JPH0533409B2 - - Google Patents

Description

請求の範囲 １ 複数の同時プロセスうちのいくつかは時間に
依存し、各同時プロセスが複数の命令を有するプ
ログラムを実行するコンピユータシステムにおい
て、 前記プロセスを識別するために各プロセスに対
して第１のポインタを形成するステツプと、 前記プロセスに対するプログラム段階を指示す
るために各プロセスに対して第２のポインタを形
成するステツプと、プロセツサによる実行のため
に、このプロセツサによつて実行されている現在
のプロセスを指示する複数のプロセスをスケジユ
ーリングするステツプと、前記プロセツサによつ
て実行されるプロセスの時間に依存する収集を識
別するステツプと、を備え、 前記収集内のプロセスは次のプロセスによつて
指示される最も早いスケジユーリング時間を有
し、各スケジユーリング時間は前記収集内の各プ
ロセスに対して与えられ、 前記現在のプロセスの実行は、現在のプロセス
が実行を継続しない前にスケジユーリング時間を
示す、時間に関連する命令を含む命令と、 (a) 前記スケジユーリング時間が既に到来したか
どうかを決定すること、 (b) 前記スケジユーリング時間がまだ到来してい
ないとの決定に応答して (i) 前記プロセスに対する第２のポインタを記
憶し、 (ii) 前記現在のプロセスの実行を停止し、 (iii) 前記停止したプロセスを前記収集内に加え
てそのスケジユーリング時間が収集内で順序
づけられたシーケンスとなるようにし、 (iv) 更にスケジユールされるプロセスを指示す
るために現在のプロセスの指示を設定する ことによつて前記時間に関連する命令の実行に対
して応答する命令と、のシーケンスを実行するス
テツプと、 前記次のプロセスのスケジユーリング時間の後
の時刻で、前記次のプロセスを指示するために現
在のプロセスの指示を設定することによつて現在
のプロセスを停止する命令の実行に応答し、かつ
前記次のプロセスに対する第２ポインタによつて
指示されたプログラム段階で前記次のプロセスを
実行するステツプと、 を備えていることを特徴とする同時プロセスを作
動させる方法。 ２ 時間に関連する命令の実行時に、前記スケジ
ユーリング時間が既に到来したかどうかを決定す
るステツプが前記スケジユーリング時間が既に到
来していることを示している時には、前記現在の
プロセスは停止しないで実行を継続することを特
徴とする請求の範囲第１項記載の方法。 ３ (a) 各々が複数のアドス可能なメモリ位置を
有する作業域を各プロセスに対してメモリ内に
設け各作業域の前記位置に対応するプロセスの
関連する変数を記憶するステツプと、 (b) リスト内の各プロセスの作業域内で、前記プ
ロセスに対するスケジユーリング時間の指示、
及び次のスケジユーリング時間を有するプロセ
スに対する前記第１のポインタの指示を与える
ことによつて時間に依存する収集を形成するス
テツプと、 を更に備えていることを特徴とする請求の範囲第
１項又は第２項記載の方法。 ４ 複数のプロセスのスケジユーリングが、スケ
ジユーリング時間を待たないで前記プロセツサに
よる実行を待機しているプロセスのスケジユール
された収集を識別するステツプを含み、前記次の
プロセスが前記スケジユールされた収集に加えら
れて、そのスケジユーリング時間後に時間に依存
する収集から取除かれることを特徴とする請求の
範囲第１項乃至第３項のいずれかに記載の方法。 ５ 前記スケジユールされた収集がリストとして
形成され、スケジユールされたリスト上の各プロ
セスがその作業域内で前記リスト内での次のプロ
セスに対する第１のポインタの指示を記憶したこ
とを特徴とする請求の範囲第３項及び第４項記載
の方法。 ６ 各プロセスに対する優先権を指示するステツ
プ、及びプロセスの第１と第２の時間に依存する
収集を設けるステツプを更に備え、前記第１の時
間に依存する収集は共通の第１優先権のプロセス
を備え、前記第２の時間に依存する収集は前記第
１優先権とは異なる共通の第２優先権のプロセス
を備えていることを特徴とする請求の範囲第１項
乃至第５項のいずれかに記載の方法。 ７ プロセス間のデータ通信を可能にするために
複数のアドレス可能な通信チヤネルを介して同時
プロセス間のメツセージを伝送するステツプを更
に有し、２つのプロセスが対応するプログラム段
階にあるときに２つのプロセス間のメツセージ伝
送を完了するように、共通の命令を含んでいるプ
ログラム内の一連の命令を実行することを特徴と
する請求の範囲第１項乃至第５項いずれかに記載
の方法。 ８ 代替時間に関連する複数のコンポーネントを
有するプロセスを実行するステツプと、各コンポ
ーネントに関連する時間を指示するステツプと、
コンポーネントのいくつかに関連する時間が既に
生じたかどうかを決定するステツプとを更に備え
ていることを特徴とする請求の範囲第１項乃至第
７項のいずれかに記載の方法。 ９ 前記代替時間に関連するコンポーネトのいく
つかに関連づけられた最も早い時間がまだ生じて
いない場合に前記プロセスを非スケジユール化す
るステツプと、前記プロセスを時間に依存する収
集に加えるステツプとを更に備えていることを特
徴とする請求の範囲第８項記載の方法。 １０ プロセスに関連するメモリ位置に、前記プ
ロセスの状態を指示するとともに前記プロセスが
代替コンポーネントを有するものであることを指
示する少なくとも１つの特別な値をロードするス
テツプを更に備えていることを特徴とする請求項
８又は９記載の方法。 １１ 代替コンポーネントの少なくとも１つが用
意されているとき前記プロセスが非スケジユール
化される必要がないことを示す第１の特別の値か
又は、代替コンポーネントの１つに関連する時間
の到来を待機中にプロセスが非スケジユール化さ
れることを示す他の特別の値を前記メモリ位置に
ロードするステツプを更に備えていることを特徴
とする請求の範囲第１０項記載の方法。 １２ 前記代替コンポーネントのどれもがまだ選
択されていないことを示す更に他の特別の値を、
前記プロセスに関連するメモリ位置にロードする
ステツプと、前記更に他の特別の値に応対して、
プロセスがスケジユールされているときに前記代
替コンポーネントの１つを選択するステツプとを
更に備えていることを特徴とする請求の範囲第７
項乃至第１１項のいずれかに記載の方法。 １３ 前記代替コンポーネントの少なくとも１つ
は１つの通信チヤネルを介して入力するステツプ
を備え、時間に関連するコンポーネントの最も早
い時間が既に生じたかどうかを決定するステツプ
と、通信チヤネルがメツセージ入力の待機中であ
るかどうかを決定するステツプとを更に備えてい
ることを特徴とする請求の範囲第７項乃至第１２
項のいずれかに記載の方法。 １４ メモリと、その内の少なくともいくつかは
時間に依存する複数の同時プロセスを実行するた
めのプロセツサと、このプロセツサによつて実行
されている現在のプロセスを指示するためのアド
レス可能な記憶素子を有しているスケジユーリン
グシステムと、各スケジユーリング時間の後で前
記プロセツサによる実行を待機中の収集を形成す
る１以上のプロセスを識別するためのタイマリス
トと、を備え、このタイマリストは、そのスケジ
ユーリング時間が生じた後前記プロセツサによる
実行に関する収集内の次のプロセスを指示するプ
ロセス指示手段を有しているマイクロコンピユー
タにおいて、 前記収集内のプロセスが実行待機になつた時に
各々スケジユーリング時間を指示するために記憶
場所６９が前記タイマリストに関連づけられ、早
いスケジユーリング時間を有する前のプロセスと
遅いスケジユーリング時間を有する後のプロセス
との間の時間的に順序づけられた、前記収集内の
位置に、更に１つのプロセスを加えるための制御
システム１３，１４，１５，３２が設けられてい
ることを特徴とするマイクロコンピユータ。 １５ 前記メモリは各プロセスに対して、アドレ
ス可能な記憶場所を有する作業域６０を有し、こ
の作業域の各々は前記時間的に順序づけられたリ
スト上のプロセスに対して、 (i) 対応するプロセスに関連した変数を記憶する
ための第１の記憶場所と、 (ii) 対応するプロセスに関するプログラム段階の
ための第２記憶場所６５と、 (iii) 前記時間的に順序づけられたリスト上の次の
プロセスを指示するための第３の記憶場所６８
と、 を備えていることを特徴とする請求の範囲第１４
項記載のマイクロコンピユータ。 １６ 記憶手段５２，５６，６６はプロセツサ１
２による実行を待機しているスケジユールされた
プロセスの収集を識別するために与えられ、その
スケジユーリング時間が到来した後の前記タイマ
リストから取除くと同時に１つのプロセスを前記
収集に加えることを特徴とする請求の範囲第１４
項又は第１５項記載のマイクロコンピユータ。 １７ タイマリストとスケジユールされた収集の
各々がプロセス作業域６０を介してリンクされた
リストを有するように、スケジユールされた収集
内の次のプロセスを指示するための付加的な記憶
場所６６を各プロセスの作業域が有していること
を特徴とする請求の範囲第１５項及び第１６項記
載のマイクロコンピユータ。 １８ アドレス可能な通信チヤネル７０，２５が
プロセス間の同期化されたメツセージ伝送を可能
にすることを特徴とする請求の範囲第１４項乃至
は第１７項のいずれかに記載のマイクロコンピユ
ータ。 明細書 本発明はマイクロコンピユータを含むコンピユ
ータに関するものであり、とくに時間に依存する
プロセスを実行できるマイクロコンピユータに関
するものである。 発明の背景 われわれのヨーロツパ特許明細書0110642には、
プロセツサがそれの処理時間を複数の同時プロセ
スの間で共用できるようにするスケジユーリング
手段を含むマイクロコンピユータが記述されてい
る。実行を待つているスケジユールされたプロセ
スのリンクされたリストを形成できる。現在実行
中のプロセスのスケジユールを解除でき、要求が
あつた時にあるスケジユールされたリストに加え
ることによりプロセスをスケジユールできる。こ
れは、たとえば、メツセージ伝送が行われる時に
２つのプロセスがプログラム・シーケンスの対応
する段階でいることを求められる場合に、それら
２つのプロセスの間でメツセージの伝送を行う際
に生ずることがある。しかし、その特許明細書に
は、あるプロセスのスケジユーリングをそのプロ
セスに対して指示された時間に従つて行うことが
できるような、時間に依存するプロセスの使用に
ついては記述していない。 発明の目的 本発明の目的は、時間に依存するプロセスの実
行に使用する改良したマイクロコンピユータを得
ることである。 本発明の別の目的は、プロセツサがそれの処理
時間を複数のプロセスの間で共用するように複数
の同時プロセスをスケジユーリングする手段と、
１つまたはそれ以上のプロセスのための時間依存
パラメータに応答する手段とを有する改良したマ
イクロコンピユータを得ることである。 マイクロコンピユータという用語は、集積回路
を全体として基にした小型コンピユータに関する
ものであるが、コンピユータがどれだけ小型であ
るということについての制約を課すものではな
い。 発明の概要 本発明は、メモリと、プログラムに従つて複数
の同時プロセスを実行するように構成されたプロ
セツサとを備え、そのプログラムはプロセツサに
より逐次実行するための複数の命令より成り、前
記プログラムは(1)複数のレジスタおよびそれらの
レジスタとの間でデータの転送を行うために用い
るデータ転送手段と、(2)各命令を受け、プロセツ
サレジスタの１つにその命令に関連する値をロー
ドする手段と、(3)前記データ転送手段と前記レジ
スタを受けた命令に応じて制御し、その命令に従
つてプロセツサを動作させる制御器とを備えるマ
イクロコンピユータにおいて、 (a) あるプロセスがプロセツサにより実行される
ようになつた時にそれを指示する手段を含み、
複数の同時プロセスの間のプロセツサの処理時
間を共用するスケジユーリング手段と、 (b)(1) １つまたはそれ以上のプロセスを識別し
て、それらのプロセスがプロセツサにより実
行されるようになるまでに所定の時間待つプ
ロセスの少くとも１つのタイマ収集（timer
correction of process）を形成する手段と、 (2) 前記タイマ収集において各プロセスが実行
できるようになるスケジユーリング時刻を指
示する手段と、 (3) 前記タイマ収集に１つまたはそれ以上の別
のプロセスを加える手段と、 (4) 前記タイマ収集からプロセスを除去する手
段と、 を含むプロセス時間制御器と、 を含むマイクロコンピユータを提供するものであ
る。 前記タイマ収集中のプロセスまたは各プロセス
のスケジユーリング時間に依存して時間順序づけ
られたシーケンスを形成するために、前記タイマ
収集中のプロセスに指令するための手段をなるべ
く構成する。 収集中に最も早いスケジユーリング時間を有し
て、収集中に最初のプロセスを形成する前記タイ
マ収集中のプロセスを指示するために、アドレス
可能なメモリ場所を備えることができる手段をな
るべく設ける。 前記メモリは、プロセスに関連する変数を記録
するための場所を含む複数のアドレス可能な場所
を有する作業域をその各プロセスへなるべく与え
るようにし、前記プロセツサレジスタの１つは、
現在のプロセスの作業域のアドレスを識別する作
業域ポインタ値を保持するように構成される。 各プロセスの作業域は、タイマ収集中の以後の
プロセスのためのポインタ値を保持するリンク手
段をなるべく含むようにする。そのリンク手段
は、あるプロセスがタイマ収集中にある時に、そ
の収集中の次のプロセスを指示するために用いら
れ、それによりプロセスのリンクされたタイマリ
ストを指示する。 そのプロセスがそのタイマリスト上の最後のス
ケジユーリング時間を有するプロセスであること
を指示するために、特殊な値を保持するために各
プロセス作業域の前記リンク手段をなるべく構成
する。 各プロセスのスケジユーリング時間を指示する
ために、そのプロセスの作業域はアドレス可能な
場所をなるべく含むようにする。 ある好適な実施例においては、このマイクロコ
ンピユータは、複数の優先権のうちの１つを各プ
ロセスに割当てる手段を含み、前記時間制御器
は、前記タイマ収集を２つ以上形成する手段を含
み、各タイマ収集は、別のタイマ収集中のプロセ
スの共通の優先権とは異なる共通の優先権のプロ
セスを有する。 スケジユーリング手段は、 (1) プロセツサにより実行されている現在のプロ
セスを指示する手段と、 (2) プロセツサによる実行を待つているスケジユ
ールされた収集を形成する１つまたはそれ以上
のプロセスを識別する手段と、 (3) 前記スケジユールされた収集へ１つまたはそ
れ以上の別のプロセスを加える手段と、 (4) プロセツサにより実行すべき前記スケジユー
ルされた収集中の次のプロセスを指示する次の
プロセス指示手段と、 をなるべく含むようにし、プロセツサによる前記
現在のプロセスの実行を終らせるために、選択さ
れた命令と、そのプロセスを現在のプロセスにす
るために前記次のプロセツサ指示手段とに応答す
るようにプロセツサは構成され、それにより、そ
のプロセツサはそれの処理時間を複数の同時プロ
セスの間で共用させるために動作させられる。 スケジユールされる収集はなるべく、結合され
たリストであるようにもする。 ２つ以上のスケジユールされた収集におけるプ
ロセスの優先権とは異なる共通優先権のプロセス
を有する。 本発明は、相互に接続された複数の前記マイク
ロコンピユータの回路網も含む。各マイクロコン
ピユータは通信チヤネルを有し、それらの通信チ
ヤネルには１つまたはそれ以上の通信リンクが設
けられる。それらの通信リンクは別の装置の類似
のリンクへ専用に接続され、それにより、種々の
マイクロコンピユータにおける同時プロセスの間
で同期してメツセージ伝送を行えるようにする。 複数の別の時間関連コンポーネントでプロセス
を実行するようにマイクロコンピユータをなるべ
く構成する。そのマイクロコンピユータには、各
コンポーネントに関連する時間を指示する手段
と、各コンポーネントに関連する時間をテストす
る手段と、あるコンポーネントに関連する最も早
い時刻がまだきていないかどうかを決定する手段
とが設けられる。 あるプロセスを実行する時間の長さを指定する
手段と、その時間長に応答して、その時間が経過
した後で現在のプロセスの実行を停止すること、
およびそれをあるスケジユールされた収集に加え
ることによりそのプロセスを再スケジユールする
ことをプロセツサに行わせる手段とをなるべく設
ける。

【図面の簡単な説明】

以下、図面を参照して本発明を実施例について
詳しく説明する。 第１図は本発明を具体化するマイクロコンピユ
ータの主な特徴を示すブロツク図、第２図はマイ
クロコンピユータの一部のブロツク図で、この図
は便宜上、第２Ａ，２Ｂ図に示される２つの部分
に分けられ、この図は中央処理装置レジスタとデ
ータ経路および算術論理装置と、中央処理装置と
メモリおよび通信リンクとの間のインターフエイ
スをとくに示し、第３図は第２Ｂ図の部分を形成
するタイマ論理回路を示し、第４図は、マイクロ
コンピユータにより実行するための高優先権プロ
セスのスケジユールされたリストの加工物とプロ
セツサレジスタの間の関係を示し、第５図は第４
図に類似するが、高優先権プロセスが実行されて
いる間の低優先権プロセスのスケジユールされた
リストを示し、第６図は再スケジユールされる前
の所定の時刻を待つている高優先権プロセスのタ
イマリストを示し、第８図は本発明に従つて通信
するマイクロコンピユータの回路網を示し、この
回路網のマイクロコンピユータの語長は異なり、
第９Ａ〜９Ｄ図は「タイマ入力」動作を実行する
プロセスのための一連のオペレーシヨンを示し、
第１０Ａ〜１０Ｅ図はプロセスをタイマリストに
挿入するためのシーケンスを示し、第１１Ａ〜１
１Ｃ図は時間選択（Time Alternative）プロセ
スのための一連のオペレーシヨンを示し、とくに
そのプロセスが代りの時間のうちのはやい方をど
のようにして決定するかを示し、第１２Ａ〜１２
Ｃ図はいくつかの代りの時間（そのうちの１つが
既に到達している）の１つの間を選択するプロセ
スによる一連のオペレーシヨンを示し、第１４Ａ
〜１４Ｄ図はメツセージチヤネルの入力の代りの
もの、またはある特定の時間の発生の間で選択す
るプロセスのための一連のオペレーシヨンを示
し、そのメツセージチヤネルは、プロセスが選択
を開始した時に通信を行えるようになつており、
第１５Ａ〜１５Ｆ図はメツセージチヤネルを通じ
て入力の代りのもの、または、チヤネルがメツセ
ージを入力するようになつておらず、かつプロセ
スが代りのものの１つを選択しようと試みている
時に発生される時間を有しないようなある指定さ
れた時間の発生を選択するプロセスのための一連
のオペレーシヨンを示す。 好適な実施例の説明 この例で説明するマイクロコンピユータは、プ
ロセツサと、RAMの態様のメモリと、外部通信
を行えるようにするリンクとを有し、１枚のシリ
コンチツプで構成された集積回路装置を含む。こ
のマイクロコンピユータの主な要素が第１図に、
ｐ−井戸相補MOS技術を用いて１枚のシリコン
チツプ１１上に示されている。プロセスの実行の
時間制御を行えるようにするために、中央処理装
置（CPU）１２にタイマ９が設けられる。中央
処理装置はある読出し専用メモリ（ROM）１３
も含む。この読出し専用メモリはメモリインター
フエイス１４へ結合される。このメモリインター
フエイスはインターフエイス制御ロジツク１５に
より制御される。CPU１２は算術論理装置
（ALU）と、レジスタデータ経路とを含む。それ
らは第２図に一層詳しく示されている。CPU１
２とメモリインターフエイス１４はバス１６へ接
続される。このバスはチツプ１１上の要素の相互
接続を行う。サービス装置１７に複数の入力ピン
１８が設けられる。このマイクロコンピユータに
はランダム・アクセス・メモリ（RAM）１９と
ROM２０が設けられる。外部メモリなしにプロ
セツサ１２が動作できるように、チツプ上のメモ
リの容量は1Kバイト以下ではない。チツプ上の
メモリはなるべく少くとも4Kバイトにする。外
部メモリインターフエイス２３が設けられる。そ
の外部メモリインターフエイスは、希望により設
けられる外部メモリへ接続するために、複数のピ
ン２４へ接続される。ネツトワークを構成するた
めに、このマイクロコンピユータを他のコンピユ
ータへリンクさせることができるようにするため
に、入力ピン２６と出力ピン２７を有する複数の
直列リンク２５が設けられる。第８図に示すよう
に、１つの直列リンクの入力ピンと出力ピンは、
それぞれ自身の単線非共用一方向接続により、別
のマイクロコンピユータの直列リンクに対応する
入力ピンと出力ピンへ接続できる。各直列リンク
は、プロセス・スケジユーリング・ロジツクを有
する同期論理装置１０へ接続される。 この実施例は、われわれの未決のPCT特許出
願No.PCTGB84／00379およびヨーロツパ特許出
願No.84307586.2に記述されているマイクロコンピ
ユータを発展させたものである。説明の不必要な
反復を避けるために、そのマイクロコンピユータ
の構成と動作の十分に詳しいことは以下に述べな
いが、それらの特許出願における説明を参考のた
めにここに含ませる。 この実施例はTransputer（インモス・インター
ナシヨナル（INMOS International）plcの商
標）マイクロコンピユータを改良したものを提供
するものである。このマイクロコンピユータは、
実行を行えるまで指定された時間待つているプロ
セスをタイマ・データとタイマ・リストに依存し
てプロセスを実行できるように、タイマ制御を行
うものである。 このマイクロコンピユータの全体の構成は、前
記特許出願において記述されているマイクロコン
ピユータの全体の構成に全体として類似する。以
下の説明においては、前記特許出願における実施
例に対応する部分には類似の名称が与えられる。
メモリは、アドレス可能な場所を有する複数のプ
ロセス作業域を設ける。それらのアドレス可能な
場所はポインタにより指示できる。メツセージ通
信はチヤネルを介して行うことができる。それら
のチヤネルは、同じマイクロコンピユータにおけ
るプロセス間通信の場合には、アドレス可能なメ
モリ場所を含むことができる。異なるマイクロコ
ンピユータの間のプロセスア間通信を行うため
に、直列リンクに入力チヤネルと出力チヤネルが
設けられる。それらのチヤネルは、メモリに設け
られている場所をアドレスするのと類似のやり方
でアドレスすることもできる。 上記の改良を実現するために、マイクロコンピ
ユータの構造および動作を種々変更する必要があ
り、以下の説明は、それらの改良を行うために変
更が含まれているような面について向けられる。 前記特許出願の例におけるように、説明されて
いる例の特定の語長は16ビツトであるが、８、
16、24、32のような語長またはその他の語長を使
用できることがわかるであろう。更に、この場合
においては、異なる語長のマイクロコンピユータ
の独立している語長とは無関係にそれらのマイク
ロコンピユータが互いに通信できるように、第８
図に示すように異なる語長のマイクロコンピユー
タを同じネツトワーク中に接続できる。 各ポインタは単一の語で、２つの補数の符号付
き値として処理される。このことは、ポインタ中
の最上位のビツトが１であると、その最上位のビ
ツトは負として取扱われ、残りの全てのビツトが
正の数を表すことを意味する。最上位のビツトが
０であると、ポインタ中の全てのビツトは正の値
を表すものとしてとられる。これにより、標準比
較関数が数値に対して用いられると同様なやり方
で、標準比較関数をポインタ値に対して使用でき
るようにされる。 ある特殊な動作が求められていることを指示す
るためにある値が留保されるから、それらの値は
ポインタとして決して使用されない。 以下の説明においては、それらの値およびその
他の値を次のように表すために名前が使用され
る： MostNeg 最も負の値（MSBが１、他のすべ
てのビツトは０） MostPos 最も正の値（MSBが０、他のすべ
てのビツトは１） MachineTRUE １ MachineFALSE ０ NotProcess.p MostNeg Enabling.p MostNeg＋１ Waiting.p MostNeg＋２ Ready.p MostNeg＋３ TimeSet.p MostNeg＋１ TimeNotSet.p MostNeg＋２ 値MostNeg＋１とMostNeg＋２の二重の使用
からあいまいさが起らないように、TimeSet.pと
TimeNotSet.pに対する特殊な値はEnabling.pま
たはWaiting.pと同じ場所には決して使用されな
い。 上記特許出願の例におけるように、ローカル変
数と、プロセスにより取扱われる一時的な値を保
持するために用いられるメモリ中の語はベクトル
より成る作業域を各プロセスを有する。プロセス
作業域のための設定された場所を示すため作業域
ポインタWPTRが用いられる。各プロセスは
「プロセス記述子」により識別できる。そのプロ
セス記述子の最下位ビツトはそのプロセスの優先
権を示し、上位15ビツトはプロセス作業域を識別
するメモリ中の語を示す。この例においては、マ
イクロコンピユータは２つの可能な優先権のうち
の１つを各プロセスに割当てる。高優先権のプロ
セスには名称Pri＝０で与えられ、低優先権のプ
ロセスには名称Pri＝１が与えられる。したがつ
て、各プロセス記述子は、作業域ポインタ
WPTRとプロセス優先権Priの「ビツトワイズ
（bitwise）OR」をとることにより形成される１
つの語を備えることがわかる。同時に、プロセス
記述子とNOT １の「ビツトワイズAND」をと
ることにより、作業域ポインタWPTRをプロセ
ス記述子から得ることができる。プロセス記述子
と１の「ビツトワイズAND」をとることにより
プロセスの優先権を得ることができる。 ＣＰＵデータ経路およびレジスタ 中央処理装置１２およびそれの動作は、第２図
を参照することにより一層良く理解されるであろ
う。便宜上、第２図を第２Ａ図と第２Ｂ図に分け
たが、レジスタセツトとデータ経路を形成するた
めに、第２Ａ図と第２Ｂ図の線図を一緒に結合で
きることを理解すべきである。 CPU１２は算術論理装置（ALU）３０と複数
のデータ・レジスタを含む。それらのレジスタＸ
バスと、Ｙバスと、Ｚバスおよび双方向データ・
バスへ接続される。それらのレジスタの動作と、
バスへの相互接続は、３２に線図的に表されてい
る複数のスイツチにより制御される。それらのス
イツチ３２は、ROM１３に含まれているマイク
ロ命令プログラムからとり出される信号により制
御される。メモリインターフエイス１４とデー
ダ・バス３１へ向かう一方向アドレス経路３３を
介してCPUとメモリの間の通信が行われる。 上記特許出願におけるように、各命令は８ビツ
トで構成される。そのうちの４ビツトは命令の求
められている関数を表し、４ビツトがデータのた
めに割当てられる。プロセスのためのプログラ
ム・シーケンスから得た各命令は命令バツフア３
４へ与えられ、その命令は復号器３５により復号
される。この復号器の出力は条件マルチプレクサ
３６を介してマイクロ命令レジスタ３７へ与えら
れる。このマイクロ命令レジスタはマイクロ命令
ROM１３をアドレツシングするために用いられ
る。命令バツフア３４と、復号器３５と、条件マ
ルチプレクサ３６と、MIR３７と、マイクロ命
令ROM１３と、スイツチ３２との動作は全体と
して上記特許出願およびヨーロツパ特許明細書
0110642に記述されているようなものである。 この実施例は２組のプロセス、すなわち、優先
権０を有するプロセスおよび優先権１を有するプ
ロセス、を処理するように構成されているから、
２つのレジスタ・バンクが設けられる。レジス
タ・バンク３８が優先権１プロセスのために設け
られ、類似のレジスタ・バンク３９が高優先権０
プロセスのために設けられる。両方のレジスタ・
バンクは類似のレジスタセツトを有し、それらの
レジスタセツトはＸ、Ｙ、Ｚバスおよびデータ・
バスへ同様に接続される。簡単にするために、レ
ジスタおよびそれらのレジスタの接続はレジス
タ・バンク３８について詳しく示しているだけで
ある。特定の優先権を割当てられている２つのレ
ジスタ・バンクに加えて、CPUは定数ボツクス
４０と、レジスタ・バンク選択器４１と、第２
Ａ，２Ｂ図に示されているいくつかの他のレジス
タを含む。それらの他のレジスタは優先権０プロ
セスおよび優先権１プロセスの両方に共通であ
る。それらのレジスタは次の通りである：

【表】

【表】 ル準備完了する時間を保持する
レジスタ85。
優先権０プロセスのためのレジスタのバンク３
９は、優先権１プロセスのために既に述べたもの
と同じである。以下の説明においては、接尾数
［１］は優先権１バンクに関連するレジスタを示
し、接尾数［０］はレジスタが優先権０バンクに
関連するものであることを示す。優先権が知られ
ていない場合には、プロセスに対して適切な優先
権のレジスタが使用されることを接尾辞［Pri］
が示す。 それらのレジスタは、１ビツト・フラツグ４
７，４８，５８，５９，８２，８３，８４は別と
して、この場合には語長が全体として16ビツトの
レジスタである。命令バツフアは、１度にただ１
つの命令を保持するように構成されているものと
すると、８ビツト長とすることができる。Ａ、
Ｂ、Ｃレジスタ・スタツク５４，５５，５６は、
ほとんどの算術動作および論理動作のためのソー
スおよび宛先である。それらはスタツクとして組
織される。 レジスタおよびフラツグに加えて、各バンク３
８，３９は妥当時間フラツグ８４と、次の時間レ
ジスタ８５と、クロツク・レジスタ８１とからの
入力を受けるために構成される。タイマ・ロジツ
ク８６については第３図を参照して後で一層詳し
く説明する。クロツク・レジスタ８１はプロセ
ス・クロツク８７から入力を受ける。各レジス
タ・バンクのためのタイマ・ロジツク８６は第１
図のタイマ９を構成する。両方の優先権のプロセ
スに対して、命令のうちOREGレジスタへ与えら
れる部分が復号器に達して、適切なマイクロ命令
を発生するのに使用するように、両方のレジス
タ・バンク３８，３９のOREG５７は復号器３５
に接続される。任意の時刻にプロセツサが行うべ
き次の動作を決定する際に、いずれかの優先権プ
ロセスのためのそれらのフラツグおよび論理出力
の設定を考慮に入れることができるように、両方
の優先権バンクのSNPフラツグ５８と、複写フ
ラツグ５９と、挿入フラツグ８２と、削除フラツ
グ８３と、タイマ・ロジツク８６とは条件マルチ
プレクサへも接続される。 あるプロセスの作業域ポインタ（WPTR）が、
それからプロセスのローカル変数をアドレスでき
るためのベースとして用いられるから、その作業
域ポインタにより示されている場所からのオフセ
ツト値を計算することが時に必要である。定数ボ
ツクス４０はＹバスに接続され、一定の値をマイ
クロ命令ROM１３の制御の下にそのバスに置く
ことを可能にする。それらは、プロセス作業域内
のオフセツト場所を示し、時間スライス期間を与
えるのに使用できる。レジスタ・バンク３８また
は３９の一方または他方の選択を行うために、レ
ジスタ・バンク選択器４１はRPIフラツグ４７
と、PROCPRIフラツグ４８と、マイクロ命令
ROM１３とから入力を受ける。そのレジスタ・
バンク選択器からの出力端子は条件マルチプレク
サ３６と、復号器３５と、スイツチ３２とに接続
される。マイクロ命令ROM１３の出力に応じ
て、選択器はPRIフラツグ４７またはPROCPRI
フラツグ４８により指示されたレジスタ・バンク
を選択する。 タイマ・ロジツク８６は各レジスタ・バンクに
類似する。そのうちの１つが第３図に一層詳しく
示されている。論理装置８６は引算器８８を有す
る。この引算器は次の時間レジスタから線８９を
介して入力を受ける。この時間値は引算器８８に
おいて、クロツク・レジスタ８１から線９０を介
して供給された時間値から引算される。その差の
最上位ビツトが出力線９１を介してインバータ９
２へ与えられる。このインバータは信号を線９３
を介して論理アンドゲート９４を与える。そのゲ
ートは妥当時間フラツグ８４から線９５を介して
入力も受ける。アンドゲート９４は出力を線９６
を介して条件マルチプレクサへ与える。線９６に
おける信号は「タイマ要求」信号と呼ばれ、タイ
マリストの１番上からのプロセスが実行できるば
かりとなるように、そのプロセスをタイマリスト
の１番上からプロセツサにとらせるように構成さ
れる。これについては後で詳しく説明する。第３
図に示されている論理図は、２つの条件が同時に
整つた時のみ「タイマ要求」信号が線９６へ出力
されるように構成されることがわかるであろう。
最初に妥当時間フラツグ８１は値１にセツトせね
ばならず、クロツク・レジスタ８１により示され
た時刻は、次の時間レジスタ８５により示された
時刻の後またはその時刻に等しくなければならな
い。引算器８８は、次の時間レジスタ８５に含ま
れている値をクロツク・レジスタ８１に保持され
ている値から引算するために用いられ、その引算
の結果が負の数であれば、前記のように２の補数
符号付値を使用しているために、最下位ビツトは
１である。この理由から、線９０は引算により得
た最下位ビツトを出力するように構成され、引算
の結果が正であつて、線９１へ０ビツトを与える
時に、アンドゲート９４が「タイマ要求」信号を
与えるだけであるように、インバータ９２が要求
される。 プロセス作業域に対するメモリ割当て 前記特許出願に記述されている例におけるよう
に、マイクロコンピユータはそれの時間をいくつ
かのプロセスの間で分割してそれらのプロセスを
一緒に実行する。一緒に実行されるプロセスは同
時プロセスと呼ばれ、任意のある時間に実行され
ているプロセスは現在のプロセスと呼ばれる。各
同時プロセスは、プロセスにより取扱われるロー
カル変数と一時的な値を保持するための、作業域
と呼ばれるメモリの領域を有する。作業域の第１
のローカル変数のアドレスは作業域ポインタ
（WPTR）により示される。これは第４図に示さ
れている。第４図においては、４個の同時プロセ
ス、プロセスＬ，Ｍ，Ｎ，Ｏが作業域６０，６
１，６２，６３を有する。第４図には作業域６０
が詳しく示されており、WPTRレジスタ５１に
保持されている作業域ポインタ、この例では
10000として示されているアドレスを有する単一
語場所である０場所を示す。このプロセスのため
の他のローカル変数は、作業域ポインタにより示
されている語から正のオフセツト・アドレスとし
てアドレスされる。０場所からの小さな負のオフ
セツトを有する作業域場所のいずれが、タイミン
グおよび通信をスケジユーリングする目的のため
に用いられる。この例いおいては、WPTRによ
り示されている０場所の下側に、５個所の付加語
場所６５，６６，６７，６８，６９が負のオフセ
ツト１，２，３，４，５をそれぞれ有して示され
ている。それらの場所は次の通りである。オフセツト オフセツト名 場所名 −１ Iptr.s Iptr location −２ Link.s Link location −３ State.s State locaiton −４ TLink.s TLink location −５ Time.s Time location あるプロセスが現在のプロセスでない時に、そ
のプロセスが現在のプロセスになつた時に、その
プロセスにより次に実行すべき命令に対するポイ
ンタ（IPTR）を保持するために場所６５が用い
られる。実行を待つているスケジユールされたプ
ロセスのリンクされたリストすなわち行列上の次
のプロセスの作業域ポインタを格納するために場
所６６が用いられる。場６７は、代りに入力動作
を実行するプロセスの状態の指示を含むため、ま
たはデータのブロツクを複写するためのポインタ
として用いられる。場所６８は、実行のためにス
ケジユールされる前の所定の時間待つているプロ
セスのリンクされたタイマ・リスト上の次のプロ
セスの作業域ポインタを格納するために用いら
れ、および代りのタイマ入力動作を実行するプロ
セスの状態を指示するためにも用いられる。場所
６９は、それの経過後にプロセスを実行できるよ
うな時間を指示するために用いられる。 このメモリはプロセス間通信のための語場所も
与え、第３図はそのようなチヤネルを示す。 表記法 マイクロコンピユータが動作する方法、とくに
それの機能、オペレーシヨンおよび手続き、につ
いての以下の説明においては、OCCAM（インモ
ス・インターナシヨナル（INMOS
International）plcの商標）言語に従つて表記法
が用いられる。この言葉は、英国において1983年
にインモス・リミテツド（INMOS Limited）に
より出版および配布された「プログラミング・マ
ニユアル（Programming Manual）−OCCAM）」
と題する小冊子に記述されている。更に、この表
記法はヨーロツパ特許出願0110642に詳しく記述
されているが、簡単にするためにこの明細書にお
いては繰返えさない。しかし、OCCAMの説明
と、ヨーロツパ特許出願0116042に記述されてい
る表記法の説明は参考のためにここに含ませる。 上記の表記法に加えて、以下の記述は下記のよ
うにして定義されるあるメモリ・アクセス手続き
を示すものである。

【表】 マイクロコンピユータにより使用される手続き 以下に種々の手続き（PROC）を示す。下記の
９つの手続きはプロセツサの動作の説明において
使用される。 Dequeue Run StratNextProcess HandleRunRequest HandleReadyRequest HandleTimerRequest BlockCopyStep Instert Step Delete Step 手続き「HandleRunRequest」と
「HandleReadyRequest」および
「BlockCopyStep」はわれわれの未決のPCT特許
出願No.PCTG84／00379およびヨーロツパ特許出
願に詳しく記述されている。それらの手続きの定
義は本発明に対して変更されないから、この特許
出願においては繰返えさない。 手続き「Dequeue」は優先権「Pri」スケジユ
ールされたプロセス行列の最前部のプロセスを現
在のプロセスにする。Pri＝１であると、他のプ
ロセスを実行させるようにするために、それは、
そのプロセスを一時的に停止させねばならない時
刻に時間スライス・レジスタ８０をセツトする。
その時間スライスの長さは、定数の１つとして定
義ボツクス４０に格納されている一定の時間長に
より決定される。

【表】 手続き「Run」は、それの記述子がProcDesc
レジスタに含まれているようなプロセスをスケジ
ユールする。これにより優先権０プロセスが、既
に実行している優先権１のどのプロセスにも優先
して実行を直ちに開始する。以下の記述におい
て、…で始まる全ての行は単に説明としてのもの
であつて、定義の構成部分ではない。

【表】

【表】 手続き「StratNextProcess」は現在のプロセ
スをデスケジユールし、実行可能な別のプロセス
があれば、次の実行可能なプロセスを選択する。
こうすることにより、実行すべき優先権０プロセ
スがもうなければ、割込まれた優先権１プロセス
を再開させることができる。 手続き「StratNextProcess」 SNPFlagがセツトされる結果として常に実行
される。したがつて、このプロセスの最初の行動
はそのフラツグをクリヤすることである。

【表】 手続き「HandleTimeRequest」は、タイマ論
理装置８６の１つから線９６におけるタイマ要求
の結果として実行される。その要求が優先権０プ
ロセスに対するものであるとすると、
TimerRequest0信号が生じたであろうし、プロ
セツサはProcPriレジスタを０にセツトしたであ
ろう。要求が優先権１プロセスに対するものであ
るとすると、TimerRequest1信号が生じたであ
ろうし、プロセツサはProcPriレジスタを０にセ
ツトしたであろう。この手続きは、適切な
TPTR語の内容からレデイとなつたプロセスを
識別する。その手続きは、適切であればそのプロ
セスをスケジユールし、関連する優先権レベルに
対してTPTR語、NextTimeRegおよび
ValidTimeFlagを更新する。

【表】

【表】 上記の定義においてはTptrLoc0を参考にした。
優先権１のための１つと優先権０のめに１つの、
２つのTptr場所があることがわかるであろう。
それらは隣接するメモリ場所を占め、優先権０に
対してはアドレスTptrLoc0を有する。このよう
にして、関連する優先権に応じて、いずれかの場
所をTptrLoc0からの０または１のオフセツトに
よりアドレスできる。 手続き「InsertStep」はInsertFlag「Prif」がセ
ツトされる結果として実行される。この手続きの
反応性能により、現在の優先権レベルに対するタ
イマリストの正しい位置に現在のプロセスが挿入
される。Breg［Pri］レジスタとCreg［Pri］レジ
スタが、正しい場所の探索がその時までに達した
点を識別する。 挿入が行われると、手続きはInsertFlag［Pri］
をクリヤし、タイマレジスタを適切にリセツト
し、次のプロセスを実行させる。

【表】

【表】 手続き「DeleteStep」はDeleteFlag［Pri］が
セツトされる結果として実行される。この手続き
の反復性能により、現在の優先権レベルに対する
タイマから現在のプロセスが削除される。Breg
［Pri］レジスタとCreg［Pri］レジスタが、正し
い場所の探索がその時までに達した点を識別す
る。 挿入が行われると、手続きはDeleteFlag［Pri］
をクリヤし、タイマレジスタを適切にリセツトす
る。

【表】

【表】 プロセツサは一連の動作を行う。それらの動作
は現在のプロセスのため、または直列リンク２５
あるいはタイマ９により行われた要求のために行
われる。優先権０プロセス優先権０タイマまたは
優先権０プロセスを取扱う通信チヤネルのために
行われる動作は「優先権０動作」と呼ばれる。
「優先権１動作」はそれに対応して定義される。 現在のプロセスのために実行できる動作は手続
き「StartNextProcess」、「InsertStep」、
「DeleteStep」、「BlockCopyStep」または命令を
フエツチし、復号し、実行することである。 直列リンクのためにプロセツサにより行うこと
ができる動作は手続き「HandleRunRequest」お
よび「HandleReadyRequest」である。それら
わわれわれの前記未決の特許出願に詳しく記述さ
れている。タイマ９のためにプロセツサにより実
行できる動作は、先に定義した手続き
「HandleTimeRequest」に記述されている。 それらの各動作は一連のマイクロ命令に対応す
る。それらの動作を構成する任意のシーケンスに
おける最後のマイクロ命令は「NextAction」で
ある。これによりプロセツサは次に実行すべき動
作を選択させられる。 「NextAction」マイクロ命令が実行される時
にどの動作を次に実行すべきかをプロセツサが判
定する方法は次の通りである。同期制御ロジツク
１０は、任意の時刻にたかだか１つの
「RunReqest」または「ReadyRequest」をプロ
セツサへ送る。未済の優先権０要求があるなら
ば、同期制御ロジツクは優先権１要求を送らな
い。その結果として２つの信号が条件マルチプレ
クサへ入力される。それらの信号の一方は要求の
存在を示し、他方はその要求の優先権を示す。 ２つの信号「TimerRequest0」と
「TimerRequest1」が条件マルチプレクサへ接続
される。その条件マルチプレクサは、現在選択さ
れているSNPFlag５８と、DeleteFlag８３と、
InsertFlag８２と、CopyFlag５９とからの信号
へ接続される。したがつて、下記のようにして選
択を行うことができる。SnpFlag［Pri］がセツト
されるとすると、プロセツサは手続き
「StartNextProcess」を実行する。さもないと、
実行できる動作があるものとすると、プロセツサ
は優先権０動作を選択する。さもないと、実行で
きる動作があるものとすると、プロセツサは優先
権１動作を選択する。さもないと、タイマまたは
通信チヤネルから要求があるまでプロセツサを待
つ。 プロセツサは、下記の規則に従つて、ある特定
の優先権レベルPriの動作を選択する。
DeleteFlag［Pri］がセツトされるならば、プロ
セツサは「DeleteStep」を実行する。さもない
と、InsertFlag［Pri］がセツトされるならば、プ
ロセツサは「InsertStep」を実行する。さもない
と、プロセツサは任意の優先権Priチヤネル要求
を取扱う。さもないと、プロセツサは任意の優先
権Priタイマ要求を取扱う。さもないと、
CopyFlag［Pri］がセツトされるとすると、プロ
セツサは手続き「BlockCopyStep」を実行する。
さもないと、優先権Priの現在のプロセスがある
ものとすると、プロセツタは命令のフエツチ、復
号および実行を行う。 われわれのヨーロツパ特許明細書0110642に記
述されているように、命令はフエツチされ、復号
され、実行される。 以後の機能セツトについての記述は４つの付加
手続きについてのものである：− TimeSlice InsertInTimerList DeleteFromTimerList IsThisSelectedProcess それらの手続きの以下の定義において相対的な
時間を参照する。クロツク・レジスタ８１は定期
的に１だけ増加させられ、連続サイクルを通じ
て、最も負の値から最も正の値まで増加する。最
も正の値の次の増加で、そのレジスタは最も負の
値へ戻る。以下の説明においては、（Ｙの後のＸ）
という表現は、Ｘが時刻Ｙより遅れていることを
意味する。（Ｘ＋１）と（Ｘ＋MostPos）の全て
の時間はＸの後であると定義される。（Clock
Reg＋１）と（Clock Reg＋MostPros）の間の
全ての時間は未来にあると考えられ、（Clock
Reg and（−１））と（Clock Reg＋MostNeg）
の間の全ての時間は過去にあると考えられる。 付加手続き定義は次の通りである：

【表】 てなされる。

【表】 機能セツト ヨーロツパ特許明細書0110642におけるように、
マイクロコンピユータのための各命令は、機能セ
ツトから選択された機能要素を含む。マイクロコ
ンピユータにより実行される機能には直接機能
と、プリフイクシング機能pfixおよびnfixと、１
組のオペレーシヨンのうちの１つを選択するため
にオペランド・レジスタを使用する間接機能opr
とが含まれる。上記特許出願におけるように、
pfixとnfixを除く全ての命令の実行後にOreg
［Pri］がクリヤされる。 この出願の改良された直接機能セツトおよびオ
ペレーシヨン・セツトは次の通りである：

【表】

【表】

【表】

【表】

【表】 コード番号31〜36を有するオペレーシヨンを除
き、上に掲げた全ての機能およびオペレーシヨン
は前記未決の特許出願においてすでに定義されて
いるから、この明細書においては再び定義はしな
い。しかし、機能「jump」とオペレーシヨン
「loop end」終りは、タイマ９の使用を行えるよ
うに再び定義されており、それはいま次のように
定義される。

【表】 た時間が経過したら
プロセスを再スケジユ
ールさせること。

【表】 と。
付加機能および“altend”は次のとおりであ
る。

【表】 こと。

【表】

【表】

【表】

【表】 目的：選択的プロセスの選択されたコンポーネン
トの実行を開始すること。 マイクロ命令ROM１３は、そのROM１３か
らとりだしたマイクロ命令の結果として上記動作
のいずれかをプロセツサを実行させられるよう
な、上記の機能およびオペレーシヨンの全てに対
応するマイクロ命令を含むことがわかるであろ
う。 スケジユール プロセツサはそれの時間を、２種類の優先権レ
ベル０と１で実行しているいくつかの同時プロセ
スの間で供用する。優先権０プロセスと優先権１
プロセスが共に実行できるものとすると、優先権
０プロセスが優先権１プロセスより優先して常に
実行する。任意の時刻にただ１つのプロセスが実
際に実行され、現在のプロセスであるこのプロセ
スはWPTRレジスタ５１に作業域ポインタ
（WPTR）を有し、IPTRレジスタ５０内の命令
ポインタ（IPTR）が、その特定のプロセスに関
連するフランジ中の命令シーケンスから次に実行
すべき命令を示す。現在のプロセスではなく、か
つ実行を待つていないプロセスはどんなプロセス
でもデスケジユールされる。あるプロセスがスケ
ジユールされると、それは現在のプロセスになる
か、実行を待つているプロセスのリストすなわち
行列に加えられているかのいずれかである。その
ようなスケジユールされたリストはリンクされた
リストとして形成され、そのプロセスの作業域に
対するポインタを有する。そのリスト上の任意の
プロセスの命令ポインタ（IPTR）は、第４図に
示すように、それの作業域のIPTR場所６５に格
納される。 この場合では、実行されるのを待つているスケ
ジユールされたプロセスの２つのリストをプロセ
ツサは含むことができる。それらのプロセスはそ
れぞれ各優先権レベルに対するものである。それ
に加えて、スケジユールされるまで指定された時
間を待つデスケジユールされたプロセスの２つの
タイマリストを含むことができる。各優先権に対
して１つのタイマリストが設けられる。第４図は
高優先権０のスケジユールされたリストを示し、
第５図は、第４図に示すようにある優先権０のプ
ロセスが現在のプロセスである時の、低優先権１
のスケジユールされたリストを示す。この場合に
は現在のプロセスが高優先権０のプロセスである
から、レジスタ・バンク選択器４１はプロセツサ
が使用するレジスタをバンク３９内で選択してい
る。したがつて、WPTRレジスタ［０］は、第
４図に示すように、現在のプロセスＬの作業域６
０の０場所に対するポインタを保持する。IPTR
レジスタ［０］は、メモリに格納されているプロ
グラム・シーケンス１８１内の次の命令に対する
ポインタを含む。第４図に示されているレジスタ
５４，５５，５６，５７は次のプロセスＬの実行
中に使用すべき別の値を含む。実行を待つている
優先権０のプロセスのスケジユールされたリスト
が、第４図に３つのプロセスＭ、Ｎ、Ｏにより示
されている。それらのプロセスの作業域が６１，
６２，６３，に線図的に示されている。それらの
各作業域はプロセスＬに対して示されている作業
域に全体として類似する。５３で示されている
FRTRレジスタ［０］は、このリストの先頭の
プロセスであるプロセスＭの作業域に対するポイ
ンタを含む。プロセスＭの作業域はそれのIPTR
場所６５に、プロセスＭが現在のプロセスになつ
た時に実行すべきプログラム・シーケンス中の次
の命令に対するポインタを含む。プロセスＭのリ
ンク場所６６は、そのリスト上の次のプロセスで
あるプロセスＮの作業域に対するポインタを含
む。示されているリスト上の最後のプロセスはプ
ロセスＯである。そのプロセスＯは６３で示され
ている作業域を有する。５２で示されている
BPTRレジスタ５２は、この最後のプロセスＯ
の作業域に対するポインタを含む。このプロセス
Ｏの作業域６３は前のプロセスＮのリング場所６
６の内容により向けられるが、この場合にはプロ
セスＯはリスト上の最後のプロセスであるから、
プロセスＯのリンク場所６６はポインタを含まな
い。 別のプロセスがこのリストに加えられると、そ
の別のプロセスの作業域に対するポインタが
BPTRレジスタ内に置かれるから、プロセスＯ
のリンク場所６６は、そのリストに加えられたそ
の別のプロセスの作業域に対するポインタを含
む。 優先権１のスケジユールされたリストは全体と
して類似し、これは第５図に示されている。この
場合には、スケジユールされていて、実行を待つ
ている優先権１のプロセスのリストはプロセス
Ｐ、Ｑ、Ｒより成る。Ｓという記号で示されてい
る別の優先権１のプロセスが示されているが、こ
れは現在はデスケジユールされて、リンクされた
リストの部分は形成しない。FPTRレジスタ
［１］は、実行を待つているリスト上の最初のプ
ロセスを形成するプロセスＲの作業域に対するポ
インタを含む。BPTRレジスタ［１］は、スケ
ジユールされたリスト上の最後のプロセスを形成
するプロセスＲの作業域に対するポインタを含
む。各プロセスＰ、Ｑ、ＲはそれのIPTR場所に
あるプログラム段階を指すIPTRを有する。その
プログラムが現在のプロセスになつた時に、その
段階から次の命令がとり出される。スケジユール
されたリスト上の最後のプロセスを除く各プロセ
スのリンク場所は、そのリスト上の次のプロセス
の作業域に対するポインタを含む。 先に定義した手続き「deque」を用いることに
より実行するために、あるプロセスをリストのト
ツプからとり出すことができる。 先に定義した手続き「start next process」に
よりある現在のプロセスをデスケジユールでき
る。 第４，５図に示されている２つのスケジユール
されたプロセス・リストを動作させるやり方は、
前記特許出願において既に記述されているから繰
返えさない。 しかし、この実施例は、現在のプロセスが低優
先権プロセスであるとすると、「時間スライス」
と呼ばれるある期間の時間の後でそのプロセスを
停止させ、スケジユールされているリスト上の他
のプロセスに実行すべき機会を与えるように、第
５図に示されている行列の終りに再スケジユール
できるように、時間を輪切りする性能を与える。
第５図に示されているような種類のスケジユール
されたリストのトツプから低優先権のプロセスが
とり出されると、プロセツサは手続き「duque」
を実行し、手続きの定義の11行と12行からわかる
ように、そのプロセスが優先権１のプロセスであ
る（これは低優先権のプロセスに対する場合であ
る）とすると、12行に従つて、時間スライスレジ
スタ８０に、クロツク・レジスタ８１により示さ
れている現在の時間と、求められた「時間スライ
スの長さ」時間との和である値がロードされる。
時間スライスの長さは任意の時間間隔に適するよ
うに選択でき、この場合には1000個の命令を実行
するために必要な時間であるようにとられる。こ
れはもちろん必要に応じて変えることができる。
この時間スライスは定数ボツクス４０に格納され
る。低優先権のプロセスが「飛越し（jump）」機
能または「ループ・エンド（loop end）」オペレ
ーシヨンを実行すると、飛越し機能およびルー
プ・エンド・オペレーシヨンの定義の終りからわ
かるように、プロセツサは手続き「時間スライ
ス」を実行する。手続き「時間スライス」の上記
定義に従つて、現在のプロセスの優先権が１で、
クロツク・レジスタにより示される時間が時間ス
ライス・レジスタ８０により示される時間に等し
いか、それより遅れているとすると、作業域ポイ
ンタと現在のプロセスの優先権が手続き記述レジ
スタ４６にロードされ、優先権１のスケジユール
されたリストの終りにプロセスを加えることによ
りそのプロセスが再スケジユールされるように、
手続き「run」が実行されるかをプロセツサが調
べる。プロセスが現在のプロセスの実行を止め、
プロセツサによる動作を求めるより高い優先権の
プロセスまたは要求が無ければ、優先権１のスケ
ジユールされたリストのトツプから別のプロセス
の実行を開始するように、その手続きは
SNPFlag５８を値１にセツトする。 この実施例は、第６，７図に示されている種類
のタイマ・リストのための用意も行う。第６図は
低優先権１のプロセスのリンクされたタイマ・リ
ストを示し、第７図を高優先権０のプロセスの類
似のリンクされたリストを示す。低優先権のプロ
セスは第６図に文字Ｔ，Ｕ，Ｖで示されており、
第７図の高優先権プロセスには文字Ｗ，Ｘ，Ｖが
与えられている。それら２つのリストは全体とし
て類似しているから、第６図のリストだけ詳しく
説明する。リスト中の各プロセスのための作業域
６０が第６図に示されている。タイマ・リセツト
の前方は、TPTRと呼ばれるポインタ値を保持
する単一語メモリ場所９０により維持される。特
定の優先権のタイマ・リスト上にプロセスがない
時は、その優先権に対するTPTRは特殊な値
「NotProcess.p」にセツトされる。さもないと、
メモリ場所９０に保持されているTRTRは、そ
のタイマ・リスト中の全てのプロセスは時間的な
順序でリンクされる。各プロセス作業域は、プロ
セスをスケジユールできる時刻を示す時間場所６
９内の値を示す。各プロセス作業域のTLink場所
６８は、タイマリスト上の次のプロセスの作業域
の０場所に対するポインタを含む。リスト上の各
プロセス作業域の場所６５は、プロセスがスケジ
ユールされて現在のプロセスとなつた時に使用す
るために、プログラム・シーケンス１８１内の次
の命令に対するポインタを格納する。タイマ・リ
スト上にプロセスがある時に妥当時間フラツグ８
４に値１にセツトされ、そのタイマ・リスト上に
プロセスがないと値０を有する。次の時間レジス
タ８５は、タイマ・リストの前方におけるプロセ
スの場所６９からとられる時間を含む。このよう
にして、関連するタイマ・リスト上のいずれかの
プロセスをスケジユールすべき最も早い時刻を示
すものをレジスタ８５を含む。リストの後部を示
すために、タイマ・リストのために設けられるレ
ジスタはない。タイマ・リスト上の最後のプロセ
スの作業域は、それの作業域のILINK場所６８
内に特殊な値「NotProcessp」を有する。レジス
タではなくてメモリ場所９０を用いることにより
リストの前方が示される。このようにして、同じ
やり方でメモリ場所を使用することによりリスト
の前方が識別される。というのは、リストへの全
ての中間的なエントリイが識別され、そうするこ
とにより、別のプロセスを時間的な順序でタイ
マ・リストへ挿入したり、タイマ・リスト上の別
のプロセスを解除するために必要な動作を簡単に
するからである。タイマ・リスト上の既存の最初
のプロセスの前にプロセスが挿入することが必要
になることがあること、または、挿入すべきプロ
セスをスケジユールすべき時刻に応じてリストを
半ば通じてプロセスを挿入することが必要になる
ことがあることがわかるであろう。 第３図に示されているタイマ・ロジツクについ
ての以前の説明からわかるように、妥当時間フラ
ツグ８４のいずれかが、適切な優先権タイマ・リ
スト上にプログラムが存在することを示す値にセ
ツトされたとすると、第３図に示されているタイ
マ・ロジツクは次の時間レジスタ８５に示されて
いる時間（リスト上のいずれかのプロセスをスケ
ジユーリングするための最初の時間を示す）をク
ロツク・レジスタにより示される時間と比較し、
かつ、その最初のプロセスをスケジユーリングす
るための時間に達したとすると、タイマ・ロジツ
クが適切な要求信号が条件マルチプレクサへ与え
る。そうするとプロセツサはそれらの要求信号に
応答して、適切なタイマ・リストから最初のプロ
セスを除去し、適切な妥当時間フラツグと、次の
時間フラツグと、TPTR場所９０を更新する。
そうするとこれはタイマ・リストの新しい状態を
反映する。そのプロセスがタイマ・リストにもは
やないことを示すために、プロセス作業域のため
にのTLINK場所６８に値「TimeSet.p」が書込
まれる。そのプロセスが既に現在のプロセスでは
なくなつているか、またはスケジユールされてい
るリスト上に既にあるものと仮定すると、それは
第４図または第５図に示されているような種類の
スケジユールされたリストに加えられるようにな
り、またはスケジユールされたリストがなければ
現在のプロセスになる。タイマ・リストのトツプ
からあるプロセスを除去するプロセツサの動作は
前記定義「HandleTimerRequest」に述べられ
ている。 タイマ入力命令 プロセスは、その時間の経過後はそのプロセス
をＡレジスタ５４に再スケジユールせねばならな
いような時間をローデイングすることにより、
「TimerInput」を含む命令を実行でき、それから
オペレーシヨン「TimerInput」を実行する。最
初に、クロツク・レジスタにより示されている現
在の時間がＡレジスタにより示されている時間の
後かどうかを調べ、もしそうならば、プロセスが
スケジユールされたままであるように何の動作も
行われない。しかし、この条件が満たされないと
すると、「TimerInput」の定義に述べられている
シーケンスが起き、特殊な値「Waiting.p」がプ
ロセス作業域の状態場所６７に書込まれる。プロ
セスを再スケジユールすべき時刻はＡレジスタに
示されている時刻の後にすべきであるから、Ａレ
ジスタに示されている時刻は１だけ進まされて、
プロセスを再スケジユールすべき時刻を示す。プ
ロセツサは手続き「InsertInTimerList」を実行
する。この手続きにおいては、プロセス作業域の
時間場所６９に、プロセスを再スケジユールすべ
き時刻を書込み、プロセスが時間的な順序に従う
ようにプロセスを適切なタイマ・リストの位置に
入れさせる。プロセツサが別のプロセスの実行を
開始するように、それはSNPFlagを値１にセツ
トすることもする。「TimerInput」命令を実行し
た命令は、適切な長さの時間が経過した時に再ス
ケジユールされる。 選択的タイマ入力命令（Ａｌｔｅｒｎａｔｉｖｅ
Ｔｉｍｅｒ Ｉｎｐｕｔ Ｉｎｓｔｒｕｃｔｉ
ｏｎｓ） 前記未決の特許出願には別のプロセスが記述さ
れている。それら別のプロセスは実行のためのい
くつかの別のコンポーネントの１つを選択する。
別の各コンポーネントは、対応するプロセスが接
続する入力またはスキツプより成る。この例はタ
イマ選択的プロセス（timer alternative
process）を実行でき、そのプロセスは実行のた
めにいくつかの別のコンポーネントの１つを選択
する。別のタイマの各コンポーネントはメツセー
ジ・チヤネル入力（内部チヤネルまたは外部チヤ
ネルからの）と、対応するプロセスが後続するス
キツプまたはタイマ入力で構成できる。チヤネル
がレデイであるならばメツセージ・チヤネル入力
コンポーネントを選択でき、前記未決の特許出願
に記述されているようにスキツプコンポーネント
を常に選択できる。クロツク・レジスタ内の値が
タイマ入力で指定されている時刻の「後」
（AFTER）である時に、タイマ入力コンポーネ
ントを選択できる。この例は、タイマ入力に依存
しない別のプロセスを、前記未決の特許出願にお
いて既に記述されているやり方と正確に同じやり
方で実行する。その記述はこの明細書において繰
返えさない。現在のプロセスがいくつかの別のコ
ンポーネントを有する時は、１つまたはそれ以上
のそれらのコンポーネントを選択できるかどうか
を判定するために各コンポーネントが調べられ
る。どのコンポーネントも選択できないとする
と、それらのコンポーネントの１つを選択できる
までプロセスがデスケジユールされる。それから
プロセスは再スケジユールされ、コンポーネント
が再び調べられて、コンポーネントの１つが選択
される。メツセージ・チヤネル入力コンポーネン
トとスキツプ・コンポーネントの調査が、前記未
決の特許出願に記述されているようにして行われ
る。全てのコンポーネントが調べられると、プロ
セス作業域の状態場所６７が２つの特殊な値
「Enabling.p」または「Ready.p」の１つを含む。
状態場所６７が「Ready.p」を含んでいるものと
すると、およびその時だけ、それらのコンポーネ
ントの１つを選択できる。タイマ入力コンポーネ
ントを調べている間に、TLink６８と時間場所６
９が特殊目的のために使用される。TLink場所６
８は２つの特殊な値「TimeSet.p」または
「TimeNotSet.p」のうちの１つをとる。それは、
タイマ入力がいずれも調べられていないことを示
す「TimeNotSet.p」に初期化され、最初のタイ
マ入力が調べられた時に「TimeSet.p」に変る。
最初のタイマ入力が調べられると、時間場所６９
は指定された時間に初期化される。その後で、各
タイマ入力が調べられると、その時刻が時間場所
６９に記録されている時間より早いとすると、時
間場所が指定された時刻に更新される。したがつ
て、全てのコンポーネントが調べられると、時間
場所６９は任意のタイマ入力により指定された最
も早い時間を保持する。TLink場所６８が値
「TimeSet.p」を含んでおり、かつクロツク・レ
ジスタの値が時間場所６９内の時間の後である時
のみ、別のプロセスがはタイマー入力コンポーネ
ント選択できる。 全てのコンポーネントが従来べられた後で状態
場所６７と、TLink場所６８と、時間場所６９と
を用いて任意のコンポーネントを選択できるかど
うかを、タイマ選択的プロセスが決定する。どの
コンポーネントも選択できないとするとプロセス
はデスケジユールされ、いずれかのタイマ入力コ
ンポーネントが調べられたとすると、プロセスは
適切なタイマ・リスト上に置かれる。選択できる
少くとも１つのコンポーネントがあるものとする
と、各コンポーネントは再び調べられ、最初の選
択可能なコンポーネントが選択される。前記未決
の特許出願に記述されているように、いずれかの
が選択されたのであればそのコンポーネントを記
録するために、プロセス作業域６０の０場所が使
用される。チヤネル入力コネクタおよびスキツ
プ・コンポーネントの再検査は、前記未決の特許
出願に記述されているようにして行われる。タイ
マ入力コンポーネントの再検査は、TLink場所６
８と時間場所６９を用いて、次のようにして行わ
れる。最初のタイマ入力コンポーネントが再検査
さる時にタイマ選択的プロセスがタイマ・リスト
上にないとすると、プロセスがそのタイマ・リス
ト上に置かれ、かつその後で除去されたか、プロ
セスがタイマ・リスト上に全く置かれていなかつ
たのかのいずれかである。前者の場合には、早い
タイマ入力コンポーネントが選択可能になつた時
刻を時間場所６９は含む。後者の場合には、コン
ポーネント・プロセスを調べた直後に時間場所６
９は値「CLOCK REG」を含む。時間場所は、
タイマ入力コンポーネントの全ての再検査に対し
て同じ値を保持する。時間場所６９の内容が指定
された時刻より「後」である場合のみ、タイマ入
力コンポーネントを選択可能である最初のタイマ
入力コンポーネントが再検査される時にタイマ選
択的プロセスがタイマ・リスト上に以前としてあ
るものとすると、選択可能なタイマ入力コンポー
ネントは存在しないが、選択可能なチヤネル入力
コンポーネントは必ず存在する。この場合には、
タイマ入力コンポーネントの最初の再検査はタイ
マ・リストからプロセスを除去し、TLink場所６
８を値「TimeNotSet.p」をセツトして、どのタ
イマ入力コンポーネントの選択も阻止する。この
場合には時間場所６９は使用されない。 タイマ選択的プロセスを実行する命令は、各タ
イマ・コンポーネントに対する「タイマ・イネイ
ブル」が後続する「タイマ選択的開始（timer
alternative start）」である。メツセージ・チヤ
ネルが別の構造中に含まれているならば、プロセ
ツサは各およびあらゆるメツセージ・チヤネルに
対して「チヤネル・イネイブル」の実行も行う。
この後に、「タイマ選択的待機（timer
alternative wait）」が続き、それから各々タイ
マ入力に対する「タイマ・デイスエイブル」と、
任意のチヤネル入力に対する「チヤネル・デイス
エイブル」に続く。 タイマ選択的プロセスにより実行される最初の
命令は「タイマ選択的開始」オペレーシヨンであ
り、このオペレーシヨンの定義からわかるよう
に、２行目に従つて特殊な値「enabling.p」がプ
ロセスのために状態場所６７に書込まれ、３行目
に従つて特殊な値「timeNotSet.p」がプロセス
作業域のためにTLink場所６８に書込まれる。 前記未決の特許出願に記述されているように、
任意のチヤネル入力コンポーネントおよび任意の
スキツプ・コンポーネントが「チヤネル・イネイ
ブル」オペレーシヨンおよび「スキツプ・イネイ
ブル」オペレーシヨンにより調べられる。ガード
値（guard value）をＡレジスタにロードし、タ
イマ・コンポーネントのための指定された時間を
Ｂレジスタにロードし、それから「タイマ・イネ
イブル」オペレーシヨンを実行することにより、
任意のタイマ入力コンポーネントが調べられる。
そのオペレーシヨンの定義に従つて、２行と３行
は、Ａレジスタ内のガード値が偽であるかどうか
を調べる。もしそれが偽であれば、タイマ入力を
無視し、その命令は他の効果を有しない。定義の
５行目に従つてそのガード値が偽でないとする
と、プロセツサは定義の７行目から始まるシーケ
ンスを実行する。これは、TLink場所６８から得
た値をＯレジスタにロードし、８行目は、９行目
に従つてその値が「TimeNotSet.p」か、13行目
に従つて「timeSet.p」であるかを試験するため
の検査を行う。その値が「TimeNotSet.p」であ
ることが判つたとすると、値「TimeSet.p」が11
行目に従つてTLink場所に書込まれ、定義の12行
による求めに応じてプロセス作業域のための時間
場所６９にＢレジスタ中に示されている時間が書
込まれる。これは、プロセスにより調べられる最
初のタイマ入力コンポーネントに対して起る。調
べられる以後のタイマ入力に対しては、13行目の
条件が満されることがある。この場合には14行目
に従うシーケンスが起る。プロセスのための時間
場所６９に記録されている時間値がＯレジスタ５
７にロードされること、およびその時間値が定義
の17行目の条件に適合するかどうかを調べるため
にその時間値を試験することを15行目は求める。
その時間がＢレジスタに示されている時間の
「後」であるとすると、Ｂレジスタ内の時間がそ
のプロセスのための時間場所６９に書込まれる。
19行目と20行目は、Ｏレジスタ中に示されている
時間がＢレジスタ中に示されている時間の「後」
でないとすると、どのような動作も行われない。
最後に、定義の21行目により要求されて、Ｃレジ
スタからの値がロードされる。このようにしてプ
ロセスは可能な各タイマ入力を調べ、検査の後で
最も早い時間コポーネントの時間をそれが含むよ
うに、プロセスの時間場所６９が更新される。し
たがつて、各タイマ・コンポーネントのための一
連の（タイマ・イネイブル）オペレーシヨンが任
意のコンポーネントの最も早い時間を効果的に決
定し、調べられた任意のコンポーネントの最も早
い時間で時間場所６９を順次更新することがわか
るであろう。 それから、プロセスはオペレーシヨン「タイマ
選択的待機」を実行する。定義の２行目に従つ
て、これはプロセス作業域の０場所を−１に初期
化し、それから、代りのプロセスのどのコンポー
ネントが既に選択可能であるかを判定するために
試験を行う。定義の３行目と４行目に従つて、そ
れはTLink場所６８からの値をＢレジスタへ読込
み、時間場所６９からの値をＡレジスタへ読込
む。５、６行は、プロセスが値「Timeset.p」を
有し、かつ時間場所６９内に示されている時間の
「後」の時間をクロツク・レジスタが示したとす
ると、８、９行目に定義されているシーケンスが
起ることを要求する特殊な値「Ready.p」がプロ
セスのための状態場所６７に書込まれ、クロツ
ク・レジスタにより示されている現在の時間がプ
ロセスのための時間場所６９に書込まれる。プロ
セスはデスケジユールされず、それの次の命令へ
動きことができる。すかし、定義の６行目の条件
が真ではなかつたとすると、プロセスは定義の12
行目へ動く。それはこれにＣレジスタへローデイ
ングすることによりプロセスのための状態場所６
７の内容を試験し、これが値「Ready.p」を含む
かどうかを14年行が試験する。もしそうだとする
と、16行目に従つて、クロツク・レジスタにより
示されている現在の時間がプロセスのための時間
場所６９に書込まれ、プロセスはデスケジユール
されない。代りに入力のうちの別の入力のために
それはレデイ状態であり、プロセスは次の命令へ
動くことができる。しかし、定義の16行目に従つ
て、プロセスの状態場所から特殊な値「enbling.
p」が見出されたとすると、これは、代りのコン
ポーネントのいずれもまだレデイではなく、17行
目から始まるシーケンスが起ることを示す。特殊
な値「waiting.p」がプロセスのための状態場所
６７に書込まれ、プロセスがタイマ・コンポーネ
ントを待つているかどうかを19、20行目が試験す
る。20行目に従つてプロセスが値「TimeSet.p」
を有するものとすると、プロセスをスケジユール
すべき時を指示するためにＡレジスタの内容が１
だけ増加させられ、23行目に従つて手続き
「Insert In Time List」が実行される。そうする
と、プロセスがデスケジユールされるが、それを
再スケジユールすべき時の指示を含むように、プ
ロセスが適切な優先権タイマ上に置かれることに
なる。定義の24行目に従つて、プロセスがどのよ
うなタイマ・コンポーネントも持つていないとす
ると、Ｂレジスタは値「TimeNotSet.p」を有す
ることができ、これは、プロセスがタイマ入力で
はなくてチヤネル入力を依然として待つている場
合に起る。この状況においては25行目に続くシー
ケンスが起り、プロセスに対する命令ポインタが
プロセス作業域のIPTR場所６５に格納され、プ
ロセスがデスケジユールされるようにSNPFlag
が値１にセツトされる。したがつ、定義において
は、タイマ入力のためにプロセスがレデイである
かどうかを６〜９行目が試験する。非タイマ入
力、たとえばチヤネル入力のためにプロセスがレ
デイであるかどうかを13、14行目が試験するプロ
セスがレデイでないことが見出される時は16行目
オンワード（onwards）を適用する。 プロセスがデスケジユールされていないとした
時、または後でそのプロセスが再スケジユールさ
れる時にそのプロセスにより実行される次の命令
は、各タイマ・コンポーネントに対するオペレー
シヨン「タイマ・デイスエイブル」と、任意のス
キツプ・コンポーネントに対するオペレーシヨン
「スキツプ・デイスエイブル」と、任意のチヤネ
ル・コンポーネントに対するオペレーシヨン「チ
ヤネル・デイスエイブル」を行うであろう。チヤ
ネル入力コネクタおよびスキツプ・コポーネント
は、前記未決の特許出願に記述されているよう
に、「チヤネル・デイスエイブル」オペレーシヨ
ンと「スキツプ・デイスエイブル」オペレーシヨ
ンにより再検査される。タイマ選択的プロセスは
オペレーシヨン「タイマ・デイスエイブル」の定
義に従つてタイマ入力コンポーネントを再検査す
る。その代りのコンポーネントをプロセスによる
選択すべきであるとすると、以後のプログラム命
令を置くためにプログラム・シーケンスにおいて
必要なオフセツトを指示するために、最初にＡレ
ジスタにコード・オフセツトがロードされる。ガ
ードが偽でなつたとすると、プロセスはそのプロ
セスのためにTLink場所６８の内容を調べる。考
慮すべき３つのケースがある。第１に、TLink場
所は定義の10行目に従つて値「TimeSet.p」を含
むことができ、この場合には、時間場所６９内の
時間がＣレジスタ内の指定された時間の「後」で
あるならば、そのコンポーネントは選択可能であ
る。これは定義の14行目における条件であり、こ
の条件が満されるものとすると、プロセスは手続
き「IsThisSelected Process」を実行する。その
手続きの定義の５、６行目に従つて、プロセス作
業の０場所が値−１を含んでいるか否かをそれは
調べる。もし含むとするとこのコンポーネントは
選択され、定義の８行目に従つて作業域の０場所
にＡレジスタからコード・オフセツトがロードさ
れる。手続き定義の10行目に従つて作業域の０場
所が値−１を有していなかつたとすると、コンポ
ーネント・プロセスは既に選択され、現在の１は
選択できない。 プロセスのTLink場所６８が「TimeSet.p」ま
たは「TimeNotSet.p」以外の値を含んでいるこ
とを「タイマ・デイスエイブル」オペレーシヨン
が見出したとすると、これは「タイマ・デイスエ
イブル」の定義の18行目の状況に対応する。これ
は、TLink場所６８がタイマ・リスト上の別のプ
ロセスに対するポインタを含むように、プロセス
がそのリスト上に依然としてある時に起るであろ
う。したがつて、プロセスがタイマ・リスト上で
依然として待つているからタイマ・コンポーネン
トを選択できず、手続き「タイマ・リストから削
除」によりタイマ・リストから除去される。これ
により値「TimeNotSet.p」がそのプロセスのた
めのTLink場所６８に書込まれる。 「タイマ・デイスエイブル」オペレーシヨン
は、定義の８行目に従つてTLik場所が値
「TimeNotSet.p」を含んでいることを見出すこ
とができる。この場合にはTLink場所６８が、プ
ロセスがタイマ・リスト上にある間に実行されて
以前の「タイマ・デイスエイブル」オペレーシヨ
ンにより、この値にセツトされた。したがつて、
Ａレジスタは定義の９行目に従つて値
MachineFALSEにセツトされる。 代りのコンポーネントの全てが再検査される
と、プロセスはオペレーシヨン「選択的終了
（Alternative End）」を実行し、その定義に従つ
て、それは、プロセス作業域の０場所に格納され
ているコード・オフセツトをＯレジスタに最初に
ロードし、それからIPTPレジスタ内のポインタ
値をＯレジスタ内のオフセツトにより調整する。
これによりプロセスは、選択された代りのプロセ
スに適切なオフセツトでプログラム・シーケンス
中の次の命令を選択させられる。 以下にプロセスの種々の例について説明する。 例 １ 最初に、プロセスがデスケジユールされていな
い状況において「タイマ入力」命令を実行してい
る優先権１プロセスについて考える。たとえば、
Ａレジスタにある値、たとえば、クロツク・レジ
スタが14の「後」の値を含んでいる時に、断続す
ることをプロセスが望んでいることを示す14、を
ロードできる。クロツク・レジスタが値20を含ん
でいる時に命令が実行されるものとすると、プロ
セスは「タイマ入力」の定義の最初の２行に従つ
て、クロツク・レジスタ内の値がＡレジスタ内に
示されているのの後であるかどうかを調べる。こ
の例においてはその条件が適用されるから、プロ
セスをデスケジユールリングすることなしにプロ
セスは続行する。 例 ２ これは、デスケジユールされるプロセスによる
「タイマ入力」のオペレーシヨンを示すもので、
第９Ａ〜９Ｄ図を参照する。それらの図は、プロ
セスＸの作業域６０に対する種々の語場所におけ
る変化と種々のレジスタの内容を示すものであ
る。第９Ａ図は「タイマ入力」命令の実行直前の
位置を示す。Ａレジスタ５４は、クロツク・レジ
スタ８１内の時間が30の後である時のみ、プロセ
スがスケジユールされることを望んでいることを
示す値30を含む。クロツク・レジスタは現在は時
間値20を含んでおり、妥当時間フラツグ８４が０
にセツトされて、優先権１タイマ・リスト上には
プロセスがないことを示す。「タイマ入力」オペ
レーシヨンが実行されると、クロツク・レジスタ
の内容がＡレジスタの内容と比較される。「タイ
マ入力」の定義の５行オンワードから述べられて
いるように、特殊な値「waiting.p」がプロセス
Ｘの状態場所６７に書込まれ、プロセスをスケジ
ユールすべき時間をＡレジスタが含むように、Ａ
レジスタ内の値が増加させられる。それからその
プロセスはタイマ・リストに挿入され、位置は第
９Ｂ図に示すようなものである。これによりクロ
ツク・レジスタはいまは22に増加させられたこと
になる。妥当時間フラツグ８４はいまは値１にセ
ツトされて、タイマ・リスト上に少くとも１つの
プロセスがあることを示す。次の時間レジスタ８
５は値31を含む。この値は、タイマ・リスト上の
最初のプロセスをスケジユールすべき問題であ
る。TRTR場所９０は、タイマ・リスト上の最
初の（そして唯一の）プロセスであるプロセスＸ
の作業域ポインタを含む。プロセスＸの作業域は
それの命令ポインタ（IPTR）を場所６５に含
み、特殊な値「waitig.p」を場所６７に含み特殊
な値「not process.p」を場所６８に含んで、こ
れがタイマ・リスト上の最後のプロセスであるこ
とを示し、場所６９に値31を含んでプロセスを再
スケジユールできる時間を示す。 十分な時間が経過して、クロツク・レジスタが
値31に増加した時には、位置は第９Ｃ図に示すよ
うなものである。クロツク・レジスタ値がいまは
次の時間レジスタの値に等しく、妥当時間フラツ
グが値１にセツトされるから、タイマ・ロジツク
は時間要求をプロセスに対して発生する。これに
よるプロセツサが値１をPROCPRIにロードさせ
られ、かつ「HandleTimeRequest」手続きを実
行させる。これによりプロセスＸがスケジユール
させられ、妥当時間フラツグがクリヤされ、
TPTR時間90が「not process.p」にセツトされ
る。これは第９Ｄ図に示されている位置である。 例 ３ これは、プロセスをタイマ・リストの正しい位
置にある時間順序で挿入させるために、挿入フラ
ツグ８２をどのようにして用るかを示すものであ
る。プロセスＰは、それをデスケジユールさせる
タイマ入力動作を実行する。プロセスＰは優先権
１プロセスであり、かつ実行している唯一のプロ
セスであると仮定する。また、優先権１タイマ・
リスト上で待つている３つの他のプロセスがある
ということも仮定する。それら３つのプロセスは
時間25を待つているプロセルＸと、時間26を待つ
ているプロセスＹと、時間29を待つているプロセ
スＺとである。第１０Ａ図はタイマ入力命令を実
行する直前の位置を示す。プロセスＰが実行して
おり、Ａレジスタが時間27を含んでいる。クロツ
ク、レジスタが時間20を含む。タイマ・リストが
使用中であることを示す値１に妥当時間フラツグ
にセツトされ、タイマ・リスト上の最も速いプロ
セスに関連する時間が25である値25に次の時間レ
ジスタが含む。そのタイマ・リスト上に３つのプ
ロセスがあることがわかる。TPTR場所９０は
それらのプロセスのうちの最初のプロセスである
プロセスＸに対するポインタを含む。プロセスＸ
のTLink場所６８は第２のプロセスに対するポイ
ンタを含み、プロセスＹは第３のプロセスＺに対
するポインタを含む。プロセスＺのTLink場所６
８は特殊な値「Not Process.p」を含む。それ
は、プロセスＺがタイマ・リスト上の最後のプロ
セスであることを示す。そのタイマ・リストは早
いリストを最初にし、最近のプロセスを最後にし
て順序づけられていることがわかる。プロセスＰ
がタイマ・リスト入力命令を実行すると、クロツ
ク・レジスタとＡレジスタが比較され、クロツ
ク・レジスタはまだＡレジスタの「後」ではない
から、特殊な値「waiting.p」がプロセスＰの状
態場所６７へ書込まれ、Ａレジスタが１だけ増加
させられて手続き「insert timer list」が実行さ
れる。これによつてＡレジスタ内の値がプロセス
Ｒの作業域の時間場所６９に書込まされ、Ｂレジ
スタがTPTR場所９０における点にセツトされ、
ＣレジスタがTPTR場所９０の内容にセツトさ
れる。それからタイマ入力命令が終り、状態場所
は第１０図に示すようなものである。 挿入フラグが値１にセツトされると、プロセツ
サにより実行される次の動作は手続き「insert
step」である。この手続きの定義からわかるよう
に、これはＴレジスタ４９にプロセスＸに関連す
る時間（すなわち25）をロードさせ、かつそれを
プロセスＰに関連する時間（すなわち28）と比較
する。28は25の「後」であるから、プロセスＰを
タイマ・リストに挿入する正しい場所をまだ見つ
けておらず、「insert step」手続きがＢレジスタ
をプロセスＸのTLink場所６８に対するポインタ
にセツトさせ、Ｃレジスタがその場所の内容をセ
ツトさせられる。それから手続きが終つてinsert
flagをセツトされたままにする。その結果として
の状況が第１０Ｃ図に示されている。プロセスの
次の動作は手続き「insert step」を再び実行す
ることである。これは前記したのに類似のやり方
で実行され、第１０Ｄ図に示されている状況にな
る。 再び、プロセツタの次の動作は手続き「insert
step」を実行することである。しかしこの場合に
は、プロセスＺに関連する時間（すなわち29）は
プロセスＰに関連する時間（すなわち28）の後で
あるから、プロセツサは挿入フラツグをクリヤ
し、プロセスＰの作業域ポインタをプロセスＹの
TLink場所６８へ書込み、プロセスＺの作業域ポ
インタをプロセスＰのTLink場所６８に書込むこ
とにより、プロセスＰをタイマ・リストのプロセ
スＹとプロセスＺの間に挿入する。それから、プ
ロセツサの次の時間レジスタ８５をタイマ・リス
ト上の最初のプロセスに関連する時間にリセツト
し、妥当時間フラグを値１にセツトする。最後
に、プロセツサはプロセスＰの命令ポインタをプ
ロセスＰのEPTR場所６５に書込み、SNPFlag
５８を値１にセツトして、プロセツサの次の動作
としてプロセスＰをデスケジユールさせる。 例 ４ これはつのタイマ入力コンポーネントを有する
タイマ選択的プロセスＸを示す。プロセツサＸが
唯一の実行可能なプロセスであり、プロセスＸが
優先権１を有し、最初のタイマ入力コンポーネン
トが２６であり、プロセスＸが優先権１を有し、
最初のタイマ入力コンポーネントが26であり、第
２のタイマ・リスト入力コンポーネントが25であ
ると仮定する。これは第１１Ａ〜１１Ｃ図に示さ
れている。それらはプロセス作業域６０の作業域
場所６７〜６９のための引き続く状況を示す。第
１１Ａ図は「タイマ選択的開始」命令を実行直後
の位置を示す。状態場所６７は特殊な値
「enabling.p」を含み、TLink場所６８が特殊な
値「TimaNotSet.p」を含む。最初の「タイマ・
イネイブル」命令が実行される直前にＡレジスタ
は値Machine TRUEをを含み、Ｂレジスタはこ
のタイマ入力に関連する時間すなわち26を含む。
タイマ・イネイブル命令が実行されると、プロセ
ツサはTLink場所６８を読み、以前に調べられた
タイマ入力コンポーネントがないことを示す値
「TimeNotSet.p」をそれが含んでいることを見
出した。したがつて、プロセツサはTLink場所６
８を特殊な値「TimeSet.p」にセツトし、時間場
所６９を値26にセツトする。これは第１１Ｂ図に
示されている位置である。第２の「タイマ・イネ
イブル」命令が実行される直前にＡレジスタは値
MachineTRUEを含み、Ｂレジスタは第２のタ
イマ入力コンポーネントに関連する時間である値
25を含む。タイマ・イネイブル命令が実行される
と、プロセツサはTLink場所６８を読み、以前の
タイマ入力コンポーネントに関連する最も早い時
間を時間場所を含んでいることを示す
「TimeSet.p」をそれが含むことを見出す。した
がつて、プロセツサは時間場所６９を読み、25で
あるこのコンポーネントのために指定された時間
が、値26を含んでいる時間場所から読まれた時間
より早いことが判定する。したがつて、プロセツ
サは新しい値を時間場所に書込み、位置は第１１
Ｃ図に示すようなものである。 例 ５ 第１２Ａ〜１２Ｃ図に示されているこの例は、
２つのタイマ入力コンポーネントを有するタイマ
選択的プロセスＰを示す。このプロセスＰはデス
ケジユールされない。プロセスＰは唯一の実行可
能なプロセスであること、プロセスＰは優先権１
プロセスであること、第１のタイマ入力コンポー
ネント内で指定された時間が26であり、第２のタ
イマ入力コンポーネントの時間が25であることを
仮定している。「タイマ選択的開始」命令の実行
とタイマ入力コンポーネントの検査は例４におい
て先に述べたようなものであり、「タイマ選択的
待機」命令の実行直前の状況は第１１Ｃ図に示す
ようなものである。「タイマ選択的待機」の最初
の動作は値−１をプロセスＰの作業域６０の０場
所に書き込むことである。これは複数の代りのコ
ンポーネントからコンポーネントを選択するため
に使用される場所である。次に、クロツク・レジ
スタ内の時間が時間場所６９内の時間の「後」で
あるから、デスケジユーリングなしにプロセスＰ
を続行できることをプロセツサは決定する。した
がつて、プロセツサは特殊な値「Ready.p」を状
態場所６７に書込み、クロツク・レジスタの値が
時間場所６９に書込まれる。この結果として第２
Ａ図に示されているような状況になるが、その図
においてはクロツク・レジスタはいまは値31に進
んでいる。最初の「タイマ・デイスエイブル」の
直前の位置が第１２Ｂ図に示されている。Ａレジ
スタは、「選択的終了」命令から、最初のタイマ
入力コンポーネントに関連するフランジ中の命令
のシーケンスまでのオフセツトを含み、Ｂレジス
タは値Machine TRUEを含み、Ｃレジスタはこ
のタイマ・コンポーネントに関連する26である時
間を含む。それからプロセスは「タイマ・デイス
エイブル」命令が実行する。その命令はTLink場
所６８を読み、それが値「TimeSet.p」を含んで
いることを判定する。したがつて、それは値30を
時間場所から読み、30は26の「後」であるから、
このタイマ入力コンボーネントは選択可能であ
る。それからプロセツサは、このコンポーネント
を選択する手続き「InThisSelectedProcess」を
実行する。というのは、プロセス作業域の０場所
が値−１を依然として含んでいるからである。こ
の結果の状況が第１２Ｃ図に示されている。いま
は第２のタイマ入力コンポーネントを選択でき
ず、選択的終了命令が実行されると、プロセスＰ
に対する作業域は依然として第１２図に示すよう
なものである。 例 ６ 第１３Ａ〜１３Ｆ図に示されているこの例は、
２つのタイマ入力コンポーネントを有するタイマ
選択的プロセスＰを示す。この場合にはプロセル
Ｐはデスケジユールされる。プロセスＰは唯一の
実行可能なプロセスであること、プロセスＰは優
先権１プロセスであること、第１のタイマ入力コ
ンポーネント内で指定された時間が26であり、第
２のタイマ入力コンポーネントの時間が25である
ことを仮定している。「タイマ選択的開始」命令
の実行とタイマ入力コンポーネントの検査は例４
において先に述べたようなものであり、「タイマ
選択的待機」命令の実行直前の状況は第１１Ｃ図
に示すようものである。「タイマ選択的待機」命
令の最初の動作は値−１をプロセスＰの作業域の
０場所に書込むことである。プロセツサは時間場
所６９内の値をクロツク・レジスタの値と比較
し、あるタイマ入力のためにプロセスを続行でき
ないことを見出し、プロセスの状態場所６７を調
べる。これは「enabling.p」を含んでいるから、
プロセスはタイマ・リスト上に置かれてデスケジ
ユールされる。これは第１３Ａ図に示されている
位置である。妥当時間フラグは、値１にセツトさ
れて、タイマ・リストが空いていないことを示
す。次の時間レジスタは、プロセスＰが実行レデ
イとなるであろう時間である値26を含む。
TPTR場所９０はプロセスＰの作業域に対する
ポリンタを含み、プロセスＰのTLink場所６８
は、それがリスト上の最後のプロセスであること
を示す特殊な値「not process.p」を含む。十分
な時間が経過すると、例２において記述されてい
るように「タイマ要求」信号をプロセツサへ送
る。その信号が作られる状況は第１３Ｂ図に示す
ようなものである。プロセスが再スケジユールさ
れると位置は第１３図に示されているようなもの
である。最初の「タイマ・デイスエイブル」命令
の実行直前の状況は第１３Ｄ図に示すようなもの
である。タイマ命令が実行されるとTLink場所６
８が読まれ、「TimeSet.p」を含むことを見出す。
それからプロセツサはこの時間コンポーネントに
関する時間、26、時間場所６９内に示されている
時間、これも26である、と比較する。26は26の
「後」ではないから、このコンポーネントは選択
できない。したがつて、プロセツサは値
MachineFALSEをＡレジスタにロードして命令
は終了する。プロセスＰは第２の「タイマ・デイ
スエイブル」命令を実行する直前の状況は第１３
Ｅ図に示すようなものである。この命令が実行さ
れることによりコンポーネントが選択させられ
て、第１３Ｆ図に示さえているような状況にな
る。 例 ７ これは１つのタイマ入力コンポーネントと１つ
のメツセージ・チヤネル入力コンポーネントを有
するタイマ選択的プロセスＰを示す。プロセスＰ
は唯一の実行可能なプロセスであること、それは
優先権１を有すること、指定された時間が40であ
ることを仮定している。タイマ・リスト上にはプ
ロセスはなく、チヤネル入力コンポーネントによ
り参照されているチヤネルは最初「Ready」であ
り、タイマ入力コンポーネントは選択できない。
この例が第１４Ａ〜１４Ｄ図に示されている。プ
ロセスＰは「タイマ選択的開始」命令を実行し、
それのレジスタを適切にロードし、「タイマ・イ
ネイブル」命令を実行する。この結果として第１
４Ａ図に示されている状況になる。チヤネルが
「Ready」であるから、「チヤネル・イネイブル」
命令の実行後の状況は第１４Ｂ図に示すようなも
のである。それから、フランジは「タイマ選択的
待機」命令を実行する。クロツク・レジスタ内の
時間は値11を有する。この時間は、プロセルＰに
対する時間場所６９に示されている時間40の後で
はない。して、プロセツサは、「値「Ready.p」
を含んでいる状態場所６７を調べ、したがつてク
ロツク・レジスタ内の時間値を時間場所６９に書
込む。「タイマ選択的待機」命令の終了後の状況
は第１４Ｃ図に示すものである。「タイマ・デイ
スエイブル」命令の直前の状況が第１４Ｄ図に示
すように実行される。時間場所６９内の時間値12
がコンポーネントに関連する時間の「後」ではな
いから、タイマ入力コンポーネントは選択されな
い。それから、チヤネル入力コンポーネントを選
択する「チヤネル・デイスエイブル」命令をプロ
セスが実行する。 以上の例から、「タイマ・デイスエイブル」命
令が実行されると、プロセスの時間場所６９に格
納されている時間が、それを基にしてタイマ・デ
イスエイブル命令が実行されるような全てのタイ
マ入力に対して一定のままである標準時間である
ことがわかるであろう。これにより、種々のタイ
マ入力が、引き続く「タイマ・デイスエイブル」
命令が実行されるにつれて時間の経過のために変
化する時間と比較されることが避けられる。 例 ８ これは、時間40を指定する１つのタイマ入力コ
ンポーネントと、チヤネル７０を通る１つのチヤ
ネル入力コンポーネントを有するタイマ選択的プ
ロセスであるプロセスＰを示す。この例では、タ
イマ・リスト上に最初に２つのプロセスであると
仮定している。それらのプロセスは時間34、54を
指定する。メツセージ・チヤネルは最初は
「ready」ではないが、タイマ・リスト上の最初
のプロセスがレデイになる前に「ready」とな
る。タイマ選択的プロセスを実行するために、プ
ロセスは「タイマ選択的開始」命令と、一方のタ
イマ入力コンポーネントのための「タイマ・イテ
イブル」オペレーシヨンと、チヤネル７０のため
の「チヤネル・イネイブル」オペレーシヨンを最
初に実行する。そうすると位置は第１５Ａ図に示
されているようなものである。プロセスＰはまだ
デスケジユールされておらず、「状態」場所６７
が「enabling.p」に初期化されて、プロセスが代
りの入力を実行していることを示す。TLink場所
６８は値「TimeSet.p」にセツトされていて、タ
イマ入力が調べられたことを示す。「時間」場所
６９は、調べられた任意のタイマ入力のうちの最
も早い時間にセツトされている。その最も早い時
間は、この場合には40であつて、この時間40は調
べられた唯一のタイマ入力である。タイマ・リス
トはスケジユーリング時間35、55をそれぞれ有す
る２つのデスケジユールされたプロセスＸとＹを
有する。それから、プロセツサはプロセスＰに対
する「タイマ選択的待機」命令を実行する。これ
は、レデイ」であつたチヤネル入力がなかつこ
と、および、クロツク・レジスタが第１５Ａ図に
時間11を含むから、プロセスＰがタイマ入力を続
ける時間にまだ達しておらず、したがつてプロセ
スＰがタイマ・リストに挿入されて、デスケジユ
ールされることをプロセスＰの「状態」場所６７
から見出すであろう。この結果として第１５Ｂ図
に示されている位置になる。リンクされたタイ
マ・リストはいまは時間的な順序で全部で３つの
プロセスＸ、Ｐ、Ｙを有する。出力プロセスがそ
のチヤネルを通つて出力しようとしているため
に、ある時間だけ遅れてチヤネル７０は「レデ
イ」となる。そのチヤネルはプロセスＰの記述子
を含んでいるから、プロセスＰはスケジユールさ
れるようになり、「タイマ・デイステイブル」命
令を実行する前にそれのレジスタをロードして第
１５Ｃ図に示すような状況となる。次に、プロセ
スは「タイマ・デイスエイブル」動作を実行し、
これはプロセスＰのための「TLink場所」６８を
読み、タイマ・リストがタイマ・リスト上の次の
ポイセスに対する作業域プリンタを含んでいるか
ら、プロセスがタイマ・リスト上に依然としてあ
ることを決定する。プロセスＰがそのリスト上に
依然としてあるから、そのタイマ入力コンポーネ
ントのための時間がまだ来ず、したがつてタイ
マ・コンポーネントは選択できない。したがつ
て、ＡレジスタはMachineFALSEにセツトされ、
手続き「delete from timあer list」が実行され
る。これによりDELETE FLAGが値１にセツト
され、ＢレジスタにTPTR場所９０に対するポ
インタをロードし、ＣレジスタにTPTR場所の
内容をロードする。それから命令が終つて第１５
０図に示すような位置を残す。DELETEFLAG
が値１にセツトされているから、プロセスの次の
動作は手続き「delete step」を実行することで
ある。TPTR場所がプロセスＸの作業域ポイン
タを含んでいるから、そのポインタは、Ｃレジス
タに最初のロードされるプロセスＸの作業域ポイ
ンタであろうし、したがつて手続き
「deletestep」の実行において「delete step」の
定義の２行目の条件が適用されて、Ｃレジスタが
プロセスＰの作業域ポインタを含まない。したが
つて、「delete step」の定義の５、６行目に従つ
て、プロセスは、ＢにプロセスＸのTLink場所に
対するポインタをロードし、ＣレジスタにＢレジ
スタにより指された場所の内容、すなわち、プロ
セスＰの作業域に対するポインタ、をロードする
ことにより、プロセスはタイマ・リスト中の次の
プロセスへ歩進する。これは第１５Ｅ図に示され
ている状況である。そこから手続き「delete
step」が終了し、DELETE FLAGが依然として
セツトされているから、プロセツサの次の動作は
手続き「delete step」を再び実行することであ
る。したがつて、手続き「delete step」の７行
目の条件が適用され、ＣレジスタがプロセスＰで
ある現在のプロセスの作業域ポインタをいま含む
であろうことがいまわかるであろう。これは、リ
ストは削除すべきプロセスがいま見出されてお
り、「delete step」の定義の９行目に従つて
DELETE FLAGが０にクリアされる。これによ
り、タイマ・リストからのそれ以上の削除ステツ
プが阻止される。「delete step」の定義の10、11
行目に従つて、プロセスＰのためにTLink場所６
８に現在保持されている値（すなわち、プロセス
Ｙの作業域に対する作業域）をロードし、それか
らＣレジスタからの値を、プロセスＸのための
TLink場所である、Ｂレジスタにより示されてい
る場所に書込むことにより、プロセスＰがタイ
マ・リストから除去される。いいかえると、プロ
セスＸのTLink場所の内容が変えられて、プロセ
スＰの作業域に対するポインタをプロセスＹの作
業域に対するポインタで置き換える。それから、
タイマ行列上に残されているプロセスがあるかど
うかを、「delete step」手続きの13行目に従つて
プロセツサが調べる。その手続きにおいては、Ｂ
レジスタにTPTR場所の内容がロードされる。
定義の15行目に従つて、これが値「not process.
p」を有するものとすると、リストにはプロセス
は残されていない。そこから、17行目に従つて妥
当時間フラツグが零にセツトされる。一方、定義
の18行目に従つて「not process.p」以外の値が
見出されたとすると、タイマ・リスト上に別のプ
ロセスが存在し、定義の20行目に従つて、Ｂレジ
スタにより示されているプロセスの時間場所６９
から時間をとることにより次の時間レジスタが歩
進される。最後に、タイマ・リストからプロセス
Ｐを削除した後で、値「TimeNotSet.p」が、手
続き「delete step」の定義の21行目に従つて、
プロセスＰのTLink場所６８に書込まれる。この
結果として第１５Ｆ図に示されている位置にな
る。プロセスＰはもはやタイマ・リスト上にない
が、依然として現在スケジユールされているプロ
セスである。したがつて、それは「チヤネル・デ
イスエイブル」である次の命令を実行する。これ
はプロセスＰの作業域の０場所に値−１を見出
し、したがつてチヤネル７０がプロセスへの入力
のために選択される。次の命令「選択的終了」が
終つた時にコードオフセツトがプロセスＰのため
の命令ポインタに加えられて、チヤネル入力の選
択に従つてプログラムの正しい部分までプロセス
が動くように、プロセスＰのための作業域の０場
所に適切なコード・オフセツトがロードされる。 メツセージ・チヤネルまたはタイマからの選択
的入力を実行するプロセスのためのプログラムの
例 このプログラムの例は、フライホイールの１秒
間当りの回転数を計算するように構成されてい
る。プロセスは「rotation」と呼ばれるチヤネル
と、「rps」（これは１秒間当りの回転数を表す）
と呼ばれるチヤネルとの２つのチヤネルを通じて
通信するように構成される。フライホイールが１
回転を終えるたびにチヤネル「rotation」から入
力するようにプロセスは構成される。プロセスが
所定の時間の発生に応答できるように、プロセス
はタイマ入力も受けることができる。この例にお
いては、所定の時間は１秒間隔の連続する経過で
ある。プロセスは、１秒間に生じた回転数をチヤ
ネル「rps」を通じて毎秒出力するように構成さ
れる。このプログラムにおいては、下記のような
付加表記法が使用される：− プロセツサのクロツクの現在の値はNOWで表
される。 occamはプロセス 変数：＝NOW はプロセツサのクロツクの現在の値を変数に割当
てる。 「タイマ」入力は下記のように表される WAIT NOW AFTER ｔ この入力コンポーネントは、プロセツサ、クロ
ツクが時間ｔのAFTERの時間を保持するまで、
プロセスを進めることを指定する。 このプロセスのためのプログラムは下記の通り
である：

【表】

【表】 このプログラムの１行目は、このプロセスが２
つの変数を使用することを指定する。それらの変
数の一方は「Rotations」と呼ばれるもので、１
秒間に行われる回転の数を数えるために用いられ
る。他方の変数「EndOfInterval」は、現在の１
秒間の終りを示すプロセツサのクロツクの値を記
録するために使用される。２行目は、シーケンス
を３〜６行に記述されているところに従うことを
指定する。３行目においては、回転数のカウント
が０にセツトされる。４行目においては、５行目
が１秒間の終りのためのプロセツサの値を計算で
きるように、プロセツサのクロツクの現在の値が
読まれる。５行目において用いられる値10000は
１秒間におけるプロセツサのクロツク増分の回数
である。６行目は、７行目と14行目の間をたどる
選択的プロセスを連続して繰返えすべきことを示
す。７行目はプロセスをタイマ選択的プロセスと
して識別する。８行目と10行目は２つの選択的入
力を記述する。８行目は、フライホイールが１回
転を終つた時にチヤネル「rotation」からの信号
を入力できる。この入力が選択されるものとする
と、９行目の対応するプロセスが実行され、この
プロセス実行により現在の１秒間において数えら
れた回転数が増加させられる。10行目におけるタ
イマ入力は、現在の１秒間が終つた時に、選択で
きる。プロセスへのこのタイマ入力が選択される
ものとすると、12、13、14行目の対応するプロセ
スが実行される。12行目は、１つの期間中に生じ
た回転数のカウントを示す出力をチヤネル「rsp」
を通じて与える。13行目は回転カウントを０リセ
ツトし、14行目は次の１秒の期間の終りの時間を
計算する。 このプログラムを実現する命令シーケンスは下
記の通りである：−

【表】

【表】

【表】 この命令シーケンスに示すように、１、２行目
は回転数カウントを０に初期化する。３、４行目
は、ロード・タイマを動作させてプロセツサ・ク
ロツクを読むために、pfix関数を使用する。６〜
11行目は引き続くpfix関数と加算定数関数（add
constant function）を用いて、１秒間隔の終り
にプロセツサのクロツクの値を計算する。タイマ
選択的入力信号は13行目で始まり、13、14行目
は、「タイマ選択的開始」を動作させるために
pfix関数を使用する。15行目はポインタをチヤネ
ル「rotation」にロードし、16a、17行目は「チ
ヤネル・イネイブル」を動作させるためにpfix関
数を使用する。18行目は変数「EndOfInterval」
をロードする。19行目はガード値をロードし、
20、21行目は「タイマ・イネイブル」を動作させ
るためにpfix関数を使用する。22、23行目は「タ
イマ選択的待機」を実行する。24〜27行目はチヤ
ネル入力を調べる。24行目はチヤネル
「rotation」を識別する。25行目はガード値
MachineTRUEをロードする。26行目は、チヤ
ネル入力が選択される時に必要となる命令オフセ
ツトをロードする。26a、27行目はオペレーシヨ
ン「チヤネル・デイスエイブル」を実行する。28
〜32行目はタイマ入力を調べる。28行目は変数
「EndOfInterval」をロードする。29行目はガー
ド値をロードし、30行目は、プロセスがタイマ入
力を選択する時に必要である命令オフセツトをロ
ードし、31、32行目は「タイマ・デイスエイブ
ル」を実行する。32a、33行目「選択的終了」を
実行する。35行目は、チヤネル入力が選択される
時に実行される最初の命令である。45行目は、タ
イマ入力が選択される時に実行される最初の命令
である。 本発明は上記の例の詳細事項に限定されるもの
ではない。