JPS6388610A - 論理図をコンパイルし実行する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、原子力発電プラントにおける技術工学的な安
全保護機能のための作動論理の上うな論理システムの設
計に用いられる論理図コンパイラ／実行システム並びに
異なった論理機能を表す真理値表を用いて実行°するこ
とができる論理図の生成に係わり、特に本発明は、図表
にエラ□−が無い時に作動論理を表す論理図を対話形式
で創成し、該論理図の表示テーブルを創成し且つ該表示
テーブルを実行して所望の出力を発生する方法に関する
。

関連技術の説明 原子力発電プラントにおいてコニ学的に実現される安全
機能は、異常または緊急状態下で損害を軽減し１１つ安
全を保証するために取るべき活動ら１−＜は動作からな
る。このにうな活動もしくは動作は、プロセスｅ、数並
びに弁やポンプのような作動される装置の状態に関する
情報を送信することができるセンサからの入力に基づい
てブツシュ・ボタンに」：り手動で成るいは自動的に開
始することができる。所望の安全保護機能を実現するの
に必要とされる被作動装置を制御するために、センサ入
力は、冗長性のある論理ネットヮ・−りにより処理され
る。該論理ネットワークは、電力インターフェースを介
して所要のイネーブルまたはインターロック信号を受Ｉ
Ｊる適切なシーケンスで関連の装置を付勢したり成るい
は減勢する出力を発生ずる。

原子力発電プラントのための論理システムの設計に当っ
ては、流体系統の技術者゛は、所望の安全保護作用もし
くは活動（動作）を弁及びポンプのような種々な流体制
御装置の動作シーケンスに還元する。然る後に、技術占
は、動作シーケンスを論理またはインターロック簡略図
の形態に変換する。

技術者は、二の論理簡略図を使用して論理図Ｊｌｉびに
基本的配線図のための必要な回路系を展開する。

論理図に機能的に等価であるハードウェア回路のための
基本的配線図が創成される。論理図を創成し、続いて配
線図及び配線論理システムを創成する作業は非常に大き
な時間消費を伴い大きい費用を要する。

λ孔旦鷹Ｉ− 本発明の目的は、論理ネットワークの開発も１゜くは展
開中不必要なペーパーワークを除外し、同時に費用を低
減しつつ論式ネッ１−ワークもしくは回路網の展開＃＞
　Ｌ　＜は開発を高速処理することにある。本発明は、
同時に、配線論理形態で実現する必要が無いテストが可
能な論理図を呈示しながら配線論理に代わりソフトウェ
アで実行可能な論理図表示を提案するものである。本明
細書には、論理図並びに所望の出力を発生ずるために実
行することができる論理図のソフトウェアを創成する対
話型方法が開示される。

以下に述べる方法によれば、設計技術者は、メニコーか
ら所望の論理素子を取り出して、メニユーで選択可能な
コネクタを用いて該素子を接続することができる。論理
図の創成に伴い、一般的論理素子図形（ｓ＋ｈａｐｅ：
形状とも称し得る）を用いて完全であることを確証する
ためのテストを行い編集することができる。論理図の創
成に伴い、該論理図を表す論理式リストをテーブル形態
で生成する。

この生成プロセスを高速化するためにマクロのような強
力なツールが利用可能である。設計が完了した時に、論
理式リストは中間論理式ファイルに変換され、そしてこ
のファイルは、論理式の各種論理機能に対して実行する
ことができる実行可能なフォーマットに変換される。

本発明は、その最も広い態様において、現存の処理デバ
イスの動的図表を用いることにより、プラント・プロセ
スにお＋３る装置人力から装置出力を発生するために論
理図をコンパイルし実行する方法において、（ａ）論理
記号図形及び該図形のための動的図表」二における場所
を指定し、（１））上記図形のための論理式をコンパイ
ルし、（ｃ）Ｊ：記図形を」二足動的図表上のトークン
・ブロック内に入れ、（ｄ）」−記動的図表」二の総て
の処理装置について完了するまで上記ステップ（ａ）乃
至（Ｃ）を繰り返し、（ｅ）動的図表を表す論理図を実
行する段階を含む論理図をコンパイルし実行する方法に
ある。

本発明の深い理解は、添付図面を参照して、単なる例と
して開示した好適な実施例に関する以下の説明から得ら
れるであろう。

好適な実施例の説明 本発明は、原子カプラント安全システムのための論理図
のような論理図を、論理設計技術者が対話型式で創成す
ることを可能にする対話型論理図コンパイラ及び実行シ
ステムに関する。斯くして創成された論理図は、入力信
号に基づいて所望の出力を発生ずるように実行すること
ができる。

本発明においては、論理設計者゛は、コンピュータ端末
或いは更に好ましくは、例えばコンパツク（ｃｏｍｐａ
ｑ）社製のｒｃＯＭＰＡＱ　ＰＩ、１１３　ｊのＪンう
なマイク［１コンピュータの前に座って、メニユ・−か
ら適当な論理素子を選択する。これら論理素子は、選択
可能な接続形態と共に、コンビ、−タ・ディスプレイ」
−の動的論理図格子網に加えられる。設計者は、所望す
るところに従って論理素子を種々な位置に移動したり、
不必要な素子を削除したり或いは新しい要素を加えるこ
とにＪ：り論理図を編集することができる。設計技術者
は、論理図が完全なものであることを確保するために仕
立時点で、コンピュータにより該論理図の首尾一貫性に
関してヂエックすることができる。論理図の作成中、動
的格子網」二の論理素子及び接続を表す論理式のリスト
が作成される。この論理式リストは、論理図の出力を発
生するために実行することができる実行可能な形態に変
換ケることか可能である。尚、説明を簡潔にし理解を容
易にするために、本明細書全体を通して、術語、「論理
式」は、論理式もしくは論理式を表す記録について論述
する場合に用いることとし、各「論理式もしくは式」は
実際には、論理式という真の意味での論理式ではなく、
論理式を弓 表づ“−記録であると理解さね度い。

本発明は、マイクロソフ）　（１！１Ｃｒｏｓｏｆｔ）
社のｒＭｉｅｒｏｓｏｆｔ　ＦＯＲＴＲＡＮ　Ｖｅｒｓ
ｉｏｎ　３．３Ｊのようなコンパイラを用い且つ好ま１
．＜は、（ｉｉｉｃｒｏｓｏｆｔ　ＭＳＤＯ３Ｖｅｒｓ
ｉｏｎ　２．ＩＩＪのよなオベレーチング・システムを
用い［＾ＮＳＩ　５ｔａｎｄａｒｄ　ＦＯＲＴＲＡＮ　
７７、Ｊのような言語で実施するのが好まし５い５、 本発明のコンパイラ部分の好適な実施例は、第１図乃至
第４図に示１．であるように、主プログラムの複数のザ
ブルーチンに分割される。尚、第１図乃至第４図にはま
た、種々なルーチンまたはモジュール間の関係が図解さ
れている。更に詳しくは、第１図には、主論理図コンパ
イラ・ルーチンが示されており、第２図には論理支援ル
ーチンが示されており、第３図には、ＭＳＤＯ８のため
のシステム支援ルーチンが示されており、そして第４図
？こけ一般的支拶ルーチンが示されている。第１図及び
第２図に示しである各モジコールは、擬似コード・モジ
ュールに対応（７、他方、第３図及び第４図のモジコー
ルは、当該技術分野の専門家にとり容易に設けることが
できるモジュールである。

尚各擬似コード・モジュールの詳細については、付録ｌ
に記述しである。ＭＳＡＤＤ　（第１図、１８）のよう
な各モジコールの名称は、付録■における同じ名称の擬
似コー・ド・モジュールに対応する。第１９図には、本
発明の実行（エクゼキューション）部分の好適な実施例
における種々なルーチンが示されている。これらルーチ
ンの各々は、ｃｐｏｓ及びＦＩＬＰＡＫルーチンを除き
、対応の名称で擬似コード・モジコールとして付録１１
に掲載しである。

ここに提示した擬似コード・モジュール及びデータ構造
ダイアダラムを用いれば、当業者には、ｒＦＯＲＴＲＡ
Ｎ　７７Ｊのような好適な目的言語で関連の原始コード
を生成したり或いは所望により異なった目的言語で原始
コードを生成することができよう。

各モジコールの機能及び動作に関しては本明細書におい
て説明するが、１．かしながら、プログラミング」−の
詳細に関しては、付８１及び１１の擬似コードに・つい
て検討され度い。

本発明は、高分解能論理図及び関連のプール論理式を創
成する１つの試案を提供するものである。

本発明においては、コンピュータに対する論理図の入力
と関連１．て、使用者にきり親しみ易い電子的展開シー
ト方式が採用される。即ち、総ての共通に用いられる図
形は、「図形簡略記憶記号」及び図形を位置すべき格子
網の「インデックスもしくは標識」（または座標）を特
定することにより使用者が選択した格子位置に入力され
る。使用者が、所望の図形を図形らしくはダイアグラム
格子網に加入する際に、関連のプール論理式ら創成され
て内部論理式リストに加えられる。このようにしてダイ
アグラムししくは論理図が完成すると、論理式リストを
処理（換算）して、最終的な論理式の集合または中間論
理式ファイルが生成され、その中間烏理式ファイルはそ
の後に結合１２合わせて、マイクロプロセッサ・ベース
の目的論理プロセッサにロードし実行される。

使用者は、第５Ａ図、第５Ｂ図に示１．であるような図
形メニューから図形を選択し、選択された図形を、第６
へ図、第６Ｂ図に示しであるような１２ｘ２４の表示ブ
ロックからなる動的格子網に転送する。図形メニューは
、表示ブロックを経て信号を通ずための図形（第５図、
インデックスＡｌ−１１３参照）、信号を反転するため
の図形（＋　３−１，３）、信号を集めて論理素子に入
力するための図形（＾４−１１４）、可変数の入力を有
する論理積記号（＋４−　Ｃ５）、論理和記号（１）５
−＋５）、入力記号（Ｘ５−１６）、作動ブロン’）（
」６−に６）、オフ・リターン・メモリ（１，６−＾７
）、保持メモリ（８７−Ｃ７）、保持メモリ及び作動ブ
ロック（Ｇ）−Ｅ７）、一致ゲートもしくは票決ゲート
（Ｐ？−＋７）、バイパス・ゲート（ＫＶ−ＣＪＩ）、
起動及び減勢のための時間遅延（Ｄ８−８８）、５行テ
キスト・ブロック（Ｐ　Ｒ）、管制室記号（Ｃ８−１８
）、コンピュータ入力（Ｊｇ−・［８）、コンビコータ
・アラーム（警報）（Ｌ８−９＾）及び人力信号遷移記
号（Ｂ６−１９）を含む。尚、第５図の図形メニューで
用いられる図形は、原子力産業分野で一般に見受けられ
るものである。尚、別の分野における他のより適確な図
形を代わりに用いることが可能であろう。第５図に示し
である論理図形及び各図形毎の関連の論理式は、使用者
の望むと三ろに従い、ここに開示されていない付加的な
図形を含むように拡張することができよう。

本発明のデータ構造に関して追って論述するように、図
形には、１から１４４までの番号が逐次的に付けられて
おり、各図形は文字スペースで１０行に対応する幅と５
列に対応する高さを有する。動的図形格子は、１２Ｘ　
２４　）−クン格子であり、各トークンは、第６図にイ
ンデックスｌｅａで示す２人力ＯＲ（論理和）ゲートの
ような形状（１０行ｘ５列）からなる０本発明のデータ
構造に関して説明する際に参照する図面に示されている
ようなトークンには、ｌ乃至２８８の番号が付けられて
いる。各トークンは、文字スペースで１０行の幅と５列
の高さを表す。

本発明のコンパイラ部は、図形メニュー（第５図）から
図形を動格子（第６１２１りに転送することを可能にす
る幾つかの指令を存する。これら指令の機能に関しては
迫って説明し、そしてこれら指令の処理に関しては、例
を用いて以下に詳細に説明する。

＾ｄｄ（加入）指令は、最も重要な指令であり、論理図
らシ＜はマクロを創成することができるように、図形メ
モリもしくは図形メニュー（第５図）から動格子（第６
図）に図形を転送する機能を有する。

図形メニュー内の論理素子の多くのものは、それに関連
する論理式を有しており、これら論理式は、図形を論理
格子に加える際に、論理図を表す論理式リストに加えら
れる。最終の論理式は自動的に生成されるので、使用者
は正しい論理図を創成するためにプール論理を知ってい
る必要はない。図へ　　　　　　形のうちの成るものは
、図形メニュー上に「＄」により表されるテキスト・フ
ィールドを含んでいる。

何れのテキスト・フィールド図形が動的論理図に移動さ
れる時には、使用者には、列ベースで「＄」が記入しで
ある領域に特定のテキストを入力すべくプロンブチング
が与えられる。このテキスト情報は、＾ｄｄ（加入）が
完了した後には、論理図像の一部分となる。図形の成る
らのは、所与の論理図と関連の信号の入力及び出力を個
別に識別するのに用いられる信号識別テキスト領域を含
んでおり、によって表されている。信号識別は、７文字
成分／システＪ、ＩＤ（！ａ別子）を定義し、それに続
いて３文字記述子タグを付加することにより設定される
。

これらＩＤ及びタグの組合せで、個別的な１０文字から
なる信号識別子が形成される。各形状を論理図°に記入
する際に、自動的に、形状が指定された場所において論
理的に適合するか否かをチェックすることができよう、
適合しない場合には、診断が表示され、＾ｄｄ（加入）
は放菓される。尚この診断機能はオフに切り換えておく
ことができる。

Ｉｎ１ｔｉａｌ　１ｚｅ（初期化）指令で、使用者は、
本発明のシステムを初期化して、論理図格子を操作する
ことができる出発記入状態に設定することができる。

Ｃ１ｅａｒ（クリア）指令は、論理図格子から総ての図
形をクリアし、総ての連結されたテキスト・フィールド
をクリアし、総ての累積論理式をクリアし且つ内部変数
をリセットして、それにより使用者は新規巻直しで出発
することができる。

−ト機能、即ち「移動」、「繰返し」、「列挿入」及び
「行挿入−］をエミュレートする。「移動」の入力後、
使用者は、右」二及び左下の原始インデックス及び左−
にの目的インデックスについてブロンブチングを与えら
れる。「移動」では、原始範囲内の総ての図形は、目的
範囲内の同じ図形に転送される。原始領域を９！′ｆｉ
の状態に残す「繰返し」か或いは消去「移動」すること
を可能にするための原始範囲オプション機能が設けられ
る。目的範囲が原始範囲の一部に重なる場合には、使用
者の要求に関係なく無条件的に消去される。目的範囲オ
プション機能では、移動要求時に目的領域内に存在し得
る凹図形にオーバーライド（重ね書込み）が可能となる
。

使用者には、このオーバーライドを望むか否かに関する
ブロンブチングが与えられる。望む場合には、移動が続
けられ、そうでない場合には移動は放棄される。

Ｐａｎ（パン）指令で、・使用者は、１２Ｘ２４の動論
理図格子にで、７ｘ４表示ブロック観察領域を自由に移
動することができる。この指令によれば、端末上で矢印
キーを低速のパンを行うのに利用することが可能であり
また、入力すべき数を、１２個の動的論理図表示領域の
うちの１つに跳躍することが可能となる。高解像力のデ
ィスプレイが利用可能である場合には、使用者観察面積
を、１２Ｘ２４ブロック格子全体を包摂するように拡張
することができ、それにより、好適なコンピュータの表
示寸法が制限されていることに起因するこの指令の必要
性は排除することができよう。

Ｂｌａｎｋ（消去）指令で、使用者は、クリアもしくは
消去すべき矩形の左上及び右下のインデックスもしくは
標識（「座標」）を選択することにより動的論理図格子
の部分をクリアすることができる。

Ｌｏａｄ　（ロード）指令では、（３ｔｏｒｅもしくは
スＩ・ア指令で記憶された）先に記憶されている論理図
を、編集、観察またはプリントアウトの目的で論理図格
子にロードすることができる。

５ｔｏｒｅ（ストアもしくは記憶）指令では、２進法フ
オーマツトで磁気ディスク」−の現在の論理図を、プロ
ンブチングに応答して使用者が入力する名称または該論
理図がロードされた時の名称で記憶することができる。

Ｃｈｅｃｋ（ヂエック）指令では、動的論理図格子内の
各図形が適切に隣接の図形に接続されていることが検証
される。

鳥１ａｃｒｏ（マクロ）指令では、１つの論理図で頻繁
に繰り返される論理図部分（矩形）成るいは多数の異な
った論理図で用いられる論理図部分を繰り返すことがで
きる。このＭａｃｒｏ（マクロ）指令は、特定のテキス
ト成るいは信号ｆＢを含んでおらず、ロードされた時に
は、使用者には、新しいテキスト及び信号情報に関する
ブロンブチングが与えられる。Ｍａｃｒｏ（マクロ）指
令は相対フォーマットで格納され、従って、マクロ境界
が論理図境界内にあって、マクロ・ブロックが現存の論
理図ブロックに重ね書きされない限りにおいて、現存の
論理図上の任息の個所にロードすることができる。１つ
のマクロ指令は、２つのトークン・ブロック程度に小さ
くすることもできるし、成るいは全論理図と同じ大きさ
にすることもでき、大きさマクロ指令は、多くの小さい
マクロ指令から構成することができる。この能力により
、相似性を有する論理図の形成において時間が節約でき
る。マクロ指令は、「マクロ・ライブラリ」と称する特
別のディスク・ファイルに格納される。各［゛マクロ・
ライブラリ」は、単独の使用者割当て名称を有する。各
「マクロ・ライブラリ」は、２０個までの個々のマクロ
を収容する。マクロの保守は、「マクロ・ライブラリ」
機能により遂行される。

マクロ・ライブラリ機能によれば、使用者は、使用者が
前に画成しておいた使用者ライブラリに関する保守を行
うことができる。この機能を用いて、使用者は、特定の
ライブラリに格納されているマクロを検索したり成るい
は特定のライブラリからマクロを削除することができる
。

Ｐｒ１ｎｔ（プリント）指令では、格子上に現在発生さ
れている論理図のプリント・ファイルが創成される。こ
のファイルは使用者が選択するプリンタに送出される。

プリント出力のＩｎ目には、論理図において用いられて
いる特定の入力及び出力のリスト、即ち信号１０、信号
の記述、信号の発信源／最終受信地（宛先）及び他の情
報を掲載しているリストを含む表形式の情報が格納され
ている。プリント出力の最後の２頁が実際の論理図とな
る。

Ｑｕｉｔ（出）指令では、本発明のシステムから、機械
ソフトウェアのオペ１ノーチング・システム・レベルへ
の出口が与えられる。

Ｌｏａｄ　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ（ｏ−ド拡張）指令では、
既に格納されている論理図を、動的論理図格子にロード
して編集、観察酸るいはプリント・アウトに用いること
ができる。

５ｔｏｒｅ　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ（記憶拡張）指令では、
論理図格子１−に現在存在する論理図を、一連のＡＳＣ
Ｉ　Ｉ記録として中間論理式ディスク・ファイルに格納
される。

Ｐａｃｋ（バック）指令では、幾つかの個別のＡＳＣＩ
！論理図が他のコンビコータ・システムと容易に互換が
可能なように単一のファイルに結合される。

ｔｌｎｐａｏｋ（バック解放）指令は、先に創成されて
おってバックされているファイルに作用し、バックされ
でいるファイルから、個々のＡＳＣＩＩ論理図ファイル
を創成する。

既に述べたように、本発明のシステムの動作は後述する
ように、オペレータに対し、該オペレータが特定的に応
答酸るいは省略することができる特定の質問を発する開
始（Ｉｎ１ｔｉａｔｅ）指令により開始される。この開
始指令が人力されると、付録Ｉの擬似フードに掲げられ
であるようなＭＳＱＵＩＮルーチン１６（第１図）が実
行される。オペレータに対して問い掛けられる最初の質
問は、オペレータが、図形と関連の動的格子上に表示さ
れている図形簡略記号を欲しているか否かである。次い
でオペレータは、各図形を動的論理図に転送した後にチ
ェック・ルーチンであるＭＳＭＥＣｌｌ　２２（第１図
）を実行すべきか否かに関して問い掛けられる。このチ
ェック・ルーチンでは、それが実行される都度論理図が
完成しているか否かが確認され、そして矛盾事項はプリ
ント出力される。オペレータはまた、論理図の名称と共
に論理図の要素名称を入力することが許される。更に、
オペレータは、論理図の設計者茗と共に論理図の作成及
び改正日付を入力することができる。

最後の開始オプションは、オート・セーブ（自動保存）
機能である。この機能が起動されると、使用者は、１乃
至９９の論理図変更数で保存期間を指定することができ
、然る後にシステムは自動的に論理図をディスクに保存
する。電源故障が生じた場合酸るいは使用者が誤ってク
リア機能を実行した場合には、この自動保存機能で、論
理図は保存されて、それにより、前の点から作業を続け
ることができる。このオプションの省略時には、論理図
の４つの切り換え毎に保存が行われる。初期設定が一旦
完了すると、使用者は、図形ライブラリ（第５図）から
図形を動的論理図格子（第６図）に移動し始めることが
できる。

図形の移動を開始するためには、Ａｄｄ（加入）指令が
入力され、使用者に対し、第５図に示しである簡略記号
に対応する図形簡略記号をキー人力することにより図形
を登録するように要求される。

特定の図形を表示する別の方法は、図形メニューを有す
る接触感知登録タブレットを設けることである。例えば
、使用者がＡ３を登録する場合には、第５図のブロック
Ｄ５に示しであるように３人力論理和（ＯＲ）ゲートに
対する図形が、動的格子に移動される図形である。簡略
記号の入力後便用者は、第６図の動的論理図格子９０に
おけるインデックス１−２４及び＾−Ｌに対応する目的
インデックスを指定するよう要求される。図形がテキス
ト・フィールドを含んでいる場合には、使用者は、任意
のテキスト・フィールド内の種々な列からなるテキスト
に付いてブロンブチングを受ける第６図？こおいて、イ
ンデックスＡｌ−１１に対応する論理図上の最初から８
個の記述項は、このようなテキスト・フィールドを含む
入力信号を表す。

鷺５ＡＤ０１ｇ（第１図）によって制御されるＡｄｄ（
加入）機能中、２つの別個の動作が起こり得る。インデ
ックスＡｌ−１１（第６図参照）により指定される図形
においては、２つの動作が行われる。第１の動作はテキ
ストの創成及び動的論理図格子への登録及び追って詳述
するテキスト・データ・ベースへの関連の登録である。

テキスト動作もＬ　＜は演算は。

ＭＳＡＤＤＩ８（第１図）によッテ呼び出されるＭＳＡ
ＤＴｘルーヂン４８（第２図）によって遂行される。第
２の動作は追って詳述するように論理式の創成並びに論
理式リストへの論理式の登録である。この機能を実行す
るルーチンは、やはりＭＳＡＤＤ　１ｇ　（第１図参照
）によって呼び出されるλ！５ＡＤＥＱ　４６（第２図
）ルーチンである。Ａｈ　Ｉｆにおける図形の加入中に
、自動保１７−　（Ａｕｔｏｓａｖｅ）機能が４つの切
り換え後に保存に設定されて（作用状態）になると、２
つの自動保存（Ａｕｔｏｓａｖｅ）が行われる。各図形
の加入の完了後に、ＭＳＡＤＤルーチンは、ＭＳＭＡｌ
Ｎ１０及びＭＳＭＡ　Ｉ　Ｎルーチン１０に戻り、この
ルー・チンでは、新しい加入に関し使用者にブロンブチ
ングを行う前に、中断中のものがあるか否かをチェック
する。自動保存（Ａｕｔｏｓａｖｅ）フラグが立ってい
る場合には、ＭＳＳＴＯＲ２４ルーヂンは、この時点ま
でにディスク、］−に累積されている論理式リスト及び
テキスト・バッファを含む論理図の２値像を保存する。

任意時点において電源故障が生じノ、−場合には、ファ
イルの２値ロードが達成法れて作業はこの時点まで回復
される。

本発明のシステムにおけるテキストは、第７図に示しで
あるように静的データ構造を有１７、このデータ構造か
ら、論理図格子９０（第６図）内のインデックスに対す
るテキストのフォーマブトが得られる。このフォーマッ
トから、第８図に示１２であるように動的データ構造が
創成され、この動的データ構造には、動的格子９０のた
めのテキストが実際に格納されている。即ち、動的デー
タ構造に何を登録すべきかを指示するのに静的テキスト
・データ構造が用いられ、そして動的データ構造は、動
的格子９０を表示する都度、動的格子９０をオーバレイ
するのに用いられる。

第７図に示しである静的テキスト・ポインタ・テーブル
１００及び静的テキスト・テーブル１０２は、静的テキ
スト・テーブルが予め画定されているファイルとしてメ
モリにロードされている場合には、初期設定中に創成さ
れる。静的テキスト・ポインタ・テーブル１００は、図
形メミュー−１−で利用可能である１４４個の図形の各
々に対する図形テキスト・ポインタ１０４を有する。Ａ
ｄｄ（加入）指令が起動された後に図形簡略記号を入力
する場合には、システムは該簡略記号をポインタ番号に
変換して、テキスト定義記述項１０Ｇに対するポインタ
１０４を静的テキスト・テーブル１０２において検索す
る。テキスト定義記述項は、図形テキスト・ポインタ１
０４を用いてランダムにアドレス指定されるので、この
静的テキスト・テーブル１０２は、図形に対する総ての
テキスト定義を格納するのに要求されるだけの大きさで
ある。従って、成る図形がテキスト登録を許容しない場
合には、当該図形に対しテーブル１０２には、静的テキ
スト・テーブル記述項は存在しないことになる。ＭＳＡ
ＤＴＸルーチンでは、各静的テキスト・テーブル記述項
１０６のフィールドにおける値を用いて、使用者に対し
列順序で関連のテキストを登録するよう要求する。記述
項における第１番目のフィールドは、連続フィールド１
０８であって、２値フラグを介して図形が追加のテキス
ト列を存しているか否かを指示する。第２のフィールド
１１０は、この図形列における文字数を指示し、他方第
３のフィールド１１２は、列内の最初の行に対し出発行
を指示する。最後のフィールド１１４は列番号を表す。

ＭＳＡＤＴＸプログラムは最初にポインタを検索１゜次
いで関連の静的テキスト定義情報を見付けて列番号を用
い第１の質問、即ち第１番目の列に対するテキストを入
力するよう使用者に要求する。テキストが使用者により
入力されると、このテキストは１０文字テキスト・バッ
ファ内に格納される。

使用者がこの特定の列に対するテキストに満足した場合
には、該テキストは、第８図に示しであるテキスト・デ
ータ構造の動的部分に転送される。

テキストを動的データ構造に転送するために上記ルーチ
ンでは動的テキスト・テーブル１１８において次ぎに利
用可能である空いたスペースを指示する空きスペース・
ポインタ１１８が求められる。この空きスペース・ポイ
ンタ１１８は次いで、使用者により先に入力されていた
トークン・インデックスと関連のトークン・テキスト・
ポインタ１２２として動的テキスト・ポインタ・テーブ
ル１２０にロードされる。即ち、トーク：ノ・インデッ
クスは、加入されつつある図形に対する動的論理図格子
」二の位置に対応する。次いでルーチンは、トークン番
号１２４、図形番号１２６及び列番号１２ｇを動的テキ
スト・テーブルに格納する。次いで、該ルーチンは、テ
キスト・バッファの内容を、テキスト格納領域１３０の
、静的テキスト・テーブル１０２によって指示される出
発行に対応する出発位置に転送する。静的テキスト・テ
ーブル１０２が連続フィールドを示す場合には、次ぎの
フィールド・ポインタ１３２を空きスペース・ポインタ
１１６から求めて動的テキスト・テーブル１１８に格納
する。

各行毎にテキストを入力した後に、大きさが１２０文字
文字２０文字であっで５つの文字格子矩形（トークン）
により２８８個の１０文字組に分割されている動的論理
図格子は、関連のテキストで更新される。

各格子矩形には、格子内の位置に依存してｌから２８８
までの固有のトークン番号（ポインタ番号）が割り当て
られる。即ち、第８図の動的テキスト・データ構造は、
動的論理図格子９０（第６図）のためのテキストの圧縮
された変形例であって、更新の都度動的論理図格子９０
をリフレッシコもしくは更新するのに用いられる。１つ
の１・−クン内に許されるテキストの列の最大数は５で
あるので、次のフィールド・ポインタ１２ｇによって接
続することができる動的テキスト・テーブル記録の最大
数は５である。

静的論理式データ・ベースから式を動的論理式リストに
転送するデータ構造並びに方法は、先に述べたテキスト
に対して用いた方法に極めて類似している。第９図に示
しであるように静的論理式テーブル１５０内の記述類も
しくは記録は、静的論理式ポインタ・テーブル１５４内
の図形論理式ポインタ１５２によって指定される。各形
状論理式ポインタ１５２は、使用者によって選択可能な
１４４の図形のうちの１つに対応する。テキストを、静
的データ構造から動的データ構造に転送した後に、図形
番号を用いて、静的論理式テーブル１５０内の関連の記
述類を指定する形状論理式ポインタ１５２を検索する。

静的論理式テーブル＋５０は、ランダムに創成されるテ
ープ）しであって、このテーブルは、正確に、利用可能
な図形の論理式を表すのに必要な大きさとすることがで
きる。静的論理式テーブル１５０には幾つかの異なった
種類の論理式が代表的に示しである。ｔ５１番目の型の
論理式１５６は、第６図においてインデックスＡＩ−１
１における任意の図形として示されている入／出力ブロ
ックを表す。

第１のフィールド１５８は、要素識別情報として入力す
ることができる文字の数を示す。即ち、該要素の名前を
示す。第２のフィールド１６０は、演算もしくは動作の
種類を指定する。記述類１６２及び１６３は、特定の列
において信号識別或いは要素識別テキストが出発すべき
個所を指示する。各入／出力ブロックと関連して、出発
位置１６６及び出発列１６８を有する３個の文字からな
る識別タグが設けられる。他の２つの種類の静的論理式
テーブル記録に関しては、各図形について説明する際に
関連の図形と関連１２て追って説明することにする。

論理式リストの始まりで、図形インデックスをｍいて一
１％％ｌ’Ｍ２へＰＩ＋マセテーブノシ蓄９０山の楡即
オ引！ゴ―情報を指定する図形論理式ポインタ１５２を
求める。

次いで、論理式定義情報を用いて使用者に対し、該特定
の論理式に対する信号識別及びタグに関する一連の質問
を行う。論理式リスト内には５つの異なった記述類が存
在し得る。ここで、動的論理図格子９０（第６図）の創
成についての論述と関連して、入力ブロックに対する論
理式の創成に関し説明する。

動的論理式リストのデータ構造は第１０図に示しである
。このデータ構造は、論理式ポインタ１７２を含む論理
式リスト・ポインタ・テーブル１７Ｇを含む。各ポイン
タ１７２は、動的論理図格子９０におけるトークンの１
つに対応する。各論理式ポインタ１７２は、論理式リス
ト・テーブル１７４内の１つの論理式を指定する。入力
ブロックのための論理式リスト１７６は、該ブロックに
よって用いられる出力位置を指示する出力フィールド１
７８、論理式ににり動的格子９０内のどのトークンが表
されているかを指示するトークン番号フィールド１８０
及び演算フィールド１８２を含む。入カフイールド１８
４−１９２は、通常、トークン・ブロックに対する入力
に対応する位置を指示するのに用いられる。しかしなが
ら、入力ブロックにおいては、第１の入力フィールド１
８４は、各記述項に対して３つのテキスｌ−・フィール
ド、即ち信号識別フィールド１９６と、タグ・フィール
ド１９８と、当該特定入力の使用者により供給される６
０個の文字からなる記述とすることができる定義フィー
ルドとを含む入力識別フィールド１９４に対するポイン
タを有する。格子９０においては２８８個までの入力ブ
ロックを設定することが可能であるが、しかしながら、
本発明の説明においては、この人力数を任意的に５０に
制限することにする。

第６図の入力ブロック＾１−１１が入力された時には、
第１１図の論理式リスト・スナップ・ショットのテーブ
ル２０１に示すように６つの論理式が創成されている。

テーブル２０１から明らかなように、人力ブロックは、
同じ出ツノ位置、異なったｌ・−クン番号、同じ演算及
び異なった入力識別テーブルポインタを有する。入力項
目２−５の負の項目は、使用されない入力を指示する。

入力図形＾１−１１が第６図に示すように入力された後
に、使用者は、第６図の動的論理図格子９０に［非−１
論理図図形２人を入力する。この場合にも、使用者は、
Ａｄｄ（加入）指令を人力して格子インデックス及び図
形簡略記号について質問する。インデックス及び簡略記
号が入力されると、本発明のシステムは、静的論理式テ
ーブル１５０に移行して、記録２０２における第９図に
示したＩ１０対を用い論理式に対する図形を検索する。

この記録２０２は、上記図形に対し成る数の論理式２０
４を含んでおり、この場合にはこの数は「１」である。

また、この記録には、第１５図の一般図形に対応するこ
の論理式のための入力及び出力の位置に関する演算コー
ド２０６及びフィールド２０８−２１４が含まれている
。本システムはそこで、第１０図の論理式リスト内の論
理式２１６を創成する。この論理式は、各人／出力対が
論理式を創成するので、ｍ−１個の多重記録を含む。

ｎ乃至ｎ＋ｉまでの多重記録は、それぞれ、出力位置識
別子２１８、トークン番号２２０、演算コード２２２、
入力１が使用されつ＼あることを指示するフラグ２２４
及びこの特定の論理式に対する追加の記録が続くことを
指示する次の記録ポインタ２２６を含んでいる。

論理式リストが創成された後に、２次元の１２０文字文
字２０文字もしくは１２トークンｘ２４トークンからな
り動的論理図格子を表すアレイは、図形ライブラリから
更新される。図形が動的論理図格子に一担登録されると
、上記２次元のアレイは、通常のＦＯＲＴＲＡＮ書込み
命令を用いてディスプレイに書き出される。

動的論理図格子に転送される図形を有する図形ライブラ
リは第１２図に示しである。この図形ライブラリは、記
述項部略記号として８文字長までの文字を含む簡略記号
テーブル２２８を有する。例えば、論理積（ＡＮＤ）簡
略記号ｒＡ３Ｊ　２３０は、３人力ＡＮＤ（論理積）ゲ
ートを表ず。ＭＳＡＤＤルーヂンで、使用者により入力
された簡略記号と一致する記号について簡略記号テーブ
ルを探索して、簡略記号番号を検索する。この簡略番号
に６を乗することにより、特定の図形のための関連の格
納場所で図形格子テーブル２３２にポインタが与えられ
るう図形格子テーブル２３２に示されている各図形は、
１０行×６列からなる。先に説明したように、動的論理
図格子９０内の各トークンは１０行ｘ５列からなるトー
クンであるが、しかしながら、第２の「列　５」に格納
されている簡略記号と共に或いは該簡略記号を伴わずに
図形の表示を可能にするためには、図形格子テーブルに
は６つの列が必要である。図形格納領域における各項目
は、動的論理図格子９０内のトークンの関連の位置に収
めるべき文字に対するＡＳＣＩＩ文字を有している。λ
＋５ＡＤＤルーチンの実行におけるこの時点で、動的論
理図格子９０内のトークンに対するポインタ並びに図形
格子テーブル２３２内の図形に対するポインタは知られ
ている。図形格子テーブル２３２から動的論理図格子９
０への図形の転送は、単純なｄｏ−ループを実行するこ
とにより実現される。このループでは、ポインタとして
列及び行インデックスを用いて文字が転送される。

動的論理図格子９０に対する転送が一担行われると、Ｍ
ＳＭＡＩＮルーチン１０で、格子をコンピュータの表示
メモリに転送することにより使用音のディスプレイ＜＞
　Ｌ　＜は表示が更新される。

第１２図にはまた、簡略記号テーブル２２８、静的テキ
スト・ポインタ・テーブル１００（第７図１）、静的論
理式ポインタ・テーブル１５４（第９図）及び静的論理
図チェック・テーブル２３６（第１４図）と称するテー
ブル（後述する）間における関係が示されている。

表示モニタが１２ＱＸ　１２０文字表示を発生すること
ができる高解像力のモニタでない場合には、本発明にお
いては、最も最近加入された図形が観察領域の中心に向
かって移動するように使用者の観察もしくは視野領域が
シフトさね、る。しかしながら、高解像力のスクリーン
が利用可能である場合には、動的表示格子９０で表され
る全マトリックスを表示することができる。

第６図に示した論理図の創成に続いて、幾つかの接続ブ
ロック２Ｆ、２Ｇ、　３Ｅ及び３Ｆが記入される。

これら図形の各々は、オベータが、当該図形のための図
形簡略記号並′びに動的系１′！２図格子９０↑−の宛
て先場所成るいはインデックスを入力することにより記
入もＬ　＜は創成される。２Ｆのような分割ブロック（
第６図）のだめの論理式の創成は、第９図の入／出力対
論理式定義２０２で開始されて、各入／出力対に対１，
１つの論理式がが創成されこれら論理式は、入力５に対
する入力行においてポインタ２２６にＪユり連結される
。即ち、第１０図に示すような論理式２１６が創成され
る。他の接続ブロックもまた、この時点における論理式
リストのスナップショットである第１３図のテーブル２
３７（こ示１．であるような多重入／出力対で論理式を
創成する。

テーブル２３７において、論理式８及び９は、分枝ブロ
ックＦ２に対応し、そいて論理式８が入力行５となった
後に次の論理式を指定するポインタは、連結さ相た論理
式が論理式９であることを指示する。同じ連結が、入力
ブロック２Ｇに対し論理式ｌＯと１１との間で且つ入力
ブロック３Ｅに対ｊ２クレイム（ｃｌａｉｌｌ）１２と
１３との間に生ずる。論理式１４は接続子らしくはコネ
クタ３Ｆに対応する。

論理積（ＡＮＤ）ゲー）３Ｇ及び４Ｅは、先に説明した
否定（ＮＯＴ　）ゲート２Ｅと同じ仕方で創成され、唯
一の式が結実と１．て得られる。論理積ゲー）３Ｇ及び
４Ｅは、テーブル２３７における論理式１５及び１６に
よって表される。この種の論理式は、第９図の論理式定
義２３８から創成される。この論理式は、特定の図形２
４０、演算２４２及び入力位置番号２４４−２５２に対
する対応数の人力を有する。この定義は、論理式１７６
のように第１Ｏ図の論理゛式リストにおける多入力論理
式の創成に用いられる。しかしながら、この創成される
論理式においては、入力フィールド１−５は入力位置番
号を有している。テーブル２３７における論理式リスト
のスナップショット（第１３図）を参照するに、２つの
論理式１５及び１６の演算コードは４であって論理積を
倉味（２、そして論理式１５における入力！及び２０）
、二めの入力フィールドはそれぞれ４及びｌを有してお
り、これは、入力位置４及び１が使用されることを指示
する。また、論理式１６においては、人力位置１及び５
が用いられる（入力の一般付は位置を示す第１５図を参
照されたい）。

第６図の論理図の創成中におけるこの時点において、オ
ペレータが、その時点までに創成された論理図か完全で
あることを確かめるためのチェックを行いたい場合が有
り得る。このチェック機能は、第２図に示しであるＭＳ
ＣＫＳＩ＋　５［）ルーチンにより遂行され、そしてチ
ェック・ディホルトが自動に設定されている場合には、
このチェック機能は、オペレータが、ｌｊｓＭＥｃＨ２
２ルーチンの実行中にＣｈ　ｃｃ　ｋ　（チェック）指
令を入力することにより自動的にＭＳＡＤＤ　１ｇルー
チンにより呼び出される。このチェック・ルーチンにお
いては、第１２図及び第１４図に示しである静的論理図
チェック・テーブル２３６の動的テーブルが創成される
。

テーブル２３６内の各記述項は１つの図形に対応し、そ
して該図形が入力及び出力データを有していない場合に
は、当該記述項は空白の状聾に残される。実行中、この
テーブルの動的テーブルが、先に述べた動的テーブルが
創成されるのと同じ仕方で創成される。

第１べ図に示しであるデ・−・夕÷１４造は、第１５図
に示しである入力及び出力インターフニー・スをチェク
するのに用いられる一般図形を表す、第１５図の一般図
形は、ヂエクを行っている時に、各ブロックの入力位置
がそれぞれの隣接ブロックの出力位置と整合するように
対称性である。付加的図形が図形ライブラリに加入され
る際に、設計者は、加入される各新１−い図形毎に静的
論理図チェク・テーブル２３６における記述項を創成１
．なければならないであろう。そこで設計者は、通常の
入力２５４及び通常の出力２５６まｊ、−は特別人力２
５８及び特別出力２６０を含む静的論理図ヂエク・デー
プル２３６内の各記述項に対し２つの範躊間で選択する
ことができる。

チェック・ルーチンにおいては、各トークンの隣接）−
−クンが＝−度に１つのずつ比較される。従って、チェ
ック・ルーチンは、最初に、隣接トークンのトークン番
号を算出ｊ７なければならない。右側の隣接ｌ・−クン
を取り−Ｊ−げろ場合には、このヂｒツク・ルーチンで
は単にトークン番号にｒｌＪが加算される。左側の隣接
１・−クンを求めるノ、二めには、ト・−クン番号から
「１」を差１．引いたものが使用される。」−側の隣接
！・−クンを求めるため（、では、１・・−クン番号か
ら１２を差ｊ２引いたものが用いられ２、そして下側の
隣接）−−−クンを求めるためには、トルクン番号に１
１２」を加えたものが用いられる。トークンが隣接トー
クンを有するか否か、例えば、！・−クン１２．２４．
３６（ポインタ）が「右側の隣接トークン」を有４″る
か否かを検証するためにボーダーチェックら行われる。

隣接トークンが存在する場合にその１・−クン番号が求
められたならば、このル・−ヂンはチェックを開始する
。

このチェックは、チェック・デープル２３６からの通常
の入力及び通常の出力をチェック・マスクとして用いて
実行される。第１４図に示１，５であるチェック・ビッ
トは、第１５図の出口／入口場所に対応する。出力また
は入力がマスクによって指示される個所に存在する場合
には、マスク・ビットは「１」にセットされ、そうでな
い場合には、「０」にセットされる。

最初に、比較されつつあるトークンに対するチェックワ
ードにおけるバイトをスワップする。

即ち、順序を反転する。、言い換えるならば、高位のバ
イトが低位バイトとなり、低位バイトが高位バイトとな
る。バイトがこのように反転されたならば、隣接のチェ
ックワード及びチェック・マスクと共にワードを用いて
、２つの図形間においてマスクされていない論理図にお
ける入力位置及び出力位置（第１５図参照）をチェック
するために入力または出力を決定する。２っのの図形が
等価な入／出力ビットを有していない場合には、エラー
が指示される。例えば、４Ｅで示す論理積ゲート（第１
３図のトークン＃４１）が３Ｅ（第６図）における入力
ブロック（トーク’：／　＃　２９、第１３図）に対し
てチェックされている場合には、次のようなイベント・
シーケンスが生起する。尚、以下の説明においては、理
解を容易にするために、各種バイトの２値ビツト・パタ
ーンは１６進法に変換されるものとする。

ｒ４７０５Ｊテアル論理積’ｆ　　＋　ｒＡ２ＲＪ　ノ
タメ（１）　Ｉ／　Ｏ７果ｒ０５４７Ｊが得られる。出
力マスクｒｏＯＦＦＪをロードして、ｒ０５４’ｊｌと
の論理積をとり、その結果ｒ００４７Ｊが得られる。次
に、入力ブロックｒＥ２ＲＪのための１１０７　スフｒ
ＯＤ４７Ｊをロードし、出力マスクｒ０ＯＦＦＪとの論
理積をとると、ｒｏ０４７Ｊとなる。そこで、論理積ゲ
ートからのｒ００４７Ｊを入力ブロックからのｒ００４
７Ｊとの排他的論理和を求めると、ｒｏｏｏｏｊとなる
。この最終結果は、次いで、総てのビットが零であるか
否かをチェックするために試験される。

試験結末が１ｇ」である場合には、図形は整合もしくは
一致したことになり、そうでない場合には、図形は・一
致しない。

第６図に示した論理図の創成に関して説明を続けると、
作動ブロック６Ｅ及びオフ・リターン・メモリ・ブロッ
ク８Ｅは、各種コネクタと共に、先に述べた図形と類似
の仕方で加算されて、それにより、第１０図に参照数字
１７６で示すような多人力単一出力論理式のためのコネ
クタ付は及び連結された論理式が創成される。

この時点で、論理図設計者は、行Ｅ及びＦ内の作動ブロ
ック・オフ・リターン・メモリのブロック・シーケンス
が、格子９０の行Ｇ及びＴ−１で繰り返されていること
を認識することができよう。論理図設計者は、続けてＡ
ｄｄ（加入）機能を用いて、論理図の新しい部分に対す
る図形を加入したり或いはマクロを創成してマクロ・ラ
イブラリ内に格納し、格子９０の新しい部分を創成する
のに該マクロを使用することができよう。

第１図に示しであるマクロ・ルーチン（ＭＳＭＣＲＯ）
３２は主プログラム１０（第１図）により呼び出される
。

このマクロ・ルーチンは、第６図の論理図から左上のイ
ンデックス及び右下のインデックスを用いて、ｍｌＳ図
に示すようにマクロをマクロ・テーブル２６８に格納す
る。各マクロにはマクロ名２６６が与えられており、こ
のマクロ名は、任意に２０までのマクロを含むことがで
きるマクロ・ダイレフ１−リ２６４に格納されている。

このマクロ名２６６は、マクロ・テーブル２６８におけ
る記述項で対応する。マクロ・テーブル内の各記述項は
、インデックスにより指示される位置におけるスクリー
ン部分の像である。即ち、この像は相対像である。例え
ば、第６図のマクロ・インデックスが５Ｆ、の左上のイ
ンデックス及び８Ｆの右下のインデックスを指示する場
合には、マクロ記述項における第１番目の項目は、５Ｅ
における図形の図形番号であり、そして記述項における
第２の項目は５Ｆにおける項目の図形であり、そして第
１３番目の項目は、作動ブロックのための図形番号であ
り、マクロの第３７番目の項目は、インデックス８Ｂの
オフ・リターン・メモリ・ブロックのための図形を番号
となろう。創成されたマクロを論理図に記入したい場合
には、このルーチンで、マクロ・テーブル２６８から記
憶されている像が一度に一項目（図形番号）ずつ、特定
のインデックス位置から始めて論理図に転送される。各
図形番号が検索されるのに伴い、該図形番号は、必要と
される論理式を創成するＡｄｄ（加入）ルーチンを実行
するのに用いられ、適切に省略（ディフォルト）されて
いる場合には、先に述べたＣＨＥ（Ｊ（チェック）ルー
チンを用いて、各図形が人力される際に該図形のチェッ
クを行う。

図形の模写を達成するための別の方法は通常、展開シー
ト型プログラムにおいて予想される機能を行うＭｏｖｅ
（移動）指令を用いることである。即ち、設計者は、こ
の移動機能で、原始範囲及び目的範囲を特定して原始範
囲を目的範囲内に移動し、次いで原始範囲を消去するか
或いは原始範囲をそのま＼残して目的範囲にオーバーラ
イドするか或いは目的範囲をそのま＼残すことができる
。このルーチンはその機能を単に、各原始ｌ・−クンに
対し図形番号を決定して図形を目的トークンに転送する
ことにより実行する。この転送中、創成する必要のある
論理式は、Ａｄｄ　（加入）ルーチンを用いて創成され
、そして原始範囲を消去すべき場合には、関連の論理式
を論理式リストから取り除く。この機能を達成するルー
チンは、第１図にＭＳＭＯＹＰ　３４の名称で示しであ
る。

第６図の論理図の創成が続けられるに従い、コンピュー
タ出力に対し９Ｆ及び１０１１の２つの出力図−クに向
かう出力が創成される。これら２つの出力は、多入力論
理式に非常に類似している論理式２７２（第１Ｏ図）を
発生ずる。し、かじながら、この多入力論理式２７２は
出力ポインタ２７４を含んでいる。

また、トークン番号２７０、「２」の演算コード２７８
及入力位置指示フィールド２８０−２８２が含まれいる
。

出力ポインタ２７４は、信号１１）フィールド２９０、
タグ・フィールド３００及び識別フィールド３０２を含
む出力識別テーブル２８４を指定すも。この論理式は、
前に述べた論理式と同じ仕方で創成される。本発明の別
の強力な機能は、第６９）、ｉｊ　ｆ’７）　２　Ｃに
示しであるコネクタを第６図の８０にまマ′複製できる
複製機能にある。この複製機能は、キーボードの矢印キ
ーを反復的に押すか、ｔノニは矢印キーを押１．て繰返
し数を指示することにより遂行計ることができる。この
機能は、ＭＳＡＤＤルーチンによって実行される。この
ルーチンは、Ｍｏｖｅ（移動）ルーチンと類似の仕方で
動作するが、しかしながら原始フィールドは消去されな
い。このルーチンにおいてら的確な論理式が加えられ、
＆いで、しく託が図形ライブラリから動的論理図格子に
転送されることは言う迄もない。

入力ブロックの別の形態が第６図の８Ｊ乃至８Ｌに示し
である。この図形は、二安定入力を表し、第１０図に示
すように入力論理式１７を発生ずる。この入力ブロック
は、二安定入力が「真」の論理値を取るようにするため
に、第６図の論理図によって示されている論理回路の外
部アナログ信号条件に基づいて、入力を変更しなければ
ならない仕方を、入力記号と関連のグラフィックの形態
で指示する。

最終的には、ＩＯＡの論理和（ＯＲ）ゲートを含む付加
図形の記入後に、時間遅延図形を入力する。この図形は
、各種フィールドに対する意味が異なっている点を除け
ば基本的に同じ記録フォーマットで論理式リストに新し
い論理式を創成する。時間遅延論理式３ａ４（第１０図
）は、時間遅延の大きさを示すフィールド３１２並びに
バイアスを示すフィールド３１４と共に、通常の出力３
０６、トークン番号３０ｇ及び演算コード・フィールド
３１０を有する。演算コード・フィールド３１０は、所
要の遅延後における減勢または作動を指示する。記号と
関連の矢印（第５図の８Ｄ及び８Ｅを参照）は、遅延が
作動８Ｄに生じているか或いは減勢８Ｅζ、：生じてい
るかを指示する。

バイアス・フィールド３１４（第１０図）は時間３１２
が秒であるか或いはミリ秒であるかを指示する。この図
形のための論理式並びに動的論理図格子上の図形自体の
創成中に、オペレータは、時間、バイアス及び動作種（
作動または減勢）についてブロンブチングを受ける。

１６Ｇ（第６図）で新しい種類の図形が導入される。

この図形は表決指示図形である。この図形は、論理積及
び論理和ゲートと関連して先に説明したのと同じ型式の
論理式１７６を創成する。差異は、創成される演算コー
ドにある。

第６図の論理図に示されている他の図形は、入力ブロッ
クに類似の仕方で創成される出力ブロックであり、先に
述べたように、出力ブロックは、出力フィールドに、第
１Ｏ図に示すような出力識別テーブルを指定するポイン
タ２７４が保持されている点を除き入力ブロックと同じ
である。

本発明のシステムはまた、使用者をして論理図を一層高
率的に創成することを可能にする付加的な機能を備えて
いる。このような付加的機能のうちの１つは、トークン
番号及び論理式リスト記録内の任意の論理式連結情報を
キーイングすることにより論理図から陽的に片を削除し
たり関連の論理式を除去するＢｌａｎｋ（消去）機能で
ある。限定されている表示大きさが用いられる際に有用
な付加的な機能は、使用者をして、動的論理図格子９０
」二で観察領域を移動することを可能にするＰａｎ（パ
ン）機能である。このＰａｎ機能は、矢印キー或いは特
定の論理図ゾーン（１−１２）に応答して、格子または
。

特定の左上のインデックス記述項を中心に迅速な移動を
可能にする。

全論理図が記入されたならば、中間論理図ファイルが創
成される。このファイルは、論理式リストの圧縮された
リストであって、論理図を実行のためにロードするのに
用いられ、コンピュータ支援製図システムにおいて用紙
上に描かれる論理図尤／ｎｌ　ｒ、Ｐ：　−４−１／Ｔ
％七＜−Ｌｍ　−ｗ　Ｊ−フ山ｎｎ　Ｇ＆　ＴＴＩ７１
５−　７　、。

は、ＭＸＳＴＯＲルーチンにより創成されて、一連の＾
ＳＣＳＣ縁として論理図の像を創成するために２値デー
タ・ファイルからこの情報を利用する。これら記録は、
ヘッダ（見出し）記録、トークン記録及び統計記録に分
解される。各中間論理図ファイル（ＤＧＸファイル）は
、１つの見出し記録と、ｎ＋１個のトークン記録と、１
つの論理記録を有しており、ここでｎは、論理図におけ
る作用トークン、即ち図形番格納しているブロックの数
を表す。（ｎ＋１）番目のトークン記録は、ｒ９９９Ｊ
の図形番号を有するトークン記録終端子であり、記録処
理を停止するのに用いられる。中間ファイル（ＤＧＸフ
ァイル）の正確なフォーマットは、付録Ｉのコンパイラ
文書に、ＡＳＣＩＩフォーマットにおける論理図ロード
のための指令記述子ｒＬＸＪの項に記述ｊ−である。例
えば、第２０図の論理図のための論理式リストが第１７
図に示されており、そして対応の中間論理図ファイル（
ＤＧＸファイル）は第１８図に示しである。

次ぎに論理図のロード及び実行について、第２０図の論
理図Ｓｎｎ木裏オ竿ＩＲＩ’ｉの山門ゴー７１１．九ｑ
１いて説明する。しか１．なから、ロード及び実行につ
いて説明する前に、第１９図のモジュール（ルーチン）
間の関係について説明しておく必要があろう。

ロード及び実行は、ロード・ル・−チン５０４を呼び出
ず実行ルーチン５０２により制御され、それに続いて実
行ルーチン５０６が実施される。ロード・ルーチンでは
、転送ル・−チン５１２が呼び出され、−方この転送ル
ー・チンは、トークン位置計算ルーチン５１６を呼び出
す。実行ルーチン５０２は、ルーチン５１８．５２０及
び５２２を呼び出し、これらルーチンは、それぞれ、（
１）受動コネクタの除去、（２）スクリーン」二におけ
る各論理作用のトレース及び（３）実行の概要のプリン
Ｉ・に関連する機能を遂行する。これらルーチンは、付
録ＩＩに擬似モジュールとして記述されている。

実行相中に用いられる静的及び動的テーブルに中間ファ
イルを実際にロードすることに関して説明する前に、静
的及び動的実行テーブルのフォーマット及び構造に関し
て論述しておく必要があろう。第２１図は、これらテー
ブルの構造及び関係を図解する図である。主テーブルは
実行テーブル５２４と称され、任意的ではあるが５００
記録長を打（７、ロードされた論理図並びに該論理図を
実行するのに必要な総ての情報を格納するものである。

実行テーブル５２４は、入力及び出力間のリンク（連結
）を格納しておって、口・−ド・プロセスを実行プロセ
スよりも一層複雑にするような仕方で組織化されている
。即ち、後述する仕方での論理図のロードで論理図の実
行は迅速に且つ一層直裁的になる。

実行テーブル５２４内のインデックス５２６もしくは記
録番号は、任意のインデックスであり、論理図をロード
する際に、実行テーブル５２４内の最小に利用可能な空
き記録が求められて、トークン番号フィールド５２８内
の１・−クン番号が割り当てられる。

実行テーブルは本質的に二重に連結されたリストであっ
て、各記録の入力リンク（連結）フィールド５３０は、
先行の記録を指定するポインタを格納１゜ており、そし
て出力リンク（連結）フィールド５３２は、次続の記録
を指定するポインタを格納している。

既に述べたように、戒名図形では、２つ以上の論理式が
生成され、そのような場合には、トークン・リンク・フ
ィールド５３４内に格納されているトークン・リンクと
称される別のリンクを用いて、実行時に、多論理式図形
と関連する総ての分枝が実行されるように特定の図形に
対する総ての論理式を関係付ける。実行テーブル５２４
はまた、実行中のみ、図形番号及び演算コードのための
フィールド５４０及び５４２に加えて用いられる入力計
数フィールド５３６及び論理状態フィールド５３８と称
するフィールドを有している。例えば、第２０図におい
て、インデックスＢ３におけるトークン２６は、上から
の入ツノと、右及び下に向かう出力を有する接続分枝図
形を含んでいる。中間ファイルにおいては、記録部９（
第１８図）内に、２つの入／出力（出口／入口コード）
対が存在し、その結果、実行テーブル５２４に２つの論
理式が創成されることになる。中間ファイルの創成中、
論理式リストからの２つの論理式は１つの記録にマージ
（組合せ）されている。中間マージ＋１．九１＝　５手
：−ゴ＋Ｌｌ；すＪ　ｌ−’Ｉ　惰→−７−＋−３Ａ　
Ｉ−１＋システムは戻って中間ブアイル記録のバックを
解き、実行テーブル５２４内に２つの論理式及び２つの
別個の記述項を創成する。中間ファイルのこの特定の記
録に対し、トークン１４に対する入力リンクを有する２
つの論理式が創成され、そしてロードされる第１番目の
論理式は、次の論理式に対するインデックス番号を含む
トークン・リンク（連結）ポインタを有している。論理
式連鎖における最後の論理式は、零のトークン・リンク
を有することになる。

トークン・テーブル５４４　、’！：称する補助テーブ
ルは、動的格子５００（第２０図）内の各トークンに対
する記録を保有している。第２０図に示すトークンに対
応してｌから２８８までの番号が付けられている各トー
クン・テーブル記録は、実行テーブル・ポインタ・フィ
ールド５４５を有し、ており、これらフィールド５４６
は、実行テーブル・インデックス値（指標値）を有する
特定のト・−クンに対する第１番［１の論理式を表す実
行テーブル内の第１番目の記録を指定するポインタを有
している。当該トークンに対する対応のトークン・テー
ブル記録が記述類を有１．ている場合には、これは、当
該トークンに対応する中間ファイルの記録が既に処理さ
れていることを表す。トークン・テーブル５４４内の計
数フィールド５４８は、特定トークンに対する図形と関
連の最大数の論理式に対応する値を最大入力テーブル５
５０から受は取る。例えば、第２０図のトークン２Ｇ（
インデックスＢ３）におけるコネクタ図形の場合には、
トークン・テーブル５４４内のトークン番号２６（記録
番号２６）の計数フィールドは「２」を含むことになろ
う。トークン・テーブル５４４内の多の２つのフィール
ド５５２及び５５４（メモリ１及びメモリ２）は、１つ
の実行サイクルから次ぎの実行サイクルにラッチ状態を
記憶するためにラッチ図形が実行される実行時点でのみ
使用されるものである。これらフィールドについては追
って詳細に説明する。

人力テーブル５８８及び出力テーブル５６０は、論理図
形の人力及び出力に対するラベルに関するテキスト情報
を格納するのに用いられる。これらテーブルの各々は、
入力または出力を表す実行テーブル５２４内の記録を指
定するポインタ（５６２及び５６４　）を含んでいる。

原子力発電プラントにおＣするようなブラント環璋にお
ける論理図（実行テーブル）の実行中、入力テーブル５
５８を用いてプラン！・に設けられているセンサからの
入力値を記憶することができる。また、出力テーブル５
６０は論理によって発生される出力値のためのフィール
ドを各記録に有することができる。入力テーブル５５８
内の値のフィールド（図示せず）は、当該技術分野の専
門家には知られているセンサ標本化ルーチンによりロー
ドすることができる。論理によって発生される出力テー
ブル５６０内の論理値の最終着信装置に対する伝送も、
当業者ににり容易に想到し得るプログラムを用いて取り
扱うことができよう。追って詳細に説明するように、入
力テーブル５５８は、実行テーブル５２４内の実行フロ
ーを、実行テーブル５２４を介して一度に１つずつ入力
を通すことにより駆動するテーブルである。

前に述べたように、トークン番号ではなく図形番号によ
って索引される（５７ｇ）最大入力テーブル５５０は特
定の図形に対する入力数を指示する数値フィールド５８
０を有する。

残余のテーブルは、リターン・スタック・テーブルと称
されるものであって、複数の論理式従って、複数の分枝
を有する図形が実行されっつあっ時に常に、次ぎに実行
されるべき論理式に対するポインタを格納しているフィ
ールド５８４を有している。リターン・スタック・テー
ブル・ポインタ５８４によりシステムは、論理図内の処
理されていない分枝を拾い」二げて処理することができ
る。

中間ファイルからの種々なテーブルのロードは、トーク
ン順序（または中間ファイル記録順序）で行われる。尚
、ロードに関する説明全体を通して、生起するイベント
のシーケンスの説明を補足するために各種テーブルの状
態のスナップショットについても説明する。−例として
第２０図の論理図の使用において、スナップショットの
シーケンスにより、ロード・プロセス（過程）の重要な
特徴を示トにおけるテーブルのフィールドには、フィー
ルドの全名称、即ち、「トークン番号」の代わりに第２
１図に示しである例えば「Ｅ２」のようなフィールド・
ラベルだけを付けることにする。ロード過程中において
は、既に述べたように、ロードはトークンの順序で行わ
れるが、しかしながら、ロードから得られる実行テーブ
ル５２４は、トークンの順序にあるのではなくランダム
に連結された順序にある。

ロード過程もしくはプロセスは、中間ファイル（第１８
図）を検討し、トークン番号２を表ずことを指示する第
１番目の記録を検索することにより開始される。中間フ
ァイルにおけるこの第１番目の記録の演算コードは検査
されておって、ｒｌＪであり、これは、入力テーブル５
５８への登録を要求する入力図形であることを指示する
。記録の要ＫＩＤ及び信号ＩＤ部分からの情報は、入力
テーブル５５８に転送される。次いで、実行テーブル５
２４を検査して、第１番目の空き記述類を見付けて、第
１番目の記録もしくはインデックスとし、それにより、
入力テーブル５５８におけ：Ａ′：Ｐ、ｌ釆日のがダ２
のｔ−めのボインク５６２に「ｌ」が登録される。実行
テーブル５２４内の入力ポインタ５３０は、人力テーブ
ル５５８内の第１番目の記録を遡及的に指定するのに用
いられる。

即ち、入カドークンに対して、実行テーブル５２４内の
入力ポインタ５３０は、入力テーブル５５８内の対応の
記録を指定する。次いで、トークン番号、図形番号及び
演算コードが中間ファイル（第１８図）内の第１の記録
から、変更を受けることなく実行テーブル５２４のそれ
ぞれの格納場所にロードされる。

図形番号は、現在のトークンの下にあるトークンに対す
る出力を表すので、実行テーブル５２４内の出カドーク
ン対する記録が予め割当てられている。

即ち、実行テーブル５２４を検査して、次の空き記録（
この場合にはインデックス成るいは記録番号２）を求め
て、「１４」のトークン番号が割当てられる。

このトークン番号は、現在のトークンの下にあるトーク
ンのトークン番号である。トークン番号は、現在のトー
クン番号に「１２」を加算することにより得られる。実
行テーブル５２４の第１番目の記８部における出力ポイ
ンタ５３２は、実行テーブル５２４の出力と関連の記録
しＩ７＜′はインデックスを指定する。

トークン・テーブル５４４はまた、１・−クン「２」及
び「Ｉ４」を表す実行テーブル５２４における記録の割
当て反映するように更新しなければならない。第１８図
に示しである中間ファイルから各種テーブルに第１番目
の記録をロードすることにより生じた結果は、第２２図
に示しである。この実行の経時には、第１の中間ファイ
ル記録部に対するテーブル登録は完了しておりそして第
１４番目のトークンに関するテーブルも部分的に完了し
ている。第１４番目のトークンに対する実行テーブル５
２４内の記録部２の残りの部分は、上記トークンが中間
ファイル内に達する時に完了する。関連の出カドークン
を算出するルーチンは、付録Ｈの擬似コードにおいてＮ
ＸＴＯＫ　５１６と称される（第１９図）。

中間ファイル（第１８図）内の次の記録を検索して、こ
の記録に対するトークン番号４が既に割当てられている
か否かに関しトークン・テーブル５４４を検査する。こ
のトークンにトークン番号が割当てられていない場合に
は、再びシステムは人力テーブル５８８（インデックス
２）および実行テーブル５２４（インデックス３）内の
次ぎに利用可能な記述項を得て、中間ファイルの第１番
目の記録に関して上に述べたのと同じプロセスを経る。

次ぎに中間ファイルの第３番目の記録を検査して、同じ
一連のステップが実行される。

中間ファイルにおける第４番目の記録が検査される時に
、トークン・テーブル５４４内のトークンに対応する記
録を検査することにより、上記トークン（トークン番号
１４）が実行テーブル５２４内の記録に予め割当てられ
ていることを認識して、システムは、図形番号、演算コ
ード及び各種ポインタを入れることによりトークン番号
１４に対する実行テーブル５２４における記録２を完了
するように動作する。また、システムは、この図形が転
送図形であり、現在のトークンに対する出カドークンは
、実行テーブル５２４内の記録に予め割当てられていな
ければならないことを認識する。ＮＸＴＯＫルーチンの
実行の結果として、トークン番号２６が実行チークン・
テーブル５４４は、また、トークン番号２６が予め割当
てられていることを指示すように更新される。中間ファ
イル記録番号１４のロードの後におけるテーブルの状態
は、第２３図に示しである通りである。中間ファイル記
録番号４のロードの経時には、実行テーブルは、トーク
ン１４に対する完全な記録並びにトークン１６．１９及
び２６に対する部分記録を保有している。

コネクタ・ブロック成るいはトークン番号１６を表す次
の中間ファイル（第１８図）の記録（番号５）がロード
される（第２０図のインデックスＤ２）６　この図形は
分枝図形であり、最終的には２つの論理式が実行テーブ
ル５２４内に存在することになる。最初に、システムは
トークン・テーブル５４４を参照して、トークン番号１
６が既に記録番号４に割当てられていると判定する（第
２３図）。記録４に対する図形番号及び演算コードが先
に述べたように装入される。

この図形は、中間ファイル記録に２つの入／出力対を有
しているので、２つの出力ポインタが必要３、　　ｔ？
　　！　　　　　幣１　　’ｆ−口　ｎ’％　　−Ｊｊ
　　／　　’７　　）ｔ　　＋！　　　　４コ　ｌ−１
蓼−１”’Ｌ　　ｊ　　ハ）山カポインタ５２３に格納
されており、第２番目の出力ポインタは、実行テーブル
５２４におけるこれら２つの論理式図形のための第２の
論理式に格納されている。第１番目の出力に対し、シス
テムは、ト−クン・テーブル５４４を検査して、この図
形の第１番目の分枝に対するトークンであるトークン２
８が既に割当てられていることを判定して、記録番号８
である次ぎに利用可能な空き記録に関して実行テーブル
５２４を検査し記録８に対する入力ポインタ５３０及び
トークン・テーブル５４４を更新することにより」二足
２つの論理式の内の１つの論理式に対する出力のための
予備割当て（ブリアサインメント）を完了する。この図
形は２つの論理式を発生ずるので、２つの論理式の内の
第２番目の論理式には、実行テーブル５２４内の記録番
号９である次ぎに利用可能な空きスペースが割当てられ
る記録４の内容は、出力ポインタ５３２を除いて記録９
にコピーされる。システムはまた２つの論理式内の２番
目の論理式に対する出力をトークン番号１７に加えるべ
きであることを判定し、トークン・テーブル５４４を参
照して、トークン番号１７が未だ割当てられていないこ
とを判定し、トークン１７に次ぎに利用可能な記録（記
録＋１））を予備割当て１７、次いで、トークン・テー
ブル５４４内の対応の格納場所を更新する。

中間ファイルからの記録番号５のロードの逐時にはテー
ブルは、第２４図に示すような内容を有することになり
、それにより、２つの入力及び出力ポインタを有する２
つの論理式が創成されたことになる。

次ぎに、トークン１６．１７．１８．１９．２６、及び
２８に関する中間記録５−１０がロードされる。これら
記録の内、トークン１７．１８．１９及び２７に対する
記録は、単一の論理式の記録に関して既に述べたのと同
じ仕方で創成され、そしてトークン２６に対する記録は
トークン番号１６について上に述べたのと同じ仕方でロ
ードされる。このロード・シーケンス中、トークン番号
１８．３０．３１．２７及び２８が予め割当てられる。

中間ファイル（第１８図）からロードすべき次の記録は
、トークン番号２８（第２０図の３Ｄ）に対応する記録
番号１１であって、論理ゲートための登録図形を含む。

この図形は、既述の２つの論理式図形と実質的に同じ仕
方で取り扱われるが、実行においては子となった仕方で
取り扱われる２つの論理式を含んでいる。創成すべき論
理式の数に関する決定は、記録における出口／入口コー
ド対、この場合には２つの対を参照することにより行わ
れる。この決定は、トークン２８に対する２つの入力が
既に割当てられている場合に行われ、割当てられていな
かった場合には、出力に予備割当てもしくはブリアサイ
ンメントが行われるのと同じ仕方で入力に予備割当てが
行われることになろう。即ち、システムはこれら入力に
対するトークン番号を算出して、！・−クンが予備割当
てされているか否かをチェックするために１・−クン・
テーブル５４４を検査し、そして人力により予備割当て
が行われていない場合には、実行テーブル５２４内の関
連の記録番号が割当てられる。

記録１１に対しては、システムはトークン・テール５２
４内の記録番号８を割当てられていることを決定する。

記録番号８に対する実行テーブル５２４内のフィールド
は完全に埋めることができ、図形に対する第２番目の論
理式の新しい記録は、実行テーブル記Ｄ８内のトークン
・ポインタ５３４により指定される。この新しい論理式
には実行テーブル５２４の記録番号１７が割当てられる
。記録１７に対する図形及び演算コードは、記録８の場
合と同じであるので、これらも記入される。しかしなが
ら、この論理式はブロックの他の人力及び出力を表すの
で、入力ポインタ５３０は、入カドークン（トークン２
７）に対する適当な記録（１４）を指さなければならな
い。

また、この論理式では出力が発生されるので、出力のた
めの実行テーブル記録に予備７；′ＩＩ当てを行わなけ
ればならず、記録番号１８に割当てられる。この過程も
しくはプロセス中、図形番号３８に対する最大入力テー
ブル５７８から更新される計数フィールド５４８をも含
め関連の部分が更新される。上の説明から明らかなよう
に、各論理式（論理式テーブル記１１８及び１７）にお
ける入力ポインタ５３０は常に、論理式における第１番
目の記録を指す。と訂うのは、残りの論理式は、常に１
・−クン・ポインタ５３４を用いて見付けることができ
るからである。

中間ファイルからの記録番号［ｌが［２−・ドされた後
には、テ・・−プルは第２５図に示し５た状態になろう
。

中間ファイル（第１８図）における記録１２及び１３か
らロードされる次の２つのトークン３ｏ及び３１は、接
続図形であり、［１−ドは、上に述べたのと同じ仕方で
遂行される。

中間ファイルからの次の記録（番号１４）は、別のゲー
ト入力図形を表すが、しかしながら、この図形の場合に
は、トークン番号３９からの入力に予備割当てが行われ
ていなければならない。この図形は、入力の予備割当て
（ブリアサインメント）を要求する最初の図形である。

この記録のロードにおいては、最初に、トークン・テー
ブル５４４を検査Ｉ−で、トークン３８に対する記録に
、実行テーブル５２４における記録番号１６が予備割当
てが行われでいることを決定する。実行テーブル記録１
６には、中間ファイル記録１４からの図形番号６算コー
ドが入れられる。システム（よ、出ロ／入１ココード対
を検査することによりこの図形が２論理式図形であるこ
とを認識し、次に利用可能な空きスペースに第２の記録
（記ＩＡ　２１　）を創成する。また、１・−クン・テ
ーブル５４４に関連の登録が行われる。第１番「１の実
行テーブル記録（記録１６）及び第２番目の記録（記Ｄ
２１）に対して、出力ポインタは、計算の結果トークン
番号５０であることが判明して予備割当てが行われてい
る同じ出力ブロックを指定する。第２の論理式に対する
入力ポインタも完成１．ていなければならない。システ
ムは、入力１・−クンに対するトークン番号を算出して
、トークン・テーブル５４４内のトークン３９における
対応のフィールド・ポインタ５４６を検査しポインタが
存在しないことを発見したならば、トークン３９に予備
割当て（プリアサインメント）が行われていないと判定
する。

トークン３９に対する入力ポインタには、実行テーブル
内の記録２３である実行テーブル５２４内の次に利用可
能な空きスペースが割当てられる。トークン・テーブル
５４４内のポインタ５４６も、記録２３の値で更新され
る。トークン３０．３１及び３８に対する図形のロード
の結果は第２６図に示しである。

次に、システムは中間ファイル（第１８図）における記
録１５をトークン番号３９に関してチェックし、予備割
当て（プリアサインメント）が行われているど判定した
場合には、入力ポインタを除き、この記録を完成する。

このトークンに対しては実行テーブル５２４内の記録番
号２４として入力ポインタが予備割当てされていなけれ
ばならず、そして出力ポインタは、記録番号２３を指定
していなければならない。この記録に対ｊ７てもシステ
ムは、出力ポインタではなく入カポ、インクに対して予
備割当てを行う。

次いで、トークン４０のＡＮＤゲー１−（第２０図）に
対する記録番号１６を検索するために中間ファイルにア
クセスを行う。このトークンは、実行テーブル記録１８
に予備割当てされているので、記録１８は、図形番号及
び演算コードで完全に埋まっており、出カドークン５２
に対する出力ポインタには、実行ンタは記録１８、即ち
トークン番号４０に対する記録を指定する。その結果と
してのテーブルの状態は第２７図に示しである。

中間ファイルの記録番号１７をロードする時に、システ
ムは、トークン・テーブル５４４を検査し実行テーブル
・ポインタ５４６の値が発見されない場合、このトーク
ンに対する論理式が実行テーブルに未だロードされてい
ないことを認識する。またシステムは、関連の入力及び
出カドークンの値を算出してトークン・テーブル５４４
を参照することにより、このトークンに対する入力及び
出力記録が未だ予備割当て（プリアサインメント）され
ていないことを認識する。システムは次いで、トークン
４２及び５３に対する実行テーブル記録２７及び２８に
、第２８図に示しであるように、適切な入力及び出力ポ
インタを予備割当てする。

トークン２８に類似のゲート入力図形であるトークン４
２人力対する実行テーブル記録（中間ファイル記録）は
、既述の記録と類似の仕方で創成される。、１．か１．
なｈ（ら−７の々１ｆ乏アは　１、−々・）、→！イン
クにより連結されてそれぞれ第２９図に示すように関連
の入力及び出力ポインタを有している３つの完成（７た
記録（１９，２７及び３０）が結果的に得られる。

トークン４３．５０及び５１に対応する中間記録１９乃
至２１のための論理式は、連結子及びゲート図形記録に
関ｊ７て先に説明したように創成される。

関心のある次のトークンは、中間ファイル（第１８図）
の記録番号２２がロードされる時にロードされる。この
記録は、３つの出力分枝及び単一の入力を有する分枝図
形に対応し、実行テーブルには３つの論理式が得られる
。Ｒ初に、ｌ−−クン・テーブル５４４をチェックして
、トークン５２に予備割当てが行われているか否かを判
定して、記録２５がトークン５２に対１５割当てられて
いることを決定する。

３論理式の第１番目の記８（記録２５）は既に記録２４
に割当てられている出力ポインタを有しており、従って
、２つの付加的な論理式を創成しトークン・ポインタ５
３４により連結しなければならない。第１番目の論理式
は、実行テーブル５２４内の第１番１１の利用可能な空
３きスベ・−ス（記録３２）Ｚ、、ｌ；１１当てられ、
そｊ２てトークン６４に対する当Ｊ亥搗理式（ハ出力は
記録番号３３と１．て予備割当てさイする６、記録２５
の関連の部分は記録３２にコピーされ、記録３２に対す
るトークン・ポインタは、この図形の第３番目の論理式
が格納される。次に利用可能な空き空間（記録３４）を
指定する。この場合にも、記ｉｌ！：３２の可能なの部
分は記録３４にコピーされ、入力及び出力ポインタが該
記録に格納される。その結果と１．て、テーブルの状態
は第３０図に示すようになる。

中間ファイル記録２３及び２４並びに１・−クン５３及
び５４に対応する次の２つの図形（コネクタ及びゲト）
は先に述べたのと同じ仕方で「？−ドされる。

中間ファイル（第１８図）内のトークン６２．６４及び
６６に対する出力図形記録においては、これら図形に対
し５既に予備割当てが行われている記録は完成している
。出力テーブル５６０内の関連の記述項は、入力テーブ
ル５５８の記録に関して述べたのと同じ仕方で創成され
る。；２かしながら、対応の出力テーブル記録に対する
ポインタは、実行テーブル５２．１の出力ポインタ５３
２である。中間ファイル（第１８図）からの総ての記録
のロードの逐時には、静的及び動的テーブルの内容は第
３１図に示すような内容となる。

一般に、実行シーケンスは、入力テーブル５５８を用い
、入力の１つを選択して入力値を、後続の図形のための
実行テーブル５２４の記録における出力ポインタに従い
記録中を搬送することにより開始され、このシーケンス
は、データの欠如のためにシステムがそれ以上実行でき
ない行き詰まりに出合うまで続けられる。実行シーケン
スにおいてはまた、リターン・スタック・テーブル５８
２内に格納されているポインタを用いて、実行テーブル
５２４内の各分枝を追跡する。リターン・スタック・テ
ーブル５８２内の総てのポインタが使用し尽くされた時
には、入力テーブル５５８を用いて、関連のポインタに
従い論理に通すべき次の人力を選択する。例えば、論理
積ゲート論理式に遭遇し、該ゲートに対する総ての入力
が利用可能でない場合には、これは１つの行き詰まりで
ある。第３１図に示したようなテーブルを用いて、テー
ブルの状態を示す関連部分の一連のスナップ・ショット
を発生することにより、口・−ド・シーケンスと同じ仕
方で実行シーケンスを表示することができる。以下の説
明において（」、テーブルの記録の関連の部分（スナッ
プ・ショット）は、既述のようにデータ構造論理図の参
照番号ではなく、シ１！緑番号及びフィールド記号を用
いて表すことにする。以下の説明におけるように識別方
法とし、てフィールド記号の付いた記録番号を使用すれ
ば、スナップ・ショットの再検討が容易になる。例えば
、第３１図の記録番号８及びポインタＥ７と述べる時に
は、これは、この場合値「１７」を有する記ＬＪ　８の
トークン・ポインタ・フィールドを表す。

第３２図は、実行シーケンスのための状態図並びに各状
態において生起するイベント及び異なった状態への移動
を惹起するイベントに関連する情報を示す。第２０図の
論理図に対する特定の実行シーケンスは第２０図に点鎖
線で示されており、そして実行状態番号は関連の円内に
示ｊ、である。Ｊ−に論述したテーブルにより表される
論理図を実行するために任への言語で原始フードを創成
するための適当な擬似コードは付録１１に与えられてい
る。

実行の開始に当たって、テーブルは、第３１図に示すよ
うな状態を存する。第２０図には示されていない第１の
実行経路は、例えばセンサの標本化により成るいは試験
モードの場合には入力に対し任息の入力値を与えること
により入力値を求める。

第１の実行状態もしくはモードの経時においては、実行
テーブル記録！、３及び５のための人力計数Ｅ８は、「
１」を保有しており、これらの記録のための論理状態Ｉ
シ９は「真（Ｔ）」として指示される。ｒｌＪの入力計
数状態は、入力に対して有効な人力データが捕獲された
が実行シーケンスによって未だ処理されていないことを
表す。実行シーケンスにおいて処理が立上がると入力計
数は「２」に切換わる。

第２０図に示されている第１の実行経路は、実行経路２
であり、この実行経路２においては、トークン番号２か
らの入力がトークン番号４０へと通される。第３３図に
は、第２の実行経路におけるステップ並びに実行の結果
が示Ｉ７である。ま４′システムは、入力テーブル５５
８（第３１図）をチェックして、第１番目の入力に対す
る第１番目の論理式に対するポインタを求める。実行テ
ーブル５２４内の第１番［−］の論理式（記録１）は増
分（インクリメント）された入力計数Ｅ８を有しており
、入力に対する論理状態が論理状態フィールドＥ９に示
されているか否かに関し試験が行われる。入力に対する
論理状態が示されていない場合には、入力がロードされ
なかったことに外ならないので、エラーが発生する。入
力が入力論理式記録にロードされている場合には、出力
ポインタＥ６をチェックし、これを、トークン１４を表
す記録番号２にまで続け、そして記録２の論理状態Ｅ９
には「真」の値が割当てられる。と言うのは、記録番号
２の演算コードは単に入力を出力に通す指令に過ぎない
からである。

次ぎに、記録２の出力ポインタＥ６に従い記録７に移行
し、ここで、トークン・ポインタＥ７の値を有する論理
式に出合う。非零のトークン・ポインタＥ７は、複論理
式図形が対象であることを表す。

零以外のトークン出力ポインタ値を存する記録に出合っ
た時には、常に、この記録のための記録番号（１−−ク
ン・ポインタ値）、この例では、「１５」がリターン（
戻り）スタックＲ２に押し込められる。分枝演算コード
は単に入力を出力に通すだけのコードであるので、実行
は、記録７の論理状態Ｅ９を「真」で更新することによ
り続けられる。記録７は複論理式図形における第１の論
理式であるので、記録７における入力計数Ｅ８は、トー
クン・テーブル５４内のトークン番号２６に対する計数
フィールドＴ３と比較されて、この図形に対する総ての
論理式が処理されているか否かを決定する。次いで人力
計数Ｆ、８を増分し、出力ポインタＥ６を、第２０図の
トークン２７の否定（ＮＯＴ）ゲートを表す記録１４に
向ける。

否定（！ｌ０Ｔ）ゲー’＋−と関連の動作で、入力は反
転されて、記録１４の論理状態フィールドＥ９に「偽」
として格納される。次いで、出力ポインタＥ６を記録１
７に向け、入力計Ｆｔ、Ｅ８及び論理状態Ｅ９の更新を
行う。

再び出力ポインタＥ６を第２０図のトークン１４におけ
る論理積（ＡＮＤ）ゲートを表す記録１８に向ける。シ
ステムは、図形番号から、これは論理積ゲートであるこ
とを認識して、記９１ｇの入力計数Ｅ８を更新してトー
クン・テーブル５４４内のトークン番号４０に対する計
数フィールドＴ３と比較する。入力計数Ｅ８は、アンド
・ゲートに対する入力の１つが利用可能であることを表
し、モしてトークン・テーブル５４４内の計数フィール
ドＴ３は、論理積ゲートを処理するのに２つの人力が必
要であることを示す。従って、実行を連続するのに最初
の行き詰まりに達したことになる。このような行き詰ま
りになる時には、常に予備的対策としで、記録１８にお
ける論理状態Ｅ９を未完成（Ｉｃ）セットする。

システムが行き詰まりに達すると、該システムは、最初
、リターン・スタック・テーブル５８２の記録番号を飛
び越えることにより実行を続けようとし、そ１．てリタ
ーン・スタック・テーブル５８２が空きである場合には
次の入力に対して入力テーブル５５８がアクセスされろ
。

現在の情況下ではリターン・スタック５８２は、実行テ
ーブル５２４内の記録１５を連続処理のために戻すべき
ことを指示する値を有している。第３４図には、第２０
図の実行経路番号３が示しである。記録１５のための図
形番号は、この図形が分枝図形であることを示す。分枝
図形並びに他の複入力図形の場合には、この図形に対す
る最初の実行テーブル記録を決定するためにトークン・
テーブル５４４に対してアクセスする目的で実行テーブ
ル記録（記録１５）内のトークン番号（番号の２６）が
用いられる。

この場合、最初の実行テーブル記録は記録７であること
が判明する。トークン・テーブル５４４内のトークン２
６に対して計数フィールドＴ３は、入力計数Ｅ８を増分
した後に実行ケーブル５２４の記録７内の入力計数Ｅ８
と比較され一致が検出される。入力計数Ｅ８と対応のト
ークン番号に対する計数フィールドＴ３との間の一致は
、この図形／トークンと関連の総ての論理式の処理は、
第２０図に経路３で示すようにこの実行経路で完了する
であろうことを示す。

現在実行中の記録である記録１５に対する図形番号Ｅ３
は、コネクタを表し、従って、記録２の出力（論理状＠
Ｅ９）が単に通されるだけで、記録１５の論理状態Ｅ９
は「真」に更新される。記録１５の１−−クン・ポイン
タＥ７は［０−１であり、従って、スタックＲ２１，１
ｍは値は詰め込まれない。記録１５の入力計数Ｅ８は零
であるので、出力ポインタＥ６は記Ｄ１６に向く。この
記録１６はまた、コネクタ図形であるので、この記録の
論理状態Ｅ９は「真」に更新される。記録１６の出力ポ
インタＥ６は、第１５図のトークン５０の論理和ゲート
で初めて出合う記録２２に向けられる。記録２２の入力
計数Ｅ８は増分されて、トークン・テーブル内のトーク
ン５０の計数フィールドＴ３と比較される。これら２つ
の値は一致しないので、システムは、この図形／トーク
ンに対する総ての人力値が未だ利用可能ではなく、従っ
て、この図形に関する処理はまだ遂行できないと認識ケ
る。即ち、別の実行阻害もしくは行詰まりに出合ったこ
とになる。

実行は、第３５図に示しであるように第２０図の経路４
で続けられる。この実行を継続するために、先ず、シス
テムは第３３図のリターン・スタックＲ２をチェックし
て、空であることを検出し、然る後にシステムは、入力
テーブル５５８に戻り、そして入力計数Ｅ８により処理
されていることが示されている入力ｌに対応する実行テ
ーブル５２８の第１番目の記録のチェック後、システム
は実行テーブル５２４内の記録番号３で実行を開始する
入力ポインタＥ４を入力テーブルの記録２から検索する
。

記録１３が検査されると、システムは、この記録に対す
る論理値が存在すると判定して、この入力が処理されて
いることを表示するために入力計数Ｅ８を更新し、そし
て出力ポインタＥ６で指示されるように記Ｂ４に移動す
る。記録４は、増分後の入力計数Ｅ８が関連のトークン
（トークン１６）の計数フィールドＴ３と一致しておら
ず追加の論理式を処理しなければならないことを指令す
る分枝命令に対応し、その結果と１．て、「９」の値を
有するトークン・ポインタＥ７がリターン・スタックＲ
２に押し込められる。このポインタは、コネクタである
ので、入力の論理状態Ｅ９は出力に伝越され、そしてｊ
（４カポＩソ々Ｒｆｉ１７靜い々小二−タＲ？＋＜袷古
六ハ六　二ａ録番号８もまたコネクタであるので入力は
出力に伝達され、出力ポインタに従い記録１８に移行す
る。

記録１８は、第２０図の論理積ゲート（ＡＮＤ）に対応
する。実行テーブル５２４内のこの記録の入力計数６８
は、増分され、トークン・テーブル５４４の計数フィー
ルドＴ３が比較されて一致した場合には、これは、この
図形に対する総ての入力が利用可能であることが示され
る。総ての入力が利用可能である場合には、複入力図形
の処理を行うことができる。

論理積（ＡＮＤ）機能を実行するためには、システムは
、総ての入力に対する値を見付けねばならない。

実行テーブル５２４内の記録１８の入力ポインタＥ５を
チェックして入力値を有する記録の１つがどこに格納さ
れているかを決定し、次いでシステムは、記録８をチェ
ックして入力に対するトークン番号が「２８」であるこ
とを求める。次いで、トークン・テーブル５４４にアク
セスして、実行テーブル５２４内の一連の論理式におけ
るトークン番号２８に対する第１番目の論理式のポイン
タを求める。実行テーブル５２４内のトークン番号２８
は、実行テーブル５２４内の記録８に向いている。従っ
て、システムは記録８に戻り、該記録から論理状態値を
得て、記録１７に対するトークン・ポインタＥ７に従い
論理積（ＡＮＤ）機能に対する別の論理状態値を検索す
る。零である記１ｉｔ１７内のトークン・ポインタＥ７
をチェックすることにより、システムは、論理積（ＡＮ
Ｄ）ゲートに対する入力のための実行テーブル５２４内
の連結された論理式の終端に達したことを認識する。そ
こでシステムは、入力（真及び偽）に基づいて論理積（
ＡＮＤ）機能を実行し、「偽」は、実行テーブル記録１
８の出力に伝達される。入力が判明した後にそれら入力
を用いて各種ゲートがどのように処理されるかに関する
詳細は、追って説明することにする。

次いで、システムは、記録１８の出力ポインタＥ６に従
い実行デ・−プル５２４内の記Ｂ２５に移行する。この
記録２５は、図形番号のチェックから複分岐図形である
ことが判り、従って、入力計数Ｅ８を更新してトークン
５２に対するトークン・テーブル５４４内の計数フィー
ルドＴ３と比較すべきことが要求される。

計数フィ・−ルドＴ３及び入力計数Ｅ８は一致しないの
で、値「３２」を打するトークン・ポインタＥ７はスタ
ックに押し込められ、この実行の経時における出力ポイ
ンタに従って実行は更に続けられる。

第２０図に示す実行経路５に対応する第３６図は実際に
は実行経路番号４の続きであるが、しかしながら、リタ
ーン・スタック・テーブル５８２の動作を説明しその動
作の理解を容易にするために、第２の入力で始まる実行
状態は２つの経路に分解されている。

第３６図に示すように実行を続ける場合には、入力が出
力に伝達された後、記録２５の出力ポインタＥ６は記録
番号２４に向く。この記録番号２４は、トークン５１に
対応する。このトークン５１は、コネクタ形状ら１．＜
は図形を有１．ており、従って、人力は出力に伝達され
、出力ポインタＥ６は記録２３及び２１を経て、この経
路における第５番目のステップ中に最終的に記録２２に
達する。記録番号２２は、トークン５０内の論理和（Ｏ
Ｒ）ゲートを表し、論理和ゲートに対する演算を行う前
に、システムは、記録２２の入力計数Ｅ８をトークン・
テーブル内のトークン番号５０の計数フィールドＴ３と
比較して一致が存在することを判定する。この場合にも
、記録２２の入−４１＋ｌｆ　ｌ　略ノ　ノ１　口Ｃ＋
−＞　　才コ　０講　Ｉ　Ｃシー　ｔコ　ｌ↓　に可　
・ν　勧　プ　　　　ｈｔ　雪フ　屯五　曹　ｅは、ト
ークン番号３８を表ずものと識別される。ｌ・−クン・
テーブル５４４内の１・−クン番号３８をチェックして
、実行テーブル・ポインタＴ２が実行テーブル５２４内
の記録番号１６を指していることを見出す。

この記録の論理状態の値を求めるために該記録１６にア
クセスして、実行テーブル５２４内のこのトークン・ポ
インタＥ７に従い記録２１に移行し、論理和（ＯＲ）ゲ
ートに対する次の入力を得る。この入力は「偽」の値を
有する。記録２１のトークン・ポインタＥ７は零である
と判定され、従って論理和（ＯＲ）ゲートに対する人力
のための連結された論理式の手段に達したことが判定さ
れる。総ての入力値を検索した後に、論理和（ＯＲ）機
能を実行し、「真」を実行テーブル５２４内の記録２２
の論理状態Ｅ９に格納する。

次いで出力ポインタＥ６に従い記録３１に移行する。

この記録３１は出力図形であり、記録ｚ２からの「真」
の値はこの記録の論理状態Ｅ９に格納される。

ここで、当業者によって提供されるルーチンに対して、
システムに接続されている適当な装置に値を実際に出力
する、即ら弁もしくはスイッチを実際Ｉこ作動する。τ
とが可能であることを述べておく。１．かじながら、同
時に、総ての出力を適当な装置に送出することができる
ように、出力値を出力テーブル５６０のようなテーブル
に格納するのが好ましい。

トークン６２出力図形に対する処理の実行の逐時には、
従うべき出力ポインタは存在しない。従って、システム
は、リターン・スタックＲ２をチェックして第２０図の
下向き実行経路６に対し記録３２を使用すべきであると
判定する。

次に第３７図を参照して経路６の実行に関し説明する。

記録３２は、第２０図の実行経路６の開始でアクセスさ
れる。図形は分枝図形であるので、トークン・ポインタ
Ｅ７は、戻りもしくはリターン・スタック・テーブルＲ
２に向けられる。記録１８からの出力は、記録３２の論
理状態フィールドＥ９に伝達される。と言うのは、分枝
図形はコネクタ（接続子）としての働きをするからであ
る。出力ポインタＥ６に従い実行を記録３３へと移す。

この記録３３は、図形番号から、実行テーブル５２４内
の記録３３の論理状聾フィールドｌＥ９に「偽」の値が
格納された時にこの状態の実行を終了させる出力図形で
あると認識される。

再び、リターン（戻り）・スタック・テーブル５８２に
アクセスして、最上値を示す記録３４を取込み、第３８
図に示すように記録３４で経路７のための実行シーケン
ス（第２０図参照）を続ける。記録３４は、ト−クン５
２の複分枝図形のための論理式の連続部分である。しか
しながら、この式に対するトークン・ポインタＥ７は雰
であるので、戻りもしくはリターン・スタック・テーブ
ル３８には何ら押し込められない。トークン４０からの
出力が記録３４の出力側（論理状態フィールドＥ９）に
伝達されるたならば、記録２８に向いている出力ポイン
タＥ６に従い実行を続ける。続いて、先に述べたように
記録２８．２６及び２７を実行し、それににす、トーク
ン５８の論理和（０１υゲートに対応する記録２９にア
クセスする。この記録に対する入力計数Ｅ８を増分した
後に、計数をトークン・テーブル内の１・−クン５４の
計数フィールドＴ３と比較する。これら２つの値は等し
くないので、論理和ゲートの機能の実行は阻止される。

既に述べたように、疎外もしくは行き詰まりが生起する
と、システムは先ず、リターン（戻り）・スタック・テ
ーブル５３２を参照する。このテーブル５８２は最」二
部記述項としてｒ９Ｊの値を有しており、従って、第３
９図に示しであるように実行テーブル５２４における記
録９で実行経路８（第２０図参照）の実行を開始する。

記録９は、第２０図のトークン番号１６に対応し、該ト
ークンにおける分枝図形の右側の分枝である。この分枝
の処理は、先に述べた分枝図形の実行処理に類似の仕方
で続けられる。

即ち、入力は「真」から「偽」に反転され、最終的には
、各アクセスされる記録の出力ポインタに従ってトーク
ン５４（記録２９）の論理和（ＯＲ）ゲートに達する。

記録２９に達すると、入力計数Ｅ８はトークン・テーブ
ル５２４内のトークン５４に対する計数フィールドＴ３
と比較されて一致しないことが検出される。

従ってやはり行き詰まりに達したことになる。実行経路
８の行き詰まりに達すると、システムはリフして、スタ
ックＲ２にポインタが残存していないことを認識する。

システムはそこで入力テーブル５５８に戻り、２より小
さい入力計数を含む入力記録が見付けられるまで、実行
テーブル５２４内の対応の記録をチェックする。２より
小さい入力計数を有する入力記録は、第４０図の記Ｄ５
に対応するものである。第２０図の実行経路９は記録５
で開始される。

第２０図のトークン番号７に対する実行テーブル５２４
の記録５がチェックされると、この記録５は図形番号に
基づいて入力記録であると判定され、そして論理状態フ
ィールドに格納されている入力値は、他のコネクタ図形
と関連して前に述べたように、記録６．１３．２０及び
３０を介して転送される。

記録２９に達すると、システムは、トークン５４の論理
和（ＯＲ）ゲートに対する図形である、−とを認識し、
増分後、実行テーブル５２４の入力計数１ミ８をト・−
クン・テーブル５２４内のトークン５４の計数フィール
ドＴ３と比較し一致を検出する。この−・致は、この図
形に対する総ての入力が利用可能であることを表す。既
に述べたように、システムは、入力ポインタＥ５を用い
て、論理和（ＯＲ）ゲートに対する入力を格納ｊ７てい
る図形のトークン番号を保有する記録を見付けて、トー
クン・テーブル５４４内のトークン番号を使用し、当該
トークンに対する最初の記録並びにトークン４２及び記
録１９に対応する図形を見付は出す。次いで、システム
は記録１９のトークン・ポインタに従い、トークン５４
の論理和（ＯＲ）ゲートのための入力値を保有している
関連の記録をチェックする。システムが総ての入力を得
たならば、論理和（ＯＲ）ゲートの機能が遂行され、そ
して記録２９の論理状態は「真」の値で適宜更新される
。

次いでシステムは、記録２９の出力ポインタに従い記）
２３５に移行する。この記９３５はこの実行シーケンス
に対する出力図形である。記録３５が完全に処理された
時にシーケンスはリターン（戻り）・スタック−テーブ
ル５８２及び入力テーブル５４４をチェックして、処理
すべき人力或いは出力が残っていないこ２：を確かめる
。

ここでシステムには、実行が完了することを確証するた
めに実行しなければならない幾つかの作業が残っている
。本システムは、既に述べたように、明晰なラッチ機能
及びシステム処理を可能にする図形を有し、明確なラッ
チ機能が適切に実行されることを保証する。しかしなが
ら、論理和ゲート及び論理積ゲートを用いて設計者によ
り、構築される陰的ラッチが原因でこのようなラッチに
対するフィード・バック経路は決して実行されることが
ないために、不完全な論理状態を有する論理和ゲートの
ような論理図形が生じ得る。この問題は、システムによ
り、不完全な論理状態インジケータ（ＩＣ）に対する実
行ケーブル５２４の論理状態フィードＥ９を走査するこ
とにより解決される。不完全な論理和ゲートは、不完全
な論理積ゲートより前に処理される。不完全な論理状態
に出合った場合には、入力が見失われている場合、論理
和ゲートに対しては「偽」の論理値をとり論理積ゲート
に対しては「真」の論理値をとる。システムは、不完全
な状態が完全に無くなるまで、不完全な論理状態に関し
実行テーブル５２４を検査し続け、不完全な論理状態が
無くなると、システム動作は終了し実行は停止する。

実行の完了後、出力は当業者によって作成することがで
きるプログラムによりビット・アドレス指定可能な出力
バッファを介して制御される関連の装置に出力が送出さ
れる。

当業者には、図形の機能、例えば第５図に示しである論
理積（ＡＮＤ）機能を実行するための原始コードを作成
することが可能であろう。しかしながら、付録Ｈには、
特に実行アルコリズム部分の簡略な記述で、第５図の図
形の各々の機能を実行する上の好適なステップが記述し
である。各実行は、入力を、５バイト長の内部テーブル
内に集めることにより開始される。ここで「偽」のバイ
トは１６進法で「００」であり、「真」のバイトは１６
進法でｒＦＦＪである。入力の処理は、内部テーブルに
亙って計数を行い総てのバイトに対しそれぞれ機能値を
更新することにより実行される。例えば、論理積（ＡＮ
Ｄ）機能を実施する場合には、アルコリズムで第１の偽
のバイトを探索する。、論理積機能に対する１っの入力
に偽のバイトがあれば、その出力は偽となるので、シス
テムは停止する。何故ならばシステム出力が偽となるか
らである。論理和ゲートに対しても同じような仕方で、
システムは、入力の数の多寡に関係なく、真の値に応答
して論理和機能の値を出力する。同様にして、第５図の
図形に対する他の機能も付録ＩＩに掲示しである。

本発明の多くの特徴及び利点は上の詳細な説明から明ら
かである。尚、このような特徴及び利点が総て、本発明
の精神及び範囲を逸脱しない限り本発明により包摂され
るものである。更に、当業者には数多の変更及び交換を
容易に想到し得るであろうから、本発明をここに示し且
つ記述した正確な構造及び動作に制限する意図は全く無
く、従って本発明の範囲内で多くの適当な変更及び均等
物が可能であろうことを述べておく。例えば、中間ファ
イルを創成することなく論理式テーブルを実行テーブル
に変換することが可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図乃至第４図は、本発明の好適な実施例における種
々なルーチン間の関係並びに付録Ｉにおける対応のルー
チンに対するルーチン名簡略記号を図解する図、第５Ａ
図及び第５Ｂ図は、本発明の好適な実施例において利用
可能な論理図図形を示す図、第６人図及び第６Ｂ図は、
本発明に従って創成される論理図を示す図、第７図は静
的テキスト定義テーブルを示す図、第８図は第７図のテ
ーブルから創成される動的テキスト・テーブルを示す図
、第９図は静的論理式定義テーブルを示す図、第１０図
は第９図の定義テーブルを用いて創成された動的論理式
リスト・テーブルを示す図、第１１図は第６図の論理式
テーブルのスナップショットを示す図、第１２図は動的
論理図においてトークンを創成するのに用いられる図形
テーブルを示す図、第１３図は第６図の論理式テーブル
のスナップショットを示す図、第１４図は完全性に関し
動的論理図をチェックするのに用いられるテーブルの詳
細を示す図、第１５図は第１４図に示した一般図形を図
解する図、第１６図はマクロ・ライブラリを図解する図
、第１７図は第２０図の論理式リストを示す図、第１８
Ａ図及び第１８Ｂ図は組み合わせられて第２０図の中間
ファイルを表すテーブルを示す図、第１９図は論理図の
ロード及び実行のための付録Ｉ＋の擬似コード・モジコ
ールを示す図、第２０図は、本発明に従ってロードされ
実行される論理図標本を示す図、第２１Ａ図及び第２１
Ｂ図は、論理図のロード及び実行のためのデータ構造を
示す図、第２２図乃至第３０図はロードが行われつ＼あ
る際のデータ構造及びその内容のスナップショットを示
す図、第３１Ａ図乃至第３１Ｃ図はロードが完了した後
のデータ構造及び内容を図解する図、第３２Ａ図及び第
３２Ｂ図は組み合わさって、実行シーケンスのための状
態ダイアグラムを示す図、そして第３３図乃至第４０図
は第２０図の論理ダイアダラムによる実行の進捗に伴い
データ構造のスナップショットを示す図である。 特許出願人代理人　付　我　道　窯、　　・１　　　　
、 １：ｆ　ｌ　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　＜責−一〜、　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　　　１−　　＃　　Ｍ　　９　　Ｊ″　　
ψ　−＠　０　ヨ　＝　シ　□づ 脅　−−−−ｌ＋、−Ｓ−＋ヘートす＋−−−１，ｎψ
−ト閂−−ψ−ロさ呻ψローｎ〜―辻〜マりψへ咲＝さ
照≧ど潰箒姥（まさロ、・−へ１Ｔ−コ” 壺１　　　　　　　　　　　　ヌ ＼−一一ノ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、現存の処理デバイスの動的図表を用いることにより
   、プラント・プロセスにおける装置入力から装置出力を
   発生するために論理図をコンパイルし実行する方法にお
   いて、 （ａ）論理記号図形及び該図形のための動的図表上にお
   ける場所を指定し、 （ｂ）前記図形のための論理式をコンパイルし、（ｃ）
   前記図形を前記動的図表上のトークン・ブロック内に入
   れ、 （ｄ）前記動的図表上の総ての処理装置について完了す
   るまで前記ステップ（ａ）乃至（ｃ）を繰り返し、（ｅ
   ）動的図表を表す論理図を実行し、 　前記ステップ（ａ）において、 （ａｉ）図形ライブラリから図形を指定し、（ａｉｉ）
   前記位置をトークン・ブロック番号に変換し、　前記ス
   テップ（ｂ）において、 （ｂｉ）静的論理式定義から、前記トークン・ブロック
   番号、演算コード、出力位置標識及び入力位置標識を含
   む動的論理式リスト記述項を創成し、前記ステップ（ｃ
   ）において、 （ｃｉ）前記図形ライブラリからの図形を前記動的図表
   の指示されたトークン・ブロック番号に転送する段階を
   含む論理図をコンパイルし実行する方法。