JPH0273121A - 実時間フーリエ変換分光測定法 - 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】 （産業上の利用分野） 本発明は一般に高速度のデータ収集、処理及び分析用の
電子装置に関し、特に時間変化する性質の化学的混合物
を分析する分光装置で、現時データを常時人手しながら
、化学的発射源を連続的にモニター可能なように実質上
実時間ベースで動作する装置に関する。

（従来の技術） 数社が、フーリエ変換分光計として知られる、サンプル
の化学的分析用装置を製造している。このような分光計
は一般に、赤外線、マイクロ波またはその他の放射源と
し得る時間変化する放射源と、内部で既知または未知の
組成で、固体、液体、気体あるいはプラズマのサンプル
と放射が相互作用するチャンバまたはその他の装置と、
チャンバを通過した放射に応答し、相互作用によって発
せられる放射を検出する検出器とを含む。検出された信
号は通常、コンピュータによるその後の処理のためデジ
タル化される。このような処理の目的は、サンプル中の
幾つかの化学装置１［に関連するものとしてオペレータ
が認識可能なスペクトル分析を発展させることにある。

光学的生データからスペクトル分析への処理は従来、フ
ーリエ変換アルゴリズムを用いて行われている。フーリ
エ変換が、インタフェログラムなどの時間領域（ドメイ
ン）関数を、スペクトルとして表せ、認識可能な周波数
領域の関数に変換する。この周波数領域の関数が、サン
プル中に存在する化学的成分に関連した定性的及び定量
的両方の情報を発生するのに使われる。

時間領域の放射源信号を用い、これをフーリエ変換分析
を用いて周波数領域の信号へ変換するには、多大の計算
を必要とする。正確を期すためには、数千の干渉計、つ
まり放射応答によるデータ点を収集しデジタル化して、
時間領域の信号を生成しなければならない。そしてフー
リエ変換の実施前に、インタフェログラムの質を高める
ため、“アポダイゼーション”として知られる処理が一
般的に必要である。フーリエ変換は通例、高速フーリエ
変換（ＦＦＴ）アルゴリズムとして知られるアルゴリズ
ムを用いて行われる。かかる変換後、既知の要素の一定
のバックグランドを有する特定源について有用な情報を
得るため、バックグランドスペクトルを差し引いたり、
あるいは計算後のスペクトルを標準つまり既知のスペク
トルと比較することもしばしば必要である。また、装置
もしくは環境条件によって持ち込まれた不規則性やずれ
を取り除くために、減算が必要なこともある。

もちろん実用では、得られたデータが分析され、何等か
の有用な方法で表示されねばならない。

他の多くの装置と同様、フーリエ変換式干渉計分光測定
装置を作製する際には、妥協されなければならない設計
上の幾つかの折衷点が存在する。

高い分解能と広いバンド幅両方の組合せが望ましいと通
常見なされるが、これら両方の目的を達成するには、収
集し変換しなければならないデータ点の数を増す必要が
ある。このような多数のデータ点を得るためには、サン
プリングを包括的にせねばならず、従ってその後得られ
たデータ点に対して行わねばならない多大な計算分析に
よって、装置の全体速度が制限される。一般に、従来の
多くの干渉計は、１つの高分解能インタフェログラムを
処理して変換するのに５〜１０分間程度を必要とした。

もっと速い装置を作製するのは可能だが、そのためには
分解能またはバンド幅を犠牲にせざるを得す、これは装
置の実用性をひどく制限する。その結果、これまでは実
用上実時間の出力を発生可能で、大きなバンド幅を持つ
正確な装置を作ることは不可能であった。このような装
置に対する最も厳しい制約は、高分解能のインタフェロ
グラムを生成するのに必要なデータの収集と多量のコン
ピュータ処理における時間の遅れに主に原因していた。

（発明が解決しようとする課題） バンド幅と分解能を維持しながら計算時間を減らそうと
する従来の尽力は、満足できるものでなかった。より高
速のコンピュータ演算及びより効率的な手法を達成する
点で進展がみられるが、これまでのところこれら両要素
あるいはそれらの組合せのいずれも、顕著な分解能と、
例えば約１秒のサンプリング及び計算時間とが可能な高
精度で、広いバンドの干渉計の実現に至っていない。か
かる装置は、動的に変化するサンプルの研究で強く望ま
れている。このような装置の有用な用途は例えば、自動
車からの排気ガスの分析である。こうした排気ガスは、
自動車のエンジンが各種の動作段階を経過するにつれ、
含有量が急速に変化する。

実時間に近いベースで正確なスペクトルを与えられない
装置では、自動車の排気ガスの時間変化する含有量を正
確に測定できない。

この問題を解決するための一つの方法は、同時ニ動作す
る複数のコ・プロセッサユニットを用いることである。

しかしこのような方法は、各コ・プロセッサが適切な情
報を共有できようにするのに、コ・プロセッサ間で高度
な制御を必要とする。

かかるシステムは、計算の進行につれ多量のデータをシ
ステムを通じて転送する必要があり、また異なるプロセ
ッサは計算分析のうち異なる部分をそれぞれ処理するた
め、必然的に複雑である。

（課題を解決するための手段） 本発明を要約すれば、干渉計の出力を処理及び分析する
装置が、干渉計を制御して検出器からデータを受け取る
少なくとも１つの制御多重タスクプロセッサ、及び各々
が制御プロセッサの制御下で動作し、且つコ・プロセッ
サメモリを具備した複数のコ・プロセッサを含み、制御
プロセッサがアドレス発生器を介して各コ・プロセッサ
のメモリに接続され、コ・プロセッサメモリ内のデータ
がタスク間で逐次切り換えられるように、制御プロセッ
サが各コ・プロセッサのアドレス発生器を周ｊｌｌｉ的
に変更せしめる。

また本発明を要約すれば、多重プロセッサ処理装置を作
動する方法が、逐次分析の一連のステップのための一組
（セット）のデータが各々ロードされる複数のコ・プロ
セッサと、最後の結果が達成されるまで各コ・プロセッ
サに一連のタスクが逐次割り当てられるように、各コ・
プロセッサメモリのアドレス割当を制御する中央プロセ
ッサとを含む。

本発明の利点は、時間変化する化学的混合物の動きの実
質上実時間による分析を実施可能な分光計が得られる点
にある。

本発明の別の目的は、共通のタスクに関して動作する複
数のプロセッサの効率的な利用を可能とする一般的な処
理操作のための手法を提供することにある。

本発明の上記以外の目的、利点及び特徴は、添付の図面
を参照した以下の詳細な説明から明らかとなろう。

（実施例） 第１図に全体として、はぼ実時間の干渉計装置のための
データの流れと制御の概略が示しである。

装置の光路は概略的にだけ示してあり、従来の通りであ
る。干渉計１２を用いて、光路によってサンプルセル１
４に導かれる赤外線の時間変化する干渉パターンを発生
する。連続的に変化するサンプル物質源を用いる場合、
サンプルセル１４はサンプリングすべき物質用の適切な
入口と出口（図示せず）を有し、サンプルセル内の物質
がそこを通じて絶えず流れるようにする。干渉計の光パ
ターンとサンプルセル内の物質量での相互作用に基づく
光学的出力が、干渉計１２からの光源のスペクトルに適
合した検出器１６に差し向けられる。

干渉計１２はデジタル式の干渉計制御装置１８の制御下
で動作し、干渉計制御装置１８はマスタープロセッサ２
０によって制御される。マスタープロセッサ２０はＮ１
ｃｏｌｅｔ　Ｉｎｓｔｒｕｍｅｎｔ社製の１２８０型、
２０ビット多重タスクプロセッサなどの制御デジタル式
中央処理装置で、アドレス可能メモリの列群も具備して
いる。マスタープロセッサ２０には３つのコ・プロセッ
サ２２．２４及び２６が付設され、各々マスタープロセ
ッサ２０のデータ及びアドレスバス両方に接続されてい
る。マスタープロセッサ２０は３つのコ・プロセッサ２
２．２４及び２６の動作を制御する制御プロセッサとし
て接続されている。

検出器１６の出力は、スレーブプロセッサ２８に接続さ
れている。スレーブプロセッサ２８も、別のＮ１ｃｏｌ
ｅｔ　１２８０型プロセツサなど、付設のアドレス可能
メモリを含む完備した中央処理装置である。スレーブプ
ロセッサ２８は、そのソフトウェアがマスタープロセッ
サ２０から与えられる一般的なオペレーティング命令下
でスレーブプロセッサが動作するように指令し、一つの
プロセッサが全体のシステムタイミングに対する制御権
を持つようにしているという意味で、“スレーブと称さ
れる。スレーブプロセッサ２８に３つのコ・プロセッサ
３０．３２及び３４が付設され、これらも各々スレーブ
プロセッサ２８のデータ及びアドレスバス両方に接続さ
れている。スレーブプロセッサ２８は３つのコ・プロセ
ッサ３０．３２及び３４の動作を制御する制御プロセッ
サとして接続されている。ディスク記憶媒体３６が、ス
レーブプロセッサ２８によって書き込まれ、マスタープ
ロセッサ２０によって読み取られるように接続されてい
る。マスタープロセッサ２０には、ディスク記憶装置３
８、プリンタ４０、及びブロック４２など適切なデータ
出力及び表示装置も付設されている。

第２図には、第１図に示したコ・プロセッサ２２．２４
．２６．３０．３２または３４の１つの内部回路の概略
ブロック図が示しである。これら６つのコ・プロセッサ
は、内部的に実質上間等である。各コ・プロセッサは、
コ・プロセッサ制御及び入／出力処理装置５０を含む。

コ・プロセッサ制御装置５０は、コ・プロセッサの動作
を制御する制御プロセッサ、すなわちマスタープロセッ
サ２０またはスレーブプロセッサ２８からの入力を受け
取る。コ・プロセッサ制御装置５０は、内部にマイクロ
コードプログラムを有するコ・プロセッサの構成部品の
作動を制御するように動作する。これらの構成部品には
、−組のローカル処理命令つまりマイクロコートが内部
にロードされるマイクロコードメモリ５２と、マイクロ
コード命令を実行可能なマイクロコードプロセッサ５４
が含まれる。マイクロコードプログラム５４はマイクロ
コードメモリ５２ヘアクセスするように接続すれると共
に、コ・プロセッサ制御装置５０の制御下で動作する適
切なゲート５６を介してコ・プロセッサメモリにも接続
されている。コ・ブロモ・７す主メモリは、“アップ”
メモリセグメントと“ダウン”メモリセグメントと称さ
れる２つのセグメントに分かれている。第２図中、アン
プメモリセグメントは５８、ダウンメモリセグメン１へ
は６０でそれぞれ示しである。この実施例において、両
メモリセグメント５８と６０は各々６４にメモリのブロ
ックである。アップ及びダウンメモリセグメント５８．
６０へ及びそこからのデータの流れは、アンプ及びダウ
ンメモリセグメント５８．６０からのデータバスを制御
プロセッサのデータバスに接続するデータゲート６２を
介して行われる。同じく、制御プロセッサからのアドレ
スバスは、アドレス発生器６４を介してアップ及びダウ
ンメモリセグメント５８．６０に接続されている。アド
レス発生器６４は、コ・プロセッサ制御装置５０から、
及び制御プロセッサ自体からも直接入力を受け取る。ア
ドレス発生器６４は、制御プロセッサから両メモリセグ
メント５８．６０へのアクセスを制御する。２０ビツト
のアドレスバスに基づいた第１及び２図の実施例では、
プロセッサメモリは６４にの複数ブロックに編成されて
いるので、任意の１ブロツク内のアドレスはアドレスバ
スの下位１６ビツトによってアドレスされる。続く３つ
のアドレスビットが、６４にの８ブロツクのうちどれが
アドレスされているかを指定する（最高位ビットは使わ
れない）。つまり、アドレス発生器は３ビツトのアドレ
スを受け取って、メモリセグメント５８または６０のど
ちらかがプロセッサによってアドレスされているのかを
判定する。従って、メモリスペース内におけるコ・プロ
セッサの割当は、アドレス発生器６４によって認識され
る３ビツトを変更することによって変えられる。また第
２図のコ・プロセッサは、数学的な集中計算に対して特
に効率的なマルチチップ回路である乗算／累算器６６を
具備する。乗算／累算器６６は、その制御入力をマイク
ロコードメモリ５２に受け取り、またアップ及びダウン
メモリセグメント５８．６０に対してデータを送受する
ように接続されている。マイクロコードメモリ５２から
の出力はアドレス発生器６４にも接続され、それに入力
を与える。

最も一般的な動作において、第１図に示した実時間測定
用の装置は、サンプルセル１４内のガスの化学成分のほ
ぼ実時間での分析を与えるように動作する。ここで、“
はぼ実時間”とは、測定すべき物質がサンプルセル１４
を通過している間に、サンプリングと分析が連続的に同
時進行する形で行われることを意味する。このようなほ
ぼ実時間の同時進行分析は、自動車からの排気ガスのモ
ニターなど、連続的なプロセスの分析で特に有用である
。但し、“はぼ実時間”という用語をこの意味で使う場
合、分析結果が瞬間的に得られることは意味していない
。第１及び２図の装置の動作の機構を詳しく検討すれば
明らかなように、干渉計の生データに対して施さねばな
らない分析動作によって、結果はある程度時間遅延され
る。それにも拘らず、結果は連続的に得られ、サンプル
セル内の混合物の化学成分の時間変化を求めるようにモ
ニターできる。

第１図の装置の設計が意図しているのは、行われねばな
らない処理全体を一連の個別動作つまりタスクに分ける
ことである。これらのタスクは逐次行われ、データの収
集から始まって、ユーザにとって所望なフォーマットで
のデータの出力または表示に終る。これらタスクはそれ
ぞれ異なる処理時間を含む。装置がほぼ実時間で動作可
能となるため、装置の設計は、各種のタスクが与えられ
た一組のデータ測定値を各々有するコ・プロセッサへ順
次割り当てられるようになされる。与えられたタスクが
終了すると、各コ・プロセッサとその付属データには、
同じ一組のデータに対して施されるべき異なるタスクが
割り当てられる。つまり、第１図の装置における６つの
コ・プロセッサ（２２，２４，２６，３０，３２及び３
４）の場合、装置が連続的に使われている間のある任意
の時点において各々のプロセッサは、検出器１６からの
データの６つの連続したサンプリングのうちそれぞれ異
なる一つに基づく一組のデータに対して動作している。

与えられた任意の一組のデータの出力が完了すると、コ
・プロセッサは自由になり、新たな一組のデータサンプ
ルが取り込まれる。

こうして、連続的な処理の流れが常時維持され、装置を
通じて進行するデータサンプルの列（キュー）に対する
必要な全てのタスクを行う。

従って、例えば第１図の装置においては、検出器１６に
よって検知された時間変化する検出光のサンプルを取り
、サンプルセル１４内におけるガスの透過パターンの高
分解能フーリエ変換分析に充分なデータを得るのにある
有限の時間を要する。

また例えば、所望の分解能を得るためには、１秒程度の
サンプリング時間が必要になる。最初の１秒の時間間隔
中、検出器１６の出力すなわち一組のデータセットが、
指定された第１コ・プロセッサ内の８亥当するアップま
たはダウンメモリセグメント５８．６０に入力してロー
ドされる。本例示の目的上、第１の入力データセットが
コ・プロセッサ３０にロードされるものとする。このロ
ードを容易にするため、スレーブプロセッサ２８によっ
て行われるロードデータのタスクが入力データを、第１
コ・プロセッサのメモリセグメント５８と６０によって
現在占められているアドレススペース内のエリアヘロー
ドするように、コ・プロセッサ３０はスレーブプロセッ
サ２８からのアドレス値がロードされるアドレス発生器
６４を有する。

そして、１秒の入力サイクル中、スレーブプロセッサ２
８は検出器１６の出力からのデータセットを、第１のコ
・プロセッサ３０によって現在占められている入力アド
レスのメモリセグメント内にロードする。その後、次の
１秒のサンプリング間隔中、次のプロセッサ、例えばコ
・プロセッサ３２にデータ入力のタスクが割り当てられ
る。この第２の間隔中、今度はコ・プロセッサ３２内の
メモリに、ロードデータのタスクがデータを入れるよう
に指示されるアドレススペース内のエリアカ（割り当て
られるように、コ・プロセッサ３２はスレーブＩＩ　＜
Ｈプロセッサ２８からの１亥当アドレス値がロードされ
るアドレス発生器６４を有する。

割り当てられるアドレス値は、コ・プロセッサ３０のメ
モリに前に割り当てられたものと同一である。コ・プロ
セッサ３２に“入力”タスクが割り当てられる同じ時間
間隔中、メモリ内に全−組のデータが記憶されたコ・プ
ロセッサ３０には、干渉計データセットの高速フーリエ
変換を行って、信号を時間領域信号から周波数領域信号
へと変換する次のタスクを割り当てることができる。こ
のタスクは実施は、スレーブ制御プロセッサ２８がコ・
プロセッサ３０のアドレス発生器６４にベースアドレス
ロケーションをロードし、コ・プロセッサ３０内のデー
タを高速フーリエ変換分析のタスクへ割り当てることに
よって開始される。このタスクが行われている期間中は
、多重タスクプロセッサ２８の通常の処理用時間スライ
スが、マイクロコードメモリ５２内に記憶された高速フ
ーリエ変換マイクロコード、及びコ・プロセッサ３０に
組み入れられた乗算／累算器６６の数値計算能力と共に
使われる。第２のデータ収集期間が終ると、第３の時間
間隔が始まり、今度は、コ・プロセッサ３４にデータ入
力収集のタスクが割り当てられ、またそのアドレス発生
器にはベースアドレスロケーションとして、データ人力
のタスク用であるメモリ内アドレスのロケーションが割
り当てられる。この第３の時間間隔中、コ・プロセッサ
３２には、そのデータ入力段階中に収集したデータの高
速フーリエ変換分析のタスクが割り当てられる。また、
この第３の時間間隔中コ・プロセッサ３０には、吸収度
を計算するタスクとその結果得られた出力計算をディス
ク３６に書き込んで記憶するタスクとが割り当てられる
。この目的を達成するため、スレーブプロセッサ２８は
コ・プロセッサ３０のアドレス発生器６４に、この時点
でコ・プロセッサ３０に割り当てられたアドレススペー
スに対し演算して、シングルビームスベクトルからバン
クグランドを差し引いて吸収度を記憶し、その８亥当す
るアソフ゛またはダウンメモリセグメント５８．６０の
内容をディスク３６に記憶するタスクのベースアドレス
ロケーション力（割り当てられる。コ・プロセッサ３４
のデータ収集サイクルカｌ冬了すると、すなわち第３の
時間間隔が終ると、上記のサイクルが繰り返され、コ・
プロセッサ３２にはデータ入力のタスクが割り当てられ
、コ・プロセッサ３２はデータ出力のタスクに向かい、
コ・プロセッサ３４はデータの高速フーリエ変換分析の
タスクへと進む。

コ・プロセッサ２２．２４及び２６の対応した３つのタ
スクのうち、第１のタスクは、入力プロセスと同等のデ
ィスク３６からデータを読み取るタスクである。第２の
タスクは、ディスク３８に書き込まれた記憶されている
吸収度スペクトルに関して統計分析を行うタスクで、こ
の分析はサンプルセル１４内に含まれた成分ガスの定量
分析を含み、また吸収度スペクトルの一定標準との比較
を含むこともある。上記のコ・プロセッサに係わる第３
のタスクは、ディスク３８、プリンタ４０またはプロッ
タ４２など適切な出力装置へデータを出力及び記録する
タスクである。

第１図の装置内のコ・プロセッサ２２．２４．２６．３
０．３２及び３４の構造と使用方法は、第１図の装置を
通じた実データの分析及び流れの速度を最適化する点で
、顕著な利点をもたらす。

尚、各々のコ・プロセッサにおいて、異なるタスクが行
われるとき、データは１つのコ・プロセッサから別のコ
・プロセッサへ転送されない。その代わりに、データは
同じコ・プロセッサに存在し続け、コ・プロセッサ自体
に異なるタスクが割り当てられる。制御プロセッサ２０
または２８が、アドレス発生器６４内の相対アドレスを
変更するだけで、各コ・プロセッサにタスクを割り当て
る。

言い換えれば、制御プロセッサ２０及び２８の各々のア
ドレス可能メモリの数ブロックに、それぞれのコ・プロ
セッサに割り当てられるべき各タスク用のプログラム命
令がロードされる。制御プロセッサ２０または２８が該
当のコ・プロセッサにタスクを割り当てようとする場合
、制御プロセッサはそのコ・プロセッサに含まれたアド
レス発生器６４内に、該当タスクのプログラムによって
認識且つアドレスされる特定の６４にブロックのアドレ
ス値をロードする。次いでプロセッサは、プログラムタ
スクを時分割法で実行する。各タスクつまりプログラム
は、アドレス可能なメモリ内の同じロケーションにある
データに対して常に演算する。但し、タスクが実行され
る都度、タスクは異なるセットのデータに対して演算す
る。これは、データがロードインまたはロードアウトさ
れるためでなく、アドレス発生器６４内の割当を単に変
えることによって、データがアドレススペース内で“移
動”されるからである。すなわち、本装置はデータに対
する一連のタスクを、データをタスク毎に順次移動する
のでなく、データをある一定のコ・プロセッサ内に残し
たまま、タスク毎に論理的なアドレススペース内で移動
することによって逐次行う。第１図の装置で実施される
ような分析で必要なデータは多量なので、データの処理
全体はデータが静止したままである場合、各コ・プロセ
ッサにある一定のタスクが一意的に割り当てられ、タス
ク毎に転送されるようにデータがコ・プロセッサからコ
・プロセッサへ転送されねばならなかった場合よりも速
く進行する。

本装置のコ・プロセッサの設計及び実施による利点は、
任意の与えられたタスク中、コ・プロセッサが制御プロ
セッサのメモリ内に位置されたタスクプログラミングへ
アクセスすると共に、コ・プロセッサのマイクロコード
メモリ５２内に位置されたマイクロコードを実行する点
にある。つまり、実際のプログラミングの実行では、特
に数値集中的な処理を行う際、制御プロセッサと独立に
ローカルのマイクロコード処理を適宜利用可能である。

従ってコ・プロセッサは、ローカルのマイクロコード処
理命令を完了まで独立に実行した後、適切なフラグをセ
ットするかあるいは適切な信号を発生することによって
、制御プロセッサにその旨を報知し、完了及び次タスク
の準備が整ったことを指示するように指令可能である。

このようにコ・プロセッサを用いる際の重要な構成要素
は、制御プロセッサ２０と２８の各々に関連したプログ
ラムである。このプログラムは、各コ・プロセッサにタ
スクを適宜割り当てることによって、コ・プロセッサを
処理しようとするものである。そこで論理的な理由から
、このプログラムはコ・プロセッサハンドラ（ｃｏｐｒ
ｏｃｅｓｓｏｒｈａｎｄｌｅｒ）、略してＣＰＩＩＮＤ
ＬＲと称される。次に、動作と使用の全体的概念がより
充分に理解されるように、プログラムＣＰＩＩＮＤＬＲ
の疑似コードを列挙する。

ＣＰＩＩＮＤＬＲの疑似コード コ・プロセッサのテーブル定義 コ・プロセッサ（ｃｐ）毎の一テーブル［ＣＰ　ｂｕｓ
ｙ　］　ＣＰが使用中なら真、フリーなら偽 ［ＣＰ　ｇｏ　］　　マイクロコードが実行中なら真、
そうでないなら偽 ［Ｔａ５ｋ　ｒＤ　］　ＣＰを使用しているタスクのＩ
Ｄ。

またはＣＤがフリーなら前タスク の１０．全く使われないときは １に設定。

［ＣＰ　Ｄｅｖｉｃｅ　Ｃｏｄｅｌ命令をＣＰへ送るの
に必要な装置コード ［ｕｐｌ　　［ｂａｓｅ　ａｄｄｒｅｓｓ　ｃｏｄｅコ
　ｕｐメモリがアクティブならビット４設定。

ベースアドレスコードは、どのメ モリブロックをＣＰが占めている かを指示。Ａ−１はｃｐがメモリ スペース内にないことを示す。

［ＩａｓＬ　ＣＭＤ］最後に実行または試みられたコマ
ンド ［ＭＣＩＤ　ａｄｄｒｅｓｓ］　ＣＰに関するマイクロ
コードＩＤブロックのアドレス ［Ｃｏｐｉｅｓ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＣＰ　ｒｅｇｉｓｔｅ
ｒ　ｓｅｔ　］　　（ＣＰレジスタセットのコピー） マイクロコードテーブルの定義 ［ｍ１ｃｒｏｃｏｄｅ　１ｏａｄｅｄ］　コードがロー
ドされていないと−１゜他の場合はマイクロ コードを含んでいるファイルのコ ードを含む。

［Ｉｎ１ｔｉａｉ　ＣＰ　ｒｅｇｉｓｔｅｒ　ｓｅｔ　
］　ＣＰレジスタの初期値、マイクロコードの実行前 にその都度ロード。

マイクロコードに関するサイズコ ード。（サイズは例えば、ＦＦＴ が実施されるデータ点の数を示す） ［Ｐａ５ｓ］　　　マイクロコードに関するバスコード
。（それまでに書き込まれたマ イクロコードは全てｐａｓｓ・０のみ 使用） ＣＰ　ＩＩ　Ｎ　Ｄ　Ｌ　Ｒ ＝　Ｆａｌｓｅ ［５ｉｚｅ］ プログラム Ｉｎ１ｔＤｏｎｅ ｅｒｒｏｒ＝Ｑ １１ｏｆＴａｓｋｓ＝０ ｔｔｏｆ　ＣＰ５＝Ｏ Ｗｈｉｌｅ　　（、ｎｏｔ、Ｉｎ１ｔＤｏｎｅ）　　ｄ
。

ｒｅａｄ　ｓｔｒｉｎｇｓ　ｆｒｏｍ　５ｔａｎｄａｒ
ｄ　１０ｉｆ　（ｏｐｔｉｏｎ、ｅｑど■”）　ｔｈｅ
ｎｖｅｒｉｆｙ　ｔｈａｔ　ｗｅ　ｃａｎ　ｆｉｎｄ　
ｔｈｅ　ＣＰｖｅｒｉｆｙ　ｔｈａｔ　ｉｔ　ａｃｔｓ
　１ｉｋｅ　ａ　ＣＰｉｆ　（ｉｔ　ｉｓ　ａ　ＣＰ　
）　ｔｈｅｎ＃ｏｆＣＰｓ＝ｌｌｏｆＣＰｓ＋１ Ｉｎ１ｔｉａｌｉｚｅ　Ｃｏｐｒｏｃｅｓｓｏｒ　Ｔａ
ｂｌｅ　　ｆｏｒ　　ｔｈｉｓ　ＣＰｅ１ｓｅ ｅｒｒｏｒ＝　　ｎｏｔ　　ａ　　ＣＰ”ｅｎｄ　ｉ　
ｆ ｅｌｓｅｉｆ　　（ｏｐＬｉｏｎ、ｅｑ、”Ｍ’　）　
　ｔｈｅｎｉｆ　　（ｔｌｏｆｃＰｓ　　、ｇｔ、　　
Ｏ）　　ｔｈｅｎｏｐｅｎ　　ｍ１ｃｒｏｃｏｄｅ　　
ｆｉｌｅｉｆ　　（ｍｉｃｒｏｃｏｄｅ　ｅｘｉｓｔｓ
）ｔｈｅｎｌｏａｄ　　ｍ１ｃｒｏｃｏｄｅ　　ｉｎｆ
ｏｒｍａｔｉｏｎ　　１ｎｔｏ　　ａｌｌａｃｔｉｖｅ
　　ＣＰ’５ ｓｅｔ　　ｕｐ　　ｍ１ｃｒｏｃｏｄｅ　　ｔａｂｌｅ
ｓｅｔ　　ｍ１ｃｒｏｃｏｄｅ　　ｔａｂｌｅ　　ａｄ
ｄｒｅｓｓ　　ｉｎ　　ｔｈｅＣｏｐｒｏｃｅｓｓｏｒ
　Ｔａｂｌｅｓ　ｆｏｒ　ｅａｃｈ　ａｃ口ｖｅ　ＣＰ
ｅ１ｓｅ ｅｒｒｏｒ＝”　　ｆｉｌｅ　　ｎｏｔ　　ｆｏｕｎｄ
　　”ｅｎｄ　ｉ　ｆ １ｓｅ ｅｒｒｏｒ＝　　ｎｏ　　ＣＰｓ　　１ｎｉＬｉａｌｉ
ｚｅｄ　　”ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｅｌｓｅｉｆ　　（ｏｐｔｉｏｎ　、ｅｑ、　　”Ｓ″
）　　ｔｈｅｎｏｐｅｎ　ｅｘｅｃｕｔａｂｌｅ　ｐｒ
ｏｇｒａｍ　　ｆｉｌｅｉｆ　　（ｆｉｌｅ　ｅｘｉｓ
ｔｓ）　　ｔｈｅｎｓｔａｒｔ　ｆｉｌｅ　ｅｘｅｃｕ
ｔｉｏｎ　ａｓ　ａ　ｃｈｉｌｄ　ｔａｓｋｓｅｔ　　
Ｌａ５ｋ　ａｓ　　ｔｈｅ　ｎｅｘｔ　５ｅｑｕｅｎｔ
ｉａｌ　　ｔａｓｋ　　ｆｏｒｒｅｃｅｉｖｉｎｇ　ａ
　　ＣＰ ｔａｓｋｌｌ＝ｔｔｏｆＴａｓｋｓ ＃ｏｆＴａｓｋｓ＝＃ｏｆＴａｓｋｓ＋１ｔａｓｋ　ｒ
ｅａｄｙ（ｔａｓｋｌ）＝、ｆａｌｓｅ。

ｔａｓｋ　ｄｏｎｅ（ｔａｓｋｌ）＝、ｆａｌｓｅ。

ｓｅｔ　　ｕｐ　　ａ　ｑｕｅｕｅｄ　　ｒｅａｄ　　
ｆｒｏｍ　　ｔｈｅ　ｃｈｉｌｄ　　ｔａｓｋｓ１ｓｅ ｅｒｒｏｒ＝”ｆｉｌｅ　ｎｏｔ　　ｆｏｕｎｄ　　”
ｎｄｉｆ ｅｌｓｅｉｆ　　（ｏｐｔｉｏｎ　　、ｅｑ、　　＠Ｑ
”　）　　ｔｈｅｎｒｎｉｔＤｏｎｔ＝、ｔｒｕｅ。

ｎｄｉｆ ｉｆ　　（ｅｒｒｏｒ　、ｎｅ、　　ｎｏｎｅ　”）　
　ｔｈｅｎｔｒａｎｓｆｅｒ　ｅｒｒｏｒ　　ｔｏ　５
ｔａｎｄａｒｄ　　ｌ０ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｅｎｄｗｈｉｌｅ ｔａｓｋｔｔ＝０ ｗｈｉｌｅ（＃ｏｆＴａｓｋｓ　、ｇｔ、　　Ｏ）　　
ｄ。

ｉｆ　　（ＣＰ　１ｎｔｅｒｒｕｐｔｅｄ）　　ｔｈｅ
ｎＦｉｎｄ　　ｉｎｔｅｒｒｕｐｔｉｎｇ　ＣＰｔｔＵ
ｐｄａｔｅ　　ｔａｂｌｅｓ　　ｆｏｒ　　ｔｈｅ　Ｃ
Ｐｌｌａｎｄｌｅ　ｐｅｎｄｉｎｇ　ｒｅｑｕｅｓｔｓ
　ｆｏｒ　ｔｈａｔ　ＣＰｅ１ｓｅ ｉｆ　　（口ｕｅｕｅｄＲｅａｄ（ｔａｓｋｌｔ）　　
、ｅｑ、　　ｄｏｎｅ）　　ｔｈｅｎｇｅｔ　ｐａｒａ
ｍｅｔｅｒｓ　　ｆｏｒ　　ｔａｓｋ　ｒｅｑｕｅｓｔ
ｉｆ　　（ｃｏｍｍａｎｄ　、ｅｑ、Ｒｅａｄｙ”）　
　ｔｈａｎｔａｓｋ　ｒｅａｄｙ（ｔａｓｋｔｔ）＝、
ｔｒｕｅ。

ｔｆ　（ａｌｌ　　ｔａｓｋｓ　ａｒｅ　ｒｅａｄｙ）
　　ｔｈｅｎＡＩＩＲｅａｄｙ＝、　ｔｒｕｅ。

ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｒｅｓｐｏｎｄ　　ｔｏ　　ｔａｓｋ ｒｅｑｕｅｕｅ　　ｒｅａｄ　　ｆｒｏｍ　　ｔａｓｋ
ｅｌｓｅｉｆ　　（ｃｏｍｍａｎｄ　、ｅｑ、　　”Ｄ
ｏｎｅ”）　　ｔｈｅｎｅｌｉｍｉｎａｔｅ　　ｔｈｅ
　　ｔａｓｋ＃ｏｆＴａｓｋｓ＝ｔｌｏｆＴａｓｋｓ−
１ｅｌｓｅｉｆ　　（ｃｏＩＩｌｍａｎｄ　、ｅｑ、　
　”ＧｏＷａｉｔ″）　　ｔｈｅｎｅｘｅｃｕｔｅ　　
ａ　　ＧＯＣＰ　ｃｏｍｍａｎｄｉｆ　　（ｅｒｒｏｒ
　、ｅｑ、Ｏ）　　ｔｈｅｎｓｔａｃｋ　ｔａｓｋｌ　
ｆｏｒ　ｗｈｅｎ　ｗｅ　ｇｅｔ　ａｎ　１ｎｔｅｒｒ
ｕｐｔｅｎｄ　ｉ　ｆ ｅｌｓｅｉｆ　　（ｃｏｍｍａｎｄ　、ｅｑ、　　”ｔ
！ｒｒｏｒ”）　　ｔｈｅｎｔｒａｎｓｆｅｒ　ｅｒｒ
ｏｒ　ｍｅｓｓａｇｅ　　ｔｏ　５ｔａｎｄａｒｄ　１
０ｒｅｓｐｏｎｄ　　ｔｏ　　ｔａｓｋ ｒｅｑｕｅｕｅ　　ｒｅａｄ　　ｆｒｏｍ　　ｔａｓｋ
ｓ１ｓｅ ｅｘｅｃｕｔｅ　　ｔｈｅ　５ｔａｎｄａｒｄ　　ＣＰ
　ｃｏｍｍａｎｄｉｆ　（ｅｒｒｏｒ　、ｅｑ、　’Ｎ
ｏ　ｆｒｅｅ　ＣＰｓ″、ａｎｄ、ｃｏｎ＋ｍａｄ、ｅ
ｑ。

“八ｔｔａｃｂ”）　　ｔｈｅｎ ｓｔａｃｋ　　ｔｈｅ　　ｒｅｑｕｅｓｔｅｌｓｅｉｆ
　　（ｅｒｒｏｒ　　、ｅｑ、　　”Ｎｅｖｅｒ　ｗｉ
ｌｌ　　ｇｅｔ　ａ　ＣＰ”、ａｎｄ。

ｃｏｍｍａｎｄ　　、ｅｑ、　”八ｔｔａｃｈ”　　）
　　ｔｈｅｎｒｅｔｕｒｎ　　”Ｎｅｖｅｒ　ｗｉｌｌ
　　ｇｅｔ　ａ　ＣＰ”ｔｏ　ｒｅｑｕｅｓｔｉｎｇ　
　ｔａｓｋｔｔｒｅｑｕｅｕｅ　　ｔａｓｋ　　ｒｅａ
ｄｅｌｓｅｉｆ　　（ｅｒｒｏｒ　　、ｅｑ、”ＣＰ　
　ｂｕｓｙ　　、ａｎｄ、ｃｏｍｍａｎｄ、ｅｑ。

”Ｄｅａｔｔａｃｈ″）　　ｔｈｅｎ ｓｔａｃｋ　　ｔｈｅ　　ｒｅｑｕｅｓｔｅｌＳｅｉｆ
　　（ｅｒｒｏｒ　　、ｎｅ、ｎｏｎｅ’）　　ｔｈｅ
ｎａｂｏｒｔ　　、ｔｒｕｅ。

５ｅｎｄ　　ｍｅｓｓａｇｅ　　ｔｏ　　５ｔａｎｄａ
ｒｄ　　１０ｄｉｓａｂｌｅ　ａｌｌ　Ｃｌ’ｓ １ｓｅ ｒｅｓｐｏｎｄ　　ｔｏ　　ｔａｓｋ ｒｅｑｕｅｕｅ　　ｔａｓｋ　　ｒｅａｄｎｄｉｆ ｎｄｉｆ ｃｈｅｃｋ　　ａｔｔａｃｈ　　ｑｕｅｕｅｃｈｅｃｋ
　　ｄｅａＬｔａｃｈ　　ｑｕｅｕｅｅｎｄ　ｉ　ｆ ｅｎｄ　ｉ　ｆ ｅｎｄｗｈｉｌｅ コ・プロセッサハンドラのコマンド ＡＴＴＡＣＩＩ（ｂａｓｅ　ａｄｄｒｅｓｓ、　ｕｐｍ
ｅｍ、ＣＰＩＩ、ＤｅｖＣｏｄ）　：適切なコ・プロセ
ッサを要求タスクに配分する。

指定されたベースアドレスにコ・プロセッサを置き、ｕ
ｐｍｅｍ　　（アップメモリセグメント）によって指示
された６４にのメモリブロックを起動する。ｌＪ’１ｌ
ＮＤＬＲがＣＰｌとデパ゛イスコードを呼び出している
ルーチンに戻す。要求タスクのｔａｓｋ＃より１少ない
ｔａｓｋｔｔを持つ空きコ・プロセッサを見つけること
によって、どのコ・プロセッサに配分するのかをＣＰＩ
ＩＮＤＬＲが判定する。

要求タスクがＬａ５ｋｔｌ　Ｏなら、−１の前のタスク
番号つまりＩｏｆＴｓｋｓ−１が有効と見なされる。

ＣＩ’１ｌＮＤＬＲは有効なＣＰを見つけられないと、
今後利用可能になるかどうかをチエツクする。先行タス
クが依然アクティブであれば（すなわちタスクがなされ
フラグがまだセットされてないなら）、今後ＣＰが利用
可能である。

ＣＩＩＡＮＣＥ（ＣＰｌ、ｕｐｍｅｍ）　：指定された
ＣＰのアクティブメモリブロックを、ｕｐｍｅｍで指示
されたアップまたはダウンブロックに変更する。

ＤＥＡＴＴＭＣＩＩ　（ＣＰＩＩ）　：指定されたＣＰ
を、要求を行っているタスクから解除する。これはＣＰ
を、シーケンス中の次タスクによる配分要求に対してフ
リーにする。

ＤＩＳ／’、ＢＬＥ（ＣＰｌ）　：指定されたコ・プロ
セッサをディセーブルする。これは、利用可能なコ・プ
ロセッサのリストからそのコ・プロセッサを除外する初
期設定と反対である。

ＤＵＭＰ　（ＣＰＩＩ　、　ｆ　ｉ　Ｉｅｎａｍｅ、　
ｓ　ｔａｒ　ｔＡｄｄｒｅｓｓ　、　１ｔｏｆＷｏｒｄ
ｓ　、　ｔｙｐｅ。

ｔａｇｓｉｚｅ）　：指定されたＣＰ内のデータを、指
定されたファイルをダンプする。データのダンプをスタ
ートアドレスから開始させる。タイプ（種別）は、デー
タが２４ビツトまたは２０ビツトどちらのフォーマット
かを指示する。タグサイズは、データの他にタンプする
必要のある情報のフード数（ｌｔｏｆｗｏｒｄｓ）を指
示する。

ＧＥＴＭＪＣＲＯＣＯＤＥ　（ＣＩ”ＩＩ、ｆｉｌｅｎ
ａｍｅ、５ｉｚｅ、ｐａｓｓ）：ｆｉｌｅｎａｍｅの名
前を持つファイルで見つかったマイクロコードを、指定
されたＣＰｌにロードする。ロードの前に、サイズ（ｓ
ｉｚｅ）とパス（ｐａｓｓ）を使って、これらのパラメ
ータをマイクロコード内にセットする。初期設定中に行
われると、アクティブな全ＣＰにマイクロコードがロー
ドされ、ＣＰｌを指定する必要はない。但し、タスクに
よって要求されたときは、まずタスクがＣＰに配分され
ねばならない。

ＧＯ（ＣＰｌ、ｆｌａｇｓ）：　コ・プロセッサフラグ
を指定されたコードに設定した後、コ・プロセッサ内で
マイクロコードの実行を開始する。フラグはマイクロコ
ードによってテストされ、異なるマイクロコードルーチ
ンへの分岐を可能とする。

Ｇ（ＷＡ　ＩＴ　（ＣＰｌ　、　ｆ　ｌａｇｓ）　：コ
・プロセッサフラグを指定されたコードに設定した後、
コ・プロセッサ内でマイクロコードの実行を開始する。

フラグはマイクロコードによってテストされ、異なるマ
イクロコードルーチンへの分岐をさらに有する請求タス
クに応答する前に、マイクロコードの実行が終るまで待
つ。

１Ｎ［ＴＩＡＬＩＺ［１（ＣＰ　ｄｅｖｉｃｅ＃）：バ
スしたデバイスコードが、それがコ・プロセッサである
かのように応答するかを判定する。そうであれば、その
コプロセッサ用の該当テーブルを初期設定する。

し０ＡＤ（ＣＰＩＩ　、ｆ　ｉ　ｌｅｎａｍｅ、ｓ　ｔ
ａｒ　ｔＡｄｄｒｅｓｓ、ｔｌｏｆＷｏｒｄｓ　＋　ｔ
ｙｐｅ。

ｔａｇｓｉｚｅ）　：指定されたＣＰに、指定されたフ
ァイルからのデータをロードする。開始データをスター
トアドレスに置く。タイプ（種別）は、データが２４ビ
ツトまたは２０ビツトどららのフォーマントかを指示す
る。タグサイズは、データの他にロードする必要のある
情轢のワード数（＃ｏｆｗｏｒｄｓ）を指示する。

ＭＯＶＥ　（ｆｒｏｍｃＰ＃、ｔｏｃｆ’ｌ、ｆｒｏｍ
Ａｄｄｒｅｓｓ　、ｔｏＡｄｄｒｅｓｓ　。

ｔｔｏｆＷｏｒｄｓ）　ニー−つのコ・プロセッサから
別のコ・プロセッサヘデータを移動する。

ＲＥＧ［５ＴＥＲ５（ＣＰｔｔ、Ｒｅｇｉｓｔｅｒｓ）
　：指定されたＣＰから指示されたレジスフロケーショ
ン内へ、５つのＣＰレジスタをアンロードする。これら
のＣＰレジスタは、マイクロコードが実行されたデータ
に関する情報を与える。

５ＴＯＰＣＰ　（ＣＰＩＩ）：指定されたｃｐ内でのマ
イクロコードの実行を停止する。

動作時には、上記列挙したコ・プロセッサの疑似コード
に従って構成された実行可能な命令セットが、制御プロ
セッサ２０と２８の各々毎にそのコ・プロセッサを制御
する効率的な管理方法を与える。この方法の動作の理解
を容易とするために、上記疑似コードに従って作動する
プログラムの機能的動作を而単に見てお（必要があろう
。

疑似コードの始めに、プロセッサのメモリを制御する際
に維持されるべき２つのテーブルが定義される。各コ・
プロセッサ毎のテーブルと、各組みのマイクロコード毎
のテーブルが存在する。コ・プロセッサテーブルは、コ
・プロセッサの状態に関する各フラグ、すなわちコ・プ
ロセッサが使用中かどうか、マイクロコードを実行して
いるかどうか、及び実行中かどうかに関するフラグと、
コ・プロセッサがそのとき実行しているタスクのＩＤ番
号とを含む。タスクの適切な逐次実行を容易とするため
、シーケンス内の各タスクにタスク番号が割り当てられ
、現在実行されているタスクの次の番号のタスクにコ・
プロセッサを単に割り当てることによって、制御プロセ
ッサが正しいシーケンスを辿れるようになされる。また
コ・プロセッサテーブルは、コ・プロセッサが現在割り
当てられているメモリのブロックも指示する。コ・プロ
セッサが実行中だと、そのコ・プロセッサによって実行
された最後のコマンドと、そのコ・プロセッサに関する
最後のマイクロコードブロックのアドレスとの指示がな
される。指令プロセッサが任意の時点でコ・プロセッサ
の動作状態を評価可能なように、コ・プロセッサレジス
タの複製コピーをコ・プロセッサテーブルに含めること
もできる。

マイクロコードテーブルは、システム内のコ・プロセッ
サにロードされるべき各組のマイクロコードに付属され
るものである。これは、マイクロコードがロードされた
かどうか、及びマイクロコードの実行前にコ・プロセッ
サにロードされるべき一組のコ・プロセッサレジスタの
ための初期値を含んでいるかどうかを示すフラグを含む
。マイクロコードのサイズコードも、それに関連したバ
スコードと共に指示される。

ＣＩ”ＩＩＮＤＬＩ？と題した実際の実行可能プログラ
ム用の疑似コードも、前掲しである。プログラムはまず
、タスクの数やコ・プロセッサの数など幾つかのフラグ
をゼロにセットした後、初期設定ルーチンを開始する。

初期設定ルーチンは、コマンドＥＮＤＷＩＩＩＬＥで終
るＷＩＩＩＬＥ、、、ＤＯステートメント内に完全に含
まれている。ＷＩＩＩＬＥルーチン中に、プログラムは
初期設定に関連して発生するオプションを評価する。ま
ずこのルーチンは、コ・プロセッサが作動可能で、問い
合わせに応答することを検証し、次いで各コ・プロセッ
サ毎のコ・プロセッサテーブルを初期設定する。その後
、マイクロコードファイルをオーブンし、−ｍのマイク
ロコードをアクティブなコ・プロセッサにロードし、各
組のマイクロコード毎のマイクロコードテーブルを設定
及び初期化する。次いで初期設定ルーチンは、ファイル
プログラムをオープンし、コ・プロセッサが受け入れる
逐次タスクとなるように各タスクを設定する。ｇｔ　１
＆に、初期設定ルーチンはエラーフラグをチエツクする
。適切な条件がシステム内で見つからないときは、各種
のエラーメソセージが初回設定ルーチンの全体を通じて
設定される。初回設定ルーチンが終った時点で、コ・プ
ロセッサは全て作動可能となり、各自の該当するコ・プ
ロセッサテーブルが設定され、マイクロコードが正しく
ロードされている。ざらに、タスクの動作バζ備も整え
られている。

プログラム内の次の主ルーチンは、コ・プロセッサの動
作のためのコマンド呼び出しである。このルーチンも同
じく、コマンドＥＮＤＷＩＩＩＬＥで終るＷＩＩＩＬＥ
、、、Ｄｏステートメントである。このタスク割当ルー
チン中、行われる第１の処理は割込のモニターである。

割込の取扱と処理後、プログラムはそのタスク割当ルー
チンを開始し、実際のタスク割当が行われる。タスクの
実際の割当は、呼び出しているタスクによってプログラ
ムＣＰＩＩＮＤＬＲに与えられるコマンドに依存する。

コマンドがＲＥＡＤＶであれば、ルーチンは全てのタス
クをモニターし、それらの動作準備が整っており、タス
クに応答することを確かめる。コマンドがＤＯＮＥで、
あるタスクの割り当てられたコ・プロセッサがそれを終
了していることを指示していれば、タスクはそのキュー
から取り出され、タスク番号が１だけデクレメントされ
る。コマンドが匈へＩＴであれば、プログラムは待つ。

プログラムがＥＲＲＯＲメソセージであれば、エラーメ
ソセージがシステムの入／出力に転送され、タスクは応
答されて再キューされる。

エラーメツセージが空きコ・プロセッサのないことを指
示し、且つコマンドがコ・プロセッサをタスクに割り当
てたいことを指示している場合、その要求はコ・プロセ
ッサが利用可能になるまで、未決としてスタックされね
ばならない。また、コ・プロセッサが全く使えるように
ならないことをエラーメソセージが１旨示した場合、そ
のメソセージはタスクに転送される必要があり、タスク
は’ｉａａされない。コ・プロセッサが占有中で、コマ
ンドがＤＥＴＡＣＩ＋を要求していれば、その要求はコ
・プロセッサが利用可能になるまでスタックされるよう
に送られねばならない。またシステムは、禁止命令につ
いてもチエツクする。システムの実行が全てのエラーチ
エツクと状態コマンドをパスすれば、システムはコ・プ
ロセ、すを割り当て、それを動作可能とすることによっ
てタスクに応答する。

コ・プロセッサ疑似コードの次の部分は、利用可能なコ
・プロセッサハンドラコマンドの記述である。第１のコ
マンドはＡＴＴＭＣＩＩコマンドである。

これは、コ・プロセッサを逐次タスクの適切な１つに配
分するコマンドである。尚、ＡＴＴＡＣＩ＋コマンドは
その最初のパラメータとしてベースアドレスを含んでい
る。このベースアドレスは、コ・プロセッサに含まれた
アドレスレジスタ内にロードされるアドレスで、動作を
開始するため、コ・プロセッサが制御プロセッサのメモ
リ内で最初に置かれるメモリブロックを指定する。プロ
グラムＣＰＩＩＮＤＬＲは呼び出しているルーチンつま
りタスクに、割り当てられたコ・フ゛ロセッサのデバイ
スコードとコ・プロセッサ番号を知らせる。コ・プロセ
ッサハンドラは、タスクを呼び出しているタスク番号よ
り１少ないタスク番号を持つ利用可能なコ・プロセッサ
を見つけることによって、どのコ・プロセッサに配分す
るのかを判定する。コ・プロセッサが利用可能でないと
、次のそのタスクに割り当てられるべきコ・プロセッサ
が動作上利用可能となるまで、コ・プロセッサハンドラ
は待つ。

ＣＩＩＡＧＥコマンドは単に、アクティフ゛なメモリブ
ロックが指示通り、アップからダウンブロックへ、ある
いは逆に変更されるのを可能とする。

ＤＥＡＴＴＡＣＨコマンドは、要求を行っているタスク
からコ・プロセッサを解除するものである。これはタス
クの完了時に実行され、次タスクのためにコ・プロセッ
サをフリーにする。

ＤＩＳＡＢＬＥコマンドは、単純にＩＮＩＴＩＡＬＩＺ
Ｅ　（初期設定）と反対で、利用可能なコ・プロセッサ
のリストからそのコ・プロセッサを除外する。

ＤＵＭＰコマンドはコ・プロセッサメモリ内の指定ロケ
ーションから、指定されたディスクファイル内ヘダンプ
するのに使われる。

コマンドＧＩＥＴ　ＭＩＣＲＯＣＯ叶は、所定のファイ
ルロケーションで見つかったマイクロコードを、指定さ
れたコ・プロセッサ内にロードする。ナイズとパスは、
マイクロコードテーブルから求められる。

これが初期設定中に行われると、全てのアクティブなコ
・プロセッサがロードされ、コ・プロセッサを指定する
必要はない。所定のマ・イクロコードがタスクによって
要求された場合、タスクはまずコ・プロセッサに配分さ
れねばならない。呼び出しているタスクはこのコマンド
を用い、特定のアプリケーションのため、特定のマイク
ロコードをコ・プロセッサ内にロードできる。

コマンドＧＯは、コ・プロセッサ内でマイクロコートの
実行を開始する。

コマンドＧＯＷＡＩＴは、幾つかのコ・プロセッサフラ
グを設定した後、コ・プロセッサ内でマイクロコードの
実行を開始する。その後フラグは、マ・イクロコードに
よってテストされる。コ・プロセッサハンドラは、要求
タスクに応答する前に、マイクロコードの実行が終るま
で待つ。

コマンドＩＮ　ＩＴ　ＩＡＬ　ＩＺ［Ｅは、コ・プロセ
ッサがそれがコ・プロセッサであるかのように応答する
かを判定する。すなわちごれは、初期設定チエツクであ
る。

コマンドＬＯＡＤは、指定されたコ・プロセッサに、指
定されたファイルからのデータをロードする。これは、
月間設定データまたは動作からの読取データを指定され
たコ・プロセッサのメモリロケーション内へとロード可
能とする方法である。

コマンドＭＯＶＩＥは、一つのコ・プロセッサから別の
コ・プロセッサへデータを移動する。これは通常の動作
では使われないが、利用可能である。

コマンドＲＩＥＧ　ｌ５ＴＥＲ３は、指定されたコ・プ
ロセッサから所定のレジスタロケーション内へ、コ・プ
ロセッサレジスタをアンロードする。これは、あるコ・
プロセッサにおけるマイクロコードの実行状態に関する
情報をタスクが得るのを可能とする。

コマンド５ＴＯＰＣＰは、指定されたコ・プロセッサ内
でのマイクロコードの実行を停止する。

上記から、コ・プロセッサハンドラはコ・プロセッサの
状態をモニターし、ある一定の時点でコ・プロセッサを
特定のタスクに割当つまり配分しようとするものである
ことが理解できよう。コ・プロセッサは、装置によって
達成されるべき一連の処理動作を通って進行するように
、逐次タスクへ割り当てられる。任意のあるコ・プロセ
ッサのタスクへの配分つまり割当は、タスク番号のデー
タヘースに対応したメモリスペース内のアドレスブロッ
クにそのコ・プロセッサを割り当てることによってなさ
れる。言い換えれば、各コ・プロセッサは続く各タスク
毎に、メモリの異なる部分に割り当てられ、この割当は
アドレスロケーションをある与えられたコ・プロセッサ
のアドレスレジスタ内にロードすることによって行われ
る。このようにして、コ・プロセッサのタスクからタス
クへの効率的な移行は、コ・プロセッサからコ・プロセ
ッサへデータを転送する必要なく、最も効率的に達成さ
れる。

本発明は前記した特定の実施例に制限されず、特許請求
の範囲に入るような全ての変更態様を全て包含するもの
であることが理解されるべきである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に従って構成された排気ガスアナライザ
の概略ブロック図、第２図は第１図の装置におけるコ・
プロセッサの概略ブロック図である。 １２・・・・・・干渉計　　１４・・・・・・サンプル
セル１６・・・・・・検出器 ２２．２４．２６　；　３０．３２．３４・・・・・・
コ・）゛ロセンサ２８；３０・・・・・・制御プロセッ
サ５２・・・・・・マイクロコードメモリ５４・・・・
・・マイクロコードプロセッサ５８．６０・・・・・・
コ・プロセッサメモリ６４・・・・・・アドレス発生器 ６６・・・・・・乗算／累算器

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数セットの分析データを受け取って処理する分析
   装置をほぼ実時間で作動する方法で、該装置がアドレス
   可能なメモリと複数のコ・プロセッサを備えた少なくと
   も１つの制御プロセッサを含み、各コ・プロセッサがマ
   イクロコードプロセッサ、コ・プロセッサメモリ、及び
   制御プロセッサがそれを介してコ・プロセッサメモリに
   アドレス可能なアドレス発生器を含むものにおいて、 あるコ・プロセッサをデータのロードを含む逐次一連の
   タスクに割り当て、データを処理且つ分析し、データを
   出力するステップで、前記制御プロセッサが実行される
   べきタスク用データエリアの制御プロセッサメモリ内に
   おけるロケーションを指示するアドレス値を前記アドレ
   ス発生器にロードすることによって、前記割当が行われ
   るステップ、及び 前記ステップと同期して、その他のコ・プロセッサを同
   じ逐次一連のタスクに同じ方法で割り当て、逐次セット
   のデータに対する逐次タスクが異なるコ・プロセッサへ
   同時に割り当てられるようになすステップ、 を有する方法。 ２、前記割当ステップの前に、各コ・プロセッサを初期
   設定し、且つ各コ・プロセッサにマイクロコードをロー
   ドして、各コ・プロセッサが制御プロセッサと独立に、
   タスクによって要求された分析及びマイクロコードルー
   チンを実施可能となすステップをさらに有する請求項１
   記載の方法。 ３、前記割当ステップにおいて、各逐次タスクにタスク
   番号が割り当てられ、コ・プロセッサをタスクに割り当
   てる際、制御プロセッサがコ・プロセッサを、次の逐次
   タスク番号を持つタスクに割り当てる請求項１記載の方
   法。 ４、ロードタスクが、分析データをコ・プロセッサメモ
   リ内にロードすることを含む請求項１記載の方法。 ５、データを処理及び分析するタスクが、コ・プロセッ
   サメモリ内のデータに対して行われる請求項４記載の方
   法。 ６、データを出力するタスクが、コ・プロセッサメモリ
   からデータを読み出すことを含む請求項５記載の方法。 ７、データをロードするタスク時、データがタスクによ
   って容易にアドレス可能となるように、データがメモリ
   内の予め選定された基準のロケーションにロードされる
   請求項４記載の方法。 ８、データをロードするタスクが各コ・プロセッサに順
   次割り当てられるように充分な数のコ・プロセッサが存
   在し、タスクの残りのシーケンスが該コ・プロセッサに
   よって、該コ・プロセッサがデータロードタスクに戻る
   順番となる前にデータに対して実施される請求項１記載
   の方法。 ９、前記制御プロセッサのアドレス可能メモリが標準サ
   イズの別個なブロックとして配置され、各タスクがコ・
   プロセッサメモリと独立に生成可能である請求項１記載
   の方法。 １０、前記データが干渉計から得たインタフェログラム
   で、前記処理及び分析タスクが高速フーリエ変換と統計
   分析を含む請求項１記載の方法。 １１、干渉計の出力を処理及び分析する装置において、 付設のアドレス可能メモリを含む少なくとも１つの制御
   プロセッサ；及び 前記制御プロセッサの制御下で動作するように接続され
   た複数のコ・プロセッサで、各コ・プロセッサが該コ・
   プロセッサのメモリを制御プロセッサのアドレスバスに
   接続するアドレス発生器を含み、制御プロセッサがアド
   レスロケーション値をアドレス発生器にロードすること
   によってコ・プロセッサメモリを処理タスクへ割り当て
   られるように、アドレス発生器が制御プロセッサからの
   アドレス情報を受け取るべく接続されている； を備えた装置。 １２、各コ・プロセッサがマイクロコードメモリとマイ
   クロコードプロセッサを含み、制御プロセッサと独立に
   マイクロコード命令を実行可能である請求項１１記載の
   装置。 １３、各コ・プロセッサが、数値計算を実施可能なよう
   にマイクロコードメモリに接続された乗算／累算器も含
   む請求項１２記載の装置。 １４、各コ・プロセッサが、処理のためのデータをロー
   ドし得るコ・プロセッサメモリを含む請求項１１記載の
   装置。 １５、各コ・プロセッサが２つのセグメントのコ・プロ
   セッサメモリを含み、該セグメントのいずれか一方が他
   方のセグメントと独立にデータをロードまたは処理する
   のに使える請求項１１記載の装置。