のような転送された邦訳後のコードは、活動化によ
って、図６や７のような論理信号表に格納される。この
表は、全ての信号を、その信号が発生する状態と結びつ
ける。一度転送を行った後は、顧客が手動で活動化命令
を実行することによってこの新しいサービスを活動化す
ることもできるし、また、他のコードによって自動的に
行わせることもできる。そのコードは、図５の通話転送
機能の活動化のところで説明しであるようなものである
。

次の節で詳しく述べるが、この非手続き型言語の原始語
である５ＴＯＰとＣ０ＮＴＩＮＵＥに対応する図６と７
の論理信号表の物理的な構造は、新しいサービスが、そ
れぞれの状態で、元からある基礎的な命令コードの実行
や実行禁止をするかしないかを制御できるようになって
いる。加えて、事象特定語であるＥＮＴＥＲとＬＥＡＶ
Ｈについては、多くの状態遷移を経由しである状態に入
りあるいは出るときに通信システムのさまざまな局面を
初期化したり、再設定したりする問題に、プログラマ−
が関わらな（でよいようになっている。この非手続き型
言語は、状態や通信システムからの信号情報との関係と
いう形で、各処理を明確に定義する。そのため顧客は顧
客ユニットを必要に合わせて簡単に、すぐにプログラム
できる。加えて、商業的に普及しているＵＮＩＸオペレ
ーティングシステム上で実際の原始コードが記述され翻
訳されるので、通信型システムに特別に熟練したプログ
ラマ−に対する必要は大幅に緩和される。

大施拠ｑ脱皿 本発明の対象であるソフトウェア・システムは図１に示
したハードウェア・システムによってを利に実施される
。しかし、他のハードウェア・システムもここに図説し
たソフトウェア・システムで制御可能であることは当業
の者には明白であろう。図１のハードウェアは複数の顧
客ユニット１０２から１０３までから成っている。それ
ぞれの顧客ユニットは１基のコンピュータ、１基の電話
受話器および１基のデータ端末から成っている。

音声およびデータ情報がハス１００を通じてパケットの
形で通信される。バス１００はエテルネット（登録商標
）型であることが有利であるが、米国特許第４，４９４
，２３０号に記載されたようなパケット交換システムで
あっても良い。顧客ユニット１０２はコンピュータ１０
４と端末１０６を含んでいる。コンピュータ１０４はこ
こには示していないがバス１００、電話受話器１０５お
よび端末１０６とのインターフェイスのための装置なら
びに音声情報を受話器１０５との間でバス１００を通じ
てやりとりするのに使用されるアナログ・デジタル転換
を行なうための装置を含んでいる。

システムの初期化ならびに顧客ユニットのオペレーショ
ンの変更を実施する必要が生じた場合は、非手続的言語
で表現されたスクリプトが一つの端末を通してコンピュ
ータ１０１にエンターされる。

コンピュータ１０１はこれらのスクリプトをコンパイル
し、続いてそのうち解決可能な表現をバス１１０を通し
て顧客ユニットのプロセッサから該ユニットの指定され
たメモリーにダウンロードする。各スクリプトは複数の
トリプルから成り、各トリプルは一つの状態定義、一つ
の事態定義および一つの動作定義から成っている。事態
定義はどの信号が該トリプルを起動するかを定義し、動
作定義は該トリプルの起動の場合に取られるべき動作を
定義している。動作定義は一つの指示グループから成っ
ている。単純旧式電話（ＰＯＴ）用のトリプルを起動さ
せる状態と信号を図２に示した。

図２は局番から局番への通話の最中に顧客ユニット１０
２から１０３までの間の一つのものがある状態２０１か
ら２０８までを状態グラフィックの形で示したものであ
る。新しいシステム上の要求を充足するために、図示し
た状態の数を拡張することは当業の者には明白であろう
。信号２０１から２２４までは事態を表現するが、その
発生はそれぞれある一つの状態から別の状態への変化を
生じせしめる。ここでもまた、新しいシステム上の要求
を充足するために信号数を拡張することは当業の者に明
白であろう。

例えば通話を発信しようとする場合、該顧客ユニットは
まずアイドル状態２０１にあって受話器の取り上げが行
なわれな（ではならない。受話器の取り上げという事態
は取り上げ信号２０１を通じて該顧客ユニットをダイヤ
ル状態２０２に置く。

端末から番号が集められると、状態は番号信号２１１に
よってダイヤル状態２０２から発信パルス状Ｂ２Ｏ３に
変えられる。

発信パルス状態２０３においては、着信側顧客ユニット
に呼び出し終了の要請が送られる。もし着信側の顧客ユ
ニットが話し中の時は話し生信号２１７を通じて話し生
状６２０７がエンターされる。発信パルス状態２０３ま
たはダイヤル状態２０２または話し生状態２０７の間に
発信側顧客ユニットが受話器を戻すと、その発信側顧客
ユニットは受信器戻し信号２１６．２１５または２１８
のいずれかを通じてアイドル状態２０１に復帰させられ
る。

着信側顧客ユニットが話し中でない場合は、発信側顧客
ユニットは呼び出し信号２１２を通じて可聴状Ｂ２０４
に入る。可聴状態にある間は発信側顧客ユニットは呼び
出し音が聞こえる。可聴状態２０４にある時に発信側顧
客ユニットの受話器が置かれると受話器戻し信号２２４
を通じてアイドル状態２０１に戻される。着信側顧客ユ
ニットが電話に答えると発信側顧客ユニットは応答信号
２１３を通じて通話状Ｂ２Ｏ５に移る。

通話状態２０５に入ると発信側と着信側はバス１００を
通じて音声パケットを交換する。もし着信側が先に電話
を切ると、発信側は接続解除信号２１９を通じて通話状
態２０５から接続解除状態２０６に移行する。もし発信
側が先に電話を切ると、発信側は受話器戻し信号２１４
を通じて通話状８２０５からアイドル状態２０１に移行
する。

前述の例を着信側の観点から考察して見よう。

他の顧客ユニットが音声接続を希望していることを示す
バス１００を通じてメツセージ２２３を受は取ると、着
信側顧客ユニットは原生信号２２３を通じてアイドル状
態２０１から呼び出し状態２０８に移行する。呼び出し
状態２０８にある間は、着信側は呼び出し音が聞こえる
。着信側顧客ユニットが受話器を取ると、受話器取上げ
信号２２１を通じて通話状態２０５に移行する。その代
りにもし発信側ユニットが着信側ユニットの呼び出し状
態２０８の間に受話器を置いてしまうと、発信側ユニッ
トはバス１００を通じて連絡されたあるメソセージに含
まれた接続解除信号を伝達する。この接続解除信号に反
応じて、着信側顧客ユニットは接続解除信号２２２を通
じて呼び出し状態２０８からアイドル状態２０１に移行
される。

さて本発明であるが、図２に示した様々の状態からの移
行を実行するための一つのスクリプトを図３および図４
に示した。該スクリプトは単純旧式電話（ＰＯＴ）サー
ビスまたはトリプルを用いた基本的電話サービスを実行
する。後者は一旦コンパイルされると、メモリー１０８
に保持され、プロセッサ１０７によって実行される。図
３および図４に用いた言語の詳細を付録Ａに示した。当
業の者にあっては、トリプルを順序づけする必要のない
ことを図３および図４において認めることができる。実
行の順序は状態・事態に関する情報ならびにスクリプト
のダウンロードと起動の間およびトリプルの実行の間に
実行されるスクリプト開割？Ｉ［を構によって明示的に
指定されるのである。

顧客ユニット１０３が顧客ユニット１０２と通話すると
いう例について考えて見よう。顧客ユニット１０２は図
２のアイドル状態２０１にある。

通信が接続されようとしていることを告げる原生信号２
２３を含んだメツセージを顧客ユニット１０３から受は
取ると、トリプル３０３の原生事態が一致し、そこでそ
のトリプルは起動する。

＄　５ＯＵＲＣＥ変数は事態認識のためコンパイルされ
たコードによって顧客ユニット１０３の電話番号と同じ
ものにセットされる。実行されるべき動作はトリプル３
０３の動作規定によって特定される。

まず＄　５ＯＵＲＣＥ変数の情報が後で使われる目的で
＄　ＯＲＩＧ　ＩＮＡＴＯＲ変数に転移され、呼び出し
信号２１２を含んだメソセージが、顧客１０２は呼び出
し状態にあることを顧客ユニット１０３に告げるための
５ＥＮＤプリミチブの実行により、バス１００を通じて
顧客ユニット１０３に伝達される。次いで＄　５ＯＵＲ
ＣＥ変数の情報が後で使用される目的で＄　０ＴＩＩＥ
ＲＰＡＲＴＹ変数に移転される。最後に実行されるオペ
レーションは顧客ユニット１０２の次の状態は呼び出し
であるべきことを措定するＮＥＸＴＳＴＡＴＥブリミチ
ブの実行である。状態が呼び出しに変えられると、呼び
出し状８２０８のためのエンター信号が発生される。該
エンター信号−は後者の状態の内部で発生されるので図
２には示していないが、図３８において詳細に説明があ
る。該エンター信号の発生はトリプル３０５の実行をも
たらす。トリプル３０５の動作規定は可聴の呼び出し「
音」または「表示」を受話器１０５にもたらす。

図２に示したとおり、顧客ユニット１０２は受話器を取
ることによって取り上げ信号２２１が発生されるか、ま
たは顧客ユニット１０３がらバス１００を通じて接続解
除信号２２２を受は取るかのいずれかにより、呼び出し
状Ｂ２Ｏ３を脱する。

顧客ユニット１０３からの接続解除信号２２２は顧客ユ
ニッｌ−１０３の受話器が置かれたことを示す。顧客ユ
ニット１０２の受話器が取り上げられた時は、取上げ信
号２２１が発生され、トリプル３０８が実行される。ト
リプル３０８は顧客ユニッｌ−１０３に対して、顧客ユ
ニット１０２が応答したとのメソセージを含んだ応答信
号２１３を伝える。さらに、ＮＥＸＴＳＴＡＴＥブリミ
チブによって、状態は通話状態２０５に変換される。状
態が変換されると、離脱信号が発生され、トリプル３０
６が実行されるが、この動作規定は可聴呼び出し「音」
または「表示」が受話器１０５から除去されるようにせ
しめる。この離脱信号は呼び出し状態２０８の内部で発
生されるので図２には示していないが、図３８において
詳細な説明がある。

顧客ユニット１０２が呼び出し状態２０８にあって接続
解除信号２２２を受けた時は、トリプル３０７が実行さ
れる。このトリプルは発信側顧客ユニット１０３の受話
器が置かれた時に顧客ユニット１０２が行なうべき動作
を指示する。しかしこの時点では接続はまったくなされ
ていない。メツセージが発信側顧客ユニットからのもの
でなければ、顧客ユニット１０２は単に呼び出し状態２
０８に引続きおかれる。顧客ユニット１０３から接続解
除信号２２３が送られてくれば、トリプル３０７の動作
規定が実行されてＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチブが該シ
ステムをアイドル状態２０１に復帰させる。

顧客ユニット１０２を呼び出し状態２０８から離脱させ
る信号が取り上げ信号２２１であった場合は、トリプル
３０８は応答信号２１３を顧客ユニット１０３に伝達せ
しめ、顧客１０２をして通話状態２０５にエンターせし
める。通話状態２０５に入ると図４のトリプル３２０が
実行される。後者のトリプルはバス１００を通じた顧客
ユニット１０３への音声経路が成立するのに必要なコン
ピュータ１０４内部で実行されるべき内部作業を実行さ
せる。

顧客ユニフ）１０２の受話器が置かれると、トリプル３
２２が実行され、顧客ユニッｌ−１０２が接続解除とな
ったことを告げる接続解除信号２１９を顧客ユニソｌ−
１０３に伝達する。さらに、ＮＥＸＴＳＴＡＴＥブリミ
チブが実行され、顧客ユニット１０２をアイドル状態２
０１に復帰させる。該ＮＥＸＴＳＴＡＴＥブリミチブの
実行は離脱信号を発生させ、トリプル３２１の実行をも
たらす。トリプル３２１の動作規定はＤＩＳＥＮＧＡＧ
Ｅプリミチブの実行によって顧客ユニット１０２用バス
１００への音声接続を解除する。

このインタースクリプト制御機構ならびに顧客ユニット
の環境制御のためのスクリプトの起動・停止をより詳細
に検討する目的で、図５に示したスクリプトを考えてみ
よう。そこに示したスクリプトは電話転送（ＣＦスクリ
プト）、発信者確認（ＣＰＩスクリプト）ならびに電話
転送（ＣＦ　Ａ）フィーチャの起動・停止を提供する。

これらのスクリプトはコンピュータ１０２によってコン
パイルされ、その後顧客ユニット１０２のコンピュータ
１０４にダウンロードされる。コンピュータ１０４はこ
れらスクリプト内で指定された異なる事態が生じた場合
にＣＦスクリプトがＣＰＴおよびＣＦＡスクリプトに優
先するよう、これらスクリプトを図説的に保存する。

転送フィーチャは顧客ユニット１０２に宛てられた通信
について、端末１０６を通した顧客エンタリング・デー
タによって予め特定された別の顧客ユニットに転送する
ことにより機能する。発信者確認フィーチャはどの顧客
ユニットが顧客ユニット１０２に通信しようとしている
かを端末１０６に表示する。ここに示した例では転送フ
ィーチャが発信者確認フィーチャに優先する。従って、
もし転送フィーチャが機能している場合は、発信人確認
フィーチャが実行されないので、発信人確認フィーチャ
は発信側顧客ユニットの身元を表示しない。もし転送が
機能していない時は、発信人確認フィーチャは顧客ユニ
ット１０２がアイドル状態にない場合のものも含め、そ
れまで顧客ユニット１０２に対して向けられたすべての
発信人を確認する。

転送フィーチャ用のＣＦスクリプトは図５に示したよう
にトルプル５０１と５０２から成っており、５ＴＯＰと
Ｃ０ＮＴＩＮＵＥのプリミチブを用いたインタースクリ
プト序列機構を発揮する。トリプル５０１は図２に示し
た状態のいずれにおいても実行可能である。トリプル５
０１の起動は端末１０６に「＃」がタイプさたことを示
す入力信号によって行なわれる。かかる入力信号が発生
されると、トリプル５０１の事態定義は顧客が端末１０
６上で「＃」の後にタイプする一連の文字と等しいもの
に＄　ＣＦＮＵＭＢＥＲ変数をセットする。トリプル５
０１の作動定義は５ＴＯＰプリミチブを実行し、その結
果、いかなる状態下でもどんなスクリプトの他のトリプ
ルによって該入力信号によってそれ以上の処理が行なわ
な（なる。ここで５ＴＯＰブリミチブも実行する目的は
、インタースクリプトの序列を制′４′Ｂすることより
も、むしろ該入力信号のそれ以上の処理を停止すること
にある。

トリプル５０１が起動されており、かつ＄ＣＦＮＵＭＢ
ＥＲが特定された顧客ユニット１０３の番号に等しくセ
ットされていると仮定すれば、いかなる状態下であって
も受信された一つの原生信号２２３はトリプル５０２を
実行させる。トリプル５０２の実行の結果、まず＄　５
ＯＵＲＣＥ変数が事態定義によって発信側顧客ユニット
の番号と等しくセットされる。次いでトリプル５０２の
作動定義は、＄　ＣＦＮＵＭＢＥＲ変数がノナル値にセ
・ノドされていることならびに該ノナル値が発信側顧客
ユニットの番号と等しくないことを確認する。これらの
条件が満足されていれば、トリプル５０２の作動定義の
“ｔｈｅｎ“ステートメントが実行され、その結果Ｆ〇
四ＡＲＤ　、　ＰＲＩＮＴおよび５ＴＯＰのプリミチブ
が実行される。ＦＯＲＷＡＲＤプリミチブは＄　５ＯＵ
ＲＣＥ変数の値を、通話開始が意図されていることを示
す原生信号２２３と共に、特定された顧客ユニットに転
送する。加えて、ＰＲＩＮＴプリミチブは該通話が該特
定顧客ユニフトに転送された時間を示すメツセージを端
末１０６にプリントアウトする。そして最後に５ＴＯＰ
プリミチブが実行され、顧客ユニット１０２の該状態下
で原生信号に反応するＣＰＩとＰＯＴのスクリプトの該
トリプルの実行を阻害する。５ＴＯＰプリミチブが実行
されることにより、ＣＦスクリプトは通信を開始しよう
とする場合に起生ずる通常の作動を阻止することが可能
となる。

この５ＴＯＰプリミチブはインタースクリプト制御機構
の一部である。

トリプル５０２の“ｉｆ″ステートメントで規定された
条件が満足されない場合は、Ｃ０ＮＴＩＮＵＥプリミチ
プが実行される。後者の実行の結果、制御は序列の低い
スクリプトの他のトリプルに移される。

その場合においては、該原生信号２２３はＣＰＩとＰＯ
Ｔのスクリプトによって扱われる。ＣＰ［スクリプトが
いかなる状態下においてであれ該原生信号２２３を受信
すると、トリプル５０４の作動定義は原生信号で特定さ
れた顧客ユニットから通信があったことを示すプリント
アウトを行ない、そして通話をセットするためのＰＯＴ
スクリプトのオペレーションを起生させるためにＣ０Ｎ
ＴＴＮＵＥプリミチブを実行する。制御がＰＯＴスクリ
プトに移ると、図３および４で既に示したような抵抗が
設定される。

では図５で示したＣＦＡスクリプトがどのようにＣＦス
クリプトを起動または停止させるかを検討してみよう。

時刻が午前８時になると時間信号が発生されトリプル５
０６が実行される結果、もし曜日がそれぞれ１から５ま
でと指定された月曜日から金曜日までであればＣＦスク
リプトが起動される。午後５時にはもう一つの時間信号
が発生される。そしてそれに反応してトリプル５０７が
実行され、曜日が土曜日もしくは日曜日でなければＣＦ
スクリプトを停止する。土曜日か日曜日の場合は、Ｈａ
　ＣＦスクリプトは金曜日の午後５時に停止された状態
にあるのが通常である。

コンパイラ−はコンピュータ１０１によって実行され、
図３．４．５に示したスクリプトに反応じて、これらの
スクリプトをコンパイルした上で、図であればコンピュ
ータ１０４にコンパイルされたトリプル・コードを伝送
する。後述するように、コンパイルされたスクリプトが
ダウンロードされると、コンピュータ１０４で実行され
た起動オペレーションはスクリプト間に次のとおりの序
列を設定する。すなわちＣＦＡ、ＣＰｒおよびＣＰ間で
ＣＦＡが最上位の序列となる。加えて、ＣＦＡ。

ＣＰＩおよびＣＦスクリプトはその後の時点でコンパイ
ルされダウンロードされることが可能である。コンピュ
ータ１０４の一つのプログラムはこれらスクリプトのコ
ンパイルされたトリプルに反応じて、これらのトリプル
を図６にロジ・ツク的に示したようにアイドル状態、呼
び出し状態および通話状態に対応して保存し、また、こ
れらトリプルの実行方法を与える。他の状態と関係した
トリプルも同様に保存されることになる。該トリプルは
各状態に対応した事態定義毎にグループ分けされる。

図１１．１２および１３に示したように、現在の状態が
状態定義上対応する時に固有の事態定義に対応する信号
に反応して一つのトリプルが実行されることを可能にす
るインデックスが用意されている。例えば、アイドル状
態２０１の時に受信された原生信号２２３は、ＣＦスク
リプトのトリプル５０２、ＣＰＩスクリプトのトリプル
５０４、そしてＰＯＴスクリプトのトリプル３０３をシ
ーケンス的に起動することができる。

コンピュータ１０１からのコンパイルされたコードを受
信し、その情報を図１５に示したロジックの形で起動、
保存、実行するためにコンピュータ１０４内部で実行さ
れる様々なプロセスを図１１に示した。

同じく図１１に示したのは、顧客ユニット内の様々なプ
ロセスの間で交信される信号である。例えば、前述の説
明において、顧客ユニット１０３から顧客ユニット１０
２に発信される原生信号２２３はＶ−ＲＣＶプロセス１
００２によってバス１００を通じコンピュータ１０４に
受信される。

そして後者のプロセスはオペレーティング・システム通
話を通じてフィーチャ制御プロセス１０００に原生信号
２２３を伝達する。これらのプロセスの実行はコンピュ
ータ１０４のオペレーションを制御する一つのオペレー
ティング・システムによって制御される。該オペレーテ
ィング・システムのためのソース・コードは付録Ｅに示
した。

例えば顧客が受話器を取り上げると、ハードウェアの断
続が発生して、オペレーティング・システムに断絶メツ
セージをＶ−ＩＮプロセス１１０２に発信させる。後者
のプロセスはこの断絶に反応じて、顧客が受話器を取り
上げたと判定し、そして該取り上げ信号を１つのオペレ
ーティング・システム通信を通じてフィーチャ制御プロ
セス１０００に送信する。この取り上げ信号をフィーチ
ャ制御プロセス１０００に送信するオペレーティング・
システム通信の実行の結果、該オペレーティング・シス
テムフィーチャ制御プロセス１０００を実行する。

フィーチャ制御１０００が起生されれば、該制御はまず
どんな信号を受信したかを判断し、顧客ユニットの現在
の状態を判断し、そして事態定義が該受話信号と一致す
る状態のトリプルを実行する。このマツチングが如何に
行なわれるかを示すために、顧客ユニット１０３から顧
客ユニット１０２へのバス１００を通じた原生信号２２
３の伝送を考えてみよう。このメツセージはＶ−ＲＣＶ
プロセス１００１が受信し、該プロセスが該原生信号を
フィーチャ制？ｌｌ１１０００の有限状態マシン（ＦＳ
Ｍ）１００５に伝える。ＦＳＭＩ　ＯＯ５は該原生信号
に反応じて、アイドル状態２０１に関係しているロジッ
ク信号表６０１から６０１にインデックスする。ＦＳＭ
Ｉ　００５は次に環ロジック信号表６０２を特定し、イ
ンターブレツタ１００６でインタープレートされた表６
０２によってトリプルを特定せしめる。このインデック
ス化が実際の物理的表で実施される様子ならびにある一
つの状態と信号について実行されるべきトリプルの特定
は図１１．１２．１３に詳細に示した。

ロジック信号表６０２を特定した後、ＦＳＭ１００５は
表６０２の５０２であるエントリーＣＦに保存されてい
るポインターをインタープレツタ１００６に転送して、
実行されるべきコンパイルしたトリプル・コードの場所
を特定する。この特定されたトリプル・コードにより実
行される動作は、図５に示したとおりトリプル５０２に
よって定義される。

トリプル５０２の実行によって生じるオペレーションは
２組ある。１組は＄　ＣＰＮｔ１ＭＢｕＲ変数が一つの
番号を含んでおり、発信側顧客ユニットは顧客ユニット
が通信を転送しようとしているものではない場合に生じ
る。この第１組のオペレーションの条件が満足されると
、原生信号と発信側顧客ユニットの番号が指定された転
送先顧客ユニットにＦＯＲＷ＾Ｒ１１ブリミチブの実行
によって送信される。

また、一つの通知メツセージがデータ端末１０６にプリ
ントされ、５ＴＯＰプリミチブが実行される。この５Ｔ
ＯＰブリミチブの効果は、ＦＳＭ１００５をしてロジッ
ク信号表６０２におけるトリプルの処理を停止せしめる
ことにある。

第２組のオペレーションはトリプル５０２の”ｉｆ″ス
テートメントの条件部分が「否」である時に実行され、
“ｅｌｓｅ”部分を実行させる。“ｉｆ“ステートメン
トの“ｅｌｓｅ”部分はＣ０ＮＴＩＮＵＥブリミチブを
実行させるので、その結果、Ｆ　Ｓ　Ｍ２Ｏ２Ｓはロジ
ック信号表６０２の残りのトリプルを実行する。

Ｃ０ＮＴＩＮＵＥブリミチブが実行されると、表６０２
で次に実行されるのは図５のトリプル５０４であり、こ
れはＣＤＩである５０４エントリーで示される。トリプ
ル５０４の実行の結果、発信側顧客ユニットを特定した
メツセージが端末１０６に表示される。次に、Ｃ０ＮＴ
ＩＮＵＥブリミチブが実行された結果として、表６０２
の３０３エントリーであるＰＯＴにより特定されたとお
りトリプル３０３が実行される。

トリプル３０３の実行の結果、発信側顧客ユニットの認
識番号がＳ　０ＲＩＧＩＮＡＴＯＲとＳ　０ＴＨＥＲＰ
ＡＲＴＹにセーブされ、そして受信側顧客ユニットが呼
び出し状態２０８に入ろうとしていることを示すメツセ
ージが発信側顧客ユニットに伝達される。これに加えて
、ＮＥＸＴＳＴＡＴＥブリミチブが実行され、その結果
、離脱信号が内部的に発生され、状態は呼び出し状態に
移行され、そしてエンター信号がＦＳＭ１００５によっ
てフィーチャ制御１０００内部で内部的に発生される。

ＦＳＭ１００５は離脱信号とエンター信号を、Ｖ−ＲＣ
Ｖプロセス１００１のような他のプロセスから受信した
信号を同様に処理する。離脱信号およびエンター信号の
処理についての詳細は、ＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチブ
を示した図３８に示している。

本例においては、離脱信号はアイドル状態２０１と関係
づけられている。アイドル状態と関係づけられた離脱信
号については、ロジック信号表にエントリーがないこと
から、本例においてはこの信号からは何の動作も生じな
い。新しい状態、すなわち呼び出し状態２０８と関係づ
けられたエンター信号は、ロジック信号表６１４の３０
５であるエントリーＰＯＴで示されたコンパイルされた
コードを実行させる。このコンパイルされたコードは、
図３に示されたトリプル３０５に対応する。

トリプル３０５の作動定義の結果、Ｃ０ＮＴＩＮＵＥブ
リミチブが実行されるが、しかじロジ・ツク信号表６１
４には実行されるべきトリプルがもうないため、該エン
ター信号に反応して実行されるトリプルは他にない。

もし、呼び出し状態２０８の途中で受話器１０５が取り
上げられると、その事実はＶ−ＩＮプロセス１００２に
よって検知され、取り上げ信号２２１がＦＳＭ１００５
に伝達される。後者のプロセスは、取り上げ信号を受信
したことならびに呼び出し状態にあることを（＋１！認
し、ロジ・ツク信号表６０８にインデックスする。ＦＳ
ＭＩ　ＯＯ５はＰＯＴに保存されたポンター３０８をア
クセスし、このポインターをインターブレフタ１００６
に伝達するが、このインタープレフタは図３に示したと
おりトリプル３０８のためのコンパイルされたコードを
実行する。後者のトリプルは、５ＥＮＤブリミチブの実
行によって応答信号２１３を発信側顧客ユニットに伝達
し、そしてＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチブを実行して状
態を通話状態２０５に変更する。

ＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチブの実行の結果、呼び出し
状態については離脱信号が発生され、通話状態について
はエンター信号が発生される。Ｆ　Ｓ　Ｍ２Ｏ２Ｓは該
離脱信号に反応じて、インタープレツタ１００６にロジ
ック信号表６１５の３０６であるエントリーＰＯＴで示
されたトリプルを実行させる。図３に示したトリプル３
０６のコンパイルされたコードの実行の結果、図１の受
話器１０５から呼び出し音が取り除かれる。

ＦＳＭ１００５はエンター信号に反応じて、通話状態を
関連するロジック信号表６２１から６２９までをインデ
ックスし、エンターロジック信号表６２６についての３
２０エントリーであるＰＯＴの内容によって示されたト
リプルを特定する。このポインターはインタープレツタ
１００６に送られ、該インタープレツタは図４のトリプ
ル３２０を実行する。後者のトリプルは、ＥＮＧＡＧＥ
ブリミチブの実行によって、発信側顧客ユニットと受信
側顧客ユニット１０２との間に音声通信路を設定する。

通話状態２０５の途中で顧客ユニッｌ−１０２が受話器
置き戻しとなると、その事実はＶ−ＩＮ１００２プロセ
スによって検知され、置き戻し信号がＦＳＭ１００５に
伝達される。後者は該置き戻し信号に反応じて、ロジッ
ク信号表６２８の３２２であるＰＯＴる含まれるインタ
ープレツタ１００６にそのポインターを特定・送達する
。後者のポインターは図４に示したように、トリプル３
２２のコンパイルされたコードを示すにのコンパイルさ
れたコードの実行の結果、５ＥＮＤプリミチブが実行さ
れて、接続解除信号２１９が発信側顧客ユニットに送ら
れるとともに、ＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチブが実行さ
れて状態がアイドル状態２０１に変化する。

ＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチプの実行によって、通話状
態については離脱信号が発生され、アイドル状態２０１
についてはエンター信号が発生される。

ＦＳＭ１００５は離脱信号に反応してポインターを特定
し、それをロジック信号表６２７に含まれるインタープ
レツタ１００６に送る。後者のポインターは図４に示し
たようにトリプル３２１のためのコンパイルされたコー
ドを示す。後者のコイパイルされたコードの実行の結果
、顧客ユニット１０２から発信側への音声通信路は破断
される。

アイドル状態に関連づけられたエンターロジック信号表
はないので、エンター信号の発生は何の効果もない。

起動と停止の効果を示すため、次の例を考えてみよう。

顧客ユニット１０２が通話状態にある時に、リアルタイ
ムの時計が午後５時であることを示したと仮定する。時
報発生プロセス１００４は午後５時である事実に反応し
て時計信号をＦＳＭ１００５に伝達する。後者のプロセ
スは時刻信号に反応じて、通話状態に関係する時刻ロジ
ック信号表６２５を特定する。後に図２３および２４で
詳細に説明するように、ＦＳＭ１００５はまずトリプル
５０６のコンパイルされたコードを示すポインターをイ
ンタープレツタ１００６に送り、そしてインタープレツ
タ１００６がトリプル５０６を処理した後で、ＦＳＭＩ
　００５は該ポインターをトリプル５０７のロジック信
号表の６２５からインタープレツタ１００６に実行のた
め送る。トリプル５０６についてのコンパイルされたコ
ードの前者の動作は、事態時刻（８時００分）が発生し
たかどうかを調べて時刻が午前８時００分であるかを確
認するのが目的である。ここの例では時刻が午後５時Ｏ
Ｏ分であるので、事態は一致せず、トリプル５０６の作
動定義は実行されない。

インタープレツタ１００６は制御をＦ　Ｓ　Ｍ２Ｏ２Ｓ
に返却し、該ＦＳＭは図５に示したとおりトリプル５０
７を示すロジック信号表６２５のエントリー５０７であ
るＣＦＡに含まれたポインターをインタープレツタ１０
０６に送る。後者は該ポインターに反応じて、トリプル
５０７についてコンパイルされたコードの実行を開始す
る。図５に示したように、トリプル５０７のコンパイル
されたコードの最初の部分は、該トリプルの作動定義部
分の実行に先立って、事態が特定された時刻（１７時Ｏ
Ｏ分）事態と一致しているかどうかを確認する。時刻が
午後５時５０分、すなわち２４時間表示では１７時００
分であるので、そしてこの日が日曜日から金曜日−まで
の間であると仮定すれば、トリプル５０７のＤＥＡＣＴ
ＩＶＡＴＥプリミチブとＰＲＩＮＴプリミチブが実行さ
れる。ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥプリミチブはＣＦスクリプ
トが停止されるべきことを示す停止信号をＦＳＭ１００
５に送達させる。この時点では実際の停止は起こらない
。

ＦＳＭ１００５が停止後を受信すると、図５に示したよ
うにＰＦ　Ｆ　Ｓ　ＭはＣＦスクリプト５００の一部で
あるトリプルをすべて除去するようにすべての状態を処
理する。このプロセスは図２３から図２８において詳細
に示した。本例においては、ＣＦスクリプ）５００は事
態定義が停止信号に反応するようなトリプルを一つも有
していないので、トリプルはＦＳＭ１００５で単純に除
去されるだけであって、それによってＣＦスクリプトの
実際の停止が完了される。ＣＦスクリプト５００と関係
するトリプルの除去後では、アイドル状態、呼び出し状
態および通話状態のロジック信号表は図７に示したとお
りのトリプルへのポインターを含んでいる。例えば、ア
イドル状態についても、ＣＦ）リプルに関するレファレ
ンスが除去されてしまっているので、アイドル状態で原
生信号が受信された時にロジック信号表７０２で最初に
実行されるトリプルは発信人確認トリプルである。

フィーチャ間の序列が図６のロジック信号表にトリプル
のレファレンスを保存する方法を変更することによって
変更し得ることは、当業の者には明白だろう。例えば発
信人確認を転送に優先させようとするならば、ロジック
信号表でＣＤＩトリプルを通話転送トリプルの上位に置
けばよい。例えば、原生ロジック信号表６０２において
、順番はＣＰＩ、５０４、ＣＦ、５０２、そしてＰＯＴ
。

３０３となる。同様に、原生ロジック信号表６０９と原
生ロジック信号６２１のエントリーも変更される。

図８のＰＯＤＳスクリプトは、一つのスクリプトが自ら
の停止を制御する様子を詳細に示している。後者のスク
リプトはデータ・サービスを提供するのに使用される。

さらに、このＰＯＤＳスクリプトは図１に示したシステ
ムのためのデータ・サービスの提供を説明している。Ｐ
　ＯＴ　、　ＰＯＤＳ。

ＣＰＩ、ＣＦＡそしてＣＦのスクリプトがコンパイルさ
れダウンロードされる場合、これらは図６に示したよう
なロジック信号表に、各々のスクリプト用のトリプルを
含んだロジック信号表がＣＦトリプルを最上位に、そし
てＣＦＡ）リプル、ＣＰＩＩ−リプル、ＰＯＤＳトリプ
ル、最後にＰＯＴトリプルを持つような形で挿入される
。ＰＯＤＳスクリプトが最初に起動されると、トリプル
８０１が起動後に反応して実行され、その結果、＄　Ｄ
ＡＴ＾変形と＄　ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ変数が「否」に
等しくセ・ノドされる。＄ＤＡＴＡ変数は現在、データ
通信が進行中であるかどうかを示し、＄　ＤＥＡＣＴＩ
ＶＡＴＥ変数はアイドル状態に入った場合、スクリプト
がパージされるかどうかを示す。

ＰＯＤＳデータ通信の目的は、顧客のデータ端末から別
の顧客のデータ端末に複数のバケ・ノドから成るメソセ
ージを送信することを顧客に可能とさせることにある。

しかしながら、当業に精通した者には、このスクリプト
をある顧客ユニ・ノドのコンピュータから別の顧客ユニ
・７トのコンピュータへの移送とするように拡張させる
ことは明白であろう。顧客ユニットが別の顧客のデータ
端末へのデータ通信を一旦設定すれば、このデータ通信
は該顧客が“ｄｉｓｃｏｒｎｅｃｔ”なる用語を入力し
てデータ通信を接続解除するまでオプションとして残り
続ける。

では、前述のデータ通信を提供する際の図８に示したＰ
ＯＤＳスクリプトのオペレーションを考察してみよう。

例えば顧客ユニット１０２を使用している顧客は、通信
しようとする相手方顧客ユニットを指定する一連の数字
をタイプすることによってまず通信を設定する。アイド
ル状態での数字のエントリーに反応じて、トリプル８１
４が実行され、その結果＄ＤＡＴＡ変数が「是」と等し
くセットされ、そして＄　０ＲＩＧＩＮＡＴＯＲ変数が
＄ＴＨＩＳ変数と等しくセットされる。次いでＳＥＮＤ
ＭＥＳＳＡＧＥプリミチブも用いて、相手方への原生信
号が一つのメツセージ・ストリングの形で送られ、ＮＥ
ＸＴＳＴＡＴＥプリミチブが用いられて出力パルス状態
に入る。

音声通信の設定の場合であれば、顧客はアイドル状態の
受話器を取り上げ、ダイアル状態に置かれる。音声通信
のためのダイアル状態では、顧客は一連の数字を入力し
、それによって音声通信路だけが設定される。すなわち
、データ通信の場合では相手方を指定する数字がアイド
ル状態の時に入力されるのに対して、音声通信の場合で
は該数字がダイアル状態の時に入力されるので、システ
ムはこれをもってデータ通信と音声通信を区別するので
ある。受信側はデータ通信の場合はメツセージの“原生
”ストリングの送信にＳＥＮＤＭＥＳＳＡＧＥが使用さ
れるのに対して、音声通信の場合は原生信号２２３の送
信に５ＥＮＤプリミチブが使用されるので、これをもっ
てデータ通信の着信か音声通信の着信かを区別する。受
信側はこれらの事実をｒｃｖｍｅｓｓａｇｅと原生事態
の起動から認識する。

さて出力パルス状態に入ると、顧客ユニット１０２は、
話し中信号、入力信号または呼び出しメツセージの受信
のいずれかに移り、その結果、それぞれ、アイドル状態
のエントリー、アイドル状態または可聴状態となる。ト
リプル８１７と８１３は、それぞれ話し中信号または入
力信号の発生時に実行される動作定義を示す。図３に示
したトリプル３１１は呼び出しメツセージ信号の受信時
に取られる動作を定義する。これが発生した時は、５Ｅ
ＸＴＳＴＡＴＥプリミチプが実行されて、顧客ユニット
を可聴状態に移行させる。

可聴状態に入ると、トリプル８１６が実行されて、その
結果、相手方の注意を惹起したことを告げるメツセージ
が端末１０６にプリントアウトされる。可聴状態では、
顧客ユニットは“ｄｉｓｃｏｕｎｅｃｔ”ストリングを
伴なった入力信号の発生、または相手方からの話し生信
号の受信によって、それぞれトリプル８１２または８１
７が実行される結果、アイドル状態に移行することがで
きる。受信側顧客ユニットがデータ送信を受は付けると
、そのユニットは、５ＢＮＤブリミチブを用いて発信側
顧客ユニットにメツセージを送って応答メ・ノセージと
する。発信側ユニットで応答メ・ノセージが受信された
という事態に反応じて、図３のトリプル３１６が実行さ
れ、その結果、顧客ユニット１０２は通話状態に移行さ
れる。

通話状態に入ると、トリプル８１０が実行され、その結
果、特定の相手方顧客ユニ・ノドに接続ができたことを
示すメソセージがプリントアウトされ、そしてトリプル
８１０の動作定義を終了させるＣ０ＮＴＩＮＵＥブリミ
チブがあるので、制御は図４に示したようにＰＯＴスク
リプトのトリプル３２０に移る。トリプル３２０の実行
は発信側と受信側の顧客ユニットの間にデータ路に加え
て音声路を設定させる。通信状態はトリプル８１１また
は８１２の実行によって脱出できる。これらトリプルの
いずれも発信側顧客ユニットを通話状態からアイドル状
態に移行させる。音声路は図４に示したようにトリプル
３２１で除去されるが、これは通話状態の離脱事態に反
応してＤＩＳＥＮＧＡＧＥブリミチブを実行する。

データ通話の設定を受信側顧客ユニ・ノドの観点から考
察してみよう。１つの原生ストリングを持ったｒｅｖｍ
ｅｓｓａｇｅ事態が発生すると、受信側顧客ユニットが
アイドル状態にあると仮定すればトリプル８０６が実行
される。そうでなければトリプル８０５が実行され、話
し生信号が発信側顧客ユニットに返送される。トリプル
８０６の動作定義は５ＥＮＤプリミチブを用いて呼び出
し信号を発信側顧客ユニットに送信して、受信側顧客ユ
ニットが呼び出し状態に入りつつあることを伝え、＄Ｄ
ＡＴＡ、　＄０ＲＩＧＩＮＡＴＯＲ，５ＯＴＩ（ＥＲＰ
ＡＲＴＹ変数を初期化する。

呼び出し状態に入ると、トリプル８０７が受信側顧客ユ
ニット内で実行され、通信先を示すメ・ノセージが当該
の端末にプリントアウトされる。もし発信側が通話設定
を接続解消信号の指示によって終了させると状態はアイ
ドル状態に変えることが可能であり、その結果トリプル
８０８が実行される。受信側顧客ユニットの顧客は、“
ｃｏｎｎｅｃｔ″なる用語の入力事態を発生させること
によって通話を設定することが可能であり、その結果、
トリプル８０９が実行され、動作定義は発信側顧客ユニ
ットに応答信号を送信し、状態は通話状態となる。通話
状態に入ると、トリプル８１０が図９に示したように実
行され、それに加えてトリプル３２０が図４に示したよ
うに実行されてデータ路に加えて音声路が設定される。

受信側顧客ユニットにおける通話状態の終了は、発信側
顧客ユニットの観点から先に述べた方法と同様に行なわ
れる。

では、図１の端末１０６のような端末からＰＱＤＳスク
リプトを停止させようとすることを規定したＤＥＡＣＴ
ＩＶＥ命令が実行された後で、図８に示したようなＰＯ
ＤＳスクリプトがその停止を遅らせる様子を詳細に考察
してみよう。この遅れはデータ通信を完了させるための
ものであって、進行中のデータ通信が現在ある場合にの
み停止を遅らせることが必要である。従って、状態はア
イドル状態ではない。停止事態が発生し、状態がアイド
ル状態ではないので、トリプル８０２が実行され、その
結果、＄　ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ変数は「是」と等しク
セソトされ、次いで５ＴＯＰプリミチブが実行される。

後に図２３および２４で述べるように、一つのスクリプ
トがＦＳＭ１００５に対して５ＴＯＰプリミチブの実行
により自らの停止を扱うよう指示する。データ通信が一
旦完了し、かつ状態がアイドル状態に移行されると、ト
リプル８０３が実行される。＄　ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ
変数カＩ是Ｊ　Ｔ：アル０）Ｔ：、’ｔｆ”ステートメ
ントの“ｔｈｅｎ″部分が実行され、その結果として図
６および７に示したようにロジック信号表からＰＯＤＳ
スクリプトを除去するＰＵＲＧＥプリミチブが実行され
る。

ある与えられた信号に反応してどのトリプルが実行され
るかを特定するフィーチャプロセス１０００に用いられ
るデータ構造を図１１．１２および１３に示した。後者
の図は図６および７に表わされたロジック信号表の詳細
な実施を示す。

図１０に示した有限状態マシンＦＳＭ１００５がプロセ
ス１００１から１００４までのうちのいずれか一つから
の信号を受は取ると、Ｆ　Ｓ　Ｍ２Ｏ２Ｓは場所１１０
１に保存されている現在状態インデックスならびに１１
０２に保存されている状態ポインターを利用して、パス
１１０３を通じた状態表１１０４の場所を決定する。状
態表１１０４のある一つの場所に保存された値は、パス
１１０５を通じたＦ　Ｓ　Ｍ　Ｓｉｇｎａｌの表１１１
０、ＦＳＭＳｉｇｎａｌ　Ｐ　Ｔ　Ｒの場所１１０７、
およびパス１１０８の場所を間接的に示すポインターで
ある。状態表１１０４は有り得る顧客ユニットの各状態
のための間接的なポインターを含んでいる。同様に、有
り得る各状態について１１０７から１１２０までにはＦ
　Ｓ　Ｍ　Ｓｉｇｎａｌ　Ｐ　Ｔ　Ｒポインターが１１
０６に一つずつある。一つのＦ　Ｓ　Ｍ　Ｓｉｇｎａｌ
　表へノ各エントリーは該表と関係した状態で起生しう
る信号用の事態定義と関係づけられている。例えば、Ｆ
ＳＭ１００５が一旦Ｆ　３　Ｍ　Ｓｉｇｎａ１表１１１
０にインデックスすると、ＦＳＭ１００５は該信号番号
を利用して処理する信号を特定し、それを後者の表の中
の正しい場所にインデックスする。

Ｆ　Ｓ　Ｍ　Ｓｉｇｎａ１表１１１０中にインデックス
された場所は、パス１１１１、トリプルリスト１１１３
およびパス１１１４を通じてＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表
１１１６を間接的に示す。１１１３のようなトリプルリ
ストはＦ　Ｓ　Ｍ　Ｓｉｇｎａｌ場所とも言われる。Ｆ
ＳＭＳｉｇｎａ１表１１０９から１１１０までと１１２
１で表わされる状態のいずれでも反応し得る信号の個々
について、Ｆ　Ｓ　Ｍ　Ｓｉｇｎａｌ場所１１１２から
１１１３までのものが存在する。

Ｐｒｏｇｒａｍ表１１１６は図１１１６示されている。

１１１６のようなＰｒｏｇｒａｍ　ｒ　Ｄ表はＦＳＭ１
００５が処理中であるとの信号に反応し得るすべてのト
リプルに対するレファレンスを含んでおり、また図６お
よび７の該当ロジック表に含まれるすべてのトリプルに
対するレファレンスを含んでいる。

ＦＳＭ１００５が該信号を完全に処理するには、Ｐｒｏ
ｇｒａｍ　　Ｉ　Ｄ表１１１６のような表のエントリー
と関係しているトリプルを個々に実行するか、もしくは
該トリプルのうちの一つが５ＴＯＰプリミチブを実行す
るまで実行することが必要である。

表１１１６中のエントリーで表わされるすべてのトリプ
ルを処理するため、ＦＳＭ１００５は現状インデックス
変数を維持し、これらエントリーを最後に起動されたト
リプルから処理を開始する。

表１１１６の各エントリーは１２０１のようなスクリプ
ト表へのインデックスおよび１２０８のようなトリプル
表へのインデックスから成っている。

スクリプト表１２０１はスクリプト変数によって示され
た表１２０１の下部からのインデックスであるパス１２
０２を通じてポイントされる。スクリプト表１２０１中
の特定された場所はパス１２０３を通じてスクリプト・
リスト１２０６をポイントする。

スクリプト・リスト１２０６で特定された情報の処理を
開始するに先立って、ＦＳＭ１００５はスクリプト表１
２０１中の特定されたポインターをＣＵＲＲＥＮＴＳＣ
ＲＩＰＴ変数に保存する。スクリプト・リスト１２０５
から１２０７まではトリプルが共通しているある特定の
スクリプトに関するすべての情報をすべて含んでいる。

図１４に示したように、スクリプト・リスト１２０６の
内部では、ネーム１２２０と表わられたメモリー場所が
スクリプトのネームを含んでいる。ｎｕｍＬｉｔｅｒａ
ｌｓ　１２２１と定められた場所は本スクリプト中のす
べてのトリプルで使用される異なったリテラルの数を含
んでいる。リテラル１２２２と定められたエリアは二つ
の部分から成る。第１の部分は、エリア１２２２の第２
の部分に含まれる実際のリテラル・ストリングを指定す
るリテラル論議指示のリテラルＩＤフィールドによって
インデックスされるポインターの表である。この第２の
部分は該リテラル・ストリングより成る。ｎｕｍＶａｎ
ａｂｌｅｓ　　１２２３と指定されたエリアは、本スク
リプト中のすべてのトリプルによって使用される異なっ
た変数の数を含んでいる。エリア指定された変数１２２
４は、変数論議指示のＩＤフィールドでインデックスさ
れるストリング変数としての変数ネームより成る。変数
１２２４はシステムの最初のダウンロード時に使用され
る。エリア１ｎｔｏＴｏＥｘｔ　　１２２５はトリプル
の変数論議指示の変数ＩＤフィールドでインデックスさ
れるポインターの表であり、変数値の全体表へのインデ
ックスを含んでいる。エリア指定されたｎｕｍＴｒｉｐ
ｌｅｓ　１２２６は変数１２２７でポイントされるトリ
プル・アレー１２０８に含まれるトリプルの総数を定義
する。変数１ｄ１２２８はスクリプトアレー１２０１に
インデックスするのに用いられるインデックスを保存す
る目的に使用される。変数１２２９は該スクリプトが現
在起動しているか否かを指定する。最後に、変数指定さ
れたｄｅｌｅｔｅｓｃｒｉｐｔ　　１２３０は、あるス
クリプトをメモリーから完全に除去する時に使用される
。

図１２または１４のスクリプト・リスト１２０６中のト
リプル１２２７はトリプル表１２０８へのポインターを
含んでいる。後者の表は、スクリプトのトリプルについ
てのコンパイルされたコードを間接的にポイントするポ
インターを含んでいる。

トリプル表１２０８はパス１２０４を通じてＰｒｏｇｒ
ａｍ　　Ｉ　Ｄ表１１１６からトリプル・フィールドを
使用するためにインデックスされる。パス１２０４によ
ってトリプル表１２０８へインデックスされる場所は一
連のメモリー場所を含む１−リプル１２１０をポイント
するが、このメモリー場所は該トリプルの実際のコード
化された実施内部の様々な情報をポイントする。トリプ
ル表１２０８の各エントリーについてトリプルのコード
化された実施が一つ存在し、またトリプノＩ／′１２０
９から１２２１までのような対応トリプルが存在する。

トリプル１２１０でポイントされたコンパイルされたト
リプル・コードが一旦実行されると、図１０に示したイ
ンタープレツタ１００６はもう１度制御をＦＳＭ１００
５に戻す。後者はＰｒｏｇｒａｍＩＤ表１１１６の次の
場所にインデックスし、次のトリプルの新しいコードが
トリプル１２０９から１２１１までのでのいずれか一つ
によって特定されるまで、前述のものと同様のパスによ
ってインデックスし、次いでＦＳＭ１００５は再び制ｆ
ｆＵをインタープレツタ１００６に戻す。このプロセス
はＰｒｏｇｒａｍ　　Ｉ　Ｄ表１１１’６中のすべての
トリプルが実行されるまで、もしくはトリプルの一つが
５ＴＯＰプリミチブを実行するまで継続する。

トリプルのコンパイルされたコード・フォーマットは図
１５に示されており、数字コーど（ＡＳＣＩＩ）を用い
てコード化されている。場所１５００はこのコンパイル
されたコードのバイト数を完成する。

トリプルの状態定義の中での特定された状態の数（すな
わち、該トリプルが適用される状態の数）は場所１５０
１に保存されており、これらの状態の数字■Ｄは場所１
５０３に配置されている。同様に、ネーム化された事態
のＩＤは場所１５０４に保存されている。ソース・コー
ド・トリプルの事態定義の中で特定された事態の一つ一
つについて、一つのコンパイルされたトリプルが存在す
る。

１５０１から１５０４までに保存された情報は、スクリ
プトの起動の際に使用される。コンパイルされたコード
の指示部分または動作は場所１５０５と１５０６に含ま
れている。エリア１５０５は通常二つの異なる部分から
成る。事態定義中に特定された事態パラメータがなけれ
ば、次に示すとおり第２部分しかない。

エリア１５０５の第１の部分は、信号発生によってコン
パイルされたトリプル・コードへ移されようとする値を
回復する目的および該トリプルの事態定数が完全に満足
されたかどうかを判定して以降の部分が実行されるべき
かをどうかを判定する目的に使用される。エリア１５０
５の第２の部分はブリミチブと指示を含んでいる。場所
１５０６はＨＡ　Ｌ　Ｔプリミチブを含んでおり、これ
はそれまでのエリア１５０５の実行において５ＴＯＰか
Ｃ０ＮＴＩＮＵＥが出てきていなければインタープレツ
タ１００６に制御をＦＳＭ１００５へ戻される。プリミ
チブは指定された動作を実行するためのＣ＋＋機能のサ
ブルーチン通話である。

エリア１５０５内のコードの一般的シーケンスは論議コ
ードおよびそれに続く指示コー、トまたはプリミチブ通
話であってそれまでの論議を利用するものから成ってい
る。この論議ならびに指示とプリミチブという通常のフ
ローの例外は図１７と１８に示した。図１７はアサイン
メント指示を示すが、その場合は指図が最初に来て、次
にアサインメントを受けるための変数の内部的認識コー
ドが続く。図１８はＳＥＮＤＭＥＳＳＡＧＥ指示を示す
が、この指示は指示の第２のフィールドで指示された送
信されるべきパラメータについて任意の数を有すること
ができる。

−Ｃ的に、論議コードはリテラル、変数、ブランチ・ツ
ー・アイドル論議もしくは信号論議という分類に属する
。図１９と２０は、リテラルまたは変数ならびに信号論
議のためのこれらの指示のフォーマットをそれぞれ示す
。これら論議の一つがインタープレツタ１００６と出会
うと、それはＩＤとラベルされた内部的認識コードを取
り、そのＩＤを用いた実際の値へのポインターを表への
インデックスとして獲得し、該ポインターをインタープ
レツタのスタックの上に押し上げる。該論議を用いた主
旨示またはブリミチブが実行されると、それは該スタッ
クをポツプしてポインターを獲得し、該ポインターを利
用して実際の値をパスする。

信号の試験および関連値の回収は以下の方法によって行
なわれる。トリプルの事態パラメータは該トリプルの実
行時に情報をコンパイルされたトリプルに転送すること
ができる。この情報はある変数について検索された一つ
の値であっても良いし、または複数の値、例えば“入力
”事態であっても良い。ＦＳＭ１００５は５ＩＧＮＡＬ
−ＡＲＧアレーの事態パラメータ・コードにパスされな
ければならない値はどんなものでも保存する。トリプル
のためのコンパイルされたコードの最初の指示がこれら
の値を検索する。「入力（＄　５ＯＵＲＣＥ）　Ｊのよ
うな事態定義については、値回収コードは単に５ＩＧＮ
ＡＬ−ＡＲＧアレーの第１の場所をアクセスしてそこに
保存された値を獲得し、＄　５ＯＵｌ？ＣＥ変数を検索
値と等しくセットする。「入力」のような事態の場合に
は、端末から受信された第１の入力ストリングを回収し
、次いで該ストリングをリテラル表のコンパイルされた
トリプルからの保存データと比較して該入力事態がトリ
プルの定義したものと正確に一致しているかどうかを判
定することが必要である。もし入力事態のリテラル情報
がコンパイルされたトリプルからの保存されたものと一
敗しない時は、制御がＦＳＭ１００５に戻されて次のト
リプルが実行される。端末から受信された最初の入力ス
トリングが入力事態定義の最初の議論と一致すれば、該
トリプルの残りのコードが実行される。ｒｃｖｍｅｓｓ
ａｇｌ事態、返答事態および時刻事態も入力事態と同様
の方法で機能する。さらに、入力事態、ｒｃｖｍｅｓｓ
ａｇｌ事態および返答事態は変数論議の変数を持つこと
もできるが、その値はトリプル実行時の位置対応によっ
て５ＩＧＮＡＬ−＾ＲＧアレーから獲得されなくてはな
らず、適切な変数場所に保存されなくてはならない。値
が回収された後は、トリプル・コードの残りが実行され
る。

ブランチ指示のフォーマットは図２１に示した。

条件ブランチの場合は、インタープレツタがスタックか
ら試験値をポツプしてブランチがあるかないかを判断す
る。表■、■および■はそれぞれ事態コード、状態コー
ドおよび指示コードの十進法数字コードを示す。

表−一」− 事　態　　　　　　　　　　コード 原生　　　　　　　　　　　　　０ 接続解除　　　　　　　　　　　１ 受話器取り上げ　　　　　　　　２ 受話器置き戻し　　　　　　　　３ 桁番号　　　　　　　　　　　　４ 呼び出し　　　　　　　　　　　５ 応答　　　　　　　　　　　　　６ 話し中　　　　　　　　　　　７ 照会　　　　　　　　　　　　　８ アイドル　　　　　　　　　　　　　９非アイドル　　
　　　　　　　　　１０ｒｃｖｍｅｓｓａｚｅ　　　　
　　　　　　　　１１入力　　　　　　　　　　　　　
１２ 返答　　　　　　　　　　　　　１３ 警報　　　　　　　　　　　　　１４ 時刻　　　　　　　　　　　　　１５ 未−一−１続き 事　態　　　　　　　　　コード 起動　　　　　　　　　　　　　１６ 停止　　　　　　　　　　　　　１７ エンター　　　　　　　　　　　　１８離脱　　　　　
　　　　　　　　１９ 表−一」− 状　態　　　　　　　　　　コード アイドル　　　　　　　　　　　　Ｏ 呼び出し　　　　　　　　　　　１ 通話　　　　　　　　　　　　　２ 接続解除　　　　　　　　　　　３ ダイアル　　　　　　　　　　　４ 話し中　　　　　　　　　　　　５ 可聴　　　　　　　　　　　　　　６ 出力パルス　　　　　　　　　　７ 表−一」− 指　示　コード　プリミチブ　Ｍｎｅｍｏｎｉｃ　　コ
ードＨＬＴ　　　ＯＡＬＡＲＭ　　　　　ＡＬＭ　　　
２１ＢＲＵ　　　Ｉ　　　ＣＡＮＣＥＬ　　　　　ＣＡ
Ｎ　　　２２ＢＲＣ２ＡＰＰＬＹ　　　　　ＡＰＰ　　
　２３ＬＡＲ３ＲＥＭＯＶＥ　　　　　ＲＭＶ　　　２
４ＶＡＲ４５ＥＮＤ　　　　　　ＳＮＤ　　　２５Ｓ　
Ａ　Ｒ，５ＳＥ）ＪＤＭＥＳＳＡＧＥ　　Ｓ　Ｎ　Ｍ　
　　２６ＢＡＲ６ＰＲＩＮＴ　　　　　ＰＲＩ　　　２
７ＥＱＬ　　　　’７　　　　　ＤＩＡＬ　　　　　　
　　　　　ＤＩＡ　　　　　２８ＮＥＱ　　　　　　８
　　　　　　ＦＯＲ誓八Ｒへ　　　　　　　　　ＦＷＤ
　　　　　　２９ＧＲＴ　　　９　　　ＡＳＫ　　　　
　　ＡＳＫ　　　３０Ｌ　Ｓ　Ｓ　　　１０　　　ＡＣ
ＴＩＶＡＴＥ　　　　Ａ　ＣＴ　　　３１Ｇ　Ｅ　Ｑ　
　　１１　　　ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ　　　Ｄ　Ｅ　Ａ
　　　３２ＬＥＱ　　　１２　　　ＡＳＳＩＧＮ　　　
　　ＡＳＮ　　　３３ＡＤＤ　　　１３　　　ＥＮＧＡ
ＧＥ　　　　　ＥＮＧ　　　３４Ｓ　Ｕ　Ｂ　　　１４
　　　ＤＩＳＥＮＧＡＧＥ　　　Ｄ　Ｉ　Ｓ　　　３５
Ｍ　Ｕ　Ｌ　　　１５　　　ＮＥＸＴＳＴＡＴＥ　　　
Ｎ　Ｘ　Ｔ　　　３６ＤＩＶ　　　１６　　　ＰＵＲＧ
Ｅ　　　　　ＰＲＧ　　　３７Ｎ　Ｅ　Ｇ　　　１７　
　　Ｃ０ＮＴＩＮＵＥ　　　　ＣＯＮ　　　３８表−一
旦　続き 指　示　コード　ブリミチブ　Ｍｎｅｍｏｎｉｃ　　コ
ードＡＮＤ　　　１８　　５ＴＯＰ　　　　　　ＳＴＰ
　　　３９０ＲＲ１９ ＮＯＴ　　　２０ 図２２はトリプルのリテラルと変数コードがそれぞれ変
数とリテラル情報へのアクセスを獲得するのに使用され
る様子を示す。ローカルな変数表２２０１、図１４にお
いてリテラル１２２５とも呼ばれるリテラル変数２２０
４およびリテラルのリスト２２０５は、図１４のスクリ
プト・リスト１２０６のような関係するスクリプト・リ
スト内に維持されている。リテラルのリスト２２ｏ５は
コンパイルされたスクリプトの一部である。変数の場合
は、変数コードが使用されて図１４においての１２２５
のような１ｎｔｏＴｏＥｘｔとも呼ばれるローカルな変
数表２２０１がアクセスされ、該変数表からは全体の変
数表２２０２へのインデックスが得られる。全体の変数
表２２０２は一つの顧客ユニットの中では全スクリプト
に共通である。全体変数表２２０２からは変数の実際の
文字スＩ−ＩＪング値を含んだ変数値２２０３へのポイ
ンターが得られる。同様に、リテラル・コードは、リテ
ラル値２２０５へのポインターが得られるリテラル表２
２０４　　（１２２２）をアクセスするのに使用される
。関係するリスト中のすべてのリテラルと変数とは、各
情報の終了を指定する無効文字によって終了される。

システム・オペレーションのダウンロード段階において
は、プロンプト・ユーザー・プロセス１００３内のコー
ドはコンピュータ１０１から受信されるデータに反応じ
て、それを図１１．１２および１３に示した表に保存す
る。

図２３と２４はＦＳＭＩ　ＯＯ５の実行プログラムをフ
ローチャートの形式で示した。図２３と詳細に述べられ
ている。図２３および２４に示したプログラムが−Ｈブ
ロック２３０１によって初期化されると、それはブロッ
ク２３０２から２３１５まで反復的に実行する。ブロッ
ク２３１３と２３１４は停止信号が受信されるとスクリ
プトの停止（すなわち、図１１．１２および１３の表と
ポインターの修正）を実行し、ブロック２３１５は起動
信号が受信されるとスクリプトの起動を実行する。

ブロック２３０１はＦＳＭ１００５の内部的なある種の
変数をまず初期化する。＄ＴＨＩＳ変数は顧客ユニット
の呼び出し番号と等しくセットされ、ｉ−ａｒｇ変数は
オペレーティング・システムの異なったメツセージと共
にバスされるパラメータを特定するポインターの表への
インデックスと等しくセットされる。これらのパラメー
タは該信号と関係する一切のストリング情報から成って
いる。

ＦＳＭ１００５がメツセージを受信すると、ｉｐポイン
ターはオペレーティング・システムから処理されるべき
次のメツセージの場所と等しくセットされる。当業にお
いて良く知られているように、オペレーティング・シス
テムはどんな時点でものＦＳＭ１００５による処理を得
つ複数のメソセージを有することができ、処理すべきメ
ツセージが存在する限りＦＳＭ１００５の実行を起生ず
る。

ブロック２３０３は、オペレーティング・システムによ
って指定されたエリアに保存されたメツセージの型式を
ポイントするｉｐポインターを用いて、メツセージ内の
メツセージ型式と等しいものにＭＧＳＴＹＰＥ変数をセ
ットする。ブロック２３０４は該Ｍ　Ｓ　Ｇ　Ｔ　Ｙ　
Ｐ　Ｅインデックスを利用して、それぞれの信号型式に
ついての数字認識を含んだ信号“＃”表へのインデック
スを行なう。これらの十進法数値は表■に定義した。該
信号についての数字コードがブロック内２３０４で決定
されると、決定ブロック２３０５は該信号が起動信号で
あるか否かを判断する。該信号が起動信号であれば、ブ
ロック２３１５は実行される。ブロック２３１５の詳細
は図２９．３０および３１において示した。

麦−ＩＶ 信　号　　　　　　　　　　コード 原生　　　　　　　　　　　　　Ｏ 接続解除　　　　　　　　　　　１ 受話器取り上げ　　　　　　　　２ 受話器置き戻し　　　　　　　　３ 桁番号　　　　　　　　　　　　４ 呼び出し　　　　　　　　　　　５ 応答　　　　　　　　　　　　　６ 話し中　　　　　　　　　　　　７ 照会　　　　　　　　　　　　　８ アイドル　　　　　　　　　　　　９ 非アイドル　　　　　　　　　　　１０ｒｃｖｍｅｓｓ
ａｇｅ　　　　　　　　　　　　１１入力　　　　　　
　　　　　　　　１２返答　　　　　　　　　　　　　
１３ 警報　　　　　　　　　　　　　１４ 時刻　　　　　　　　　　　　　１５ 起動　　　　　　　　　　　　　１６ 停止　　　　　　　　　　　　１７ 盗−ｍ−Ｍ（続き） 信　号　　　　　　　　　　コード エンター　　　　　　　　　　　　１８離脱　　　　　
　　　　　　　　１９ ブロツク２３０６は現在処理中の信号に対応する事態を
特定する目的ならびに該事態のためのネーム・ストリン
グを＄　ＥＶＥＮＴ変数に保存する目的に利用される。

ブロック２３０７と２３０８はオペレーティング・シス
テムのメソセージのパラメータをアクセスし、これらの
パラメータをＡＲＧと呼ばれるアレーに保存する。

ブロック２３０９ａは図１１および１２に示したバスを
実行してＦＳ？ｌ５ＩＧＮＡＬ１１１３のように利用す
べきＦＳＭＳＩＧＮＡＬ構造を決定する。後者のブロッ
クは、状態表１１０４．１１０７のような一つのＦＳＭ
ＳＩＧＮＡＬＰＴＲ変数および１１１０のようなＦＳＭ
ＳＩＧＮＡＬ表を通じて変数１１０１と１１０２からの
ロジック・バスを実行する。ブロック２３０９ｂは現在
のインデックスをゼロにセットする。現在のインデック
スは１１１６のようなＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表にイン
デックスするために使用される。加えて、ブロック２３
０９ｂは戻りコードをＣ０ＮＴＩＮｔｌＥと等しくセッ
トする。コンパイルされたコードのインタープレツタの
間、あるトリプルのためのコードは戻りコードを５ＴＯ
Ｐに変更することがある。

加えて、ブロック２３０９ａはＴＨＩＳＳＩＧＮＡＬ変
数を５ＩＧＮＡＬ変数と等しくセットする。

１１１３のようなＦＳＭＳＩＧＮＡＬ構造へのエントリ
ーが一旦アクセスされると、該エントリーは１１１３の
ようなトリプル・リストを通じてＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　
Ｄ表をポイントする。ブロック２３１０と２３１１は次
いで指定されたＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表中の特定され
たトリプルのすべてについてコンパイルされたコードの
実行に進む。この指定されたＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄは
、顧客ユニットの現在の状態について、現在処理中の信
号に反応し得るすべてのトリプルを特定するポインター
を含む。

ブロック２３１１ａは図１２の１２０６のようなスクリ
プト構造を、１２０１のようなスクリプト表を通じたＰ
ｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表１１１６のエントリーのスクリ
プト部分を通じて特定するのに使用される。バス１２０
２に示されるような特定されたスクリプト表へのエント
リーは、現在処理中のトリプルに含まれるスクリプトを
決定する。スクリプト表中の特定されたエントリーはＣ
ＵＲＲＥＮＴＳＣＲＩＰＴ変数に保存される。ブロック
２３１１ｂは、次いで図１２および１３に図説的に示し
たバス１２１２、バス１２０４、トリプル表１２０８お
よびバス１２１５を通じて実行されるべきコンパイルさ
れたトリプル・コード１２１０を特定する。変数ＴＰは
１２１０のような特定されたトリプルと等しくセットさ
れる。ブロック２３１１ｃは、次いで“ＥＸＥＣＵＴＥ
　”接続を実行せしめるが、この機能は図３４．３５．
３６そして３７に詳細に示したインタープレツタ１００
６を起動する。ブロック２３１１ｃは該インタープレツ
タ−に実行すべきコンパイルされたトリプル−コードへ
トリプル１２１０を通じてポイントするＴＰ変数を送る
。

工亥インターブレツタは５ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮＵ
Ｅのいずれか一つである戻りコードの値を戻す。ブロッ
ク２３１１ｄは現状のインデックスを増加して、特定さ
れたＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表１１１６中の次のトリプ
ルについてコンパイルされたコードが実行されるように
する。

ブロック２３１１が実行された後では、以下の条件のい
ずれかが「真」であれば、決定ブロック２３１０は制御
をブロック２３１２にバスする。

まず第１に、戻りコードが５ＴＯＰと等しいかどうか。

もしも戻りコードがＣ０ＮＴＩＮＵＥと等しければ、ブ
ロック２３１１が再実行される。しかし、もし戻りコー
ドから５ＴＯＰと等しければ、現在の信号の処理は停止
し、ブロック２３１２が実行される。検証される第２の
条件は現在のインデックスが特定Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　
Ｄ表１１１６中のエントリー数より大きいかどうかであ
る。確認される最後の条件は、ブロック２３１１ｃでイ
ンターブレットされたばかりのトリプルがＰＵＲＧＥＳ
ＣＲＩＰＴ　１０ルーチンを実行していたかどうかであ
る。後者のルーチンの実行は実行トリプルをＰｒｏｇｒ
ａｍ　Ｉ　Ｄから除去したばかりでなく、同じスクリプ
ト中の他の未実行も除去してしまった可能性がある。加
えて、この最後の条件は、もし最初に現在の状態で現在
の信号に反応できるトリプルがなければ満足される。も
し未実行のトリプルの結果、特定ＰｒｏｇｒａｍＩＤ表
の中に他のトリプルが何も残ってなければ、Ｐｒｏｇｒ
ａｍ　Ｉ　Ｄ表１１１６は除去され、１１１３のトリプ
ル・リスト・ポインターはＮＵＬＬにセットされる。以
上３条件のいずれかが満足されると、ブロック２３１２
は実行されてＡＲＧ表へのインデックスのための初期条
件がブロック２３０８の以降の実行のための正しい値に
セットされる。

ブロック２３１３と２３１４は停止信号の扱いを詳述し
ている。停止信号は停止すべきスクリプト内に対応した
停止事態を持つことができ、スクリプトは停止事態を利
用して該スクリプトの物理的停止またはパージングを後
刻まで遅らせることができる。この能力は、作業が任意
には終了させることができず、終了まで進まなくてはな
らないスクリプトに対して与えられる。かかるスクリブ
トは図８および９に示した。スクリプトはそのトリプル
の中で停止信号に反応する５ＴＯＰブリミチブを実行す
ることによって、その停止を後刻にまで延期する。決定
ブロック２３１３は５ＴＯＰプリミチブの実行を検知し
、スクリプトのパージングを実行するブロック２３１４
は実行しない。

ブロック２３１４はすべてのＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表
のスクリプト内部に含まれるすべてのトリプルに対する
レファレンスを除去することによって、スクリプトのパ
ージングを実行する。

図２４のブロック２３１４は図２５に詳細に示した。Ｐ
ＵＲＧＥＳＣＲＩＰＴ　ＩＤ手続きはその状態内のそれ
ぞれの状態と信号の間を循環して該状態で該信号に対応
するＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表から削除されようとして
いるスクリプトと関係したトリプルをすべて除去する。

それはこれらのトリプルを除去するために、ブロック２
５０５においてレファレンスされたＤＥＬＳＣＲＩＰＴ
機能を利用する。変数ｉとｊは、それぞれ状態と信号へ
のインデックスの目的で使用される。まず、ｉがブロッ
ク２５０１によってゼロにセットされる。次に、ＴＨＩ
ＳＳＣＲＩＰＴの議論またはパラメータの内容によって
指定されたところによって削除しようとするスクリプト
と関係したトリプルがあるかどうかを判定するため、す
べての状態がチェックされる。決定ブロック２５０２は
ｉを変数Ｆ　Ｃ−３ＴＡＴＥＳに含まれた状態の総数と
比較することによって、すべての状態がチェックされた
かどうかを判断する。ｉが状態の総数より少ない限り、
ブロック２５０３から２５０７までが実行される。ブロ
ック２５０３から２５０７までの各実行毎に、ブロック
２５０３はｊ変数をゼロと等しくセットする。決定ブロ
ック２５０４は、すべての信号が削除されるまで、ＤＥ
ＬＳＣＲＩＰＴｉ能の実行を制御する。

ＤＥＬＳＣＲＩＰＴ機能は停止しようとするスクリプト
と関係したすべてのトリプルを削除するＰｒｏｇｒａｍ
ＩＤ表を特定するポインターをバスする。

ＤＥＬＳＣＲＩＰＴ機能は、続いて特定Ｐｒｏｇｒａｍ
　Ｉ　Ｄのアレーのエントリーすべてを循環して、停止
されるスクリプトと関係したトリプルを除去する。この
ｉ変数は図１１の状態表１１０４の中をステップしてい
る。表１１０４の各エントリーについて、１１１０のよ
うな一つのＦＳＭ信号表が特定される。ｊ変数は、特定
されたＦＳＭ信号表の各エントリーをステップ・スルー
して、各エントリーは１１１３のようなトリプルリスト
／ＦＳＭ信号変数を通じてＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄを特
定する。

図２５のブロック２５０５のＤＥＬＳＣＲＩＰＴ機能は
図２６．２７および２８にフローチャートの形でより詳
細に示した。スクリプトと関係するトリプルは２段階で
削除される。もし段階ではブロック２６０４から２６０
９までがＧＯＯＤＴＲＩＰＬＥＳに保存されたＰｒｏｇ
ｒａｍ　ｒ　Ｄアレー１１１６内で特定された新しい数
のトリプルならびにＮＥＷＩＮＤＥＸに保存された現在
のインデックス変数についての新しい値を決定する。現
在のスクリプトと信号に関係したトリプルの実際の除去
はブロック２６１１から２６１９までで実行される。こ
の手続きは仮のＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄを創設し、古い
表からセーブすべきトリプルをすべて移送し、次いで仮
の表を新しいＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄとして、それを１
１１３のようなＴＲＩＰＬＥＬＩＳＴ変数の中で特定す
るというものである。

プロ・７り２６０１が実行されると、ＮＥ讐ＩＮＤＥＸ
変数はＣＵＲＲＥＮＴ　ＩＮＤＥＸ変数と等しくセット
される。

このＣＵＲＲＥＮＴＩＮＤＥＸ変数は図２４のブロック
２３１０から２３１１まで現在処理されているトリプル
のインデックスと等しい。変数ＧＯＯＤＴＲＩＰＬＥＳ
はゼロに初期化される。図２５のブロック２５０３から
２５０７までは各信号が各状態に対応した一つのＰｒｏ
ｇｒａｍ　ｒ　Ｄ表を有していると仮定しているので、
処理中のある信号が本当にある状態についての一つの対
応Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表を有しているかどうか確認
する必要がある。この決定は決定ブロック２６０２によ
って実行される。図１１に示したように、ＰＳＭＳＩＧ
ＮＡＬ表は１１１２から１１１３までの一連のトリプル
・リストへのポインターを有している。

各ＦＳＭＳＩＧＮＡＬ表の有り得る信号のそれぞれにつ
いて一つのエントリーが存在し、各エントリーには一つ
の対応するＦＳＭＳ　ＩＧＮＡＬ構造／リストが存在す
る。ある一つの状態下である一つの信号に反応するトリ
プルがなければ、該信号についての該トリプル・リスト
は無効値を含んでいるのである。

ＰｔｌＲＧＥＳＣＲＩＰＴＩＤ機能が処理している現在
のＦＳｌ’１ＳＩＧＮＡＬにあるエントリーによって特
定されたトリプルリストが無効値を含んでいる場合は、
決定ブロック２６０２が制御をＰＵＲＧＥＳＣＩ？　Ｉ
ＰＴ機能に戻す。もしトリプル・リストが無効値を含ん
でいなければ、それは該信号が、この状態下での一組の
対応トリプルを有していることを意味し、制御はブロッ
ク２６０３に移る。

では、変数ＧＯＯＤＴＲＩＰＬＥＳに保存されている有
効トリプルの数がどのように決定されるか詳細に考察し
てみよう。決定ブロック２６０４は現在のＰｒｏｇｒａ
ｍ　Ｉ　Ｄ内に特定されたトリプルの数が最大値より大
きいかどうかを判断する。Ｐｒｏｇｒａｍ　（Ｄのトリ
プルの最大数は図１２に示したような１１１６のような
場所ｋに保存されている。もしｉがトリプルの最大数よ
り小さければ、決定ブロック２６０５が実行されて、Ｐ
ｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄブロックへのエントリーが削除さ
れようとしているスクリプトと関係しているかどうかが
判断する。もしスクリプト・インデックスが、Ｔ）ＩＩ
ｓｓｃＲＩＰＴ変数へのエントリーによって特定される
現在処理中のスクリプトと異なっていれば、ブロック２
６０９が実行され、それはＧＯＯＤＴＲＩ　ＰＬＥＳ変
数を１だけ増加させる。もし１だけポイントされたトリ
プル・エントリーのスクリプトがＴＨＩＳＳＣＲＩＰＴ
変数と一致すれば、ブロック２６０６が実行されて、そ
れはｉ変数によってポイントされたＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ
　Ｄ表へのエントリーを後でブロック２６１１から２６
１９までで処理する上で無効であると印す。

次いで制御は決定ブロック２６０７に移行される。後者
の決定ブロックは除去されるべきトリプルがＰｒｏｇｒ
ａｍ　Ｉ　Ｄ表において、現在実行中であって該ＤＥＬ
Ｓ（ｊｉ　ＩＰＴ機能を実際に起動させた現在のトリプ
ルより下位にレファレンスされているかどうかを決定す
る。もし現在処理中のＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　ＤがＤＥＬ
ＳＣＲＩＰＴ機能を実行させたトリプルのものであり、
かつｉが実行されるトリプルをポイントする現在のイン
デックスより小さければ、ブロック２６０８が実行され
、それはＮＥＷＩＮＤＥＸ変数を１だけ減少させる。こ
れはＮＥＷＩＮＤＥＸ変数がブロック２６０１　）ＣＵ
ＲＲＥＮＴＩＮＤＥＸと等しくセットされたからである
。ＮＥＷＩＮＤＥＸ変数の内容はブロック２６１９にお
いて、現在のトリプルが解決を終了した後でもＰｒｏｇ
ｒａｍ　Ｉ　Ｄ表からの実行が継続するようにＣＵＲＲ
ＥＮＴ　ＩＮＤＥＸ変数を調整する目的に使用される。

Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表へのすべてのエントリーが保
持されるべきトリプルについてチェックが終わると、決
定ブロック２６１０が実行されて、残ったトリプルがな
いか、あるいはＰｒｏｇｒａｍ　ｒ　Ｄアレー中のすべ
てのトリプルがパージされるスクリプトと関係していた
かを判断する。もし後者の条件が「真」であればブロッ
ク２６２０が実行され、トリプル・リストは無効値と等
しくセットされて、現在の状態においては該信号に反応
するトリプルがないことを示す。次に、ＣＵＲＲＥＮＴ
　ＩＮＤＥＸもゼロにセットされて、将来制御がＦＳＭ
１００５に戻された時に該Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表か
ら別のトリプルを実行しよとうする動きが生じないよう
になる。

もしパージされるスクリプトと関係していないトリプル
が存在する場合は、図２８のブロック２６１１から２６
１９までが実行される。ブロック２６１１はポインター
ＴＭＰＬＩＳＴをＧＯＯＤＴＲＩＰＬＥＳ変数に含まれ
た数と等しい数のエントリーを持った新しい表と等しく
セットする。次にブロック２６１３から２６１７までは
Ｐｒｏｇｒａｍ　ｌ　Ｄ内をインデックスして、無効の
印しがないエントリーを探す。無効と印されていないエ
ントリーはすべてブロック２６１５と２６１６によって
新しいアレー表に移送されるが、これらのブロックはそ
れぞれスクリプトとトリプルの認識を挿入する。

Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄのエントリーがすべてチェック
された後、制御は２６１８に移行されるが、それはＦＳ
ＭＳＩＧＮＡＬ表からのトリプル ーをＴＭＰＬ．ＩＳＴ変数と等しくセットする。これは
新しいアレー表を、１１１３のような指定されたＦＳＭ
ＳＩＧＮＡＬ表によってポイントされるＰｒｏｇｒａｍ
　ＩＤにする効果がある。次にブロック２６１９はＰｒ
ｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表でｋの場所に保存されているトリ
プルの数をＧＯＯＤＴＲＩＰＬＥＳ変数に含まれた数と
等しくセットする。そし７　ＣＵＲＲＥＮＴＩＮＤＥＸ
をＮＥＷＩＮＤＥＸ変数と等しくセットする。

図２３のブロック２３１５によって定義される起動信号
に反応してＦＳＭ１００５が実行するオペレーションは
、図２９．３０および３１のブロック２９０６から２９
１１までおよびブロック２９１７から２９２３までに詳
細に示した。ブロック２９０１から２９０５まではＡＣ
ＴＩＶＡＴＥプリミチブの詳細を示す。ブロック２９０
１から２９０５までの目的は、起動されるべきスクリプ
トのコードを決定し、そしてその数字コードに含まれる
オペレーティング・システム・メツセージをパラメータ
としてプロセス制御１０００に送ることにある。プロセ
ス制御１０００はこのメツセージを受信するとＦＳＭ１
００５を起動させる。

ＦＳＭＩ　ＯＯＯが起動されて信号が起動信号であると
決定すると、制御は決定ブロック２３０５からブロック
２９０６に移る。後者のブロックはオペレーティング・
システムによってパスされたメツセージ中のパラメータ
のリストからスクリプト・コードを得ることによって、
ｉをスクリプト・コードに初期化する。決定ブロック２
９０７はスクリプト・コードが有効であることを判断し
、そうであれば制御を決定ブロック２９０８に移す。

後者の決定ブロックは、まず変数ｉをスクリプト表への
インデックスとして用いてスクリプト表１２０１から一
つのポインターを獲得することにより、１２０６のよう
なスクリプト構造または場所の中で現在のスクリプトが
既に「生き」とマークされているかどうかを決定する。

ブロック２９０８は、続いて１２０６　（７）　ＡＣＴ
ＩＶＥ変数１２２９の値をチェックする。もし現在の状
態が「死に」とマークされていれば、ブロック２９０９
が実行される。

コード２９０９から２９１１までおよびブロック２９１
７から２９２３までの目的は、ＰｒｏｇｒａｍＩＤの表
に起動されようとするスクリプトのトリプルに対するレ
ファレンスを挿入することにある。

これらのレファレンスは、起動されようとするスクリプ
トの各トリプルの状態定義および事態定義によって指定
された状態および信号に対応するＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　
Ｄ表に挿入されるだけである。

図１２に見られるように、スクリプト表１２０１のアド
レスは既知であり、数字のコードによるスクリプトの関
係は表１２０１へのインデックスに使用可能である。後
者の表の情報は、例えばパス１２０３、スクリプト１２
０６、パス１２１２および１２１４、トリプル表１２０
８、パス１２１５そしてトリプル１２１０のような処理
によって、スクリプトのトリプルを特定する目的に使用
される。トリプルが特定されると、ブロック２９１８に
示したコードはコンパイルされたトリプル・コード自身
の内部でコード化された状態情報および信号情報を用い
て、どのＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表がトリプルへのレフ
ァレンスを受けなくてはならないかを決定することがで
きる。

ブロック２９０９では、ＴＨＩＳポインターが変数ｉで
インデックスされたスクリプト表に０１の内容と等しく
セットされ、次いでスクリプト１２０６のための変数に
ポイントするために使用される。このＴＨＩＳポインタ
ーは１２２９のようなＡＣＴＩＶＥ変数をＴＲＵＥにセ
ットするのにも用いられる。変数ｔはスクリプト・リス
トに保存されているＮｔｌＭＴＲＩＰＬＥＳ変数に含ま
れる数より１だけ少ない数と等しくセットされる。ＴＨ
ＩＳＳＣＲＩＰＴ変数は変数ｉの内容と等しくセットさ
れる。ｔをこのようにセットする理由は、スクリプトの
第１のトリプルが最上位の優先順位を持っている必要が
あり、従ってそれはどんなＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表で
あっても最後に押し上げられるべきものであるからであ
る。

ポインターＴＰは１２１０のようなトリプルをポイント
する。図１３に示したように、該トリプルは、トリプル
・リストと関係あるトリプルがその状態定義および事態
定義の中で有している状態と信号の数を特定するような
ポインターを含んでいる。この情報は決定ブロック２９
１７および２９１９ならびにブロック２９１８で使用さ
れて、コンパイルされたコードにいくつの状態が存在し
ているかを判断する。ブロック２９１７から２９２３ま
でに示したプログラムは、各トリプルについてコンパイ
ルされたコードを取り上げ、そのコードに、コンパイル
されたトリプル自身のコード化された状態および信号に
よって指定されたＰｒｏｇｒａｍＩＤへのブロック２９
２０のＰＵＳＨＴＲＩＰＬＥ機能を利用してレファレン
スを挿入する。変数ｉは該トリプルの状態定義内で特定
された状態へインデックスするために用いられる。この
プロセスの詳細はＰＵＳＨＴＲＩＰＬＥ機能を示す図３
２および３３に示した。

ある一つのコンパイルされたトリプルについてすべての
状態が処理された後、ブロック２９１３が実行され、Ｌ
は１だけ増加され、そして実行はブロック２９１０およ
び２９１１にパスされる。

このプロセスの結果、１２０８のようなトリプル表はシ
ーケンス的にインデックスされ、そしてトリプル表の場
所によって間接的にポイントされたコンパイルされたト
リプルは必要なＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表に正しく特定
される。該トリプル表のエントリーがすべて処理される
と、決定ブロック２９１０は制御をブロック２９１２に
パスする。ブロック２９１２は図２３および２４のブロ
ック２３０６から２３１４までに示されたものと類似し
たコードを実行する。これによって、起動信号は起動事
態を含む細菌起動されたスクリプトのいずれかのトリプ
ルによっても処理することが可能になる。

起動信号が処理された後では、ｉはゼロに再初期化され
、ブロック２０１４から２９１６までは図２６．２７お
よび２８で記述したＤＥＬＳＣＲＩＰＴ機能を利用して
、Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表から該スクリプトについて
事態が「起動」となっているトリプルへのレファレンス
をすべて除去する。該スクリプトについて事態が起動で
あるトリプルをすべて除去することの目的は、起動事態
は各スクリプトにつき１度だけ発生すべきであるので、
後での起動信号がこれらのトリプルに何らかの作動を実
行させないようにすることである。

このＰｔｌＳＨＴＲＩＰＬＥ機能は図３２および３３に
詳細に示した。ＰＵＳＨＴＲＩＰＬＥ機能が呼び出され
た時は、二つの条件が存在し得る。第１の条件はトリプ
ルを配置しようとするＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表が既に
存在していることであり、第２の条件はかかるＰｒｏｇ
ｒａｍ　Ｉ　Ｄ表が存在していないことである。いずれ
の条件が存在しているかは、決定ブロック３２０１が１
１１３のような指定されたトリプル・リストの場所が無
効値でないか、すなわちＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表が存
在していないことを示していないかをチェックして決定
する。Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表が存在していれば、ブ
ロック３２ｏ２が実行され、そして一つの新しいアレー
が創設されてその新しいアレーの場所を特定するＴＭＰ
ＬＩＳＴポインターがセントされる。続いてブロック３
２０３が実行されて、この新しいアレーの最初のエント
リーにスクリプト認識とトリプル認識を挿入し、それに
よってこの新しいアレーの中でコンパイルされたトリプ
ル・コードを特定する。ブロック３２０４は変数ｉの初
期値を設定する。

ブロック３２０５から３２０７まではスクリプトとトリ
プルの認識情報をもとのＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表から
新しいアレー表にコピーする。ブロック３２０６はスク
リプト認識情報をコピーし、ブロック３２０７はトリプ
ル認識情報をコピーする。Ｐｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄ表の
内容が新しいアレー表に完全にコピーされると、ブロッ
ク３２０８が実行されてＴＭＰＬＩＳＴポインターに含
まれているポインターを１１１３のようなトリプル・リ
ストの場所に挿入し、それによって新しいアレーを１１
１０のようなＦＳＭＳＩＧＮＡＬへのエントリーによっ
てポイントされるＰｒｏｇｒａｍＩＤにする。加えて、
ブロック３２０８は新しいＰｒｏｇｒａｍ　Ｉ　Ｄで特
定された数のトリプルをＰｒｏｇｒａｍＩＤの中でｋと
指定された場所に挿入する。

図３４．３５．３６および３７は図１０のインタープレ
フタのフローチャートを示す。コントロールがまずＦＳ
ＭＩ　００５からインタープレツタ１００６にパスされ
ると、インタープレνり１００６はＲＥＴＵＲＮＣＯＤ
Ｅ変数をＵＮＤＥＦＩＮＥＤと等しくセットし、ブロッ
ク３４０１の実行によってインタープレットされるべき
最初の指示の場所を獲得する。

これらの初期的機能を実行した後、インタープレツタ１
００６はブロック３４０２ならびに３４０５から３４３
４までを、ＨＡＬＴ、　５ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮＵ
Ｅ指示に出会うまで連続的に実行する。ＨＡＬＴ、　５
ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮＵＥ指示に一旦出会うと、Ｒ
ＥＴＵＲＮＣＯＤＥは５ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮＵＥ
　　（後者はＨＡＬＴ↑旨示とＣ０ＮＴＩＮＵＥ指示の
両方について）にセットされ、ブロック３４０３と３４
０４が実行され、制御はＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥの値とと
もにＦＳＭ１００５に戻される。先に見たように、ＨＡ
ＬＴ、　５ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮＵＥの指示はＲＥ
ＴＵＲＮＣＯＤＥ変数を再設定することによりコード化
された指示の実行を終了させ、制御が図１０のＦＳＭ１
００５る戻るようにする。

ＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥが口ＮＤＥＦＩＮＥＤと等しいま
まである場合は、決定ブロック３４０５が実行されて、
次に実行される指示が無条件のブランチ指示であるかど
うかを判断する。もし無条件ブランチ指示が存在する場
合は、インタープレツタのスタックがポツプされ、ポツ
プされた値がＰＣ変数に保存される結果、該インタープ
レ・フタは該ポツプ値で決定されたコード中の新しい部
位へブランチする。

ポツプされたアドレスは元来決定ブロック３４１７で検
知される一つのブランチ論議指示によってスタックに押
し込まれたものである。次に、ブロック３４１８は図２
１に示したようなジャツブ・インデックスを獲得し、こ
のインデックスをコードの第１指示アドレスの場所に追
加して、その結果をスタックに押し上げる。

条件つきブランチ指示の実行をブロック３４０６から３
４１０までに示す。条件つきブランチの実行に先立って
は、ブランチ８ｍ　議指示が実行されて、ブランチが発
生すべき場所へのインデックスがスタックに配置されて
いるであろう。条件つきブランチ指示が決定ブロック３
４０６によって検出されると、制御はポツプされたブラ
ンチのアドレス・インデックスを“Ｐ”と指定されたロ
ーカルな変数に保存するブロック３４０７に移される。

次に、決定ブロック３４０８はスタックから、ブロック
３４１９および３４２０および３４２５．３４２６．３
４２７、および３４２８で示したような比較の結果およ
び／または比較指示の実行によってスタック上に配置さ
れたロジック・オペレーションの結果および／またはロ
ジック・オペレーター指示の結果を含むＴＥＭＰ変数の
アドレスをポツプする。もし比較および／またはロジッ
ク・オペレーションの結果が「真」　（非ゼロ）であれ
ば、ブロック３４０９が実行されて、該ブランチをブロ
ック３４３８で実行されるのと同様の方法でコード中の
指定された場所に生じせしめる。

もしこの比較および／またはロジック・オペレーション
の結果が「否」　（ゼロ）であれば、ブロック３４１０
が実行されて、コンパイルされたコードの次の指示が実
行される。

もしリテラル議論指示に出会うと、決定ブロック３４１
１は制御をブロック３４１２に移す。後者のブロックは
、図１９にそのフォーマットを示した指示からリテラル
ｒＤフィールドを獲得する。

このリテラルＩＤは、図１２のスクリプト・リスト１２
０６のようなスクリプト・リストにその両方が含まれて
いるようなリテラル・ストリングのリストに対するポイ
ンターを含むリテラル表をアクセスするのに用いられる
。このポインターが獲得されると、それはインタープレ
ツタのスタックに押し上げられる。同様に、もし変数議
論指示に出会うと、決定ブロック３４１３は制御をブロ
ック３４１４に移す。ブロック３４１４は３４１２と同
様に機能するが、ＩＤフィールドは全体の変数表へのポ
インターを獲得するため一つのローカルな変数表へイン
デックスする目的で使用される点が異なる。この全体変
数表へのポインターはブロック３４１４によってスタッ
クに押し上げられる。また、ブロック３４１５と３４１
６は、全体的なベースで維持されている信号論議のリス
トから信号論議へのポインターを獲得するという点でブ
ロック３４１１および３４１２と同様に機能する。

ブロック３４１９と３４２０は、まず比較すべき二つの
値をスタックからポツプし、次にその比較結果を仮の変
数に保存することによって、様々な比較オペレーション
を実行する機能を果たす。

この仮変数へのポインターは、続いてブロック３４２０
によってスタックへ押し上げられる。比較のための機能
として用意されているのは、等しい、等しくない、大き
い、少ない、大きい／等しい、および少ない／等しいで
ある。インタープレツタはブロック３４０３を実行した
時に自由となる仮の変数をい（つも使用して良いことに
留意されたい。

同様に、ブロック３４２１と３４２２は加減乗除の算術
的演算を実行する機能を果たす。ブロック３４２３と３
４２４は算術的指示に対して同様に機能するが２、ウナ
リー否定機能は一つの変数についてのみ実行される点が
異なる。また、ブロック３４２５および３４２６で示し
たようなロジックのｏｐｃｏｄｅ指示は、ブロック３４
２１および３４２２による算術的Ｉ旨示と同様に扱われ
る。同様に、ＮＯＴ指示はＮＥＧＡＴＥ指示と同様に扱
われ、ブロック３４２７および３４２８に示されたとお
りである。

５ＥＮＤのようなプリミチブの実行はブロック３４２９
および３４３０によって示す。あるプリミチブが検出さ
れると、ブロック３４３０に示したオペレーションが実
行゛される。プリミチブのほとんどはパラメータが無い
か、あっても数が一定である。これらパラメータへのポ
インターはそれ以前の論議指示によってスタック上に配
置されており、単にスタックからポツプオフしてブリミ
チブ機能にパスするだけである。しかし、ＡＳＳＩＧＮ
とＳＥＮＤＭＥＳＳＡＧＥという二つの型式のプリミチ
ブ指示は異なったフォーマットを有している。ＡＳＳＩ
ＧＮプリミチブのフォーマットは図１７に示された。こ
のＡＳＳＩＧＮ指示に出会うと、ブロック３４３０は指
示の第２フイールドをアクセスしてコンパイルされたコ
ード中の変数のＴＤを獲得し、その変数をスタックのト
ップの値と等しくセットする。

ＳＥＮＤＭＥＳＳＡＧＥのフォーマットは図１８に示し
た。

まずＳＥＮＤＭＥＳＳＡＧＥ指示が発見され、次にブロ
ック３４３０が図１８に示した指示の第２フイールドを
アクセスして、この指示によって常に黙示される二つの
パラメータに加えてバスされるべき任意のパラメータの
数を獲得する。ブロック３４３０はこの任意パラメータ
の数を用いて、さらにスタックからボフブすべき論議の
数を判断するのである。

ＨＡＬＴプリミチブとＣ０ＮＴＩＮＵＥブリミチブはプ
ロ・７り３４３１および３４３２によって実行される。

ＨＡＬＴまたはＣ０ＮＴＩＮＵＥが検出されると、制御
はブロック３４３２に移され、このブロックはＲＥＴＵ
ＲＮＣＯＤＥをＣ０ＮＴＩＮＵＥと等しくセットする。

同様に、決定ブロック３４３３によってＳＴＯＰ指示が
検出されると、制御は３４３３に移され、それはＲＥＴ
Ｕ［？ＮＣ０ＤＥを５ＴＯＰと等しくセットする。

Ｎ［ＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチブは図３８にフローチャ
ートの形でより詳細に示した。ＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリ
ミチブを起生させると、ブロック３８０１はまず状態が
修正されようとしていることを確認し、もしそうであれ
ば、ブロック３８０２が実行される。後者のブロックは
＄　ＥＩＩＨＮＴ変数を「離脱コストリングと等しくセ
ットし、図２３および２４のブロック２３０９から２３
１２までに示したものと同様のコードを実行する。その
結果、該離脱信号は通常の方法で処理される。これが達
成された後、ブロック３８０３が実行されて＄　５ＴＡ
ＴＥ変数をｎｆｌｌｌＷＳ　ｔａ　ｔｅ論議に含まれた
数字の状態コードについてのストリング・レプリゼンテ
ーションと等しいものに変数し、そしてＣＵＲＲＥＮＴ
変数１１０１を変更して新しい状態についてのエントリ
ーを状態表１１０４にインデックスする。最後に、ブロ
ック３８０４が実行され、それによって＄　ＥＶＥＮＴ
変数は「エンターコストリングと等しいものにセット　
−され、図２３および２４のブロック２３０９から２３
１２までに示したのと同様のコードが実行される結果、
該エンター信号は新しい状態について処理される。

以上述べた具体的方法は本発明の原理を単に説明するだ
けのものであって、５業に精油したものは本発明の精神
と範囲を離れることなく他の組み立てを考案する可能性
があることが理解されるべきである。特に、コンピュー
タ１０１で実行される機能を既知のソフトウェア手法を
用いて各顧客の顧客ユニットのコンピュータに実行せし
めることは、５業に精通したものには明白であろう。さ
らに、図１に示した複数のコンピュータによって実行さ
れるすべての機能を、既知のソフトウェア手法を用いて
１台のコンピュータに実行せしめることも明白であろう
。

【図面の簡単な説明】

図１は、本発明の対象である電気通信システムをブロッ
ク・ダイアグラムの形で示した図である。 図２は、図１の電気通信システムの一つの顧客ユニット
の状態をステート・ダイアグラムの形で示した図である
。 図３と図４は、図１の電気通信システムのための基本的
な電話サービスを提供するための一つのプログラム・ス
クリプトをソース・コードの形で示した図である。 図５は、図１の電気通信システムにおいて電話伝送サー
ビスおよび発信人判定サービスで電話転送の起動停止サ
ービス付きのもののためのプログラム・スクリプトを示
した図である。 図６は、図１の電気通信システムにおいて電話転送、発
信人判定ならびに基本的電話サービスの実施に伴なう論
理的信号表を示した図である。 図７は、電話転送サービスが停止された時の図６の論理
的信号表を示した図である。 図８と第９は、図１の電気通信システムのためのデータ
・サービス提供用のプログラムを示した図である。 図１０は、図１の顧客ユニットのコンピュータの制御に
おいて使用されるソフトウェア・プロセスとインタープ
ロセス通信をブロック・ダイアグラムの形で示した図で
ある。 図１１、図１２および図１３は、図６および図７の論理
的信号表を実行するために使用されるソフトウェア構造
を示した図である。 図１４は、図１２のブロック１２ｏｓｊより詳細に示し
た図である。 図１５は、図３に示したようなトリプルのためのソース
・コードのコンパイルにより生じた一つのコンパイルさ
れたトリプルのフォーマットを示した図である。 図１６から図２１までは、図１５で使用される様々な指
示フォーマットを示した図である。 図２２は、図１５に示したようなコンパイルされたトリ
プルに含まれる情報をベースとして変数値およびリテラ
ル値をそれらが関係する表からアクセスする方法を詳細
に示した図である。 図２３と図２４は、図１０のＦＳＭＩ００５プロセスを
フロー・チャートの形で示した図である。 図２５は、図２４のブロック２３２４をフロー・チャー
トの形で示した図である。 図２６、図２７及び図２８は、図２５のブロック２５０
５をより詳細に示した図である。 図２９、図３０及び図３１は、図２３のブロック２３１
５をより詳細に示して一つのプログラム・スクリプトの
起動をより詳細に示した図である。 図３２と図３３は、図３１のブロック２９２０をより詳
細に示した図である。 図３４から図３７までは、図１０のインタープレフタ−
１００６をフロー・チャートの形で示した図である。 図３８は、ＮＥＸＴＳＴＡＴＥブリミチブをフロー・チ
ャートの形で示したものであり、特にリーブ信号とエン
ター信号の処理を示した図である。 図３９は、図１１、図１２、図１３がいかに有利に組合
せられるかを示した図である。 図４０と４１は図１の通信システムに関するデータサー
ビスを提供するプログラムスクリプトを示す図である。 く主要部分の符合の説明〉 コンピュータ・・・１０１ 顧客ユニット・・・１０２．１０３ パ′ス・・・・・・・・・・・・・・・１００ＦＩＣ，
３ ＳＣＲ工ＰＴ：　　ＰＯＴ ｔｏｐ 　ｔｏｐ 　ｔｏｐ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｎｄｉｆ ｔｏｐ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｎｅｘｔｓｔａｔｅ　　（ｉｄｌｅ） ＦＩＣ，４ ｃｏｎＬｉｎｕｅ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｎｅｘｔｓｔａｔｅ　　（ｉｄｌｅＪ ｎｄｉｆ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｓｔｏρ ＦＩＧ−８ ＳＣＲｒＰＴ：　　ＰＯＤＳ 　ｔｏｐ ｎｄｉｆ ｔｏｐ ｎｄｉｆ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ＦＩＣ，９ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｎｄｉｆ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｎｄｉｆ ＦＩＣ，１５ ＦＩＧ、１６ ０又はそれ以上のアーギュメントコードＦＩＣ，１７ ＦＩＣ，１８ ０又はそれ以上のアーギュメントコードＦＩＧ−１９ ＦＩＣ，４ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ＦＩＧ、４１ ｅｌｓｅ　ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｎｄｉｆ ｎｄｉｆ ｅｌｓｅ　ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｅｎｄ　ｉ　ｆ 手続補正書（方式） 昭和６２年　４月２０日 特許庁長官　黒　１）明　雄　　殿 １、事件の表示 昭和６１年特許願第３０７５９２号 ２、発明の名称 利用者プログラム可能即時応答システム３、補正をする
者 １９件との関係　　特許出願人 ４、代理人 ６、補正の対象 明細書と図面の浄書内容に変更なし く＋）　　別紙の通り浄書した明細書を１通提出致しま
す。 （２）　　別紙の通り適正な図面を１通提出致します。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、電気通信交換システムは多くのユーザーの境界部分
   の装置接続の際の音声、データ通信の手段として定義さ
   れている。一般的には多くの様様な状態を想定し多くの
   信号を発生させるシステムにおいて； 電気通信交換によって派生する様々な状況や多くの信号
   に直接的に反応しうることにより、最初のサービスを提
   供するためにある上記の電気交換通信システムの通信機
   能を制御するための第１のプログラムに反応する手段、 上記の第１番目のプログラムに対して、付加機能を追加
   するか、又は、従来の機能をさらに拡充するか、どちら
   か一方を行うための命令を編集する第２のプログラムに
   よって表わされる手段、 第１番目のプログラムを編集された原始コードによって
   更新を行うための第３番目のプログラムによって表わさ
   れる手段、及び 上記の第１番目のプログラムの更新された部分を活動状
   態にするためにある第４番目のプログラムによって表わ
   される手段からなるシステム。 ２、特許請求の範囲第１項に記載の電気通信交換システ
   ムは、上記第１番目のプログラムの電気通信システムの
   即時制御機能に何ら影響を与えることなく機能拡充を行
   う命令文の定義を行う手段を含む。 ３、特許請求の範囲第２項に記載の電気通信交換システ
   ムは、第１番目のプログラムを実行するための第１番目
   のプロセッサーより成る制御手段が含まれ、更に、既述
   の編集手段は第２番目のプログラムを実行するための第
   ２番目のプロセッサーを含む。 ４、特許請求の範囲第１項に記載の電気通信交換システ
   ムは多くの命令群により構成され、そして、各群は既に
   定義されているシステム状態、実行のための信号に対し
   て反応するものであるが、それらにより構成されている
   第４番目のプログラム、そして下記の様な手段をも、そ
   の中に含んでいる。既述の第１番目のプログラムの部分
   的な更新を可能ならしめる最初のシステム信号に反応す
   る第４番目のプログラムの最初の命令群によって表わさ
   る手段を含む。 ５、特許請求の範囲第５項に記載の電気通信交換システ
   ムでは既述の制御手段が、更には５番目のプログラムに
   よって定義される手段から構成されており、その第５番
   目のプログラムとは、第２番目のシステム信号に反応し
   て第１番目のプログラムの更新部分を非活動状態にする
   ためのものである。 ６、特許請求の範囲第５項に記載の電気通信交換システ
   ムには、第５番目のプログラムがあり、それは、多くの
   命令群により成り立っており、そして、その各々の群は
   既に定義されているシステム状態、信号により作用され
   ている。前述の非活動化手段は、下記の手段より構成さ
   れており、 前述の第１番目のプログラムの更新部分が非活動化され
   るべく命令を与える信号を発生させるための第２番目の
   システム信号に反応する第４番目のプログラムの命令群
   によって表わされる手段、更には、最初のプログラムの
   更新部分はさらには多くの命令群によって構成されてお
   り、その各々の命令群は既に定義されているシステム状
   態、信号、そして最初のプログラムの更新部分を無力化
   する為の非活動化信号に反応する要素によって作用され
   る。 ７、特許請求の範囲第１項に記載の電気通信交換システ
   ムは、第１番目のプログラムは多くの命令群により構成
   されており、そして、各々の命令群は実行の為の既に定
   義されているシステム状態や信号に反応しており、なお
   、既述の制御手段は更には下記の様な手段により形成さ
   れており、 既存システムの現行状態から次なる状態への未だ実現さ
   れていない変換への信号を発生させるためのプログラム
   命令群により成る手段、そして現在の状況よりの離脱を
   可能ならしめる共通処理を行う為の信号や状況に反応す
   る第１番目のプログラムの命令群によって定義されてい
   る手段である。 ８、特許請求の範囲第７項に記載の電気通信交換システ
   ムは、前述の実行手段が、更に細分化された手段により
   構成されており、それらの細分化された手段とは現行の
   信号や状態に反応する第１番目のプログラム、及び、そ
   の中の更新された部分に含まれている部分群を許容する
   第２の命令群によって表わされるものである。 ９、特許請求の範囲第７項に記載の電気通信交換システ
   ムは、又、第１番目のプログラムの一連の命令群によっ
   て表わされる手段が含まれており、そして、その手段は
   現行システムから他のシステムに対して発せられる入力
   信号を生成しており、そして、その中の制御手段は更に
   は、他のシステムに認容可能とさせるための信号や動作
   状態に反応する第１番目のプログラムの第３命令群によ
   り構成されている。 １０、特許請求の範囲第８項に記載の電気通信交換シス
   テムは入力命令の実行手段をも含んでおり、そして、そ
   れらの実行手段は、更に、第３番目の命令群、そしてそ
   れは入力信号や他のシステムに反応する第１番目のプロ
   グラム内の他の命令群を許容する第３番目の命令群より
   成り立っているが、その群より成っている。 １１、複数の状態をとりそして複数の信号を発生してい
   る即時処理を制御するためのコンピュータシステムにお
   いて； 第１番目のプログラムに反応し、即時応答処理から発生
   する様々な状況や信号に直接的に反応する事により、ま
   ず第１のサービスを提供する為の電気通信交換システム
   の通信機能を制御する手段、 第１番目のプログラムに対し新機能を追加するか機能を
   拡充するか、どちらか一方を実現するための原始コード
   の編集を行う第２番目のプログラムによって表わされる
   手段、 上記の制御機能とは第１番目のプログラムを編集された
   原始コードの命令によって更新するための第３のプログ
   ラムより成る。 １２、特許請求の範囲第１１項に記載のシステムにおい
   て、新しい機能を付加する一連の命令によって表わされ
   る更新手段があり、そして、更新の際には現行の即時応
   答処理に何ら影響を与えることはない。 １３、特許請求の範囲第１１項に記載のシステムにおい
   て、制御機能は第１番目のプログラムを実行する最初の
   プロセッサーより成っており、そして、既存の編集手段
   は第２番目のプログラムを実行するためのプロセッサー
   より成っている。 １４、特許請求の範囲第１１項に記載のシステムは、様
   々な命令群より成る第３番目のプログラムがその中に含
   まれており、各々の命令群は既に定義されているシステ
   ム状態や信号に反応する。 又、非活動化手段は下記のものより成っている。 第３番目のプログラムからの命令群により定義される手
   段、その第３番目のプログラムとは第１番目のプログラ
   ムの更新部分を認容する為の信号に反応する様にできて
   いる。 １５、特許請求の範囲第１４項に記載のシステムには制
   御手段が存在し、それは第２番目のシステム信号に反応
   して第１番目のプログラムの更新部分を非活動化する為
   の第４番目のプログラムに定義される手段により成り立
   っている。 １６、特許請求の範囲第１５項に記載のシステムには第
   ４番目のプログラムが存在しており、その第４番目のプ
   ログラムは様々な命令群により構成されており、各々の
   命令群は既に定義されているシステム状態や実行のため
   の信号に反応しており、 第４番目のプログラムの最初の命令群、そして、その第
   ４番目のプログラムは、第１番目のプログラムの更新部
   分を非活動化状態に導くべき信号に反応するプログラム
   であるがその命令群が含まれており、 上記のプログラムの更新部分は更には、いくつもの命令
   群により構成されており、その各々の命令群は先に定義
   されたシステム状態や実行のための信号、そして第１番
   目のプログラムの更新部分を非活動化状態にする信号に
   反応するそのプログラムの更新部分の命令に反応する部
   分より成る。 １７、特許請求の範囲第１１項に記載のシステムは、第
   １番目のプログラムがあり、それは様々な命令群から成
   っており、各々の命令群は先に定義されたシステム状態
   、実行命令に反応し、又、制御手段は更には下記の様な
   手段により構成されており、 最初のプログラムの一連の命令によって定義される手段
   、そして、その最初のプログラムとは現行のシステムか
   ら他のシステムへのまだ実現されていない変換に対する
   信号を発するプログラムであり、そして、第１番目のプ
   ログラムの第２番目の命令群に定義される手段、そして
   、それは現行システムからの離脱を可能ならしめる共通
   の処理のための信号、現状等に反応する。 １８、特許請求の範囲第１６項に記載のシステムは、実
   行手段が含まれている。その実行手段とは第１番目のプ
   ログラム、及び、その中の活動領域の他の命令群が現状
   や信号に反応することを可能ならしめるための第１番目
   のプログラムの第２番目の命令群の１つより成り立って
   いる。 １９、特許請求の範囲第１７項に記載のシステムは、第
   １番目のプログラムの一連の命令群に定義される手段が
   あり、そして、それは現行のシステムから入力されつつ
   あって、他のシステムに対する入力信号を発生する手段
   によって成り、そして、上記の制御手段は、更には上記
   の第１番目のプログラムの第３番目の命令群によって成
   っており、そして、それは、他のシステムへの入力を可
   能ならしめる共通の処理を実行するための信号や状況に
   反応するものである。 ２０、特許請求の範囲第１８項に記載のシステムには入
   口処理のための実行手段が含まれており、そして、それ
   は更には第３番目の命令群に定義される手段より成って
   おり、第３番目の命令群とは入場信号や他の状態に命令
   集団が反応することを容認させるためのものである。 ２１、プログラムを実行する制御コンピュータによって
   複数の状態をとりそして複数の信号を発生する即時処理
   を制御する方法において； 上記の制御コンピューターによって即時応答処理機能を
   制御しており、そして、その制御コンピューターは最初
   のプログラムに対して反応して即時応答処理からの様々
   な状態や信号に直接的に反応する事によって最初の機能
   を提供し、原始コード命令を第２番目のプログラムを実
   行しているコンピューターによって最初のプログラムに
   新しい機能を追加するか、機能を拡充するか、どららか
   一方を行うために編集し、最初のプログラムを編集され
   た原始コード命令によって最初のプログラムを更新して
   おり、その原始コード命令とは、第３番目のプログラム
   を実行する制御機能による新機能を定義しているもので
   、そして、最初のプログラムの更新部分を第４番目のプ
   ログラムを実行しているコンピューターによって活動化
   していることからなる方法。 ２２、特許請求の範囲第２１項に記載の方法において、
   更新ステップが含まれており、そのステップは、更には
   追加命令のステップが含まれており、それは最初のプロ
   グラムに新しい機能を追加する事が可能であり、かつ、
   その機能追加の際の更新に際しては、即時処理機能にい
   かなる支障をも来たさないものである。 ２３、特許請求の範囲第２２項に記載の方法において、
   制御コンピューターが含まれており、それは、第１、第
   ２番目の実行手段と制御ステップより成り、さらにその
   プロセッサーは上記の第１番目のプロセッサーによって
   第１番目のプログラムを動かすステップより成っており
   、そして編集のステップは第２番目のプロセッサーによ
   って第２番目のプログラムを実行するステップより成っ
   ている。 ２４、多くのサービスを行なうために、原始コード入力
   装置や多くのシステム状態とシステム信号を持つ音声・
   データ通信システムを構築し、コントロールする方法に
   おいて； そのサービスは、個々の動作を実行し、定義済のシステ
   ム状態やシステム信号によりコントロールされている基
   本的な命令群の集合体によって、既述のサービスを行な
   うプログラムを実行する第１の処理プログラムや、非手
   続き型言語で書かれている原始コードの命令に対し、そ
   れをコンパイルするプログラムを実行する第２の処理プ
   ログラムによりコントロールされることで、定義済の音
   声・データサービスを行なっているのであり、 既述の命令を定義した状態や信号である現在のシステム
   状態やシステム信号をもとに、個々の動作を行なうため
   の基本的な命令群のそれぞれを実行する第１の処理プロ
   グラムによって、既述のシステムをコントロールしてお
   り、 追加サービスを定義する原始コードのプログラムを前述
   の入力装置から入力しており、 入力された原始コードをコンパイルし、コンパイラープ
   ログラムを実行する第２の処理プログラムにより、少な
   くとも１つの新しいサービスを追加したり、従来のサー
   ビスを修正するために、第１の処理プログラムをコント
   ロールする命令を追加しており、 追加された命令を、第２の処理プログラムから第１の処
   理プログラムへ移しており、 第１の処理プログラムにより、定義済の優先度のある関
   係において既述の追加された命令を用いて、基本的な命
   令を更新しており、そして前述の第１の処理プログラム
   で追加された命令を活性化させることからなる方法。 ２５、特許請求の範囲第２４項に記載の方法の中におい
   て、第１の処理プログラムが含まれており、それは多く
   の制御構造を含み、以下のステップも含んでおり、 前述の定義済みの優先度のある関係に従って識別された
   システム状態やシステム信号に反応する命令群を多くの
   制御構造に個々に関係づけており、 現在のシステム状態やシステム信号の派生に応じて、既
   述の制御構造の１つを識別しており、前述の電気通信シ
   ステムにおいて、第１のサービスを行なうために、識別
   された制御構造によって関係づけられた最も高い優先権
   を持つ命令を実行しており、 前述の識別された制御構造によって基準づけされた２番
   目に高い優先権を持つ命令のうちの１つを実行すること
   により動かしており、 ２番目に高い優先権を持つ命令のうちの１つを実行する
   ことにより、３番目に高い優先権を持つ命令を動かさな
   いことからなる方法。 ２６、特許請求の範囲第２５項に記載の方法において、
   以下のようなステップがあり、 前述の第２の優先権を持つ命令を含むプログラム命令を
   非活性化し、そして 前述のシステム信号や非活性化さた第２の優先権を持つ
   命令を含むプログラム命令をもとに、電気通信システム
   において別のサービスを行なうために、識別された制御
   構造によって基準づけられた第３の優先権を持つ命令を
   実行している。 ２７、特許請求の範囲第２６項に記載の方法において、
   非活性化のステップが含まれており、それは多くの制御
   構造から、第２の優先権を持つ命令を含んだものを構成
   している命令群に対する関係を取り除くことを含んでい
   る。 ２８、特許請求の範囲第２６項に記載の方法において、
   前述のシステム状態のうちの１つに関係づけられている
   制御構造を含んでおり、その制御構造の中には制御構造
   のシステム状態に派生する前述のシステム信号のうちの
   １つと関係のある多くのテーブルを含んでおり、そして
   更新のステップには； 追加された命令を実行させるような状態や信号と一致す
   る前述のテーブルのうちの１つを決定し、そして 追加された命令の各々に対する基準を、決定されたテー
   ブルに記憶させることからなる。 ２９、特許請求の範囲第２８項に記載の方法において、
   以下のようなステップを含む非活性化のステップがあり
   、 非活性化の信号を作り、 前述の非活性化の信号に対応する命令からなる制御構造
   に含まれている既述のテーブルのうち、別のものを探し
   出し、 第２の優先権を持つ命令を含んだものが、既述のシステ
   ム状態の別の部分においては非活性化されるべきである
   とする前述の処理プログラムの中に、可変的な信号を記
   憶させ、そして前述のテーブル内の他の部分に関する命
   令によって、非活性化させる信号の処理をやめ、そして
   、それによって第２の優先権を持つ命令と関係のある命
   令群を非活性化させることを抑制している。 ３０、特許請求の範囲第２９項に記載の方法において、
   非活性化のステップが含まれており、それは以下のステ
   ップからなっており、 現在の状態から新しい状態へ既述のシステムの状態を変
   え、そして 前述の他のシステム状態に入ったり、前述の可変的な信
   号が存在することにより、第２の優先権を持つ命令を除
   去している。 ３１、特許請求の範囲第２５項に記載の方法において、
   システム状態に関係のある制御構造を含んでおり、それ
   は制御構造のシステム状態に派生するシステム信号に関
   係する多くのテーブルも含んでおり、以下のステップが
   あり、 個々の命令の各々に対する状態やシステム信号と一致す
   るテーブルを決定し、そして 命令の基準を既述のテーブルの決定済みの部分へ記憶さ
   せること、そしてそのために、他の命令に関して前もっ
   て記憶されている基準すべてに対する関係において、決
   定がなされている。 ３２、特許請求の範囲第３１項に記載の方法において、
   許可のステップが含まれており、そしてそれは、現在の
   システム状態の制御構造に含まれる第１の優先権のある
   命令を含むテーブルから、第２の優先権を持つ命令に対
   しての基準を得、そして 第２の優先権を持つ命令を実行している。 ３３、特許請求の範囲第３２項に記載の方法において、
   防止のステップがあり、それは以下のステップを含んで
   おり、 前述のテーブルの第３の優先権を持つ命令に対する基準
   を決めることを抑制することで既述のシステム信号の処
   理を中止している。 ３４、特許請求の範囲第２４項に記載の方法において、
   以下のステップが含まれ、 既述の命令のうちで、１番目のものを実行することによ
   り、現在のシステム状態から別のシステム状態へ変え、 既述の現在の状態から抜け出す信号を作り、前述の抜け
   出すために信号や現在の状態に応じて、既述の命令のう
   ちの２番目のものを実行すぐことにより、現在の状態を
   抜け出す前に共通出力動作を行ない、 他の状態へ入ることを指示する別の信号を作り、 入り込みの信号や他の状態に応じて、既述の命令のうち
   の３番目のものを実行することによって、他の状態へ入
   る時に共通入力動作を実行している。 ３５、特許請求の範囲第３４項に記載の方法において、
   既述の処理プログラムや多くの制御構造があり、以下の
   ステップがあり、 前述の定義済の優先権のある関係に従い識別されたシス
   テム状態やシステム信号に対する命令を、多くの制御構
   造の各々に個々に関係づけており、 そして共通出力動作を行なうステップは、現在のシステ
   ム状態や既述の抜け出すための信号に応じて、制御構造
   を識別するステップを含んでおり、そして 既述の共通出力動作を行なうために、既述の命令のうち
   の２番目のものを行なっている。 ３６、特許請求の範囲第３５項に記載の方法において、
   既述の共通入力動作を行なうステップを含み、そして他
   のシステム状態と入力するための信号を応じて、既述の
   制御構造の別の部分を識別するステップを含んでおり、
   そして 既述の共通入力動作を行なうために、既述の命令のうち
   の３番目のものを行なうのである。