JPS62283795A - 非手続言語を用いたリアルタイム状態制御法とその装置 - 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】 ３、発明の詳細な説明 及王立国 この発明は、即時（リアルタイム）処理、特に非手続き
型プログラミング言語を用いた即時処理システムの状態
へ入ったり出たりする自動的手続きに関するものである
。

尤貝且宣景 即時処理のオペレーションを定義するのに通常、状態図
が用いられる。例えば、Ｃ言語あるいはパスカルといっ
た言語を実行しているコンピュータが即時処理のオペレ
ーションを制御するのに用いられている時、そのプログ
ラムは、それぞれがとりうる状態とそれらの状態で受理
する可能性のある信号に対する一組の命令群を持ってい
る。一方、一定の状態においては、必要な制御機能を実
行するため、個々の信号の受理に対して命令が逐次実行
されていく。信号を処理するためのコンピュータの応答
は命令列から暗にわかる。

状態や処理信号がその中で明確に定義されており、これ
らの状態や信号の発生により、特定の行Ｇ　ｏ　ｒ　ｄ
　ｏ　＄論文「非手続き型記述による通信ソフトウェア
の自動プログラミングＪ　ＩＥＥ　’　（＊Ｃｔ４皿貴
重Ｖｏ１．Ｃｏｍ　−３０、魚６に記載されている。

この論文では、電話交換システムを制御するためにプロ
グラムを書くための一つのプログラム言語が発表されて
いる。そのようなプログラムは、システムのとりうる状
態、そのシステム内での事象の発生、定義された事象と
状態が発生した時とられるべき行動、という面から記述
される。その言語によりプログラムが書かれて、次にＣ
言語に翻訳され、コンパイルされて電話交換システムを
制御するコンピュータの中に記憶される。この言語は、
一定の事象への応答として、とられるべき行動を明確に
指令する記述としては書けるけれども、個々の状態遷移
とは無関係に一つの状態に入ったり出たりすることに対
して必要な、共通的な行動を実行するための準備はなさ
れていない。そのような共通的な行動の実行のための準
備がなければ、作られたプログラムは、結果として複雑
で修正するのに難かしいものとなる。

別のアプローチとして、最近、ＣＣＩＴＹ委員会で定義
されているＳＤＬ　　（仕様記述言語）がある。ＳＤＬ
言語は、論文ｒＳＤＬ−ＣＣＩＴＴ仕様記述言語Ｊ■Ｌ
ｌネープ、１９８１年で説明されている。ＳＤＬ言語で
は、状態および通信信号情報という点で、サービスや機
能を形式的に記述できる。通信システムの製作者はそれ
で、例えば、ＣＨＩＬＬあるいはＣ言語といった自分の
好きな言語で、その形式的な記述を行なう。ＳＯＬ記述
そのものは直接コンパイルされない。さらに加えてＳＤ
Ｌは一つの状態に入ったり出たりする共通的な行動の実
行のための準備を提供しない。

先にも書いたように、即時処理制御において状態図を用
いる、という前に述べた以前の芸術的手法の両方に共通
的な問題は、かかわりのある特定の遷移（即ちその遷移
を引き起した事象）とは無関係に、ある状態から離れ、
新しい状態に入ることにより、共通的に行なわれたに違
いない行動の実行である。そのような行動の一例として
、顧客の電話のベルが鳴っている、例えば、ベルの鳴る
状態にあり、顧客は電話機をはずす、例えば、受話機を
はずす信号を受けとる、という電話システムにおいて起
きる。求められる行動は、顧客の電話機から音を立てて
ベルを鳴らす、という指令から離れ、次の状態、例えば
、ベルの鳴っている電話機に声の接続を確立する、とい
う通話中状態に入ること−である。

しばしば面素な旧式のサービス（ＰＱＴＳ）　として言
及される簡単な電話サービスの場合には、ベルが鳴って
いる状態から通話中状態へ行くのに可能な道は、ＰＯＴ
Ｓサービスのプログラムを作る時によく知られているか
らこの問題を解くのは容易であるのはあたりまえである
。問題は、予知されない方法でＰＯＴＳと相互接続する
新しい電話の機能を追加することが要求される将来の時
点に起る。以前の芸術的なプログラム技法では、そのよ
うな新しい機能をプログラムするプログラマ−は、ある
状態に入ったり、出たりする全ての径路を決定するため
、元のコード、および元のコードと自分の新しいコード
ととの相互作用を十分に理解する必要がある。このこと
が必要なため、新しい機能のとり入れが遅れるばかりで
はなく、現有するプログラムの保守をますます難かしく
なっている。

前述のことから、新しい状態が起る毎に、そして状態が
消滅する毎に、それらの事象が起る環境とは無関係に、
特定の行動が確実にとられるソフトウェアメカニズムの
必要性が存在することがわかる。そのようなメカニズム
があれば、その状態の入る際に必要な処理、およびその
状態を離れる際に必要な処理が実行されるであろう。さ
らに、こうした必要な処理があれば、追加されるべき何
か新しい機能のためのプログラムの追加、いやこれらの
処理がいかに実行されるかについてのプログラマ−の知
識すら必要としないだろう。しかも、プログラマ−はこ
れらの処理を修正したり、付は加えたりする能力を有す
るであろう。

〕里旦監！ 通信システムにおいて、状態遷移を引き起す事象とは無
関係に、非手続き型で書かれた命令群が共通の遷移処理
を実行するために、状態遷移信号や状態情報に直接応答
する例示的手法や構造的に具体化したものの中に組み込
まれたこの発見の原則に従うことによって、前記の問題
が解決し、技術的進歩が達成される。好都合にも、通信
システムは複数の状態、および状態の遷移を引き起す複
数の信号を持っており、コンピュータは有限状態マシン
ルーチンといく組かの命令群を持ち、１つ′の組の命令
は前述のシステムに１つの機能を与え、１つの命令群は
行動を引き起すための前もって定義されたシステムの状
態および信号に応答する命令群を実行することによりシ
ステムを制御する。

第１番目の命令群の中の１つの命令を実行することによ
り、現在の状態から次の状態に変化することを開始する
。有限状態マシンルーチンはこの状態遷移に応答し、現
在の状態から出るように指令する離脱信号と次の状態に
入るよう指令する入場信号を生み出す。第２群の命令は
、離脱信号と現在の状態に応答して、通信システムが現
在の状態を終結するための条件を整える共通の出口処理
を実行する。第３群の命令は、入場信号と新しい状態に
応答して、新しい状態のために通信システムが初期化す
る共通の入口処理を実行する。

好都合にも、システムに後日新しい機能を追加すること
を促進するために、第２の命令群は、他の命令群が有限
状態マシンルーチンが離脱信号を処理し続けることを許
すか、またはこの処理を終了するかのどちらかの命令を
実行することによって、離脱信号に応答することを許す
かどうかを制御する。もしこの処理が継続されるならば
、第４群の命令がもう一つの共通の出口処理を実行して
離脱信号に応答する。もし離脱信号の処理が終了すれば
、有限状態マシンルーチンが次に入場信号を処理する。

同様に、入場信号に応答するそれぞれの命令群は、入場
信号と次の状態に応答する他の命令群がこうした条件に
応答することを許すかどうかを制御することができる。

例示的手法は、複数の処理状態や非手続き型言語で書か
れたプログラムを実行するコンピュータによっておこな
われる制御により状態遷移を引き起す複数の信号を持っ
ている即時処理における状態遷移を制御する。プログラ
ムは、複数の処理に一組の命令群によって準備されてい
るそれぞれのことを提供する。１つ１つの命令群は、前
もって定義されている処理状態や、行動を引き起す信号
に応答する。こ手法には、第１命令群の命令の実行によ
って、現在の状態から別の状態への変化を開始する、前
述の現在の状態からの離脱を指示する離脱信号を生成す
る、離脱信号と現在の状態に応答する第２命令群の実行
によって共通の出口処理を実行する、次の状態へ入るこ
とを指示する入場信号を生成する、入場信号と新しい状
態に応答する第３命令群によって次の状態に入る共通の
入口処理を実行する、というステップが含まれている。

特に、この手法は複数の状態や信号を持つ音声やデータ
通信システムにおける状態遷移を制御する。信号は、プ
ログラムを実行するコンピュータによっておこなわれる
制御をうけて状態遷移をおこなう。そのプログラムは有
限状態マシンとそれぞれの組がシステムに機能を与える
いく組かの命令群を含んでいる。それぞれの群は、前も
って定義されているシステムの状態および信号によって
実行に移される。コンピュータは、複数の制御構造−そ
れぞれは個々の状態と関連づけられている−の格納にメ
モリーを用いる。それぞれの制御構造は複数のテーブル
を持ち、それぞれのテーブルはその状態の中で起りうる
個々の信号と関連づけられている。その手法には、それ
ぞれの状態に対する個々の制御構造を維持する、個々の
制御構造について、この状態において起りうるそれぞれ
の信号に対応して個々のテーブルを配分する、個々のテ
ーブルに対応した状態および信号によって実行される命
令群を、優先順にそれぞれのテーブルに個々に関連づけ
る、開始された変化に対応して、有限状態マシンルーチ
ンによって離脱信号を作り出す、有限状態マシンルーチ
ンの実行により、現在の状態と離脱信号に対応して最初
のテーブルを見つけ出す、共通の出口処理を実行するた
めに、最初に見つけ出されたテーブルの最上位の優先度
を持っている命令群を実行する、現在の状態から次の新
しい状態に変る、有限状態マシンルーチンの実行により
、入場信号を作り出す、新しい状態と入場信号に対応し
て、テーブルの中に第２のものを見つけ出す、共通の入
口処理を実行するため、第２に見つけ出されたテーブル
の中の最上位の優先度を持つ命令群を実行する、などの
ステップが含まれている。

好都合にも、離脱信号に対応した命令群は、離脱信号と
現在の状態によってまた起動をかけられた他の命令群が
有限状態マシンルーチンによる離脱信号の処理を継続す
るか、終結するかのどちらかによってこれらの条件に応
答することが許されるかどうか制御することができる。

同様に、入場信号に対応した命令群は、入場信号と新し
い状態によってまた起動をかけられた他の命令群が有限
状態マシンルーチンによる入場信号の処理を継続するか
、終結するかによって、入場および新しい状態条件に応
答することが許されるか許されないかを制御することが
できる。入場信号と新しい状態情報に応答する命令群は
、優先順位で２番目に見つけられるテーブルに格納され
ているので、最上位の優先度の命令群がより低い優先度
の命令群が入場信号に応答することが許されるかどうか
を制御する。離脱信号および現在の状態に対応する命令
群の制御は、入場信号に対する制御に同じである。

スｍ凶Ｉ肌 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・システムによって有利に実施される
。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はバス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　、４９
４　、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
１０４と端末１０６を含んでいる。コンピュータ１〜０
４はここには示していないがバス１００．電話受話器１
０５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、続いてそのうち解釈可能な表現をバス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）１０
２から１０３までの間の一つのものかある状態２０１か
ら２０８までを状態グラフインクの形で示したものであ
る。新しいシステム上の要求を光通ずるために、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
を光通ず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８２０１にあって受話器の取り上げが行
なわれなくてはならない。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（。

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から発信パルス状態２０３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
に呼び出す終了の要請が送られる。もし着信側の顧客ユ
ニットが、話し中の時は話し中信号２１７を通じて話し
生状態２０７がエンターされる。発信パルス状Ｂ２Ｏ３
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
客ユニットは受話器戻し信号２１６．２１５または２１
８のいずれかを通じてアイドル状Ｌｉ２０１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を通じて可聴状態２０４
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Ｂ２０４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Ｂ２０５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［２０５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を通じたメツセージ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
８２０１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ツセージに含
まれた接続解除信号を伝達する。この接続解除信号に反
応して、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５２ｏａ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
に保存され、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間制御機構によつア明示的に指定
されるのである。

顧客ユニッ）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ａｚｏ１にある。

通話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３０
３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＄
０ＲＩＧＩＮＡＴＯ１？変数に移転され、呼び出し信号
２１１を含んだメソンセージが、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Ｓ
ＥＮロプロ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＄５ＯＵＲＣＥ
変数の情報が後で使用される目的で＄０ＴＨＥＲＰＡＲ
ＴＹ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
きことを指定するＮＥＸｔＳＴＡＴＥプリミチブの実行
である。状態が呼び出しに変えられると、呼び出し状Ｂ
２Ｏ３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からバス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
状態２０８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
ニット１０３の受話器が置かれたことを示す。顧客ユニ
ッｌ−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は顧客ユニット１０３に対して、顧客ユニ
ット１０２が応答したとのメツ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３０６
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６２０８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８２０Ｂ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。

顧客ユニット１０２の受話器が置かれると、トリプル３
２２が実行され、顧客ユニー／　）　ｌ　Ｏ２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
ット１０３に伝達する。さらに、ＮＨＸＴＳＴＡＴＩＩ
！プリミチブが実行され、顧客ユニット１０２をアイド
ル状Ｌｉ２０１に復帰させる。該ＮＥＸＴＳＴＡＴＨプ
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ＤＩＳ
ＥＮＧＡＧＥプリミチブの実行によって顧客ユニット１
０２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（ＣＦＡ）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ＣＰＩ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を通じ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
にトリプル５０１と５０２から成っており、５ＴＯＰと
Ｃ０ＮＴｒＮＵＨのプリミチプ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「＃」がタイプされたことを
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１
０６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
れなくなる。ここで５ＴＯＰプ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御することよりも、
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＄ＳＯ
［ＩＲＣＥ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、＄ＣＦＮｔ１ＭＢ
ＥＲ変数がノナル値にセット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ＦＯＲＷＡＲＤ　、　ＰＲＩＮＴお
よび５ＴＯＰのブリミチプが実行される。ＦＯＲＷＡＲ
Ｄプリミチブは＄５ＯＵＲＣＥ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
リミチプは該通話が該特定顧客ユニットに転送された時
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のスクリプトの諸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
ブが実行される。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Ｐ
ＯＴ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話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Ｐ
ＯＴスクリプトのオペレーションを起生させるためにＣ
０ＮＴＩＮＩＪＢプリミチプを実行する。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
接続が設定される。

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。そしてそれぞれ、反応してトリプル５０
７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、
該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して、これらの
スクリプトをコンパイルした上で、図であれはコンピュ
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　、　ＣＰＩおよびＣＦ
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して、これらのトリプ
ルを図６にロジック的に示したようにアイドル状態、呼
びだ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
状態定義に対応する時に個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、ｃｒｔ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
ーケンス時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タコードを受
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
ロセスの間で受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）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・コードは付録已に示
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
絶が発生して、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１００２に発信させる。後者
のプロセスはこの断絶に反応して、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一つのオペレ
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１ｏｏｏ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
テムは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信信号と一致す
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の伝達を考えてみよう。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
をフィーチャ制御１０００の有限状態マシン（ＦＳＭ）
　１００５　ニ伝える。ＦＳｌ’１ｌＯ０５は該原生信
号に反応して、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。ＦＳ
Ｍ１００５は次に原ロジック信号表６０２を特定し、イ
ンタープレツタ１００６でインタープレフトされた表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に詳細に示じた。

ロジック信号表６０２を特定した後、ＦＳＭ　１００５
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ジコンは
２組ある。１組は＄ＣＦＮＩＩ？ＩＢＥＲ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ＦＯＲＷＡＲＤプリミチブの実行に
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５ＴＯＰプリミチブの効果は、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プリミチブ
を実行させるので、その結果、ＦＳＭ１００５はロジッ
ク信号表６０２の残りのトリプルを実行する。

Ｃ０ＮＴＩＮＵＥプ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ＣＰＩ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プ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＄０ＲＩＧＩＮＡＴＯＲと＄０ＴＨＥＲＰＡＩ
？ＴＹにセーブされ、そして受信側顧客ユニットが呼び
出し状Ｂ２Ｏ３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プ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ＦＳ？’１１００５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−Ｒ
ＣＶ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
プを示した図３８に示している。

本例においては、離脱信号はアイドル状ｊＬｉ２０１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
３０５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。そ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プリミチ
ブが実行されるが、しかしロジック信号表６１４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Ｌｉ２Ｏ３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１００
２によって検知され、取り上げ信号２２１がＦＳＭ１０
０５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確認し
、ロジック信号表６０８にインデックスする。ＦＳＭ１
００５はＰＯＴに保存されたポインター３０８をアクセ
スし、このポインターをインタープレツタ１００６に送
達するが、このインタープレフタは図３に示しだとおり
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プリミチブの実行に
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プリミチプを実行して状態
を通話状態２０５に変更する。

ＮＥＸＴＳＴＡＴＨブ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。ＦＳＭ１００５は該離脱
信号に反応して、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３０
６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して、通話状態と
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、ＥＮＧＡＧ
Ｅプリミチブの実行によって、発信側顧客ユニ７）と受
信側顧客ユニフ）１０２との間に音声通信路を設定する
。

通話状８２０５の途中で顧客ユニッ）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して、ロジック
信号表６２８の３２２であるＰＯＴに含まれるインター
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３２
２のコンパイルされたコードを示す。このコンパイルさ
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Ｂ２０１に変化する。

ＮＥＸＴＳＴＡＴＥプリミチブの実行によって、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６２９に含まれるインタープレフタ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
のコン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
て時刻信号ＦＳ？ｊｌＯ０５に伝達する。後者のプロセ
スは時刻信号に反応して、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、ＦＳＭ１
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ＯＯ分）が発生した
かどうかを澗べて時刻が午前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ＯＯ
分であるので、事態は一敗せず、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ＦＳＭ　１００５に
返却し、該ＦＳＨは図５に示したとおりトリプル５０７
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１００
６に送る。後者は該ポインターに反応して、トリプル５
０７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００
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ＯＯ分、すなわち２４時間表示では１７時ＯＯ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　（７）ＤＥＡＣ
ＴＩＶＡＴＥ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ＦＳＭ１０
０５に送達させる。この時点では実際の停止は起こらな
い。

ＦＳＭ１００５が停止信号を受信すると、図５に示した
ように該ＦＳＭ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スクリプト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０例えば、アイドル
状態については、ＣＦト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ＣＰＩ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ＰＯ
Ｔ、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ｐｏｏｓ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ｐｏｏｓ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
てしいる。ＰＯＴ　、　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）リプルを最上位に、そしてＣＦＡ　　Ｉ
−リプル、ＣＰＩ　　Ｉ−リプル、ＰＯＤＳトリプル、
最後にＰＯＴ　　）リプルを持つような形で挿入される
。２０口Ｓスクリプトが最初に起動されると、トリプル
８０１が起動信号に反応して実行され、その結果、＄Ｄ
ＡＴＥ変数と＄０ＥＡＣＴｆＶＡＴＥ変数が「否」に等
しくセットされる。＄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、＄ＤＥＡＣＴＩＵＡＴ
Ｅ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パケットから成るメツセー
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
ある顧客ユニットのコンピュータから別の顧客ユニット
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“ｄｉｓｃｏｎｎｅｃｔ”なる用語を人力してデー
タ通信を接続解除するまでは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
ｏｏｓ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ｌＯ２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して、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＄ＯＲＩＧ　ＩＮＡＴＯＲ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
χＴＳＴＡＴＥ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５ＩＥＮＤブ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、ＮＥ
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“ｄｉｓｃｏｎｎｅｃｔ”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中信
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、５ＥＮＤプリミチプを用いて発信側
顧客ユニットにメツセージを送って応答メツセージとす
る。発信側ユニットで応答メツセージが受信されたとい
う事態に反応して、図３のトリプル３１６が実行され、
その結果、顧客ユニッ）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ットに接続ができたことを示
すメツ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プリミ
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。通話状態はトリプル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プ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ットの観点から考察
してみよう。一つの原生ストリングを持ったｒｃｖ＋ｍ
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
し中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５ＲＮＯ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、＄０ＴＨＨＲＰＡＲＴＹ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、通話先を示すメソセージが当該の
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８
０８が実行される。受信側顧客ユニットの顧客は、“ｃ
ｏｉｖｎｅｃｔ　”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ｐｏＤｓスク
リプトを停止させようとすることを規定したＤＥＡＣＴ
ＩＶＨ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」と等しくセ
ットされ、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
１／Ｌ／８０３が実行される。ＩＤＥＡＣＴＩＶＡ’ｒ
Ｅ変数が「是」であるので“ｉｆ″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ＰＱＤＳスクリプ
トを除去するＰＵＲＧｌｌｉ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、ＦＳＭ１００５は場所１１０１に
保存されている現在状態インデックスならびに１１０２
に保存されている状態ポインターを利用して、パス１１
０３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１１
０５を通じたＦＳＭ　Ｓｉｇｎａｌの表１１１０　、　
ＦＳＭ　ＳｉｇｎａｌＰＴＲ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ＦＳＭＳｉ
ｇｎａｌ　ＰＴＲポインターが１１０６に一つずつある
。

一つのＦＳＭ　Ｓｉｇｎａｌ表への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、ＦＳＭ１００５が一旦ＦＳＭＳ
ｉｇｎａ１表１１１０にインデックスすると、ＦＳＭ１
００５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。

ＦＳＭ　Ｓｉｇｎａ１表１１１０表定１１０中クスされ
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Ｐｆｏｇｒａｖｓ１０表１１１
６を間接的表示１１６１１３のようなトリプルリストは
ＦＳＭ　Ｓｉｇｎａｌ場所とも言われる。

ＦＳＭ　Ｓｉｇｎａ１表１１０９から１１１０までと１
１２１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、ＦＳＭ　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　１０表はＦＳＭ１０
０５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　１０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、ＦＳ
Ｍ１００５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１２０２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１２０
６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０
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。ｎｕｎ＋Ｌｉｔｅｒ
ａｌｓ　　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。ｎｕｍＶ
ａｒｉａｂｌｅｓ　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１
２２４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１ｎｔｏＴＪｘｔ　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ｎｕｍＴｒｉｐｌｅｓ１
２２６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
１ｄ１２２Ｂ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ｄｅｌ
ｅｔｅｓｃｒｉｐｔ１２３０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
ａｍ１０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
モリー場所を含むトリプル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１２
０８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、またトリプル１２０９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
タ−プレツタ１００６はもう１度制御をＦＳＭ１００５
に戻す。後者はＰｒｏｇｒａｍ　１０表１１１６の次の
場所にインデックスし、次辺トリプルの新しいコードが
トリプル１２０９から１２１１ま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は再び制御をイ
ンタープレツタ１００６に戻す、このプロセスはＰｒｏ
ｇｒａｍ＋　１０表１１１６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、数字コード（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定義する。

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ＩＤ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Ｉｎ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１５ｏ５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義が完全に満足
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
かどうかを判定する目的に使用される。エリア１５０５
の第２の部分はプリミチブと指示を含んでいる。場所１
５０６はＨＡＬＴブリミチフ゛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Ｃ０
ＮＴＩＮＵＦ！が出てきていなければインタープレツタ
１００６に制御をＦＳＭ１００５へ戻させる。プリミチ
ブは指定された動作を実行するためのＣ＋十機能のサブ
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ド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０図１７はアサインメ
ント指示を示すが、その場所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ＳＥＮＤＭＩＩ！５ＳＡＧＥ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。

一般的に、論議コードはリテラル、変数、ブランチ、ツ
ー、アドレス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１０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
レフタのスタックの上に押し上げｊ。該論議を用いた指
示またはプ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ｉ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５ＩＧＮＡ
Ｌ−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、＄５ＯＵＲＣＥ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敗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致しない時は、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
定義の最初の論議と一致すれば、該トリプルの残りのコ
ードが実行される。ｒｃｖｍｅｓｓａｇｅ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、ｒｃｖｍａｓｓａｇｅ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−Ａ
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、インタープレフタがスタツクか
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。

事態　　　　　　　　　　　　　　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　　　　　　　　　　　　　　　１０ｒｃｖｍｅｓ
ｓａｇｅ　　　　　　　　　　　　　　　　１１人力　
　　　　　　　　　　　　　　　　１２返答　　　　　
　　　　　　　　　　　　１３警報　　　　　　　　　
　　　　　　　１４時刻　　　　　　　　　　　　　　
　　１５起動　　　　　　　　　　　　　　　　　１６
停止　　　　　　　　　　　　　　　　１７エンター　
　　　　　　　　　　　　　　　１８離脱　　　　　　
　　　　　　　　　　１９１↓ 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　　　　　　
　　　　　　　　７１見 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　
　　　　２４ＶＡＲ４５ＥＮＤ　　　　　ＳＮＤ　　　
　　２５ＳＡＲ５ＳＥＮＤＭＥＳＳＡＧＥ　　ＳＮＭ　
　　　　２６ＢＡＲ６ＰＩ？ＩＮＴ　　　　　ＰＲＩ　
　　　　２７ＥＱＬ　　　７　　　ＤＩＡＬ　　　　　
ＤＩＡ　　　　　２８ＮＥＱ　　　８　　　ＦＯ四＾Ｒ
Ｄ　　　　ＦＷＤ　　　　　２９ＧＲＴ　　　９　　　
ＡＳＫ　　　　　　ＡＳＫ　　　　　３０ＬＳＳ　　１
０　　　ＡＣＴＩＶＡＴＥ　　　ＡＣＴ　　　　　３１
ＧＥＱ　　　　１　１　　　　　ＤＥＡＣＴＩＶＡＴＥ
　　　　ＤＥＡ　　　　　　　　　３　２ＬＥＱ　　１
２　　　ＡＳＳＩＧＮ　　　　ＡＳＮ　　　　　３３Ａ
ＯＤ　　１３　　　ＥＮＧＡＧＥ　　　　ＥＮＧ　　　
　　３４ＳＯＢ　　１４　　　ＤＩＳＥＮＧＡＧＥ　　
　ＤＩＳ　　　　　３５ＭＵＬ　　１５　　　ＮＥＸＴ
ＳＴＡＴＥ　　　ＮＸＴ　　　　　３６ＤＩＶ　　１６
　　　ＰＵＲＧＥ　　　　　ＰＲＧ　　　　　３７ＮＥ
Ｇ　　１７　　　Ｃ０ＮＴＩＮＵＥ　　　ＣＯＮ　　　
　　３８ＡＮＤ　　　　１８　　　５ＴＯＰ　　　　　
　　　ＳＴＰ　　　　　　　３９０ＲＩ？１９ 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およびリテラルのりスト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２２０５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１ｔＴｏＥｘｔ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２
２０２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
ストリ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２
２０５へのポインターが得られるリテラル表２２０４　
（１２２２）をアクセスするのに使用れれる。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がら受信されるデータに反応し
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ＦＳＭ１００５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２４Ｃ＋　十Ｐｒ
ｏｇｒａｍｍｉｎｇ　Ｌａｎｇｎａｇｅ）なる題名の書
物に詳細に述べられている。図２３および２４に示した
プログラムが一旦ブロック２３ｏ１によって初期化され
ると、それはブロック２３ｏ２から２３１５までを反復
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ＦＳＭＬＯＯ５の
内部的なある種の変数をまず初期化する。＄Ｔ）ＩＩＳ
変数は顧客ユニットの呼び出し番号と等しくセントされ
、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パ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Ｉ’５Ｍ１００５による処理を保
つ複数のメツ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は咳！’１ｓＧＴＹ１
’ｌ！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
細な図２９．３０および３１において示した。

ｌ立 信号　　　　　　　　　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　　　　　　　　　１０ ｒｃｖｍｅｓｓａｇｅ　　　　　　　　　　１１人力　
　　　　　　　　　　１２ 返答　　　　　　　　　　　１３ 警報　　　　　　　　　　　１４ 時刻　　　　　　　　　　　１５ 起動　　　　　　　　　　　１６ 停止　　　　　　　　　　　１７ エンター　　　　　　　　　　１８ 離脱　　　　　　　　　　　１９ ブロック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＄１！ＶＥＮＴ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
テムのメツ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に示したパスを
実行してＦＳＭＳＩＧＮＡＬ　１１１３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・パスを実行する。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ＰｒｏｇｒａｍｌＤ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２３０９
ｂは戻りコードをＣ０ＮＴＩＮＵＥ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フトの間、あ
るトリプルのためのコードは戻りコードを５ＴＯＰに変
更することがある。加えて、ブロック２３０９ａはＴＨ
ＩＳＳＩＧＮＡＬ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　１０
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　１０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　ＩＯ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
ｒｏｇｒａｍＩＤ表１１１６へ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。パス１２０２
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ＣＵ
ＲＲＥＮＴＳＣＲＩＰＴ変数に保存される。ブロック２
３１１ｂは、次いで図１２および１３に図説的に示した
パス１２１２、パス１２０４、トリプル表１２０８およ
びパス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ｉｐは１
２１０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２３１．Ｉ　Ｃは、次いで“ＥＸＥＣＵＴ
Ｅ　”機能を実行せしめるが、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フタ１０
０６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。該インタープレフタは５ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮ
ＵＥ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
さたＰｒｏｇｒａｍ　ＩＯ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にパスする。

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
ドが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ＰｒｏｇｒａｍＩＤｆｉ
ｌｌ１６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
ープレットされたばかりのトリプルがＰＵＲＧＥＳＣＲ
ＩＰＴ　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Ｐｒｏｇｒａｍ
　Ｉｎ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、Ｐｒｏｇｒａｍ　
ＩＤ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。かかるスクリプトは
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プ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はすべでのＰｒｏｇｒａｍ
　１０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
ＵＲＧＢＳＣＲＩＰＴＩＤ手続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　１０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２５０５
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２５
０１によってゼロにセットされる０次に、ＴＨＩ　５Ｓ
ＣＲＩＰＴの論議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ＦＣ−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２
５０３から２５０７までの各実行毎に、ブロック２５０
３はｊ変数をゼロと等しくセットする。決定ブロック２
５０４は、すべての信号が削除されるまで、ＤＥＬＳＣ
ＲＩＰＴ　＠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。ＤＥＬＳＣＲ
ＩＰＴ機能は、読いて特定１’ｒｏｇｒａｍ　１０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１
１の状態表１１０４の中をステップしている。表１１０
４への各エントリーについて、１１１０のような一つの
ＦＳｉ信号表が特定される。ｊ変数は、特定されたＦＳ
Ｍ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Ｐｒｏｇｒａｍｌｏ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。第１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　１０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
手段は仮のＰｒｏｇｒａｍ　１０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　１０として、それを１１１３の
ようなＴＲＩＰＬＥＬＩＳＴ変数の中で特定するという
ものである。

ブｏ、り２６０１が実行されると、ＮＥＷＩＮＤＥＸ変
数はＣＵＲＲＥＮＴＩＮＤＥＸ変数と等しくセットされ
る。こ（７）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ＧＱＯＤＴＲＩ
ＰＬＥＳはゼロに初期化される。図２５のブロック２５
０３から２５０７までは各信号が各状態に対応した一つ
のＰｒｏｇｒａｍ　ＩＤ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一つ
の対応Ｐｒｏｇｒａｍ　ＩＤ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、ＦＳＭＳＩ
ＧＮＡＬ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ＦＳＭＳＩＧＮＡＬ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。

ＰＵＲＧＥＳＣＩ？ＩＰＴＩＤ機能が処理している現在
のＦＳＭＳＴＧＮＡＬ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ＰＵＲＧＥＳＣＲＩ　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２６
０３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　１０内に特定されたトリプル数が最大値より大きい
かどうかを判断する。Ｐｒｏｇｒａｍ　１０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、Ｐｒｏ
ｇｒａｍ　１０ブロツ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判断する
。もしスクリプト・インデックスが、ＴＨＩＳＳＣＲＩ
ＰＴ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２６０９が実
行され、それはＧＯＯＤＴＲＩＰＬＥＳ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ＴＨｌ５ＳＣＲＩＰＴ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　１０表へのエン
トリーを後でブロック２６１１から２６１９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　１０表において、現在実行中であって該ＤＥＬＳ
ＣＲＩＰＴ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　１０がＤＥＬＳＣＲＩ
ＰＴ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ＮＥ
ＷＩＮＤＥＸ変数がブロック２６０１　（７）ＣＵＲＲ
ＥＮＴＩＮＤＥＸと等しくセットされたからである。Ｎ
ＥＷＩＮＤＥＸ変数の内容はブロック２６１９において
、現在のトリプルが解釈を終了した後でもＰｒｏｇｒａ
ｍ　ＩＤ表からの実行が継続するようにＲＲＥＮＴＩＮ
Ｄｆ！Ｘ変数を調整する目的に使用される。

Ｐｒｏｇｒａｍ　１０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　１０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、ＣＵＲＲＥＮＴＩ
ＮＤＥＸもゼロにセットされて、将来制御がＦＳＭ１０
０５に戻された時に該Ｐｒｏｇｒａｍ　１０表から別の
トリプルを実行しようと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　１０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。Ｐｒｏｇ
ｒａｍＩＯ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ＦＳＭＳＩＧＮＡ
Ｌ表からのトリプル・リスト・ポインターをＴＭＰＬＩ
ＳＴ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ＦＳＭＳＩＧＮＡＬ表に
よってポイントされるＰｒｏｇｒａｍ　１口にする効果
がある。次にブロック２６１９はＰｒｏｇｒａｍ　１０
表でｋの場所に保存されているトリプルの数をＧＯＯＤ
ＴＲＩＰＬＥＳ変数に含まれる数と等しくセットする。

そしてＣＵＲＲＥＮＴ　ＩＮＤＥＸ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２９０６２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プリミチプの詳細を示す。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ＪＨ１０００はこのメツセージを受信するとＦＳＭ
１００５を起動させる。

ＦＳＭ１００５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２
９０６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２９
０７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のＡＣＴＩＶＥ変
数１２２９（７）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１義によって指定さ
れた状態および信号に対応するＰｒｏｇｒａｍ　１０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１２０
６、パス１２１２および１２１４、トリプル表１２０８
、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
、とのＰｒｏｇｒａｍ　１０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、Ｔ）ＩＩｓ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１２０１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ＡＣＴＩＶ
Ｅ変数をＴＲＵＥにセットするのにも用いられ名。変数
ｔはスクリプト・リストに保存されているＮＵＭＴＲＩ
ＰＬＥＳ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。Ｔｌｌ　ｌ５ＳＣＲＩＰＴ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Ｐｒ
ｏｇｒａｍ　１０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Ｐｒｏｇｒａｍ　１０へのブロック２９
２０のＰＵＳＨＴＩ？　ＩＰＬＨ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３２および図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、ｔ
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　ＩＤｉ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にバ
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
を含む最近起動されたスクリプトのいずれのトリプルに
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２９１４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
、Ｐｒｏｇｒａｒｍ　１０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ＰＵＳＨＴＲＩＰＬＥ機能は図３２及び３３に詳細
に示した。ｐｕｓｕｒＲｔｐｕ機能が呼び出された時は
、２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　Ｉｎ表が既に存在して
いることであり、第２の条件はかかるＰｒｏｇｒａｍ　
Ｉｎ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１１１３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　Ｉｎ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。Ｐｒｏ
ｇｒａｍ　１０表が存在していれば、ブロック３２０２
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ＴＭＰＬＩＳＴポイン
ターがセットされる。続いてブロック３２０３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　１０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　Ｉｎ表の内容
が新しいアレー表の完全にコピーされると、ブロック３
２０８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１
１１０のようなＦＳＭＳＩＧＮＡＬへのエントリーによ
ってポイントされるＰｒｏｇｒａｍ　Ｉｎにする。加え
て、ブロック３２０８は新しいＰｒｏｇｒａｍＩｎで特
定された後のトリプルをＰｒｏｇｒａｍ　ＩＩ）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
Ｍ１００５からインタープレツタ１００６にパスされる
と、インタープレツタ１００６はＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥ
変数をＵＮＤＥＦＩＮＨＤ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、インタープレフタ１００６はブロック３４０２
ならびに３４０５から３４３４までをＨＡＬＴ、　５Ｔ
ＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮＵＥ指示に出会うまで連続的に
実行する。　ＨＡＬＴ、　５ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮ
ＵＥ指示に一旦出会うと、ＲＥＴｔｌＲＮＣＯ［ＩＥは
５ＴＯＰまたはＣ０ＮＴＩＮＵＥ　（後者はＨＡＬＴ指
示とＣ０ＮＴＩＮＵＥ指示の両方について）にセットさ
れ、ブロック３４０３と３４０４が実行され、制御はＲ
ＥＴＵＲＮＣＯＤＥ１７）値とともにＦＳＭ１００５に
戻される。先に見たように、ＨＡＬＴ、　５ＴＯＰまた
はＣ０ＮＴＩＮＵＨの指示はＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥ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ＦＳＭ１００５に戻るようにす
る。

ＲＥＴＵＲＮＣＯＤＥがＵＮＤＥＦＩＮＥＤ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、インタープレフ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２１に示したようなジャンプ・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、ブランチ論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３４０
６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３４
１９および３４２０および３４２５．３４２６．３４２
７、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
１０フイールドを獲得する。

このリテラル１０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
フ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、ＩＱ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３４１６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。インタープレフタはブロック３４０３を実行した
時に自由となる仮の変数をいく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、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３４２
１および３４２２による算術的指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
らポツプオフしてプリミチブ機能にハスするだけである
。しかし、ＡＳＳＩＧＮとＳＥＮＤＭＥＳＳＡＧＥとい
う二つの型式のブリミチプ指示は異なったフォーマット
を有している。ＡＳＳＩＧＮブリミチプムのフォーマッ
トは図１７に示した。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１０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パ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ポツプすべき論
議の数を判断するのである。

）ＩＡＬＴプリミチブとＣ０ＮＴＩＮＩＩＥプリミチプ
はブロック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ＲＥＴｔ
ｌＲＮＣＯＤＥをＣ０ＮＴ　ＩＮＵＥと等しくセットす
る。同様に、決定ブロック３４３３によって５ＴＯＰ指
示が検出されると、制御は３４３３に移され、それはＲ
ＥＴＵＲＮＣＯＤＥを５ＴＯＰと等しくセットする。

ＮＥＸＴＳＴＡＴＥブリミチブは図３８にフローチャー
トの形でより詳細に示した。５ＥＸＴＳＴＡＴＥプリミ
チプを起生させると、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＄
　ＥＵＥＮＴ変数を「離脱」ストリングと等しとセット
し、ブロック２３および２４のブロック２３０９から２
３１２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ｎｅｗ　５ｔａｔｅ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
と等しいものに変更し、そしてＣＵＲＩ？ＥＮ変数１１
０１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３８
０４が実行され、それによって＄ＥＶＥＮＴ変数は「エ
ンター」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２３１２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、当業に精通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で実行すれる機能を既知のソウトウエア手法を
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、当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転送サー
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と図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１２０６をより詳細に示し
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ＦＳＭ１００５プロセスを
フロー・チャートの形で示したブロソ図である。 図２５は、図２４のブロック２３１４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のインタープレター１
００６をフロー・チャートの形で示した図である。 図３８は、ＮＥＸＴＳＴＡＴＥ　７”リミチフ゛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３３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。 く主要部分の符号の説明〉 コンピューター４０１ 顧客ユニット・−４０２，１０３ ハス・−・１００ ＦＩＧ、　３ ＳＣＲ工ＰＴ：　　ＰＯＴ 　ｔｏｐ ｔｏｐ ｎｄｉｆ 　ｔｏｐ ｃｏｎｔｉｎｕｅ ｎｅｘｔｓＬａｔｅ（ｉｄｌｅ） ＦＩＣ，４ ｎｄｉｆ ｃｏｎｔｉｎｕｅ 　ｔｏｐ ＦＩ（，８ ＳＣＲＸ’ＰＴ：　　ＰＯＤＳ 　ｔｏｐ ｅｎｄ　ｉ　ｆ 　ｔｏｐ ＦＩＣ，９ ｅｎｄｉｆ ｅｎｄｉｆ ｎｄｉｆ ＦＩＧ、１５ ＦＩＧ、１６ ＦＩＧ−１７ ＦＩＣ，１８ ＦＩＧ−１９ ＦＩＧ、２０

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数のシステム状態と状態遷移を生じさせる複数の
   信号を有する音声とデータ通信システムにおける状態遷
   移を制御する方法であって、非手続言語で書かれたプロ
   グラムを実行しているコンピュータにより制御はなされ
   、該プログラムはその各々が命令群の組によって履行さ
   れる機能の複数を与えており、該命令の各群は作動のた
   め所定のシステム状態と信号に応答しているものである
   方法において、 最初の命令群のうちの１つを実行することにより現在の
   システム状態から他のシステム状態への遷移を始め、 現在の状態から離れることを指示する離脱信号を発生さ
   せ、 離脱信号と現在の状態に応じて第２の命令群の実行によ
   って上述の現在の状態から離れる前に共通出口処理を行
   い、 上述の他の状態への入場を指示する入場信号を発生させ
   、及び 上述の入場信号と他の状態に応じて第３の命令群によっ
   て他の状態に入る時に共通の入場処理を実行することか
   らなる制御方法。 ２、特許請求の範囲第１項に記載の方法であって、各々
   の命令群が含まれ、作動信号を定義する事象定義とシス
   テム状態の作動を定義する状態定義から構成される。そ
   して、定義された状態における定義された信号の発生が
   上述の命令群の発動を引き起こす。上述の共通の出口処
   理を実行する上述のステップは次のステップからできて
   おり； 離脱信号と現在の状態を基準にして探すことにより上述
   の第２の命令群を見つけ、及び 第２の命令群の命令を実行することにより上述の共通の
   出口処理を実行する。 ３、特許請求の範囲第２項に記載の方法であって、上記
   の共通の出口処理を実行する上述のステップを含み、更
   に上述の離脱信号と上述の現在の状態により作動される
   命令群を探し続け、 上述の離脱信号と現在の状態に応じる第４の命令群を見
   つけ、 上述の第４の命令群の命令の実行により追加的な共通の
   出口処理を実行することからなる。 ４、特許請求の範囲第３項に記載の方法であって、追加
   的な命令の実行ステップを含み、上述の第４の命令群の
   うちの１つの命令を実行することによる上述の現在の状
   態と上述の離脱信号により作動される他の命令群を更に
   探し続ける処理を停止するステップを含んでいる。 ５、特許請求の範囲第２項に記載の方法であって、前述
   の共通の入場処理を実行するステップを含み、更に 入場信号と上述の他の状態を基準にして上述の第３の命
   令群を探し、 第３の命令群の命令により上記の共通の入場処理を実行
   することからなる。 ６、特許請求の範囲第５項に記載の方法であって、共通
   の入場処理を実行するステップを含み、更に上述の入場
   信号と他の状態によって作動される命令群を探し続け、 入場信号と他の状態に反応する第５の命令群を探し、及
   び 上述の第５の命令群の命令を実行することによって追加
   的な共通の入場処理を実行することからなる。 ７、特許請求の範囲第６項に記載の方法であって、上述
   の追加的な共通の入場処理を実行するステップを含み、
   上述の入場信号と他の状態に反応する他の命令群を更に
   探すのを停止することを更に含む。 ８、あらかじめ定義された処理状態と作動のための信号
   に反応するそれぞれの命令群のセットにより実行される
   複数の処理を準備している非手続き言語で作られたプロ
   グラムを実行するコンピュータにより実行される制御の
   下で、状態遷移を引き起こす複数の処理状態と複数の信
   号を有する即時処理における状態遷移を制御する方法に
   おいて； 第１の命令群のうちの１つの命令を実行することにより
   、現在の処理状態から他の処理状態への遷移を開始し、 現在の状態からの離脱を指示する離脱信号を発生させ、 上述の離脱信号と上述の現在の状態に反応して、第２の
   命令群の命令を実行することにより現在の状態から離れ
   る前に共通の出口処理を実行し、 上述の他の状態への入場を指示する入場信号を発生させ
   、及び 上述の入場信号と他の状態に反応する第３の命令群によ
   り、他の状態に入るにあたり、共通の入場処理を行うこ
   とからなる制御方法。 ９、複数のシステム状態と複数の信号−有限状態マシン
   ルーチンとシステムの特徴を用意する命令群のセットか
   らできているプログラムを実行するコンピュータにより
   実行される制御の下で、上述の状態遷移を引き起こす。 また、あらかじめ定義されたシステム状態と作動信号に
   反応するそれぞれの命令群と複数の制御構造の貯蔵用の
   メモリーは、複数のテーブルからできている一を有する
   音声とデータの遠隔通信システムにおける状態遷移を制
   御する方法において； 上述のシステム状態のそれぞれのために、上述の制御構
   造のそれぞれを維持し、 上述の制御構造のそれぞれにおいて、制御構造に対応す
   る状態において起こるそれぞれの信号のために対応する
   テーブルの１つ１つを割当て、 個々のテーブルに対応する信号と状態により作動される
   命令群のいくつかを優先順に上述のテーブルのそれぞれ
   において個々に関連付け；第１の命令群の実行により現
   在のシステム状態から他のシステム状態への遷移を開始
   し、上述の有限状態マシンルーチンの実行により、離脱
   信号を発生させ、 上述の有限状態マシンルーチンを更に実行することによ
   り、現在の状態と上述の離脱信号に応じて上述のテーブ
   ルから最初の１つを確認し、共通の出口処理を実行する
   ために上述の最初に確認されたテーブルの中で最も優先
   度の高い命令群を実行し、 上述の現在の状態から他の状態に遷移させ、上述の有限
   状態マシンルーチンの実行により、入場信号を発生させ
   、 上述の他の状態と他の入場信号に応じて、上述のテーブ
   ルの２番目のものを確認し、及び、共通の入場処理を行
   うために、上述の２番目に確認されたテーブルの中で最
   も優先度の高い命令群を実行することからなる制御方法
   。 １０、特許請求の範囲第９項に記載の方法であって、最
   初に確認されたテーブルの命令群を実行するステップを
   含み、 上述の離脱信号を処理し続けること。 上述の離脱信号の処理の継続に応じ追加的な共通の出口
   処理を実行するために、上述の最初に確認されたテーブ
   ルの中で２番目に高い優先順位を持つ命令群を実行する
   こと。 １１、特許請求の範囲第１０項に記載の方法であって、
   上述の最初に確認されたテーブルのうち２番目の優先順
   位を持つ命令群を実行するステップを含み、更に次のス
   テップから構成され、第３番目の優先順位を有する命令
   群の実行を阻止する離脱信号の処理を終了する。 １２、特許請求の範囲第９項に記載の方法であって、上
   述の２番目に確認されたテーブルのうちで最優先の命令
   群を実行するステップを含み、更に次のステップにより
   構成され、 入場信号の処理を続け、 そして、追加的な共通の入場処理を行うために上述の２
   番目に確認されたテーブルの中で２番目の優先順位を持
   つ命令群を実行する。 １３、特許請求の範囲第１２項に記載の方法であって、
   上述の２番目に確認されたテーブルの中で２番目の優先
   順位の命令群を実行するステップを含み、更に入場信号
   の処理を終了するステップを含み、それによって上述の
   ２番目に確認されたテーブルの中で第３位の優先順位を
   有する命令群の実行を行わないようにする。 １４、コンピュータにより制御される音声とデータ電話
   通信システムであって、該システムは複数の状態を有し
   そして該コンピュータは有限状態マシンルーティンと命
   令の組からなるプログラムを実行しており、該命令の群
   の各組は該システムに特徴を与えそして命令の各群は作
   動のための所定のシステム状態と信号に応答しているも
   のであるシステムにおいて； 現在の状態から他のシステム状態への遷移を開始するた
   めの第１の命令群の実行により定義される手段、 上述の現在の状態から出ることを指示する離脱信号を発
   生させるために上述の有限状態マシンルーチンによって
   定義される手段、 離脱信号と現在の状態に応じて現在の状態から離れる前
   に共通の出口処理を実行する第２の命令群によって定義
   される手段、 他の状態に入ることを指示する入場信号を発生させるた
   めに上述の有限状態マシンルーチンによって更に定義さ
   れる手段、及び 上述の他の状態と上述の入場信号に応じて他の状態に入
   るための共通の入場処理を実行するための第３の命令群
   の実行により定義される手段とからなるシステム。 １５、特許請求の範囲第１４項に記載のシステムであっ
   て、共通の出口処理を行うための上述の手段は、離脱信
   号の処理を継続するための第２の命令群のうちの１つの
   命令を実行することにより定義される手段、 有限状態マシンルーチンにより更に定義され、且つ離脱
   信号と現在の状態に反応して第４の命令群を見つけるた
   めに継続された離脱信号の処理に反応する手段、及び 追加的な共通の出口処理の実行のための第４の命令群の
   実行により定義される手段からなる。 １６、特許請求の範囲第１５項に記載のシステムであっ
   て、第４の命令群により定義された手段を実行する上述
   の手段は更に、 離脱信号を更に処理することを終了するための第４の命
   令群のうちの１つの命令によって定義された手段から成
   っており、離脱信号の処理を終了することにより、離脱
   信号と現在の状態により作動される他の命令群の実行を
   禁止している。 １７、特許請求の範囲第１６項に記載のシステムであっ
   て、共通の入場処理を実行するための上述の手段は更に
   、入場信号の処理を続けるための第３の命令群のうちの
   １つの命令によって定義される手段、 有限状態マシンルーチンにより定義され、且つ入場信号
   と他の状態に反応する第５の命令群を見つけるための入
   場信号の継続された処理に応答する手段、及び 追加的な共通の入場処理を実行するために入場信号と他
   の状態に応じて第５の命令群の実行により定義される手
   段からなる。 １８、特許請求の範囲第１７項に記載のシステムであっ
   て、追加的な共通の入場処理を実行するため上述の手段
   は、それによって入場信号と他の状態により作動される
   他の命令群の実行を阻止することになる入場信号の処理
   を終了するために第５の命令群のうちの１つの命令によ
   り定義される手段を含む。 １９、複数の状態と状態遷移を生じさせる複数の信号と
   を有する即時処理の制御をするコンピュータであって、
   該コンピュータは有限状態マシンルーティンと命令群の
   組からなるプログラムを実行しており、該命令群の各組
   は該処理における操作を与えそして該命令の各組は動作
   のため所定のシステム状態と信号に応答しているコンピ
   ュータにおいて； 現在の処理状態から第１の命令群の実行により定義され
   る他の処理状態への遷移を開始するための手段、 現在の状態から離れることを指示する離脱信号を発生さ
   せるための有限状態マシンルーチンにより定義される手
   段、 上述の離脱信号と現在の状態に対応して現在の状態から
   離れる前に共通の出口処理を実行するための第２の命令
   群により定義される手段、他の状態へ入ることを指示す
   る入場信号を発生させるための有限状態マシンルーチン
   によって定義される手段、及び 他の状態と入場信号に対応して他の状態に入って行く時
   に共通の入場処理を実行するための第３の命令群の実行
   によって定義される手段とからなるコンピュータ。