JPH08278917A - デジタル計算機システム及びポインター決定方法 - Google Patents

デジタル計算機システム及びポインター決定方法

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JPH08278917A
JPH08278917A JP7266762A JP26676295A JPH08278917A JP H08278917 A JPH08278917 A JP H08278917A JP 7266762 A JP7266762 A JP 7266762A JP 26676295 A JP26676295 A JP 26676295A JP H08278917 A JPH08278917 A JP H08278917A
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data
address
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mem
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JP7266762A
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John K Ahlstrom
ジョン・ケイ・アールストローム
L Bachman Brett
ブレット・エル・バッチマン
A Belgard Richard
リチャード・エイ・ベルガード
H Bernstein David
デービッド・エッチ・バーンスタイン
Glen Brad Richard
リチャード・グレン・ブラット
F Clancy Gerald
ジェラルド・エフ・クランシー
S Gavrin Edward
エドワード・エス・ガブリン
Huns Gruner Ronald
ロナルド・ハンス・グルナー
H Katz Lawrence
ローレンス・エッチ・カッツ
Jamus Mundie Craig
クレイグ・ジェームズ・マンディ
S Richmond Michael
マイケル・エス・リッチモンド
Stephen I Schleimer
スチーブン・アイ・シュレイマー
Steven J Wallach
スチーブン・ジェイ・ウォラッチ
A Wallach Walter Jr
ウォルター・エイ・ウォラッチ・ジュニアー
M Wales Douglas
ダグラス・エム・ウェールズ
M Jones Thomas
トーマス・エム・ジョーンズ
F Pilat John
ジョン・エフ・ピラット
L Houseman David
デービッド・エル・ハウズマン
A Farber David
デービッド・エイ・ファーバー
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Abstract

(57)【要約】 【目的】デジタルデータ処理システムにおいて未決定の
ポインターを決定する。 【構成】未決定のポインターは、表現されたアドレスが
データ項目から得られた時に決定される。システムは、
デジタルコンピュータシステムのメモリー内に、未決定
のポインターと、該未決定のポインターを決定する手順
とを含み、また、ポインターを表現されたアドレスに翻
訳するポインター翻訳マイクロコード及び、マイクロコ
ードから手順を呼び出すためのコール・リターン・マイ
クロコードの制御下で動作するデジタルコンピュータシ
ステムのプロセスにおける装置を含む。ポインター翻訳
マイクロコードは、コール・リターン・マイクロコード
に、未決定のポインターを決定する手順を呼び出させる
ことによって、未決定のポインターに応答する。この手
順は未決定のポインター内のデータ項目を用いて表現さ
れたアドレスを得、これをポインター翻訳マイクロコー
ドに返す。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、デジタル・データ処理
システムに関し、特にデータ処理回路網において使用す
るのに適し、かつ簡単な柔軟性に富んだユーザ・インタ
ーフェースおよび柔軟性に富む多重レベルを有する内部
機構を備えた多重プロセス型デジタル・データ処理シス
テムに関する。
【０００２】
【従来の技術とその課題】データ処理システムの発展に
おける一般的な傾向は、相互に結合されたデータ処理回
路網における使用に適するシステムに対するものであっ
た。別の傾向は、システムの内部構造が柔軟性に富みユ
ーザから保護されかつユーザの側からは有効に認識でき
ず、かつまたユーザがシステムに対する柔軟性のある簡
単なインターフェースが与えられるデータ処理システム
に対するものであった。
【０００３】このようにデータ処理システムの実現に影
響を及ぼすいくつかの問題および短所が従来技術におい
ては繰返えして発現し、従来技術の諸問題および制約に
は下記の主題が含まれている。
【０００４】最初に、従来技術のデータ処理システムは
１つの回路網に連結された膨大な数のデータ処理システ
ムにより共用するに適したシステム的なアドレス指定シ
ステムを提供するものではなかった。従来技術のアドレ
ス指定システムは、充分に大きなアドレス空間を持た
ず、また情報が恒久的かつ一義的に識別され得なかっ
た。従来のアドレス指定システムは、情報の形式即ちフ
ォーマットに関して判定ならびに識別を行なわなかっ
た。更に、従来のアドレス指定システムは特定のデータ
処理システムの物理的な構造を反映するものであった。
即ち、このアドレス指定システムは、ある特定のコンピ
ュータが、例えば８，１６，３２，６４または１２８ビ
ットの機械であるかどうかに依存してきた。従来のデー
タ処理システムが処理システムの実際の物理的構造がユ
ーザにとって明らかであるアドレス指定機構を内蔵して
いたため、ユーザが実施し得る諸操作はアドレス指定機
構によって制約されるものであった。更にまた、従来の
処理システムは、固定されたワード長の機械として作動
し、更にユーザの操作を制約するものであった。
【０００５】従来のデータ処理システムは、あるユーザ
が別のユーザのデータおよびプログラムを許可なく使用
することを禁止する有効な機密保護機構を備えていなか
った。このような機密保護機構は、情報に対するアクセ
スを要求するユーザあるいは情報の一義的かつ確実な識
別を可能にするものではなく、あるいは操作において充
分に柔軟性を有する機構でもなかった。更にまた、アク
セスの権利は情報に関してではなくむしろユーザに関す
るものであって、そのためアクセス権の管理は難しかっ
た。最後に、従来技術の機密保護機構は「トロイの木馬
の論議」の適用を許すものであった。即ちある情報に対
するアクセス権を持たないユーザがかかるアクセス権を
有する別のユーザまたは手順を介してかかる情報に対す
るアクセスを行なうことができたのである。
【０００６】従来技術の更に別の問題は、データ処理シ
ステムに対する簡単かつ柔軟性に富んだインターフェー
スのユーザのインターフェースの提供の問題である。あ
るデータ処理システムに対するユーザ・インターフェー
スの性格は、これによりユーザがユーザのプログラムの
オペランドおよび手順を照合しかつこれを識別する手段
によって、またそのシステムの命令構造によって部分的
に決定されるものである。オペランドおよび手順は、慣
例的に単にユーザのプログラム以内での基準点および妥
当性を有するある形態の論理アドレスと呼ばれかつこれ
により識別される。これらのアドレスは、あるプログラ
ムが実行される毎にあるデータ処理システム内の論理ア
ドレスおよび物理アドレスに翻訳されねばならず、また
従ってしばしばあるプログラムの実行中に再び翻訳また
は再生されなければならない。加えて、ユーザはデータ
・フォーマットおよびハンドリングに関する特定の命令
を提供しなければならない。かかるオペランドまたは手
順に対する照合は、典型的には、ユーザ・プログラムの
命令ストリームの大部分からなり、構築のため多くの機
械の翻訳および操作を必要とする。これにより、従来の
システムに対するユーザのインターフェースが複雑化
し、プログラムの実行速度は低下するが、これはオペラ
ンドおよび手順に関するプログラム照合が複雑なためで
ある。
【０００７】データ処理システムの命令構造は、システ
ムの諸操作の制御のための諸命令と、これらの命令が実
行される手段の双方を含む。従来のデータ処理システム
は、１つか２つのユーザ言語、例えば、ＦＯＲＴＲＡＮ
またはＣＯＢＯＬにおける諸命令を有効に実行するよう
に構成されている。他のどんな言語で書かれたプログラ
ムでも有効に実行され得ない。更に、ユーザはしばし
ば、ある特定の従来のシステムが使用を意図される特定
の１つまたは２つの言語以外のどんな高水準の言語を用
いる時も困難なプログラミング上の諸問題に遭遇する。
【０００８】従来のデータ処理システムにおける更に別
の問題は、システムの内部機構、例えばスタック機構お
よび内部制御機構をユーザによる偶発的あるいは意図的
な妨害から保護する問題である。
【０００９】最後に、従来技術のデータ処理システムの
内部構造および作用は構造および作用において柔軟性ま
たは適合性を持たなかった。即ち、従来のシステムの内
部構造の構成および作用は、特定のデータ処理要件に見
合うようにシステムを容易に変更もしくは適合させるこ
とは許されなかった。このような変更には、特殊な目的
のサブシステム、例えば、浮動小数点またはアレイ処理
装置の加除の如き内部メモリーの容量の変更を含み得
る。更にこのような変更は、システムとのユーザのイン
ターフェースを大幅に有効化するものであった。理想的
には、データ処理システムの実際の物理的構造および作
用はユーザ・インターフェースにおいては明らかである
べきではない。
【００１０】
【発明の要約】本発明は、前述の諸問題および制約を解
決するデータ処理システムの改良ならびにその諸特徴を
提供するものである。
【００１１】本発明は、相互に結合されたデータ処理回
路網において使用するに適したデータ処理システムの構
造ならびに作用に関するものであるが、その内部構造は
柔軟性に富み、ユーザから保護され、ユーザからは充分
に不可視であり、かつユーザに対する柔軟性に富みかつ
簡単なインターフェースを提供するものである。このデ
ータ処理システムはシステムにおける使用のため、ある
いはシステムの操作により生成される全ての情報の恒久
的かつ一義的な識別を可能にするアドレス指定機構、お
よびかかる全てのデータ処理システムに対するアクセス
が可能でありかつかかる全てのデータ処理システムに対
して共通の非常に大きなアドレス空間を提供するもので
ある。このアドレス指定機構は、システムの物理的形態
からは独立的でありかつ１つのアドレスを用いてビット
細分レベルでかつ情報の形式即ちフォーマットに関して
情報を完全に識別することを可能にするアドレスを提供
する。本発明は、更に、種々のアクセス権が個々の情報
と関連する保護機構の提供にある。情報ならびに情報に
対するアクセスを要求するユーザは、システムのアドレ
ス機構により一義的に識別される。本保護機構はまたト
ロイの木馬的論議の適用を防止する。また本発明は、高
水準のユーザ言語命令が特定の適用符号に符号化され統
一された中間レベルの命令に変換されて複数のユーザ言
語に対する実行の等しい容易性を提供する命令構造を提
供するものである。別の特徴は、ユーザから明らかな内
部機構によって各アドレスに変換される統一されたフォ
ーマット名によりユーザのプログラムにおいてオペラン
ドが照合されるオペランド照合機構の提供にある。本発
明は更に、システムの内部機構をユーザによる妨害から
保護する多重レベルの制御およびスタック機構を提供す
るものである。更に他の特徴は、多くの同時の操作の実
行が可能でありかつ複数の別個の独立するプロセッサか
らなる柔軟性に富んだ内部構造を有するデータ処理シス
テムにある。かかる独立した各プロセッサは別のマイク
ロ命令制御装置、および中央部の通信ならびに記憶ノー
ドに対する少なくとも１つの独立した別個のポートを有
する。この通信および記憶ノードはまた、別個の独立し
たマイクロ命令制御を有する独立のプロセッサである。
このメモリー・プロセッサの内部は、多くの同時の記憶
および通信操作を実施することが可能な複数の独立的に
作用するマイクロ命令により制御されたプロセッサから
なっている。本発明はまた、前述の特徴を構成するため
のデータ処理システムの構造ならびに作用上の特徴を提
供するものである。
【００１２】このように、本発明をデータ処理システム
に内蔵することは、本発明が大きな相互に結合されたデ
ータ処理システムにおける使用に適するアドレス指定機
構を提供する故に有効である。加えて、本発明は、大き
な相互に結合されたデータ処理回路網における使用に適
する情報保護機構を提供する点で有効である。本発明は
更に、データ処理システムに対して簡単な、柔軟性に富
んだ更に効率の良いインターフェースを提供する点で有
効である。本発明は更にまた、特異な符号化され統一さ
れた中間レベル命令を包含する統一されたフォーマット
名および命令構造によって、ユーザ・プログラムにおけ
るオペランドを照合するための機構を提供することによ
り、どんなユーザ・レベルの言語においても等しく有効
であるデータ処理システムを提供する点において有効で
ある。加えて、本発明は、多重レベルの制御およびスタ
ック機構の提供により、データ処理システムの内部機構
をユーザの妨害から保護する。更に本発明は、同時の多
重操作を実施することが可能であり、かつ各々が別個の
マイクロ命令制御装置と、同時の多重記憶ならびに通信
操作の実施が可能な複数の独立したプロセッサからなる
中央の独立した通信兼記憶プロセッサに対する少なくと
も１つの別個の独立したポートとを有する複数の別個の
独立したプロセッサから構成される柔軟性に富んだ内部
システムの提供において有効である。
【００１３】
【発明の目的】従って、本発明の目的は改良されたデー
タ処理システムの提供にある。
【００１４】本発明の別の目的は、大型の相互に結合さ
れたデータ処理回路網において使用が可能なデータ処理
システムの提供にある。
【００１５】本発明の更に別の目的は、大型の相互に結
合されたデータ処理回路網における使用に適する改良さ
れたアドレス指定機構の提供にある。
【００１６】本発明の他の目的は、改良された情報保護
機構の提供にある。
【００１７】本発明の更に他の目的は、データ処理シス
テムに対する簡単で柔軟性に富むユーザ・インターフェ
ースの提供にある。
【００１８】本発明の更に他の目的は、オペランドの照
合のための改良された機構の提供にある。
【００１９】本発明の更に他の目的は、複数の高水準の
ユーザ言語を用いる有効なデータ処理システムの作用を
可能にする命令構造の提供にある。
【００２０】本発明の更に他の目的は、ユーザの妨害か
ら保護されたデータ処理の内部機構の提供にある。
【００２１】本発明の更に他の目的は、同時の多重操作
が可能な柔軟性に富んだ内部機構を有するデータ処理シ
ステムの提供にある。
【００２２】
【実施例】本発明の他の目的、長所および特徴について
は望ましい実施態様および図面の以下の詳細な説明を照
合すれば、当業者には充分に理解されよう。
【００２３】図面は図１乃至図９４から成り、更に各図
は数字および英字から成る１桁乃至４桁の番号を付され
た複数の図を含む。以下の説明においては図面との対応
関係を簡単かつ明瞭にするため、実際の図１乃至図９４
の代りに、これら１乃至４桁の番号をそれ自体あたかも
独立した図の番号を示すものとして扱う。例えば、図１
で１として示される図は図１、図２で４Ａとして示され
る図は図４Ａ、図３で５として示される図は図５という
ように参照して説明を進める。
【００２４】従って、上記の約束によれば、以下の説明
において照合される各図は概説項を除いて３桁または４
桁の番号により示される。最上桁は、ある特定の図面が
最初に述べられる以下の記述における章の番号を表わし
ている。２つの下位桁は、ある特定の章の順番の表示番
号を表わす。例えば、図３１９は、第３章に現われる１
９番目である。概説項に現われる図面は、これら図面が
この概説項において言及される順序を表わす１桁または
２桁の番号によって照合される。
【００２５】第２に、照合番号は２桁の番号から成り、
対応する要素が最初に現われる図面の番号がその前に置
かれる。例えば、照合番号３１９０１乃至３１９９９は
図３１９に現われる要素１乃至９９を示すことになる。
【００２６】最後に、関連する回路間の相互の接続は２
通りの方法で示される。最初に、説明を明瞭にするた
め、回路間の相互接続は、ワイヤ即ちバスの表示ではな
く共通の信号名即ち称号によって表わすことができる。
第２に、関連する回路が２つ以上の図面において示され
る場合、この図面は共通の図番を共有し、文字の付記に
より、例えば図３１９，図３１９Ａおよび図３１９Ｂに
より区別される。このような回路間の共通の電気的な地
点は、このような地点に至るリードを含む括弧および表
示「Ａ−ｂ」により示すことができる。「Ａ」は、同じ
共通点を有する他の図面、例えば図３１９Ａを示し、
「ｂ」は特定の共通の電気的地点を表わす。このように
２つ以上の図面において示された関連する回路の場合、
構成要素に対する照合番号は図面のグループに関する順
序で与えられ、かかる照合番号の図番部分はこれら図面
のグループの最初の図面のそれである。
【００２７】概説 Ａ．ハードウェアの概説（図１） Ｂ．個別的な作用の特徴（図２，図３，図４，図５，図
６） １．アドレス指定（図２） ２．Ｓ言語命令および名前空間のアドレス指定（図３） ３．アーキテクチャ基底ポインタのアドレス指定 ４．スタックの機構（図４〜図５） Ｃ．手順のプロセスおよび仮想プロセッサ（図６） Ｄ．ＣＳ１０１の全体的構造および作用（図７，図８，
図９，図１０，図１１，図１２，図１３，図１４，図１
５） １．序説（図７） ２．コンパイラ７０２（図７） ３．バインダ７０３（図７） ４．ＦＯＳ７０４（図７） ５．ＫＯＳおよびアーキテクチャ・インターフェース７
０８（図７） ６．プロセス６１０および仮想プロセッサ６１２（図
８） ７．プロセス６１０およびスタック（図９） ８．プロセス６１０および呼出し（図１０，図１１） ９．メモリーの照合および仮想メモリー管理システム
（図１２，図１３） １０．アクセス制御（図１４） １１．仮想プロセッサおよび仮想プロセッサのスワッピ
ング（図１５） Ｅ．ＣＳ１０１の構造的な構成（図１６，図１７，図１
８，図１９および図２０） １．（ＩＯＳ）１１６（図１６，図１７） ２．メモリー（ＭＥＭ）１１２（図１８） ３．取出し装置（ＦＵ）１２０（図１９） ４．実行装置（ＥＵ）１２２（図２０） １．序説（図１０１〜図１１０） Ａ．全体的な構造および作用（図１０１） ａ．全体的な構造 ｂ．全体的な作用 ｃ．用語の定義 ｄ．多種プログラム操作 ｅ．多重言語操作 ｆ．アドレス指定構造 ｇ．機密保護機構 Ｂ．コンピュータ・システム１０１１０の情報構造およ
び機構（図１０２，図１０３，図１０４，図１０５） ａ．序説（図１０２） ｂ．プロセス構造１０２１０（図１０３，図１０４，図
１０５） １．手順オブジェクト（図１０３） ２．スタック機構（図１０４，図１０５） ３．ＦＵＲＳＭ１０２１４（図１０３） Ｃ．仮想プロセッサ状態ブロックおよび仮想プロセスの
形成（図１０２） Ｄ．アドレス指定構造１０２２０（図１０３，図１０
６，図１０７，図１０８） １．オブジェクト、ＵＩＤ，ＡＯＮ、名前および物理ア
ドレス（図１０６） ２．アドレス指定機構１０２２０（図１０７） ３．名前の解明（図１０３，図１０８） ４．ＡＯＮアドレスの物理アドレスに対する評価（図１
０７） Ｅ．調整１０１１０の機密保護機構（図１０９） Ｆ．ＣＳ１０１１０のマイクロ命令機構（図１１０） Ｇ．ＣＳ１０１１０の特徴および別の実施態様の要約 ２．ＣＳ１０１１０主要サブシステムの詳細な説明（図
２０１〜図２０６，図２０７〜図２７４） Ａ．ＭＥＭ１０１１２（図２０１，図２０６，図２０７
〜図２３７） ａ．用語の説明 ｂ．ＭＥＭ１０１１２の物理的構造（図２０１） ｃ．ＭＥＭ１０１１２の全体的作用 ｄ．ＭＥＭ１０１１２のポート構造 １．ＪＯポートの特性 ２．ＪＯポートの特性 ３．ＪＩポートの特性 ｅ．ＭＥＭ１０１１２の制御構造および作用（図２０
７） １．ＭＥＭ１０１１２の制御構造 ２．ＭＥＭ１０１１２の制御作用 ｆ．ＭＥＭ１０１１２の作用 ｇ．ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１６に対するＭ
ＥＭ１０１１２のインターフェース（図２０９，図２１
０，図２１１，図２０４） １．ＩＯポート２０９１０の作用特性（図２０９，図２
０４） ２．ＪＰＯポート２１０１０の作用特性（図２１０） ３．ＪＰＩポート２１１１０の作用特性（図２１１） ｈ．ＦＩＵ２０１２０（図２０１，図２３０，図２３
１） Ｂ．取出し装置１０１２０（図２０２，図２０６，図１
０１，図１０３，１０４０，図２３８） １．記述子プロセッサ２０２１０（図２０２，図１０
１，図１０３，図１０４，図２３８，図２３９） ａ．オフセット・プロセッサ２０２１８の構造 ｂ．ＡＯＮプロセッサ２０２１６の構造 ｃ．長さプロセッサ２０２２０の構造 ｄ．記述子プロセッサ２０２１８の作用 ａａ．オフセット・セレクタ２０２３８ ｂｂ．オフセット・マルチプレクサ２０２４０の詳細な
構造（図２３８） ｃｃ．オフセット・マルチプレクサ２０２４０の詳細な
作用 ａａａ．内部作用 ｂｂｂ．ＤＥＳＰ２０２１０に関する作用 ｅ．長さプロセッサ２０２２０（図２３９） ａａ．長さＡＬＵ２０２５２ ｂｂ．ＢＩＡＳ２０２４６（図２３９） ｆ．ＡＯＮプロセッサ２０２１６ ａａ．ＡＯＮＧＲＦ２０２３２ ｂｂ．ＡＯＮセレクタ２０２４８ ２．メモリー・インターフェース２０２１２（図１０
６，図２４０） ａａ．記述子トラップ２０２５６およびデータ・トラッ
プ２０２５８ ｂｂ．名前カッシェ装置１０２２６、アドレス翻訳装置
１０２２８および保護カッシェ装置１０２３４（図１０
６） ｃｃ．汎用カッシェ装置およびＮＣ１０２２６（図２４
０） ｄｄ．ＡＴＵ１０２２８およびＰＣ１０２３４ ３．取出し装置制御ロジック２０２１４（図２０２） ａａ．取出し装置制御ロジック２０２１４の全体的構造 ｂｂ．取出し装置制御ロジック２０２１４の作用 ａａａ．取出し装置２０２６４、命令バッファ２０２６
２、オペランド解析装置２０２６４、命令コード・レジ
スタ２０２６８、ＣＰＣ２０２７０、ＩＰＣ２０２７２
およびＥＰＣ２０２７４（図２４１） ｂｂｂ．取出し装置のタスク指名テーブル１１０１０、
実行装置のタスク指名テーブル２０２６６および命令コ
ードレジスタ２０２６８（図２４２） ｃｃｃ．次のアドレス・ゼネレータ２４３１０（図２４
３） ｃｃ．ＣＳ１０１１０の内部機構に対するＦＵＣＴＬ２
０２１４の回路（図２４４〜図２５０） ａａａ．状態ロジック２０２９４（図２４４，図２４４
（Ａ〜Ｚ）） ｂｂｂ．事象ロジック２０２８４（図２５４，図２４
６，図２４７，図２４８） ｃｃｃ．取出し装置のＳインタプリタ・テーブル１１０
１２（図２４９） ｄｄ．ＣＳ１０１１０の内部機構制御 ａａａ．戻り制御ワード・スタック１０３５８（図２５
１） ｂｂｂ．機械制御ブロック（図２５２） ｃｃｃ．レジスタのアドレス・ゼネレータ２０２８８
（図２５３） ｄｄｄ．タイマー２０２９６（図２５４） ｅｅｅ．取出し装置１０１２０の実行装置１０１２２に
対するインターフェース Ｃ．実行装置１０１２２（図２０３，図２５５乃至図２
６８） ａ．実行装置１０１２２の一般構造 １．実行装置の入出力装置２０３１２ ２．実行装置の制御ロジック２０３１０ ３．乗算ロジック２０３１４ ４．指数ロジック２０３１６ ５．乗算制御装置２０３１８ ６．テストおよびインターフェース・ロジック２０３２
０ ｂ．実行装置１０１２２の作用（図２５５） １．実行装置の制御ロジック２０３１０（図２５５） ａａ．指令キュー２０３４２ ｂｂ．指令キューの事象制御記憶装置２５５１４および
指令キュー事象アドレス制御記憶装置２５５１６ ｃｃ．実行装置のＳインタプリタ・テーブル２０３４４ ｄｄ．マイクロコード制御復号レジスタ２０３４６ ｅｅ．次のアドレス・ゼネレータ２０３４０ ２．オペランド・バッファ２０３２２ ３．乗算器２０３１４（図２５７，図２５８） ａａ．乗算器２０３１４の入出力データ経路およびメモ
リー（図２５７） ａａａ．コンテナ・サイズの検査 ｂｂｂ．最終結果の出力マルチプレクサ２０３２４ ４．テストおよびインターフェース・ロジック２０３２
０（図２６０〜図２６８） ａａ．ＦＵ１０１２０／ＥＵ１０１２２のインターフェ
ース ａａａ．指令キュー２０３４２のローディング（図２６
０） ｂｂｂ．オペランド・バッファ２０３２０のローディン
グ（図２６１） ｃｃｃ．再記憶（図２６２） ｄｄｄ．テスト条件（図２６３） ｅｅｅ．例外検査（図２６４） ｆｆｆ．遊休状態ルーチン ｇｇｇ．ＥＵ１０１２２スタックの機構（図２６５，図
２６７） ｈｈｈ．実行装置のＳインタプリタ・テーブル２０３４
４のローディング（図２６８） Ｄ．入出力システム１０１１６（図２０４，図２０６，
図２６９） ａ．入出力システム１０１１６の構造（図２０４） ｂ．入出力システム１０１１６の作用（図２６９） １．データ・チャネル素子 ２．入出力制御プロセッサ２０４１２ ３．データ移動器２０４１０（図２６９） ａａ．入力データバッファ２０４４０および出力データ
バッファ２０４４２ ｂｂ．優先順位分解能および制御装置２０４４４（図２
６９） Ｅ．診断プロセッサ１０１１８（図１０１，図２０５） Ｆ．ＣＳ１０１１０のマイクロ機械構造および作用（図
２７０〜図２７４） ａ．序説 ｂ．ＦＵマイクロ機械を構成する諸素子のまとめ（図２
７０） １．大半のマイクロコードにより使用される諸素子 ａａ．ＭＯＤバス１０１４４、ＪＰＤバス１０１４２お
よびＤＢバス２７０２１ ｂｂ．マイクロコードのアドレス指定 ｃｃ．記述子プロセッサ２０２１８（図２７１） ｄｄ．ＥＵ１０１２２のインターフェース ２．特定化されたマイクロ機械素子 ａａ．命令ストリーム・リーダ２７００１ ｂｂ．ＳＯＰデコーダ２７００３ ｃｃ．名前翻訳装置２７０１５ ｄｄ．メモリー照合装置２７０１７ ｅｅ．機密保護装置２７０１９ ｆｆ．ＫＯＳマイクロ機械素子 ｃ．マイクロ機械スタックおよびマイクロルーチン呼出
しおよび戻り（図２７２，図２７３） １．マイクロ機械スタック（図２７２） ２．マイクロ呼出し兼戻し ３．マイクロルーチンの呼出しの手段 ４．事象の呼出しの発生（図２７３） ｄ．仮想マイクロ機械およびモニター・マイクロ機械 １．仮想モード ２．モニターマイクロ機械 ｅ．割込みおよび障害の取扱い １．一般的な原理 ２．ＣＳ１０１１０におけるハードウェア割込みおよび
障害の取扱い ３．モニター・モード：差動マスキングおよびハードウ
ェア割込みの取扱い ｆ．ＦＵマイクロ機械およびＣＳ１０１１０サブシステ
ム ３．名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタ（図３０
１〜図３０７，図２７４） Ａ．ポインタおよびポインタの分解能（図３０１，図３
０２） ａ．ポインタのフォーマット（図３０１） ｂ．ＦＵ１０１２０におけるポインタ（図３０２） ｃ．記述子からポインタへの変換 Ｂ．名前の空間およびＳインタプリタ（図３０３〜図３
０７） ａ．手順のオブジェクト６０６の総括（図３０３） ｂ．名前の空間 １．名前の分解能および評価 ２．名前のテーブル（図３０４） ３．アーキテクチャ基底ポインタ（図３０５，図３０
６） ａａ．名前の分解能および評価（図３０５） ｂｂ．ＣＳ１０１１０における名前の評価および名前の
分解の構成 ｃｃ．名前のカッシェ装置１０２２６の記入（図３０
６） ｄｄ．名前のカッシェ装置１０２２６のヒット ｅｅ．名前のカッシェ装置１０２２６のミス ｆｆ．名前のカッシェ装置１０２２６のフラッシング ｇｇ．命令ストリームの取出し ｈｈ．命令ストリームのオペランド解析 ｃ．Ｓインタプリタ（図３０７） １．ＳＩＰの特異数への翻訳（図３０７） ２．タスク指名 ４．核心のオペレーティング・システム Ａ．序説ａ．オペレーティング・システム（図４０１） １．オペレーティング・システムにより制御される資源
（図４０２） ｂ．ＣＳ１０１１０におけるオペレーティング・システ
ム ｃ．拡張されるオペレーティング・システムおよび核心
オペレーティング・システム（図４０３） Ｂ．オブジェクトおよびオブジェクト管理（図４０４） ａ．オブジェクトおよびユーザ・プログラム（図４０
５） ｂ．ＵＩＤ４０４０１（図４０６） ｃ．オブジェクトの属性 ｄ．属性とアクセス制御 ｅ．オブジェクトの構成 １．序説（図４０７，図４０８） ２．２次記憶装置１０１２４のオブジェクト（図４０
９，図４１０） ａａ．２次記憶装置１０１２４におけるオブジェクトの
内容の表示 ｂｂ．ＬＡＵＤ４０９０３（図４１１，図４１２） ３．活動状態のオブジェクト（図４１３） ａａ．ＵＩＤ４０４０１からＡＯＮ４１３０４への変換 Ｃ．アクセス制御システム ａ．主題 ｂ．定義域 ｃ．アクセス制御リスト １．主題のテンプレート（図４１６） ２．初期アクセス制御リスト（ＰＡＣＬ） ３．ＡＰＡＭ１０９１８および機密保護カッシェ装置１
０２３４（図４２１） ４．機密保護カッシェ装置１０２３４および機密保護検
査（図４２２） Ｄ．プロセス １．プロセス６１０および仮想プロセス６１２の同期 ａ．事象カウンタ４４８０１、待機記入４４８０４およ
び待機テーブル（図４４８，図４４９） ｂ．事象カウンタ４４８０１および待機記入４４８０４
との同期 Ｅ．仮想プロセッサ６１２（図４５３） ａ．仮想プロセッサの管理（図４５３） ｂ．仮想プロセッサ６１２および同期（図４５４） Ｆ．プロセッサ６１０のスタック操作 １．呼出しおよび戻り操作の序説 ２．マクロスタック（ＭＡＳ）５０２（図４６７） ａａ．ＭＡＳベース１０４１０（図４６８） ｂｂ．定義域によるデータ領域４６８５３（図４６８） ｃｃ．ＭＡＳフレーム４６７０９の詳細（図４６９） ３．ＳＳ５０４（図４７０） ａａ．ＳＳベース４７００１（図４７１） ｂｂ．ＳＳフレーム４７００３（図４７１） ａａａ．通常のＳＳフレーム・ヘッダー１０５１４（図
４７１） ｂｂｂ．マクロスタック１０５１６の詳細な構造（図４
７１） ｃｃｃ．交差領域ＳＳフレーム４７０３９（図４７１） ４．呼出しおよび戻りに関する手順オブジェクト６０８
の各部（図４７２） ５．仲介呼出しの実行 ａａ．仲介呼出しＳＩＮ ｂｂ．簡単な仲介呼出し（図２７０，図４６８，図４６
９，図４７０，図４７１，図４７２） ｃｃ．ＳＥＢを要求する手順６０２の呼出し（図２７
０，図４６８，図４６９，図４７０，図４７１，図４７
２） ｄｄ．交差手順のオブジェクト呼出し（図２７０，図４
６８，図４６９，図４７０，図４７１，図４７２） ｅｅ．交差領域の呼出し（図２７０，図４０８，図４１
８，図４６８，図４６９，図４７０，図４７１，図４７
２） ｆｆ．障害を生じた交差領域呼出し（図２７０，図４６
８，図４６９，図４７０，図４７１，図４７２） ６．近接域の呼出し（図４６８，図４６９，図４７２）概説 以下の概説は、最初に、本発明を実施したデジタルコン
ピュータ・システムの望ましい実施態様の全体的な物理
的構造および作用について簡単に述べる。次いで、この
コンピュータ・システムのいくつかの作用上の特徴につ
いて個々に述べることにする。次に、本コンピュータ・
システムの全体的な作用について前述の個々の特徴に関
して説明することになろう。
【００２８】Ａ．ハードウェアの概説（図１） 図１においては、本発明を実施したコンピュータ・シス
テム（ＣＳ）１０１のブロック図が示される。このＣＳ
１０１の主要な要素は、入出力システム（ＩＯＳ）と、
メモリー（ＭＥＭ）１１２と、ジョブ・プロセッサ（Ｊ
Ｐ）１１４である。ＪＰ１１４は、取出し装置（ＦＵ）
１２０と、実行装置（ＥＵ）１２２とからなる。ＣＳ１
０１はまた、本項においては示さない診断プロセッサ
（ＤＰ）を含む。
【００２９】最初にＩＯＳ１１６について述べれば、Ｉ
ＯＳ１１６の主な機能はＭＥＭ１１２と外部間の情報の
転送の制御である。情報はＭＥＭ１１２からＩＯＭバス
１３０を介してＩＯＳ１１６に対し、またＩＯＳ１１６
からＭＩＯバス１２９を介してＭＥＭ１１２に対して転
送される。ＩＯＭＣバス１３１は、ＭＥＭ１１２とＩＯ
Ｓ１１６の作用を連携させる両方向の制御信号からなっ
ている。ＩＯＳ１１６はまたＩＯＪＰバス１３２を介し
てＦＵ１２０に至るインターフェースを有する。ＩＯＪ
Ｐバス１３２は、主として２つの割込み回線からなる両
方向の制御バスである。これらの割込み回線は、ＦＵ１
２０がＩＯＳ１１６に対して、ＦＵ１２０による情報要
求がＭＥＭ１１２に置かれたことを表示することを許容
し、またＩＯＳ１１６がＦＵ１２０に対して、ＦＵ１２
０により要求された情報がＭＥＭ１１２のある場所に転
送されたことを通知することを許容する。ＭＥＭ１１２
はＣＳ１０１の主記憶装置であり、外部とＪＰ１１４間
の情報の転送のための経路として作用する。ＭＥＭ１１
２は、メモリー出力データ（ＭＯＤ）バス１４０を介し
てＦＵ１２０およびＥＵ１２２に対し命令およびデータ
を提供し、かつジョブ・プロセッサのデータ（ＪＰＤ）
バス１４２を介してＦＵ１２０とＥＵ１２２から情報を
受取る。ＦＵ１２０は物理的記述子（ＰＤ）バス１４６
を介してＭＥＭ１１２に対し読出しおよび書込み要求を
提供する。
【００３０】ＪＰ１１４はＣＳ１０１のＣＰＵであり、
かつ前に述べたように、ＦＵ１２０およびＥＵ１２２か
らなる。ＦＵ１２０の主な機能は、ユーザ・プログラム
の操作の実行である。この機能の一部として、ＦＵ１２
０はＭＥＭ１１２からの命令およびデータの転送、なら
びにＪＰ１１４の操作の結果のＭＥＭ１１２に対する返
送を制御する。またＦＵ１２０はオペレーティング・シ
ステム型の機能を実施し、完全な汎用ＣＰＵとしての動
作が可能である。ＥＵ１２２は、主としてある算術演算
をＦＵ１２０から免除するため設けられた論理演算装置
である。しかし、ＦＵ１２０はＥＵ１２２の諸操作を行
なうことができる。ＣＳ１０１の別の実施態様において
は、ＥＵ１２２は特定の算術的要件を有するユーザに対
する選択としてのみ提供することができる。ＦＵ１２０
とＥＵ１２２の動作の連携は、両方向の制御信号と相互
の割込み回線を含むＦＵ／ＥＵ（ＦＵＥＵ）バス１４８
により達成される。以下に更に述べるように、ＦＵ１２
０およびＥＵ１２２の両者は、例えば、ＡＬＵと関連す
るレジスタに加えて、それぞれＣＲＦおよびＥＲＦと呼
ばれる如きレジスタ・ファイル・アレイを含んでいる。
【００３１】ＣＳ１０１の主な特徴は、ＩＯＳ１１６、
ＭＥＭ１１２、ＦＵ１２０およびＥＵ１２２は各々が個
々の独立したマイクロ命令制御を有し、従ってＩＯＳ１
１６、ＭＥＭ１１２およびＥＵ１２２がＦＵ１２０の総
体的な制御の下で非同期的に作動することである。例え
ば、ＥＵ１２２は、ＦＵ１２０からのデータと１つの最
初の指令の受取りと同時に複雑な算術的演算を実行する
ことができる。
【００３２】ＣＳ１０１の全体的な構造および作用につ
いて簡単に説明したが、ＣＳ１０１のいくつかの特徴に
ついては次に更に個別的に説明しよう。
【００３３】Ｂ．個別的な作用の特徴（図２，図３，図
４，図５および図６） １．アドレス指定（図２） 図２においては、ＣＳ１０１のアドレス指定構造の各部
を示す図が示されている。ＣＳ１０１のアドレス指定構
造は、「オブジェクト」の概念に依存している。オブジ
ェクトは、ある特定の情報の形式を保有するコンテナと
見做すことができる。更に別の形式のオブジェクトはマ
イクロコードを有する。一般に、ある特定のオブジェク
トは唯１つの情報の形式即ち種類を有する。あるオブジ
ェクトは、例えば、２ビットまでの情報を含み得るが、
ある特定のオブジェクトの実際のサイズは柔軟性に富ん
でいる。即ち、ある特定のオブジェクトの実際のサイズ
は、情報がこのオブジェクトに書込まれる時増大し、ま
た情報がこのオブジェクトから取出される時に減少す
る。一般に、オブジェクトにおける情報は順次、即ち間
隙なしに記憶されるのである。
【００３４】ＣＳ１０１システムに存在し得る各オブジ
ェクトは、一義的記述子（ＵＩＤ）と呼ばれる通し番号
により一義的に識別される。１つのＵＩＤは、例えば特
定のＣＳ１０１システムおよびユーザに依存し、かつこ
のオブジェクトの形成時間を示す時間コードに依存する
通し番号からなる１２８ビットの値である。ＵＩＤは恒
久的にオブジェクトに割当てられ、２つのオブジェクト
が同じＵＩＤを有することはできず、またＵＩＤは再使
用することはできない。ＵＩＤはこれまで存在し得た全
てのＣＳ１０１に対して共通のアドレス指定ベースを提
供し、これにより形成されたどんなオブジェクトでも恒
久的かつ一義的に識別可能である。
【００３５】前述の如く、ＵＩＤは１２８ビットの値で
ありこのためＣＳ１０１の本実施例において便利に取扱
うことができる。従って各ＣＳ１０１においては、本シ
ステムにおいて活動状態であるオブジェクトは１４ビッ
トの活動状態のオブジェクト番号ＡＯＮが与えられる。
このシステムにおいて活動状態の各オブジェクトは単に
一時的に特定のオブジェクトに割当てられるに過ぎな
い。ＡＯＮは特定のＣＳ１０１の内部においてのみ有効
であり、両システム間では一義的ではない。オブジェク
トは１つのＡＯＮが割当てられるべくシステム内に物理
的に存在する必要はなく、単にＡＯＮが割当てられたな
らばそれだけでシステム内で活動状態になり得る。
【００３６】ある特定のオブジェクト内の特定のビット
は、ＵＩＤアドレスまたはＡＯＮアドレスによって識別
することができる。ＣＳ１０１においては、ＵＩＤおよ
びＵＩＤアドレスがＭＥＭ１１２その他で使用される
間、ＡＯＮおよびＡＯＮアドレスが有効である。ＵＩＤ
およびＡＯＮアドレスは、このオブジェクトのＵＩＤま
たはＡＯＮに対して３２ビットのオフセット（０）フィ
ールドを関連させることにより形成される。０フィール
ドは、ある特定のオブジェクトの開始に関するある特定
のビットのオフセット即ち場所を表示する。
【００３７】特定のオブジェクト内の情報のセグメント
（情報ビットのシーケンス）は、記述子によって識別す
ることができる。ＵＩＤ記述子は、あるＵＩＤアドレス
の３２ビットの長さのフィールドを付加することにより
形成される。ＡＯＮ即ち論理記述子は、あるＡＯＮアド
レスに３２ビットのＬフィールドを付加することにより
形成される。ＬフィールドはＵＩＤアドレスまたはＡＯ
Ｎアドレスにより識別される情報ビットから開始するあ
るオブジェクト内の情報ビットのあるセグメントの長さ
を識別する。長さの情報に加えて、ＵＩＤおよび論理記
述子もまた情報セグメント内の情報のある特性に関する
情報を含む形式フィールドを含んでいる。再び、ＡＯＮ
に基づく記述子はＪＰ１１４内部で使用されるが、ＵＩ
Ｄに基づく記述子はＭＥＭ１１２において使用される。
【００３８】図１および図２を一緒に考察すれば、ＵＩ
Ｄアドレスと記述子、およびＡＯＮアドレスと記述子間
の翻訳は、ＭＥＭ１１２とＪＰ１１４間のインターフェ
ースにおいて実施される。即ち、ＪＰ１１４内のアドレ
スおよび記述子はＡＯＮ形態であるがＭＥＭ１１２、Ｉ
ＯＳ１１６および外部におけるアドレスおよび記述子は
ＵＩＤ形態にある。ＡＯＮを用いるＣＳ１０１の他の実
施態様においては、ＵＩＤアドレス指定からＡＯＮアド
レス指定への変換は他のインターフェースにおいて、例
えば、ＩＯＳ１１６からＭＥＭ１１２へのインターフェ
ースにおいて、あるいはＩＯＳ１１６から外部へのイン
ターフェースにおいて生じ得る。ＣＳ１０１の他の実施
態様は、全てＵＩＤを用い、即ち、ＪＰ１１４内におい
てさえもＡＯＮは使用しないのである。
【００３９】最後に、ＭＥＭ１１２内の情報は、その記
憶空間内の特定の物理的場所を識別するＭＥＭ１１２の
物理的アドレスを介して見出される。ＩＯＳ１１６とＪ
Ｐ１１４の両者は、ＭＥＭ１１２に対して物理的アドレ
スを与えることによってＭＥＭ１１２内の情報をアドレ
ス指定する。ＪＰ１１４により与えられる物理的アドレ
スの場合には、これらのアドレスは物理的記述子（Ｐ
Ｄ）と呼ばれる。以下に述べるように、ＪＰ１１４は、
論理記述子を物理的記述子に翻訳する回路を有する。
【００４０】２．Ｓ言語命令および名前空間のアドレス
指定（図３） ＣＳ１０１は、Ｓ言語機械および名前空間機械の両者で
ある。即ち、ＣＳ１０１により実行されるべき命令はＳ
言語命令（ＳＯＰ）として表現され、オペランドは名前
により識別される。ＳＯＰは例えばＦＯＲＴＲＡＮおよ
びＣＯＢＯＬの如きユーザ言語命令より低いレベルの更
に詳細な命令であるが、従来の機械語命令よりは高いレ
ベルの命令である。ＳＯＰはＣＳ１０１のある特定の実
施態様ではなく特定のユーザ言語に固有のものである
が、従来の機械語の命令は特定の機械に特定される。Ｓ
ＯＰは更にマイクロコードにより翻訳されて実行され
る。各ユーザ言語に対しては、１組のＳＯＰであるＳ言
語ダイアレクトがある。例えば、ＣＳ１０１はＣＯＢＯ
Ｌ、ＦＯＲＴＲＡＮおよびＳＰＬに対するＳＯＰダイア
レクトを有し得る。ＣＳ１０１の特定の区別は、全ての
ＳＯＰが例えば１６ビットの一定の固定された長さであ
ることである。ＣＳ１０１は一般に各Ｓ言語ダイアレク
トに対して１組以上のマイクロコードを含んでいる。こ
れらのマイクロコード・ダイアレクトの組は、１つ以上
のＳＯＰが同じマイクロコードを用いる場合に、完全に
異なるか、あるいは重複する。
【００４１】前述の如く、ＣＳ１０１においては、全て
のオペランドが、８，１２または１６ビットの数である
名前によって識別される。ＣＳ１０１は、現在実行中の
プログラムに現われる各オペランドの名前に対する記入
を含む１つ以上の「名前テーブル」を含んでいる。各名
前テーブルの記入は、ある特定の名前で呼ばれるオペラ
ンドを記述する情報、ならびにこの情報を対応する論理
記述子に翻訳するためＣＳ１０１に必要な指令を含んで
いる。前述の如く、論理記述子は物理的記述子に翻訳さ
れてＭＥＭ１１２に関する読出しおよび書込みを行なう
ことができる。前述の如く、ＵＩＤは全てのＣＳ１０１
システムに対して一義的であり、ＡＯＮは個々のＣＳ１
０１システム内では一義的である。しかし、名前はユー
ザ・プログラムの文脈内においてのみ一義的である。あ
る特定の名前が２つの異なるユーザ・プログラムに現わ
れ、また各プログラム内では、異なる名前テーブル記入
を有し異なるオペランドを意味する。
【００４２】ＣＳ１０１はこれにより、２組の命令を用
いるものとして考えることができる。第１の組は、実行
されるべき算法を選定する命令であるＳＯＰからなる。
第２組の命令は、オペランドに関する照合を行なうため
の命令のテーブルへの記入点と見做すことができる。
【００４３】図３においては、ＣＳ命令ストリームが表
示されている。典型的なＳＩＮは１つのＳＯＰからな
り、オペランドに関する１つ以上の名前を有する。ＳＯ
Ｐおよび名前は、ユーザ・プログラムを非常にコンパク
トなコードにおいて表示することを可能にする。ユーザ
・プログラムの表示には機械語の命令よりも少ないＳＯ
ＰがＨＴとされる。また、ＳＯＰの使用によってコンパ
イラの構造が容易かつ簡単になり、またＣＳ１０１シス
テムの新たなユーザ言語への適用を容易にする。更に、
オペランドに関する名前の使用は、ＳＯＰが作動するオ
ペランドの形態に依存することを意味する。このため、
更に、オペランドの形態に依存する命令を指定するＳＯ
Ｐが必要とされないユーザ・プログラムの表示の際、更
にコンパクトなコードを可能にするのである。
【００４４】３．アーキテクチャ基底ポインタのアドレ
ス指定 以下において更に詳細に述べるように、ＣＳ１０１に存
在するユーザ・プログラムは１つ以上のオブジェクトを
含むことになる。最初に、ある手順オブジェクトはユー
ザ・プログラムの少なくともＳＩＮおよびプログラムの
オペランド名前に対する記入を含む名前テーブルとを含
んでいる。このＳＩＮは、例えば、多くのユーザに共通
に使用可能な手順を含む他の手順オブジェクトに対する
照合即ち呼出しを含み得る。第２に、静的データ領域
は、プログラムの少なくとも１つの実行のための存在を
有するデータである静的データを含み得る。また第３
に、以下に説明するマクロスタックは、あるプログラム
の実行中に生成されたデータである局所データを含み得
る。各手順オブジェクト、静的データ領域およびマクロ
スタックは、ＵＩＤおよびＡＯＮにより識別されかつＵ
ＩＤおよびＡＯＮのアドレスおよび記述子によりアドレ
ス指定可能な個々のオブジェクトである。
【００４５】ユーザの手順オブジェクト、静的データ領
域およびマクロスタックにおける情報の場所は、３つの
値、即ちアーキテクチャ基底ポインタ（ＡＢＰ）等と呼
ばれる基底アドレスの内の１つからのオフセットとして
表示される。例えば、名前テーブルにおける場所の情報
は、前記ＡＢＰの１つからのオフセットとして表示され
る。ＡＢＰは、前に述べた如くに表示することができる
のである。
【００４６】これらの３つのＡＢＰとは、フレーム・ポ
インタ（ＦＰ）、手順の基底ポインタ（ＰＢＰ）および
静的データポインタ（ＳＤＰ）である。手順に対して局
所となるデータの場所、例えば、手順のマクロスタック
におけるデータの場所については、ＦＰからのオフセッ
トとして説明される。局所データでないデータ、即ち静
的データの場所は、ＳＤＰからのオフセットとして説明
される。手順オブジェクトにおけるＳＩＮの場所はＰＢ
Ｐからのオフセットとして説明され、これらのオフセッ
トはプログラム・カウンタ（ＰＣ）の値として決定され
る。ＡＢＰの値はプログラムの実行中に変化し、従って
ユーザの高レベルの言語プログラムをＣＳ１０１システ
ムにおいて実行されるべきプログラムへ変換するコンパ
イラによっては与えられない。プログラムが実行される
時は、ＣＳ１０１はＡＢＰに対する適正な値を提供す
る。あるプログラムが実際に実行されつつある時は、Ａ
ＢＰの値はＦＵ１２０のＧＲＦに記憶される。
【００４７】他のポインタが、例えば、ＣＳ１０１の機
密保護スタックの最上位のフレーム（以下に述べるマイ
クロコード・レベルのスタック）の識別、あるいはある
手順のＳＩＮの実行中においてその時使用中であるマイ
クロコードのダイアレクトの識別のために使用される。
これらのポインタはＦＰ，ＳＤＰおよびＰＢＰと同じも
のである。
【００４８】４．スタックの機構（図４乃至図５） 図４および図４Ａにおいては、それぞれ従来の機械およ
びＣＳ１０１の種々の制御レベルおよびスタック機構を
表わす図が示されている。最初に、図４においては、制
御の最上位のレベルが例えば、ＦＯＲＴＲＡＮまたはＣ
ＯＢＯＬにおけるユーザ言語命令４０２により与えられ
る。ユーザ言語命令４０２はユーザ・プログラムの実行
のため機械内部で使用される多数の更に詳細な機械語命
令４０４に変換される。機械内部においては、機械語命
令４０４は、更に直接機械のハードウェア４０８を制御
する一連のマイクロ命令であるマイクロコード命令４０
６により翻訳され実行される。ある従来の機械は、もし
その時の機械語命令４０４が実行できないか、あるいは
割込みされるならばその時のマイクロ命令でありかつ種
々の機械のレジスタであるその時の機械の状態の保管の
ため使用されるスタック機構４１０を含み得る。一般に
マイクロコードおよびハードウェア・レベルにおける機
械の状態は保管されない。その時の機械語命令４０４の
実行は、この機械語命令４０４の実行のためのマイクロ
命令シーケンスの開始時に後で再開されるのである。
【００４９】図４Ａにおいては、ＣＳ１０１における最
上位レベルの制御は従来の機械における如くユーザ言語
命令４１２によるものである。しかし、ＣＳ１０１にお
いては、ユーザ言語命令４１２は、従来の機械語命令よ
りも高いレベルであるＳＯＰ４１４に翻訳される。一般
に、１つのユーザ言語命令４１２は、従来の機械語命令
４０４の全シーケンスとは対照的に、最大２つ乃至３つ
のＳＯＰ４１４に変換される。ＳＯＰ４１４は、直接Ｃ
Ｓ１０１のハードウェア４１８を制御するマイクロコー
ド命令４１６（マイクロ命令のシーケンス）により翻訳
され実行される。ＣＳ１０１は、ＳＯＰ４１４のレベル
においてマクロスタック機構（ＭＡＳ）４２０を含む
が、これは従来の機械語スタック機構４１０とは構造も
作用も異なるものと対比できる。ＣＳ１０１はまたマイ
クロコード命令４１６のレベルで動作するマイクロコー
ド・スタック機構４２２を含み、そのためマイクロ命令
シーケンスの割込みされたマイクロ命令の実行は、この
割込みの時点において活動状態であった特定のマイクロ
命令によって後で再開することができる。ＣＳ１０１
は、従って、あるマイクロ命令のシーケンスの開始時か
らではなくこのシーケンスが割込みされた特定の時点か
らマイクロ命令シーケンスの実行が再開される如き割込
み動作の取扱いにおいて更に有効である。以下において
更に説明するように、マイクロコード・レベルにおける
ＣＳ１０１のマイクロコード・スタック機構４２２は有
効に２つのスタック機構からなる。最初のスタックはマ
イクロ命令スタック（ＭＩＳ）４２４であり、第２のス
タックはモニター・スタック（ＭＯＳ）４２６と呼ばれ
る。ＣＳ１０１のＳＩＮマイクロコード４２８およびＭ
ＩＳ４２４は、主として、ユーザ・プログラムのＳＯＰ
の実行と関連する。モニター・マイクロコード４３０お
よびＭＯＳ４２６はＣＳ１０１のある内部機能の動作と
関連している。
【００５０】ＣＳ１０１のマイクロスタックのＭＩＳ４
２４およびＭＯＳ４２６への分割は、ＣＳ１０１の別の
特徴を示している。従来の機械においては、モニター機
能は機械の主ＣＰＵと関連して作動する別のＣＰＵによ
って行なうことができる。ＣＳ１０１においては、１つ
のハードウェアＣＰＵが別のグループのマイクロコード
によって実施される両機能の実際の実行により両機能に
使用される。モニター・マイクロコード操作は、あるＳ
ＯＰ４１４により、またはＣＳ１０１ハードウェア４１
８により直接生成される制御信号により始動し得る。ハ
ードウェア４１８が生成した信号によるモニター・マイ
クロコード４３０の呼出しは、ＣＳ１０１のモニター機
能が常に呼出し可能であることを保証する。
【００５１】図５によれば、単一のユーザ・プログラム
または手順のためのＣＳ１０１のスタック機構が示され
る。基本的には、ＭＯＳ４２６を例外として、ＣＳ１０
１のスタックがＭＥＭ１１２に存在し、これらスタック
のある部分がＦＵ１２０およびＥＵ１２２に対して加速
されて操作速度を向上させるのである。
【００５２】ＭＥＭ１１２の記憶空間のある領域は、マ
クロスタック（ＭＡＳ）５０２の前述の如くＳＩＮレベ
ルにおいて作動するスタック機構を含むため残されてい
る。ＭＥＭ１１２の他の領域は、前述の如くマイクロコ
ード・レベルで作動しＭＩＳ４２４がその一部である機
密保護スタック（ＳＳ）５０４を含むため残されてい
る。
【００５３】以下に更に説明するように、例えば、ＡＬ
Ｕと関連するレジスタに加えて、夫々ＧＲＦおよびＥＲ
Ｆと呼ばれるレジスタ・ファイル・アレイを含む。ＦＵ
１２０においては、同図に示されているのはＦＵ１２０
のＧＲＦ５０６である。ＧＲＦ５０６は水平方向に３つ
の領域に分割されている。汎用レジスタ（ＧＲ）と呼ば
れる第１の領域は、一般に従来の機械におけるレジスタ
と同じ方法で使用することができる。ＧＲＦ５０６の第
２の領域はマイクロスタック（ＭＩＳ）４２４であり、
プロセスのＳＳ５０４の一部を含むため残されている。
ＧＲＦ５０６の第３の部分はＭＯＳ４２６を含むように
残されている。またＦＵ１２０内に示されるのはマイク
ロコード制御状態（ｍＣＳ）５１０と呼ばれるブロック
である。このｍＣＳ５１０はマイクロ命令およびハード
ウェア・レベルに関するその時のＦＵ１２０の作動状態
を含むレジスタその他のＦＵ１２０のハードウェアを示
している。ｍＣＳ５１０は、例えば、ＦＵ１２０の動作
を制御するその時のマイクロ命令を含み得る。
【００５４】ＥＵ１２２においては、その内部に実行装
置（ＥＵＳ）５１２と呼ばれる第１のブロックと、ＳＯ
Ｐスタック５１４と呼ばれる第２のブロックとである。
ＥＵＳ５１２はＦＵ１２０におけるｍＣＳ５１０と類似
し、ＥＵ１２２のその時の作動状態を反映する情報を含
む全てのレジスタおよび他のＥＵ１２２のハードウェア
を含んでいる。ＳＯＰスタック５１８は、ＥＵ１２２の
作用に関してプロセスのＳＳ５０４の一部を含むためス
タック機構として残されたＥＵ１２２のＥＲＦ５１６の
一部である。
【００５５】最初にＭＡＳ５０２について考察すれば、
前述の如く一般にＭＡＳ５０２が、ユーザ・プログラム
のあるプロセス（以下に述べる）の実行のその時の状態
を記憶するため使用される。
【００５６】次にＭＩＳ４２４について見れば、ＣＳ１
０１の本実施例においてはＭＩＳ４２４の保持のため残
されたＧＲＦ５０６の前記部分は、８つのスタック・フ
レームの容量を有する。即ち、ユーザ・プログラムの実
行に関する８つまでのマイクロ命令レベルの割込み即ち
呼出しがＭＩＳ４２４内にスタックすることが可能であ
る。ＭＩＳ４２４のスタック・フレームに記載された情
報は一般にＧＲ５０８およびｍＣＳ５１０からの情報で
ある。ＭＩＳ４２４のスタック・フレームは、ＳＳ５０
４の少なくとも１つのフレームであって８つ以下のフレ
ームがＧＲＦ５０６内に存在するように、ＭＩＳ４２４
およびＳＳ５０４間に転送される。このことは、プロセ
スのＳＳ５０４の少なくとも最上位のフレームがＦＵ１
２０に存在することを保証し、これによりこの最上位の
フレームへのアクセスが迅速になることによりＦＵ１２
０の作用速度を向上させるのである。ＭＥＭ１１２に存
在するＳＳ５０４は、あらゆる実際的なオブジェクトの
ため、ＭＩＳ４２４およびＳＳ５０４があたかもユーザ
にとって無限に長いスタックのように思われるように、
無制限のフレーム数を含み得るのである。
【００５７】ＭＯＳ４２６は完全にＦＵ１２０に存在
し、またＣＳ１０１の本事例においては、８つのスタッ
ク・フレームを有する。ＣＳ１０１の作用の特徴は、あ
る事象または割込みの取扱いのためのＣＳ１０１の機構
がその作用において、この作用がかかる障害または割込
みを惹起したＣＳ１０１の各部に依存しないことであ
る。ＣＳ１０１のモニター・マイクロコードにより取扱
われる事象の内には、例えばＭＥＭ１１２のページの障
害がある。ＭＥＭ１１２のページ障害は、ＦＵ１２０が
ＭＥＭ１１２におけるデータの照合を行ないかつこのデ
ータがＭＥＭ１１２にはない時は常に生じる。この操作
および同様な操作のため、ＭＯＳ４２６は完全にＦＵ１
２０に存在し、またこのためＭＥＭ１１２における情報
には依存しない。
【００５８】前述の如く、汎用レジスタ５０８、ＭＩＳ
４２４およびＭＯＳ４２６は各々ＧＲＦ５０６のある割
当てられた部分に存在する。このため、経験により示さ
れるように、汎用レジスタ５０８、ＭＩＳ４２４および
ＭＯＳ４２６の容量の変更における柔軟性を可能にし、
あるいは特定のオブジェクトのための個々のＣＳ１０１
の変更を可能にするものである。
【００５９】最後に、ＥＵ１２２について述べれば、Ｅ
ＵＳ５１２は機能的にはプロセッサのＳＳ５０４の一部
である。また前述の如く、ＥＵ１２２はＳＩＮに応答し
て算術演算を行ない、またＦＵ１２０によってあるＦＵ
１２０の操作に割込ませることができる。ＥＵＳ５１２
は割込みのスタッキングを可能にする。例えば、ＦＵ１
２０は最初に算術演算ＳＯＰに割込んでＥＵ１２２に名
前テーブル記入の評価を助けることを要求することがで
きる。この最初の割込みが完了する前に、ＦＵ１２０は
再び割込みが可能である如きである。
【００６０】ＳＯＰスタック５１４は、割込みがある算
術演算ＳＯＰに行なわれる時、ＥＵ１２２のその時の状
態を記憶するための単一のフレームである。割込まれた
ＳＯＰの状態がＳＯＰスタック５１４に転送され、割込
みがＥＵＳ５１２における実行を開始する。第２の割込
みの発生（最初の割込みが完了する前）と同時に、ＥＵ
の最初の割込み状態はＥＵＳ５１２からＳＳ５０４にお
けるスタック・フレームに対して転送され、第２の割込
みの実行がＥＵＳ５１２において開始する。もし第３の
割込みが第２の割込みの完了の前に生じるならば、ＥＵ
の第２の割込み状態はＥＵＳ５１２からＳＳ５０４にお
けるスタック・フレームに対して転送され、第３の割込
みの実行はＥＵＳ５１２において開始される、等々であ
る。このように、ＥＵＳ５１２およびＳＳ５０４は、Ｅ
Ｕ１２２に対する無限に長く見えるマイクロスタックを
提供する。この第３の割込みが完了するものと仮定する
と、第２の割込みの状態がＳＳ５０４からＥＵＳ５１２
に転送され、第２の割込みの実行が再開される。第２の
割込みの完了と同時に、第１の割込みの状態がＳＳ５０
４からＥＵＳ５１２へ転送されて完了される。第１の割
込みの完了後に、元のＳＯＰの状態がＳＯＰスタック５
１４からＥＵＳ５１２へ転送されて、このＳＯＰの実行
が再開されるのである。
【００６１】Ｃ．手順のプロセスおよび仮想プロセッサ
（図６） 図６においては、手順、プロセスおよび仮想プロセスが
示されている。前述の如く、実行されるべきユーザ・プ
ログラムがコンパイルされて、その結果手順６０２とな
る。手順６０２は、ユーザ・プログラムのＳＯＰ、ユー
ザ・プログラムのオペランド名前に対する記入を含む名
前テーブルならびに静的データ領域６０６を含むユーザ
手順オブジェクト６０４を含む。手順６０２はまた、他
の手順オブジェクト６０８、例えば、多くのユーザに共
通に使用可能なユーティリティ・プログラムも含んでい
る。作用において、手順６０２はユーザ・プログラムの
命令（手順）およびデータを含むものである。
【００６２】プロセス６１０は、前述の如く、ＳＯＰレ
ベルのユーザの手順６０２の状態を記憶するマクロスタ
ック（ＭＡＳ）５０２と、マイクロコードにおけるユー
ザの手順６０２の実行の状態を記憶する機密保護スタッ
ク（ＳＳ）５０４とを含む。プロセス６１０は、プロセ
ス６１０のＭＡＳ５０２に記憶される前述のＡＢＰを介
してユーザの手順６０２と関連する。同様に、プロセス
６１０のＭＡＳ５０２およびＳＳ５０４は、前述のアー
キテクチャ的でないポインタを介して関連している。手
順６０２は、有効にユーザの手順６０２に対してＣＳ１
０１の資源、ハードウェア、マイクロコードおよびソフ
トウェアをリンクする情報の主体である。作用におい
て、プロセス６１０は、前記手順６０２の実行のために
ユーザの手順６０２からＣＳ１０１の資源を使用可能に
する。ＣＳ１０１は、例えば、１２８までのプロセス６
１０を同時に使用可能にすることができる多重ポインタ
の機械である。同時に実行可能なプロセス６１０の数
は、ＣＳ１０１の仮想プロセッサ６１２の数によって決
定される。例えば、１６までの仮想プロセッサ６１２が
ある。
【００６３】図６に示されるように、仮想プロセッサ６
１２は、そのＳＳ５０４と関連する仮想ポインタの状態
ブロック（ＶＰＳＢ）６１４からなっている。ＶＰＳＢ
６１４は、作用においては、ＣＳ１０１のオペレーティ
ング・システムに対してアクセス可能な情報の実態であ
り、これによりＣＳ１０１のオペレーティング・システ
ムが前記プロセス６１０のＳＳ５０４を介してプロセス
６１０について通知されかつこれを与えられる。ＶＰＳ
Ｂ６１４は、前記プロセス６１０に関する情報を前記Ｖ
ＰＳＢ６１４に書込むことにより、ある特定のプロセス
６１０と関連させられる。ＣＳ１０１のオペレーティン
グ・システムは、ＰＳＢ６１４を介してプロセス６１０
に対してアクセスを行なうことによって、前記プロセス
６１０からＦＵ１２０に対するＡＢＰの如き情報を読出
すことができ、これにより実行のため前記プロセス６１
０をＦＵ１２０にスワッピングする。仮想プロセッサ６
１２はこれによりプロセス６１０を実行し、仮想プロセ
ッサ６１２は従って、関連するプロセス６１０がＦＵ１
２０にスワッピングされる時に「実在」となる「仮想的
な」、即ち潜在的存在である仮想プロセッサと見做すこ
とができると言われる。ＣＳ１０１においては、図６に
示されるように、一時に唯１つの仮想プロセッサ６１２
がＦＵ１２０について実行可能であり、またオペレーテ
ィング・システムは如何なる時にも、どの仮想プロセッ
サ６１２がＦＵ１２０について実行するかを選定する。
更に、ＣＳ１０１のオペレーティング・システムは、ど
のプロセス６１０が使用可能状態の仮想プロセッサ６１
２と関連させられるかを選定するのである。
【００６４】ＣＳ１０１のある個々の構造および作用上
の特徴について述べたが、ＣＳ１０１の全体的作用につ
いては更に詳細にこれらの個々の特徴に関して以下に述
べることにする。
【００６５】Ｄ．ＣＳ１０１の全体的構造および作用
（図７，図８，図９，図１０，図１１，図１２，図１
３，図１４および図１５） １．序説（図７） 図７に示すように、ＣＳ１０１は、１つのレベルの操作
が一般に更に高いレベルに対して可視である多重レベル
・システムである。ユーザ７０１は、アーキテクチャ・
レベル７０８において規定されるＳ言語、アドレス指定
および機密保護機構を知らない。その代り、ユーザは、
コンパイラ７０２、バインダ７０３および拡張された
（高水準の）オペレーティング・システム（ＥＯＳ）７
０４によって規定されるユーザ・インターフェース７０
９については判る。コンパイラ７０２は、高水準の言語
コードをＳＩＮに翻訳し、またバインダ７０３はプログ
ラムにおける記号名をＵＩＤオフセット・アドレスに翻
訳するのである。
【００６６】図７に示すように、アーキテクチャ・レベ
ル７０８はＦＵ１２０のインターフェース７１１によっ
て規定されることはない。その代り、プログラムが実行
される時アーキテクチャ資源レベルがＳ言語で翻訳され
たＳＩＮにより生成され、名前インタプリタ７１５がＳ
言語インタプリタ・マイクロコード７０５の制御下で作
動し、名前を論理記述子に翻訳する。ＣＳ１０１におい
ては、Ｓ言語インタプリタ・マイクロコード７０５と名
前インタプリタ・マイクロコード７１５の双方がＦＵ１
２０について実行するマイクロコードとして構成され
る。またＳ言語インタプリタ・マイクロコード７０５は
ＥＵ１２２を用いて計算を行なう。核心オペレーティン
グ・システム（ＫＯＳ）は、ＣＳ１０１に以下に更に説
明するＵＩＤオフセット・アドレス指定、オブジェク
ト、アクセス検査、プロセスおよび仮想プロセッサを提
供する。ＫＯＳは３つの種類の構成要素を有する。即
ち、ＫＯＳマイクロコード７１０、ＫＯＳソフトウェア
７０６およびＭＥＭ１１２におけるＫＯＳデーブルであ
る。ＫＯＳマイクロコード７１０の構成要素は、ある必
要な操作を実施する際ＦＵ１２０を補佐するマイクロコ
ードルーチンである。他の高水準の言語のルーチンと同
様に、ＫＯＳソフトウェア７０６の構成要素はＳ言語イ
ンタプリタ・マイクロコード７０５により翻訳されるＳ
ＩＮを含む。特殊なＫＯＳプロセスによって多くのＫＯ
Ｓの高水準の言語ルーチン７０６が実行され、他のルー
チンはいずれかのプロセスによって実行することができ
る。ＫＯＳ高水準言語ルーチン７０６およびＫＯＳマイ
クロコード７１０はＭＥＭ１１２におけるＫＯＳテーブ
ルを操作するのである。
【００６７】ＦＵ１２０のインターフェース７１１は、
ＫＯＳならびにＳ言語インタプリタ・マイクロコード７
０５からのみ可視である。本論のオブジェクトのため、
ＦＵ１２０は以下の主な素子を含むプロセッサとして考
えることができる。即ち、 −書込み可能制御ストア７１３に記憶されたマイクロコ
ードを実行して、このマイクロコードにより指定される
如きＦＵ１２０の諸素子を操作する制御機構７２５ −データが記憶されるレジスタを含むＧＲＦ５０６ −処置７１５ ＦＵ１２０に関して実行する全てのマイクロコードはこ
れらの素子を使用し、更に特殊な機能を実施するための
一群の素子があり、これらの素子は単に前記機能と関連
したマイクロコードによってのみ使用される。このマイ
クロコード、特殊素子、また時々はＭＥＭ１１２におけ
るテーブルがいくつかの機能を実施するための論理機械
を構成する。これらの機械については以下に詳細に説明
することにする。
【００６８】以下においては、図７に示された各レベル
により順次説明することにする。最初に、ユーザ・イン
ターフェース７０９における構成要素は、これらが如何
にユーザ・プログラムならびに要求をＣＳ１０１により
使用可能な形態に翻訳するかについて調べることにす
る。次いで、ユーザ・インターフェース７０９に関わる
構成要素について、これらが如何にＣＳ１０１の諸操作
の実施のための論理機械を形成するかを調べることにす
る。
【００６９】２．コンパイラ７０２（図７） コンパイラ７０２は、ユーザ７０１により手順オブジェ
クト６０８に書込まれた高水準の言語コードを含むファ
イルを翻訳する。手順オブジェクト６０８の２つの構成
要素は前に説明したコード（ＳＯＰ）および名前であ
る。ＳＯＰが諸操作を表わし、また名前はデータを表わ
す。このように、単一のＳＩＮは名前により示されるデ
ータについて実施されるべき一操作を規定する。
【００７０】３．バインダ７０３（図７） ある場合には、コンパイラ７０２はＡＢＰからのオフセ
ットとして場所を規定することができない。例えば、も
しある手順が別の手順オブジェクトに含まれるある手順
を呼出すならば、この呼出しが制御を転送する場所は呼
出し手順により使用されるＰＢＰからのオフセットとし
て規定することができない。このような場合には、コン
パイラは場所の規定のため記号名を使用する。バインダ
７０３は、記号名をＵＩＤオフセット・アドレスに翻訳
するユーティリティである。これは次の２つの方法で行
なわれる。即ち、別の手順オブジェクト６０８と１つの
大きな手順オブジェクト６０８に結合した後この手順オ
ブジェクト６０８のＡＢＰからのオフセットとして記号
名を再規定することにより、あるいはプログラムが実行
される時記号名を翻訳することにより行なわれる。この
２番目の場合には、バインダ７０３がＥＯＳ７０４から
補佐を要求する。
【００７１】４．ＥＯＳ７０４（図７） ＥＯＳ７０４は、ユーザ７０１が自分のプログラムの実
行を要求する資源を管理する。ユーザ７０１の観点から
は、これらの資源の最も重要なものはファイルおよびプ
ロセスである。ＥＯＳ７０４は、ＫＯＳにオブジェクト
を形成することを要求することによってファイルを構成
し、次いでこのファイルをオブジェクトにマッピングす
る。ユーザ７０１があるファイルにおける一操作を実施
する時に、ＥＯＳ７０４はファイルの操作をあるオブジ
ェクトの一操作に翻訳する。ＫＯＳはＥＯＳ７０４の要
求においてこれらを形成して、これらをＥＯＳ７０４に
対して使用可能にし更にユーザ７０１に対して使用可能
にする。ＥＯＳ７０４は、あるプロセスをある仮想プロ
セッサ６１２と関連させることによってこのプロセスを
実行させる。論理的観点においては、仮想プロセッサ６
１２はプロセス６１０の実行のためＫＯＳがＥＯＳ７０
４を与える手段である。明らかに、仮想プロセッサ６１
２の数と同数のプロセス６１０が同時にＣＳ１０１にお
いて実行することができる。この同時実行の錯覚は、仮
想プロセッサ６１２間にＪＰ１１４を多重化することに
よって生じ、プロセス６１０と仮想プロセッサ６１２が
構成される態様については以下に詳細に説明することに
する。
【００７２】５．ＫＯＳおよびアーキテクチャ・インタ
ーフェース７０８（図７） ＫＯＳマイクロコード７１０および名前インタプリタ・
マイクロコード７１５は、ＳＩＮ実行のためＫＯＳマイ
クロコード７１０およびＫＯＳソフトウェア７０６によ
り与えられる環境を要求する。例えば、前述の如く、名
前およびプログラムの場所はその値がプログラムの実行
中変化するＡＢＰに関して規定される。このＫＯＳ環境
は、ＡＢＰに対する値を提供し、従ってＭＥＭ１１２に
おける場所としての名前およびプログラムの場所を翻訳
することが可能となる。同様に、論理記述子をＭＥＭ１
１２に対する照合に翻訳して保護検査を実施するために
ＫＯＳの補佐が要求される。
【００７３】ＫＯＳにより提供される環境は下記の諸素
子を有する。即ち、 −あるユーザ７０１に対するプログラムの実行の状態を
含むプロセス６１０ −ＪＰ１１４に対するプロセス６１０のアクセスを生じ
る仮想プロセッサ６１２ −ＵＩＤをＪＰ１１４内部で使用可能な値に翻訳するオ
ブジェクト管理システム −プロセス６１０があるオブジェクトについての操作を
実施する権利を有するかどうかについて検査する保護シ
ステム −プロセス６１０が実際に外部からＭＥＭ１１２に対し
て照合して論理記述子を物理的記述子に翻訳するオブジ
ェクトの部分を移動する仮想メモリー管理システム 以下においては、このような環境の論理特性およびプロ
グラムがこれにおいて実行される状態について説明する
ことにする。
【００７４】６．プロセス６１０および仮想プロセッサ
６１２（図８） プロセス６１０および仮想プロセッサ６１２は既に論理
的観点において説明したが、図８はその高水準の物理的
構成を示している。
【００７５】図８は、プロセス６１０、仮想プロセッサ
６１２およびＪＰ１１４間の関係を示している。物理的
な観点においては、プロセス６１０はあるプログラムの
ユーザのその時の実行の状態を含むＭＥＭ１１２の領域
である。このような状態の一例は、ＡＢＰおよびプログ
ラム・カウンタ（ＰＣ）のその時の値である。ＰＢＰお
よびＰＣのその時の値が与えられると、プログラムにお
ける次のＳＯＰが実行可能であり、同様に、ＳＤＰおよ
びＦＰのその時の値が与えられると、プログラムの名前
が正確に解かれる。プロセス６１０はあるプログラムの
実行のその時の状態を含むため、プログラムの物理的実
行はいかなる時点においても停止および再開が可能であ
る。このように、プロセス６１０によってプログラムの
実行を制御することが可能となる。
【００７６】既に述べたように、ＫＯＳがプロセス６１
０を仮想プロセッサ６１２に、即ちＪＰ１１４のハード
ウェアについてマイクロ命令を実行することを必要とす
る状態を含むＭＥＭ１１２のある領域に結合した時のみ
プロセス６１０の実行が進行する。この結合操作は、単
にプロセス６１０の状態をそのＭＥＭ１１２の領域から
ＭＥＭ１１２の仮想プロセッサ６１２の領域へ転送する
ことに過ぎない。結合および解除はいかなる時にも生じ
得るため、ＥＯＳ７０４は仮想プロセッサ６１２間にお
いてプロセス６１０を多重化することができる。図８に
おいては、仮想プロセッサ６１２よりも多くのプロセス
６１０が存在する。ＪＰ１１４に関するプロセス６１０
の物理的実行は、プロセス６１０の仮想プロセッサ６１
２がＪＰ１１４に結合される時、即ち状態が仮想プロセ
ッサ６１２のＭＥＭ１１２の領域からＪＰ１１４のレジ
スタに対して転送される時にのみ生じる。ＥＯＳ７０４
が丁度プロセス６１０間で仮想プロセッサ６１２の多重
化を行なう時、ＫＯＳは仮想プロセッサ６１２間でＪＰ
１１４の多重化を行なう。図８においては、唯１つのプ
ロセス６１０が物理的に実行されつつある。ＪＰ１１４
が仮想プロセッサ６１２間で多重化を行なわれる手段に
ついては更に以下において詳細に説明することにする。
【００７７】７．プロセス６１０およびスタック（図
９） ＣＳ１０１においては、プロセス６１０は６つのオブジ
ェクト、即ち１つの手順オブジェクト９０１と５つのス
タックオブジェクト９０２乃至９０６からなる。図９は
プロセス６１０を示している。手順オブジェクト９０１
は、ＥＯＳ７０４がプロセス６１０の管理を要求する情
報を含んでいる。ＥＯＳ７０４は手順オブジェクト９０
１に対する直接的なアクセスは行なわず、その代りＫＯ
Ｓソフトウェア７０６、ＫＯＳマイクロコード７１０に
よって与えられる機能により必要とする情報を得る。こ
の情報に含まれているのは手順オブジェクト９０２乃至
手順オブジェクト９０６のＵＩＤである。スタックオブ
ジェクト９０２乃至９０６はプロセス６１０の状態を含
んでいる。
【００７８】スタックオブジェクト９０２乃至９０５が
ＣＳ１０１の定義域保護法により要求され、プロセス６
１０のＭＡＳ５０２を含む。簡単に述べれば、定義域は
一部はシステムがこの定義域において作用中に実施され
る操作により決定される。例えば、このシステムは、Ｅ
ＯＳ７０４の実行中ＥＯＳ７０４の定義域にあり、また
ＫＯＳソフトウェア７０６、ＫＯＳマイクロコード７１
０の諸操作の実行中はＫＯＳソフトウェア７０６、ＫＯ
Ｓマイクロコード７１０の定義域にある。プロセス６１
０はこれが入る各定義域に対して１つのスタックを持た
ねばならない。本例においては、定義域の数は４に固定
されているが、別の実施態様においては、どんな数の定
義域でも良く、従ってどんな数のスタックオブジェクト
でも良い。スタックオブジェクト９０６はプロセス６１
０の機密保護スタック５０４からなり、ＫＯＳソフトウ
ェア７０６、ＫＯＳマイクロコード７１０によってのみ
操作可能な状態を記憶することを必要とするのである。
【００７９】プロセス６１０によりなされる各呼出しの
結果機密保護スタック５０４およびＭＡＳ５０２に対す
るファイルの付加をもたらす。機密保護スタック５０４
のファイルにおいて記憶されるこの状態は呼出しのため
のマクロ状態、即ち仮想プロセッサ６１２に対してプロ
セス６１０を拘束することを必要とする状態を含んでい
る。ＭＡＳ５０２に付加されたファイルは、スタックオ
ブジェクト９０２乃至９０５の１つに置かれる。どのス
タックオブジェクト９０２乃至９０５がファイルを得た
かは、呼出された手順の実行領域によって決定されるの
である。
【００８０】図９は、プロセス６１０が４回の呼出しを
実行した後で、プロセス６１０のＭＡＳ５０２と機密保
護スタック５０４の状態を示している。機密保護スタッ
ク５０４は呼出し毎に１つのファイルを有し、プロセス
６１０のＭＡＳ５０２のファイルはスタックオブジェク
ト９０２，９０４および９０５において見出される。こ
れらの場所により明らかにされるように、フレーム１は
ＫＯＳソフトウェア７０６、ＫＯＳマイクロコード７１
０の実行領域によるルーチンの呼出しのためであり、フ
レーム２はＥＯＳ７０４の実行領域によるルーチンの呼
出しのためフレーム３および４はユーザの実行領域によ
るルーチンの呼出しのためのものである。プロセス６１
０は未だ、データベース管理システム（ＤＢＭＳ）によ
るルーチンの呼出しは行なわない。スタックオブジェク
ト９０２乃至９０５におけるフレームは一緒にリンクさ
れ、１つのフレームがスタックオブジェクト９０２乃至
９０５に付加される毎に１つのフレームが機密保護スタ
ック５０４に付加されあるいはこれから取除かれる。こ
れによりＭＡＳ５０２およびＳＳ５０４は、仮に５つの
別個のオブジェクトに論理的に包含されようとも、１つ
の論理スタックとして機能する。
【００８１】８．プロセス６１０および呼出し（図１
０，図１１） ＣＳ１０１においては、呼出しおよび戻し動作はＫＯＳ
ソフトウェア７０６、ＫＯＳマイクロコード７１０によ
って実行される。ＫＯＳソフトウェア７０６、ＫＯＳマ
イクロコード７１０が１つのプロセスに対する呼出しを
行なう時、これは次の如く行なわれる。即ち、 −機密保護スタック５０４の最上位のフレームにおける
呼出しのマクロ状態を保管する（図９） −その名前が呼出しに保持される手順を見出す。手順に
おける最初のＳＩＮの場所は新たなＡＢＰとなる。 −呼出された手順に含まれる情報を用いて、適正なスタ
ックオブジェクト９０２乃至９０５における新たなＭＡ
Ｓ５０２のフレームと、機密保護スタック５０４におけ
る新たな機密保護スタック５０４のフレームを生じる。
ＦＰはこの新たなＭＡＳ５０２を指定するように更新さ
れる。もし必要ならば、ＳＤＰもまた更新される。
【００８２】一旦ＡＢＰの値が更新されると、ＰＣが規
定され、名前の解明が可能となり、呼出されたルーチン
の実行の開始が可能となる。呼出されたルーチンに対す
る呼出しからの戻りと同時に、スタック・フレームは削
除され、ＡＢＰは呼出しルーチンのマクロ状態に保管さ
れた値に設定される。この呼出しルーチンは次に、この
呼出しに続く時点における実行を続行する。
【００８３】プロセス６１０は、ＦＯＲＴＲＡＮステー
トメントＡ＋ＢをＥＸＡＭＰＬＥと呼ばれるＦＯＲＴＲ
ＡＮルーチンに置き、またこれをＣＡＬＬＥＲと名付け
られた別のＦＯＲＴＲＡＮルーチンから呼出すことによ
り詳細に示すことができる。この事例を簡単にするた
め、前記ＣＡＬＬＥＲおよびＥＸＡＭＰＬＥの両者が同
じ実行領域を有するものと仮定する。問題となるＥＸＡ
ＭＰＬＥの部分は下記の如く示される。即ち、 サブルーチン（Ｃ） 整数Ｘ，Ｃ 整数Ａ，Ｂ ・・・・・ Ａ＝Ｂ ・・・・・ 戻り 終り 新たな要素は新しい形式アーギュメントＣと新しい局所
変数Ｘである。形式アーギュメントは、呼出しルーチン
において使用されるデータ項目からその値を受取るデー
タ項目である。このように、形式アーギュメントは呼出
し間で変化する。問題となるＩＮＶＯＫＥＲの各部は下
記の如くに見える。即ち、 サブルーチンＩＮＶＯＫＥＲ 整数Ｚ ・・・・・・ ＣＡＬＬ ＥＸＡＭＰＬＥ（Ｚ） ・・・・・・ 終り ＩＮＶＯＫＥＲにおけるＣＡＬＬ（呼出し）ステートメ
ントは、呼出されつつあるサブルーチンの名前とサブル
ーチンの形式アーギュメントに対する実際のアーギュメ
ントの名前を指定する。呼出しの間、サブルーチンの形
式アーギュメントは実際のアーギュメントにおいて生じ
る。このように、このＣＡＬＬステートメントにより規
定される呼出しの間、形式アーギュメントＣはＩＮＶＯ
ＫＥＲにおける変数Ｚにより表わされる値を有すること
になる。
【００８４】ＩＮＶＯＫＥＲが編集される時、コンパイ
ラはＣＡＬＬのステートメントと対応するＣＡＬＬ Ｓ
ＩＮを生じる。ＣＡＬＬ ＳＩＮは手順オブジェクトに
おける呼出されたルーチンの場所の始めに対応するポイ
ンタを表わす名前および呼出しの実際のアーギュメント
を表わす名前のリストを含んでいる。ＣＡＬＬが実行さ
れる時、名前は、ＭＡＳ５０２と機密保護スタック５０
４の諸操作の実施のため前に述べた如くＳＩＮの名前と
ＫＯＳマイクロコード７１０のマイクロコードを解くよ
う翻訳される。
【００８５】図１０は、ＫＯＳマイクロコード７１０の
呼出しマイクロコードがＭＡＳ５０２と機密保護スタッ
ク５０４を操作する方法を示している。図１０は下記の
要素を含む。即ち、 −ＦＵ１２０のＦＵレジスタ１０１４に含まれる呼出し
マイクロコード１００１ −ＣＡＬＬステートメントを実行しつつあるＩＮＶＯＫ
ＥＲの呼出しに帰属するマクロ状態の部分を含むＰＣ装
置１００２ −ＦＵレジスタ１０１４におけるレジスタ。ＦＵレジス
タ１０１４の内容はマクロ状態の残りとＥＸＡＭＰＬＥ
の場所と実際のアーギュメントＺに対応する記述子を含
む。 −手順オブジェクト１００６はＩＮＶＯＫＥＲとＥＸＡ
ＭＰＬＥとその名前テーブルとそのコードに対する記入
を含む。 −マイクロスタックオブジェクト１００８（ＭＡＳ５０
２）および機密保護スタックオブジェクト１０１０（機
密保護スタック５０４）は、ここで論述するＩＮＶＯＫ
ＥＲおよびＥＸＡＭＰＬＥの呼出しのためのスタック・
フレームを含む。ＥＸＡＭＰＬＥのフレームは、両方の
ルーチンが同じ手順オブジェクト１００６において含ま
れるため、ＩＮＶＯＫＥＲのフレームと同じマクロスタ
ックのオブジェクトに存在し、従って同じ実行定義域を
有する。
【００８６】ＫＯＳ呼出しマイクロコード１００１は、
最初に機密保護スタック５０４に関するＩＮＶＯＫＥＲ
の呼出しのマクロ状態が保管する。以下に論述するよう
に、この状態が保管される時、ＫＯＳソフトウェア７０
６の呼出しマイクロコード１００１は他のＫＯＳソフト
ウェア７０６を使用してマクロ状態に保持された場所の
情報をＭＥＭ１１２において使用されたポインタの形式
に変換する。次に、呼出しマイクロコード１００１はル
ーチンの名前に対する記述子を用いて手順オブジェクト
１００６におけるＥＸＡＭＰＬＥの記入に対するポイン
タを見出す。この記入から、呼出しマイクロコード１０
０１は、ＥＸＡＭＰＬＥの名前テーブルに対するポイン
タとＥＸＡＭＰＬＥのコードの始めを見出す。呼出しマ
イクロコード１００１はこれらのポインタを取り、他の
ＫＯＳソフトウェア７０６のマイクロコードを用いてこ
れらを記述子に翻訳し、またこの記述子をＰＢＰおよび
ＮＴＰの値に対して保存されたレジスタ１００４におけ
る場所に記述子を置く。次に、この呼出しマイクロコー
ド１００１はＰＣ装置１００２に含まれた値を更新し
て、これによりこの呼出しが完了する時、実行されるべ
き次のＳＩＮがＥＸＡＭＰＬＥにおける最初のＳＩＮと
なるのである。
【００８７】呼出しマイクロコード１００１は、次にＳ
Ｓ５０４とＭＡＳ５０２に関するＥＸＡＭＰＬＥのフレ
ームを構成する。この論議は、それ自体ＭＡＳ５０２に
おけるフレーム１１０２にのみ関する。図１１はＥＸＡ
ＭＰＬＥのフレーム１１０２を示す。フレーム１１０２
のサイズは、ＥＸＡＭＰＬＥの局所変数（Ｘ，Ａおよび
Ｂ）および形式アーギュメントＣによって決定される。
フレーム１１０２のＥＸＡＭＰＬＥの底部にはヘッダ１
１０４がある。ヘッダ１１０４は、スタックを管理する
ためＫＯＳソフトウェア７０６、ＫＯＳマイクロコード
７１０により使用される情報を含む。次には、アーギュ
メントＣにより表わされる値を含む場所に対するポイン
タ１１０６がくる。呼出しにおいては、Ｃに対する実際
の値はＩＮＶＯＫＥＲにおける局所変数Ｚである。全て
の局所変数に言えることであるが、Ｚにより表わされる
記憶域はＩＮＶＯＫＥＲの呼出しに帰属するスタック・
フレームに含まれる。名前インタプリタがＣの名前を解
いた時、記述子をレジスタに置く。呼出しマイクロコー
ド１００１はこの記述子を取りこれを１つのポインタに
変換し、このポインタをヘッダ１１０４の上に記憶す
る。
【００８８】ＦＰのＡＢＰは、実際のアーギュメントに
対する最後のポインタに続く場所を示すため、呼出しマ
イクロコード１００１はこの時前記場所を計算しこれを
記述子に変換し、これをＦＰに対して予約されたレジス
タ１００４に置く。次のステップはＥＸＡＭＰＬＥの局
所変数に記憶域を与えることである。ＥＸＡＭＰＬＥの
手順オブジェクト１００６は局所変数に必要とされる記
憶域のサイズを保持し、そのため呼出しマイクロコード
１００１は手順オブジェクト１００６からこの情報を
得、それだけの記憶域をフレーム１１０２に付加する。
ＦＰの新たな値および局所データに対する名前のテーブ
ルの記入に含まれる情報を用いて、名前インタプリタ・
マイクロコード７１５はこの時局所データに対する記述
子を構成することができる。例えば、名前テーブルにお
けるＡの記入は、これがＦＰから３２ビットオフセット
されて３２ビットの長さであることを規定する。このよ
うに、その記憶域は図１１におけるＸおよびＢに対する
記憶域の間に該当する。
【００８９】９．メモリーの照合および仮想メモリー管
理システム（図１２および図１３） 既に説明したように、局所記述子はＡＯＮフィールドと
オフセットフィールドと長さのフィールドを含む。図１
２は物理的記述子を示している。物理的記述子１２０２
は、フレーム番号（ＦＮ）フィールド、変位（Ｄ）フィ
ールドおよび長さ（Ｌ）フィールドを含む。フレーム番
号フィールドおよび変位フィールドは共に、データを含
むＭＥＭ１１２における場所を指定し、また長さフィー
ルドはデータの長さを指定する。
【００９０】以上のことから明らかなように、仮想メモ
リー管理システムは、論理記述子１２０４に含まれるＡ
ＯＮオフセット場所をフレーム番号変位場所に変換せね
ばならない。これは論理ページをＭＥＭ１１２のフレー
ムと関連させることによって上記の如くになる（註記、
ＭＥＭ１１２のフレームはスタック・フレームと混同す
べきでない。）。図１３は、ＭＡＳ５０２のオブジェク
ト１３０２が如何にして２次記憶において論理ページ１
３０４に分割されるか、また論理ページ１３０４が如何
にしてＭＥＭ１１２におけるフレーム１３０６に移動さ
れるかを示している。フレーム１３０６はサイズが固定
されたＭＥＭ１１２の連続領域である。仮想メモリー管
理システムがデータをＭＥＭ１１２に与える時、これは
論理ページ１３０８と呼ばれるフレーム・サイズの領域
において前記の状態になる。このように仮想メモリーシ
ステムの観点からは、各オブジェクトは論理ページ１３
０８に分割され、１つのページにおけるデータのアドレ
スはこのデータのオブジェクトのＡＯＮ、このオブジェ
クトにおけるページ数およびこのページにおけるその変
位からなる。図１３においては、ＥＸＡＭＰＬＥの局所
変数Ｂの場所は仮想メモリー・システムにより規定され
る如く示される。Ｂの場所はＵＩＤおよびオフセット、
あるいはＪＰ１１４の内部におけるＡＯＮおよびオフセ
ットである。仮想メモリー・システムにより規定される
ように、Ｂの場所はＡＯＮ、ページ数１３０８およびこ
のページ内の変位である。あるプロセスが変数Ｂを照合
する時、仮想メモリー管理システムは全ての論理ページ
１３０８をＭＥＭ１１２のフレーム１３０６へ移動させ
る。Ｂの変位は同じ状態を維持し、仮想メモリー・シス
テムはその論理ページ番号１３０８をページを含むＭＥ
Ｍ１１２におけるフレーム１３０６の数に変換する。
【００９１】仮想メモリー管理システムは、従って２種
類の変換を行なう。即ち、（１）ＡＯＮオフセット・ア
ドレスからＡＯＮページ番号変位アドレスへ、および
（２）ＡＯＮページ番号からフレーム番号への変換であ
る。
【００９２】１０．アクセス制御（図１４） １つのオブジェクトが照合される毎に、ＫＯＳソフトウ
ェア７０６、ＫＯＳマイクロコード７１０はこの照合が
妥当であるかどうかを検査する。以下の論議は、最初に
ＣＳ１０１におけるアクセス制御の論理的構造について
述べ、次いでこれを構成するマイクロコードおよび素子
について論述する。
【００９３】ＣＳ１０１は、主題に関するアクセス、ア
クセスのモードおよびオブジェクトサイズを規定する。
以下の３つの状態が守られるならば、１つのプロセスが
オブジェクトに見出されたデータ項目を照合することが
できる。即ち、 １）プロセスの主題がオブジェクトに対するアクセスを
行なう場合 ２）主題に対して規定されたアクセスのモードが意図さ
れた操作の実施に必要とされるモードを含む場合 ３）データ項目がオブジェクトに完全に含まれる場合、
即ちデータ項目のオフセットに対して付加されたデータ
項目の長さがオブジェクトにおけるビット数を越えない
場合 あるオブジェクトに対してアクセスする主題およびこれ
らの主題のオブジェクトに対するアクセスの種類が、ア
クセス制御リスト（ＡＣＬ）と呼ばれるオブジェクトと
関連するデータ構造により規定される。オブジェクトの
サイズはその属性の１つである。オブジェクトのサイズ
またはそのＡＣＬはいずれもオブジェクトには保持され
ることがない。両者はシステムのテーブルに含まれ、オ
ブジェクトのＵＩＤによってアクセス可能である。
【００９４】図１４は、ＣＳ１０１におけるアクセス制
御の論理的構造を示す。主題１４０８は４つの構成要素
を有する。即ち、主部１４０４、プロセス１４０５、定
義域１４０６およびタッグ１４０７である。タッグ１４
０７はＣＳ１０１の本実施例においては構成されず、そ
のため以下の記述は主部１４０４、プロセス１４０５お
よび定義域１４０６についてのみ述べる。 −主部１４０４は照合を行なうプロセスが生じたユーザ
を規定する。 −プロセス１４０５は照合を行なう時、プロセスを規定
する。 −定義域１４０６は、手順が照合を行なう時、プロセス
が実行する手順の実行領域を規定する。
【００９５】主題１４０８の各要素はＵＩＤにより表わ
される。もしＵＩＤが零ＵＩＤであるならば、主題の前
記要素はアクセス検査には影響を及ぼさない。非零ＵＩ
Ｄは、主題の要素についての情報を含むオブジェクトの
ＵＩＤである。主部オブジェクト１４０４はシステムの
ユーザに関する識別ならびに勘定情報を含み、プロセス
オブジェクト１４０５はプロセス管理情報を含み、定義
域オブジェクト１４０６は定義域毎のエラー処理部につ
いての情報を含んでいる。
【００９６】１つのオブジェクトに対するモードには次
の３つのモードがある。即ち、読出し、書込みおよび実
行のモードである。読出しおよび書込みは自明であり、
実行は主題がオブジェクトに含まれる命令を実行するこ
とを可能にするアクセスである。
【００９７】アクセス制御リスト（ＡＣＬ）１４１２は
記入１４１４からなる。各記入は２つの要素、即ち主題
テンプレート１４１６とモード規定子１４１８である。
主題テンプレート１４１６はオブジェクトを規定する一
群の主題を規定し、規定子１４１８はこれらの主題のオ
ブジェクトに対するアクセスの種類を規定する。論理的
に見れば、ＡＣＬ１４１２は１つのプロセスがあるオブ
ジェクト１４１０を照合する度に検査される。この照合
は、プロセスのその時の主題１４０８がオブジェクト１
４１０のＡＣＬ１４１２に関するものの１つである場
合、また主題１４０８に対する記入１４１４におけるモ
ードがプロセスが実施を要求する種類のアクセスを可能
にする場合にのみ成功し得るものである。
【００９８】１１．仮想プロセッサおよび仮想プロセッ
サのスワッピング（図１５） 前述の如く、プロセス６１０によるプログラムの実行
は、ＥＯＳ７０４がプロセス６１０を仮想プロセッサ６
１２に対して拘束しなければ生じ得ない。プロセス６１
０の物理的実行は、プロセッサの仮想プロセッサ６１２
がＪＰ１１４に対して拘束される間にのみ生じる。以下
の論議は、仮想プロセッサ６１２に帰属するデータベー
スならびに仮想プロセッサ６１２がＪＰ１１４に対して
拘束されかつこれから解除される手段に関するものであ
る。
【００９９】図１５は、ＫＯＳソフトウェア７０６、Ｋ
ＯＳマイクロコード７１０が仮想プロセッサ６１２を構
成するため使用する素子およびテーブルを示している。
ＦＵ１２０のＷＣＳは、仮想プロセッサ６１２をＪＰ１
１４に対して結合しかつこれらをＪＰ１１４から解除す
るためのＫＯＳソフトウェア７０６を保有する。タイマ
ー１５０２および割込み回線１５０４は、ＫＯＳソフト
ウェア７０６の呼出しを生じる信号を生じるハードウェ
ア素子である。タイマー１５０２は２つの素子、即ちあ
る時点に達した時を信号するようＫＯＳソフトウェア７
０６、ＫＯＳマイクロコード７１０により設定すること
ができる間隔タイマー１５０６と、仮想プロセッサ６１
２がＫＯＳソフトウェア７０６を呼出す前にＪＰ１１４
に対して拘束することができる最大時間間隔が存在する
ことを保証するエッグ・タイマー１５０８とを含んでい
る。割込み回線１５０４は、ＪＰ１１４がＩＯＳ１１６
からメッセージを受取る時例えばＩＯＳ１１６がＭＥＭ
１１２への論理ページのローディングを完了する時に作
用状態になる。
【０１００】ＦＵ１２０の汎用レジスタ５０８は、その
時ＪＰ１１４に拘束されている仮想プロセッサ６１２に
帰属する状態を保持する。ここで、仮想プロセッサ６１
２は仮想プロセッサＡと呼ばれる。更に、汎用レジスタ
５０８はＶＰスワッピング・マイクロコード１５１０の
実行のため予約されたレジスタを含む。ＡＬＵ１９４２
（ＦＵ１２０の一部）は、仮想プロセッサ６１２の１つ
がＪＰ１１４から解除され別の１つがＪＰ１１４に拘束
される時要求される記述子からポインタへの変換、およ
びポインタから記述子への変換のために使用される。Ｍ
ＥＭ１１２は、仮想プロセッサ６１２に対するデータベ
ースと、仮想プロセッサ６１２の管理のためＫＯＳソフ
トウェア７０６、ＫＯＳマイクロコード７１０により使
用されるデータベースとを含む。ＫＯＳソフトウェア７
０６、ＫＯＳマイクロコード７１０は、ＣＳ１０１に対
する固定数の仮想プロセッサ６１２を提供する。各仮想
プロセッサ６１２は仮想プロセッサ状態ブロック（ＶＰ
ＳＢ）６１４により表わされる。各ＶＰＳＢ６１４は仮
想プロセッサ６１２の管理のためＫＯＳソフトウェア７
０６、ＫＯＳマイクロコード７１０により使用される情
報を保有し、また更に仮想プロセッサ６１２をあるプロ
セスと関連させる情報を含んでいる。図１５は、一方が
仮想プロセッサ６１２Ａに帰属し、ＪＰ１１４において
仮想プロセッサ６１２Ａと置換することになる他方が仮
想プロセッサ６１２Ｂに帰属する２つのＶＰＳＢ６１４
を示す。ＶＰＳＢ６１４はＶＰＳＢアレイ１５１２に保
持される。この１５１２におけるＶＰＳＢ６１４の指標
は、ＶＰＳＢ６１４により表わされる仮想プロセッサ６
１２に帰属する仮想プロセッサ数１５１４である。仮想
プロセッサリスト１５１６は、仮想プロセッサ６１２の
管理のためＫＯＳソフトウェア７０６、ＫＯＳマイクロ
コード７１０が使用するリストである。もし仮想プロセ
ッサ６１２が実行可能であれば、その仮想プロセッサ数
１５１４は実行可能リストと呼ばれるリスト上にあり、
また仮想プロセッサ６１２が実行不能である場合はその
理由に従って実行不能の仮想プロセッサ６１２は他のリ
ストにある。仮想プロセッサ６１２Ｂの仮想プロセッサ
数１５１４は最初実行可能リストにあるものと仮定しよ
う。
【０１０１】あるプロセスが仮想プロセッサ６１２に拘
束される時、仮想プロセッサ数１５１４はプロセスの手
順オブジェクト９０１に複写され、プロセスの手順オブ
ジェクト９０１のＡＯＮおよびスタックは仮想プロセッ
サ６１２のＶＰＳＢ６１４に複写される（あるプロセス
が仮想プロセッサ６１２に対して拘束される限り、この
プロセスのスタックが活動状態に結合されるためＡＯＮ
が使用される。）。拘束操作はＥＯＳ７０４の要求にお
いてＫＯＳソフトウェア７０６、ＫＯＳマイクロコード
７１０によって実施される。図１５においては２つの手
順オブジェクト９０６が示されるが、その一方は仮想プ
ロセッサ６１２Ａが拘束されるプロセスに帰属し、他方
は仮想プロセッサ６１２Ｂが拘束されるプロセスに帰属
する。
【０１０２】ＣＳ１０１の全体的な作用上のある特徴に
ついて述べたが、ＣＳ１０１の構造の一構成について更
に以下に述べることにする。
【０１０３】Ｅ．ＣＳ１０１の構造的な構成（図１６，
図１７，図１８，図１９，図２０） １．（ＩＯＳ）１１６（図１６，図１７） 図１６においては、ＩＯＳ１１６の部分ブロック図が示
されている。ＩＯＳ１１６の主要素子には、ＥＣＬＩＰ
ＳＥバースト・マルチプレクサ・チャネル（ＢＭＣ）１
６１４と、ＮＯＶＡデータ・チャネル（ＮＤＣ）１６１
６と、ＩＯコントローラ（ＩＯＣ）１６１８と、データ
移動器（ＤＭ）１６１０とが含まれる。ＩＯＳ１１６の
データ・チャネル素子、例えばＢＭＣ１６１４およびＮ
ＤＣ１６１６は、外部に対するＩＯＳ１１６のインター
フェースを含む。情報およびアドレスは、ディスク・ド
ライブ、通信モードまたは他のコンピュータ・システム
の如き外部素子からＩＯＳ１１６のデータ・チャネル素
子によって受取られ、ＭＥＭ１１２に書込まれるべくＤ
Ｍ１６１０（以下に説明する）に対して送られる。同様
に、ＭＥＭ１１２から読出された情報はＤＭ１６１０を
介してＩＯＳ１１６のデータ・チャネルの素子に与えら
れ、従って前述の外部の素子に対して与えられる。これ
らの外部素子はＣＳ１０１のアドレス指定可能な記憶空
間の一部であり、ＵＩＤのアドレスを介してアドレス指
定可能である。
【０１０４】ＩＯＣ１６１８は汎用ＣＰＵ、例えばデー
タ・ゼネラル社から入手可能なＥＣＬＩＰＳＥ系コンピ
ュータである。ＩＯＣ１６１８の主な機能は、ＩＯＳ１
１６によるデータ伝送の制御である。更に、ＩＯＣ１６
１８は、外部素子のアドレスをＭＥＭ１１２内の物理的
アドレスに翻訳するため各データ・チャネル素子に対す
る個々のマップを生成する。図１６に示すように、各デ
ータ・チャネル素子は個々のアドレス翻訳マップ（ＭＡ
Ｐ）１６３２および１６３６を含む。これは、ＩＯＳ１
１６がＭＥＭ１１２の物理的アドレス空間の個々の領域
を各データ・チャネル素子に対して割当てることを可能
にする。この特徴は、１つのデータ・チャネル素子が別
のデータ・チャネル素子に帰属する情報の書込みまたは
読出しをしないようにする保護作用を提供する。更にＩ
ＯＣ１６１８は、２つ以上のデータ・チャネル素子に対
する重合するアドレス翻訳マップを生成して、これらの
データ・チャネル素子がＭＥＭ１１２の物理的アドレス
空間の共通領域を共用することを可能にするのである。
【０１０５】ＩＯＳ１１６のデータ・チャネル素子およ
びＭＥＭ１１２間のデータ転送は、バッファ・メモリー
（ＢＵＦ）１６４１を含むＤＭ１６１０を介する。バッ
ファ１６４１は、ＭＥＭ１１２およびＩＯＳ１１６が非
同期的に作用することを可能にする。ＤＭ１６１０はま
た、ＭＥＭ１１２に対する種々のデータ・チャネル素子
のアクセスを制御するリング許与ゼネレータ（ＲＧＧ）
１６４４を含んでいる。ＲＧＧ１６４４は、種々のデー
タ・チャネル素子により与えられる負荷が変化する時Ｉ
ＯＳ１１６のデータ・チャネル素子間のＭＥＭ１１２へ
のアクセスを割当てる際に柔軟性を有するように構成さ
れている。更に、ＲＧＧ１６４４は、データ・チャネル
素子のどれもあるいはどのグループもＭＥＭ１１２に対
するアクセスを独占しないことを保証する。
【０１０６】図１７においては、ＲＧＧ１６４４の作用
を表わす図が示されている。更に、以下の説明において
記述するように、ＲＧＧ１６４４は種々のチャネル素子
に対して割当てられた多数のポートを走査する整流子と
して見做すことができる。例えば、ポートＡ，Ｃ，Ｅお
よびＧはＢＭＣ１６１４に、ポートＢおよびＦはＮＤＣ
１６１６に、またポートＤおよびＨは別のデータ・チャ
ネルに対して割当てることができる。ＲＧＧ１６４４は
これらポートの各々を順次走査し、もしある特定のポー
トと関連するデータ・チャネル素子がＭＥＭ１１２に対
するアクセス要求中であるならば、このデータ・チャネ
ル素子に対してＭＥＭ１１２へのアクセスを許与するこ
とになる。もしあるポートに要求がなければ、ＲＧＧ１
６４４は即時次のポートへの走査を続行する。１つ以上
のポートが割当てられた各データ・チャネル素子は、こ
れによりＭＥＭ１１２に対するアクセスの機会を保証さ
れる。例えば、その時情報転送に関与していないデータ
・チャネル素子を表示する未使用のポートは、ＭＥＭ１
１２に対するアクセスが種々のデータ・チャネル素子の
情報転送負荷により動的に変更されるように、有効に飛
越される。ＲＧＧ１６４４のポートは、必要に応じてあ
る特定のＣＳ１０１システムの適する如きＩＯＳ１１６
の種々のデータ・チャネル素子間で再割当てすることが
できる。もし例えばある特定のＣＳ１０１がＢＭＣ１６
１４ではなくてＮＤＣ１６１６を使用するならば、この
ＣＳ１０１のＮＤＣ１６１６はこれ以上のポートの割当
てが可能であるが、ＣＳ１０１のＢＭＣ１６１４はそれ
より少ない数のポートが割当てられる。
【０１０７】２．メモリー（ＭＥＭ）１１２（図１８） 図１８においては、ＭＥＭ１１２の部分的なブロック図
が示される。ＭＥＭ１１２の主要な要素は主記憶バンク
（ＭＳＢ）１８１０と、バンク・コントローラ（ＢＣ）
１８１４と、メモリー・カッシェ装置（ＭＣ）１８１６
と、フィールド・インターフェース装置（ＦＩＵ）１８
２０と、メモリー・インターフェース・コントローラ
（ＭＩＣ）１８２２である。これらの要素のＭＥＭ１１
２の入出力バスによるＩＯＳ１１６およびＪＰ１１４に
対する相互の結合の状態が示されている。
【０１０８】ＭＥＭ１１２は、ＩＯＭバス１３０とＭＩ
Ｏバス１２９とＩＯＭＣバス１３１からなるＩＯＳ１１
６に対する単一ポートと、ＪＰ１１４に対する二重ポー
トとを有する優先順位決定用インテリジェント・メモリ
ーである。最初のＪＰ１１４ポートＭＯＤバス１４０と
ＰＤバス１４６からなり、第２のポートはＪＰＤバス１
４２とＰＤバス１４６とからなる。一般に、ＩＯＳ１１
６およびＪＰ１１４によるＭＥＭ１１２に関する全ての
出入り転送は１つの３２ビット・ワードであり、ＩＯＭ
バス１３０、ＭＩＯバス１２９、ＭＯＤバス１４０、Ｊ
ＰＤバス１４２は夫々３２ビットの幅を有する。しか
し、ＣＳ１０１は、データ・バスの実際の物理的な幅は
ユーザには明らかでない可変ワード長さの機械である。
例えば、ユーザ・プログラムにおける１つの名前は９７
ビットのデータを含むオペランドを指す。ユーザにとっ
ては、この９７ビットのデータ項目は１回の操作でＭＥ
Ｍ１１２からＪＰ１１４に対して読出されるように見え
る。実際には、ＪＰ１１４はストリング転送と呼ばれる
一連の読出し操作においてＭＥＭ１１２からこのオペラ
ンドを読出すことになる。本例においては、このストリ
ング転送は３回の３２ビットの読出し転送と１回の単ビ
ット転送からなる。単一のデータ・ビットを含む最後の
単ビット転送は、１つのビットがデータであり３２ビッ
トが充填である３２ビットのワードとなる。ＭＥＭ１１
２に対する書込み操作は同じ方法で行なうことができ
る。もしＭＥＭ１１２に対する１回の読出しまたは書込
み要求がデータの３２ビットより少ないデータ項目を指
定するならば、この転送は前述の最終転送と同じ方法で
行なわれることになる。即ち、単一の３２ビット・ワー
ドは、非データビットが充填ビットである場合に転送さ
れることになるのである。ＭＥＭ１１２における大量の
データ記憶は、１つ以上のメモリー・アレイのカード
（ＭＡ）１８１２からなるＭＳＢ１８１０において提供
される。ＭＡ１８１２に関するデータの入出経路は、Ｍ
Ａ１８１２に関する全ての制御およびタイミング機能を
実施するＢＣ１８１４による。ＢＣ１８１４の機能は、
アドレス指定、データの転送、読出しまたは書込み操作
が実施されるかどうかの制御、リフレッシュ、スニッフ
ィングおよびエラー訂正コードの諸操作を含む。ＢＣ１
８１４によるＭＡ１８１２に関する全ての読出しおよび
書込み操作は、４つの３２ビット・ワードのブロックに
ある。
【０１０９】ＭＳＢ１８１０を含む種々のＭＡ１８１２
は、同じデータ記憶容量である必要はない。例えば、あ
るＭＡ１８１２は２５６Ｋバイトの容量を有するが、他
のＭＡ１８１２は５１２Ｋバイトの容量で良い。ＭＳＢ
１８１０におけるＭＡ１８１２のアドレス指定は種々の
ＭＡ１８１２の形態に対して自動的に適合する。図１８
に示したように、各ＭＡ１８１２は、次の下位のＭＡ１
８１２における最も上位のアドレスを表示するこのＭＡ
１８１２からの入力を受取るアドレス回路（Ａ）を含
む。ＭＡ１８１２におけるこのＡ回路はまた、ＭＡ１８
１２からの全アドレス空間を表示する入力を受取る。こ
のＭＡ１８１２のＡ回路は、次の下位のＭＡ１８１２か
らの最も上位のアドレスをそれ自体の容量を表わすそれ
自体の入力に加え、それ自体の最も上位のアドレスを表
示する次のＭＡ１８１２に対する出力を生じる。ＭＳＢ
１８１０の全てのＭＡ１８１２はＢＣ１８１４により並
列にアドレス指定される。各ＭＡ１８１２は、このよう
なアドレスを、前記の次の下位のＭＡ１８１２の最も上
位のアドレスを表わす次の下位のＭＡ１８１２からのそ
の入力、およびそれ自体の最も上位のアドレスを表わす
それ自体の出力と比較し、ＢＣ１８１４により与えられ
るある特定のアドレスが前記の特定のＭＡ１８１２内部
に含まれるアドレスの範囲内にあるかどうかを判定す
る。そのアドレス空間が前記のアドレスを含む特定のＭ
Ａ１８１２は、この時ＢＣ１８１４からの読出しまたは
書込み要求を受入れることにより応答する。
【０１１０】ＭＣ１８１６はＢＣ１８１４とＩＯＳ１１
６とＪＰ１１４間のデータの転送のためのデータ経路で
ある。ＭＣ１８１６は、ＩＯＳ１１６またはＪＰ１１４
のいずれかによりその時使用されつつあるＭＳＢ１８１
０からのデータを記憶する高速カッシェ装置を含む。こ
れにより、ＭＳＢ１８１０はＭＥＭ１１２に大きな記憶
容量を提供し、ＭＣ１８１６は高速のメモリーの様相を
呈する。カッシェ装置としての作用に加えＭＣ１８１６
は、ＩＯＳ１１６がＢＣ１８１４を介してＭＳＢ１８１
０に直接４つの３２ビットのワードのブロックを書込む
ことを可能にするバイパス書込み経路を含んでいる。更
に、ＭＣ１８１６は、データがＭＣ１８１６のカッシェ
から送出され、別のデータがＭＣ１８１６のカッシェに
転送される間記憶されることを許容するカッシェ書戻し
経路を含む。ＭＣ１８１６のカッシェからの変位された
データはこの時、更に都合の良い後の時点でＭＳＢ１８
１０に書戻すことができる。この書戻し経路は、新たな
データがＭＣ１８１６に書込まれる前に、データをＭＣ
１８１６からＭＳＢ１８１０へ転送することにより生じ
る遅延を避けることによってＭＣ１８１６の作用速度を
強化するのである。
【０１１１】ＭＥＭ１１２のＦＩＵ１８２０は、ＪＰ１
１４とＩＯＳ１１６の両者によるＭＥＭ１１２に関する
書込みおよび読出しにおけるデータ・フォーマットの操
作を可能にする。例えば、ＦＩＵ１８２０はアンパック
状態の１０進数データをパック状態の１０進数データ
に、またその逆に変換することができる。更に、ＦＩＵ
１８２０はＭＥＭ１１２がビット・アドレス指定可能な
メモリーとして作用することを可能にする。例えば、前
述の如く、ＭＥＭ１１２に関する全てのデータ転送は３
２ビット・ワードである。もし３２ビット以下のデータ
転送が要求されるならば、これらのデータ・ビットを含
む３２ビット・ワードはＭＣ１８１６からＦＩＵ１８２
０へ読出されここで所要のデータ・ビットを抽出するた
め操作することができる。次に、ＦＩＵ１８２０はこれ
らの要求されたデータ・ビット、プラス充填ビットを含
む３２ビット・ワードを生成し、この新たな３２ビット
・ワードをＪＰ１１４またはＩＯＳ１１６に対して与え
る。ＩＯＳ１１６からＦＩＵ１８２０を介するＭＥＭ１
１２への書込みにおいて、データはＩＯＭバス１３０上
に転送され、ＦＩＵ１８２０に読込まれ、これについて
処理され、ＭＯＤバス１４０上に送出され、ＭＯＤバス
１４０からＭＣ１８１６へ送出される。ＭＥＭ１１２か
らの読出し操作において、データはＭＣ１８１６からＭ
ＯＤバス１４０に対して転送され、ＦＩＵ１８２０に書
込まれてこれについて処理され、ＩＯＳ１１６に対する
ＭＩＯバス１２９上に転送される。ＭＥＭ１１２からＪ
Ｐ１１４へのデータ読出しにおいて、データはＭＣ１８
１６からＭＯＤバス１４０上に送出され、ＦＩＵ１８２
０に送出されてこれについて処理され、再びＪＰ１１４
に対するＭＯＤバス１４０上に送出される。ＪＰ１１４
からＭＥＭ１１２への書込み操作においては、ＪＰＤバ
ス１４２上のデータはＦＩＵ１８２０に送出されてこれ
について処理され、次いでＭＣ１８１６に対するＭＯＤ
バス上に転送される。ＭＯＤバス１４０はこれによりＦ
ＩＵ１８２０の操作のためのＭＥＭ１１２の内部バスと
して使用されるのである。
【０１１２】最後に、ＭＩＣ１８２２は、ＢＣ１８１４
とＭＣ１８１６とＦＩＵ１８２０の主な制御を行なう。
ＭＩＣ１８２２はＰＤバス１４６およびＩＯＭＣバス１
３１からの制御入力を受取ってこれらに対して制御出力
を与える。ＭＩＣ１８２２はＭＥＭ１１２に対する主な
マイクロコード制御を有するが、ＢＣ１８１４とＭＣ１
８１６とＦＩＵ１８２０は各々内部マイクロコード制御
を含む。独立した内部マイクロコード制御は、ＢＣ１８
１４とＭＣ１８１６とＦＩＵ１８２０が、それらの諸操
作がＭＩＣ１８２２によって開始された後に、ＭＩＣ１
８２２からは独立的に作動することを可能にする。この
ため、ＢＣ１８１４とＦＩＵ１８２０とＭＣ１８１６と
ＦＩＵ１８２０とが独立的かつ非同期的に作動すること
を可能にする。これにより、ＭＥＭ１１２の作用効率お
よび速度はＭＥＭ１１２の操作のパイプライン作用を許
容することによって促進されるのである。
【０１１３】３．取出し装置（ＦＵ）（図１９） ＦＵ１２０の主な機能はＳＩＮの実行である。これにお
いて、ＦＵ１２０はＭＥＭ１１２から命令およびデータ
（ＳＯＰおよび名前）を取出し、処理の結果をＭＥＭ１
１２に戻し、ＥＵ１２２の作用を指令し、ユーザ・プロ
グラムの命令を実行し、ＣＳ１０１のオペレーティング
・システムの諸機能を実施する。これらの機能の一部と
して、ＦＵ１２０は論理アドレスおよび記述子を生成し
てこれを操作し、汎用ＣＰＵとして作用することができ
る。
【０１１４】図１９においては、ＦＵ１２０の主要素子
は記述子プロセッサ（ＤＥＳＰ）１９１０である。ＤＥ
ＳＰ１９１０は汎用レジスタ・ファイル（ＧＲＦ）５０
６を含んでいる。ＧＲＦ５０６は、並列にアドレス指定
される３つの部分に垂直方向に分割された大きなレジス
タ・アレイである。最初の部分、即ちＡＯＮＧＲＦ１９
３２は論理アドレスおよび記述子のＡＯＮフィールドを
記憶する。第２の部分、即ちＯＦＦＧＲＦ１９３４は論
理アドレスおよび記述子のオフセット・フィールドを記
憶し、３２ビット幅の汎用レジスタ・アレイとして使用
される。第３の部分であるＧＲＦ５０６のＬＥＮＧＲＦ
１９３６は、論理記述子の長さフィールドの記憶のため
の３２ビット幅のレジスタであり、またデータの記憶の
ための汎用レジスタでもある。ＭＥＭ１１２からＦＵ１
２０への主要データ経路は、ＯＦＦＧＲＦ１９３４に対
して入力を提供するＭＯＤバス１４０による。図１９に
おいて示すように、データは種々の相互接続を経てＯＦ
ＦＧＲＦ１９３４からＡＯＮＧＲＦ１９３２およびＬＥ
ＮＧＲＦ１９３６の入力側に転送することができる。同
様に、ＬＥＮＧＲＦ１９３６およびＡＯＮＧＲＦ１９３
２からの出力は、ＡＯＮＧＲＦ１９３２、ＯＦＦＧＲＦ
１９３４およびＬＥＮＧＲＦ１９３６の入力側に対して
送出することができる。
【０１１５】ＯＦＦＧＲＦ１９３４の出力は、ＤＥＳＰ
１９１０の演算論理装置（ＡＬＵ）１９４２の入力側に
接続されている。ＡＬＵ１９４２は、ＭＵＸ１９４０に
より実行される汎用算術論理オペランドとは異なり、論
理アドレスおよび記述子の生成および操作において使用
することができる汎用３２ビットのＡＬＵである。ＡＬ
Ｕ１９４２の出力は、算術および論理演算の結果をＭＥ
Ｍ１１２またはＥＵ１２２に対して転送することを可能
にするためＪＰＤバス１４２に結合されている。
【０１１６】また、ＯＦＦＧＲＦ１９３４の出力側から
結合されているのはＭＵＸ１９４０である。ＭＵＸ１９
４０の出力はＡＬＵ１９４２の入力側に与えられる。Ｍ
ＵＸ１９４０は３２ビットのＡＬＵで、データ操作のた
めのアキュムレータを含む。ＭＵＸ１９４０は、ＡＬＵ
１９４２と共に、ＤＥＳＰ１９１０が３２ビットの算術
および論理演算を実施することを可能にする。ＭＵＸ１
９４０およびＡＬＵ１９４２は、更に大きなオペランド
の連続する３２ビット・ワードについて連続的な操作を
実施することにより、３２ビットより大きなオペランド
についての算術および論理演算を可能にし得る。
【０１１７】ＤＥＳＰ１９１０により生成されあるいは
与えられる論理記述子またはアドレス、論理記述子（Ｌ
Ｄ）バス１９０２に対して与えられる。ＬＤバス１９０
２は更に、アドレス翻訳装置（ＡＴＵ）１９２８の入力
側に結合されている。ＡＴＵ１９２８は、論理記述子を
ＭＥＭ１１２の物理的記述子に変換するためのカッシェ
機構である。
【０１１８】ＬＤバス１９０２はまた名前カッシェ装置
（ＮＣ）１９２６の書込み入力側に結合されている。Ｎ
Ｃ１９２６は、ユーザ・プログラムにおいてその時使用
中のオペランドの名前と対応する論理記述子を記憶する
カッシェ機構である。前述の如く、その時使用中のオペ
ランドと対応する名前テーブル記入はＭＥＭ１１２にお
いて記憶される。その時実行中のユーザ・プログラムの
オペランドに対するある名前テーブル記入は、ＭＥＭ１
１２におけるこれらの名前テーブルからＦＵ１２０に対
して転送され、ここで対応する論理記述子を生成するた
め評価される。これらの論理記述子はこの時ＮＣ１９２
６に記憶される。以下に更に述べるように、ユーザ・プ
ログラムの命令ストリームはＭＯＤバス１４０を介して
ＦＵ１２０の命令バッファ（ＩＢ）１９６２に対して与
えられる。ＦＵ１２０のオペランド分解装置（Ｐ）１９
６４はＩＢ１９６２からの名前を分離即ち分解して、こ
れらの名前をＮＣ１９２４に対するアドレス入力として
与える。ＮＣ１９２４は更に、ＬＤバス１９０２に対し
て、従ってＡＴＵ１９２８の入力側にも論理記述子出力
を与える。ＬＤバス１９０２からのＮＣ１９２６の入力
は、名前テーブルの記入の評価結果の論理記述子をＮＣ
１９２６に書込むことを可能にする。ＦＵ１２０のＯＦ
ＦＧＲＦ１９３４は、以下に更に述べるように、ＬＤバ
ス１９０２から結合された入力を有し、ユーザ・プログ
ラムによるＭＥＭ１１２におけるデータの照合の保護機
能に関する情報を与えるカッシェ機構である。これによ
り、ＮＣ１９２６、ＡＴＵ１９２８およびＰＣ１９３４
は論理アドレスから物理的アドレスに至る構造をアドレ
ス指定するＣＳ１０１の名前空間の夫々の加速機構およ
び保護機構である。
【０１１９】再びＤＥＳＰ１９１０に関して、ＤＥＳＰ
１９１０はＬＥＮＧＲＦ１９３６の出力側と結合された
ＢＩＡＳ１９５２を含んでいる。前述の如く、３２デー
タ・ビットより多くのビットを含むオペランドはストリ
ング転送によってＭＥＭ１１２およびＪＰ１１４間に転
送される。ストリング転送を実施するためには、ＦＵ１
２０が対応する一連の論理記述子を生成することが必要
であり、この場合これらの論理記述子の長さフィールド
は５ビット以上ではなく、即ち３２データ・ビットより
大きくない長さを規定する。
【０１２０】ストリング転送により転送されるべきデー
タ項目を説明する論理記述子はＧＲＦ５０６に記憶され
る。論理記述子のＡＯＮフィールドは、ＡＯＮＧＲＦ１
９３２、ＯＦＦＧＲＦ１９３４のＯフィールドおよびＬ
ＥＮＧＲＦ１９３６のＬフィールドに存在する。ストリ
ング転送における３２ビット・ワードの連続する転送毎
に、前記の元の論理記述子のＯフィールドは転送される
データ・ビットの数だけ増分されるが、このためＬフィ
ールドは減分されることになる。ＧＲＦ５０６に存在す
る論理記述子はこれにより、ストリング転送の連続する
転送毎に、未だ転送されるべきデータ項目の部分を記述
する。ＯＦＦＧＲＦ１９３４のＯフィールドはこのデー
タ項目への漸増的に大きくなるオフセットを表示する
が、Ｌフィールドは連続的に小さくなる長さを表示する
ことになる。ＧＲＦ５０６における論理記述子のＡＯＮ
およびＯフィールドは、ストリング転送の連続する論理
記述子のＡＯＮおよびＯフィールドである。しかし、Ｌ
ＥＮＧＲＦ１９３６に存在する論理記述子のＬフィール
ドは、このＬフィールドが未だ転送されるべきデータ項
目の残る長さを表示するため、連続するストリング転送
の論理記述子のＬフィールドのようには使用されない。
その代り、ＢＩＡＳ１９５２は連続するストリング転送
の論理記述子の５ビットのＬフィールドを生成するが、
ＬＥＮＧＲＦ１９３６における論理記述子の５フィール
ドはこれに対応して減分する。各転送の間、ＢＩＡＳ１
９５２は次のストリング転送の論理記述子のＬフィール
ドを生成するが、同時にその時のストリング転送の論理
記述子のＬフィールドを提供する。これにより、ＢＩＡ
Ｓ１９５２はその間、Ｌフィールドのパイプライン化さ
れた諸操作の実施によってストリング転送の実行速度を
増加する。これによりＢＩＡＳ１９５２は、ＣＳ１０１
がユーザにとってストリング転送を自動的に実施するこ
とによって可変ワード長さの機械であるかのように見え
るようにする。この機構は、例えば、３２ビットより大
きな２倍精度の浮動小数点数のデータ項目の転送に使用
されるのである。
【０１２１】最後に、ＦＵ１２０は、前述の全てのＦＵ
１２０操作を制御するためのマイクロコード回路を含
む。特に、ＦＵ１２０はＦＵ１２０の全操作の段階的な
実行を制御するための一連のマイクロ命令を記憶するマ
イクロ命令シーケンス制御記憶（ｍＣ）１９２０を含ん
でいる。一般に、これらのＦＵ１２０の操作は２つの種
類に該当する。第１の種類は、ユーザ・プログラムのＳ
ＯＰの実行に直接関連するマイクロ命令シーケンスを含
む。第２の種類は、名前テーブルの記入の評価の如きい
くつかの自動的な内部ＦＵ１２０機能を含むＣＳ１０１
のオペレーティング・システムと関連するマイクロ命令
シーケンスを含む。
【０１２２】前述の如く、ＣＳ１０１は多重Ｓ言語機械
である。例えば、マイクロ命令シーケンス１９２０は少
なくとも４つの異なるダイアレクトにおいてユーザのＳ
ＯＰを実行するためのｍＣ１９２０を含むことができ
る。ｍＣ１９２０は、書込み可能な制御記憶装置からな
り、種々のダイアレクトに対する組をなすｍＣ１９２０
は種々のユーザのプログラムの実行に必要とされる如く
ｍＣ１９２０に関して転入および転出することができ
る。ｍＣ１９２０における１つ以上のダイアレクトに対
する組をなすｍＣ１９２０を記憶することにより、ユー
ザ・プログラムがユーザの言語のある組合せにより書込
むことが可能である。例えば、ある特定のユーザ・プロ
グラムは、主としてＦＯＲＴＲＡＮで書込み可能である
が、あるＣＯＢＯＬルーチンも読出し可能である。これ
らのＣＯＢＯＬルーチンは、これと対応してＣＯＢＯＬ
ダイアレクトのＳＯＰに翻訳され、ｍＣ１９２０に記憶
されたＣＯＢＯＬ ｍＣ１９２０によって実行されるこ
とになる。
【０１２３】ＭＥＭ１１２からＦＵ１２０に対して与え
られる命令ストリームは、図３に関して前に述べた。こ
の命令ストリームのＳＯＰおよび名前は、これらがＭＥ
Ｍ１１２から与えられる時、ＭＯＤバス１４０からＩＢ
１９６２に翻訳される。ＩＢ１９６２は２つの３２ビッ
ト（１ワード）レジスタを含む。ＩＢ１９６２はまた、
これが常に少なくとも１つのＳＯＰまたは名前を有する
ような方法でＭＥＭ１１２からの命令ストリームのＳＯ
Ｐおよび名前に対して読出すための取出し回路を含む。
ＦＵ１２０は、ＩＢ１９６２からＳＯＰおよび名前を読
出し、分離即ち分解する（Ｐ）１９６４を含む。前述の
如く、Ｐ１９６４はこれらの名前をＮＣ１９２６に与
え、従ってこれが対応するオペランドをＭＥＭ１１２か
ら読出すようにＡＴＵ１９２８に対して論理記述子を与
える。Ｐ１９６４により分解されるＳＯＰは、取出し装
置のタスク指名テーブル（ＦＵＤＴ）１９０４および実
行装置のタスク指名テーブル（ＥＵＤＴ）１９６６に対
する入力として与えられる。先ずＦＵＤＴ１９０４につ
いて見れば、ＦＵＤＴ１９０４は有効に対応するマイク
ロ命令シーケンスのｍＣ１９１２における始動アドレス
ＳＯＰを翻訳するためのテーブルである。ＳＯＰのｍＣ
１９１２のアドレスへのこの中間的な翻訳は、ｍＣ１９
１２内のマイクロ命令シーケンスの有効なパッキングを
可能にする。即ち、あるマイクロ命令シーケンスは２つ
以上のＳ言語ダイアレクトに共通である。このようなマ
イクロ命令シーケンスは従って一旦ｍＣ１９１２に書込
んで、異なるＳ言語ダイアレクトの異なるＳＯＰにより
照合することができる。
【０１２４】ＥＵＤＴ１９６６はＥＵ１２２に関する同
様な機能を実施する。以下において述べるように、ＥＵ
１２２は、その操作を規定するＳＯＰによりＥＵＤＴ１
９６６を介してアドレス指定されるｍＣ１９１２と類似
のｍＣを含む。更に、ＦＵ１２０はこのようなアドレス
をｍＣ１９１２に与えて、必要に応じてあるＦＵ１２０
操作を助けるためＥＵ１２２の諸操作を開始する。ＦＵ
１２０により要求されるこのような諸操作の事例は、Ｎ
Ｃ１９２６にロードされるべき論理記述子を与えるため
名前テーブル記入において必要とされる計算を含んでい
る。
【０１２５】ＦＵＤＴ１９０４およびＥＵＤＴ１９６６
の両者と関連しているのはダイアレクト（Ｄ）レジスタ
１９０５と１９６７である。Ｄレジスタ１９０５および
１９６７は、あるユーザ・プログラムの実行においてそ
の時使用されつつある特定のＳ言語のダイアレクトを示
す情報を記憶する。Ｄレジスタ１９０５および１９６７
の出力は、ｍＣ１９１２とＥＵ１２２のｍＣに対するア
ドレス入力の一部として使用される。
【０１２６】４．実行装置（ＥＵ）１２２（図２０） 前述の如く、ＥＵ１２２は、ある算術演算操作からＦＵ
１２０を解除するため設けられた演算論理装置である。
ＥＵ１２２は、パックされあるいはアンパックされた１
０進数の整数および単精度および２倍精度の浮動小数オ
ペランドについて加減算、乗除算を実施することができ
る。ＥＵ１２２は、前述の如くＥＵＤＴ１９６６により
アドレス指定されてＥＵ１２２の諸操作を開始するマイ
クロコード制御（ｍＣ）２０１０を含む独立的に作用す
るマイクロコード制御機械である。ｍＣ２０１０はま
た、ＦＵ１２０とＥＵ１２２間で相互の割込みを取扱う
ためのロジックを含む。即ち、ＦＵ１２０はその時のＥ
Ｕ１２２の操作に割込んでＦＵ１２０の操作を助けるた
めＥＵ１２２を呼出すことができる。例えば、ＦＵ１２
０は名前テーブル記入からの論理記述子を生成する際に
補佐を行なうためＥＵ１２２を呼出すため、その時ＥＵ
１２２により実行中の算術演算に割込みを行なうことが
できる。同様に、その時の算術演算の実行の際にＦＵ１
２０の補佐をＥＵ１２２が要求する時、ＥＵ１２２はＦ
Ｕ１２０のその時の操作に割込みを行なうことができ
る。例えば、もしＥＵ１２２がこれに零除算を行なうこ
とを要求する命令およびオペランドを受取るならば、Ｅ
Ｕ１２２はその時のＦＵ１２０の操作に割込みを行なう
ことができるのである。図２０においては、ＥＵ１２２
の部分ブロック図が示される。ＥＵ１２２は２つの演算
論理装置を含む。第１の演算論理装置（ＭＵＬＴ）２０
１４は整数および１０進数のオペランドについて、また
単精度および２倍精度の浮動小数点オペランドの仮数フ
ィールドについて加減算、乗算および除算を行なうため
使用される。第２の演算論理装置ＡＬＵ（ＥＸＰ）２０
１６は、ＭＵＬＴ２０１４により浮動小数点の仮数フィ
ールドについて行なわれた演算と平行して、単精度およ
び２倍精度の浮動小数点オペランドの指数フィールドに
ついての演算を行なうため使用される。ＭＵＬＴ２０１
４とＥＸＰ２０１６の両者は、夫々１つの演算論理装
置、即ちＭＡＬＵ２０７４とＥＸＰＡＬＵ２０８４を含
む。ＭＵＬＴ２０１４とＥＸＰ２０１６はまた、ＡＯＮ
ＧＲＦ１９３２とＯＦＦＧＲＦ１９８４と、ＬＥＮＧＲ
Ｆ１９３６と同様に平行して作動しかつアドレス指定さ
れるレジスタ・ファイル、即ち夫々ＭＲＧ２０５０とＥ
ＲＦ２０８０とを含む。
【０１２７】ＥＵ１２２に対して演算するオペランドは
ＭＯＤバス１４０を介してＭＥＭ１１２から与えられ、
オペランド・バッファ（ＯＰＢ）２０２２に対して転送
される。入力バッファとしての作用に加えて、ＯＰＢ２
０２２はあるデータ・フォーマット操作を行なって入力
オペランドをＥＵ１２２により最も有効に操作されるフ
ォーマットに変換する。特に、ＥＵ１２２とＭＵＬＴ２
０１４は、パックされた１０進数オペランドにより有効
に演算するように設計することができる。ＯＰＢ２０２
２は、アンパックされた１０進数オペランドをパックさ
れた１０進数オペランドに変換することができる。アン
パックされた１０進数オペランドは、各々の文字の４ビ
ットが零と９の間の１０進数の値を指定する２進数コー
ドであるＡＳＣＩＩコードの形態である。各文字の他の
ビットはゾーン・フィールドと呼ばれ、一般に特定のＡ
ＳＣＩＩコードを識別する情報を含む。例えば、零フィ
ールド・ビットは、ある特定のＡＳＣＩＩ文字が数字で
あるか、文字であるか、あるいは句読点であるかを規定
することができる。パックされた１０進数オペランド
は、零と９の間の１０進数を指定する２進数を各フィー
ルドが含む一連の４ビットのフィールドからなってい
る。ＯＰＢ２０２２は、ゾーン・フィールド・ビットを
抽出して各文字の４つの数値ビットをパックされた１０
進数の４つのビットのフィールドにパックすることによ
って、アンパックされた１０進数オペランドをパックさ
れた１０進数オペランドに変換するのである。
【０１２８】ＥＵ１２２はまた、例えばパックされた１
０進数のフォーマットにおいて、算術演算オペランドの
結果を再びＭＥＭ１１２またはＦＵ１２０に対して転送
するためのアンパックされた１０進数フォーマットに変
換することもできる。この場合、ＭＡＬＵ２０７４の出
力に現われるパックされた１０進数の結果は、図２０に
は示されないマルチプレクサを介してＭＲＦ２０５０に
書込まれるが、このマルチプレクサはパックされた１０
進数の結果の４ビットの数字コード・フィールドをアン
パックされた１０進数のオペランド文字の対応するビッ
トに変換して、ブランクをこれらのアンパックされた１
０進数の文字のゾーン・フィールド・ビットに強制す
る。この操作の結果は、次にＭＲＦ２０５０からＭＡＬ
Ｕ２０７４に読込まれ、これらのアンパック１０進数の
文字に対するゾーン・フィールド・ビットは定数ストア
（ＣＳＴ）２０６０からＭＡＬＵ２０７４に読込まれ
る。ＭＲＦ２０５０およびＣＳＴ２０６０からのこれら
の入力はＭＡＬＵ２０７４に加えられてアンパック１０
進数フォーマットにおける最終的な演算結果の出力を生
じる。これらの最終的結果は次に出力マルチプレクサ
（ＯＭ）２０２４を介してＪＰＤバス１４２上に送出す
ることができる。第１の浮動小数点数の操作について考
察すれば、浮動小数点オペランドの加減算に加えて、浮
動小数点オペランドの指数フィールドの値を等化するこ
とが必要である。これは事前の位置合せと呼ばれる。浮
動小数点数の演算においては、２つのオペランドの指数
フィールドはＥＸＰＡＬＵ２０３４に送られて、指数フ
ィールド間の差を判定するため比較される。指数フィー
ルド間の差を表わす出力はＥＸＰＡＬＵ２０３４から浮
動小数点制御装置（ＦＰＣ）２００２の入力側に与えら
れる。ＦＰＣ２００２は更に、２つのオペランドの仮数
フィールドを受取ったＭＡＬＵ２０７４に対して制御出
力を与える。これに従って、ＦＰＣ２００２の指令の下
に作用するＭＡＬＵ２０７４は、左右に１つのオペラン
ドの仮数フィールドだけ変位させてこのオペランドの指
数フィールドを他のオペランドの指数フィールドと有効
に位置合せする。次いでこのオペランドの仮数フィール
ドの加減演算が進行し得る。
【０１２９】ＥＸＰＡＬＵ２０３４はまた乗算または除
算における浮動小数点数オペランドの指数フィールドの
加減演算も実施するが、ＭＡＬＵ２０７４はオペランド
の仮数フィールドの乗除算を実施する。ＭＡＬＵ２０７
４による浮動小数点オペランドの仮数フィールドの乗除
算は、他のオペランドの部分積の発生に対応する１つの
オペランドの連続的な変位により実施され、またこれら
の部分積の連続的な加減演算により実施されるのであ
る。
【０１３０】最後に、ＥＵ１２２は、最終結果の仮数フ
ィールドの最上位文字における零を除去するため最終結
果の仮数フィールドの左寄せにより、また最終結果の指
数フィールドの対応する変位によって浮動小数点オペラ
ンドの演算結果の正規化を行なう。浮動小数点演算結果
の正規化はＦＰＣ２００２により制御される。ＦＰＣ２
００２は、ＭＡＬＵ２０７４の正規化されない浮動小数
点数の演算結果出力を検査して、この結果の最上位文字
（もしあれば）のどれが零を含むかを判定する。次に、
ＦＰＣ２００２はこれにより、ＥＸＰＡＬＵ２０３４と
ＭＡＬＵ２０７４に対して制御出力を与え、仮数フィー
ルドから先頭文字の零を除去するようにこれらの結果の
指数および仮数フィールドを対応するよう変位させる。
浮動小数点数の演算結果の正規化された仮数および指数
フィールドは、次に、ＭＡＬＵ２０７４およびＥＸＰＡ
ＬＵ２０３４からＯＭ２０２４を介してＪＰＤバス１４
２に転送することができる。
【０１３１】前述の如く、ＥＵ１２２もまたオペランド
について加算、減算、乗算および除算を行なう。この点
に関して、ＥＵ１２２は乗算および除算を有効に実施す
る際にＦＰＣ２００２における先行零検出器を使用す
る。ＦＰＣ２００２の先行零検出器は乗算または除算さ
れるべき２つのオペランドの文字即ちビットについて最
も大きなものを検査して、どれが（もしあるならば）乗
算または除算演算を必要としないよう零を含むかを判定
する。従って、ＦＰＣ２００２はオペランドを左寄せし
てこれら文字即ちビットを有効に除去し、これによりオ
ペランドを乗算または除算する演算数を減少し、従って
オペランドについての演算に要する時間を短縮するので
ある。
【０１３２】最後に、ＥＵ１２２は、さもなければ浮動
小数点数オペランドに関する演算の実施のためのみにし
かこれまで使用されなかった回路を用いることによっ
て、１０進数値に関する算術演算を実施するために関連
するハードウェアを用いる独自の方法を使用する。前述
の如く、ＭＡＬＵ２０７４はパック状態の１０進数値オ
ペランド、即ち４ビットの各ブロックが零と９間の数値
を表わす２進数コードを含む４ビットの連続するブロッ
クの形態のオペランドについて演算するよう構成されて
いる。浮動小数点数オペランドは同様に、４ビットの連
続するブロックの形態である。しかし、１つの浮動小数
点数オペランドにおける４ビットの各ブロックは、零と
１５の間の１６進数値を表わす２進数を含んでいる。パ
ック状態の１０進数値オペランドによる演算における最
初のステップとして、これらのオペランドは一時に１つ
ずつＭＡＬＵ２０７４にロードされ、またかかる各オペ
ランドを用いて全ての１６進数値の６からなる数がＣＳ
Ｔ２０６０からＭＡＬＵ２０７４にロードされる。この
ＣＳＴ２０６０の数はパックされた各１０進数値オペラ
ンドに付加されて、これらのパックされた１０進数値オ
ペランドを１６進数値オペランドに有効に変換するが、
この場合４ビット・ブロックは元の零から９までの範囲
におけるものではなく６から１５の範囲内の数値を含ん
でいる。次に、ＭＵＬＴ２０１４はこれらの変換された
オペランドについての算術演算を行ない、この際これら
のオペランドの４ビット文字のどれが算術演算における
桁送りの発生をもたらしたかに関する情報を検出してこ
れを保管する。最後のステップにおいては、これらの変
換されたオペランドに関する算術演算の完了の結果によ
る中間結果が、桁送りが発生したこれらの文字からの１
６進数値の６の控除により、パックされた１０進数値フ
ォーマットに再び変換される。ＥＵ１２２は、有効にパ
ックされた１０進数値オペランドを「６増し」オペラン
ドに変換し、これらの「６増し」オペランドについて算
術演算を行ない、これらの算術演算の「６増し」の結果
をパックされた１０進数値フォーマットに再び変換する
のである。
【０１３３】最後に、前述の如く、ＦＵ１２０がＥＵ１
２２からＭＥＭ１１２に対する算術演算結果の転送を制
御する。この際、ＦＵ１２０はＭＥＭ１１２のアドレス
空間、即ち前記演算結果が転送されるべき「コンテナ」
のサイズを記述する論理記述子を生成する。ある算術演
算、例えば整数の演算において、算術演算結果は予期さ
れたものよりも大きくなり得、またＭＥＭ１１２の「コ
ンテナ」よりも多くのビットを含み得る。コンテナ・サ
イズ検査回路（ＣＳＣ）２０５２は算術演算結果の実際
のサイズとＭＥＭ１１２の「コンテナ」論理記述子のＬ
フィールドとを比較する。ＣＳＣ２０５２は、ＭＥＭ１
１２「コンテナ」が算術演算結果より小さいかどうかを
表示する出力を生成する。
【０１３４】上述の序説においてＣＳ１０１の構造およ
び作用のいくつかの特徴について簡単に述べたが、ＣＳ
１０１のこれらの特徴および他の特徴についてはＣＳ１
０１の構造および作用について更に詳細な説明において
以下に更に詳細に説明する。更に、以下の説明において
は、ＣＳ１０１の構造および作用の前記および他の特徴
について詳細に記述する。
【０１３５】１．序説（図１０１乃至図１１０） Ａ．全体的な構造および作用（図１０１） ａ．全体的な構造 図１０１においては、コンピュータ・システム（ＣＳ）
１０１１０の部分ブロック図が示される。ＣＳ１０１１
０の主要素子は、二重ポート・メモリー（ＭＥＭ）１０
１１２と、ジョブ・プロセッサ（ＪＰ）１０１１４と、
入出力システム（ＩＯＳ）１０１１６と、診断プロセッ
サ（ＤＰ）１０１１８である。ＪＰ１０１１４は取出し
装置（ＦＵ）１０１２０と実行装置（ＦＵ）１０１２２
を含む。
【０１３６】最初に、ＩＯＳ１０１１６について述べれ
ば、ＩＯＳ１０１１６は入出力（Ｉ／Ｏ）バス１０１２
６を介して外部素子（ＥＤ）１０１２４と相互に結合さ
れている。ＥＤ１０１２４は、例えば、他のコンピュー
タ・システム、キーボード／ディスプレイ装置およびデ
ィスク駆動装置メモリーを含む。ＩＯＳ１０１１６は、
対メモリー入出力（ＩＯＭ）バス１０１３０および対入
出力メモリー（ＭＩＯ）１０１２９を介してＭＥＭ１０
１１２のメモリー入出力（ＭＩＯ）ポート１０１２８
と、また入出力ジョブ・プロセッサ（ＩＯＪＰ）バス１
０１３２を介してＦＵ１０１２８と相互に結合されてい
る。
【０１３７】ＤＰ１０１１８は、例えば、診断プロセッ
サ入出力（ＤＰＩＯ）バス１０１３６を介して外部キー
ボード／ＣＲＴディスプレイ装置（ＤＵ）１０１３４と
相互に結合されている。ＤＰ１０１１８は診断プロセッ
サ（ＤＰ）バス１０１３８を介してＩＯＳ１０１１６
と、ＭＥＭ１０１１２と、ＦＵ１０１２０と、ＥＵ１０
１２２と相互に結合されている。
【０１３８】ＭＥＭ１０１１２の対ジョブ・プロセッサ
（ＭＪＰ）メモリー・ポート１０１４０は、ジョブ・プ
ロセッサ・データ（ＪＰＤ）バス１０１４２を介してＦ
Ｕ１０１２０とＥＵ１０１２２と相互に結合されてい
る。ＭＪＰ１０１４０の出力は、メモリー出力データ
（ＭＯＤ）バス１０１４４を介してＦＵ１０１２０およ
びＥＵ１０１２２の入力側に結合される。ＦＵ１０１２
０の出力は、物理的記述子（ＰＤ）バス１０１４６を介
してＭＪＰ１０１４０の入力側と結合されている。ＦＵ
１０１２０とＥＵ１０１２２は、取出し／実行（Ｆ／
Ｅ）バス１０１４８を介して相互に結合されている。
【０１３９】ｂ．全体的な作用 更に、以下に説明するように、ＩＯＳ１０１１６および
ＭＥＭ１０１１２は、多重ユーザ・プログラムの実行の
際ＪＰ１０１１４の全体的な制御の下で独立的に作用す
る。この点に関して、ＭＥＭ１０１１２は、夫々ＩＯＳ
１０１１６およびＪＰ１０１１４に対する別個の独立的
なポートＭＩＯ１０１２８およびＭＪＰ１０１４０を有
する優先順序決定インテリジェント・メモリーである。
ＭＥＭ１０１１２は、外部素子１０１２４（ＩＯＳ１０
１１６を介して）およびＪＰ１０１１４間の情報の転送
のための主要経路である。このように、ＭＥＭ１０１１
２は種々の個々のユーザ・プログラム（例えば、デー
タ、命令およびプログラムの実行結果）を受取ってこれ
を記憶するためのバッファとして、またＪＰ１０１１４
に対する主メモリーとして作用する。
【０１４０】ＩＯＳ１０１１６の主要機能は、ＣＳ１０
１１０とＥＤ１０１２４間の入出力バッファとしてであ
る。データおよび命令は、ＥＤ１０１２４と共用できる
方法およびフォーマットによりＩ／Ｏバス１０１２６を
介してＥＤ１０１２４からＩＯＳ１０１１６に対して転
送される。ＩＯＳ１０１１６はこの情報を受取って記憶
し、この情報をＭＥＭ１０１１２への転送に適したフォ
ーマットに操作する。この時ＩＯＳ１０１１６はＭＥＭ
１０１１２に対して、新たな情報がＭＥＭ１０１１２へ
の転送のため使用可能であることを表示する。ＭＥＭ１
０１１２による確認と同時に、この情報はＩＯＭバス１
０１３０とＭＩＯ１０１２８を介してＭＥＭ１０１１２
に対して転送される。ＭＥＭ１０１１２は、この情報を
ＭＥＭ１０１１２の物理的アドレス空間の選択された部
分に記憶する。この時、ＩＯＳ１０１１６はＪＰ１０１
１４に対して、ＩＯＪＰバス１０１３２を介してＦＵ１
０１２０に「注意」信号を与えることによって新たな情
報がＭＥＭ１０１１２に存在することを通知する。以下
において更に説明するように、ＣＳ１０１１０は、ＭＥ
Ｍ１０１１２に記憶されたデータおよび命令をユーザ・
プログラムの実行において使用されたいくつかの情報構
成になるように操作する。このような構成には、以下に
更に述べるように、ユーザ・プログラムの流れと実行を
構成しかつ制御する際にＣＳ１０１１０によって使用さ
れるいくつかの構成が含まれる。
【０１４１】ＦＵ１０１２０とＥＵ１０１２２は、ＭＥ
Ｍ１０１１２に記憶されたユーザ・プログラムの実行の
ためのＣＳ１０１１０のマイクロ機械を構成するマイク
ロコードで共に制御される「機械」を独立的に操作す
る。ＦＵ１０１２０の主な機能の中には下記のものが含
まれる。即ち、（１）ＦＵ１０１２０とＥＵ１０１２２
による使用のためにＭＥＭ１０１１２から命令およびデ
ータを取出してこれを翻訳すること、（２）ユーザ・プ
ログラムの流れを構成し制御すること、（３）ＥＵ１０
１２２操作の初期化、（４）データについての算術演算
および論理演算の実施、（５）ＦＵ１０１２０およびＥ
Ｕ１０１２２からＭＥＭ１０１１２へのデータの転送の
制御、および（６）以下に述べてある「スタック」およ
び「レジスタ」機構の維持である。これもまた以下に述
べるＦＵ１０１２０の「カッシェ」機構はＪＰ１０１１
４の作用速度を強化するために与えられる。これらのカ
ッシェ機構は、ＭＥＭ１０１１２に記憶され選定された
情報のコピーを記憶するための高速メモリーを部分的に
含む加速回路である。この加速回路に記憶される情報
は、従って、ＪＰ１０１１４に対して更に迅速に使用可
能となる。ＥＵ１０１２２は、整数、１０進数または浮
動小数点数の算術演算の実行が可能な演算装置である。
ＥＵ１０２２の主な機能は、ある外部の算術演算からＦ
Ｕ１０１２０を免除することであり、これによりＣＳ１
０１１０の効率を強化する。
【０１４２】一般に、ＪＰ１０１１４における諸操作は
メモリー対メモリー単位で実行され、データはＭＥＭ１
０１１２から読出され、ＭＥＭ１０１１２に関して演算
され、その結果はＭＥＭ１０１１２に対して戻される。
この点に関して、ＪＰ１０１１４におけるあるスタック
およびカッシェ機構（以下に述べる）はＭＥＭ１０１１
２のアドレス空間の拡張部分として作用する。
【０１４３】作用においては、ＦＵ１０１２０は、ＰＡ
１０１４６とＭＪＰ１０１４０を介してＭＥＭ１０１１
２に対し物理的アドレスを提供することによって、ＭＥ
Ｍ１０１１２からデータおよび命令を読出す。この命令
およびデータは、ＭＪＰ１０１４０およびＭＯＤバス１
０１４４を介してＦＵ１０１２０およびＥＵ１０１２２
に対して転送される。命令は図１０１には示さないが以
下において説明するＦＵ１０１２０のマイクロコード回
路によって翻訳され、必要に応じて、マイクロコード命
令はＦ／Ｅバス１０１４８またはＪＰＤ１０４２を介し
てＦＵ１０１２０のマイクロコード制御装置からＥＵ１
０１２２に対して与えられる。
【０１４４】前述の如く、ＦＵ１０１２０およびＥＵ１
０１２２は、相互の機能に関して非同期的に作用する。
ＦＵ１０１２０のマイクロコード回路からＥＵ１０１２
２に対するマイクロ命令は、ＥＵ１０１２２の選択され
た操作を開始することができる。この時、ＥＵ１０１２
２は選択された操作を独立的に実行するように進行する
ことができる。ＦＵ１００２０は多くの操作を同時に実
行するように進行できるが、ＥＵ１０１２２は選択され
た算術演算を完了しつつある。この選択された算術演算
の完了時に、ＥＵ１０１２２はＦＵ１０１２０に対し
て、演算結果がＦ／Ｅバス１０１４８を介して「初期接
続手続」信号により使用可能であることを信号する。Ｆ
Ｕ１０１２０は次に更に別の処理のための算術演算結果
を受取り、あるいは今述べたように、ＭＥＭ１０１１２
に対して算術演算結果を直接転送することができる。以
下に更に述べるように、ＦＵ１０１２０とＥＵ１０１２
２間の「キュー」と呼ばれる命令バッファは、ＥＵ１０
１２２により実施されるべき一連の算術演算を割当てる
ことをＦＵ１０１２０に許容する。
【０１４５】命令の実行の結果の如き情報は、ＪＰＤバ
ス１０１４２によりＦＵ１０１２０またはＥＵ１０１２
２からＭＥＭ１０１１２に書込まれる。ＦＵ１０１２０
は、ＰＤバス１０１４６およびＭＪＰポート１０１４０
によってＭＥＭ１０１１２に対して「物理的な書込みア
ドレス」信号を与える。同時に、ＭＥＭ１０１１２に対
して書込まれるべき情報はＪＰＤバス１０１４２に置か
れ、その後物理的書込みアドレスにより選定される場所
においてＭＥＭ１０１１２に書込まれる。
【０１４６】ＦＵ１０１２０はＩＯＪＰバス１０１３２
に注意信号を送って、ユーザ・プログラムの実行結果の
如き情報がＣＳ１０１１０から読出されることが可能で
ある旨ＩＯＳ１０１１６に対して信号する。ＩＯＳ１０
１１６はこの時、ＭＩＯポート１０１２８およびＩＯＭ
バス１０１３０により、ＭＥＭ１０１１２からＩＯＳ１
０１１６に対してこの情報を転送することができる。Ｉ
ＯＳ１０１１６に記憶された情報はこの時Ｉ／Ｏバス１
０１２６を介してＥＤ１０１２４に対して転送される。
【０１４７】あるユーザ・プログラムの実行中、ＩＯＳ
１０１１６により要求されるある情報はＭＥＭ１０１１
２においては使用できない。このような場合、更に以下
の論議において述べるように、ＩＯＪＰバス１０１３２
により、ＪＰ１０１１４は情報要求をＭＥＭ１０１１２
に対して書込んで、かかる要求が行なわれた旨ＩＯＳ１
０１１６に通知することができる。ＩＯＳ１０１１６は
この時、以上述べた方法でＩＯＳ１０１１６を介して前
記要求を読出して所要の情報をＥＤ１０１２４からＭＥ
Ｍ１０１１２に転送する。このような操作においては、
ＪＰ１０１１４によりアドレス指定可能な記憶空間が仮
想記憶空間と呼ばれるメモリーの管理プログラムとして
ＩＯＳ１０１１６およびＪＰ１０１１４が一緒に作用
し、ＭＥＭ１０１１２の記憶空間およびＩＯＳ１０１１
６がアクセスする全ての外部素子の双方を含む。
【０１４８】前述の如く、ＤＰ１０１１８、ＤＰＩＯバ
ス１０１３６によりコンピュータ・システム１０１１０
と外部との間に第２のインターフェースを提供する。Ｄ
Ｐ１０１１８，ＤＵ１０１３４例えばＣＲＴおよびキー
ボード装置またはテレタイプがハードウェア（即ちスイ
ッチおよび表示灯）の制御盤により従来通り与えられる
全ての機能を実施することを可能にする。例えば、ＤＰ
１０１１８、ＤＵ１０１３４がシステムの初期化および
始動、診断プロセスの実行および障害条件の監視および
識別の如きオブジェクトのためコンピュータ・システム
１０１１０の制御を行なうことを可能にする。ＤＰ１０
１１８はＤＰバス１０１３８を介してＩＯＳ１０１１
６、ＭＥＭ１０１１２、ＦＵ１０１２０およびＥＵ１０
１２２の各々におけるほとんどのメモリーおよびレジス
タ部分に対する読出しおよび書込みアクセスを備える。
従って、ＣＳ１０１１０におけるメモリーおよびレジス
タは、システムの始動の間直接にロードまたは初期化を
行なうことができまた障害の監視および識別のためのテ
ストおよび診断信号により直接の読出しまたはロードが
可能である。更に、以下に更に述べるように、システム
の始動時または必要に応じて、マイクロ命令をＪＰ１０
１１４のマイクロコード回路にロードすることができ
る。
【０１４９】コンピュータ・システム１０１１０の全体
的な構造ならびに作用について述べたが、このシステム
のこれらの特徴および他の特徴の以下の更に詳細な説明
の理解を助けるため、ＣＳ１０１１０のいくつかの特徴
について次に簡単に説明する。
【０１５０】ｃ．用語の定義 以下の論述においては、ＣＳ１０１１０の構造および作
用に関していくつかの用語が使用される。以下の記述の
理解の一助としてこれらの用語のあるものについて最初
に説明し定義することにする。他の用語については必要
に応じて以下の説明の中で紹介する。
【０１５１】手順とは、ある操作の実施のため実行され
るべき一連の操作ステップ即ち命令である。１つの手順
は、操作の実施においてこれについて作用されるべきデ
ータを含む。
【０１５２】プログラムとは、１つ以上の手順の静的な
グループである。一般に、プログラムはユーザ・プログ
ラム、ユーティリティ・プログラムおよびオペレーティ
ング・システム・プログラムとして分類することができ
る。ユーザ・プログラムは、ＣＳ１０１１０とインター
フェースする一群のユーザの内ある特定のユーザにより
生成されかつこれに特有の一群の手順である。ユーティ
リティ・プログラムは、全てのユーザにとって共通に使
用可能であり、例えば、１つのコンパイラは、あるユー
ザの言語のプログラムを１つのＳ言語プログラムにコン
パイルするための１組の手順からなる。オペレーティン
グ・システム・プログラムはＣＳ１０１１０の資源の割
当ておよび制御のためＣＳ１０１１０に関して内部の一
群の手順である。オペレーティング・システム・プログ
ラムはまたＣＳ１０１１０内の各インターフェースを規
定する。例えば、以下において更に論述するように、あ
るプログラムにおける全てのオペランドは「名前」で呼
ばれる。あるオペレーティング・システム・プログラム
は、オペランド名をＭＥＭ１０１１２における各オペラ
ンドの物理的場所に翻訳する。この名前の翻訳プログラ
ムは、このように、オペランドの名前（名前の空間アド
レス）とＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスとの間のイ
ンターフェースを規定する。
【０１５３】プロセスとは、物理的、論理的または仮想
アドレス空間を通る独立的な制御の軌跡であり、特に一
連のプログラム（即ち、手順）を介する実行経路であ
る。１つのプロセスは一般に、１つのユーザ・プログラ
ムおよびデータ、１つ以上のユーティリティ・プログラ
ム、およびユーザ・プログラムの実行に必要なオペレー
ティング・システム・プログラムを含む。
【０１５４】オブジェクトとは、ＣＳ１０１１０に対し
てアクセス可能な「データ空間」の一義的に識別可能な
一部分である。１つのオブジェクトは、ある情報に対す
るコンテナと見做され、データ情報、または手順情報、
またはその両方を含み得る。１つのオブジェクトは、例
えば、あるプログラム全体、または１組の手順、または
データの１ビットを含み得る。オブジェクトはＣＳ１０
１１０にアクセス可能なデータ空間に連続的に配される
必要はなく、またあるオブジェクトに含まれる情報はこ
のオブジェクトにおいて連続的に配される必要もない。
【０１５５】定義域とは、ＣＳ１０１１０の機密保護機
構のためのＣＳ１０１１０の作用状態である。各定義域
は、１組の手順の実行のためこの定義域内の各オブジェ
クトにアクセスするこれら手順によって定義される。各
オブジェクトは、もしこれがある手順オブジェクトであ
る場合に実行され、あるいはもしこれがあるデータオブ
ジェクトである場合に使用される１つの実行領域を有す
る。ＣＳ１０１１０は、もしこれが前記の実行域を有す
るある手順を実行中であれば、ある特定の定義域におい
て操作されるものと言われる。各オブジェクトは１つ以
上の定義域に帰属することができ、１つのオブジェクト
はもしこの定義域において実行中のある手順がこのオブ
ジェクトに対する潜在的なアクセスを有するならば、こ
の定義域に帰属する。例えば、ＣＳ１０１１０は４つの
定義域を有する。即ち、ユーザ領域、データベース管理
システム（ＤＢＭＳ）領域、拡張されたオペレーティン
グ・システム（ＥＯＳ）領域、および核心オペレーティ
ング・システム（ＫＯＳ）領域である。ユーザ領域は、
ユーザまたはユーティリティの手順の如き全てのユーザ
が提供した手順の実行の領域である。ＤＢＭＳ領域は、
データを記憶し、検索しかつこれを取扱うためのオペレ
ーティング・システム手順に対する実行領域である。Ｅ
ＯＳ領域はＣＳ１０１１０とのユーザ・レベルのインタ
ーフェースを規定しかつこれを形成するオペレーティン
グ・システム手順、例えば実行ファイル、プロセスおよ
びＩ／Ｏ操作の制御のための手順の実行領域である。Ｋ
ＯＳ領域は、ＣＳ１０１１０の物理的資源を管理し制御
する低レベルの保護オペレーティング・システムの実行
領域である。ＣＳ１０１１０の他の実施態様は、これら
の今述べた許りのもの以下または以上の領域を有する。
例えば、ＤＢＭＳ手順は、ＥＯＳ領域に内蔵することが
でき、またはＥＯＳ領域はＩ／Ｏ手順をＩ／Ｏ領域に内
蔵することにより分割することができる。ＣＳ１０１１
０の各領域の数およびその間の境界数については何等ハ
ードウェアが強制する制限はない。しかし、あるＣＳ１
０１１０のハードウェアの機能および構造は領域に依存
している。
【０１５６】主題とは、ＣＳ１０１１０の機密保護機構
の諸オブジェクトのために、その時の主体（ユーザ）、
その時実行中のプロセスおよびこのプロセスがその時実
行中である定義域の組合せとして定義される。ＵＩＤに
より識別される主体、プロセスおよび定義域に加えて、
主題はこれ以上の保護が要求される場合に使用されるユ
ーザが割当てる識別コードであるタッグを含むことがで
きる。あるプロセスにおいては、主体とプロセスは一定
であるが、定義域はその時実行中の手順によって決定さ
れる。従ってプロセスの関連する主題はオブジェクトの
実行経路に沿って変更可能である。
【０１５７】以上の用語について説明し定義したが、Ｃ
Ｓ１０１１０のいくつかの特徴については次に簡単に説
明する。
【０１５８】ｄ．多重プログラム操作 ＣＳ１０１１０は、２つ以上のプログラムを同時に実行
することができ、またＣＳ１０１１０の資源を最も有効
に使用するためプログラムの実行シーケンスを選択する
ことができる。これは多重プログラミングと呼ばれる。
この点に関して、ＣＳ１０１１０は一時的に、例えば１
つのプログラムに要求されるある資源即ちある情報が即
時使用不可能である時にこのプログラムの実行を中止
し、所要の資源即ち情報が使用可能になるまで別のプロ
グラムの実行を進める。例えば、第１のプログラムによ
り要求される特定の情報は、呼出される時にはＭＥＭ１
０１１２においては使用可能ではない。ＪＰ１０１１４
は、更に以下に述べるように、第１のプログラムの実行
を中止し、この情報をＩＯＳ１０１１６に対して転送
し、第２のプログラムを呼出して実行することができ
る。ＩＯＳ１０１１６はＥＤ１０１２４から所要の情報
を取出してこれをＭＥＭ１０１１２に転送することにな
る。ある時には、ＩＯＳ１０１１６がＪＰ１０１１４に
対し、要求された情報がＭＥＭ１０１１２において使用
可能である旨通知した後、ＪＰ１０１１４は第２のプロ
グラムの実行を中止し、第１のプログラムの実行を再開
することもできる。
【０１５９】ｅ．多重言語操作 前述の如く、ＣＳ１０１１０は多重言語機械である。Ｃ
ＯＢＯＬまたはＦＯＲＴＲＡＮの如き高水準のユーザ言
語で書かれた各プログラムは、対応するソフト（Ｓ）言
語プログラムにコンパイルされる。即ち従来のコンピュ
ータ・システムに関しては、各ユーザ・レベル言語は、
アセンブル言語として古くから定義される対応する機械
語を有する。古典的なアセンブル言語とは対照的に、Ｓ
言語は、ユーザの高水準な言語における各指令が一般に
２つまたは３つのＳＩＮと呼ばれるＳ言語命令により置
換される。あるＳＩＮは２つ以上の高水準のユーザ言語
によって共有することができる。以下の論議において更
に記述するように、ＣＳ１０１１０は各Ｓ言語に対する
１組の、即ちダイアレクトのマイクロコード命令（Ｓイ
ンタプリタ）を提供する。ＳインタプリタはＳＩＮを翻
訳して、ＣＳ１０１１０の詳細な制御に対する対応する
一連のマイクロ命令を提供する。ＣＳ１０１１０の命令
の設定組および操作は、従って、ユーザ・プログラムを
最も有効に実行するように特定のユーザ言語の如何に拘
わらず、各ユーザ・プログラムに対して誂らえることが
できる。コンピュータ・システム１０１１０は例えば、
同等の効率でＦＯＲＴＲＡＮおよびＣＯＢＯＬの双方に
おいてプログラムの実行が可能である。更に、一人のユ
ーザは、効率を犠牲にすることなく、１つ以上の高水準
のユーザ言語において１つのプログラムを書くことがで
きる。例えば、あるユーザはＣＯＢＯＬにより自分のプ
ログラムの一部を書き、ある部分をＦＯＲＴＲＡＮで書
くことを欲するかも知れない。このような場合、ＣＯＢ
ＯＬの部分はＣＯＢＯＬのＳＩＮにコンパイルされて、
ＣＯＢＯＬのダイアレクトのＳインタプリタを用いて実
行されることになろう。ＦＯＲＴＲＡＮの部分はＦＯＲ
ＴＲＡＮのＳＩＮにコンパイルされてＦＯＲＴＲＡＮダ
イアレクトのＳインタプリタにより実行されることにな
ろう。ＣＳ１０１１０の本実施例は全てのＳＩＮに対し
て１つの一定のフォーマットを使用する。この特徴によ
り、各ダイアレクトを個々に翻訳するための手段を設け
ることは不必要であるため、更に簡単なＳインタプリタ
構造が可能となりまたＳＩＮの翻訳動作の効率を増進す
る。
【０１６０】ｆ．アドレス指定構造 ＣＳ１０１１０における使用のため、あるいはその操作
により形成される各オブジェクトは恒久的にある１つの
識別子（ＵＩＤ）が割当てられる。あるオブジェクトの
ＵＩＤにより、これによりあるいはそのためこれが生成
された特定のＣＳ１０１１０の如何に拘わらずあるいは
これが後で見出される場所の如何に拘わらず、このオブ
ジェクトが如何なる時も識別され位置決めされることを
可能にする。このように、ある新たなオブジェクトが規
定される毎に、個々に割当てられる社会保証番号の数の
如何に拘わらず新たな１つのＵＩＤが割当てられる。あ
るオブジェクトに含まれる情報のある特定の部分は、こ
のオブジェクトのＵＩＤ、このセグメントの最初のビッ
トのオブジェクトの開始からのオフセットおよび情報セ
グメントの長さ（ビットの数）からなる局所アドレスに
よって見出すことができる。従って、あるオブジェクト
内のデータは、あるビットの細分性に基いてアドレス指
定することができる。以下の論議において更に記述され
るように、ＵＩＤは論理アドレス、例えばポインタとし
てＣＳ１０１１０内で使用される。論理的には、ＣＳ１
０１１０における全てのアドレスおよびポインタがＵＩ
Ｄアドレスおよびポインタである。しかし、前述の如
く、また以下に述べるように、ＪＰ１０１１４内におい
てのみ有効であり活動状態のオブジェクト数と呼ばれる
短い一時的な独自の識別子がＪＰ１０１１４内で使用さ
れて、アドレス・バスの幅および取扱われたアドレス情
報の量を低減する。
【０１６１】あるオブジェクトが１つのプロセスの実行
の際使用するために補助ストアＣＥＤ１０１２４からＭ
ＥＭ１０１１２に対して転送される時、このオブジェク
トはＣＳ１０１１０において活動状態となる時、このよ
うな各オブジェクトは１つの活動状態のオブジェクト数
（ＡＯＮ）が与えられる。ＡＯＮは短い特有の識別子で
あり、以下に述べるＣＳ１０１１０のある情報構造を介
してオブジェクトのＵＩＤと関連させられる。ＡＯＮ
は、ＪＰ１０１１４のアドレス・バスの所要幅およびＪ
Ｐ１０１１４において取扱われるアドレス・データの量
を減少させるためＵＩＤの代りにＪＰ１０１１４内での
み使用され、またＪＰ１０１１４において使用される。
ＵＩＤの論理アドレスにおけるように、あるオブジェク
トにおけるデータの一部は、このオブジェクトのＡＯ
Ｎ、このオブジェクトにおけるデータの部分の第１のビ
ットのオブジェクトの開始からのオフセットおよび前記
部分の長さからなるあるビットの細分性のＡＯＮ論理ア
ドレスを介してアドレス指定することができる。
【０１６２】あるプロセスの実行中のＭＥＭ１０１１２
（ＵＩＤＡ）とＪＰ１０１１４（ＡＯＮ）間の論理アド
レス、例えばポインタの転送は、ＵＩＤとＡＯＮ間の変
換を必要とする。以下の論議において述べるように、こ
の変換は、部分的に前述の情報構造によって達成され
る。同様に、ＭＥＭ１０１１２に記憶された情報を物理
的にアクセスするため、ＭＥＭ１０１１２における論理
アドレスから物理的アドレスへの変換は、ＡＯＮの論理
アドレスをＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスと関連さ
せるＣＳ１０１１０の情報構造によって達成される。
【０１６３】あるプログラムに現われる各オペランド
は、このプログラムがコンパイルされる時１つの名前を
割当てられる。その後のこれらのオペランドに対する全
ての照合はそれらの割当てられた名前による。以下の論
議において詳細に述べるように、ＣＳ１０１１０のアド
レス指定構造は、ある命令ストリームおよび名前をＡＯ
Ｎ論理アドレスに解明するための指令を含む名前テーブ
ルに現われる時、名前を識別するための機構を含んでい
る。この時実際のオペランドを得るためにＡＯＮ論理ア
ドレスを評価することができ、例えば、ＭＥＭ１０１１
２の物理的アドレスに変換することができる。命令スト
リーム（プロセス）におけるオペランドを識別するため
の名前の使用は、（１）一定のフォーマットの簡単な照
合により複雑なアドレスの置換を可能にし、（２）命令
ストリームにおけるデータ形式によりある操作が直接規
定されることを要求せず、（３）あるオペランドに対す
る反復照合が単にオペランドの名前を反復することによ
って１つの命令ストリームにおいて実施することがで
き、（４）アドレス変換に対する部分的に完成した名前
をあるカッシェ装置に記憶させてオペランドの照合の迅
速化を可能にするものである。これによって名前の使用
は、オペランドの照合のために命令ストリームにおいて
必要とされる情報の量を実質的に減少しまた並列に作動
する下位の機構によりオペランドの照合を実施すること
によって有効にＣＳ１０１１０の速度を向上させる。
【０１６４】最後に、ＣＳ１０１１０のアドレス構造
は、各プロセスに対する１組のアーキテクチャ基底ポイ
ンタ（ＡＢＰ）を内蔵する。ＡＢＰは、１つのプロセス
に帰属するデータおよび手順情報を見出すための１つの
アドレス指定フレームワークを提供し、また例えば、名
前をＡＯＮ論理アドレスに変える際に使用される。
【０１６５】ｇ．機密保護機構 ＣＳ１０１１０の機密保護機構は、ユーザが（１）デー
タを含む別のユーザのプロセスにアクセスすることまた
は破壊すること、および（２）ＣＳ１０１１０の動作を
妨害するかさもなければ破壊することを防止するように
構成されている。各々の特定の活動状態のオブジェクト
に対するアクセス権は、その時活動状態の１つの機能と
して動的に許与される。主題は、その時の主体（ユー
ザ）、実行中のその時のプロセスおよびプロセスがその
時実行されつつある定義の組合せによって規定される。
主体、プロセスおよび領域の他、主題は機密保護の付加
を必要とする場合に使用されるユーザ割当て識別コード
であるタッグを含む。あるプロセスにおいては、主体と
プロセスは一定であるが、定義はその時実行中の手順に
よって決定される。従って、プロセスの関連する主題
は、プロセスの実行経路に沿って変更可能である。
【０１６６】ＣＳ１０１１０の本実施例においては、実
行のＫＯ制御領域を有する手順がＫＯＳ、ＥＯＳ、ＤＢ
ＭＳおよびユーザ領域におけるオブジェクトに対するア
クセスを行ない、ＥＯＳ実行領域を有する手順はＥＯ
Ｓ、ＥＢＭＳおよびユーザ領域におけるオブジェクトに
対するアクセスを行ない、ＤＢＭＳ実行領域を有する手
順がＤＢＭＳおよびユーザ領域におけるオブジェクトに
対するアクセスを行ない、ユーザ実行領域を有する手順
はユーザ領域におけるオブジェクトに対してのみアクセ
スする。従って、ユーザはＫＯＳ実行領域におけるオブ
ジェクトに対するアクセスを行ない得ず、またＣＳ１０
１１０の低レベルの機密保護オペレーティング・システ
ムには影響を及ぼし得ない。しかし、ユーザ・プログラ
ムは、ＫＯＳ実行領域を有する手順の実行の呼出しを行
なうことができる。この時、プロセスの主題はＫＯＳ領
域にあり、手順はＫＯＳ領域におけるいくつかのオブジ
ェクトに対してアクセスすることになる。
【０１６７】以下の論議においても記述されるＣＳ１０
１１０の本実施例においては、各オブジェクトはこれと
アクセス制御リスト（ＡＣＬ）を関連させる。ＡＣＬ
は、このオブジェクトに対するアクセスを行なう各主題
に対するアクセス制御記入（ＡＣＥ）を含む。ＡＣＥ
は、各主題毎に、このオブジェクトに関して主題が有す
るアクセス権を規定する。
【０１６８】通常、主題とオブジェクトとの間には、オ
ブジェクトのＡＣＬにより規定されるもの以外には何の
関係も存在しない。しかし、ＣＳ１０１１０は、ユーザ
が特にどの主題がオブジェクトに対してどんなアクセス
を有するかを規定できる拡張ＡＣＬを有する拡張形式の
オブジェクトを保持している。
【０１６９】以下の論述において述べるＣＳ１０１１０
の別の実施態様においては、アクセス権は動的に与えら
れる。あるプロセスの実行中、１つの手順は第２の手順
を呼出して呼出された手順に対し１つのアーギュメント
を送る。この呼出し側の手順はまた、呼出された手順に
対する前述アーギュメントに対して選定されたアクセス
権を送る。この送られたアクセス権は、呼出し期間にお
いてのみ存在する。
【０１７０】動的なアクセスの実施においては、アクセ
ス権は要求される時にのみ与えられる。ＡＣＬの実施に
おいては、アクセス権はオブジェクトの形成または特定
の要求と同時に与えられる。いずれの実施態様において
も、ある交差領域においてアーギュメントが送られる各
手順はこれとアクセス情報アレイ（ＡＩＡ）を関連させ
る。手順のＡＩＡは、呼出された手順が送られたアーギ
ュメントについて処理できる前に呼出し側の手順（主
題）がどのアクセス権を持たねばならないかを記述す
る。ＣＳ１０１１０の機密保護機構は、呼出し側の手順
のアクセス権を呼出された手順により必要とされるアク
セス権と比較する。このため、呼出し側の手順がしては
ならないことを呼出された手順に行なわせることはでき
ない。呼出し側の手順は、呼出された手順に対して呼出
し手順により保有されるアクセス権のみを与えることが
できる。
【０１７１】ＣＳ１０１１０の構造、作用およびいくつ
かの特徴について述べたが、ＣＳ１０１１０のこれらの
特徴および他の特徴については以下において更に詳細に
説明することにする。
【０１７２】Ｂ．コンピュータ・システム１０１１０の
情報構造および機構（図１０２，図１０３，図１０４，
図１０５） ＣＳ１０１１０は、効率的なプロセス実行においてこれ
を助けるある情報構造および機構を有する。これらの構
造および機構は３つの一般的な形式に該当するものと考
えることができる。第１の形式は、プロセス自体、ある
ユーザのプロセスからなる、即ちユーザのプロセスの実
行と直接関連する手順およびデータオブジェクトに関す
る。第２の形式はプロセスの管理、制御および実行のた
めのものである。これらの構造は一般にＣＳ１０１１０
において活動状態にある全てのプロセスにより共有され
る。第３の形式は、ＣＳ１０１１０のマイクロ機械情報
構造および機構である。これらの構造は、ＣＳ１０１１
０のマイクロ機械の不変の操作と関連し、ＣＳ１０１１
０のマイクロ機械に対して特定のものである。
【０１７３】ａ．序説（図１０２） 図１０２においては、ある情報構造および機構を示した
ＣＳ１０１１０の構成（ＭＥＭ１０１１２、ＦＵ１０１
２０およびＥＵ１０１２２）が示される。これらの情報
構造および機構はＭＥＭ１０１１２、ＦＵ１０１２０、
ＥＵ１０１２２およびＩＯＳ１０１１６間の境界を越え
る、即ちこれを「分断」することを理解すべきである。
図１０３の上部について見ればプロセス構造１０２１０
は、前述の第１と第３の形式の情報構造である個々プロ
セスと最も緊密に関連する情報構造および機構を有す
る。プロセス構造１０２１０はＭＥＭ１０１１２に存在
し、仮想プロセス１０２１２は仮想プロセスＶＰ１乃至
Ｎを含む。仮想プロセス１０２１２は、ＣＳ１０１１０
の本実施例においては、２５６までのＶＰを含む。前述
の如く、各ＶＰは１つのユーザのプロセスに特定のある
オブジェクト、例えば、これまでに述べかつ以下の記述
において更に述べるスタックオブジェクトを保有する。
各ＶＰはまた、例えば他のプロセス情報に対するポイン
タであるプロセスの実行に必要なある情報を含むプロセ
スオブジェクトを含む。
【０１７４】仮想プロセス・スタック・ブロック（ＶＰ
ＳＢ）１０２１８は、ＣＳ１０１１０による実行のため
選定されたＶＰの実行を管理するためのあるテーブルお
よび機構を含むＶＰＳＢを含む。
【０１７５】ある特定のＶＰは、以下の論議において説
明される仮想プロセス・ディスパッチャが実行に妥当な
前記ＶＰを選択する時に、ＣＳ１０１１０に対して拘束
される。この選択されたＶＰプロセスオブジェクトは前
述の如く、ＶＰＳＢにスワップされる。ＶＰＳＢ１０２
１８は、例えば、ＣＳ１０１１０が同時に１６または３
２までのＶＰを実行することができるように１６または
３２の状態ブロックを有することができる。ＶＰＳＢに
割当てられたＶＰが実行される時、このＶＰはＦＵ１０
１２０とＥＵ１０１２２に示された情報構造および機構
にスワップされる。ＦＵ１０１２０およびＥＵ１０１２
２において夫々示されたＦＵレジスタおよびスタック機
構（ＦＵＲＳＭ）１０２１４およびＥＵレジスタおよび
スタック機構（ＥＵＲＳＭ）１０２１６は、ＣＳ１０１
１０に対して拘束されたＶＰの実行において使用される
レジスタおよびスタック機構を含む。これらのレジスタ
およびスタック機構もまた、以下に述べるように、ある
ＣＳ１０１１０のプロセス管理機能に対して使用され
る。手順オブジェクト（ＰＯ）１０２１３は、ＣＳ１０
１１０において実行中のプロセスの手順オブジェクト
（ＰＯ）１乃至Ｎを含む。
【０１７６】アドレス指定機構（ＡＭ）１０２２０は、
ＣＳ１０１１０のプロセス管理システムの一部であり、
一般に以下の論議において説明するようにコンピュータ
・システム１０１１０のアドレス指定機能と関連してい
る。ＵＩＤ／ＡＯＮテーブル１０２２２は、前述のＵＩ
ＤおよびＡＯＮを関連させるための構造である。メモリ
ー管理テーブル１０２２４は、（１）ＡＯＮの論理アド
レスおよびＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスを関連さ
せ、（２）ＭＥＭ１０１１２の物理的アドレス空間を管
理し、（３）ＭＥＭ１０１１２とＣＳ１０１１０の補助
ストア（ＥＤ１０１２４）との間の情報の転送を管理
し、（４）オブジェクトをＣＳ１０１１０に活性化する
ための構造を含み、名前カッシェ装置（ＮＣ）１０２２
６およびアドレス翻訳カッシェ装置（ＡＴＣ）１０２２
８はＣＳ１０１１０に対してその時拘束されたＶＰに関
連するアドレス指定情報を記憶するための加速機能であ
る。以下に更に述べるＮＣ１０２２６は、オペランド名
をＡＯＮアドレスに関連させる情報を含む。これもまた
以下において更に述べるＡＴＣ１０２２８はＡＯＮアド
レスをＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスと関連させる
情報を含む。
【０１７７】ＡＭ１０２２０に続いて示す機密保護機構
１０２３０は、機密保護テーブル１０２３２と機密保護
カッシェ装置（ＰＣ）１０２３４を含む。機密保護テー
ブル１０２３２はＣＳ１０１１０において活動状態の各
オブジェクトに対するアクセス権に関する情報を含む。
ＰＣ１０２３４は、ＣＳ１０１１０に対してその時拘束
されるＶ先行のあるオブジェクトに関する機密保護情報
を含む。
【０１７８】ＰＭ１０２３０に続いて示されるマイクロ
命令機構１０２３６は、マイクロコード（Ｍコード）ス
トア１０２３８と、ＦＵ（マイクロコード）Ｍコード構
造１０２４０と、ＥＵマイクロコード（Ｍコード）構造
１０２４２を含む。これらの構造は、ＳＩＮの翻訳のた
め、またＣＳ１０１１０の詳細な作動の制御のためのマ
イクロ命令機構およびテーブルを含む。マイクロ命令機
構１０２３２はまた、ＣＳ１０１１０の物理的資源を管
理し制御する低レベルの機密保護操作システムの操作中
部分的に使用されるマイクロコード・テーブルおよび機
構を提供する。
【０１７９】このように、図１０２の助けを借りてＣＳ
１０１１０の情報構造および機構のいくつかについて簡
単に述べたが、これらの情報構造および機構について更
に詳細に以上述べた順序で説明することにする。この説
明においては、図１０２および以下の論述の他の図面に
示したＭＥＭ１０１１２を示すにあたって、ＭＥＭ１０
１１２のアドレス指定可能な記憶空間が示されることに
注意されたい。ＭＥＭ１０１１２の記憶空間のある部分
は、ある情報構造および機構を含むものとして構成され
ている。これらの構造および機構はＭＥＭ１０１１２に
おける実際の物理的存在であるが、これらが占めるＭＥ
Ｍ１０１１２のアドレス空間の場所および量の双方にお
いて変化し得る。これらの構造および機構を含む単一の
大きなメモリーの割当て位置は、これらの構造および機
構がＣＳ１０１１０の最も有効な作用に必要とされる如
く再構成することを可能にする。別の実施態様において
は、物理的別個のメモリーを用いて、単一のメモリーの
割当てられた部分以外のＭＥＭ１０１１２に示された構
造および機構を含むようにすることができる。
【０１８０】ｂ．プロセス構造１０２１０（図１０３，
図１０４および図１０５） 図１０３においては、プロセス構造１０２１０の部分的
な表示が示される。特に、図１０３は実行のために選択
されたプロセス（Ｐ）１０３１０とプロセスオブジェク
ト（ＰＯ）１０２１３におけるその関連する手順オブジ
ェクト（ＰＯ）とを示している。Ｐ１０３１０はＰＯ１
０２１３における４つの手順オブジェクトを含むものと
して図１０３に示される。この表示は表示の明瞭化のた
めであり、ある特定のＰ１０３１０はどんな数の手順オ
ブジェクトでも含み得ることを理解すべきである。ま
た、表示の明瞭化のため、ＥＵＲＳＭ１０２１６がＦＵ
ＲＳＭ１０２１４と類似するためこのＥＵＲＳＭ１０２
１６は示さない。ＥＵＲＳＭ１０２１６については、Ｃ
Ｓ１０１１０の構造および作用の以下の詳細な論議にお
いて詳細に記述する。
【０１８１】前述の如く、各プロセスはあるデータおよ
び手順オブジェクトを含む。Ｐ１０３１０について図１
０３に示したように、手順オブジェクトはＰＯ１０２１
３に存在する。データオブジェクトは、Ｐ１０３１０に
おいて静的なデータ領域とスタック機構を含む。ＰＯ、
例えばＫＯＳ手順オブジェクト（ＫＯＳＰＯ）１０３１
８は、各々がプロセスの実行において実施されるべき演
算を規定する一連のＳＩＮであるプロセスの種々の手順
を含んでいる。以下に述べるように、手順オブジェクト
はまた、内部に含まれる手順の実行に際して使用されあ
る情報を含む。静的なデータ領域（ＳＤＡ）は、プロセ
スの持続期間の間存在するデータを記憶するため一般に
保留されたデータオブジェクトである。Ｐ１０３１０の
スタック機構は、手順の呼出しおよび戻し、およびＪＰ
１０１１４に関するプロセスの出入れスワッピングのた
めの手順のスタッキングを可能にする。マクロスタック
（ＭＡＳ）１０３２８乃至１０３３４は、一般に、ある
自動データ（ある手順の実行中に生成されかつこの手順
の持続期間中存続するデータ）を記憶するために使用さ
れる。Ｐ１０３１０におけるスタックとは別個に示した
がＳＤＡはＭＡＳ１０３２８乃至１０３３４と共に含む
ことができる。機密保護スタック（ＳＳ）１０３３６は
一般に、呼出された各手順に対するＣＳ１０１１０のマ
イクロ機械の状態を記憶する。ＳＳ１０３３６に記憶さ
れた情報は、ある呼出された手順からの戻りと同時に、
またはあるＶＰをＣＳ１０１１０に対して拘束（スワッ
ピング）する時、機械の状態が回復することを許容す
る。
【０１８２】Ｐ１０３１０において示したように、各プ
ロセスは領域に基づいて構成される。従って、Ｐ１０３
１０は、各領域毎に、それらの実行領域であるＳＤＡお
よびＭＡＳとしてこの領域を有する手順を含む１つ以上
の手順オブジェクトを含むことができる。例えばＰ１０
３１０のＫＯＳ領域は、ＫＯＳＰＯ１０３１８とＫＯＳ
ＳＤＡ１０３２６とＫＯＳＭＡＳ１０３３４を含む。Ｐ
１０３１０のＳＳ１０３３６はＰ１０３１０のどの単一
領域にも存在しないが、その代りスタック機構がＣＳ１
０１１０のマイクロ機械に帰属する。
【０１８３】Ｐ１０３１０の全体的な構造について記述
したがＰ１０３１０の個々の情報構造および機構につい
ては次に更に詳細に説明する。
【０１８４】１．手順オブジェクト（図１０３） ＫＯＳＰＯ１０３１８はＣＳ１０１１０の手順オブジェ
クトの典型であり、以下の論議においては例示のため触
れることにする。ＫＯＳＰＯ１０３１８の主な構成要素
は、ヘッダ１０３３８と、外部記入記述子（ＥＥＤ）領
域１０３４０と、内部記入記述子（ＩＥＤ）１０３４２
と、Ｓ−ＯＰコード領域１０３４４と、手順環境記述子
（ＰＥＤ）１０３４８と、名前テーブル（ＮＴ）１０３
５０とアクセス情報アレイ（ＡＩＡ）領域１０３５２で
ある。
【０１８５】ヘッダ１０３３８は、ＫＯＳＰＯ１０３１
８を識別し、今論議するＥＥＤ領域１０３４０における
記入数を表示するある情報を含む。
【０１８６】ＥＥＤ領域１０３４０とＩＥＤ領域１０３
４２は共にＫＯＳＰＯ１０３１８における各手順に対す
る記入記述子（ＥＤ）を含む。ＫＯＳＰＯ１０３１８は
手順１，２および１１を含むものとして示され、その内
手順１１は論議において一例として使用されよう。ＥＤ
は有効に、ＫＯＳＰＯ１０３１８における全ての情報が
見出すことができるもののあるものを介する指標からな
る。ＩＥＤは、ＫＯＳＰＯ１０３１８に含まれる他の手
順からのみ呼出すことができるＫＯＳＰＯ１０３１８の
全ての手順に対する指標を構成する。ＥＥＤは、ＫＯＳ
ＰＯ１０３１８に対して外部の手順によって呼出し可能
なＫＯＳＰＯ１０３１８の全ての手順に対する指標を構
成する。外部で呼出し可能な手順は、外部の呼出し側の
手順のアクセス権を確認する際、ＣＳ１０１１０の機密
保護機構について以下に論述するように、顕著な手段で
ある。
【０１８７】ＥＤ１１、即ち手順１１に対するＥＤに関
しては３つのフィールドが内部に示される。手順環境記
述子オフセット（ＰＥＤＯ）フィールドは、ＰＥＤ領域
１０３４８においてＫＯＳＰＯ１０３１８の開始に関連
する手順１１のＰＥＤの開始を表示する。以下において
更に述べるように、手順のＰＥＤはこの手順の実行にお
いて使用される情報の決定のための１組のポインタを含
む。ＰＥＤ領域１０３４８は、ＫＯＳＰＯ１０３１８に
含まれる各手順に対するＰＥＤを含む。ＣＳ１０１１０
の本実施例においては、単一のＰＥＤは２つ以上の手順
により共有することができる。コード記入点（ＣＥＰ）
フィールドは、以下に説明する手順ベース・ポインタ
（ＰＢＰ）に関連する、手順１１のＳＩＮコードおよび
ＳＩＮコード領域１０３４４の開始を示す。最後に、Ｅ
Ｄ１１の最初のフレーム・サイズ（ＩＦＳ）フィールド
は、手順１１の自動データを記憶するＫＯＳＭＡＳ１０
３３４のフレームの所要の初期フレーム・サイズを表示
する。
【０１８８】ＰＥＤ１１、即ちＰＥＤ領域１０３４８に
おける手順１１のＰＥＤは、手順１１の実行において使
用される情報を決定するための１組のポインタを含む。
ＰＥＤ１１における最初の記入は、ＰＥＤ１１を識別す
る情報を含むヘッダである。ＰＥＤ１１の手順ベース・
ポインタ（ＰＢＰ）の記入は、これからＫＯＳＰＯ１０
３１８における他の情報が決定可能である固定基準を提
供するポインタである。ある特定の事例においては、手
順１１のＣＥＰは、ＰＢＰに対する、Ｓ−ＯＰコード領
域１０３４４における手順１１のＳ−ＯＰコードの開始
の位置を表示する。以下において更に述べるように、Ｐ
ＢＰはＣＳ１０１１０のアーキテクチャ・ベース・ポイ
ンタ（ＡＢＰ）である。ＣＳ１０１１０のＡＢＰはＣＳ
１０１１０のアドレス空間のアドレス指定を容易にする
ためＣＳ１０１１０において使用される１組のアーキテ
クチャ・ポインタである。ＰＥＤ１１の静的データ・ポ
インタ（ＳＤＰ）の記入は、ＫＯＳＰＯ１０３１８にお
いてＰ１０３１０のＫＯＳＳＤＡ１０３２６のあるパラ
メータを指定するデータを指示する。名前テーブル・ポ
インタ（ＮＴＰ）の記入は、手順１１のオペランドに対
する名前テーブル記入（ＮＴＥ）のＮＴ１０３５０にお
ける決定を表示するポインタである。ＮＴ１０３５０お
よびＮＥＴについては、コンピュータ・システム１０１
１０のアドレス指定構造の以下の論議において更に詳細
に記述することにする。ＰＥＤ１１のＳインタプリタ・
ポインタ（ＳＩＰ）記入は、ＣＳ１０１１０のマイクロ
コード構造の以下の論議において更に詳細に論述する、
手順１１のＳＩＮコードの翻訳において使用されるべき
特定のＳインタプリタ（ＳＩＮＴ）を指示するポインタ
である。
【０１８９】最後に、ＡＩＡ１０３５２に関しては、こ
のＡＩＡ１０３５２は、前述の如く、ＫＯＳＰＯ１０３
１８を呼出すどんな外部の手順でも要求するアクセス権
に関する情報を含んでいる。外部手順により呼出すこと
ができる各ＫＯＳＰＯ１０３１８の手順のためにＡＩＡ
１０３５２が存在する。ある特定のＡＩＡの記入は、Ｅ
ＥＤ領域１０３４０におけるＥＤを有する１つ以上の手
順により共有することができる。各ＥＥＤは、説明の明
瞭化のため示さないが、この手順の対応するＡＩＡ記入
が照合されねばならずまたこの手順が呼出される時は常
に呼出し側の手順のアクセス権が確認されねばならない
ことを示すある情報を含んでいる。
【０１９０】２．スタック機構（図１０４，図１０５） 前述の如く、Ｐ１０３１０のスタック機構は、部分的に
機械の状態を記憶するために使用されるＳＳ１０３３６
と、Ｐ１０３１０の手順の実行中に生成される局所デー
タを記憶するために使用されるＭＡＳ１０３２８乃至１
０３３４を含む。Ｐ１０３１０はＣＳ１０１１０の各領
域に対するＭＡＳを含むものとして示されている。ＣＳ
１０１１０の別の実施態様においては、ある特定のＰ１
０３１０は、Ｐ１０３１０がある手順を実行しつつある
定義に対してのみＭＡＳを含む。
【０１９１】ＭＡＳ１０３２８乃至１０３３４およびＳ
Ｓ１０３３６に関しては、Ｐ１０３１０が１１の手順呼
出しを有するものとして示される。手順０は手順１を呼
出し手順１は手順２を呼出す、等々である。１つの手順
が呼出される毎に、呼出された手順が実行される定義の
ＭＡＳには対応するスタック・フレームが構成される。
例えば、手順１，２および１１がＫＯＳ領域において実
行し、従って手順１，２および１１に対するＭＡＳフレ
ームがＫＯＳＭＡＳ１０３３４に配される。同様に、手
順３および９がＥＯＳ領域において実行し、その結果そ
れらのスタック・フレームがＥＯＳＭＡＳ１０３３２に
配される。手順５および６はＤＢＭＳ領域において実行
し、この結果それらのスタック・フレームはＤＢＭＳＭ
ＡＳ１０３３０に配される。手順４，７，８および１０
はユーザ領域において実行し、それらのスタック・フレ
ームはＵＳＥＲＭＡＳ１０３２８に配される。手順１１
は最も後で呼出された手順であり、ＫＯＳＭＡＳ１０３
３４における手順１１のスタック・フレームはその時の
フレームと呼ばれる。手順１１は、ＶＰ１０３１０がＣ
Ｓ１０１１０に対して拘束されるその時に実行中の手順
である。
【０１９２】ＣＳ１０１１０のマイクロ機械のスタック
機構であるＳＳ１０３３６は手順１乃至１１の各々に対
するフレームを含む。ＳＳ１０３３６の各フレームは、
部分的に、その対応する手順に対するＣＳ１０１１０の
作動状態を含む。
【０１９３】図１０４においては、典型的なＭＡＳ、例
えばＫＯＳＭＡＳ１０３３４が示されている。ＫＯＳＭ
ＡＳ１０３３４は、これに関する各手順に対してスタッ
ク・ヘッダ１０４１０とフレーム１０４１２を含む。各
フレーム１０４１２はフレーム・ヘッダ１０４１４を含
み、リンク・ポインタ・ブロック１０４１６と局所ポイ
ンタ・ブロック１０４１８と、局所（自動）データ・ブ
ロック１０４２０を含む。
【０１９４】ＭＡＳ１０３３４のスタック・ヘッダ１０
４１０は、少なくとも以下の情報を含む。即ち、 （１）ＫＯＳＭＡＳ１０３３４に関する第１のフレーム
のフレーム・ヘッダ１０４１４の場所を表示するスタッ
ク・ヘッダ１０４１０に関するオフセット。
【０１９５】（２）ＫＯＳＭＡＳ１０３３４の開始に関
して、その最上位の場所を示すスタック最上位オフセッ
ト。ＫＯＳＭＡＳ１０３３４の最上位は、手順１１のフ
レーム１０４１２の局所データ・ブロック１０４２０の
最後の記入の最上位を指示するポインタＳＴＯにより示
される。
【０１９６】（３）ＫＯＳＭＡＳ１０３３４の開始に関
して、その時の最上位のフレームのフレーム・ヘッダ１
０４１４の場所を示すオフセット。図１０４において
は、このオフセットはフレーム・ポインタ（ＦＰ）によ
り表わされるが、ＡＢＰについては以下において更に論
述する。
【０１９７】（４）ＶＰ１０３１０のＵＩＤ （５）以下の論議において更に述べるある領域環境情報
の場所を示すＵＩＤポインタ。
【０１９８】（６）ＣＳ１０１１０のあるオペレーティ
ング・システムの障害を取扱うためのあるルーチンの場
所を示す信号ポインタ。
【０１９９】（７）ＫＯＳＳＤＡ１０３２６の場所を示
すＵＩＤポインタ、および （８）他の領域におけるフレームのヘッダに対するポイ
ンタを含むフレーム・ラベル・シーケンサ。これらのポ
インタは非局所的なｇｏ−ｔｏ操作を実行する際使用さ
れる。
【０２００】ＫＯＳＭＡＳ１０３３４のスタック・ヘッ
ダ１０４１０は、これにより、ＭＡＳ１０３３４の構造
におけるある重要な点を判定し、またＫＯＳ領域におけ
る手順の実行に関するある情報を判定するための情報を
含む。
【０２０１】各フレーム・ヘッダ１０４１４は少なくと
も下記の情報を含む。即ち、 （１）フレーム・ヘッダ１０４１４に関して、ＭＡＳ１
０３３４の前および次のフレームのフレーム・ヘッダ１
０４１４の場所を表示するオフセット。
【０２０２】（２）フレーム・ヘッダ１０４１４に関し
て、前記フレーム１０４１２の最上位の場所を示すオフ
セット。
【０２０３】（３）前記フレーム１０４１２に含まれる
送ったアーギュメントの数を示す情報。
【０２０４】（４）ＵＩＤ／オフセット・フォーマット
において、別の定義域に前記の前のフレーム・ヘッダ１
０４１４が存在するかどうかに関するフレーム１０４１
２に対する動的バックカウンタ。
【０２０５】（５）前記手順を呼出す手順の環境記述子
に対するＵＩＤ／オフセット・ポインタ。
【０２０６】（６）ＭＡＳ１０３３４における他のフレ
ーム・ヘッダ１０４１４の場所を示す情報を含むフレー
ム・ラベル・シーケンス。この情報は、局所のｇｏ−ｔ
ｏ操作の実行のオブジェクトのためＭＡＳ１０３３４に
おける他のフレームを決定する。フレーム・ヘッダ１０
４１４はこれによりＭＡＳ１０３３４の構造におけるあ
る重要な点を決定するための情報および関連する手順の
実行に関するあるデータを含む。更に、フレーム・ヘッ
ダ１０４１４は、スタック・ヘッダ１０４１０と共に、
各ＶＰ１０３１０のＭＡＳの活性化レコードをリンクす
るためまた個々のＭＡＳの活性化レコードを共にリンク
するための情報を含む。
【０２０７】リンク・ポインタ・ブロック１０４１６
は、呼出し側の手順から呼出される手順に対して送られ
るアーギュメントに対するポインタを含む。例えば手順
１１のフレーム１０４１２のリンク・ポインタ・ブロッ
ク１０４１６は手順１０から手順１１に対して送られる
アーギュメントに対するポインタを含む。ＣＳ１０１１
０のアドレス構造におけるリンク・ポインタの使用につ
いては、ＣＳ１０１１０のアドレス構造の以下の論述に
おいて更に論議する。局所データ・ポインタ・ブロック
１０４１８は、関連する手順の局所データのあるものに
対するポインタを含む。図１０４に示されているのは、
最上位のフレーム１０４１２のリンク・ポインタ・ブロ
ック１０４１６と局所データ・ポインタ・ブロック１０
４１８間で指示するポインタ、即ちフレーム・ポインタ
（ＦＰ）である。以下の論述において更に説明するよう
に、ＦＰはプロセスのその時の手順のＭＡＳフレーム１
０４１２に対するＡＢＰである。
【０２０８】各フレーム１０４１２の局所（自動）デー
タ・ブロック１０４２０は、関連する手順の自動データ
の内のあるものを含む。
【０２０９】前述の如く、各手順の呼出し毎に、ＭＡＳ
フレームは呼出された手順が実行される定義のＭＡＳの
最上位に構成される。例えば、手順１０が手順１１を呼
出す時、手順１１に対するフレーム・ヘッダ１０４１４
はＫＯＳＭＡＳ１０３３４に構成され配置される。手順
１１のリンク・ポインタがこの時生成され、手順１１の
リンク・ポインタ・ブロック１０４１６に置かれる。次
の手順１１の局所ポインタが生成されて、手順１１の局
所ポインタ・ブロック１０４１８に配置される。最後
に、手順１１の局所データが手順１１の局所データ・ブ
ロック１０４２０に配される。この操作の間、ＵＳＥＲ
ＭＡＳ１０３２８のフレーム・ラベル構造は、手順１１
のフレーム・ヘッダ１０４１４を指示する記入を含むよ
うに更新される。ＫＯＳＭＡＳ１０３３４のスタック・
ヘッダ１０４１０は、ＫＯＳＭＡＳ１０３３４の新たな
最上位に対するＳＴＯに関して更新される。手順２のフ
レーム・ヘッダ１０４１４は、手順１１のフレーム１０
４１２のフレーム・ヘッダ１０４１４に対するオフセッ
トに関して、また手順１１のフレーム・ヘッダ１０４１
４の場所を表示するフレーム・ラベル・シーケンスに関
して更新される。この時手順１１がその時の手順である
ため、ＦＰは手順１１のフレーム１０４１２のリンク・
ポインタ・ブロック１０４１６とリンク・ポインタ・ブ
ロック１０４１８の間の点に更新される。また、以下に
おいて論述するように、新たなフレームがＳＳ１０３３
６即ち手順１１において構成される。ＣＳ１０１１０は
この時手順１１を実行するため進行することになる。手
順１１の実行中、更に生成された他の局所データを手順
１１の局所データ・ブロック１０４２０の最上位に配す
ることができる。手順１１のフレーム・ヘッダ１０４１
４およびＫＯＳＭＡＳ１０３３４のスタック・ヘッダ１
０４１０におけるスタックのオフセット情報の最上位が
適宜更新される。
【０２１０】これにより、ＭＡＳ１０３２８乃至１０３
３４はこの手順に関するデータを記憶するための定義域
単位のスタック機構を提供し、このためこのデータを失
うことなく手順のスタッキングを可能にする。定義域単
位で構成されているが、ＭＡＳ１０３２８乃至１０３３
４は、ＭＡＳスタックおよびフレーム・ヘッダにおいて
記憶された情報を介して、一緒に通される統一された局
所スタック構造を有する。
【０２１１】前述の如く、ＳＳ１０３３６は、スタック
された各ＶＰ１０３１０手順に対するＣＳ１０１１０の
マイクロ機械の状態を部分的に記憶するためのＣＳ１０
１１０のマイクロ機械のスタック構造である。図１０５
においては、ＳＳ１０３３６のスタック・フレーム１０
５１０の部分的な図が示される。ＳＳ１０３３６のスタ
ック・ヘッダ１０５１２とフレーム・ヘッダ１０５１４
は、ＭＡＳスタック・ヘッダ１０４１０とフレーム・ヘ
ッダ１０４１４における情報と類似の情報を含んでい
る。再び、これらに含まれた情報は、ＳＳ１０３３６内
のある点を見出して、ＭＡＳ１０３２８乃至ＫＯＳＭＡ
Ｓ１０３３４と共にＳＳ１０３３６を挿通する。
【０２１２】ＳＳ１０３３６のスタック・フレーム１０
５１０は、このフレームが関連するＶＰ１０２１２の手
順の実行中ＣＳ１０１１０のマイクロ機械によって使用
されるある情報を含む。手順ポインタ・ブロック１０５
１６は、ＶＰ１０３１０の情報構造内の情報を見出する
際ＣＳ１０１１０のマイクロ機械により使用されるＡＢ
Ｐを含むあるポインタを含んでいる。マイクロ・ルーチ
ン・フレーム（ＭＲＦ）１０５１８は共に、各ＳＳ１０
３３６のスタック・フレーム１０５１０内のマイクロ・
ルーチン・スタック（ＭＲＳ）１０５２０を含む。ＭＲ
Ｓ１０５２０は、スタック・フレーム１０５１０と関連
したＶＰ１０２１２の手順の実行中に実行されたＣＳ１
０１１０のマイクロルーチンの内部操作と関連してい
る。ＳＳ１０３３６は、このように二重機能のＣＳ１０
１１０のマイクロ機械スタックである。ポインタブロッ
ク１０５１６の記入は、ＣＳ１０１１０のマイクロ機械
とその時のプロセスの手順との間のインターフェースを
有効に規定する。ＭＲＳ１０５２０はＣＳ１０１１０の
マイクロ機械の内部操作にするスタック機構を含む。
【０２１３】仮想プロセス１０２１２について簡単に説
明したが、ＦＵＲＳＭ１０２１４については次に説明す
る。前述の如く、ＥＵＲＳＭ１０２１６は作用において
ＦＵＲＳＭ１０２１４と類似し、ＣＳ１０１１０の構造
および作用についての以下の詳細な説明において説明す
る。
【０２１４】３．ＦＵＲＳＭ１０２１４（図１０３） 再び図１０３において、ＦＵＲＳＭ１０２１４は、Ｐ１
０３１０の手順の実行中ＣＳ１０１１０のマイクロ機械
に対して内部で使用されるＣＳ１０１１０マイクロ機械
の情報構造を含む。あるＶＰ、例えばＶＰ１０３１０が
実行される時、このＶＰに関するある情報がこの手順の
実行において使用されるためＶＰ１０２１２からＦＵＲ
ＳＭ１０２１４に転送される。この点に関して、ＦＵＲ
ＳＭ１０２１４はその時のＶＰ１０２１２に対する加速
機構と見做すことができる。
【０２１５】ＦＵＲＳＭ１０２１４は、汎用レジスタ・
ファイル（ＧＲＦ）１０３５４と、マイクロ・スタック
・ポインタ・レジスタ機構（ＭＩＳＰＲ）１０３５６
と、戻し制御ワード・スタック（ＲＣＷＳ）１０３５８
を含む。ＧＲＦ１０３５４は、大域レジスタ（ＧＲ）１
０３６０とスタック・レジスタ（ＳＲ）１０３６２を含
む。ＧＲ１０３６０は、アーキテクチャ規定レジスタ
（ＡＢＲ）１０３６４とマイクロ制御レジスタ（ＭＣ
Ｒ）１０３６６を含んでいる。スタック・レジスタ１０
３６２は、マイクロ・スタック（ＭＩＳ）１０３６８と
モニター・スタック（ＭＯＳ）１０３７０とを含んでい
る。
【０２１６】最初にＧＲＦ１０３５４について、例えば
ＶＰ１０３１０の手順１１がその時実行中であると仮定
すると、ＧＲＦ１０３５４は主として手順１１の実行に
おいて使用されたＶＰ１０３１０に対するあるポインタ
を含んでいる。前述の如く、ＣＳ１０１１０のアドレス
指定構造は、各手順に対するあるアーキテクチャ規定ポ
インタ（ＡＰＢ）を含む。ＡＰＢはＣＳ１０１１０のア
ドレス空間をアクセスするためのフレームワークを提供
する。各手順のＡＢＰは、フレーム・ポインタ（ＦＰ）
と手順規定ポインタ（ＰＢＰ）と静的データ・ポインタ
（ＳＴＰ）とを含む。ＫＯＳＰＯ１０３１８に関して前
に論述したように、これらのＡＢＰは手順のＰＥＤに内
在する。ある手順が呼出される時、これらのＡＢＰはこ
の手順のＰＥＤからＡＢＲ１０３６４に転送され、この
手順の持続期間の間これに内在する。図１０３に示すよ
うに、ＦＰはＫＯＳＭＡＳ１０３３４における手順１１
のフレーム１０４１２のリンク・ポインタ・ブロック１
０４１６と局所ポインタ・ブロック１０４１８間を指示
する。ＰＢＰは、ＫＯＳＰＯ１０３１８の諸素子が見出
される基準点を指示する。ＳＤＰはＫＯＳＳＤＡ１０３
２６を指示する。もし手順１１が例えば手順１２を呼出
すならば、手順１１のＡＢＰは、手順１１に対するＳＳ
１０３３６のスタック・フレーム１０５１０の手順ポイ
ンタ・ブロック１０５１６に転送される。手順１１に戻
ると同時に、手順１１のＡＢＰは手順ポインタ・ブロッ
ク１０５１６からＡＢＲ１０３６４に対して転送され、
手順１１の実行が再開される。
【０２１７】ＭＣＲ１０３３６は、手順１１の実行にお
いてＣＳ１０１１０のマイクロ機械により使用されるあ
るポインタを含む。図１０３に示されるＣＳ１０１１０
のマイクロ機械ポインタは、プログラム・カウンタ（Ｐ
Ｃ）と、名前テーブル・ポインタ（名前形式）と、Ｓイ
ンタプリタ・ポインタ（ＳＩＰ）と、機密保護スタック
・ポインタ（ＳＳＰ）と、機密保護スタックの最上位オ
フセット（ＳＳＴＯ）を含む。ＮＴＰおよびＳＩＰにつ
いては、ＫＯＳＰＯ１０３１８に関して前に説明した
が、ＫＯＳＰＯ１０３１８に内在する。ＮＴＰおよびＳ
ＩＰは、手順１１の実行の開始時においてＭＣＲ１０３
３６に転送される。図１０３に示されるように、ＰＣは
ＣＳ１０１１０によりその時実行中の手順１１のＳＩＮ
に対するポインタである。ＰＣは最初に手順１１のＰＢ
ＰおよびＣＥＰから生成され、その後手順１１のＳＩＮ
シーケンスが実行される時ＣＳ１０１１０のマイクロ機
械により増分される。以下の論議において説明するよう
に、ＳＳＰおよびＳＳＴＯは、ＳＳ１０３３６のスタッ
ク・ヘッダ１０５１２とフレーム・ヘッダ１０５１４に
含まれる情報から生成される。図１０３に示されるよう
に、ＳＳＰはＳＳ１０３３６の開始を指示するが、ＳＳ
ＴＯはＳＳ１０３３６のその時の最上位フレームが、Ｓ
ＳＰに関するオフセットを表示することによりＭＲＳ１
０５２０の手順ポインタ・ブロック１０５１６とＭＲＦ
１０５１８のいずれであるかを表示する。もし手順１１
が後続の手順を呼出すならば、ＭＣＲ１０３６６の内容
はＳＳ１０３３６における手順１１の手順ポインタ・ブ
ロック１０５１６に転送され、手順１１への戻りと同時
にＭＣＲ１０３６６に戻される。
【０２１８】レジスタ１０３６０は、ＣＳ１０１１０の
操作についての以下の詳細な論述において述べる更に別
のポインタと、その時の手順の局所データを含むため使
用可能なあるレジスタを含む。
【０２１９】次にスタック・レジスタ１０３６２につい
て述べれば、ＭＩＳ１０３６８はその時の手順のＭＲＳ
１０５２０の上方への拡張即ち加速である。前に述べた
ように、ＭＲＳ１０５２０は、ある特定の手順の実行中
あるマイクロルーチンの実行の際ＣＳ１０１１０のマイ
クロ機械によって使用される。ＭＩＳ１０３６８は、Ｆ
Ｕ１０１２０に対する前記手順のＭＲＳ１０５２０のあ
る最も後のＭＲＦ１０５１８を加速することによってこ
れらのマイクロルーチンを実行する際のＣＳ１０１１０
のマイクロ機械の効率を強化する。ＭＩＳ１０３６８
は、例えば、その時の手順のＭＲＳ１０５２０の８つま
での最も後のＭＲＦ１０５１８を含むことができる。種
々のマイクロルーチンがＭＲＳ１０５２０から呼出され
あるいはこれから戻される時、ＭＲＦ１０５１８はＳＳ
１０３３６とＭＩＳ１０３６８間で適宜転送され、その
結果ＭＩＳ１０３６８は常に少なくともＭＲＳ１０５２
０の最上位のＭＲＦ１０５１８を含み、またほとんどの
場合ＭＲＳ１０５２０の８つのＭＲＦ１０５１８を含
む。ＭＩＳＰＲ１０３５６はＭＩＳ１０３６８を保持す
るためのＣＳ１０１１０のマイクロ機械機構である。Ｍ
ＩＳＰＲ１０３５６はその時のポインタと、前のポイン
タと最下位のポインタとを含む。前のポインタはＭＩＳ
１０３６８における前のＭＲＦ１０５１８を指示し、最
下位のポインタはＭＩＳ１０３６８における最下位のＭ
ＲＦ１０５１８を指示する。ＭＩＳＰＲ１０３５６のそ
の時のポインタ、前のポインタおよび最下位のポインタ
は、ＭＲＦ１０５１８がＳＳ１０３３６とＭＩＳ１０３
６８間で転送される時更新される。もし手順１１が後続
の手順を呼出すならば、全ての手順１１のＭＲＦ１０５
１８はＭＩＳ１０３６８からＳＳ１０３５６における手
順１１のＭＲＳ１０５２０に対して転送される。手順１
１への変換と同時に、手順１１のＭＲＦ１０５１８のフ
レームの内７つまでがＳＳ１０３３６からＭＩＳ１０３
６８に戻される。
【０２２０】ＭＯＳ１０３７０について述べれば、ＭＯ
Ｓ１０３７０は、障害即ちエラー条件を取扱うためのあ
るマイクロルーチンに対するＣＳ１０１１０のマイクロ
機械により使用されるスタック機構である。これらのマ
イクロルーチンは常に完了するまでランし、その結果Ｍ
ＯＳ１０３７０は完全にＦＵ１０１２０内に存在し、Ｍ
ＥＭ１０１１２におけるＶＰ１０３１０に内在するスタ
ックの拡張ではない。ＭＯＳ１０３７０は、例えば、８
つのフレームを含むことができる。もし８つ以上の連続
的な障害即ちエラー条件が生じるならば、これはＣＳ１
０１１０の主な故障と考えられる。ＣＳ１０１１０の制
御はこの時ＤＰ１０１１８に対して転送することができ
る。以下の論述において述べるように、次にＤＰ１０１
１８における診断プログラムがＣＳ１０１１０の障害即
ちエラーを診断してこれを判定するために使用される。
ＣＳ１０１１０の他の実施態様においては、ＭＯＳ１０
３７０は、ＣＳ１０１１０に要求されるそれ自体の診断
および補正能力の程度に依存して、更に多いか少ないス
タック・フレームを含むことができる。
【０２２１】ＲＣＷＳ１０３５８は２つの部分からなる
スタック機構である。第１の部分はＭＩＳ１０３６８と
並列に作用し、第２の部分はＭＯＳ１０３７０と並列に
作用する。前述の如く、ＣＳ１０１１０はマイクロコー
ド制御されたシステムである。ＲＣＷＳは、その時の手
順が障害即ちエラー条件により遮断される時あるいはそ
の後の手順が呼出される時、ＣＳ１０１１０マイクロ機
械によって実行されつつあるその時のマイクロ命令を記
憶するためのスタックである。ＭＩＳ１０３６８と関連
するＲＣＷＳ１０３５８の部分は、ＭＩＳ１０３６８に
内在する各ＭＲＦ１０５１８に対する記入を含む。これ
らのＲＣＷＳ１０３５８の記入は、それらの関連するＭ
ＲＦ１０５１８と並列にＳＳ１０３３５とＭＩＳ１０３
６８間に転送される。ＳＳ１０３３６に存在する時は、
これらのＲＣＷＳ１０３５８の記入はその関連するＭＲ
Ｆ１０５１８内に記憶される。ＭＯＳ１０３７０と関連
するＲＣＷＳ１０３５８の部分は、同様にＭＯＳ１０３
７０と並列に作用し、ＭＯＳ１０３７０と同様に、ＭＥ
Ｍ１０１１２に常駐するスタックの拡張ではない。
【０２２２】要約すれば、ＣＳ１０１１０において活動
状態の各プロセスは個々の完全な自立した要素、即ち仮
想プロセスとして存在し、構造的に定義域単位に構成さ
れる。各仮想プロセスは、手順およびデータオブジェク
ト以外に、このプロセスの手順の局所データを記憶する
１組のＭＡＳを含む。各仮想プロセスはまた、ＣＳ１０
１１０のマイクロ機械スタックの、仮想プロセスのスタ
ックされた各手順に関するＣＳ１０１１０のマイクロ機
械の状態を記憶するためのＳＳ１０３３６を含む。ＣＳ
１０１１０のマイクロ機械は仮想プロセスの手順の実行
の際ＣＳ１０１１０のマイクロ機械により使用される１
組の情報構造とレジスタ１０３６０とＭＩＳ１０３６８
とＭＯＳ１０３７０とＲＣＷＳ１０３５８とを含む。こ
れらのＣＳ１０１１０のマイクロ機械の情報構造はその
時実行中の仮想プロセスと共有され、このためその時の
仮想プロセスに対する有効な加速機構であるが、他のも
のはＣＳ１０１１０のマイクロ機械に対して完全に内部
的である。
【０２２３】ＣＳ１０１１０の主な特徴は、プロセスの
マクロスタックおよび機密保護スタックの各々がＭＥＭ
１０１１２に存在することである。ＣＳ１０１１０のマ
クロスタックおよび機密保護スタックは、従って深さに
おいて実質的に制約を受けない。
【０２２４】ＣＳ１０１１０のマイクロ機械の更に別の
特徴はＧＲＦ１０３５４の使用である。ＧＲＦ１０３５
４は、ＣＳ１０１１０の１つの実施態様においては、例
えば２５６個のレジスタを含む一体のレジスタ・アレイ
である。ＧＲＦ１０３５４のある部分、即ちアドレス場
所は、夫々ＧＲ１０３６０と、ＭＩＳ１０３６８とＭＯ
Ｓ１０３７０に対して専用化されている。従って、ＧＲ
１０３６０と、ＭＩＳ１０３６８と、ＭＯＳ１０３７０
は、ＧＲＦ１０３５４のアドレス空間の再割当てにより
ＣＳ１０１１０の最適効率を得るのに必要な如くに調整
することができる。ＣＳ１０１１０の他の実施態様にお
いては、ＧＲ１０３６０と、ＭＩＳ１０３６８とＭＯＳ
１０３７０は機能的に別個のレジスタ・アレイとして構
成することができる。
【０２２５】プロセス構造１０２１０の構造および作用
について簡単に説明したが、次にＶＰ状態ブロック１０
２１８について説明しよう。
【０２２６】Ｃ．仮想プロセッサ状態ブロックおよび仮
想プロセスの形成（図１０２） 再び図１０２において、ＶＰ状態ブロック１０２１８は
プロセスの管理および制御において使用される。ＶＰ状
態ブロック１０２１８は、ＣＳ１０１１０による実行の
ため選択された各仮想プロセス（ＶＰ）に対するＶＰ状
態ブロックを含む。かかる各ＶＰ状態ブロックは少なく
とも下記の情報を含む。即ち、 （１）ＶＰの状態即ち識別番号。
【０２２７】（２）ＶＰの特定の主体および特定のプロ
セスを識別する記入。
【０２２８】（３）前記ＶＰの機密保護スタック（例え
ば、ＳＳ１０３３６）に対するＡＯＮポインタ。
【０２２９】（４）ＶＰのＭＡＳスタックオブジェクト
（例えば、ＭＡＳ１０３２８乃至１０３３４）のＡＯ
Ｎ。
【０２３０】（５）ＣＳ１０１１０のＶＰ管理システム
により使用されるある情報。
【０２３１】各ＶＰ状態ブロックに含まれる情報は、こ
れにより関連するＶＰのその時の状態を規定する。
【０２３２】プロセスは、既に存在するＶＰとして現わ
れるように元のアクセス・レコードを形成してこのアク
セス・レコードをＣＳ１０１１０にロードすることによ
りＣＳ１０１１０にロードされる。ＶＰは、そのマイク
ロ機械の状態記入のため形成されたマクロスタックおよ
び機密保護スタックのオブジェクトに対するポインタ
と、ユーザ・プログラムに対するポインタとを含むプロ
セスオブジェクトを形成することによって形成される。
この時、ＣＳ１０１１０のＫＯＳは、このプロセスに対
するヘッダを用いてマクロスタックおよび機密保護スタ
ックのオブジェクトを生成し、以下に述べるように、機
密保護機構１０２３０に対して前記プロセスオブジェク
トに関する保護情報をロードする。次いで、ＣＳ１０１
１０のＫＯＳはＣＳ１０１１０のＶＰ管理プログラムに
より選択される空のＶＰＳＢに対してこの元の機械状態
レコードを複写し、これにより新たに形成されたＶＰを
ＣＳ１０１１０に拘束する。この時、ＫＯＳ初期設定手
順が、例えば、あるコンパイラを介してユーザ・プログ
ラムにおける呼出しによってＶＰの形成を完了する。新
たに形成されたＶＰはこの時ＣＳ１０１１０によって実
行することができる。
【０２３３】ＶＰ状態ブロック１０２１８およびＶＰの
形成について簡単に述べたが、ＣＳ１０１１０のアドレ
ス指定構造１０２２０については以下に説明することに
する。
【０２３４】Ｄ．アドレス指定構造１０２２０（図１０
３，図１０６，図１０７，図１０８） １．オブジェクト、ＵＩＤ、ＡＯＮ、名前および物理的
アドレス（図１０６） 前述の如く、ＣＳ１０１１０に対してアクセス可能なデ
ータ空間は、セグメント、即ちオブジェクトと呼ばれる
コンテナに分割される。ＣＳ１０１１０の一実施態様に
おいては、各オブジェクトのアクセス可能なデータ空間
は情報の２32ビットの容量を有し、各々が２14ビットの
機構を有する２18ページに構成される。
【０２３５】図１０６Ａにおいては、ＣＳ１０１１０の
アドレス指定構造の略図が示されている。ＣＳ１０１１
０において使用するため、あるいはその操作により生成
される各オブジェクトは、個々の記述子（ＵＩＤ）が恒
久的に割当てられる。１つのオブジェクトのＵＩＤは、
如何なる時点においてもオブジェクトを一義的に識別し
て見出すことを可能にする。各ＵＩＤは８０ビットの数
であり、このため全てのＣＳ１０１１０のアドレス指定
可能な総空間は、各オブジェクトが２32ビットまでの情
報を含み得る２80のオブジェクトを含む。図１０６に示
されるように、各８０ビットＵＩＤは、３２ビットの局
所割当て単位識別子（ＬＡＵＩＤ）と４８ビットのオブ
ジェクト連続番号（ＯＳＮ）とからなる。ＬＡＵＩＤは
個々のＣＳ１０１１０システムと関連している。ＬＡＵ
ＩＤは、ある特定のオブジェクトを生成する特定のＣＳ
１０１１０システムを識別する。各ＵＩＤは、局所割当
て単位グループ数（ＬＡＵＧＮ）と局所割当て単位連続
数（ＬＡＵＳＮ）とからなる。ＬＡＵＧＮは個々のＣＳ
１０１１０システムに対して割当てされ、ある特定のシ
ステムに対して一義的になるように保証することができ
る。しかし、ある特定のシステムは、ＬＡＵＧＮとＣＳ
１０１１０システム間で時間が変化するマッピングが存
在するように、１つ以上のＬＡＵＧＮの割当てが可能で
ある。ＬＡＵＳＮはある特定のシステム内部で割当てら
れ、ＬＡＵＳＮはある特定のシステム内部で一義的であ
るが、ＬＡＵＳＮはシステム間では一義的である必要は
なく、またある特定のシステムの物理的構造にマップす
る必要はない。
【０２３６】ＯＳＮはＬＡＵにより形成された個々のオ
ブジェクトと関連させられ、また各ＣＳ１０１１０にお
いてアーキテクチャ・クロックにより生成される。アー
キテクチャ・クロックは、増加する時間を表わす６４ビ
ットの２進数として定義される。アーキテクチャ・クロ
ックの最下位ビットは６００ピコ秒の増分を表わし、最
上位ビットは１２７年の増分を表わす。ＣＳ１０１１０
の本実施例においては、アーキテクチャ・クロック時間
のある最上位および最下位ビットは一般に必要とされな
い構成として看過される。アーキテクチャ・クロックに
より表示される時間は任意の固定された時点に関して測
定される。この時点は、およそ構成される全てのＣＳ１
０１１０に対して同じである。従って、経験的に全ての
ＣＳ１０１１０は同じアーキテクチャ・クロック時間を
呈し、生成される全てのＵＩＤは共通の基礎を有するこ
とになる。ＯＳＮの生成のためのアーキテクチャ・クロ
ックの使用は、もしＣＳ１０１１０が故障して後で再び
初期化される場合にＯＳＮの偶発的な複写の可能性を回
避するという点で有利となる。
【０２３７】前述の如く、ＣＳ１０１１０によりあるい
はこれにおいて使用するため生成される各オブジェクト
はその関連するＵＩＤによって一義的に識別される。オ
ブジェクトのＵＩＤに対してオフセット（Ｏ）および長
さ（Ｌ）の情報を付属させることにより、ある特定のオ
ブジェクトに存在するデータの特定のセグメントを見出
すために使用することができるＵＩＤ論理アドレスが生
成される。図１０６に示すように、ＵＩＤ論理アドレス
のＯおよびＬフィールドは各々３２ビットである。従っ
て、ＯおよびＬフィールドは１つのオブジェクトにおい
て２32-1ビットからどんな特定のビットでも表示するこ
とができ、このためオブジェクトにおける情報のビット
の細分性を有するアドレス指定を可能にする。
【０２３８】図１０６に示すように、またこれまでに述
べたように、ＣＳ１０１１０において活動状態の各オブ
ジェクトは、ＪＰ１０１１４内でのみ有効な活動状態オ
ブジェクト番号（ＡＯＮ）と呼ばれる短い一時的な単一
の識別子を割当てられる。ＣＳ１０１１０のアドレス空
間において存在するものよりも少ないオブジェクトがＣ
Ｓ１０１１０において活動状態であるため、ＣＳ１０１
１０の本実施例においては、ＡＯＮは長さが１４ビット
である。ある特定のＣＳ１０１１０は、従って、２14ま
での活動状態のオブジェクトを保有することができる。
１つのオブジェクトのＡＯＮは、そのオブジェクトのＵ
ＩＤの代りにＪＰ１０１１４内で使用される。例えば、
プロセス構造１０２１０に関して前に論述したように、
ある手順のＦＰはそのプロセスのＭＡＳにおける前記手
順のフレームの開始を指示する。このＦＰがＳＳ１０３
３６に存在する時、これはＵＩＤとして表示される。こ
の手順が実行される時、ＦＰはＳＳ１０３３６からＡＢ
Ｒ１０３６４に対して転送され、対応するＡＯＮに変換
される。同様に、この手順がスタックされる時、ＦＰは
ＳＳ１０３３６に戻され、またこの際対応するＵＩＤに
変換される。再び、あるオブジェクトにおける特定のデ
ータ・セグメントは、オブジェクトのＡＯＮプラス関連
する３２ビットのオフセット（Ｏ）および（Ｌ）のフィ
ールドからなるＡＯＮ論理アドレスによりアドレス指定
することができる。
【０２３９】あるプロセスに現われる各オペランドは１
つの名前が割当てられ、１つのプロセスのオペランドに
関する全ての照合はこれらの割当てられた名前による。
図１０６Ｂに示されるように、ＣＳ１０１１０の本実施
例においては、各名前は８または１２または１６ビット
数である。ある特定のプロセスにおける全ての名前は同
じ長さとなる。これまでの論述において述べたように、
あるプロセスの実行中に現われる名前は、手順の名前テ
ーブル１０３５０または名前カッシェ装置１０２２６を
介してＡＯＮの論理アドレスに変えることができる。以
下に述べるように、あるオペランドの名前に対応するあ
るＡＯＮの論理アドレスは、従って、問題のオペランド
を見出すためＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスに対し
て評価することができる。
【０２４０】ＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスに対す
るＡＯＮの論理アドレスの評価については図１０６Ｃに
おいて示される。ＡＯＮの論理アドレスのＬフィールド
は、ある物理的アドレスに対するあるＡＯＮの論理アド
レスの評価においては関与せず、従って明瞭化のオブジ
ェクトのため、図１０６Ｃには示されない。ＡＯＮの論
理アドレスのＬフィールドは、図１０６Ｃに示された評
価手順の各ステップにおいて示されるアドレスに帰属す
ることが理解されよう。
【０２４１】前述の如く、オブジェクトは各々が２14ビ
ットのデータを含む２18ページに構成された２32ビット
である。ＭＥＭ１０１１２は、ＣＳ１０１１０の本実施
例においては各々が２14ビットのデータを含むフレーム
に同様に物理的に構成されている。ＣＳ１０１１０の他
の実施態様においては、ページとフレームの双方が異な
るサイズであるが、ＡＯＮ論理アドレスのＭＥＭ１０１
１２の物理的アドレスへの翻訳は今述べたものと類似す
ることになろう。
【０２４２】ＡＯＮの論理アドレスのＯフィールドは、
オブジェクトの開始に関連して、オブジェクト内のアド
レス指定されたデータセグメントの開始を表わす３２ビ
ット数として前に説明された。このＯフィールドの１８
の最上位ビットは、アドレス指定されたデータの第１の
ビットが生じるオブジェクト内のページの番号（Ｐ）を
表わす。Ｏフィールドのこの１４の最下位ビットは、ア
ドレス指定されたデータの第１のビットの前記ページ内
の、ページの開始に関するオフセット（Ｏｐ）を表わ
す。従って、ＡＯＮの論理アドレスのＯフィールドは、
図１０６Ｃに示されるように、１８ビットのページ
（Ｐ）フィールドとページ（Ｏｐ）フィールド内の１４
ビットのオフセットとに分割される。前述の如く、ＭＥ
Ｍ１０１１２の物理的フレームのサイズがオブジェクト
のページ・サイズに等しいため、ＡＯＮの論理アドレス
Ｏｐフィールドは物理的アドレスのフレーム（Ｏｐ）フ
ィールド内のオフセットとして直接使用することができ
る。以下に述べるように、この時ＡＯＮの論理アドレス
のＡＯＮおよびＰフィールドは、アドレス指定機構１０
２２０を介して、前記ページが存在するＭＥＭ１０１１
２のフレームのフレーム番号（ＦＮ）と関連させること
ができるのである。
【０２４３】ＵＩＤ，ＵＩＤの論理アドレス、名前、Ａ
ＯＮ、ＡＯＮ論理アドレスおよびＭＥＭ１０１１２の物
理的アドレス間の関係について簡単に説明したが、アド
レス指定機構１０２２０について以下に説明することに
する。
【０２４４】２．アドレス指定機構１０２２０（図１０
７） 図１０７においては、コンピュータ・システム１０１１
０のアドレス指定機構１０２２０の略図が示される。前
述の如く、アドレス指定機構１０２２０は、ＵＩＤ／Ａ
ＯＮテーブル１０２２０と、記憶管理テーブル１０２２
４と、名前カッシェ装置１０２２６と、アドレス翻訳装
置１０２２８とからなる。
【０２４５】ＵＩＤ／ＡＯＮテーブル１０２２２は、各
々のオブジェクトＵＩＤをその割当てられたＡＯＮと関
連させ、ＡＯＴハッシュ・テーブル（ＡＯＴＨＴ）１０
７１０と活動状態オブジェクトテーブル（ＡＯＴ）１０
７１２と、活動状態オブジェクトテーブル別表（ＡＯＴ
Ａ）１０７１４とを含む。
【０２４６】ある特定のＵＩＤと対応するＡＯＮはＡＯ
ＴＨＴ１０７１０を介して決定される。このＵＩＤはＡ
ＯＴＨＴ１０７１０に対するＵＩＤ指標を提供するため
ハッシュされ、このＡＯＴＨＴは次に対応するＡＯＮを
提供する。ＡＯＴＨＴ１０７１０は、丁度今述べたよう
に、有効にＡＯＮへのＵＩＤの迅速な翻訳を提供するＡ
ＯＴ１０７１２の加速機構である。ＡＯＮは、対応する
ＡＯＮ記入（ＡＯＴＥ）を提供するＡＯＴ１０７１２に
対する指標として使用される。以下のＣＳ１０１１０の
詳細な論述において論議される如きＡＯＴＥは、他の情
報の他に、ＡＯＴＥを指示するＡＯＮと対応するＵＩＤ
を含む。ＡＯＮとＵＩＤ間の翻訳を提供することに加え
て、ＡＯＴＥのＵＩＤは元のＵＩＤと比較されてＡＯＴ
ＨＴ１０７１０からＡＯＮの適正さを判定する。
【０２４７】ＡＯＮ１０７１２と関連しているのはＡＯ
ＴＡ１０７１４である。ＡＯＴＡ１０７１４はＡＯＴ１
０７１４の拡張であり、活動状態のオブジェクトに関す
るある情報、例えば活動状態の各手順オブジェクトの実
行領域を含む。
【０２４８】ＵＩＤおよびＡＯＮを関連させるためのＣ
Ｓ１０１１０の機構について簡単に述べたが、オペラン
ド名をＡＯＮの論理アドレスに対して解明するためのＣ
Ｓ１０１１０の機構について以下に説明することにす
る。
【０２４９】３．名前の解明（図１０３，図１０８） 最初に、図１０３において、ＶＰにおける各手順オブジ
ェクト、例えばＶＰ１０３１０におけるＫＯＳＰＯ１０
３１８については、名前テーブル（ＮＴ）１０３５０を
含む如くに説明した。各ＮＴ１０３５０は、その名前が
その手順に現われる各オペランドに対する名前テーブル
の記入（ＮＴＥ）を含む。各ＮＴＥはこの名前によりデ
ータの形式が表示されまたＤＴセグメントの長さが表示
される取出しモード情報を含むＡＯＮ論理アドレスに対
して対応する名前を解明する方法についての記述を含
む。
【０２５０】図１０８においては、ＮＴＥの略図が示さ
れている。説明したように、このＮＴＥは７つの情報フ
ィールド、即ち、フラッグ、ベース（Ｂ）、事前変位
（ＰＲ）、長さ（Ｌ）、変位（Ｄ）、指標（Ｉ）および
素子間空間（ＩＥＳ）を含む。フラッグ・フィールド
は、部分的に、ＮＴＥの残りのフィールドが如何にして
翻訳されたかを説明する情報、ＮＴＥにより表示された
情報の形式、またこの情報がＭＥＭ１０１１２から取出
される時に如何にして取扱われるかを説明する情報を含
む。Ｌフィールドは、前に説明したように、データ・セ
グメントにおけるビットの長さ、即ちビット数を表示す
る。以下の論議において、他のＮＴＥフィールドの機構
について説明する。ＣＳ１０１１０の本実施例において
は５つの形式のＮＴＥが存在する。即ち、（１）ベース
Ｂが名前でなく、アドレスの解が間接的でない、（２）
Ｂが名前でなく、アドレスの解が間接的でない、（３）
Ｂが名前であり、アドレスの解が間接的である、（４）
Ｂが名前であり、アドレスの解が間接的である。第５の
形式は、ある素子アレイからある特定の素子を選定する
ＮＴＥである。これらの５つの形式のＮＴＥおよびその
解について、以上述べた順序で以下に説明する。
【０２５１】第１の形式においては、Ｂは名前でなく、
アドレス解は間接でなく、ＢフィールドはＡＯＮプラス
・オフセット（ＡＯＮ／Ｏ）ポインタを含むＡＢＲ１０
３６４を指定する。Ｄフィールドの内容はこのポインタ
のＯフィールドに加算され、この結果はオペランドのＡ
ＯＮの論理アドレスである。第２の形式においては、Ｂ
は名前でなく、アドレス解は間接であり、Ｂフィールド
は再びＡＯＮ／Ｏポインタを含むＡＢＲ１０３６４を指
定する。ＰＲフィールドの内容は、ＡＯＮ／Ｏポインタ
のＯフィールドに加算されて、基底ポインタのＡＯＮ論
理アドレスを提供する。基底ポインタのＡＯＮの論理ア
ドレスは以下に説明するように評価され基底ポインタは
ＭＥＭ１０１１２から取出される。Ｄフィールドの内容
は基底ポインタのＯフィールドに対して加算され、その
結果はオペランドのＡＯＮ論理アドレスである。
【０２５２】ＮＴＥの形式３および４は、夫々ＮＴＥ１
および２に対応し、Ｂフィールドが名前を含む点を除い
て同じ方法で解明される。Ｂフィールドの名前は別のＮ
ＴＥを介して解明され、形式１および２の論議において
説明されるＡＢＲ１０３６４のポインタの代りに使用さ
れるＡＯＮ／Ｏポインタを得る。
【０２５３】第５の形式のＮＴＥはアレイの諸素子の照
合において使用される。これらのアレイのＮＴＥは前述
のＮＴＥ形式１乃至４と同じ方法で解かれて、アレイの
始動のＡＯＮ論理アドレスを得る。ＩおよびＩＥＳフィ
ールドはアレイにおけるある特定の素子を見出すため別
の情報を提供する。Ｉフィールドは常に、アレイにおけ
る特定の素子を表わすあるオペランドの値を得るべく解
かれる名前である。ＩＥＳフィールドは、アレイの各素
子間の空間に関する情報、即ち、アレイの隣接する素子
間のビット数に関する情報を提供する。ＩＥＳフィール
ドは実際のＩＥＳ値を含み、あるいは素子間の空間を導
くＡＯＮ論理アドレスに解かれる名前を保有する。今述
べた許りのこのＩおよびＩＥＳフィールドを解明するこ
とにより得られるＩおよびＩＥＳ言語フィールド値は、
ＮＴＥにより示される特定の素子の、アレイの開始に関
するオフセットを判定するため一緒に乗算される。この
アレイ内オフセットはアレイの開始のＡＯＮ論理アドレ
スのＯフィールドに加算されて、素子のＡＯＮ論理アド
レスを得る。
【０２５４】ＣＳ１０１１０の本実施例においては、あ
るＮＴＥフィールド、例えばＢ，Ｄおよびフラッグ・フ
ィールドは、常にリテラルを含む。ある他のフィール
ド、例えば、ＩＥＳ，Ｄ，ＰＲＥおよびＬフィールド
は、リテラルあるいは解明されるべき名前を含む。更に
別のフィールド、例えばＩフィールドは常に解明されね
ばならない名前を含む。呼出し側のある手順からある呼
出された手順に対するアーギュメントの通過について
は、前述の仮想プロセス１０２１２に関して、また特に
ＶＰ１０３１０のＭＡＳ１０３２８乃至１０３３４に関
して前に説明した。アーギュメントの通過は、呼出し側
および呼出された側の手順の名前テーブル１０３５０に
より達成される。事例として、ある手順Ｗ（ａ，ｂ，
ｃ）はアーギュメントａ，ｂ，ｃを手順Ｘ（ｕ，ｖ，
ｗ）に通過させることを望むことができるがこの場合手
順ｖおよびｗはアーギュメントａ，ｂ，ｃに対応する。
コンパイルにおいては、ＮＴＥは手順Ｗの手順オブジェ
クトにおいてアーギュメントａ，ｂ，ｃに対して生成さ
れ、ＮＴＥは手順Ｘの手順オブジェクトにおけるアーギ
ュメントｕ，ｖおよびｗに対して生成される。アーギュ
メントｕ，ｖおよびｗに対する手順ＸのＮＴＥは、ＭＡ
ＳにおけるＸのフレーム１０４１２のリンク・ポインタ
・ブロック１０４１６におけるポインタを指示するため
解を出すように構成されている。手順Ｗから手順Ｘへア
ーギュメントａ，ｂおよびｃを通すため、アーギュメン
トａ，ｂおよびｃのＮＴＥはＡＯＮの論理アドレスにな
るように（即ち、ＡＯＮ／Ｏ形態）解かれる。アーギュ
メントａ，ｂおよびｃのＡＯＮ論理アドレスは、次に、
ｕ，ｖおよびｗに対して手順ＸのＮＴＥにより指示され
る場所において手順Ｘのリンク・ポインタ・ブロック１
０４１６に配される対応するＵＩＤアドレスに翻訳され
る。手順Ｘが実行される時、手順Ｘのｕ，ｖおよびｗに
対するＮＴＥの解は、手順Ｘのリンク・ポインタ・ブロ
ック１０４１６における各ポインタをアーギュメント
ａ，ｂおよびｃになるように解かれる。このようにアー
ギュメントが通される時、データの形式および長さの情
報は、呼出し側の手順のＮＴＥではなく、呼出された側
の手順ＮＴＥから得られる。このため、呼出し側の手順
が例えば呼出された手順に対してアーギュメントａ、ま
たはｂ、またはｃの一部のみを通過させることを可能に
し、これによりＣＳ１０１１０の機密保護機構の特徴と
して見做すことができる。
【０２５５】名前のＡＯＮ／オフセット・アドレスへの
解について簡単に述べ、またＵＩＤアドレスのＡＯＮア
ドレスへの翻訳について前に述べたが、次にＭＥＭ１０
１１２の物理的アドレスに対するＡＯＮアドレスの評価
について述べる。
【０２５６】４．ＡＯＮアドレスの物理的アドレスに対
する評価（図１０７） 再び図１０７において、ＣＳ１０１１０のメモリー管理
テーブル１０２２４の部分図が示される。メモリー・ハ
ッシュ・テーブル（ＭＨＴ）１０７１６とメモリー・フ
レーム・テーブル（ＭＦＴ）１０７１８は、ＡＯＮアド
レスのＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスへの変換と関
連し、これについて最初に論述する。作業設定マトリッ
クス（ＷＳＭ）１０７２０と仮想メモリー管理要求キュ
ー（ＶＭＭＲＱ）１０７７２はＭＥＭ１０１１２の使用
可能な物理的アドレス・ベースの管理に関し、これにつ
いては２番目に論述する。活動状態のオブジェクト要求
キュー（ＡＯＲＱ）１０７２８と論理的割当て装置登録
簿（ＬＡＵＤ）１０７３０は不活動状態のオブジェクト
の発見およびどのオブジェクトがＣＳ１０１１０におい
て活動状態であるかの管理と関連するが、これについて
は最後に論述する。
【０２５７】ＡＯＮ／Ｏ論理アドレスのＭＥＭ１０１１
２の物理的アドレスへの変換については、図１０６Ｃに
関して前に述べた。この論議において述べたように、オ
ブジェクトはページに分割される。これに対応してＡＯ
Ｎ／Ｏ論理アドレスのＯフィールドは、１８ビットのペ
ージ数（Ｐ）とページ（Ｏｐ）フィールド内の１４ビッ
トのオフセットに分割される。ＭＥＭ１０１１２はフレ
ームに構成されるが、ＣＳ１０１１０の本実施例におい
ては、その各々は１つのオブジェクトのページと等し
い。ＡＯＮ／ＯアドレスのＯｐフィールドは、従って、
対応する物理的アドレスのフレーム（Ｏｆ）内のオフセ
ットとして直接使用することができる。しかし、ＡＯＮ
アドレスＮＯＡおよびＰフィールドは、対応するフレー
ム番号（ＦＮ）により表わされるＭＥＭ１０１１２のフ
レームに変換されねばならない。次に図１０７において
は、ＡＯＮアドレスおよびＰフィールドは「ハッシュ」
されてＭＨＴ１０７１６に対する指標として使用される
ＭＨＴ指標を生成する。簡単に述べれば、「ハッシュ操
作」とは、情報に対する指標が「ハッシュ機能」により
情報自体から生成されるテーブルにおける情報の指標化
即ち判定の方法である。ハッシュ機能は、この機能によ
りこれから生成された対応する指標に対する個々の情報
をマップする。この時ＭＨＴ１０７１６は、前記ページ
が設定されるＭＥＭ１０１１２のフレームの対応するＦ
Ｎを提供する。ＦＮはＭＦＧ１０７１８に対する指標と
して使用され、これは例えば、このフレームに記憶され
たページを記述する記入を保持する。この情報は、前記
ＭＥＭ１０１１２のフレームに記憶されたページのＡＯ
ＮおよびＰを含んでいる。従って、ＭＨＴ１０７１６か
らのＦＮは問題最初に特定の１０７１８に対する指標と
して使用することができ、ＭＦＴ１０７１８の結果のＡ
ＯＮ／Ｐは元のＡＯＮ／Ｐと比較されてＭＨＴ１０７１
６から得たＦＮの適合性を確認する。ＭＨＴ１０７１６
は、ＡＯＮアドレスのＭＥＭ１０１１２の物理的アドレ
スへの迅速な変換を提供するＭＦＴ１０７１８の有効な
加速機構である。
【０２５８】ＭＦＴ１０７１８はまた、ＭＥＭ１０１１
２における各ページに対する「使用された」および「変
更された」情報を記憶する。この情報は、その内部に記
憶されたどのページ・フレームが使用され、かつどのペ
ージ・フレームが変更されたかを表示する。この情報
は、ページが補助ストア（ＥＤ１０１２４）からＭＥＭ
１０１１２へ書込まれる時、どのフレームがＭＥＭ１０
１１２から削除することができ、あるいは自由状態であ
るかを判定する際にＣＳ１０１１０により使用される。
例えば、もしあるページの変更されたビットがこのペー
ジが書込まれなかったことを表示するならば、このペー
ジがＭＥＭ１０１１２から削除される時これを補助スト
アに書戻すことは必要なく、その代り、このページは簡
単に消去することができる。
【０２５９】最後にＡＴＵ１０２２８に関して、このＡ
ＴＵはＭＨＴ１０７１６に対する加速機構である。ＡＯ
Ｎ／Ｏアドレスは、ＡＴＵ１０２２８に対する指標とし
てハッシュすることなく直接に使用され、ＡＴＵ１０２
２８は対応するＦＮおよびＯ出力を適正に生じる。以下
のＣＳ１０１１０の作用に関する詳細な論述に述べるＣ
Ｓ１０１１０の機構は、ＡＴＵ１０２２８がその時のプ
ロセスによって最も頻繁に照合されるページのＦＮおよ
びＯｐ（Ｏｆ）を含むように、ＡＴＵ１０２２８の内容
を連続的に更新する。もしＡＴＵ１０２２８があるＡＯ
Ｎ入力に対する対応する記入を含まなければ、ＡＴＵの
障害が生じ、ＦＮおよびＯ情報がＭＨＴ１０７１６から
直接得ることができる。
【０２６０】次にＷＳＭ１０７２０およびＶＭＭＲＱ１
０７２２に関して述べれば、前述の如く、これらの機構
はＭＥＭ１０１１２の使用可能なアドレス空間の管理と
関連している。例えば、もしＭＨＴ１０７１６とＭＦＴ
１０７１８がその時の手順により照合されるページに対
する記入を含まなければ、ＭＨＴ／ＭＦＴ障害が生じ、
また照合ページ・ヘッダ・アレイ補助ストア（ＥＤ１０
１２４）から取出されてＭＥＭ１０１１２に読込まれな
ければならない。ＷＳＭ１０７２０はＭＥＭ１０１１２
に常駐する各ページに対する記入を保持する。これらの
記入は、ページの照合を行なう仮想プロセスの仮想プロ
セス番号（ＶＰＮ）と照合されつつあるページのＰを含
む指標によってアクセスされる。各ＷＳＭ１０７２０の
記入は、特定のページがＶＰの作業設定の一部である。
即ちＶＰによって使用されるかどうか、またこのページ
が前記ＶＰにより照合されたかどうかを示す２ビットを
含む。この情報は前記ＭＦＴ１０７１８の前記の記入に
保持される情報と共に、ページのＭＥＭ１０１１２に関
する転出入においてＣＳ１０１１０の仮想メモリー管理
（ＶＭＭ）によって使用される。
【０２６１】ＣＳ１０１１０のＶＭＭは、ページのＭＥ
Ｍ１０１１２に関する転出入を説明するためＶＭＭによ
り使用されるＶＭＭＲＱ１０７２２を保持する。ＶＭＭ
ＲＱ１０７２２は、仮想メモリー要求カウンタ（ＶＭＲ
Ｃ）１０７２４と仮想メモリー要求記入（ＶＭＲＥ）１
０７２６のキューを含んでいる。今述べるように、ＶＭ
ＲＣ１０７２４はページに対するその時未済の要求の数
を追跡する。ＶＭＲＥ１０７２６は要求された特定のペ
ージを記述する。ＭＨＴ／ＭＦＴ（即ち、ページ）の障
害の発生と同時にＶＭＲＣ１０７２４は増分され、この
状態はＣＳ１０１１０のＶＭＭの操作を開始し、ＶＭＲ
Ｅ１０７２６はキューに配される。各ＶＭＲＥ１０７２
６は、ページを要求するプロセスのＶＰＮおよび要求さ
れたページのＡＯＮ／Ｏを含む。この時、この要求を行
なうＶＰはＪＰ１０１１４からスワップされ、別のＶＰ
がＪＰ１０１１４に拘束される。ＭＦＴ１０７１８とＷ
ＳＭ１０７２０における前に述べた情報を用いてこのフ
レームを選定するため、ＶＭＭはＭＥＭ１０１１２のフ
レームを要求されたページを含むように割当てる。この
際、ＶＭＭは、例えば最も古いページ、または未使用の
ページ、または補助ストアに書戻さなくとも良い未変更
のページに基づいて、ＭＥＭ１０１１２にその時駐在す
るページを捨てることができる。次にＶＭＭは、これに
より選定されるフレームに要求されるページを転送する
ため入出力操作を要求する。入出力操作が進行中、ＶＭ
Ｍは要求されたページに対するＭＨＴ１０７１６とＭＦ
Ｔ１０７１８における新たな記入を生成し、このページ
により占められるべきＭＥＭ１０１１２のフレームを払
拭し、操作を延期する。ＩＯＳ１０１１６は入出力操作
を実行するため進行し、所要のページを直接ＶＭＭによ
り指定されるフレームのＭＥＭ１０１１２に書込む。次
にＩＯＳ１０１１６はＣＳ１０１１０のＶＭＭに対し、
このページがこの時メモリーに存在して照合可能である
ことを通知する。やや後で、このページを要求するＶＰ
は実行を再開し、この照合操作を反復する。ＶＰ１０２
１２は未だこのページを保持するように更新されていな
いため、最初にＡＴＵ１０２２８に達した後、前記ＶＰ
はＡＴＵ１０２２８の障害を捕捉する。次に、このＶＰ
は所要の情報を求めてＭＨＴ１０７１６とＭＦＴ１０７
１８に行き同時にＷＳＭ１０７２０とＡＴＵ１０２２８
は更新される。
【０２６２】前記の諸操作に関して、ＣＳ１０１１０に
おいて活動状態にある各ＶＰは、そのＶＰの連続するペ
ージ障害間の間隔が最適の時間範囲内に存在するように
前記ＶＰの作業設定を調整するためＣＳ１０１１０のＶ
ＭＭにより使用されるページ障害頻度の時間因子（ＰＦ
ＥＴ）を割当てられている。ＣＳ１０１１０のＶＭＭを
保証するこの補助作用は最も有効に作用してＣＳ１０１
１０のＶＭＭが所要の如く同調することを可能にする。
【０２６３】以上の論議は、ＵＩＤ／Ｏアドレス、また
はＡＯＮ／Ｏアドレス、または名前のいずれかから照合
されつつあるページがＣＳ１０１１０において活動状態
にあるオブジェクトに存在することを前提とする。オブ
ジェクトはＭＥＭ１０１１２におけるあるページを活動
状態にさせる必要はないが、このオブジェクトはＭＥＭ
１０１１２のあるページを有するべく活動状態におかな
ければならない。しかし、ＶＰはＣＳ１０１１０におい
て活動状態にないオブジェクトにおけるページを照合す
ることはできる。もしこのような照合が行なわれるなら
ば、オブジェクトは、このページがＭＥＭ１０１１２に
置くことができる前にＣＳ１０１１０において活動状態
にさせられねばならない。その結果は、上に述べたペー
ジの障害操作と似た操作となる。ＣＳ１０１１０は、作
用においてＣＳ１０１１０のＶＭＭおよびＶＭＭＲＱ１
０７２２と類似の活動状態オブジェクト要求キュー（Ａ
ＯＲＱ）１０７２８を含む活動状態のオブジェクト管理
プログラム（ＡＯＭ）を保持する。ＣＳ１０１１０のＡ
ＯＭおよびＡＯＲＱ１０７２８はＡＯＴＨＴ１０７１０
およびＡＯＴ１０７１２と関連して、不活動状態のオブ
ジェクトを見出してこれをＡＯＮを割当てて、ＡＯＴＨ
Ｔ１０７１０とＡＯＴ１０７１２とＡＯＴＡ１０７１４
においてこれらに対する記入を生成することにより活動
状態にさせるよう作用する。
【０２６４】ある特定のオブジェクトがＣＳ１０１１０
において活動状態にさせることができる前に、最初に補
助ストア（ＥＤ１０１２４）において見出されねばなら
ない。補助ストアに関する全てのオブジェクトは、補助
ストアに存在する論理割当て装置登録簿（ＬＡＵＤ）１
０７３０を介して見出される。ＬＡＵＤ１０７３０は、
特定のＣＳ１０１１０に対してアクセス可能な各オブジ
ェクトに対する記入を保持する。各ＬＡＵＤ１０７３０
の記入には、このオブジェクトに対するＡＯＴ１０７１
２の記入を生成するのに必要な情報が含まれる。ＬＡＵ
Ｄ１０７３０は、ＣＳ１０１１０ＶＭＭに含まれるＵＩ
Ｄ／Ｏアドレスを介してアクセスされる。ＬＡＵＤ１０
７３０に関する照合の結果、ＭＥＭ１０１１２のフレー
ムが前記ＬＡＵＤ１０７３０に割当てられることにな
る。もしＬＡＵＤ１０７３０の記入が照合された不活動
状態のオブジェクトに対して存在するならば、ＬＡＵＤ
１０７３０の記入はＡＯＴ１０７１２に転送される。こ
のオブジェクトにおけるあるページに関する次の照合に
おいて、ＡＯＴ１０７１２はこのオブジェクトに対して
ＡＯＮを与えることになるが、このページが未だＭＥＭ
１０１１２に転送されていないため、ページ障害が生じ
ることになろう。このページ障害は、以上に述べた方法
で取扱われ、照合されたページはＭＥＭ１０１１２に転
送される。
【０２６５】ＵＩＤ、名前、ＡＯＮ間の関係およびＣＳ
１０１１０がＭＥＭ１０１１２の使用可能なアドレス空
間を含む、ＣＳ１０１１０のアドレス指定構造の構造お
よび作用について簡単に説明したが、ＣＳ１０１１０の
機密保護機構について以下に説明する。
【０２６６】Ｅ．ＣＳ１０１１０の機密保護機構（図１
０９） 図１０９においては、機密保護機構１０２３０の略図が
示される。機密保護テーブル１０２３２は活動状態の初
期アクセス・マトリックス（ＡＰＡＭ）１０９１０と、
活動状態主題番号ハッシュ・テーブル（ＡＳＮＨＴ）１
０９１２と、活動状態主題テーブル（ＡＳＴ）１０９１
４とを含む。ＦＵ１０１２０に存在する機密保護機構１
０２３０のこれらの部分は、ＡＳＮレジスタ１０９１６
と機密保護カッシェ装置（ＰＣ）１０２３４を含む。
【０２６７】前に述べたように、各オブジェクトに対す
るアクセス権は主題に基づいて調整される。主題は、そ
の各々が対応するＵＩＤにより識別される主体、プロセ
スおよび領域（ＰＰＤ）の特定の組合せとして定義され
ている。各オブジェクトは、これとこのオブジェクトに
対するアクセス権を有する各主題に対するＡＣＬ記入
（ＡＣＬＥ）を含むアクセス制御リスト（ＡＣＬ）１０
９１８を関連させている。
【０２６８】１つのオブジェクトがＣＳ１０１１０にお
いて活動状態となる（即ち、１つのＡＯＮが割当てられ
る）時、このオブジェクトのＡＣＬ１０９１８における
各ＡＣＬＥはＡＰＡＭ１０９１０に書込まれる。同時
に、このオブジェクトに対するアクセス権を有し、かつ
これに対しこのオブジェクトのＡＣＬ１０９１８にＡＣ
ＬＥが存在する各主題は、活動状態主題番号（ＡＳＮ）
が割当てられる。これらのＡＳＮはＡＳＮＨＴ１０９１
２に書込まれ、その対応するＰＰＤはＡＳＴ１０９１４
に書込まれる。その後、このオブジェクトに対するアク
セスを要求する如何なる主題のＡＳＮも、この主題のＰ
ＰＤをハッシュしてＡＳＮＨＴ１０９１２に対するＰＰ
Ｄ指標を得ることによって得られる。ＡＳＮＨＴ１０９
１２は更に、対応するＡＳＮを提供することになる。Ａ
ＳＮはＡＳＴ１０９１４に対する指標として使用するこ
とができる。ＡＳＴ１０９１４は対応するＰＰＤを提供
し、これはＡＳＮの精度を確認するため元のＰＰＤと比
較することができる。
【０２６９】前述の如く、ＡＰＡＭ１０９１０はＣＳ１
０１１０において活動状態にある各オブジェクトに対し
て１つのＡＣＬ１０９１８を保有する。ある特定の活動
状態のオブジェクトに対するどんな特定の活動状態の主
題のアクセス権も、ＡＰＡＭ１０９１０に対する指標と
してこの主題のＡＳＮとこのオブジェクトのＡＯＮを用
いることによって決定される。ＡＰＡＭ１０９１０は更
に、前記主題が前記オブジェクトに関して読出し
（Ｒ）、または書込み（Ｗ）、または実行（Ｅ）の権利
を有するかどうか、またこの特定の記入が妥当であるか
（Ｖ）どうかを判定する４ビット出力を提供する。
【０２７０】ＡＳＮレジスタ１０９１６およびＰＣ１０
２３４は機密保護テーブル１０２３２の有効な加速機構
である。ＡＳＮレジスタ１０９１６はその時活動状態の
主題のＡＳＮを記憶するが、ＰＣ１０２３４はその時の
プロセスにより使用中であるオブジェクトに対するある
アクセス権情報を記憶する。ＰＣ１０２３４の記入は、
ＡＳＮレジスタ１０９１６からのＡＳＮにより、またＪ
Ｐ１０１１４からのモード入力によって割出される。モ
ード入力は、その時の手順がＰＣ１０２３４における記
入を有するある特定のオブジェクトに関して読出し、書
込みまたは実行を意図するかどうかを規定する。ＡＳＮ
入力およびモード入力の受取りと同時に、ＰＣ１０２３
４は、問題の主題が前記オブジェクトに関する意図され
た操作を実行することを要求されたアクセス権を有する
かどうかを表示するｇｏ／ｎｏ−ｇｏ出力を提供する。
【０２７１】前記の機構に加えて、アーギュメントを交
差領域呼出しにおいて通過可能である各手順は、これに
対して、仮想プロセス１０２１２に関して論述したよう
に、アクセス情報アレイ（ＡＩＡ）１０３５２を関連さ
せている。手順のＡＩＡ１０３５２は、呼出された手順
が通過したアーギュメントについて作動し得る前に、呼
出し側の手順（主題）がどんなアクセス権を特定のオブ
ジェクト（アーギュメント）に対して持たねばならない
かを通知する。ＣＳ１０１１０の機密保護機構は、呼出
し側の手順のアクセス権を呼出された手順により要求さ
れる権利と比較する。このことは、呼出し側の手順が、
実施を許されないことを実施するよう呼出された手順に
要求しないことを保証する。呼出し側の手順は、呼出さ
れた手順に対して呼出し側の手順により保有されるアク
セス権のみを有効に通過可能である。
【０２７２】最後に、ＰＣ１０２３４またはＡＰＡＭ１
０９１０またはＡＳＴ１０９１４の障害状態（即ち、失
敗）はＣＳ１０１１０のアドレス指定機構１０２２０の
論議においてページ障害に関して前に述べた方法と同じ
方法で取扱われる。このように、機密保護作用の失敗の
取扱いについてはこの観点からこれ以上は説明しない。
【０２７３】ＣＳ１０１１０の機密保護機構１０２３０
の構造および作用について簡単に説明したが、ＣＳ１０
１１０のマイクロ命令機構１０２３６について以下に述
べる。
【０２７４】Ｆ．ＣＳ１０１１０のマイクロ命令機構
（図１１０） 前述の如く、ＣＳ１０１１０は多重言語機械である。高
水準のユーザ言語において書込まれた各プログラムは、
ＳＩＮとして示される命令を含む対応するＳ言語プログ
ラムにコンパイルされる。ＣＳ１０１１０は、各Ｓ言語
に対するＳインタプリタ（ＳＩＮＴ）と呼ばれる１組の
即ちダイアレクトのマイクロコード命令を提供する。Ｓ
ＩＮＴはＳＩＮの翻訳を行ない、ＣＳ１０１１０の詳細
な制御のための対応するシーケンスをなすマイクロ命令
を提供する。
【０２７５】図１１０においては、ＣＳ１０１１０のマ
イクロ命令機構１０２３６の部分図が示される。システ
ムの初期化において、ＳＩＮＴおよび全ての機械補助マ
イクロコードを含む全てのＣＳ１０１１０のマイクロコ
ードが、補助ストアからＭＥＭ１０１１２におけるマイ
クロコード制御ストア（ｍＣＣＳ）１０２３８に対して
転送される。このマイクロコードは次に、ｍＣＣＳ１０
２３８からＦＵマイクロコード構造（ＦＵｍＣ）１０２
４０およびＥＵマイクロコード構造（ＥＵｍＣ）１０２
４２に対して転送される。ＥＵｍＣ１０２４２は構造お
よび作用においてＦＵｍＣ１０２４０と類似し、このた
めＣＳ１０１１０の構造および作用についての以下の詳
細な説明において説明することにする。同様に、ＣＳ１
０１１０の機械補助マイクロコードについても以下の詳
細な論述において説明することにする。本論はＣＳ１０
１１０のＳインタプリタ機構に関する。
【０２７６】ＣＳ１０１１０のＳインタプリタ（ＳＩＮ
Ｔ）は、図１１０においてＳインタプリタ１乃至Ｎを含
むものとして表わされるＳインタプリタテーブル（ＳＩ
ＮＴ）１１０１２にロードされる。各ＳＩＴは１連以上
のマイクロコードを含み、各連のマイクロコードは前記
Ｓ言語ダイアレクトにおける特定のＳＩＮと対応してい
る。Ｓインタプリタ・ディスパッチ表（ＳＤＴ）１１０
１０はＳインタプリタのディスパッチャ（ＳＤ）１乃至
Ｎを含んでいる。ＳＩＮＴ１１０１２における各ＳＩＮ
Ｔに対して１つのＳＤが存在し、このため各Ｓ言語ダイ
アレクトに対して１つのＳＤが存在する。各ＳＤは１組
のポインタからなる。ある特定のＳＤにおける各ポイン
タは、この速度のダイアレクトの特定のＳＩＮに対応
し、またＳＩＴＴ１１０１２におけるこのダイアレクト
のＳＩＴにおける前記ＳＩＮを翻訳するための対応する
一連のマイクロ命令を指示する。事例においては、前に
述べたように、ある特定の手順が実行中である時、この
手順に対するＳＩＰがｍＣＲ１０３３６の１つに転送さ
れる。このＳＩＰは前記手順のＳＩＮの翻訳のため使用
されるべきＳＩＴに対するＳＤの開始を指示する。図１
１０においては、ｍＣＲ１０３３６のＳＩＰがＳＤ２の
開始を指示する如くに示されている。この手順の実行中
に現われる各Ｓ−Ｏｐは、対応するＳＤポインタを指示
する選定されたＳＤの開始に関するオフセットである。
このＳＤポインタは更に、ＳＩＴＴ１１０１２における
対応するＳＩＴの前記ＳＩＮの翻訳のための対応する一
連のマイクロ命令を指示する。以下の論議において説明
するように、一旦あるＳＩＮを翻訳するための一連のシ
ーケンスの開始が選択されると、ＣＳ１０１１０のマイ
クロ機械はＳＩＴＴ１１０１２からの前記の一連のマイ
クロ命令を順次呼出してＣＳ１０１１０の作用の制御の
ためこれらのマイクロ命令を使用するように進行する。
【０２７７】Ｇ．ＣＳ１０１１０の特徴および別の実施
態様の要約 前記の概要では、ＣＳ１０１、即ちＣＳ１０１１０の全
般的な構造および作用、ならびにある特徴について説明
した。以上の序説は、更に、ＣＳ１０１１０の構造およ
び作用、および更に他の特徴について特にＣＳ１０１１
０の情報、制御ならびにアドレス指定の諸機構の物理的
構成および作用について更に説明した。これらＣＳ１０
１１０の特徴のあるものについては、ＣＳ１０１１０に
構成された如きこれら特徴の基本的概念を簡単に述べる
ため以下において要約する。更に、これら概念のあるも
のの可能な別の実施態様について説明する。
【０２７８】最初に、ＣＳ１０１１０は、各々が別個の
マイクロ命令制御装置を有する複数の独立的に作用する
プロセッサからなっている。ＣＳ１０１１０の本実施例
においては、これらのプロセッサにはＦＵ１０１２０
と、ＭＥＭ１０１１２と、ＩＯＳ１０１１６が含まれ
る。他のこのような独立的に作用するプロセッサ、例え
ばアレイ・プロセッサの如き特殊な算術演算プロセッ
サ、または多重ＦＵ１０１２０を本ＣＳ１０１１０に付
加することができる。
【０２７９】この点に関して、ＭＥＭ１０１１２は、１
つ以上の別個でありかつＣＳ１０１１０の各プロセッサ
に対する独立的なポートを有する多重プロセッサであ
る。ＣＳ１０１１０のプロセッサ間の全ての通信はＭＥ
Ｍ１０１１２を介し、そのためＭＥＭ１０１１２は記憶
操作の実施と共に、ＣＳ１０１１０の中央通信ノードと
して作用する。この他のプロセッサがＣＳ１０１１０に
対して付加されるため、更に別個の独立ポートをＭＥＭ
１０１１２に対して付設することができる。従って、Ｃ
Ｓ１０１１０は、各々が個々のマイクロ命令制御装置を
有し、かつそれ自体が別個の独立のマイクロ命令制御装
置を有する独立プロセッサである中央通信兼記憶ノード
に対する別個の独立ポートを有する複数の別個で独立し
たプロセッサからなるものとして説明することができ
る。以下のＭＥＭ１０１１２の詳細な説明において更に
述べるように、ＭＥＭ１０１１２はそれ自体、各々がメ
モリーと関連する諸操作を行ないかつ各々が別個のマイ
クロ命令制御装置を有する複数の独立的に作用するプロ
セッサからなっている。ＣＳ１０１１０のプロセッサ間
の諸操作の連携は、プロセッサ間、例えばＳＯＰと記述
子間に「メッセージ」を送ることによって達成される。
【０２８０】ＣＳ１０１１０アドレス機構は、最初に、
オブジェクトのＵＩＤアドレス指定動作に基づくもので
ある。即ち、ＣＳ１０１１０の作用において使用され、
あるいはその作用によって生成される全ての情報、例え
ば、データおよび手順はオブジェクトに構成され、各オ
ブジェクトは恒久的なＵＩＤに割当てられる。各ＵＩＤ
はある特定のＣＳ１０１１０内部において、また全ての
ＣＳ１０１１０間で一義的であり、かつある特定のオブ
ジェクトと恒久的に関連させられている。ＵＩＤアドレ
ス指定動作の使用により、全てのＣＳ１０１１０に対し
て共通であり、かつＣＳ１０１１０のＵＩＤアドレス指
定作用を用いる他のコンピュータ・システムに対して共
通である恒久的な独自のアドレス指定装置が提供され
る。
【０２８１】ＵＩＤのアドレス指定操作は、ある特定の
ＣＳ１０１１０のアドレス（即ち、メモリー）空間が全
てのシステムのアドレス空間、例えば、ディスク駆動機
構または特定のＣＳ１０１１０がアクセスを行なう他の
ＣＳ１０１１０のアドレス空間を含んでいる。ＵＩＤの
アドレス指定操作は、どのＣＳ１０１１０におけるどの
プロセスでも、これが物理的なアクセスを行なうＣＳ１
０１１０におけるどのオブジェクト、例えば外部におけ
る別のＣＳ１０１１０に対してもアクセスすることを可
能にする。このアクセスは、ＣＳ１０１１０の機密保護
機構によってのみ制約される。ＣＳ１０１１０の別の実
施態様においては、あるＵＩＤが特定のＣＳ１０１１０
内でのみ使用されるため保留することができ、またこの
特定のＣＳ１０１１０内部でのみ一義的であるようにす
ることもできる。しかし、これらの保留されたＵＩＤ
は、各システム間で一義性を持たないものであることが
全てのＣＳ１０１１０のシステムにおいて知られる限定
的なグループとなり、そのためＣＳ１０１１０のＵＩＤ
のアドレス指定動作の一義的なオブジェクトアドレス指
定能力は保留されることになる。
【０２８２】前に述べたように、ＡＯＮならびに物理的
記述子は、現在は、短縮されたＵＩＤとして有効にＣＳ
１０１１０内部でのアドレス指定のために使用されてい
る。ＣＳ１０１１０の別の実施態様においては、他の形
態のＡＯＮが使用でき、あるいはＡＯＮは完全に見捨て
られ、ＵＩＤがＣＳ１０１１０内ならびにその相互間で
のアドレス指定操作のため使用される。
【０２８３】ＣＳ１０１１０のアドレス指定機構はま
た、ＣＳ１０１１０内部およびその相互間での記述子の
使用に基づいている。各記述子は、ある特定のオブジェ
クトの識別のためのＡＯＮまたはＵＩＤフィールド、オ
ブジェクト内でのビットの細分オフセットを規定するオ
フセット・フィールド、および指定されたオフセットに
おいて開始する特定のビット数を規定する長さフィール
ドとを含んでいる。記述子はまた、これにより言及され
るデータの特定のフォーマットを識別する形式即ちフォ
ーマット・フィールドをも含むことができる。物理的な
記述子はＭＥＭ１０１１２をアドレス指定するために使
用され、この場合ＡＯＮまたはＵＩＤフィールドはＭＥ
Ｍ１０１１２におけるある物理的場所と呼ばれるフレー
ム番号フィールドにより置換される。
【０２８４】前述の如く、記述子は、ＣＳ１０１１０を
構成する別個の独立的なプロセッサ（ＦＵ１０１２０、
ＥＵ１０１２２、ＭＥＭ１０１１２およびＩＯＳ１０１
１６）内部およびこれら相互間でアドレス指定を行なう
ために使用され、これによりフォーマット情報を含む共
通のシステム幅を有するビットの細分性を富んだアドレ
ス指定操作を提供する。特に、ＭＥＭ１０１１２は書式
化操作の実施により記述子の形式情報フィールドに応答
して、記述子における要求側により規定されるフォーマ
ットにおけるデータを要求側に提供する。ＭＥＭ１０１
１２はまた、記述子において規定されるフォーマットに
おけるデータを受入れ、データを記憶するためＭＥＭ１
０１１２により最も有効に使用されるフォーマットにお
いてこのデータを再書式化する。
【０２８５】前述の如く、全てのオペランドは、ある特
定のＳ言語ダイアレクト内の全ての名前が統一された固
定のサイズおよびフォーマットである場合に、名前によ
りＣＳ１０１１０において表示される。名前のサイズを
規定するＫ値がＳ言語のダイアレクトにおける変更毎に
ＦＵ１０１２０に対して与えられ、命令ストリームから
の名前の解析の際にＦＵ１０１２０により使用される。
ＣＳ１０１１０の別の実施態様においては、全ての名前
が全てのＳ言語において同じサイズであり、そのためＦ
Ｕ１０１２０の解析部における関連する回路は必要でな
い。
【０２８６】最後に、ＣＳ１０１１０のＳＯＰの使用の
説明において、ＦＵ１０１２０のマイクロ命令回路につ
いて１つ以上のＳインタプリタを記憶するものとして説
明された。Ｓポインタが、種々のＳ言語のダイアレクト
のＳＯＰを翻訳するための組をなす一連のマイクロ命令
であり、かつＣＳ１０１１０を制御する対応する一連の
マイクロ命令を提供する。ＣＳ１０１１０の別の実施態
様においては、これらのＳインタプリタ（ＳＩＴＴ１１
０１２）はＭＥＭ１０１１２において記憶されることに
なる。ＦＵ１０１２０は命令ストリームからＳＯＰを受
取り、また１つ以上のＳインタプリタ基底ポインタ（即
ち、ＭＥＭ１０１１２におけるＳＩＴＴ１１０１２と指
示するアーキテクチャ基底ポインタ）を用いてＭＥＭ１
０１１２に記憶されたＳＩＴＴ１１０１２をアドレス指
定することになる。ＭＥＭ１０１１２は、ＭＥＭ１０１
１２におけるＳＩＴＴ１１０１２から、ＣＳ１０１１０
の制御において直接使用すべき数連のマイクロ命令を提
供することによって対応する。あるいはまた、ＭＥＭ１
０１１２におけるＳＩＴＴ１１０１２は、従来のＣＰＵ
により使用可能な従来の命令、例えばＦＯＲＴＲＡＮま
たは機械語の命令により使用可能な従来の命令を提供す
ることもできる。このため、例えば、ＦＵ１０１２０が
データ・ゼネラル社の「Ｅｃｌｉｐｓｅ」の如き従来周
知のＣＰＵで置換することが可能になる。
【０２８７】ＣＳ１０１１０のいくつかの特徴およびこ
れらの特徴のあるものの別の実施態様について簡単に要
約したが、ＣＳ１０１１０の構造および作用については
以下に詳細に説明する。
【０２８８】２．ＣＳ１０１１０の主要サブシステムの
詳細な説明（図２０１〜図２０６，図２０７〜図２７
４） これまでＣＳ１０１１０の全体的な構造および作用につ
いて説明したが、ＣＳ１０１１０の主なサブシステムの
構造および作用は次に更に詳細に個々に説明することに
する。前に述べたように、ＣＳ１０１１０の主なサブシ
ステムは、これから説明する順序で言うと、ＭＥＭ１０
１１２と、ＦＵ１０１２０と、ＥＵ１０１２２と、ＩＯ
Ｓ１０１１６と、ＤＰ１０１１８である。ＭＥＭ１０１
１２と、ＦＵ１０１２０と、ＥＵ１０１２２と、ＩＯＳ
１０１１６と、ＤＰ１０１１８の個々のブロック図は、
夫々図２０１乃至図２０５に示されている。図２０１乃
至図２０５は図１０１に示されるものと対応するＣＳ１
０１１０の更に詳細なブロック図を構成するために図２
０６に示される如く組合すことができる。以下に記述の
オブジェクトのため、図２０１乃至図２０５はこのよう
なブロック図を構成するため図２０６に示されるように
組合されるものとする。更に別の図が、当業者に対して
ＣＳ１０１１０の構造および作用を示すために必要とさ
れる如くに以下の記述において示される。
【０２８９】前述の如く、ＭＥＭ１０１１２は夫々ＩＯ
Ｓ１０１１６およびＪＰ１０１１４に対する個々の独立
したポートのＭＩＯ１０１２８とＭＪＰ１０１４０を有
する優先順位決定用のインテリジェント・メモリーであ
る。ＭＥＭ１０１１２はＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１
０１１６により共有されてこれによりアクセス可能であ
り、ＣＳ１０１１０の主なメモリーである。更に、ＭＥ
Ｍ１０１１２は外部（ＩＯＳ１０１１６を介して）とＪ
Ｐ１０１１４間に伝送される情報に対する主な経路であ
る。
【０２９０】更に以下に述べるように、ＭＥＭ１０１１
２は内部に記憶されたデータに対して迅速なアクセスを
提供する２つのレベルのメモリーである。ＭＥＭ１０１
１２の第１のレベルは大きな組のランダム・アクセス・
アレイからなり、ＭＥＭ１０１１２の第２のレベルは、
その作用が一般にメモリーのユーザから可視である高速
のカッシェ装置、即ちＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０
１１６からなっている。ＭＥＭ１０１１２に記憶される
情報は、いずれのレベルにおいても、ＪＰ１０１１４お
よびＩＯＳ１０１１６の双方にとってアドレス指定可能
なビットであるように見える。更に、ＭＥＭ１０１１２
はＪＰ１０１１４とＩＯＳ１０１１６の双方に対する簡
単なインターフェースである。高度のパイプライン構成
（同時および重合するメモリー操作）のため、ＪＰ１０
１１４およびＩＯＳ１０１１６の双方に対するＭＥＭ１
０１１２のインターフェースは、あたかもＪＰ１０１１
４およびＩＯＳ１０１１６の各々がＭＥＭ１０１１２に
対する完全なアクセスを有する。この特徴のため、例え
ば、ＭＥＭ１０１１２からは６３．６メガバイト／秒ま
で、ＭＥＭ１０１１２からは５０メガバイト／秒までの
データ転送速度を可能にする。
【０２９１】以下の記述においては、ＭＥＭ１０１１２
の物理的構成の説明の前にこれらの記述において使用す
るある用語について最初に説明することにする。次にＭ
ＥＭ１０１１２のポート構造を説明し、続いて、ＭＥＭ
１０１１２の制御機構を制御フローについて説明する。
次に、ＪＰ１０１１４とＩＯＳ１０１１６に対するＭＥ
Ｍ１０１１２のインターフェースについて説明する。こ
のような全体的な説明に続いて、ＭＥＭ１０１１２の主
な論理的構成についての説明は、ＪＰ１０１１４とＩＯ
Ｓ１０１１６に対するＭＥＭ１０１１２のインターフェ
ースから始めて、ＭＥＭ１０１１２の記憶されたデータ
の第１の（即ち、大容量の）レベルに向って内側に進み
ながら個々に説明する。最後に、ＭＥＭ１０１１２のマ
イクロコード制御構造のある特徴について説明すること
にする。
【０２９２】Ａ．ＭＥＭ１０１１２（図２０１，図２０
６，図２０７〜図２３７） ａ．用語の説明 以下の説明においては幾つかの用語が使用されるが、読
者の照合のため更に以下の如く定義する。即ち、１ワー
ドとは３２ビットのデータである。
【０２９３】１バイトとは８ビットのデータである。
【０２９４】１ブロックとは１２８ビットのデータ（即
ち、４ワード）である。１ブロックは常に、１つのブロ
ックの境界に関して常に整合される。即ち、論理アドレ
スまたは物理的アドレスの下位の７ビットが零である
（第１章Ａ．ｆおよびＤ節、ＣＳ１０１１０のアドレス
指定動作の説明参照）。
【０２９５】用語「整合」とは、あるアドレス境界に対
するあるデータ項目の開始ビットのアドレスを意味す
る。開始ビット・アドレスは、開始ビットのアドレスの
下位の７ビットが零に等しい時、即ち開始ビットのアド
レスが隣接するブロック間の境界に該当する時、ブロッ
ク整合される。ワード整合開始ビット・アドレスとは、
開始ビットのアドレスの下位の５ビットが零であること
を意味し、この開始ビット・アドレスは隣接するワード
間の境界を指示する。バイド整合開始ビット・アドレス
とは、開始ビット・アドレスの下位の３ビットが零であ
ることを意味し、この開始ビット・アドレスは隣接する
バイト間の境界を指示する。
【０２９６】ビットの細分性データは、１つのバイトの
境界ではなくこのバイト内に該当する開始ビット・アド
レスを有し、あるいはこのアドレスはあるバイトの境界
と整合されるが、このデータの長さはビット細分性を有
し、即ち８ビットの倍数ではない。
【０２９７】ｂ．ＭＥＭ１０１１２の物理的構造（図２
０１） 図２０１においては、ＭＥＭ１０１１２の部分ブロック
図が示される。ＭＥＭ１０１１２の主な機能装置は、メ
モリー・アレイ（ＭＡ）２０１１２を含む主記憶装置バ
ンク（ＭＳＢ）２０１１０と、バンク・コントローラ
（ＢＣ）２０１１４と、バイパス書込みファイル（ＢＹ
Ｆ）２０１１８を含むメモリー・カッシェ装置（ＭＣ）
と、フィールド隔離装置（ＦＩＵ）２０１２０と、メモ
リー・インターフェース・コントローラ（ＭＩＣ）２０
１２２である。
【０２９８】ＭＳＢ２０１１０は、ＭＥＭ１０１１２の
第１の、即ち大容量の記憶レベルを有する。ＭＳＢ２０
１１０は、１から例えば１６までのＭＡ２０１１２を含
む。各ＭＡ２０１１２は、例えば、２５６Ｋバイト、５
１２Ｋバイト、１メガバイトまたは２メガバイトの記憶
容量を有するもので良い。以下において更に説明するよ
うに、異なる容量のＭＡ２０１１２がＭＳＢ２０１１０
において一緒に使用することができる。各ＭＡ２０１１
２は、書込みデータ（ＷＤ）バス２０１２４と並列に接
続されたデータ入力と、読出しデータ（ＲＤ）バス２０
１２６と並列に接続されたデータ出力を有する。ＭＡ２
０１１２はまた（ＡＤＣＴＬ）バス２０１２８をアドレ
ス指定して制御するため並列に接続された制御およびア
ドレス指定ポートを有する。特に、ＭＡ２０１１２のＷ
Ｄバス２０１２４はＲＤ２０１２６と並列に接続され、
ＭＡ２０１１２のＡＤＣＴＬバス２０１２８は読出しデ
ータ（ＲＤ）バス２０１３０と並列に接続されている。
ＭＡ２０１１２の制御アドレス・ポート２０１３２はア
ドレス兼制御（ＡＤＣＴＬ）バス２０１３４と並列に接
続される。
【０２９９】ＢＣ２０１１４のデータ出力２０１３６は
ＲＤ２０１２６と接続され、ＢＣ２０１１４のデータ入
力２０１３８はＲＤバス２０１３０と接続される。ＢＣ
２０１１４の制御兼アドレス・ポート２０１４０はＡＤ
ＣＴＬバス２０１３４と接続される。ＢＣ２０１１４の
データ入力２０１４２は記憶戻しデータ（ＳＢＤ）バス
２０１４６を介してＭＣ２０１１６のデータ出力２０１
４４と接続されている。ＢＣ２０１１４の記憶戻しアド
レス入力２０１４８は、記憶戻しアドレス（ＳＢＡ）バ
ス２０１５２を介してＭＣ２０１１６の記憶戻しアドレ
ス出力２０１５０と接続されている。ＢＣ２０１１４の
読出しデータ出力２０１５４は、読出しデータアウト
（ＲＤＯ）バス２０１５８を介してＭＣ２０１１６の読
出しデータ入力２０１５６と接続されている。ＢＣ２０
１１４の制御ポート２０１６０はメモリー制御（ＭＣＮ
ＴＬ）バス２０１６４と結合されている。
【０３００】ＭＣ２０１１６は出力２０１６６をＭＩＯ
１０１２８を介してＭＩＯバス１０１３１と接続され、
ポート２０１６８はＭＪＰ１０１４０を介してＭＯＤバ
ス１０１４４と接続される。ＭＣ２０１１６の制御ポー
ト２０１７０はＭＣＮＴＬバス２０１６４と接続され
る。ＢＹＦ２０１１８の入力２０１７２はＭＩＯ１０１
２８を介してＩＯＭバス１０１３０と接続され、出力２
０１７６はＢＷＩバス２０１７８を介してＳＢＤバス２
０１４６と接続される。
【０３０１】最後に、ＦＩＵ２０１２０は、ＭＩＯ１０
１２８２を介して出力２０１８０と入力２０１８２を夫
々ＭＩＯバス１０１２９とＩＯＭバス１０１３０に接続
させている。入力２０１８４とポート２０１８６は夫々
ＭＪＰ１０１４０を介してＪＰＤバス１０１４２とＭＯ
Ｄバス１０１４４と接続されている。制御ポート２０１
８８はＭＣＮＴＬバス２０１６４に接続されている。最
後にＭＩＣ２０１２２について見れば、ＭＩＣ２０１２
２はＭＩＯ１０１２８を介して制御ポート２０１９０と
入力２０１９２を夫々ＭＭＩＯバス１０１３１とＩＯＭ
バス１０１３０に接続させている。制御ポート２０１９
４と入力２０１９６は、夫々ＭＪＰ１０１４０を介して
ＪＰＭＣバス１０１４７と物理的記述子（ＰＤ）１０１
４６とに接続されている。制御ポート２０１９８はＭＣ
ＮＴＬバス２０１６４に接続されている。
【０３０２】ｃ．ＭＥＭ１０１１２の全体的作用 最初に、ＭＥＭ１０１１２のＩＯＳ１０１１６に対する
インターフェースについて述べれば、このインターフェ
ースはＭＩＯバス１０１２９と、ＩＯＭバス１０１３０
と、ＩＯＭＣバス１０１３１を含んでいる。ＭＥＭ１０
１１２に対して書込まれるべき読出しおよび書込みアド
レスおよびデータは、ＩＯＳ１０１１６からＩＯＭバス
１０１３０を介してＭＥＭ１０１１２に対して転送され
る。ＭＥＭ１０１１２から読出されたデータは、ＭＩＯ
バス１０１２９を介してＩＯＳ１０１１６に対して転送
される。ＩＯＭＣバス１０１３１は、ＭＥＭ１０１１２
とＩＯＳ１０１１６間の両方向制御バスであり、以下に
おいて更に説明するように、ＭＥＭ１０１１２とＩＯＳ
１０１１６間に制御信号を転送して、ＭＥＭ１０１１２
とＩＯＳ１０１１６間のデータの転送を制御する。
【０３０３】ＪＰ１０１１４に対するＭＥＭ１０１１２
のインターフェースはＭＪＰバス１０１４０であり、Ｊ
ＰＤバス１０１４２と、ＭＯＤバス１０１４４と、ＰＤ
バス１０１４６と、ＪＰＭＣバス１０１４７を含んでい
る。物理的記述子、即ちＭＥＭ１０１１２の物理的読出
しおよび書込みアドレスは、ＪＰ１０１１４からＰＤバ
ス１０１４６を介してＭＥＭ１０１１２に対して送られ
る。ＳＯｐ、即ち一連のＳ命令およびオペランドの名前
は、ＭＥＭ１０１１２からＭＯＤバス１０１４４を介し
てＪＰ１０１１４に対して送られるが、ＪＰ１０１１４
からＭＥＭ１０１１２に書込まれるべきデータはＪＰ１
０１１４からＪＰＤバス１０１４２を介してＭＥＭ１０
１１２に対して転送される。ＪＰＭＣバス１０１４７
は、ＭＥＭ１０１１２とＪＰ１０１１４間におけるデー
タの転送を制御するためＭＥＭ１０１１２とＪＰ１０１
１４間の指令および制御信号の転送を行なうための両方
向の制御バスである。以下において更に説明するよう
に、ＭＪＰポート１０１４０、特にＭＯＤ１０１４４お
よびＰＤバス１０１４６は、一般に二重ポートとして作
用する単一ポートとして物理的に構成される。第１の場
合には、ＭＪＰポート１０１４０は、ＭＥＭ１０１１２
からＪＰ１０１１４に対してＳＯｐを転送するためのジ
ョブ・プロセッサ命令（ＪＩ）ポートとして作用する。
第２の場合は、ＭＯＤ１０１４４とＰＤ１０１４６はＭ
ＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４に対するオペランド
の転送のためのジョブ・プロセッサのオペランド（Ｊ
Ｏ）ポートとして作用するが、ＪＰＤバス１０１４２と
ＰＤバスはＪＰ１０１１４からＭＥＭ１０１１２に対し
てオペランドを転送する。
【０３０４】ＭＳＢ２０１１０について述べれば、ＭＳ
Ｂ２０１１０はＭＥＭ１０１１２の第１の、即ち大容量
の記憶レベルを有する。ＭＳＢ２０１１０は例えば１個
から１６個までのＭＡ２０１１２を有する。各ＭＡ２０
１１２は、動的ランダム・アクセス・メモリー・アレイ
を有し、また例えば、２５６Ｋバイト、または５１２Ｋ
バイト、または１メガバイト、または２メガバイトの記
憶容量を有する。従ってＭＥＭ１０１１２は、１６メガ
バイトまでの大容量の記憶域を有する。以下に更に説明
するように、異なる容量のＭＡ２０１１２、例えば、４
つの２メガバイトのＭＡ２０１１２と４つの１メガバイ
トのＭＡ２０１１２とをＭＳＢ２０１１０において使用
することができる。
【０３０５】ＢＣ２０１１４はＭＡ２０１１２の作用を
制御し、ＭＡ２０１１２に関するデータの転出入のため
の経路である。更に、ＢＣ２０１１４は、ＭＡ２０１１
２に関して転出入されるデータについてエラーの検出お
よび補正を行ない、ＭＡ２０１１２に記憶されたデータ
をリフレッシュし、またリフレッシュ操作の間にＭＡ２
０１１２に記憶されたデータのエラー検出および補正を
行なう。
【０３０６】ＭＣ２０１１６は、ＭＥＭ１０１１２の第
２の、即ちカッシェレベルの記憶容量を有し、例えば８
Ｋバイトの高速メモリーを含む。ＢＹＦ２０１１８を含
むＭＣ２０１１６はまた、ＭＳＢ２０１１０（ＢＣ２０
１１４を介する）とＪＰ１０１１４とＩＯＳ１０１１６
間のデータ転送のための経路でもある。一般に、ＪＰ１
０１１４とＩＯＳ１０１１６間の全ての読出しおよび書
込み操作はＭＣ２０１１６を経由する。しかし、ＩＯＳ
１０１１６は、ＭＣ２０１１６をバイパスする全ブロッ
クの読出しおよび書込み操作を行なうことができる。Ｉ
ＯＳ１０１１６からのブロック書込み操作はＢＹＦ２０
１１８を介して行なわれるが、ブロック読出し操作はＭ
Ｃ２０１１６に関して内部であり以下に示し説明するデ
ータ転送経路を介して行なわれる。しかし、ＭＥＭ１０
１１２とＪＰ１０１１４間の全ての読出しおよび書込み
操作は、以下において更に説明するように、ＭＣ２０１
１６に関して内部のカッシェ装置を介して行なわなけれ
ばならない。
【０３０７】また以下に示し説明するように、ＦＵ２０
１２０は、ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１６から
ＭＥＭ１０１１２に書込まれるべきデータを受取るため
の書込みデータ・レジスタと、ＭＥＭ１０１１２がビッ
ト・アドレス指定可能メモリーとして現われるようにＭ
ＳＢ２０１１０から読出されたデータを操作するための
回路とを含む。ＦＵ２０１２０は、ＭＥＭ１０１１２の
ビット・アドレス指定能力を提供することに加えて、デ
ータの左右の位置合せ、データの零充填、以下に述べる
その他のデータ操作を行なう。ＭＥＭ１０１１２からＪ
Ｐ１０１１４に読込まれたデータについてのこれらのデ
ータ操作の実施において、ＭＯＤバス１０１４４はＭＣ
２０１１６からＦＩＵ２０１２０への、またＦＩＵ２０
１２０からＭＣ２０１１６へのデータの転送のためのＭ
ＥＭ１０１１２に対して内部のデータ経路として使用さ
れる。即ち、ＪＰ１０１１４に対して転送されるべきデ
ータはＭＣ２０１１６から読出されＭＯＤバス１０１４
４を介してＦＩＵ２０１２０に転送され、ＦＩＵ２０１
２０により操作され、ＭＯＤバス１０１４４を介してＦ
ＩＵ２０１２０からＪＰ１０１１４へ転送される。
【０３０８】ＭＩＣ２０１２２はＭＥＭ１０１１２の作
用を制御する回路を含み、ＪＰ１０１１４とＩＯＳ１０
１１６とのＭＥＭ１０１１２のインターフェースを制御
する。ＭＩＣ２０１２２はＭＥＭ１０１１２の読出しお
よび書込み要求、即ちＰＤバス１０１４６とＩＯＭバス
１０１３０を介して読出しおよび書込みアドレスを、ま
たＪＰＭＣバス１０１４７およびＩＯＭＣバス１０１３
１を介して制御信号を受取り、ＭＣＮＴＬバス２０１６
４を介してＢＣ２０１１４、ＭＣ２０１１６およびＦＵ
２０１２０に対して制御信号を与える。
【０３０９】ＭＥＭ１０１１２の全体的な構造および作
用について述べたが、ＭＥＭ１０１１２のポート、即ち
ＭＩＯポート１０１２８とＭＪＰポート１０１４０の構
造および作用について次に説明し、これにＭＥＭ１０１
１２の制御構造およびＭＥＭ１０１１２の読出しおよび
書込み要求の制御および流れについての説明が続く。
【０３１０】ｄ．ＭＥＭ１０１１２のポート構造 ＭＥＭ１０１１２のポート構造は、ＭＯＤバス１０１４
４およびＩＯＳ１０１１６からのＭＥＭ１０１１２の読
出しおよび書込み要求に対応する時の迅速で柔軟性に富
んだ操作を提供しながら、ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ
１０１１６に対する簡単なインターフェースを提供する
ように構成されている。この点に関して、以下に更に述
べるようにＭＥＭ１０１１２は４つまでの読出しおよび
書込み要求を、例えば１秒当り６３．６メガバイトまで
のデータ速度で同時に取扱うことができる。更に、ＭＥ
Ｍ１０１１２は、ビットの細分アドレス指定、ブロック
の読出しおよび書込み操作、およびＪＰ１０１１４およ
びＩＯＳ１０１１６の最大効率を可能にするため位置合
せおよび充填の如き、データ操作を行なうことが可能で
ある。
【０３１１】ＭＥＭ１０１１２は３つのポートからの要
求を有効に作用する。これらのポートは、以下において
ＩＯポートと呼ばれるＭＩＯポート１０１２８からＩＯ
Ｓ１０１１６に至るポートと、ＪＰ１０１１４に対する
前に述べたＪＩおよびＪＯポートである。これら３つの
ポートは、ＭＥＭ１０１１２の全アドレス・ベースを共
有するが、ＩＯＳ１０１１６は例えばＭＥＭ１０１１２
のアドレス空間の完全な使用を制限することができる。
各ポートは異なる組合せの許容された諸操作を有する。
例えば、ＪＯポートはベース細分性に富むアドレスを使
用できるが、各要求においては３２ビットのデータしか
照合できない。ＪＩポートは３２ビットのデータ項目の
ワード整合しか行なわない読出し要求を行なうことがで
きる。ＩＯポートはビット細分データの照合ができ、ま
た以下に更に述べるように、各読出しまたは書込み要求
において１６バイトまでの読出しまたは書込みが可能で
ある。これらポートの各々の特性については次に論述し
よう。
【０３１２】１．ＩＯポートの特性 ＩＯＳ１０１１６は、２つのモードのいずれによっても
ＭＥＭ１０１１２をアクセスすることができる。第１の
モードはＭＣ２０１１６におけるカッシェ装置のバイパ
スまたはこれを経由するブロック転送であり、第２はカ
ッシェ装置およびＭＣ２０１１６を経由するブロック転
送である。
【０３１３】ブロックのバイパスは読出しおよび書込み
の両操作について生じ得る。読出しまたは書込み操作
は、もしデータがブロックの境界にあるならば、ブロッ
ク・バイパスに対して有効であり、１６バイトの長さで
あり、読出しまたは書込み要求は、カッシェ操作（ＭＣ
２０１１６のカッシェ装置へのローディング）が実施さ
れるべきことを表示する制御信号は伴なわない。バイパ
ス操作は、単にブロック・アドレス、即ちＭＥＭ１０１
１２におけるブロックの物理的アドレスがその時カッシ
ェ化されたブロック、即ちＭＣ２０１１６のカッシェ装
置には存在しないブロックはアドレス指定しなければな
らない時にのみ発生する。もしブロックがＭＣ２０１１
６のコンピュータ・システムにおいてカッシェ化される
ならば、読出しまたは書込み転送はＭＣ２０１１６のカ
ッシェ装置に対してなされる。
【０３１４】部分的なブロック照合、即ち不完全なブロ
ック転送はＭＣ２０１１６のカッシェ装置を介して行な
われる。もしカッシェ装置のミスが生じるならば即ち、
照合データがＭＣ２０１１６のカッシェ装置に存在しな
ければ、ＭＥＭ１０１１２の制御構造部がデータをＭＳ
Ｂ２０１１０に関して出入りさせ、またＭＣ２０１１６
のカッシェ装置を更新する。部分ブロックは１バイト程
の短いものから１５バイトの長さまでありうることを知
るべきである。始動バイト・アドレスは１つのバイト内
のどこでも良いが、部分ブロックの長さの１つのラベル
の境界を越えることはない。
【０３１５】ビット長の転送、即ち１乃至１６ビットの
長さであって１バイトの倍数ではない長さを有する、即
ちアドレスはバイト境界上にはないデータ項目の転送は
ＭＣ２０１１６のカッシェ装置を経由する。これらの操
作はバイト、ワード、またはブロックの境界に跨っても
良いが、ページ境界に跨ることはない。ＩＯポインタに
より要求されたこれらの特定の操作は、読出しまたは書
込み要求が部分ブロック即ちビット長転送であるかどう
かを決定する。
【０３１６】２．ＪＯポートの特性 ＪＯポートからの全ての読出しまたは書込み要求はＭＣ
２０１１６のカッシェ装置を経由しなければならず、バ
イパス操作は実施できない。ＭＥＭ１０１１２とＪＰ１
０１１４間に転送されるデータは常に３２ビットの長さ
であるが、この送られた３２ビットの内零から３２ビッ
トが有効なデータである。ＪＰ１０１１４は、読出しま
たは書込み要求の一部として与えられるあるＦＩＵ指定
ビットの照合によって３２ビット内の有効データの場所
を判定する。以下に更に述べるように、ＦＩＵ指定ビッ
トおよび他の制御ビットは、各読出しまたは書込み要求
が行なわれる時、ＪＰＭＣバス１０１４７を介してＪＰ
１０１１４によりＭＩＣ２０１２２に対して与えられ
る。
【０３１７】ＭＥＭ１０１１２はＪＰ１０１１４に対す
るブロック・バイパス操作は行なわないが、ＭＥＭ１０
１１２はカッシェ読尽し操作を行なうことができる。こ
のような操作は、要求されたデータがＭＣ２０１１６の
カッシェ内に存在しないＪＰ１０１１４の読出し要求に
おいて生じる。もしＪＰ１０１１４の読出し要求がワー
ド整合された完全ワードに対するものであるならば、以
下に述べるＭＥＭ１０１１２のロード管理装置が要求さ
れたデータをＪＰ１０１１４に対して直接転送すると同
時に、要求データをＭＣ２０１１６のカッシェ装置に対
してロードする。この操作は「ハンド・オフ」操作と呼
ばれる。これらの操作はまた、１つの３２ビット・ワー
ドの右側の半ワードに整合された１６ビットの半ワード
に対して、または完全ブロックが左側に置かれてＭＣ２
０１１６のカッシェ装置にロードされるならば、ＩＯポ
ートによって実施することができる。
【０３１８】３．ＪＩポートの特性 全てのＪＩポート要求はＭＣ２０１１６のカッシェ装置
により満たされ、ＭＥＭ１０１１２はＪＩポートに対す
るバイパス操作を実施しない。ＪＩポート要求は常に完
全ワードで整合されたワードに対する読出し要求であ
り、前述の如くもしカッシェミスが生じるならば解除さ
れる。他のほとんどの点においては、ＪＩポート要求は
ＪＯポート要求に類似する。
【０３１９】ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１６に
対するＭＥＭ１０１１２の入力および出力ポートを含む
ＭＥＭ１０１１２の全体的構造および作用について述べ
たが、ＭＥＭ１０１１２の制御構造について次に説明す
る。
【０３２０】ｅ．ＭＥＭ１０１１２の制御構造および作
用（図２０７） 図２０７においてはＭＣ２０１１６の更に詳細なブロッ
ク図が示される。図２０７は、ＭＥＭ１０１１２の制御
構造の以下の論述において図２０１に関連して言及され
る。
【０３２１】１．ＭＥＭ１０１１２の制御構造 最初に図２０７において、ＭＣＮＴＬバス２０１６４
は、ＭＣＮＴＬ−ＢＣバス２０１６４Ａと、ＭＣＮＴＬ
−ＭＣバス２０１６４Ｂと、ＭＣＮＴＬ−ＦＩＵバイ２
０１６４Ｃを含む如く示されている。各バスＭＣＮＴＬ
バス２０１６４ＡとＭＣＮＴＬバス２０１６４ＢとＭＣ
ＮＴＬバス２０１６４Ｃは、夫々ＢＣ２０１１４とＭＣ
２０１１６とＦＩＵ２０１２０とに接続されたＭＣＮＴ
Ｌバス２０１６４の分岐である。また図２０７にはＪＰ
１０１１４に対するＰＤバス１０１４６とＪＰＭＣバス
１０１４７、またＩＯＳ１０１１６に対するＩＯＭバス
１０１３０およびＩＯＭＣバス１０１３１が示されてい
る。
【０３２２】ＪＯポード・アドレス・レジスタ（ＪＯＰ
ＡＲ）２０７１０とＪＩポート・アドレス・レジスタ
（ＪＩＰＡＲ）２０７１２は、ＰＤバス１０１４６と接
続された入力を有する。ＩＯポート・アドレス・レジス
タ（ＩＯＰＡＲ）２０７１４はＩＯＭバス１０１３０と
接続された入力を有する。ポート制御ロジック（ＰＣ）
２０７１６はＪＰＭＣバス１０１４７とＩＯＭＣバス１
０１３１と接続された両方向性の入出力を有する。バイ
パス読出し／書込み制御ロジック（ＢＲ／ＷＣ）２０７
１８は、ＩＯＭＣバス１０１３１と接続された両方向性
入出力を有する。
【０３２３】ＪＯＰＡＲ２０７１０とＪＩＰＡＲ２０７
１２とＩＯＰＡＲ２０７１４の出力は、夫々バス２０７
３２と２０７３４と２０７３６を介してポート要求マル
チプレクサ（ＰＲＭＵＸ）２０７２０の入力と接続され
ている。ＰＲＭＵＸ２０７２０の出力は更にバス２０７
３８と接続される。バス２０７３８の分岐はロード・ポ
インタ（ＬＰ）２０７２４、ミス制御装置（ＭＩＳＳ
Ｃ）２０７２６要求管理装置（ＲＭ）２０７２２の入力
側と接続され、またバスＭＣＮＴＬ−ＭＣ２０１６４Ｂ
とＭＣＮＴＬ−ＦＩＵ２０１６４Ｃに接続される。
【０３２４】ＰＣ２０７１６の出力はバス２０７３９を
介してＪＯＰＡＲ２０７１０、ＪＩＰＡＲ２０７１２、
ＩＯＰＡＲ２０７１４、ＰＲＭＵＸ２０７２０、ＬＰ２
０７２４の入力側と接続される。バス２０７４０はＰＣ
２０７１６の入出力側とＲＭ２０７２２の入出力側間に
接続される。
【０３２５】ＢＲ／ＷＣ２０７１８の出力はバス２０７
４２を介してＭＣＮＴＬ−ＭＣバス２０１６４Ｂに対し
て接続される。ＢＲ／ＷＣ２０７１８の入力は、夫々バ
ス２０７４４と２０７４６を介してＲＭ２０７２２と２
０７２８に接続される。
【０３２６】ＲＭ２０７２２は出力側を、夫々バス２０
７４８，２０７５０，２０７５２および２０７５４を介
してＭＣＮＴＬバス２０１６４Ａと、ＭＣＮＴＬバス２
０１６４ＣとＭＩＳＳＣ２０７２６の入力側と、ＬＰ２
０７２４の入力側とに接続させる。ＭＩＳＳＣ２０７２
６の出力はＭＣＮＴＬバス２０１６４Ａに接続される。
ＬＰ２０７２４の出力はＭＣＮＴＬバス２０１６４Ｂと
接続され、また夫々バス２０７５６およびバス２０７５
８を介してＭＣＮＴＬ−ＭＣバス２０１６４ＢおよびＬ
Ｍ２０７３０の入力側と接続される。ＲＱ２０７２８の
入力は、ＭＩＳＳＣ２０７２６を介してＭＣＮＴＬバス
２０１６４Ｂと接続され、またＲＱ２０７２８はその出
力を２０７６２を介してＬＰ２０７２４の入力側と接続
させ、また前に述べたように、バス２０７４６を介して
ＢＲ／ＷＣ２０７１８の入力側と接続させる。最後に、
ＬＭ２０７３０の出力はバス２０７６４を介してＭＣＮ
ＴＬバス２０１６４Ｂと接続される。
【０３２７】図２０７に関してＰＣ２０７１６の構造に
ついて説明し、図２０１に関してＭＥＭ１０１１２の構
造について前に説明したが、ＭＥＭ１０１１２の制御構
造の作用については図２０１および図２０７の双方に関
して次に説明する。
【０３２８】２．ＭＥＭ１０１１２の制御作用 最初に図２０７においては、ＪＯＰＡＲ２０７１０とＪ
ＩＰＡＲ２０７１２とＩＯＰＡＲ２０７１４は、前述の
如く、ＪＰ１０１１４からのＰＤバス１０１４６とＩＯ
Ｓ１０１１６からのＩＯＭバス１０１３０とに接続され
る。ＪＯＰＡＲ２０７１０とＪＩＰＡＲ２０７１２とＩ
ＯＰＡＲ２０７１４は、ＪＰ１０１１４とＩＯＳ１０１
１６からの読出しおよび書込み要求アドレスを受取っ
て、これらのアドレスをＭＥＭ１０１１２による以後の
サービスのために記憶する。以下において更に述べるよ
うに、ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１６からのこ
れらのアドレス入力は、要求されたデータが要求側に対
して転送されあるいはＭＥＭ１０１１２に書込まれる前
にどんなデータ処理操作がＦＩＵ２０１２０によって行
なわれなければならないかを指示するＦＩＵ情報と、Ｍ
ＥＭ１０１１２から読出されたデータが与えられるべき
行先に関する情報と、オペランド長に関する情報とを含
む。ＪＯＰＡＲ２０７１０とＪＩＰＡＲ２０７１２とＩ
ＯＰＡＲ２０７１４で受取られてこれに記憶された要求
アドレス情報は、ＭＥＭ１０１１２が対応する要求のサ
ービスを開始するまで保持される。ＭＥＭ１０１１２
は、あるポートに対する前の要求が処理されあるいは打
切られた後にのみこのポート・レジスタに対するその他
の要求アドレス情報を受入れる。ＪＯＰＡＲ２０７１０
とＪＩＰＡＲ２０７１２とＩＯＰＡＲ２０７１４からの
アドレス情報出力は、個々の要求のサービスが開始され
る時、ＰＲＭＵＸ２０７２０を介してバス２０７３８へ
転送され、ここからＲＭ２０７２２とＭＣ２０１１６と
ＦＩＵ２０１２０に対して転送される。以下に述べるよ
うに、このアドレス情報は、ＭＣ２０１１６のミス発生
と同時にカッシェ装置のミスの処理のため使用されるよ
うに、ＰＲＭＵＸ２０７２０とバス２０７３８を介して
ＬＰ２０７２４に対して転送される。
【０３２９】ＰＣ２０７１６は、ＪＰＭＣバス１０１４
７とＩＯＭＣバス１０１３１を介してＪＰ１０１１４と
ＩＯＳ１０１１６から要求された各メモリー操作に関す
る指令および制御信号を受取る。ＰＣ２０７１６は要求
調整ロジックとポート状態ロジックとを含む。要求調整
ロジックは、ＩＯ，ＪＩ，ＪＯの各ポートが処理される
時、これらのポートの処理が行なわれるシーケンスを決
定する。ポートのサービスのシーケンスの決定におい
て、要求調整ロジックはポート状態ロジックからの各ポ
ートに対するその時のポート状態情報と、入力する各要
求に関するＪＰＭＣバス１０１４７とＩＯＭＣバス１０
１３１からの情報とＭＥＭ１０１１２のその時の処理状
態に関するＲＭ２０７２２からの情報とを使用する。ポ
ート状態ロジックは、バス２０７３８を介する制御信号
によって処理されるべき特定の各ポートを選定し、選定
されたポートの処理においてＭＥＭ１０１１２の制御ロ
ジックの残部により使用するため、ＪＯＰＡＲ２０７１
０とＪＩＰＡＲ２０７１２とＩＯＰＡＲ２０７１４から
ＰＲＭＵＸ２０７２０を介してバス２０７３８に対する
各ポートの要求アドレス情報の転送を可能にする。ＪＰ
１０１１４とＩＯＳ１０１１６からＪＰＭＣバス１０１
４７とＩＯＭＣバス１０１３１を介して受取られる要求
情報に加え、ポート状態ロジックはＲＭ２０７２２から
の情報を使用し、あるカッシェ・ミスの発生と同時に、
ＬＭ２０７３０からの情報（図２０７においては、明瞭
化のためこの関係については示さない）を使用する。ポ
ート状態ロジックはまた、種々のポート状態のフラッグ
信号例えばポートの使用可能な信号、有効要求を示す信
号および種々のポートがサービスを待機していることを
示す信号を制御する。
【０３３０】ＲＭ２０７２２は各要求に対するサービス
の実行を制御する。ＲＭ２０７２２は、要求されたＭＥ
Ｍ１０１１２の諸条件により要求された諸プログラムを
実行マイクロコードで制御された「マイクロ機械」であ
る。ＲＭ２０７２２の入力は、ある特定の要求の処理に
おいて行なわれるべきＭＥＭ１０１１２の操作の形式に
関する情報を含むＩＯＰＡＲ２０７１４、ＪＩＰＡＲ２
０２１２、ＪＯＰＡＲ２０２１０からの要求アドレス情
報と、他のＭＥＭ１０１１２の制御要素からの割込み信
号と、例えば、ＰＣ２０７１６の要求調整ロジックから
の開始信号を含む。ＲＭ２０７２２は、ＦＩＵ２０１２
０と、ＭＣ２０１１６とＭＥＭ１０１１２の制御構成の
他のほとんどの部分に対して制御信号を与える。
【０３３１】図２０１においては、ＭＣ２０１１６のカ
ッシェ装置は、例えば、ＭＳＢ２０１１０に記憶された
データのサブセットに対して迅速なアクセスを行なうた
め使用される８Ｋバイトの４組の連想カッシェ装置であ
る。ＭＣ２０１１６のカッシェ装置に記憶されたＭＳＢ
２０１１０のデータのサブセットは、如何なる時にも、
ＪＰ１０１１４またはＩＯＳ１０１１６によって最も後
で使用されたデータである。以下において更に説明する
ＭＣ２０１１６は、カッシェされたアドレスを決定する
ためのタッグ・ストア比較ロジックと、対応するカッシ
ェされたデータを含むデータ・ストアと、あるカッシェ
・ミスの発生と同時にカッシェ装置の内容を更新するた
め必要なレジスタとロジックとを含む。カッシェ・ミス
を処理するためのレジスタとロジックは、最近使用しな
かったカッシェのエントリを判定するためのロジック
と、ミスしたカッシェ照合に関する情報、例えば修正バ
スおよび交換ページ番号の捕捉および記憶のためのレジ
スタとを含む。ＭＣ２０１１６に対する入力は、ＲＭ２
０７２２と、ＬＭ２０７３０（以下において更に説明す
る）と、ＦＩＵ２０１２０と、ＭＳＢ２０１１０（ＢＣ
２０１１４を介する）と、ＬＰ２０７２４（以下におい
て更に説明する）と、ＰＲＭＵＸ２０７２０からのアド
レス情報である。ＭＣ２０１１６の出力はＦＩＵ２０１
２０に対するデータと（ＭＯＤバス１０１４４を介す
る）ｇｏ−ｔｏＦＩＵ２０１２０信号と、データ要求信
号（ＪＰ１０１１４とＩＯＳ１０１１６）と、ＭＣ２０
１１６書戻しファイル（以下において更に説明する）を
含む。
【０３３２】前述の如く、ＦＩＵ２０１２０は、ＭＥＭ
１０１１２をビット・アドレス指定可能に見えるように
するため必要なロジックを含む。更に、ＦＩＵ２０１２
０は、要求側（ＪＰ１０１１４またはＩＯＳ１０１１
６）により要求される如きあるデータ処理操作の実施の
ためのロジックを含む。データは、ＭＥＭ１０１１２に
対して内部となるＭＯＤバス１０１４４の部分を介して
ＭＣ２０１１６からＦＩＵ２０１２０に対して転送さ
れ、必要に応じて操作され、次いでＭＯＤバス１０１４
４またはＭＩＯバス１０１２９を介して要求側に対して
転送される。カッシェされたデータの読出し−変更−書
込みを要求する書込みの場合には、データは、操作後に
ＭＯＤバス１０１４４を介して再びＭＣ２０１１６に転
送される。一般にデータ処理操作は、選定されたＭＯＤ
バス１０１４４またはＭＩＯバス１０１３９の回線に対
する要求データの位置決め、および要求側により指定さ
れる如き未使用のバス回線の充填を含む。ＦＩＵ２０１
２０に対するデータ入力は、ＭＣ２０１１６またはＪＰ
１０１１４からＭＯＤバス１０１４４を介して、あるい
はＩＯＳ１０１１６からＩＯＭバス１０１３０を介して
行なうことができる。ＦＩＵ２０１２０からのデータ出
力は、これらの同じバスを介してＭＣ２０１１６または
ＪＰ１０１１４またはＩＯＳ１０１１６に対して行なわ
れる。制御情報はＲＭ２０７２２からバス２０７４８お
よびＭＣＮＴＬバス２０１６４Ｃを介してＦＩＵ２０１
２０に対して与えられる。アドレス情報は、ＪＯＰＡＲ
２０７１０またはＪＩＰＡＲ２０７１２またはＩＯＰＡ
Ｒ２０７１４からＰＲＭＵＸ２０７２０、バス２０７３
８およびＭＣＮＴＬバス２０１６４Ｃを介してＦＩＵ２
０１２０に対して与えることができるのである。
【０３３３】図２０７においては、ＭＩＳＳＣ２０７２
６がＭＣ２０１１６のミスの処理に使用される。ＭＣ２
０１１６のカッシェにないデータを照合する要求の場合
には、ＭＩＳＳＣ２０７２６は実施されるべき照合およ
び操作の形式のブロック・アドレスを記憶するが、この
情報はＭＣ２０１１６におけるアドレス・レジスタか
ら、またＲＭ２０７２２から与えられる。ＭＩＳＳＣ２
０７２６は、照合されたデータを得るためＭＳＢ２０１
１０から読出されたデータに対して、ＭＣＮＴＬバス２
０１６４Ａを介してＢＣ２０１１４に対する指令を生成
する際にこの情報を使用する。ＢＣ２０１１４はこの指
令をキュー即ちレジスタに置き、またその後指令された
読出し操作を実行する。ＰＣ２０７１６はまた、照合さ
れたＤＴがその後ＭＳＢ２０１１０から読出される時に
実施されるべき操作の形式を表示するＲＱ２０７２８
（以下において更に説明する）に対するエントリを生じ
る。
【０３３４】ＲＱ２０７２８は、例えば、ＭＳＢ２０１
１０から読出されつつあるデータと関連する諸操作を示
す情報を記憶する３レベルの深さのキューである。２つ
の種類の操作、即ちブロック・バイパス読出しとカッシ
ェ・ロードの操作を表示することができる。もしあるカ
ッシェ・ロードが指定されるならば、即ちＭＣ２０１１
６のカッシェの読出しおよび記憶が表示されるならば、
ＲＭ２０７２２は割込みが行なわれ、カッシェ・ロード
が完了するまで他のＭＥＭ１０１１２の操作を遊休状態
に置くように強制される。ブロック・バイパス読出し操
作はＭＳＢ２０１１０からのデータの制御を行なうバイ
パス読出し制御（以下に説明する）をもたらす結果とな
る。ＲＱ２０７２８に対する入力はしＲＭ２０７５２、
ＭＩＳＳＣ２０７２６およびＢＣ２０１１４からの制御
信号である。ＲＱ２０７２８は、ＬＰ２０７２４（以下
に説明する）と、ＬＭ２０７３０（以下に説明する）
と、ＲＭ２０７２２とに制御出力を与え、バイパス読出
し制御（以下に説明する）を行なう。
【０３３５】ＬＰ２０７１４は、ＭＣ２０１１６のタッ
グ・ストアをロードするため生じるＭＣ２０１１６のミ
スを処理するため必要な情報を記憶するための１組のレ
ジスタである。ＭＳＢ２０１１０に記憶されたＭＣ２０
１１６のカッシェ・ミスの処理のためＭＳＢ２０１１０
から読出されたデータがＢＣ２０１１４を介して使用可
能状態になる時、ＬＭ２０７３０はこの情報を使用す
る。ＬＰ２０７２４に対する入力はＪＯＰＡＲ２０７１
０、またはＪＩＰＡＲ２０７１２、またはＩＯＰＡＲ２
０７１４からＰＲＭＵＸ２０７２０およびバス２０７３
８を介して与えられた脱落した照合のアドレスと、ＲＭ
２０７２２からの指令と、ＲＱ２０７２８からの制御信
号を含む。ＬＰ２０７２４の出力は、バス２０７５６お
よびＭＣＮＴＬバス２０１６４Ｂを介するＭＣ２０１１
６への脱落した照合のアドレスと、ＬＭ２０７３０とＢ
Ｒ／ＷＣ２０７１８に対する指令信号を含む。
【０３３６】前の述べたＬＭ２０７３０は、カッシェ・
ミスの発生後ＭＳＢ２０１１０からのデータでＭＣ２０
１１６のカッシェのローディングを制御する。前述のＲ
Ｑ２０７２８は、ＭＳＢ２０１１０から読出された各デ
ータに対して、読出されたデータはＭＣ２０１１６のカ
ッシェ・ミスの結果であるかどうかを示す。もしこのデ
ータがカッシェ・ミスの結果としてＭＳＢ２０１１０か
ら読出されるならば、ＬＭ２０７３０はＭＳＢ２０１１
０からのデータおよびその関連するアドレスをＭＣ２０
１１６のカッシェにロードするための一連の指令信号を
生じるため進行する。このデータはＭＣ２０１１６のカ
ッシェ・データ・ストアに転送されるが、ＬＰ２０７２
４からのブロック・アドレスはＭＣ２０１１６のカッシ
ェのタッグ・ストア（以下の論議において説明する）に
転送される。もしＭＣ２０１１６のカッシェに対するデ
ータの転送がこのカッシェに前から存在するデータを置
換するならば、またこの前のデータが「不適合」であ
る、即ちＭＳＢ２０１１０に記憶されるデータの元のコ
ピーとは異なるように書込まれたものであれば、ＭＣ２
０１１６に常駐する変更データはＭＳＢ２０１１０に再
び書込まれねばならない。この操作は、以下に述べるＭ
Ｃ２０１１６に含まれる書戻しファイルを介して行なわ
れる。このような操作の場合、ＬＭ２０７３０はこれも
また以下に説明する如く、ＭＣ２０１１６とＢＣ２０１
１４により書戻し操作を開始する。
【０３３７】以下の議論において更に詳細に述べるよう
に、全てのＭＣ２０１１６のカッシェ・ロード操作は完
全４ワード・ブロックである。ＭＣ２０１１６のカッシ
ェ・ミスにおいて生じる要求の結果「ハンド・オフ操
作」、即ち完全４ワード・ブロックの読出し操作をもた
らす。ハンド・オフ操作はまた、３２ビットのワード整
合されたワードがＪＰ１０１１４から転送される単一の
３２ビット・ワードで良く、あるいは右側の半ワードで
整合された１６ビットのオペランドはＩＯＳ１０１１６
から転送される。このようなハンド・オフ操作において
は、ＬＭ２０７３０は要求側のポートに対して有効要求
信号を送り、またハンド・オフ操作が実施されることに
なる。さもなければ、待機信号が要求側のポートに対し
て送られ、要求は以後の実行のためＰＣ２０７１６の優
先順位キューに再び入る。これらの操作を実施するた
め、ＬＭ２０７３０はＲＱ２０７２８（説明の明瞭化の
ため図２０７には示さない）とＬＰ２０７２４から入力
を受取るＬＭ２０７３０は、ＰＣ２０７１６のポート状
態ロジックと、ＭＣ２０１１６とＭＣ２０１１６の書戻
しファイルと、ＭＣ２０１１６の書戻しアドレス・レジ
スタと、ＢＣ２０１１４に対して出力を与える。
【０３３８】図２０１においては、前述の如く、ＭＣ２
０１１６が直接ＭＳＢ２０１１０に対して完全ブロック
書込み操作を要求する。このようなバイパス書込み要求
は、もし転送中のブロックがＭＣ２０１１６のカッシェ
においてカッシェされなければ満たすことができる。こ
のような場合、ＲＭ２０７２２はＢＲ／ＷＣ２０７１８
においてバイパス書込み制御ロジックを設定する転送を
開始し、次に操作の制御を完了するためＢＲ／ＷＣ２０
７１８のバイパス書込み制御ロジックに対して送ること
ができる。バイパス書込み制御は、この時ＩＯＳ１０１
１６からのデータ・ブロックの残る部分を受入れ、ＩＯ
ＭＣバス１０１３１を介して適当な初期手続きを生成
し、このデータ・ブロックをＢＹＦ２０１１８とＩＯＳ
１０１１６にロードする。ＭＩＳＳＣ２０７２６は、Ｍ
ＣＮＴＬバス２０１６４Ａを介してＢＣ２０１１４に対
してバイパス書込み指令を提供する。２０１１４はこの
時ＢＹＦ２０１１８からのデータ・ブロックをＭＡ２０
１１２およびＭＳＢ２０１１０に対して転送する。
【０３３９】前述の如く、ＢＹＦ２０１１８はＩＯＭバ
ス１０１３０からデータを受取り、データ出力をＢＷＹ
２０１７８およびＳＢＤバス２０１４６を介してＢＣ２
０１１４に対して与える。ＢＹＦ２０１１８は、データ
をＢＣ２０１１４から読出す間ＩＯＭバス１０１３０か
らデータを同時に受入れることができる。ＢＹＦ２０１
１８に対するデータの書込みの制御は、ＢＲ／ＷＣ２０
７１８のバイパス書込み制御ロジックから行なわれる。
【０３４０】前述の如く、ＩＯＳ１０１１６はＭＣ２０
１１６のカッシェをバイパスする完全ブロック読出し操
作を要求する。このような場合、ＢＲ／ＷＣ２０７１８
のバイパス読出し制御装置はＩＯＳ１０１１６に対する
データ転送を取扱い、ＩＯＭＣバス１０１３１を介して
ＩＯＳ１０１１６に対する必要な初期手続き信号を生成
する。バイパス読出し操作のためのデータ経路は、ＢＹ
Ｆ２０１１８を介するのではなくＭＣ２０１１６に対し
内部であるデータ経路を経由する。この内部データ経路
はＭＩＯバス１０１２９に対するＲＤＯバス２０１５８
である。
【０３４１】前述の如く、ＢＣ２０１１４はＭＳＢ２０
１１０におけるＭＡ２０１１２に関する全てのデータの
転入出操作を管理する。ＢＣ２０１１４は内部のキュー
・レジスタにおけるＲＭ２０７２２からのデータ転送の
ための要求を受取る。ＭＳＢ２０１１０に関する全ての
データの転入出は、ブロック整合されたアドレスによる
完全ブロック転送である。データ書込み操作時には、Ｂ
Ｃ２０１１４はデータをＢＹＦ２０１１８またはＭＣ２
０１１６の書戻しファイルから受取り、このデータをＭ
Ａ２０１１２に転送する。読出し操作中、ＢＣ２０１１
４はデータ・ブロックをＭＡ２０１１２から取出し、デ
ータが使用可能であることをＭＩＣ２０１２２に対して
信号する間このデータ・ブロックをＲＤＯバス２０１５
８に配する。前述の如く、ＭＩＣ２０１２２はデータお
よびＢＹＦ２０１１８とＭＣ２０１１６とＭＣ２０１１
６の書戻しファイルを追跡してこれを制御し、ＭＳＢ２
０１１０から読出されたデータを適当な行先、即ちＭＣ
２０１１６のデータ・ストア、またはＪＰ１０１１４、
またはＩＯＳ１０１１６に対して指向する。
【０３４２】前記の操作に加えて、ＢＣ２０１１４はＭ
Ａ２０１１２のリフレッシュを制御し、エラー検出およ
び補正操作を実施する。この点に関して、ＢＣ２０１１
４は２つのエラー検出および補正操作を行なう。最初
に、ＢＣ２０１１４はＭＳＢ２０１１０から読出された
データにおける単ビットおよび二重ビット・エラーを検
出し、単ビット・エラーを補正する。第２に、ＢＣ２０
１１４はリフレッシュ操作中ＭＡ２０１１２に記憶され
たデータを読出し、単ビットのエラー検出を行なう。エ
ラーの検出の際は常に、読出しまたはリフレッシュ操作
の間、ＢＣ２０１１４（以下の記述において更に説明す
る）はこれに含まれるエラー・ログにおける前記エラー
のレコードを形成する。ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１
０１１６の双方は、ＢＣ２０１１４のエラー・ログを読
出し、ＢＣ２０１１４のエラー・ログからの情報はＣＳ
１０１１０の保守ログに記録することができ、ＣＳ１０
１１０の修理および原因探査における助けとなる。ＢＣ
２０１１４のエラー・ログはＲＭ２０７２２により直接
アドレス指定可能であり、ＢＣ２０１１４のエラー・ロ
グからのデータはＭＳＢ２０１１０に記憶されたデータ
と同じ方法でＪＰ１０１１４またはＩＯＳ１０１１６に
対して転送される。最後に、ＭＡ２０１１２について述
べれば、各ＭＡ２０１１２は動的な半導体のランダム・
アクセス・メモリーのアレイを含む。各ＭＡ２０１１２
は２５６Ｋバイト、５１２Ｋバイト、１メガバイトまた
は２メガバイトのデータ記憶域を保有する。各ＭＡ２０
１１２の記憶容量は、各々２５６Ｋバイト番号セグメン
トとして構成される。ある特定のＭＡ２０１１２のアド
レス指定においての、ＢＣ２０１１４が以下に更に説明
するように前記の特定のＭＡ２０１１２を選定する。Ｂ
Ｃ２０１１４が同時にこのＭＡ２０１１２内のセグメン
トならびにこのセグメント内の４ワードのブロックを選
定する。各ワードは、３９ビットの情報と、３２ビット
のデータと、７ビットのエラー補正コードからなる。各
ＭＡ２０１１２のワードの全部で３９ビットは、各読出
しおよび書込み操作中にＢＣ２０１１４とＭＡ２０１１
２間に転送される。ＭＥＭ１０１１２の全体的な構造お
よび作用について簡単に説明したが、ＭＥＭ１０１１２
により実施することができるある形式の操作について次
に説明する。
【０３４３】ｆ．ＭＥＭ１０１１２の作用 ＭＥＭ１０１１２は２つの一般的な形式の操作を実施す
ることができる。第１の形式はデータ転送操作であり、
第２の形式はメモリー保守操作である。データ転送操作
は読出し、書込みおよび読出し兼設定操作を含む。メモ
リー保守操作はエラー・ログ読出し、修理ブロックおよ
びフラッシュ・カッシェを含む。フラッシュ・カッシェ
操作の間を除いて、ＭＣ２０１１６の存在およびその操
作は要求側、即ちＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１
６から不可視である。
【０３４４】ＭＥＭ１０１１２の読出し操作は、ＭＥＭ
１０１１２から要求側即ちＪＰ１０１１４またはＩＯＳ
１０１１６に対してデータを転送する。読出しデータ転
送は要求側がメモリー操作要求の提供と要求されたデー
タの戻し動作間の経過時間を予測し得ない点で非同期的
である。ＭＥＭ１０１１２における要求側の作用は、要
求側に対してＭＥＭ１０１１２から送られる要求された
データ使用可能信号によって連携される。
【０３４５】ＭＥＭ１０１１２の書込み操作は、ＪＰ１
０１１４またはＩＯＳ１０１１６のいずれかからのデー
タをＭＥＭ１０１１２に対して転送する。このような操
作の間、ＪＰ１０１１４はこれからＭＥＭ１０１１２に
対して与えられたデータが受入れられた旨のＭＥＭ１０
１１２からの信号を待機する必要がない。ＪＰ１０１１
４は、ＭＥＭ１０１１２からのＪＯポート使用可能信号
が存在する時は常にデータをＭＥＭ１０１１２のＪＯポ
ートに対して転送することができ、読出しデータはＪＰ
１０１１４が必要とするこれ以上の動作即ち待機もなく
即時受入れられる。ＩＯＳ１０１１６からのワード書込
み操作も同様な方法で実施される。しかし、ブロック書
込み操作と同時に、あるブロックの２番目，３番目およ
び４番目のワードの送出の前に、ＩＯＳ１０１１６はＭ
ＥＭ１０１１２からの信号を含むデータを待機すること
が必要とされる。
【０３４６】ＭＥＭ１０１１２は「ビット固定」操作を
行なう能力を有する。このような操作においては、デー
タのビット細分性読出しが行なわれ、全オペランドが要
求側に対して送られる。同時に、このオペランドの最上
位ビット、即ち固定ビットがＭＥＭ１０１１２に記憶さ
れたデータのコピーにおける１つに設定される。要求側
に対して送られるオペランドには、固定ビットがその前
の値、即ちその時の読出しおよび設定操作の前の値のま
まで残る。テストおよび設定操作は、データ項目の長さ
が１ビットとして規定される読出しおよび設定操作を行
なうことにより実施される。
【０３４７】前述の如く、ＭＥＭ１０１１２はエラー検
出を含むある保守操作を実施する。ＢＣ２０１１４にお
けるＭＥＭ１０１１２のエラー・ログは、１つのアドレ
ス・フィールドと１つのエラー・コード・フィールドを
含む３４ビットのレジスタである。最初のエラーが生じ
ると同時に、エラーの形式、およびＭＳＢ２０１１０に
記憶された読出しデータにおけるＥＲＣＣエラーの如き
ある場合には、エラーを含むデータのアドレスがＢＣ２
０１１４のエラー・ログ・レジスタにおいて記憶され
る。エラーに関する情報がエラー・ログに記憶されると
同時に、エラーの検出を表示する割込み信号が生じる。
もしエラー・ログが読出されて再設定される前に多重エ
ラーが生じるならば、最初のエラーに関する情報が保持
されて有効な状態に止まる。エラー・ログ・コード・フ
ィールドは１つ以上のエラーが生じたことを表示するの
である。
【０３４８】ＪＰ１０１１４は、「読出しログ兼リセッ
ト」操作と呼ばれる読出しエラー・ログ操作を要求する
ことができる。この操作においては、ＭＥＭ１０１１２
はＪＰ１０１１４に対するエラー・ログの全内容を読出
し、エラー・ログ・レジスタをリセットし、エラーの存
在を示す割込み信号をリセットする。以下において更に
説明するＩＯＳ１０１１６は、ＭＥＭ１０１１２から一
時に１６バスを読出すように制限されている。従って、
エラー・ログの読出しには２つの読出し操作を必要とす
る。ＩＯＳ１０１１６に対する最初の読出し操作はエラ
ー・ログ・データの上位１６ビットを読出し、エラー・
ログはリセットしない。第２の読出し操作は、エラー・
ログの下位の１６ビットのみがＩＯＳ１０１１６に読込
まれることを除いて、ＪＰ１０１１４の読出しログ兼リ
セット操作と同じ方法で実施される。
【０３４９】ＭＥＭ１０１１２は、ＭＣ２０１１６のカ
ッシェ装置に記憶されたデータまたはＭＡ２０１１２に
記憶されたデータにおけるパリティ即ちＥＲＣＣエラー
を補正する修復ブロック操作を行なう。修復ブロック手
順においては、ＭＣ２０１１６のカッシェ装置に記憶さ
れたデータに対するパリティ・ビット、またはＭＡ２０
１１８に記憶されたデータのＥＲＣＣ検査ビットがこれ
に記憶されたデータのデータ・ビットと合致するように
修正される。この点に関して、ＭＡ２０１１８のデータ
の２ビット・エラーの如き修復された補正不能なエラー
が良好なＥＲＣＣおよびパリティ値を有することにな
る。修復ブロック操作が行なわれるまで、悪いデータ、
即ちパリティを有する、即ち無効データを示すＥＲＣＣ
検査ビットを有するデータに対して送られる読出し要求
は無効としてフラッグされることになる。従って、修復
ブロック操作は、このようなデータが有効として読出さ
れる、例えば、データ補正操作において使用されること
を可能にする。修復ブロック操作においては、エラーは
無視されてＢＣ２０１１４のエラー・ログにはログされ
ない。もしＭＥＭ１０１１２の内部操作が読出し−修正
−書込み手順を必要としなければ、悪いデータを含む領
域に対する書込み操作が実施可能である。ＭＣ２０１１
６に存在する整数バイト長データのバイト整合書込みお
よびＭＳＰ２０１１０におけるデータの整数ワード長の
ワード整合書込みのみが読出し−修正−書込みを必要と
しない。従って、このような書込み操作の使用によっ
て、修復ブロック操作の前もしくはその代わりに通常の
書込み操作の使用によって不良データの上に重ねて書く
ことが可能である。
【０３５０】ＭＥＭ１０１１２は、電源異常の場合、即
ちＭＥＭ１０１１２がバッテリ・バック・アップ運転に
入る時、カッシェ装置・フラッシュ操作を実施する。こ
のような場合、ＭＡ２０１１２とＢＣ２０１１４のみが
給電状態を維持する。ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０
１１６が給電停止状態になる前に、ＪＰ１０１１４とＩ
ＯＳ１０１１６は、保管されるべき操作状態を含むデー
タをＭＥＭ１０１１２に対して転送しなければならな
い。これは、通常の一連の書込み操作の使用によって達
成される。これらの書込み操作の完了後、ＪＰ１０１１
４とＩＯＳ１０１１６の両者はＭＥＭ１０１１２に対し
てフラッシュ・カッシェ要求を送る。２つのフラッシュ
・カッシェ要求を受取ると同時に、給電停止の前にＭＣ
２０１１６のカッシェに記憶された全ての不適正データ
がＭＡ２０１１２に対して転送されるように、ＭＥＭ１
０１１２はＭＣ２０１１６のカッシェをフラッシュす
る。もしＪＰ１０１１４またはＩＯＳ１０１１６が作動
中ならば、システムの初期化の間にＤＰ１０１１８はこ
の事実を検出して使用可能信号（ＦＬＵＳＨＯＫ）のＭ
ＥＭ１０１１２に対する送出を完了する。ＦＬＵＳＨＯ
Ｋは、単一のフラッシュ・カッシェ要求の受取りと同時
にＭＥＭ１０１１２がカッシェ・フラッシュを実施する
ことを可能にする。カッシェ・フラッシュ操作の後、Ｄ
Ｐ１０１１８が電源異常ロックアウト信号をリセットし
てＭＥＭ１０１１２が通常の作動を再開することを可能
にするまで、これ以上のＭＥＭ１０１１２の作動は不可
能である。
【０３５１】ＭＥＭ１０１１２の全構造および作用およ
びＭＥＭ１０１１２により実施可能なある作用について
説明したが、次にＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１
６に対するＭＥＭ１０１１２のインターフェースについ
て説明する。
【０３５２】ｇ．ＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１
６に対するＭＥＭ１０１１２のインターフェース（図２
０９，図２１０，図２１１，図２０４） 前述の如く、ＭＪＰポート１０１４０とＭＩＯポート１
０１２８は３つの独立ポートとして論理的に機能する。
これらのポートは、ＩＯＳ１０１１６に対するＩＯポー
トと、ＪＰ１０１１４に対するＪＰオペランド・ポート
と、ＪＰ１０１１４に対するＪＰ命令ポートである。図
２０９，図２１０および図２１１においては、ＩＯポー
ト２０９１０と、ＪＰオペランド（ＪＰＯ）ポート２１
０１０とＪＰ命令（ＪＰＩ）ポート２１１１０の線図が
夫々示されている。
【０３５３】ＩＯポート２０９１０は、命令とオペラン
ドの双方の転送を含むＭＥＭ１０１１２に対するＩＯＳ
１０１１６の全ての要求を取扱う。ＪＰＯポート２１０
１０は、オペランド、例えば、ＪＰ１０１１４に関する
数値の読出しおよび書込み操作のため使用される。ＪＰ
Ｉ２１１１０は、ＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４
に対するＳＩＮ、即ちＳＯＰおよびオペランド名の読出
しに使用される。ある特定のポートに対する多くのサー
ビス要求は、これらの要求は前記ポートに対して与えら
れるように作用される。異なるポートに対する要求間に
は連続順序は保持されないが、ポートはその優先順位に
おいて処理することができる。本発明の一実施態様にお
いては、ＩＯポート２０１９０は最優先順位を与えら
れ、ＪＰＯポート２１０１０がこれに続き、最後にＪＰ
Ｉ２１１１０が来、その時要求は入力する要求よりも高
い優先順位を有するポートに保持される。前述の如く、
また以下の記述において更に詳細に説明するようにＭＥ
Ｍ１０１１２の操作がパイプライン化される。このパイ
プライン処置はＩＯポート２０１９０、ＪＰＯポート２
１０１０およびＪＰＩ２１１１０からの要求のインター
リービング、ならびにある特定のポートにおける要求の
オーバーラップサービスを可能にする。オーバーラップ
により、ある特定のポートに対する前の操作が完了する
前にこのポートの１つの処理操作が開始することが意味
される。
【０３５４】１．ＩＯポート２０９１０の作用特性（図
２０９，図２０４） 最初に図２０９において、ＩＯポート２０９１０の略図
が示される。ＩＯポート２０９１０とＩＯＳ１０１１６
間には、ＭＩＯバス１０１２９、ＩＯＭバス１０１３０
およびＩＯＭＣバス１０１３１を介して信号が送られ
る。ＭＩＯバス１０１２９はＭＤ２０１１６とＦＩＵ２
０１２０からの入力を有する一方向バスであり、ＭＥＭ
１０１１２からＩＯＳ１０１１８に対するデータおよび
命令の転送のために専用化される。ＩＯＭバス１０１３
０も同様に一方向バスであり、ＩＯＳ１０１１８からＭ
ＥＭ１０１１２に対する読出しアドレスと、書込みアド
レスと、ＭＥＭ１０１１２に書込まれるべきデータの転
送のため専用書込みされている。ＩＯＭバス１０１３０
は入力をＢＹＦ２０１１８と、ＦＩＵ２０１２０と、Ｍ
ＩＣ２０１２２に対して与える。ＩＯＭＣバス１０１３
１は、ＩＯＳ１０１１８とＭＥＭ１０１１２間の指令信
号の交換のための１組の専用信号回線である。
【０３５５】最初にＭＩＯバス１０１２９に関して述べ
れば、ＭＩＯバス１０１２９はＭＣ２０１１６のカッシ
ェ装置およびＦＩＵ２０１２０から読出しデータ入力を
受取る３６ビット・バスである。ＭＥＭ１０１１２から
ＩＯＳ１０１１６への単一の読出し操作は、データ（Ｍ
ＩＯ（０〜３１））の１つの３２ビット・ワード（即
ち、４バイト）および奇数パリティ（ＭＩＯＰ（０〜
３））の４ビット即ち１バイト当り１パリティ・ビット
を転送する。
【０３５６】次にＩＯＭバス１０１３０について述べれ
ば、ＩＯＳ１０１１６からＭＥＭ１０１１２への単一転
送は、１つの物理的アドレスと、１つの真の長さと指令
ビットからなるいずれかのメモリー要求を含む３６ビッ
トの情報を含む。これらのメモリー要求およびデータは
ＩＯＳ１０１１６によりＩＯＭバス１０１３０に対して
多重化される。
【０３５７】ＩＯＳ１０１１６からＭＥＭ１０１１２へ
のデータ転送は、各々、単一の３２ビット・データ・ワ
ード（ＩＯＭ（０〜３１））および４ビットの奇数パリ
ティ（ＩＯＭＰ（０〜３））即ち１バイト当り１パリテ
ィ・ビットからなる。このようなデータ転送はＢＹＦ２
０１１８またはＦＩＵ２０１２０によって受取られる。
【０３５８】前述の如く、各ＩＯＳ１０１１６のＭＥＭ
１０１１２に対するメモリー要求は、１つのアドレス・
フィールドと、１つの長さフィールドと、１つの命令コ
ード・フィールドからなる。アドレスおよび長さフィー
ルドは、ＩＯＳ１０１１６の書込み操作におけるＭＥＭ
１０１１２に対するデータの転送のために使用される３
２本のＩＯＭバス１０１３０回線を占めている。長さフ
ィールドは、ＩＯＭバス１０１３０の各ビット（ＩＯＭ
（０〜３））を占める４ビットの情報を含み、またアド
レス・フィールドはＩＯＭバス１０１３０の各ビット
（ＩＯＭ（４〜３１））を占める２７ビットの情報を保
有する。アドレス・フィールドおよび長さフィールドは
共に、ＭＥＭ１０１１２に関して書込まれあるいは読出
されるべき物理的な始動アドレスと特定のデータ項目の
真の長さを規定する。命令コード・フィールドはＭＥＭ
１０１１２によって実施されるべき操作の形式を規定す
る。前述の如く、ある基本的な命令コードは、ＩＯＭバ
ス１０１３０の３ビットの情報占有ビット（ＩＯＭＰ
（３２〜３６））からなる。これらの同じ回線は、デー
タ転送の間パリティ・ビットの転送のため使用される。
ＩＯＳ１０１１６によりＭＥＭ１０１１２から要求し得
るいくつかの操作は、それらの対応する指令コード・フ
ィールドと共に、下記の如くである。即ち、 ０００＝読出し ００１＝読出しおよびセット ０１０＝書込み ０１１＝エラー １００＝読出しエラー・ログ（第１の半部） １０１＝読出しエラー・ログ（第２の半部）およびリセ
ット １１０＝修復ブロック、および １１１＝カッシェのフラッシュ、である。
【０３５９】２つの更に別の指令ビットは、ＭＥＭ１０
１１２によって実施されるべき他の操作を指定すること
ができる。第１の指令ビットは、書込み操作の間ＭＣ２
０１１６のカッシェにおいてＭＥＭ１０１１２に書込ま
れつつあるデータを記憶することが望ましいかどうかに
ついてＭＥＭ１０１１２に対して表示する。もしデータ
の再使用が行なわれそうにもなければＩＯＳ１０１１６
はこのビットを零にセットすることができ、これにより
ＭＥＭ１０１１２に対してＭＥＭ１０１１２がデータの
セットを避けるべきであることを表示する。もしデータ
が再使用されそうもなければＩＯＳ１０１１６はこのビ
ットを１にセットすることができ、これによりＭＥＭ１
０１１２に対してデータを記憶することが望ましいこと
を表示する。第２の指令ビットはサイクル指令に対して
照合される。サイクル指令ビットはＭＥＭ１０１１２に
対し、特定のデータ転送が単一のサイクル操作即ち１つ
のビット細分ワードであるか、あるいは４サイクル操作
即ち１つのブロック整合されたブロックまたは１つのバ
イト整合された部分ブロックであるかについて表示す
る。
【０３６０】ＩＯＭＣバス１０１３１は、ＩＯＳ１０１
１６とＭＥＭ１０１１２の作用を連携させるためにＩＯ
Ｓ１０１１６とＭＥＭ１０１１２間における制御信号の
交換のための１組の専用回線を含む。第１のこのような
信号はＩＯＳ１０１１６からＭＥＭ１０１１２に対する
ロードＩＯ要求（ＬＩＯＲ）である。ＩＯＳ１０１１６
がＭＥＭ１０１１２に対してメモリー要求をロードする
ことを欲する時、ＩＯＳ１０１１６はこのＬＩＯＲをＭ
ＥＭ１０１１２に対して保有する。ＩＯＳ１０１１６
は、メモリー要求、即ちアドレス、長さおよび指令コー
ド・フィールドが有効である同じシステム・サイクルに
おいてＬＩＯＲを保有しなければならない。もし以下に
説明するＬＩＯＲおよびＩＯポート使用可能（ＩＯＰ
Ａ）信号が同じクロック・サイクルの間保有されるなら
ば、ＭＥＭ１０１１２のポートはＩＯＳ１０１１６から
ロードされてＩＯＰＡは脱落して要求が受入れられたこ
とを表示する。もしある要求のロードが試みられてＩＯ
ＰＡが保有されなければ、ＭＥＭ１０１１２はこの要求
を知らないままであり、ＬＩＯＲは活動状態を維持し、
ＩＯＰＡが保有される時、要求はこの時反復されねばな
らない。
【０３６１】ＩＯＰＡは、ＭＥＭ１０１１２がＩＯＳ１
０１１６からの新たな要求を受入れることができる時、
ＭＥＭ１０１１２によって保有されるＭＥＭ１０１１２
からＩＯＳ１０１１６に対する信号である。もし前の要
求のアドレス、長さおよび命令コードの諸フィールドが
もはや例えばバイパス操作の実施中ＭＥＭ１０１１２に
よって要求されなければ、ＩＯＰＡはＩＯＳ１０１１６
からの前の要求が操作を完了しつつある間保有すること
ができる。
【０３６２】ＩＯデータ取上げ（ＴＩＯＭＤ）は、ＭＥ
Ｍ１０１１２がＩＯＳ１０１１６からのデータを受入れ
たことを示すＭＥＭ１０１１２からＩＯＳ１０１１６に
対する信号である。ＩＯＳ１０１１６は、書込み要求が
ロードされた後、即ちＬＩＯＲが保有され、メモリー要
求が行なわれ、ＩＯＰＡが解消された後、次のシステム
・クロック・サイクルにおいて第１のデータ・ワードを
ＩＯＭバス１０１３０に置く。次いでＭＥＭ１０１１２
は、次のシステム・クロック・サイクルを開始するクロ
ックの縁部において前記データ・ワードを取る。この
時、ＭＥＭ１０１１２はＴＩＯＭＤにデータが受入れら
れたことを表示させる。もしＩＯポート２０９１０が使
用可能であったならば第１のデータ・ワードが常にＭＥ
Ｍ１０１１２により受入れられないため、単一ワード操
作においては、ＴＩＯＭＤはＩＯＳ１０１１６によって
使用されることはない。ブロック操作においては、第１
のデータ・ワードが常に用いられるが、第１と第２のワ
ードの受入れの間には遅延が生じ得る。ＭＥＭ１０１１
２がＴＩＯＭＤに対して応答してこのブロック操作が進
行可能であることを表示するまでは、ＩＯＳ１０１１６
はＩＯＭバス１０１３０において第２のワードを有効に
保持することを要求される。
【０３６３】ＩＯ（ＤＡＶＩＯ）に対して使用可能なデ
ータは、ＩＯＳ１０１１６により要求されるデータが使
用可能であることを示す、ＭＥＭ１０１１２によりＩＯ
Ｓ１０１１６に対して保有される信号である。ＤＡＶＩ
Ｏは、ＭＥＭ１０１１２が要求されたデータをＭＩＯバ
ス１０１２９に配するシステム・クロック・サイクルの
間ＭＥＭ１０１１２によって保有される。単一ワード型
の転送においては、ＤＡＶＩＯは単一システム・クロッ
ク転送のため活動状態となる。ブロック形式の転送にお
いては、ＤＡＶＩＯは通常４つの連続するシステム・ク
ロック・サイクルの間活動状態となる。ＢＣ２０１１４
によるＥＲＣＣエラーの検出および補正の結果から生じ
る単一サイクルの「バブル」の場合には、ＤＡＶＩＯは
４つの非連続システム・クロック・サイクルの間ハイの
状態を維持し、単一サイクル・バブルの場合には、ＤＡ
ＶＩＯにおける非保有状態はエラーの検出および補正と
対応する。
【０３６４】ＩＯメモリー割込み（ＩＭＩＮＴ）は、Ｂ
Ｃ２０１１４が前述の如くそのエラー・ログに検出され
たエラーのレコードを置く時ＭＥＭ１０１１２によりＩ
ＯＳ１０１１６に対して保有される信号である。
【０３６５】前のＭＩＯ転送無効（ＰＭＩＯＩ）信号は
同様に、ＭＥＭ１０１１２からＩＯＳ１０１１６に対し
て読込まれるデータにおけるエラーに関するＭＥＭ１０
１１２によりＩＯＳ１０１１６に対して保有される信号
である。もし補正不能のエラー、即ち２つ以上のデータ
・ビットがこのデータに見出されるならば、不正確なデ
ータがＩＯＳ１０１１６に対して読込まれ、ＰＭＩＯＩ
信号はＭＥＭ１０１１２によって保有される。データに
おける補正可能な、即ち単一ビットはＰＭＩＯＩの保有
をもたらさない。ＭＥＭ１０１１２は、ＤＡＶＩＯのＭ
ＥＭ１０１１２による保有に続く次のシステム・クロッ
ク・サイクルのＩＯＳ１０１１６に対してＰＭＩＯＩを
保有することになる。
【０３６６】ＩＯＳ１０１１６に対するＭＥＭ１０１１
２のインターフェースおよびＩＯＳ１０１１６がＭＥＭ
１０１１２に要求し得るある操作について説明したが、
このインターフェースの能力内のＭＥＭ１０１１２のあ
る操作について次に説明することにする。第１に、例え
ば数値データのＭＥＭ１０１１２とＩＯＳ１０１１６間
のオペランド転送は、１から１６ビットに至るどんな長
さでもビット細分性に富んだものである。オペランド転
送はあるページ内の境界と交差しても良いが、物理的ペ
ージとは交差し得ない。前述の如く、ＭＩＯバス１０１
２９とＩＯＭバス１０１３０は一時に３２ビットのデー
タを転送することが可能である。これらのバスの最下位
の１６ビット、即ちビット１６乃至３１はオペランドの
転送中右寄せされたデータを保持することになる。ＭＥ
Ｍ１０１１２が一般にＩＯポート２０９１０に対する読
出し操作では充填操作は行なわず、あるいはＩＯＳ１０
１１６は活動操作の間未使用ビットの充填も行なわない
ため、これらのバスの最上位の１６ビットの内容は一般
に規定されない。読出しまたは書込み操作の間、対応す
るメモリー要求における長さのフィールドにより示され
る如きデータ・ビットのみが重要である。しかし、あら
ゆる場合に、パリティはＭＩＯバス１０１２９とＩＯＭ
バス１０１３０の全ての３２ビットにおいて有効でなけ
ればならない。
【０３６７】図２０４においては、ＩＯＳ１０１１６は
データ・チャネル２０４１０と２０４１２を含んでいる
がその各々についてＩＯＳ１０１１６の以下の詳細な説
明において更に説明する。データ・チャネル２０４１０
と２０４１２は各々、あるＩＯポート２０９１０の操作
を規定する特定の特性を有する。データ・チャネル２０
４１０はブロック整合された完全および部分ブロックの
読出しおよび書込みを行なうよう作用する。完全ブロッ
クは、ブロック整合されたアドレスと１６バイトの長さ
を有する。部分ブロックはバイト整合されたアドレスと
１乃至１５バイトの長さを有し、部分ブロックの転送は
１つのブロック内になければならず、即ちブロックの境
界と交差してはならない。完全４ワード・ブロックは、
いずれの場合もＩＯＳ１０１１６とＭＥＭ１０１１２の
間に転送されるが、対応するＭＥＭ１０１１２の要求に
おける長さのフィールドにより示される如きブロックの
みが書込み操作において実際に重要となる。このような
操作における非アドレス指定バイトは、パリティが全デ
ータ転送に対して有効である限りどんな情報でも保有す
ることができる。データ・チャネル２０４１２は２つの
バイト境界において一時に１６ビットの読出しまたは書
込みを行なうことが望ましい。このような読出しおよび
書込みはＭＩＯバス１０１２９およびＩＯＭバス１０１
３０において右寄せされる。これらのバスの最上位の１
６ビットは、パリティが全３２ビットに対して有効であ
る限り、このような操作の間どんな情報でも保有するこ
とができる。データ・チャネル２０４１２の操作は、２
つのバイト整合された１６ビットの長さのアドレスによ
るＩＯＳ１０１１６のオペランドの読出しおよび書込み
操作と類似している。最後に、例えばＩＯＳ１０１１６
の作用を制御する命令が一時に１ブロックずつＭＥＭ１
０１１２からＩＯＳ１０１１６に読込まれる。このよう
な操作は完全ブロック・データの読出しと同じである。
【０３６８】ＩＯポート２０９１０の作用特性について
述べたが、次にＪＰＯポート２１０１０の作用特性につ
いて述べる。
【０３６９】２．ＪＰＯポート２１０１０の作用特性
（図２１０） 図２１０においては、ＪＰＯポート２１０１０の略図が
示される。前述の如く、ＪＰＯポート２１０１０はオペ
ランド、例えば数値データをＭＥＭ１０１１２とＪＰ１
０１１４の間に転送するため使用される。ＪＰＯポート
２１０１０は３６ビットのＰＤ１０１４６からＭＩＣ２
０１２２に対する要求入力（アドレス、長さおよび操作
情報）と、３２ビットのＪＰＤバス１０１４２からＦＩ
Ｕ２０１２０に対する書込みデータ入力と、３２ビット
の１０１４４に対するＭＣ２０１１６およびＦＩＵ２０
１２０からの３２ビットの読出しデータ出力と、ＭＩＣ
２０１２２とＪＰＭＣバス１０１４７間の両方向制御入
力および出力を含む。
【０３７０】最初にＪＰＯポート２１０１０のＭＯＤバ
ス１０１４４に対する読出しデータ出力について述べれ
ば、ＭＯＤバス１０１４４はデータ例えばオペランドを
ＪＰ１０１４４に対して転送するためＪＰＯポート２１
０１０によって使用される。またＭＯＤバス１０１４４
は、ＭＥＭ１０１１２に対して内部であり、データをＭ
Ｃ２０１１６とＦＩＵ２０１２０間に転送する両方向の
バスとして使用される。このように、データはＭＣ２０
１１６からＦＩＵ２０１２０に対して転送することがで
きるが、データがＭＯＤバス１０１４４を介してＪＰ１
０１１４に対して転送される前にいくつかのデータ・フ
ォーマット操作がデータについて実施される。データは
また、１つのデータ・フォーマット操作が書込み操作に
おいて実施された後でＦＩＵ２０１２０からＭＣ２０１
１６に対してデータを転送するために使用することがで
きる。またデータは、ＭＣ２０１１６からＭＯＤバス１
０１４４を介してＪＰ１０１１４に対して直接転送する
こともできる。ＭＥＭ１０１１２に対して内部のＭＯＤ
バス１０１４４は、３２ビットのデータ、ＭＯＤバス１
０１４４のビット（ＭＯＤ（０〜３１））と、１バイト
当り１ビットずつの４ビットの奇数パリティ、ＭＯＤバ
ス１０１４４のビット（ＭＯＤＰ（０〜３））の同時転
送のための３６ビットのバスである。ＭＥＭ１０１１２
に対して外部のＭＯＤバス１０１４４は、ビット（ＭＯ
Ｄ（０〜３１））からなる３２ビットのバスであり、パ
リティ・ビットのＪＰ１０１１４に対しては読込まれな
い。
【０３７１】データはＦＩＵ２０１２０に対するＪＰＤ
バス１０１４２を介してＭＥＭ１０１１２に対して書込
まれる。丁度述べた許りのように、この時データ・フォ
ーマット操作は、このデータがＦＩＵ２０１２０からＭ
ＯＤバス１０１４４を介してＭＣ２０１１６に対して転
送される前にこのデータについて行なうことができる。
このような操作においては、ＪＰＤバス１０１４２は、
３２ビットのデータを送る３２ビットのバス、即ちパリ
ティ・ビットを持たないビット（ＪＰＤ（０〜３１））
として作用する。ＪＰＯポート２１０１０は、ＪＰＤバ
ス１０１４２のデータがＭＥＭ１０１１２に対して転送
される時、ＭＥＭ１０１１２に書込まれるべきこのデー
タに対するパリティを生成する。
【０３７２】メモリー要求もまた、ＪＰ１０１１４から
ＪＰＤバス１０１４２を介してＭＥＭ１０１１２転送さ
れるが、このバスはこの観点から４０ビットのバスとし
て作用する。このような各要求は、アドレス・フィール
ド、長さフィールド、実施されるべきデータ書式化操作
を指定するＦＩＵフィールド、命令コード・フィール
ド、およびＭＥＭ１０１１２から読出されるデータの行
先を指定する行先コード・フィールドを含む。アドレス
・フィールドは、１３ビットの物理的ページ番号フィー
ルド（ＪＰＰＮ（０〜１２））と、１４ビットの物理的
ページ・オフセット・フィールド（ＪＰＰＯ（０〜１
３））を含む。長さフィールドは、６ビットの長さの情
報（ＪＬＮＧ（０〜５））を含み、ＭＥＭ１０１１２に
関して書込みまたは読出しされるべきデータ項目の真の
長さを表示する。ＪＰＤバス１０１４２とＭＯＤバス１
０１４４は各々単一のＭＥＭ１０１１２の読出しまたは
書込みサイクルにおける３２ビットのデータの転送が可
能であるため、長さ情報の６ビットが真の長さを表わす
ため必要とされる。以下の記述において述べるように各
々ＪＰ１０１１４は直接ＭＥＭ１０１１２に対して物理
的ページ・オフセットおよび長さ情報を与え、論理ペー
ジ番号から物理的ページ番号への変換を行ない、その結
果の物理的ページ番号について機密保護機構１０２３０
の検査を実施することができる。このため、ＭＥＭ１０
１１２は（ＪＰＰＯ（０〜１３））および（ＪＬＮＧ
（０〜５））より後で（ＪＰＰＮ（０〜１２））を受取
ることを予期する。しかし、（ＪＰＰＯ（０〜１３））
および（ＪＬＮＧ（０〜５））は、ＪＰ１０１１４のメ
モリー要求がＭＥＭ１０１１２にロードされるシステム
・クロック・サイクルの間有効でなければならない。
【０３７３】ＪＰ１０１１４からＭＥＭ１０１１２に対
して与えられた命令コード・フィールドは、ＭＥＭ１０
１１２によって行なわれる操作を規定する３ビットのコ
ード（ＪＭＣＭＤ（０〜２））である。ＪＰ１０１１４
がＭＥＭ１０１１２から要求し得るいくつかの操作およ
びそれらの対応する命令コードは下記の如くである。即
ち、 ０００＝読出し ００１＝読出しおよびセット ０１０＝書込み ０１１＝エラー １００＝エラー １０１＝エラー・ログ読出しおよびリセット １１０＝修復ブロック、および １１１＝カッシェのフラッシュ、である。
【０３７４】２ビットのＦＩＵフィールド即ち（ＪＦＩ
Ｕ（０〜１））は、読出しおよび書込み操作の実行にお
いて実施されるべきデータ作用操作を規定する。ＪＰ１
０１１４により要求され得るデータ作用操作およびその
ＦＩＵフィールドには下記のものが含まれる。即ち、 ００＝右寄せ、零充填 ０１＝右寄せ、符号拡張 １０＝左寄せ、零充填、および １１＝左寄せ、空白充填、である。
【０３７５】書込み操作においては、ＪＰＯポート２１
０１０はＦＩＵフィールド、即ち位置合せを規定するＦ
ＩＵフィールド・ビットの最上位ビットにのみ応答す
る。
【０３７６】最後に、行先フィールドは、ＭＥＭ１０１
１２からのデータ読出しのためのＪＰ１０１１４の行先
を規定する２ビット・フィールドである。このフィール
ドはＭＥＭ１０１１２に対する書込み操作については無
視される。行先フィールドＪＰＭＤＳＴの第１のビット
は行先がＦＵ１０１２０であることを識別し、第２のフ
ィールドＤＢＭＤＳＴはＥＵ１０１２０を行先として規
定する。
【０３７７】ＪＰＭＣバス１０１４７は、ＪＰＯポート
２１０１０とＪＰ１０１１４間の制御信号の交換のため
の専用回線を含む。これらの制御信号には、ＪＰ１０１
１４が要求をＭＥＭ１０１１２に対してロードすること
を欲する時ＪＰ１０１１４によって保有されるＪＯ要求
ロード（ＬＪＯＲ）がある。ＬＪＯＲは、ＰＤ１０１４
６を介してＭＥＭ１０１１２に対するメモリー要求の提
示と同時に保有される。ＪＰＯポート２１０１０がＪＰ
１０１１４から新たなメモリー要求を受入れるべく使用
可能となる時、ＪＯポート使用可能（ＪＯＰＡ）はＭＥ
Ｍ１０１１２により保有される。もしＬＪＯＲおよびＪ
ＯＰＡが同時に保有されるならば、ＭＥＭ１０１１２が
ＪＰ１０１１４およびＭＥＭ１０１１２からメモリー要
求を受入れてこのメモリー要求が受入れられたことを表
示する。前述の如く、前の要求が実行中であり、かつＰ
Ｄ１０１４６の情報、即ち前の要求に関して前に与えら
れたメモリー要求がもはや必要でない時、ＭＥＭ１０１
１２はＪＯＰＡを保有することができる。
【０３７８】もしＪＰ１０１１４がメモリー要求を提示
しＪＯＰＡがＭＥＭ１０１１２により保有されなけれ
ば、ＭＥＭ１０１１２はこの要求は受入れられず、ＪＰ
１０１１４がＪＯＰＡが保有される時この要求を再び提
示しなければならない。前述の如く、ＪＰ１０１１４か
らのメモリー要求のＪＰＰＮフィールドはこの要求の他
のフィールドと比較されて後で入力することができる故
に、特定の要求が最初に提示された後次のシステム・ク
ロック・サイクルまで、ＭＥＭ１０１１２はこの特定の
要求に対するＪＰＰＮフィールドのローディングを遅ら
せることになる。またＭＥＭ１０１１２は、ポート・レ
ジスタをバイパスすることによりこのポート・レジスタ
にロードされつつある時と同時に、このＪＰＰＮフィー
ルドを得ることもできる。
【０３７９】ＪＰ１０１１４は、ＪＰ要求打切り要求
（ＡＢＪＲ）の保有と同時にメモリー要求を打切ること
ができる。ＪＰ１０１１４からのメモリー要求の受入れ
後のシステム・クロック・サイクルの間、ＡＢＪＲはＭ
ＥＭ１０１１２によって受入れられ、ＡＢＪＲはその結
果要求された操作の取消しをもたらすことになる。前に
述べたように、ＭＥＭ１０１１２が単一のシステム・ク
ロック・サイクルの間ＪＰ１０１１４からＪＰＯポート
２１０１０または２１１１０のいずれかに対する単一の
要求のみを受入れることができるため、単一のＡＢＪＲ
回線がＪＰＯポート２１０１０と２１１１０の双方に対
して提供されている。
【０３８０】ＪＰＯポート２１０１０を介して要求され
るオペランド読出し操作の完了と同時に、ＭＥＭ１０１
１２はＪＰ１０１１４に対する２つのデータが使用可能
ないずれかの信号を保有することができる。これらの信
号は、ＦＡ（ＤＡＶＦＡ）に対して使用可能なデータ
と、ＥＢ（ＤＡＶＥＢ）に対して使用可能なデータであ
る。前述の如く、ＪＰ１０１１４からの各読出し要求の
一部は、要求されたデータの意図された行先を示す行先
フィールドを含む。以下において更に説明するように、
ＭＥＭ１０１１２は読出し要求のためのこのような行先
情報を追跡し、またＤＡＶＦＡおよびＤＡＶＥＢの形態
の対応する情報と共に行先情報を戻す。ＤＡＶＦＡはＥ
Ｕ１０１２０における行先を示し、ＤＡＶＥＢはＥＵ１
０１２２における行先を示す。ＭＥＭ１０１１２はま
た、ＪＰＯポート２１０１０に対する読出しデータが零
充填されたかどうかを示す零充填信号（ＺＦＩＬＬ）を
保有することができる。ＺＦＩＬＬはＤＡＶＥＢが保有
される時のみ有効である。
【０３８１】ＪＰＯポート２１０１０の書込み要求のた
め、関連する書込みデータ・ワードは、要求と同じシス
テム・クロック・サイクル、または１サイクル後のシス
テム・クロック・サイクルにおいて有効であるべきであ
る。ＪＰ１０１１４は、これがＪＰＤバス１０１４２に
有効な書込みデータを置くシステム・クロック・サイク
ルの間、ＪＰ書込みデータ・ロード（ＬＪＷＤ）を保有
している。
【０３８２】前述の如く、ＭＥＭ１０１１２がＪＰ１０
１１４の要求に応じる際エラーを検出すると、ＭＥＭ１
０１１２はこのエラーのレコードをＭＣ２０１１６のエ
ラー・ログに入れる。ＪＰＯポート２１０１０またはＩ
Ｏポート２０９１０のいずれかに対するエラー・ログに
エントリされると、ＭＥＭ１０１１２は有効なエラー・
ログが存在することを表示する割込みフラッグ信号を保
有する。ＤＰ１０１１８はこのフラッグ信号を検出し
て、このフラッグ信号をＪＰ１０１１４またはＩＯＳ１
０１１６、あるいはその両方に送ることができる。ＤＰ
１０１１８により選定される如く、ＩＯＳ１０１１６ま
たはＪＰ１０１１４は次にエラー・ログの読出しおよび
リセットを行なってこのフラッグをリセットする。この
割込みフラッグ信号はその要求がエラーとなった要求
側、即ちＪＰ１０１１４またはＩＯＳ１０１１６には必
ずしも送られない。
【０３８３】もし補正不能なＭＥＭ１０１１２のエラ
ー、即ち単一のデータ・ワードの２つ以上のビットにお
けるエラーが読出し操作において検出されるならば不正
確なデータがＪＰ１０１１４に対して読込まれて無効デ
ータ信号が保有される。前のＭＯＤ転送無効（ＰＭＯＤ
Ｉ）がＤＡＶＦＡまたはＤＡＶＥＢのいずれかに続く次
のシステム・クロック・サイクルにおいてＭＥＭ１０１
１２により保有される。ＰＭＯＤＩは単一ビットのエラ
ーについては保有されず、その代りデータが補正されて
この補正されたデータがＪＰ１０１１４に対して読込ま
れる。
【０３８４】ＪＰＯポート２１０１０の構造および特性
について述べたが、ＪＰＩポート２１１１０について以
下に述べる。
【０３８５】３．ＪＰＩポート２１１１０の作用特性
（図２１１） 図２１１においては、ＪＰＩポート２１１１０の略図が
示されている。ＪＰＩポート２１１１０はＰＤバス１０
１４６からＦＩＵ２０１２０に対するアドレス入力と、
ＭＣ２０１１６からＪＰ１０１１４に対するデータ出力
と、ＭＩＣ２０１２２からＪＰＭＣバス１０１４７への
入出力の両方向制御装置を含んでいる。前述の如く、Ｊ
ＰＩポート２１１１０の主な機能は、ＪＰ１０１１４か
らの要求に基づくＳＯＰおよびオペランド名のＭＥＭ１
０１１２からＪＰ１０１１４に対する転送である。これ
によりＪＰＩポートは、各読出し操作が１つの整合され
たアドレスを有する単一の３２ビットのワードの転送で
ある読出し操作のみを実施する。
【０３８６】ＰＤバス１０１４６からのＪＰＩポート２
１１１０の入力については、ＳＯＰおよびオペランド名
に対するＪＰ１０１１４によるＭＥＭ１０１１２に対す
る読出し要求は各々２１ビットのワード・アドレスを有
する。前述の如く、各ＪＰＩポート２１１１０の読出し
操作は単一の３２ビット・ワードである。このように、
アドレスの５つの最下位ビットはＭＥＭ１０１１２によ
り無視される。同じ理由から、ＪＰＩポート２１１１０
のＭＥＭ１０１１２に対する要求は、長さフィールド、
または命令コード・フィールド、またはＦＩＵフィール
ド、または行先コード・フィールドは含まない。ＪＰＩ
ポート２１１１０は単一の操作形式しか実施せずまた行
先コード・フィールドは行先がＪＰＩポート２１１１０
の要求においては固有であるため、長さフィールド、命
令コード・フィールドおよびＦＩＵコード・フィールド
は必要とされない。
【０３８７】ＪＰＩポート２１１１０の要求に応答して
ＭＥＭ１０１１２から読出しされる３２ビット・ワード
はＭＯＤバス１０１４４に対するＭＣ２０１１６の３２
ビットの出力を介してＪＰ１０１１４に対して転送され
る。ＪＰ１０１１４に対するＪＰＯポート２１０１０の
読出し出力の場合におけるように、ＪＰＩポート２１１
１０はＪＰ１０１１４に対してパリティ情報を提供する
ことはない。
【０３８８】ＪＰ１０１１４とＪＰＩポート２１１１０
間のＪＰＭＣバス１０１４７による制御信号の交換は、
ＪＰＯポート２１０１０に関して論述したと同じ方法で
作用するロードＪＩ要求（ＬＪＩＲ）とＪＩポート使用
可能（ＪＩＰＡ）を含む。前述の如く、ＪＰＯポート２
１０１０およびＪＰＩポート２１１１０は単一の打切り
ＪＰ要求（ＡＢＪＲ）の指令を共有する。同様に、ＪＰ
Ｏポート２１０１０およびＪＰＩポート２１１１０はＭ
ＥＭ１０１１２から前のＭＯＤ転送無効（ＰＭＯＤＩ）
を共有する。前述の如く、ＪＰＩポート２１１１０の要
求は、行先が示唆される時、行先フィールドは含まな
い。しかし、ＪＰＩポート２１１１０の要求に応答して
ＭＥＭ１０１１２から読出されたワードがＪＰ１０１１
４に存在してこれが有効である時、ＪＰ１０１１４に対
しデータ使用可能信号（ＤＡＶＦＩ）を与える。
【０３８９】ＭＥＭ１０１１２の全体的な構造および作
用、およびＪＰ１０１１４およびＩＯＳ１０１１６に対
するＭＥＭ１０１１２にインターフェースの構造および
作用について述べたが、次にＦＩＵ２０１２０の構造お
よび作用について更に詳細に述べる。
【０３９０】ｈ．ＦＩＵ２０１２０（図２０１，図２３
０，図２３１） 前述の如く、ＦＩＵ２０１２０は、ＭＥＭ１０１１２の
ビットをアドレス指定可能にするため必要な諸操作を含
むいくつかのデータ処理操作を実施する。データ処理操
作は、例えばＪＰ１０１１４からＪＰＤバス１０１４２
を介して、あるいはＩＯＳ１０１１６からＩＯＭバス１
０１３０を介してＭＥＭ１０１１２に書込まれつつある
データについて実施することができる。データ処理操作
はまた、ＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４またはＩ
ＯＳ１０１１６に対して読込まれつつあるデータについ
ても実施することができる。ＪＰ１０１１４に対して読
込まれるデータの場合には、データをＭＣ２０１１６か
らＦＩＵ２０１２０に対して処理のため転送し、また処
理されたデータをＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４
に対して転送する際に、ＪＰ１０１１４はＭＥＭ１０１
１２の内部バスと共に使用される。ＩＯＳ１０１１６に
対して読込まれるデータの場合には、ＭＯＤバス１０１
４４は再びＭＥＭ１０１１２に内部バスとして使用され
て、その後の処理のためＭＣ２０１１６からＦＩＵ２０
１２０に対してデータを読出す。この処理されたデータ
は次にＦＩＵ２０１２０からＭＩＯバス１０１２９を介
してＩＯＳ１０１１６に対して読出される。
【０３９１】ＦＩＵ２０１２０により実施することがで
きるいくつかのデータ処理操作について説明した。一般
に、データ処理操作は４つの個々の操作からなりＦＩＵ
２０１２０はこれらの操作のどんな組合せでも実施する
ことにより可能な方法においてデータを処理することが
できる。これらの４つの可能操作は、処理されるべきデ
ータの選定、このデータの回転もしくは変位、このデー
タのマスキング、および処理されたデータの選定された
行先への転送である。ＦＩＵ２０１２０の各データ入力
は３２ビットのデータ・ワードからなり、前述の如く、
ＪＰＤバス１０１４２、ＭＯＤバス１０１４４およびＩ
ＯＭバス１０１３０から与えられる入力から選定するこ
とができる。ある場合には、ＦＩＵ２０１２０のデータ
入力は、例えば、２つにわたるワード操作が行なわれて
２つの異なる３２ビット・ワードの各々からのビットか
ら成る出力を生成する時、２つの３２ビット・ワードを
含むことができる。選定された３２ビットのビット・ワ
ードの回転もしくは変位は、ある選定されたワード内の
ビットをワードの境界に関して再配置させる。マスキン
グ操作に関連して使用される時、今述べた通り、回転お
よび変位操作はこのワード内のどの選定された場所に対
してもワードにおけるどの選定されたビットでも転送す
るように反復的に実施することができる。以下において
更に述べるように、マスキング操作はどの選定されたビ
ットのワードでも自由に消去することを可能にし、これ
により他のある選定されたビットのみを、あるいはまた
ある選定されたビットを予め定めた値にさせた状態のま
まにする。マスキング操作は、３２ビット・ワードの各
部の零充填および符号拡張を行なうために実施すること
ができる。回転または変位操作と関連して、例えば、マ
スキング操作は、３２ビットの入力ワードの単一ビット
を選定し、どの選定されたビットの場所にも前記ビット
を定置し、このワードの他の全てのビットを零に強制す
ることができる。ＦＩＵ２０１２０の各出力は３２ビッ
トのデータ・ワードであり、また前述の如く、ＭＯＤバ
ス１０１４４またはＭＩＯバス１０１２９に対して転送
することができる。以下に述べるように、ある特定のデ
ータ・ワードについて実施されるべき前記の４つの操作
のある特定のシーケンスの選定は、ＭＩＣ２０１２２か
ら与えられる制御入力によって決定される。ＭＩＣ２０
１２２からのこれらの制御入力は、ＦＩＵ２０１２０内
に含まれるマイクロ命令制御ロジックにより復号され実
行されるのである。
【０３９２】図２３０においてはＦＩＵ２０１２０の部
分ブロック図が示される。同図に示されるように、ＦＩ
Ｕ２０１２０はデータ処理回路（ＤＭＣ）２３０１０お
よびＦＩＵ制御回路（ＦＩＵＣ）２３０１２を含む。Ｄ
ＭＣ２３１０は更に、ＦＩＵＩＯ回路（ＦＩＵＩＯ）２
３０１４と、データ・シフター（ＤＳ）２３０１６と、
マスク・ロジック（ＭＳＫ）２３０１８と、組立てレジ
スタ（ＡＲ）ロジック２３０２０とを含む。ＤＭＣ２３
０１０について最初に説明され、その後ＦＩＵＣ２３０
１２が続く。ＤＭＣ２３０１０の説明においては、ＦＩ
ＵＩＯ２３０１４について最初に説明し、ＤＳ２３０１
６、ＭＳＫ２３０１８およびＡＲロジック２３０２０の
順に続く。
【０３９３】ＦＩＵＩＯ２３０１４について述べると、
ＦＩＵＩＯ２３０１４はＦＩＵ２０１２０のデータ入力
および出力回路からなる。ジョブ・プロセッサ書込みデ
ータ・レジスタ（ＪＷＤＲ）２３０２２と、ＩＯシステ
ム書込みデータ・レジスタ（ＩＷＤＲ）２３０２４と、
書込み入力データ・レジスタ（ＲＩＤＲ）２３０２６
は、夫々ＪＰ１０１１４、ＩＯＳ１０１１６およびＭＣ
２０１１６からデータ・ワード入力を受取るため、夫々
ＪＰＤバス１０１４２、ＩＯＭバス１０１３０、ＭＯＤ
バス１０１４４に接続されている。ＪＷＤＲ２３０２２
とＩＷＤＲ２３０２４とＲＩＤＲ２３０２６とは各々、
例えばＳＮ７４Ｓ３７４レジスタである３６ビット・レ
ジスタである。ＩＷＤＲ２３０２４およびＲＩＤＲ２３
０２６に転送されるデータ・ワードは各々、前述の如
く、３２データ・ワード、プラス４ビットのパリティか
らなる。しかし、ＪＰ１０１１４からのデータ入力は、
前述の如く、パリティを含まない３２ビットのデータ・
ワードである。ＪＷＤＲ２３０２２と関連するジョブ・
プロセッサのパリティ・ゼネレータ（ＪＰＰＧ）２３０
２８はＪＰＤバス１０１４２と接続され、ＪＷＤＲ２３
０２２に対する各データ入力に対する４ビットのパリテ
ィを生成する。ＪＷＤＲ２３０２２の３６ビット入力
は、これにより、直接ＪＰＤバス１０１４２からのデー
タの３２ビット、プラスＪＰＰＧ２３０２８からの対応
する４ビットのパリティからなる。
【０３９４】データ・ワード、即ちデータの３２ビッ
ト、プラスパリティの４ビットは、夫々、入力可能信号
ロードＪＷＤ（ＬＪＷＤ）、またはロードＬＷＤ（ＬＩ
ＷＤ）、またはロードＲＩＤ（ＬＲＩＤ）が保有される
時、ＪＷＤＲ２３０２２、またはＩＷＤＲ２３０２４、
またはＲＩＤＲ２３０２６に対して転送される。ＬＪＷ
ＤはＦＵ１０１２０から与えられるが、ＬＩＷＤおよび
ＬＲＩＤはＭＩＣ２０１２２から与えられる。
【０３９５】ＪＷＤＲ２３０２２、またはＩＷＤＲ２３
０２４、またはＲＩＤＲ２３０２６に常駐するデータ・
ワードは選択されて、出力可能信号（ＪＷＤＥＯ）、Ｉ
ＷＤ可能出力（ＩＷＤＥＯ）、ＲＩＤ可能出力（ＲＩＤ
ＥＯ）により、ＦＩＵ２０１２０の内部データ（ＩＢ）
バス２３０３０に転送することができる。ＪＷＤＥＯ，
ＩＷＤＥＯおよびＲＤＩＥＯは以下に説明するようにＦ
ＩＵＣ２３０１２から与えられる。
【０３９６】以下において更に説明するように、ＤＳ２
３０１６またはＡＲロジック２３０２０からの処理され
たデータ・ワードは、夫々、ＭＯＤバス１０１４４また
はＭＩＯバス１０１２９に対する後の転送のため、デー
タ・シフター出力（ＤＳＯ）２３０３２、またはアセン
ブル・レジスタ出力（ＡＳＹＲＯ）バス２３０３４に対
して転送されることになる。ＤＳＯ２３０３２またはＡ
ＳＹＲＯ２３０３４は現われる処理された各データ・ワ
ードは、データの３２ビット、プラスパリティの４ビッ
トからなる。ＤＳＯ２３０３２に存在する処理されたデ
ータ・ワードは夫々ＤＳＯバス対ＭＯＤバス駆動ゲート
（ＤＳＭＯＤ）、または部材ＳＯバス対ＭＩＯバス駆動
ゲート（ＤＳＭＩＯ）２３０３８を介してＭＯＤバス１
０１４４またはＭＩＯバス１０１２９に対して転送する
ことができる。ＡＳＹＲＯ２３０３４に存在する処理さ
れたデータ・ワードは、夫々ＡＳＹＲＯバス対ＭＯＤバ
ス駆動ゲート（ＡＳＹＭＯＤ）２３０４０またはＡＳＹ
ＲＯバス対ＭＩＯバス駆動ゲート（ＡＳＹＭＩＯ）２３
０４２を介して、ＭＯＤバス１０１４４またはＭＩＯバ
ス１０１２９に対して転送することができる。ＤＳＭＯ
Ｄ２３０３６、ＤＳＭＩＯ２３０３８、ＡＳＹＭＯＤ２
３０４０、ＡＳＹＭＩＯ２３０４２は各々例えばＳＮ７
４Ｓ２４４ドライバからなる。ＤＳＭＯＤ２３０３６に
対するドライバ・ゲート使用可能信号の対ＭＯＤドライ
バ変位信号（ＤＲＶＳＨＦＭＯＤ）が保有される時、Ｄ
ＳＯ２３０３２における処理されたデータ・ワードは、
ＤＳＭＯＤ２３０３６を介してＭＯＤバス１０１４４に
対して転送される。同様に、ＤＳＯ２３０３２上の処理
されたデータ・ワードは、ＤＳＭＩＯ２３０３８に対す
るドライバ・ゲート使用可能信号のＭＩＯバスを介する
駆動変位信号（ＤＲＶＳＨＦＭＩＯ）が保有される時、
ＤＳＭＩＯ２３０３８を介してＭＩＯバス１０１２９に
対して転送されることになる。ＡＳＹＲＯ２３０３４に
存在する処理されたデータ・ワードは、夫々、ＡＳＹＭ
ＯＤ２３０４０に対する駆動ゲート使用可能信号、対Ｍ
ＯＤバス・ドライバ・アセンブル（ＤＲＶＡＳＹＭＯＤ
２３０４０）、または対ＭＩＯバス駆動アセンブルが保
有される時、ＭＯＤバス１０１４４またはＭＩＯバス１
０１２９に対して転送することができる。信号ＤＲＶＳ
ＨＦＭＯＤ，ＤＲＶＳＨＦＭＩＯ，ＤＲＶＡＳＹＭＯＤ
２３０４０およびＤＲＶＡＳＹＭＩＯは前述の如くＦＩ
Ｕ２３０１２から与えられる。
【０３９７】ＤＰ１０１１８についての以下の説明にお
いて更に説明するように、レジスタＩＡＲＭ２３０４４
とＢＡＲＭＲ２３０４６は、夫々、例えばＦＩＵ２０１
２０からの処理されたデータ・ワードのＩＢ２３０３０
に対する読込みおよびＭＯＤバス１０１４４からの読出
しを行なうためＤＰ１０１１８によって使用される。Ｆ
ＩＵＣ２３０１２からのレジスタ使用可能出力信号ＩＡ
ＲＭ可能出力（ＩＡＲＭＥＯ）が保有される時、ＤＰ１
０１１８からＩＡＲＭ２３０４４に対して書込まれたデ
ータ・ワード、即ちデータの３２ビットおよびパリティ
の４ビットがＩＢ２３０３０に対して転送されることに
なる。同様にデータの３２ビット、およびパリティの４
ビットからなるＭＯＤバス１０１４４に存在するデータ
・ワードは、ロード可能信号対ＢＡＲＭＲロードＢＡＲ
ＭＲ（ＬＤＢＡＲＭＲ）がＭＩＣ２０１２２によって保
有される時、ＢＡＲＭＲ２３０４６に対して書込まれる
ことになる。ＭＯＤバス１０１４４からＢＡＲＭＲ２３
０４６に対して書込まれるデータ・ワードは、次に、Ｄ
Ｐ１０１１８に対して読込むことができる。ＩＡＲＭ２
３０４４とＢＡＲＭＲ２３０４６はＪＷＤＲ２３０２
２、ＩＷＤＲ２３０２４およびＲＩＤＲ２３０２６と類
似し、例えばＳＮ７４Ｓ２９９レジスタからなるもので
良い。
【０３９８】最後にＩＯパリティ検査回路（ＩＯＰＣ）
２３０４８について述べれば、ＩＯＰＣ２３０４８は各
データ・ワード即ちＩＢ２３０３０に生じる３２ビット
のデータ、およびパリティの４ビットを受取るようにＩ
Ｂ２３０３０に対して接続されている。ＩＢ２３０３０
に現われる各データ・ワードのパリティおよびデータの
妥当性を確認し、特にＩＯＳ１０１１６からＦＩＵ２０
１２０に書込まれるデータ・ワードのパリティおよびデ
ータの妥当性を判断する。ＩＯＰＣ２３０４８は、ＩＯ
Ｓ１０１１６からのデータ・ワードにおけるパリティ・
エラーを表示する前に述べた出力パリティ・エラー（Ｐ
ＥＲ）を生成する。
【０３９９】ＤＳ２３０１６について述べれば、ＤＳ２
３０１６がバイト・ニブル・ロジック（ＢＹＮＬ）２３
０５０、パリティ回転ロジック（ＰＲＬ）２３０５２お
よびビット・スケール・ロジック（ＢＳＬ）２３０５４
を含む。ＢＹＮＬ２３０５０、ＰＲＬ２３０５２および
ＢＳＬ２３０５４は、例えば２５Ｓ１０シフターで良
い。ＢＹＮＬ２３０５０は、選定されＩＢ２３０３０に
対して転送されるデータ・ワードの３２のデータ・ビッ
トを受取って変位するためにＩＢ２３０３０と接続され
ている。ＰＲＬ２３０５２は、選定されてＩＢ２３０３
０に対して転送されるデータ・ワードの４つのパリティ
・ビットを受取ってこれを変位するためＩＢ２３０３０
と同様に接続された４ビット・レジスタである。ＢＹＮ
Ｌ２３０５０とＰＲＬ２３０５２の出力は共にＤＳＯ２
３０３２に接続され、これにより直接ＢＹＮＬ２３０５
０とＰＲＬ２３０５２からの３２ビットのＦＩＵ２０１
２０のデータ・ワード出力を与える。ＢＹＮＬ２３０５
０の３２ビットのデータ出力もまたＢＳＬ２３０５４の
入力側と接続されている。ＢＳＬ２３０５４の３２ビッ
ト出力は更にＭＳＫ２３０１８に対して与えられる。
【０４００】前述の如く、ＤＳ２３０１６はあるデータ
・ワード内のビットの変位を生じるデータ処理操作を実
施する。一般に、ＤＳ２３０１６により実施されるデー
タ変位操作は、データ・ビットが右寄せされデータ・ワ
ードの最下位ビットは最上位ビット位置に変位され、ま
た最上位ビットは再下位ビット位置に変位させられる回
転である。ＤＳ２３０１６の回転操作は２つの段階で実
施される。第１の段階はＢＹＮＬ２３０５０とＰＲＬ２
３０５２によって実施され、ニブル法（ニブルは４バス
のデータとして規定される）に基づく右回転である。即
ちＢＹＮＬ２３０５０は１つのデータ・ワードを整数の
４ビットの増分だけ右寄せする。ニブル法に基づいてあ
るニブルに関する右回転は、例えば、ＲＭ２０７２２が
前に述べたＦＬＩＰＨＡＬＦを保有する時に実施するこ
とができる。ＦＬＩＰＨＡＭＦは、要求データがＭＣ２
０１１６からのデータ・ワードの最上位の１６ビットに
存在するところのＩＯＳ１０１１６の半ワード読出し操
作に対して保有される。ＢＹＮＬ２３０５０は４ニブル
の右回転を行ない、データの所要の１６ビットをＢＹＮ
Ｌ２３０５０の出力の最下位の１６ビットに対して転送
する。その結果のＢＹＮＬ２３０５０の出力は、ＰＲＬ
２３０５２のパリティ・ビットと共に、この声ＢＹＮＬ
２３０５０を介してＭＩＯバス１０１２９に対して転送
されることになる。データ変位操作の実施に加えて、Ｄ
Ｓ２３０１６は、実施されるべきデータ操作がデータの
変位を必要としない時、即ち０ビットの変位が実施可能
である時、データ・ワード即ちデータの３２ビットを直
接ＭＳＫ２３０１８に対して転送することができる。
【０４０１】データ・ビットはニブル基準に基づいてＢ
ＹＮＬ２３０５０だけ変位されるため、１ワードの３２
データ・ビットと対応する４パリティ・ビット間の関係
は、もしパリティ・ビットが同様にデータ・ビットの右
回転に相当する量だけ右回転されるならば維持すること
ができる。この関係は、もしデータ・ビットが２ニブル
の倍数、即ち８ビット即ち１バイト変位されるならば真
である。ＰＲＩ２３０５２は１つのデータ・ワードの４
パリティ・ビットをＢＹＮＬ２３０５０における対応す
る３２データ・ビットの右回転と対応する量だけ右回転
させる。従ってＢＹＮＬ２３０５０とＰＲＬ２３０５２
の右回転された出力は、パリティ・バッファがこのデー
タ・ビットに適正に関連するデータの３２ビットおよび
パリティの４ビットを有する有効データ・ワードからな
る。ＢＹＮＬ２３０５０およびＰＲＬ２３０５２からの
右回転させられたデータ・ワード出力は、前述の如くＭ
ＯＤバス１０１４４またはＭＩＯバス１０１２９に対す
る後の転送のため、ＤＳＯ２３０３２に対して転送する
ことができる。ＤＳＯ２３０３２は、ある特定のデータ
・ワードの所要の操作がバイト単位の整数の右回転数の
みを必要とするバイト回転操作および「回転読出し」操
作のためＦＩＵ２０１２０の出力データ経路として使用
される。ＢＹＮＬ２３０５０におけるデータの３２ビッ
トおよびＢＹＮＬ２３０５０におけるパリティの４ビッ
トの右回転数は、ＢＹＮＬ２３０５０およびＰＲＬ２３
０５２への入力信号変位（ＳＨＦＴ）（０〜２）により
制御される。以下に述べるように、ＳＨＦＴ（０〜２）
がＳＨＦＴ（３〜４）と共に生成され、ＦＩＵＣ２３０
１２によりＢＳＬ２３０５４を制御する。ＢＹＮＬ２３
０５０とＰＲＬ２３０５２は、以下に述べるＢＳＬ２３
０５４と同様に、並列変位ロジック・チップであり、Ｂ
ＹＮＬ２３０５０およびＰＲＬ２３０５２、またはＢＳ
Ｌ２３０５４の全回転作用が単一のクロック・サイクル
において実施することができる。
【０４０２】第２段の回転は、前述の如く、ＢＹＮＬ２
３０５０から１つのデータ・ワードの３２データ・ビッ
トを受けるＢＳＬ２３０５４によって行なわれる。ＢＳ
Ｌ２３０５４は、変位量が０乃至３ビットの間で選定可
能なビット単位で右回転を行なう。従って、ＢＳＬ２３
０５４はニブルの境界にわたるビットを回転することが
できる。従って、ＢＹＮＬ２３０５０とＢＳＬ２３０５
４は、１ビットから全３２ビットにわたる右回転量だけ
ビット単位の右回転を行なうことができるデータ変位回
路を構成する。
【０４０３】次にＭＳＫ２３０１８について述べると、
ＭＳＫ２３０１８は５つの３２ビットのマスク・ワード
・ゼネレータ（ＭＷＧ）２３０５６乃至２３０６４から
なる。ＭＳＫ２３０１８は、ＭＷＧ２３０５６乃至２３
０６４の３２ビットのマスク・ワード出力を選択的に接
続することによってＡＲ２３０２０に対する３２ビット
出力を生じる。ＭＷＧ２３０５６乃至２３０６４の１つ
により生成される各マスク・ワードは、１組の使用可能
なビットと、ＦＩＵＣ２３０１２およびＭＩＣ２０１２
２により生成される予め定められた３２ビットのマスク
・ワードのビット単位の組合せを有効に構成する。ＭＷ
Ｇ２３０５８乃至２３０６４は各々、例えばこれら機能
を実施するためのオープン・コレクタ型のＮＡＮＤゲー
トからなっているが、ＭＷＧ２３０５６は１つのＰＲＯ
Ｍからなる。
【０４０４】今述べたように、ＭＷＧ２３０５６乃至２
３０６４の出力は全て、オープン・コレクタ型の回路で
あり、このためＭＷＧ２３０５６乃至２３０６４からの
マスク・ワード出力の選択されたどんな組合せでも一緒
にＯＲしてＭＳＫ２３０１８の３２ビット出力を構成す
ることができる。
【０４０５】ＭＷＧ２３０５６乃至２３０６４は、夫
々、マスク・ワード出力のロックされたビット・ワード
（ＬＢＷ）（０〜３１）と、符号拡張されたワード（Ｓ
ＥＷ）（０〜３１）と、データ・マスク・ワード（ＤＭ
Ｗ）（０〜３１）と、空の充填ワード（ＢＷＦ）（０〜
３１）と、組立てレジスタ出力（ＡＲＯ）（０〜３１）
を生成する。最初に２３０６４とＡＲＯ（０〜３１）に
ついて説明すると、ＡＲ２３０２０における組立てレジ
スタ（ＡＳＹＭＲ）２３０６６の内容は、使用可能信号
の組立て出力レジスタ（ＡＳＹＭＯＲ）の保有と同時に
２３０６４を通るように送られる。このためＡＲＯ（０
〜３１）はＡＳＹＭＲ２３０６６の内容のコピーであ
り、２３０６４はＡＳＹＭＲ２３０６６の内容がＬＢＷ
（０〜３１）、またはＳＥＷ（０〜３１）、またはＤＭ
Ｗ（０〜３１）、またはＢＦＷ（０〜３１）の選択され
た組合せでＯＲされることを可能にするのである。
【０４０６】ＭＷＧ２３０６０からのＤＭＷ（０〜３
１）は、ＤＳ２３０１６の３２ビット出力により使用可
能入力データ・マスク（ＤＭＳＫ）（０〜３１）をＡＮ
Ｄすることによって生成される。ＦＩＵＣ２３０１２は
４つの異なるＤＭＳＫ（０〜３１）のパターンを生成す
ることができる。図２３１においては、ＦＩＵＣ２０１
３２によって生成することができる４つのＤＭＳＫ（０
〜３１）が示されている。ＤＭＳＫＡ（０〜３１）は図
２３１の線Ａに示される。ＤＭＳＫＡ（０〜３１）にお
いては、左側ビット・アドレス（ＬＢＡ）により示され
るビットは含まないその左側の全てのビットと、右側ビ
ット・アドレス（ＲＢＡ）により示されるビットは含ま
ないその右側の全てのビットは零となる。ＬＢＡおよび
ＲＢＡにより示されるこれらのビットは１である。ＤＭ
ＳＫＢ（０〜３１）は図２３１の線Ｂで示され反転した
ＤＭＳＫＡ（０〜３１）である。ＤＭＳＫＣ（０〜３
１）およびＤＭＳＫＤ（０〜３１）は夫々図２３１の線
ＣおよびＤに示され、夫々全て０または全て１からな
る。前述の如く、ＤＭＳＫ（０〜３１）は、ＤＳ２３０
１６の３２ビット出力でＡＮＤされ、このため、ＤＮＳ
ＫＣ（０〜３１）は、例えばＤＳ２３０１６の出力を禁
止するため使用することができるが、ＳＭＳＫＤ（０〜
３１）は、例えばＤＳ２３０１６の出力をＡＲ２３０２
０に対して送るために使用することができる。ＤＭＳＫ
Ａ（０〜３１）およびＤＭＳＫＢ（０〜３１）は、例え
ば、ＤＳ２３０１６の出力の選択された部分が他のマス
ク・ワード出力ＭＳＫ２３０１８によりＯＲされ得る、
ＡＲ２３０２０に対してＤＳ２３０１６の出力の選択さ
れた部分をゲートするように使用することができる。
【０４０７】次にＭＷＧ２３０６２について述べれば、
ＭＷＧ２３０６２はＢＦＷ（０〜３１）を生成する。Ｂ
ＦＷ（０〜３１）は、１ビット／バイトが１つのロジッ
クを含み残りのビットが論理値零を含む場合で１つ乃至
４つのＡＳＣＩＩの空バイトを含む３２ビットのデータ
・ワードが生成されることを要求されるある特定の操作
において使用される。この場合、ＡＳＣＩＩの空のバイ
トはビット位置２，１０，１８および２６における論理
値１を含むことができる。
【０４０８】再び図２３１について見れば、同図の線Ｅ
はＦＩＵＣ２３０１２によって生成することができる３
２ビットの右側マスク（ＲＭＳＫ）（０〜３１）を示し
ている。最も一般的な場合においては、ＲＭＳＫはＲＢ
Ａにより示されるビット位置を含む左側の全てのビット
位置における零を含む。空白の充填操作において使用さ
れる時、ビット位置２，１０，１８および２６は、論理
値１を含むバイト、ＡＳＣＩＩの空白を含むバイトの位
置に従って論理値１を含むように選定することができ、
ＲＢＡの右側のこれらのバイトはＲＭＳＫ（０〜３１）
によって決定される。ＭＷＧ２３０６２がＦＩＵＣ２３
０１２から与えられる空の充填（ＢＬＮＫＦＩＬＬ）に
よって使用可能状態にされる時、ＲＭＳＫ（０〜３１）
はＭＷＧ２３０６２によりＢＷＦ（０〜３１）として使
用可能状態にされる。
【０４０９】前述の如く、ＭＷＧ２３０５８乃至２３０
６４、特にＭＷＧ２３０６０およびＭＷＧ２３０６２は
ＮＡＮＤゲート操作である。従って、ＭＷＧ２３０５６
乃至２３０６４の出力は活動状態のローの信号である。
ＡＳＹＭＲ２３０６６の反転出力は、ＡＳＹＲＯ２３０
３４に対する出力として使用されて、これら出力を活動
状態をハイに反転する。
【０４１０】ＳＥＷ（０〜３１）を生成するＭＷＧ２３
０５８は符号拡張されあるいは充填されたワードの生成
の際に使用される。符号拡張されたワードにおいては、
３２ビットのデータ・ワードの最上位ビットの左側の全
てのビット空間はこの含まれたデータの符号ビットで充
填され、３２ビット・ワードの最も左側のビットは、こ
のワードの符号ビットが含まれたデータが正数および負
数のどちらであるかに従って論理値１または０で充填さ
れる。
【０４１１】符号選択マルチプレクサ（ＳＩＮＧＳＥ
Ｌ）２３０６６は、ＩＢバス２３０３０に存在するワー
ドの３２データ・ビットを受取るように接続される。Ａ
ＳＹＭＲ２３０６６に対する符号選定（ＳＧＮＳＥＬ）
（０〜４）はＳＢＡ（０〜４）から、即ちＰＲＭＵＸ２
０７２０からのＳＢＡバス２１２２６から得られる。前
述の如く、ＳＢＡ（０〜４）は、あるデータ・ワードの
第１の、即ち最上位ビットを識別する始動ビット・アド
レスである。データ・ワードが符号付きの数を含む時、
最上位ビットはこの数の符号ビットを含む。ＡＳＹＭＲ
２３０６６に対するＳＧＮＳＥＬ（０〜４）の入力は選
択入力として使用される、またＦＩＵＣ２３０１２から
の符号拡張（ＳＩＧＮＥＸＴ）によりＳＩＧＮＳＥＬが
使用可能状態にされる時、ＩＢバス２３０３０における
符号ビットを提供し、ＭＷＧ２３０５８に対する入力と
してこの符号ビットを提供する。
【０４１２】ＭＷＧ２３０５８に対する符号ビットは、
ＦＩＵＣ２３０１２からの左側のマスク（ＬＭＳＫ）
（０〜３１）の各ビットでＡＮＤされる。再び図２３１
において、ＬＭＳＫ（０〜３１）はその線Ｆ上に示され
る。ＬＭＳＫ（０〜３１）は、ＬＢＡにより識別される
ビット空間を含むその右側で全て０を含み、またＬＢＡ
により識別されるビット空間の左側の全てのビット空間
においては１を含む。従って、ＳＥＷ（０〜３１）はＭ
ＷＧ２３０５８の出力に存在するデータ・ワードの最上
位ビットの左側の全てのビット空間において符号ビット
を含むことになる。ＩＢバス２３０３０におけるデータ
・ワードは、この時ＤＳ２３０１６に送られ、最上位ビ
ットの左側の全てのビットが０に強制されるＤＭＳＫ操
作を受けることができる。この時ＭＷＧ２３０５８とＭ
ＷＧ２３０６０のＳＥＷ（０〜３１）およびＤＭＷ（０
〜３１）の出力がＯＲされて所要のｆｉｎｄ拡張ワード
出力を提供する。
【０４１３】ＭＷＧ２３０５６により与えられるＬＢＷ
（０〜３１）は、１つのデータ・ワードの最上位のデー
タ・ビットがＭＥＭ１０１１２において論理値１に強制
される固定ビット操作において使用される。ＳＩＧＮＳ
ＥＬ（０〜４）はＭＷＧ２３０５６に対するアドレス入
力であり、また前述の如く、ＩＢバス２３０３０に存在
するデータ・ワードの最上位のデータ・ビットを表示す
る。ＭＷＧ２３０５６はＦＩＵＣ２３０１２からの入力
ロック（ＬＯＣＫ）によって使用可能状態にさせられ、
その結果のＬＢＷ（０〜３１）は、ＩＢバス２３０３０
に存在するデータ・ワードの最上位のデータ・ビットの
ビット空間において単一の論理値１を保有することにな
る。ＩＢバス２３０３０に存在するデータ・ワードはこ
の時、データ・ワードの最上位のデータ・ビットが論理
値１に強制されるようにＬＢＷ（０〜３１）によりＯＲ
されるようにＤＳ２３０１６およびＭＷＧ２３０６０に
送ることができる。
【０４１４】ＡＲ２３０２０について述べれば、ＡＲ２
３０２０は、例えばＳＮ７４Ｓ１７５型レジスタで良
い。ＡＳＹＭＲ２３０６６と、組立てレジスタ・パリテ
ィ・ゼネレータ（ＡＳＹＰＧ）２３０７０とを含む。前
述の如く、ＡＳＹＭＲ２３０６６はＭＳＫ２３０１８の
３２ビット出力と接続されている。ＭＳＫ２３０１８の
出力に存在する３２ビット・ワードは、ＡＳＹＭＲ２３
０６６がＭＩＣ２０１２２からの組立てレジスタ・ロー
ド（ＡＳＹＭＬＤ）によって使用可能状態にさせられる
時、ＡＳＹＭＲ２３０６６に対して転送されることにな
る。ＤＳ２３０１６とＭＳＫ２３０１８を介して生成さ
れたこの３２ビット・ワードはこの時ＡＳＹＲＯ２３０
３４に存在し、また前述の如く、次にＭＯＤバス１０１
４４またはＭＩＯバス１０１２９に転送することができ
る。ＡＳＹＰＧ２３０７０はＡＳＹＭＲ２３０６６の３
２ビット出力に接続され、ＡＳＹＲＯ２３０３４の３２
本のデータ回線にその時存在する３２ビットのワードに
対して４つのパリティ・ビットを生成することになる。
ＡＳＹＰＧ２３０７０の４ビット・パリティ出力はＡＳ
ＹＲＯ２３０３４の４本のパリティ・ビット回線上を運
ばれて、これに存在する３２ビットのデータ・ワードを
伴う。
【０４１５】データ処理回路２３０１０の構造および作
用について説明したが、ＦＩＵＣ２３０１２について次
に説明する。
【０４１６】再び図２３０において、ＦＩＵＣ２３０１
２はＦＩＵ２０１２０のパイプライン化されたマイクロ
命令制御を提供する。即ち、第１のクロック・サイクル
の間ＭＩＣ２０１２２から制御信号が受取られ制御信号
のあるものがマイクロ命令ロジックによって復号され、
更に他のＦＩＵＣ２３０１２制御信号を生成する。第２
のクロック・サイクルの間、第１のクロック・サイクル
の間受取られかつ生成される制御信号がＤＭＣ２３０１
０に対して与えられその内のあるものが更に復号されて
ＦＩＵＣ２３０１２の作用を制御する更に他の制御信号
を提供する。
【０４１７】ＦＩＵＣ２３０１２は、初期復号ロジック
（ＩＤＬ）２３０７４、パイプライン・レジスタ（ＰＰ
ＬＲ）２３０７２、最後の復号ロジック（ＦＤＬ）２３
０７６、可能信号復号ロジック（ＥＳＤＬ）２３０９９
を有する可能および信号パイプライン・レジスタ（ＥＳ
ＰＲ）２３０９８とを含んでいる。
【０４１８】ＩＤＬ２３０７４と、ＰＰＬＲ２３０７２
の制御パイプライン・レジスタ（ＣＰＲ）２３０８４と
は、前述の如く第１のクロック・サイクルの間これから
の制御信号を受取るためＭＩＣ２０１２２の制御出力と
接続される。ＩＤＬ２３０７４は、パイプライン・レジ
スタの右側ビット・アドレス・レジスタ（ＲＢＡＲ）２
３０８６、論理ビット・アドレス・レジスタ（ＬＢＡ
Ｒ）２３０８８、ＰＰＬＲ２３０７２のシフト・レジス
タ（ＳＨＦＲ）２３０９０を制御する出力を生じる。Ｃ
ＰＲ２３０８４とＳＨＦＲ２３０９０は、直接ＤＭＣ２
３０１０に対して制御出力を与える。前述の如く、これ
らの出力は第２のクロック・サイクルの間ＤＭＣ２３０
１０を制御する。
【０４１９】ＣＰＲ２３０８４とＲＢＡＲ２３０８６と
ＬＢＡＲ２３０８８は第２のクロック・サイクルの間Ｆ
ＤＬ２３０７６に対して出力を与え、ＦＤＬ２３０７６
は更に直接ＤＭＣ２３０１０に対していくつかの出力を
提供する。
【０４２０】ＥＳＰＲ２３０９８とＥＳＤＬ２３０９９
は、ＭＩＣ２０１２２から使用可能および制御信号を受
取り、更にＤＭＣ２３０１０およびＭＥＭ１０１１２の
回路の他のある部分に対して使用可能および制御信号を
提供する。
【０４２１】ＩＤＬ２３０７４とＦＤＬ２３０７６は、
例えば、ＰＲＯＭで良い。ＣＰＲ２３０８４、ＲＢＡＲ
２３０８６、ＬＢＡＲ２３０８８、ＳＨＦＲ２３０９
０、ＥＳＰＲ２３０９８は、例えばＳＮ７４Ｓ１９４で
良い。ＥＳＤＬ２３０９９は、例えば、ロジック・ゲー
トの如き適当なデコーダからなるもので良い。
【０４２２】最初にＩＤＬ２３０７４について述べれ
ば、ＩＤＬ２３０７４はＭＩＣ２０１２２からの回路制
御信号の最初の復号を実施して、ＦＩＵ２０１２０の制
御においてＦＩＵＣ２３０１２により使用される更に別
の信号を提供する。ＩＤＬ２３０７４は、読出し専用メ
モリー・アレイの右側ビット・アドレス復号ロジック
（ＲＢＡＤＬ）２３０７８、左側ビット・アドレス復号
ロジック（ＬＢＡＤＬ）２３０８０、変位量復号ロジッ
ク（ＳＨＦＡＭＴＤＬ）２３０８２からなっている。Ｒ
ＢＡＤＬ２３０７８は、アドレス入力として、最終ビッ
ト・アドレス（ＦＢＡ）（０〜４）、ビット長さ番号
（ＢＬＮ）（０〜４）、始動ビット・アドレス（ＳＢ
Ａ）（０〜４）を受取る。ＦＢＡと、ＢＬＮとＳＢＡと
は、夫々、ＰＲＭＵＸ２０７２０に関して前に述べたよ
うに、要求されたデータ項目の最終ビット、長さおよび
始動ビットを規定する。ＲＢＡＤＬ２３０７８はまた、
ＭＩＣ２０１２２から、また特にＲＭ２０７２２からチ
ップ選択可能信号、アドレス翻訳チップ選択（ＡＴＣ
Ｓ）の００，０１，０２，０３，０４および１５を受取
る。ＦＩＵ２０１２０がＭＳＫ２３０１８のいくつかの
操作を実行することを要求される時、入力ＦＢＡ（０〜
４）と、ＢＬＮ（０〜４）とＳＢＡ（０〜４）は、ＡＴ
ＣＳの入力と共に、ＭＩＣ２０１２２からＲＢＡＤＬ２
３０７８に対して与えられる。ＲＢＡＤＬ２３０７８は
更に、ＤＭＳＫ（０〜３１）とＲＭＳＫ（０〜３１）に
関して前に述べた出力ＲＢＡ（右側ビット・アドレス）
を生じる。２３０８０はＲＢＡＤＬ２３０７８と類似し
ＭＩＣ２０１２２からの入力ＢＬＮ（０〜４）と、ＦＢ
Ａ（０〜４）と、ＳＢＡ（０〜４）、ならびにＡＴＣＳ
０６，０７，０８，０９および１５が与えられる。再
び、ＭＳＫ２３０１８のいくつかの操作のため、ＬＢＡ
ＤＬ２３０８０は、ＤＭＳＫ（０〜３１）およびＬＭＳ
Ｋ（０〜３１）に関して前に説明した左側ビット・アド
レス（ＬＢＡ）（０〜４）を生成することになる。
【０４２３】ＲＢＡ（０〜４）とＬＢＡ（０〜４）は、
夫々、ＭＩＣ２０１２２から与えられるパイプライン・
ロード使用可能信号ＰＩＰＥＬＤによって第２のクロッ
ク・サイクルの開始時にＲＢＡＲ２３０８６とＬＢＡＲ
２３０８８に対して転送される。ＲＢＡＲ２３０８６と
ＬＢＡＲ２３０８８は、更に夫々、第２のクロック・サ
イクルの開始時において右側マスク復号ロジック（ＲＭ
ＳＫＤＬ）２３０９２と、左側マスク復号ロジック（Ｌ
ＭＳＫＤＬ）２３０９４とＦＤＬ２３０７６に対するア
ドレス入力として、出力レジスタ右側アドレス（ＲＲＡ
Ｄ）（０〜４）およびレジスタ左側アドレス（ＲＬＡ
Ｄ）（０〜４）を与える。ＲＲＡＤ（０〜４）およびＲ
ＬＡＤ（０〜４）は夫々ＲＢＡ（０〜４）とＬＢＡ（０
〜４）と対応している。
【０４２４】ＲＭＳＫＤＬ２３０９２とＬＭＳＫＤＬ２
３０９４は、今述べた許りのように、夫々アドレス入力
としてＲＲＡＤ（０〜４）とＲＬＡＤ（０〜４）と、使
用可能入力としてＣＰＲ２３０８４からのマスク使用可
能（ＭＳＫＥＮＢＬ）とを有するＲＯＭアレイである。
これと共に、ＲＭＳＫＤＬ２３０９２とＬＭＳＫＤＬ２
３０９４は夫々ＭＳＫ２３０１８に対するＲＭＳＫ（０
〜３１）とＬＭＳＫ（０〜３１）を生成する。ＲＭＳＫ
（０〜３１）とＬＭＳＫ（０〜３１）は、排他的ＯＲ／
排他的ＮＯＲゲート（ＸＯＲ／ＸＮＯＲ）２３０９６に
対する入力として与えられる。ＸＯＲ／ＸＮＯＲ２３０
９６はまた、ＣＰＲ２３０８４から使用可能兼選択信号
出力マスク（ＯＵＴＭＳＫ）を受取る。ＸＯＲ／ＸＮＯ
Ｒ２３０９６に対するＲＭＳＫ（０〜３１）とＬＭＳＫ
（０〜３１）の入力は、ＣＰＲ２３０８４からのＯＵＴ
ＭＳＫにより選択されるように、図２３１に示される如
く、選択されたＤＭＳＫ（０〜３１）を生成するため使
用される。ＸＯＲ／ＸＮＯＲ２３０９６のＤＭＳＫ（０
〜３１）出力は前述の如くＭＳＫ２３０１８に対して与
えられるのである。
【０４２５】再びＩＤＬ２３０７４について述べれば、
ＳＨＦＡＭＴＢＬ２３０８２は、ＳＨＦＲ２３０９０を
介して、夫々ＤＳ２３０１６とＳＩＧＮＳＥＬ２３０６
８とＭＷＧ２３０５６に対する制御入力ＳＨＦＴ（０〜
４）およびＳＧＮＳＥＬ（０〜４）を生成するため、Ｍ
ＩＣ２０１２２からのいくつかの制御入力を復号する。
ＳＨＦＡＭＴＢＬ２３０８２を含むＰＲＯＭに対するア
ドレス入力は、ＭＩＣ２０１２２からのＦＢＡ（０〜
４）と、ＳＢＡ（０〜４）と、ＦＬＩＰＨＡＬＦ（ＦＬ
ＩＰＨＡＬＦ）を含む。ＦＢＡ（０〜４）とＳＢＡ（０
〜４）については前に説明した。ＦＬＩＰＨＡＬＦは、
前述の如く、ＩＯＳ１０１１６により要求されたデータ
の１６ビットが３２ビット・データ・ワードの上半部に
存在して、これらの１６ビットをＭＩＯバス１０１２９
に対するＦＩＵ２０１２０の出力データ・ワードの下半
部に対して転送させる。ＭＩＣ２０１２２もまたチップ
使用可能信号ＡＴＣＳ１０，１１，１２，１３および１
４を与える。ＭＩＣ２０１２２からこれらの制御入力を
受取ると同時にＳＨＦＡＭＴＢＬ２３０８２は出力変位
量（ＳＨＦＡＭＴ）（０〜４）を生成し、この変位量は
ＭＩＣ２０１２２からＳＢＡ（０〜４）と共に、第２の
クロック・サイクルの開始時にＰＩＰＥＬＤによってＳ
ＨＦＲ２３０９０に対して転送される。ＳＨＦＲ２３０
９０は次に、対応する出力ＳＨＦＴ（０〜４）およびＳ
ＩＧＮＳＥＬ（０〜４）を提供する。前述の如く、ＳＩ
ＧＮＳＥＬ（０〜４）はＳＩＧＮＳＥＬ２３０６８とＭ
ＷＧ２３０５６とＭＳＫ２３０１８に対して与えられ
る。ＳＨＦＴ（０〜４）は、夫々ＢＹＮＬ２３０５０
と、ＢＳＬ２３０５４とＤＳ２３０１６に対してＳＨＦ
Ｔ（０〜２）およびＳＨＦＴ（３〜４）として与えられ
る。
【０４２６】ＣＰＲ２３０８４について述べれば、前述
の如くいくつかの制御信号がＩＤＬ２３０７４またはＦ
ＤＬ２３０７６により復号されることなくＦＩＵ２０１
２０の回路に対して直接与えられる。ＣＰＲ２３０８４
に対する入力は、夫々ＦＩＵ２０１２０がＭＷＧ２３０
５８を介して符号拡張操作を、あるいはＭＷＧ２３０５
６を介して固定ビット・ワード操作を行なうことを表示
する符号拡張信号（ＳＩＧＮＥＸＴ）および固定信号
（ＬＯＣＫ）を含む。ＣＰＲ２３０８４は、これらの操
作を選択するため対応する出力ＳＩＧＮＥＸＴおよびＬ
ＯＣＫを与える。入力組立て出力レジスタ（ＡＳＹＭＯ
Ｒ）と空白バイト充填（ＢＬＡＮＫＦＩＬＬ）は、マス
クとしてＡＳＹＭＲ２３０６６の出力を選択するため、
あるいはＭＳＫ２３０１８がＭＷＧ２３０６２を介して
空白で充填されたワードを生成すべきことを表示するた
め、夫々２３０６４およびＭＷＧ２３０６２に対してＡ
ＳＹＭＯＲおよびＢＬＡＮＫＦＩＬＬとしてＣＰＲ２３
０８４を介して送られる。ＣＰＲ２３０８４に対する入
力ＯＵＴＭＳＫおよびＭＳＫＥＮＢＬは、前述の如くＸ
ＯＲ／ＸＮＯＲ２３０９６とＲＭＳＫＤＬ２３０９２と
ＬＭＳＫＤＬ２３０９４に対する使用可能信号ＯＵＴＭ
ＳＫおよびＭＳＫＥＮＢＬとして与えられ、また前述の
如くＲＭＳＫ（０〜３１）およびＤＭＳＫ（０〜３１）
を生成する。
【０４２７】最後にＥＳＰＲ２３０９８とＥＳＤＬ２３
０９９について述べれば、ＥＳＰＲ２３０９８とＰＰＬ
Ｒ２３０７２は共に、ＦＩＵ２０１２０と他のＭＥＭ１
０１１２の回路に対して使用可能信号を与えるためのパ
イプライン・レジスタとＥＳＤＬ２３０９９の復号ロジ
ックを構成する。ＥＳＰＲ２３０９８は、前述の如く、
ＭＩＣ２０１２２から入力、駆動ＭＯＤバス（ＤＲＶＭ
ＯＤ）（０〜１）と、駆動ＭＩＯバス（ＤＲＶＭＩＤ）
（０〜１）と、使用可能レジスタ（ＥＮＲＥＧ）（０〜
１）を受取る。ＤＲＶＭＯＤ（０〜１）、ＤＲＶＭＩＤ
（０〜１）、ＥＮＲＥＧ（０〜１）は、ＰＰＬＲ２３０
７２に関して前に述べたように、ＰＩＰＥＬＤによりＥ
ＳＰＲ２３０９８に対して転送される。ＥＳＰＲ２３０
９８はＥＳＤＬ２３０９９に対して対応する出力を与
え、これは更にＤＲＶＭＯＤ（０〜１）と、ＤＲＶＭＩ
Ｏ（０〜１）と、ＥＮＲＥＧ（０〜１）を復号して、Ｆ
ＩＵ２０１２０と他のＭＥＭ１０１１２の回路に対して
使用可能信号を与える。出力ＤＲＶＳＨＦＭＯＤ，ＤＲ
ＶＡＳＹＭＯＤ，ＤＲＶＳＨＦＭＩＯ，ＤＲＶＡＳＹＮ
ＩＯがＤＳＭＯＤ２３０３６、ＤＳＭＩＯ２３０３８、
ＡＳＹＭＯＤ２３０４０、ＡＳＹＭＩＯ２３０４２、Ｆ
ＩＵＩＯ２３０１４に対して与えられて、ＭＯＤバス１
０１４４とＭＩＯバス１０１２９に対するＦＩＵ２０１
２０が処理したデータ・ワードの転送を制御する。出力
ＩＡＲＭＥＯ，ＪＷＤＥＯ，ＩＷＤＥＯおよびＲＩＤＥ
ＯはＩＡＲＭＲ２３０４４とＪＷＤＲ２３０２２とＩＷ
ＤＲ２３０２４とＲＩＤＲ２３０２６に対して出力使用
可能信号として与えられて、これらレジスタの内容を前
述の如くＩＢバス２３０３０に対して転送する。出力Ｄ
ＲＶＣＡＭＯＤと、ＤＲＶＡＭＩＯと、ＤＲＶＢＹＭＯ
Ｄと、ＤＲＶＢＹＭＩＯとは、ＭＯＤバス１０１４４と
ＭＩＯバス１０１２９に対する情報の転送を説明する際
に使用するためＭＣ２０１１６に対して与えられる。
【０４２８】前述のＭＥＭ１０１１２の構造および作用
について説明したが、ＦＵ１０１２０の構造および作用
について次に説明しよう。
【０４２９】Ｂ．取出し装置１０１２０（図２０２，図
２０６，図１０１，図１０３，図１０４および図２３
８） 前述の如く、ＦＵ１０１２０は、ＥＵ１０１２２と共
に、ユーザ・プログラムの実行のためのＣＳ１０１１０
のマイクロ機械を構成する独立的に作用するマイクロコ
ードで制御される機械である。ＦＵ１０１２０の主な機
能には下記のものが含まれる。即ち、（１）取出しおよ
び割込み命令、即ちＳＯＰと名前とからなるＳＩＮ、お
よびＦＵ１０１２０およびＥＵ１０１２２により使用さ
れるためのＭＥＭ１０１１２からのデータの取出しおよ
び割込み、（２）ユーザ・プログラムの流れおよび実行
の構成および制御、（３）ＥＵ１０１２２の諸操作の初
期化、（４）データに関する演算および論理操作の実
施、（５）ＦＵ１０１２０およびＥＵ１０１２２からＭ
ＥＭ１０１１２に対するデータの定義域の制御、および
（６）あるスタック・レジスタ機構の保守である。これ
らのスタックおよびレジスタ機構には、名前カッシェ装
置（ＮＣ）１０２２６と、アドレス翻訳カッシェ装置
（ＡＴＣ）１０２２８と、機密保護カッシェ装置（Ｐ
Ｃ）１０２３４と、アーキテクチャ基底レジスタ（ＡＢ
Ｒ）１０３６４と、マイクロ制御レジスタ（ｍＣＲ）１
０３６６と、マイクロスタック（ＭＩＳ）１０３６８
と、汎用レジスタファイル（ＧＲＦ）１０３５４のモニ
ター・スタック（ＭＯＳ）１０３７０と、マイクロ・ス
タック・ポインタ・レジスタ機構（ＭＩＳＰＲ）１０３
５６と、戻し制御ワード・スタック（ＲＣＷＳ）１０３
５８が含まれる。これらのＦＵ１０１２０に駐在するス
タックおよびレジスタ機構の保守を行なうことに加え
て、ＦＵ１０１２０は全体的あるいは部分的にＭＥＭ１
０１１２に駐在するあるデータ構造を生成してこれを保
守する。これらのＭＥＭ１０１１２駐在データ構造にお
いては、メモリー・ハッシュ・テーブル（ＭＨＴ）１０
７１６およびメモリー・フレーム・テーブル（ＭＦＴ）
１０７１８と、作業設定マトリックス（ＷＳＭ）１０７
２１０と、仮想メモリー管理要求キュー（ＶＭＭＲＱ）
１０７２１と、活動状態のオブジェクトテーブル（ＡＯ
Ｔ）１０７１２と、活動状態主題テーブル（ＡＳＴ）１
０９１４と、仮想プロセッサ状態ブロック（ＶＰＳＢ）
１０２１８とが含まれる。更に、ＦＵ１０１２０の主な
機能は、前述の如く、ＣＳ１０１１０の内部アドレス指
定構造の基礎である論理記述子の生成および操作であ
る。以下に更に説明するように、ＦＵ１０１２０の内部
構造および作用はＦＵ１０１２０が算術演算および論理
演算を実行することを可能にし、ＦＵ１０１２０の構造
は論理記述子の生成および処理を容易にするいくつかの
特徴を含む。
【０４３０】図２０２においては、ＦＵ１０１２０の部
分ブロック図が示される。説明を明瞭にするため、ＦＵ
１０１２０内部、およびＦＵ１０１２０とＥＵ１０１２
２とＭＥＭ１０１１２間のある相互の関係については回
線の接続によっては示されないが、以下に更に説明する
ように、他の方法で、例えば共通の信号名等によって示
される。ＦＵ１０１２０の主な機能素子は、記述子プロ
セッサ（ＤＥＳＰ）２０２１０と、ＭＥＭ１０１１２の
インターフェース・ロジック（ＭＥＭＩＮＴ）２０２１
２と、取出し装置制御ロジック（ＦＵＣＴＬ）２０２１
４とを含む。ＤＳＰ２０２１０は一般に、前述の如く、
ＭＥＭ１０１１２およびＦＵ１０１２０に駐在するスタ
ック機構およびカッシェに対するエントリを生成しかつ
これを保守するため、また特に論理的記述子の生成およ
び操作のための演算論理装置である。更に、前述の如
く、ＤＳＰ２０２１０はある算術演算および論理機能を
実施することが可能な汎用中央処理装置（ＣＰＵ）であ
る。
【０４３１】ＤＳＰ２０２１０は、ＡＯＮプロセッサ２
０２１６と、オフセット・プロセッサ（ＯＦＦＰ）２０
２１８と長さプロセッサ（ＬＥＮＰ）２０２２０とを含
んでいる。ＯＦＦＰ２０２１８は、論理記述子のオフセ
ット・フィールドの生成および操作を最適化する別の構
造を有する汎用オブジェクトの３２ビットＣＰＵであ
る。ＡＯＮＰ２０２１６とＬＥＮＰ２０２２０は、夫々
論理記述子のＡＯＮおよび長さフィールドの生成および
操作のためのプロセッサを含み、またある算術および論
理演算の実行のためＯＦＦＰ２０２１８と関連して使用
することができる。ＤＳＰ２０２１０はＧＲＦ１０３５
４を含み、ＧＲＦ１０３５４は更に大域レジスタ（Ｇ
Ｒ）１０３６０とスタック・レジスタ（ＳＲ）１０３６
２を含む。前述の如く、ＧＲ１０３６０はＡＢＲ１０３
６４とｍＣＲ１０３６６とを含み、ＳＲ１０３６２はＭ
ＩＳ１０３６８とＭＯＳ１０３７０を含む。
【０４３２】ＭＥＭＩＮＴ２０２１２は、ＭＥＭ１０１
１２に関するＳＩＮおよびデータの読出しおよび書込み
を行なうためＭＥＭ１０１１２に対して物理的記述子
（物理的アドレス）を提供するためＭＥＭ１０１１２に
対するＦＵ１０１２０のインターフェースを構成する。
ＭＥＭＩＮＴ２０２１２は、他の論理回路と共に、ＭＣ
１０２２６とＡＴＣ１０２２８とＰＣ１０２３４を含
む。
【０４３３】ＦＵＣＴＬ２０２１４はＭＥＭ１０１１２
からのＳＩＮおよびデータの取出しを制御し、またＳＯ
Ｐに応答してＦＵ１０１２０およびＥＵ１０１２２の制
御のための一連のマイクロ命令を提供する。ＦＵＣＴＬ
２０２１４は、対応するデータのＭＥＭ１０１１２から
の以降の取出しのため、ＭＣ１０２２６に対する名前入
力を与える。ＦＵＣＴＬ２０２１４は、部分的に、ＭＩ
ＳＰＲ１０３５６、＃ＲＣＷＳ１０３５８、取出し装置
Ｓインタプリタ・タスク指名テーブル（ＦＵＳＤＴ）１
１０１０、取出し装置Ｓインタプリタ・テーブル（ＦＵ
ＳＩＴＴ）１１０１２を含む。
【０４３４】特に本文の第１章における前の説明に関し
てＦＵ１０１２０の全体的な構造について説明したがＤ
ＳＰ２０２１０、ＭＥＭＩＮＴ２０２１２およびＦＵＣ
ＴＬ２０２１４について更に詳細に以下においてこの順
序で説明する。
【０４３５】１．記述子プロセッサ２０２１０（図２０
１，図１０１，図１０３，図１０４，図２３８，図２３
９） 前述の如く、ＤＳＰ２０２１０はデータについての全て
の通常の算術および論理演算を実施するための３２ビッ
トのＣＰＵである。更に、ＤＳＰ２０２１０の主な機能
は、例えばＮＴ１０３５０、ＡＴＣ１０２２８およびＰ
Ｃ１０２３４に対するエントリの生成および処理、およ
び論理記述子の生成および処理である。前述の如く、Ｃ
Ｓ１０１１０のアドレス指定構造に関しては、論理技術
子はＭＥＭ１０１１２に記憶されたデータに対する論理
アドレスまたはポインタである。論理記述子は、例えば
図１０３に示すようにＡＢＲ１０３６４およびｍＣＲ１
０３６６におけるアーキテクチャ基底ポインタおよびマ
イクロ制御ポインタとして、あるいは図１０４に示すよ
うに手順フレーム１０４１２のリンクおよび局所ポイン
タとして使用される。更に別の事例においては、ＤＳＰ
２０２１０により生成されまたあるオペランド名と対応
する論理記述子はＭＣ１０２２６に記憶され、ここでこ
れら記述子はＭＥＭ１０１１２から取出されたＳＩＮに
現われる名前によって後でアクセスされて、オペランド
名と対応する論理記述子との間に迅速な翻訳を行なう。
【０４３６】ＣＳ１０１１０のアドレス指定構造に関し
て前に述べたように、ＤＳＰ２０２１０またはＭＣ１０
２２６からＡＴＣ１０２２８に対して与えられた論理記
述子はＡＴＣ１０２２８によってＭＥＭ１０１１２に記
憶された対応するデータの実際の物理的アドレスである
物理的記述子に翻訳される。このデータは後でＪＰ１０
１１４に対して、特にＦＵ１０１２０またはＥＵ１０１
２２に対しＭＯＤバス１０１４４を介して与えられる。
【０４３７】ＭＥＭ１０１１２に関して前に述べたよう
に、ＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４に対して読込
まれる各データは、３２ビットまでの情報を保有するこ
とができる。もし論理記述子により照合されるある特定
のデータ項目が３２ビット以上のデータを保有するなら
ば、ＤＳＰ２０２１０は以下に述べるように、全データ
項目がＭＥＭ１０１１２から読出されるまでその各々が
３２ビット以下の情報を照合する連続する論理記述子を
生成することになる。この点に関して、ＭＣ１０２２６
は長さが２５５ビット以下のデータ項目に対してのみ論
理記述子を保有し得る。長さが３２ビットより大きなデ
ータ項目に対するＭＥＭ１０１１２への全ての要求はＤ
ＳＰ２０２１０によって生成される。しかし、ＣＳ１０
１１０によって生成されるデータ項目のほとんどは、Ｍ
Ｃ１０２２６がほとんどのオペランド名を論理記述子の
翻訳に対して取扱うことができるように長さが３２ビッ
ト以下となる。
【０４３８】前述の如く、ＤＳＰ２０２１０はＡＯＮＰ
２０２１６、ＯＦＦＰ２０２１８、ＬＥＮＰ２０２２０
を含んでいる。ＯＦＦＰ２０２１８は、前述の如く、テ
ーブルおよびカッシェのエントリの生成および処理のた
め、またＡＯＮポインタおよび論理記述子のオフセット
・フィールドの生成および処理のための別の論理回路を
有する汎用３２ビットのＣＰＵを構成する。ＡＯＮＰ２
０２１６とＬＥＮＰ２０２２０とは、夫々ＡＯＮポイン
タおよび論理記述子のＡＯＮおよび長さのフィールドを
生成しかつこれを処理するための論理回路を有する。図
２０２に示すようにＣＲＦ１０３５４は垂直方向に３つ
の部分に分割されている。第１の部分はＡＯＮＰ２０２
１６に存在しまたランダム・データに加えて、論理記述
子のＡＯＮフィールドを保有する。第２と第３の部分は
夫々ＯＦＦＰ２０２１８およびＬＥＮＰ２０２２０にお
いて存在し、またランダム・データに加えて夫々論理記
述子のオフセットおよび長さフィールドを保有する。夫
々ＡＯＮＰ２０２１６、ＯＦＦＰ２０２１８およびＬＥ
ＮＰ２０２２０に駐在するＧＲＦ１０３５４のＡＯＮ、
オフセットおよび長さの各部は夫々ＡＯＮＧＲＦ，ＯＦ
ＦＧＲＦおよびＬＥＮＧＲＦと呼ばれる。ＧＲＦ１０３
５４のＡＯＮＧＲＦ部分は２８ビットの幅を有するが、
ＧＲＦ１０３５４のＯＦＦＧＲＦおよびＬＥＮＧＲＦ部
分は幅が３２ビットである。垂直方向へ３つの部分に分
割されるものとして示されるが、ＧＲＦ１０３５４は一
体構造でアドレス指定され作用する。即ち、ＧＲＦ１０
３５４に対して与えられる特定のアドレスは、ＡＯＮＰ
２０２１６とＯＦＦＰ２０２１８とＬＥＮＰ２０２２０
に存在するＧＲＦ１０３５４の３つの部分の各々の対応
する水平方向のセグメントをアドレス指定する。
【０４３９】ａ．オフセット・プロセッサ２０２１８の
構造 最初にＯＦＦＰ２０２１８について述べれば、３２ビッ
トのＣＰＵであること、およびＡＯＮポインタおよび論
理記述子のテーブルおよびカッシェのエントリならびに
オフセット・フィールドの生成および処理に加えて、Ｏ
ＦＦＰ２０２１８はＭＥＭ１０１１２からデータを受取
りかつこれを転送するためのＤＳＰ２０２１０の主な経
路である。ＯＦＦＰ２０２１８は、オフセット・入力選
択マルチプレクサ（ＯＦＦＳＥＬ）２０２３８と、ＯＦ
ＦＧＲＦ２０２３４とオフセット・マルチプレクサ・ロ
ジック（ＯＦＦＭＵＸ）２０２４０と、オフセットＡＬ
Ｕ（ＯＦＦＡＬＵ）２０２４２と、オフセットＡＬＵの
Ａ入力マルチプレクサ（ＯＦＦＡＬＵＳＡ）２０２４４
とを含む。
【０４４０】ＯＦＦＳＥＬ２０２３８は第１と第２の３
２ビットのデータ入力を夫々ＭＯＤバス１０１４４とＪ
ＰＤバス１０１４２と接続させている。ＯＦＦＳＥＬ２
０２３８は、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の第１の出力と接
続された第３の３２ビットのデータ入力と、ＡＯＮＧＲ
Ｆ２０２３２の第１の出力と接続された第４の２８ビッ
トのデータ入力と、ＯＦＦＳＥＴ２０２２８と接続され
た第５の３２ビットデータ入力を有する。ＯＦＦＳＥＬ
２０２３８は、ＯＦＦＧＲＦ２０２３４の入力側とされ
た第１の３２ビットの出力と、ＯＦＦＭＵＸ２０２４０
の第１の入力と接続された第２の３２ビットの出力とを
有する。ＯＦＦＭＵＸ２０２４０は、夫々ＭＯＤバス１
０１４４とＪＰＤバス１０１４２とに接続された第２と
第３の３２ビットのデータ入力を有する。ＯＦＦＭＵＸ
２０２４０はまた、以下に更に述べるバイアス・ロジッ
ク（ＢＩＡＳ）２０２４６とＬＥＮＰ２０２２０とに接
続された第４の５ビット・データ入力と、名前バス２０
２２４に接続された第５の１６ビットのデータ入力とを
有する。ＯＦＦＧＲＦ２０２３４の３２ビットのデータ
出力と、ＯＦＦＭＶＸ２０２４０の第１の３２ビットの
データ出力は、夫々ＯＦＦＡＬＵＳＡ２０２４４の第１
と第２のデータ入力と接続されている。ＯＦＦＡＬＵＳ
Ａ２０２４４の第１の３２ビットのデータ出力と、ＯＦ
ＦＭＵＸ２０２４０の第２の３２ビットのデータ出力と
は、夫々ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の第１と第２のデータ
入力に対して接続されている。ＯＦＦＡＬＵＳＡ２０２
４４の第２の３２ビットのデータ出力はＯＦＦＳＥＴ２
０２２８と接続されている。ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の
第１の３２ビットのデータ出力はＪＰＤバス１０１４２
と、ＡＯＮ入力の選択マルチプレクサ（ＡＯＮＳＥＬ）
２０２４８およびＡＯＮＰ２０２１６の第１の入力と、
前記の如くＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第３の入力とに接
続されている。ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の第２の３２ビ
ットのデータ出力はＯＦＦＳＥＴ２０２２８と接続さ
れ、第３の１６ビットの出力は名前バス２０２２４と接
続されている。
【０４４１】ｂ．ＡＯＮプロセッサ２０２１６の構造 ＡＯＮＰ２０２１６について述べれば、ＡＯＮＰ２０２
１６の主な機能は、ＡＯＮポインタと論理記述子のＡＯ
Ｎフィールドを保有する機能である。加えて、ＡＯＮポ
インタおよび論理記述子により占められることのないＡ
ＯＮＧＲＦ２０２３２の各部はＪＰ１０１１４によって
２８ビット幅の汎用レジスタ領域として使用することが
できる。ＡＯＮＧＲＦ２０２３２のこれら各部は、それ
独自に、あるいはＯＦＦＧＲＦ２０２３４およびＬＥＮ
ＧＲＦ２０２３６の対応する各部と関連してこのように
使用することができる。ＡＯＮＰ２０２１６はＡＯＮＳ
ＥＬ２０２４８およびＡＯＮＧＲＦ２０２３２を含む。
前述の如く、第１の３２ビットのデータ入力は、ＯＦＦ
ＡＬＵ２０２４２の第１のデータ出力と接続される。Ａ
ＯＮＳＥＬ２０２４８の第２の２８ビットのデータ入力
はＡＯＮＧＲＦ２０２３２の２８ビット出力およびＡＯ
Ｎバス２０２３０と接続されている。ＡＯＮＳＥＬ２０
２４８の第３の２８ビットのデータ入力は論理値零、即
ち各入力ビットが論理値零に設定される２８ビットの入
力側と接続されている。ＡＯＮＳＥＬ２０２４８の２８
ビットのデータ出力はＡＯＮＧＲＦ２０２３２のデータ
入力と接続される。前述の如く、ＡＯＮＧＲＦ２０２３
２の２８ビットのデータ出力はＡＯＮＳＥＬ２０２４８
の第２のデータ入力と接続され、ＡＯＮバス２０２３０
と接続される。
【０４４２】ｃ．長さプロセッサ２０２２０の構造 最後にＬＥＮＰ２０２２０について述べれば、ＬＥＮＰ
２０２２０の主な機能はＡＯＮポインタおよび物理的記
述子の長さフィールドの生成操作である。更に、ＬＥＮ
ＧＲＦ２０２３６は、部分的に、データの記憶のための
汎用レジスタとしてそれ単独に、あるいはＡＯＮＧＲＦ
２０２３２とＯＦＦＧＲＦ２０２３４の対応するアドレ
ス空間と関連して使用することができる。ＬＥＮＰ２０
２２０は長さ入力選択マルチプレクサ（ＬＥＮＳＥＬ）
２０２５０、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６、ＢＩＡＳ２０２
４６、長さＡＬＵ（ＬＥＮＡＬＵ）２０２５２を含む。
ＬＥＮＳＥＬ２０２５０は夫々ＬＥＮＧＴＨバス２０２
２６とＯＦＦＳＥＴ２０２２８とに接続された第１と第
２のデータ入力を有する。ＬＥＮＧＴＨバス２０２２６
は零充填された８つのデータ・ビットであり、ＯＦＦＳ
ＥＴ２０２２８は３２ビットのデータ・ビットである。
ＬＥＮＳＥＬ２０２５０はＬＥＮＡＬＵ２０２５２のデ
ータ出力と接続された第３の３２ビットのデータ入力を
有する。ＬＥＮＳＥＬ２０２５０の３２ビットのデータ
出力はＬＥＮＧＲＦ２０２３６のデータ入力およびＢＩ
ＡＳ２０２４６の第１のデータ入力とに接続されてい
る。ＢＩＡＳ２０２４６の第２と第３の３２ビットのデ
ータ入力は、以下に更に選択するように、夫々ＦＵＳＩ
ＴＴ１１０１２の定数（Ｃ）およびリテラル（Ｌ）と接
続される。ＬＥＮＧＲＦ２０２３６の３２ビットのデー
タ出力は、ＪＰＤバス１０１４２と、ＮＣ１０２２６の
回転長さ入力（ＷＬ）入力と、ＬＥＮＡＬＵ２０２５２
の第１の入力とに接続される。ＢＩＡＳ２０２４６の５
ビット出力は、ＬＥＮＡＬＵ２０２５２の第２の入力
と、ＬＥＮＧＴＨバス２０２２６と、前述の如くＯＦＦ
ＭＵＸ２０２４０の第４の入力とに接続される。ＬＥＮ
ＡＬＵ２０２５２の３２ビットの出力は、前述の如く、
ＬＥＮＳＥＬ２０２５０の第３の入力に接続される。
【０４４３】ＤＳＰ２０２１０の全体的な作用および構
造について説明したが、次にＤＳＰ２０２１０の作用に
ついて更に詳細に説明する。
【０４４４】ｄ．記述子プロセッサ２０２１０の作用 ａ．ａ．オフセット・セレクタ２０２３８ ＯＦＦＰ２０２１８について述べれば、ＧＲＦ１０３５
４はＧＲ１０３６０とＳＲ１０３６２を含む。ＧＲ１０
３６０は更に、ＡＢＲ１０３６４と、ｍＣＲ１０３６６
と、１組の汎用レジスタとを含んでいる。ＳＲ１０３６
２はＭＩＳ１０３６８とＭＯＳ１０３７０を含んでい
る。ＧＲＦ１０３５４は垂直方向に３つの部分に分割さ
れている。ＡＯＮＧＲＦ２０２３２は２８ビットの幅を
有してＡＯＮＰ２０２１６に駐在し、ＧＲＦ１０３５４
は３２ビットの幅を有してＬＥＮＰ２０２２０に駐在
し、ＯＦＦＧＲＦ２０２３４は３２ビットの幅でＯＦＦ
Ｐ２０２１８に駐在する。ＡＯＮＧＲＦ２０２３２とＯ
ＦＦＧＲＦ２０２３４とＬＥＮＧＲＦ２０２３６とはフ
ェアチャイルド９３４２２型で良い。
【０４４５】ＡＯＮポインタおよび論理記述子のオフセ
ット・フィールドの記憶に加えて、ＡＢＲ１０３６５、
ｍＣＲ１０３６６およびＳＲ１０３６２に対して保留さ
れないＯＦＦＧＲＦ２０２３４の各部は、ＯＦＦＰ２０
２１８が汎用の３２ビットのＣＰＵとして使用されつつ
ある時は、それ単独で、あるいはＡＯＮＧＲＦ２０２３
２およびＬＥＮＧＲＦ２０２３６の対応する部分と関連
して、汎用レジスタとして使用することができる。ＯＦ
ＦＧＲＦ２０２３４は、以下に更に説明するようにＦＵ
ＣＴＬ２０２１４から与えられるアドレス入力によって
ＡＯＮＧＲＦ２０２３２とＬＥＮＧＲＦ２０２３６と並
列にアドレス指定される。
【０４４６】ＯＦＦＳＥＬ２０２３８は、ＯＦＦＧＲＦ
２０２３４の選択されたアドレス場所に書込むべきデー
タ入力を選択するため、例えば、ＳＮ７４Ｓ２４４およ
びＳＮ７４Ｓ２５７からなるマルチプレクサである。Ｏ
ＦＦＳＥＬ２０２３８の第１のデータ入力はＭＯＤバス
１０１４４からのもので、ＭＥＭ１０１１２およびＤＳ
Ｐ２０２１０間のデータ転送のための主な経路である。
前述の如くＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４に読込
まれる各データは、１ビットと３２ビット間で実際のデ
ータを保有することができる単一の３２ビットのワード
である。もしＭＥＭ１０１１２から読出されるべきデー
タ項目が３２ビット以上のデータを保有するならば、全
データ項目が転送されるまで連続的な読出し操作が行な
われる。
【０４４７】ＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第２のデータ入
力はＪＰＤバス１０１４２からのものである。以下に更
に説明するように、ＪＰＤバス１０１４２は、ＦＵ１０
１２０およびＥＵ１０１２２のデータ出力がＭＥＭ１０
１１２に書込まれるデータ転送経路である。ＪＰＤバス
１０１４２のＯＦＦＳＥＬ２０２３８の入力はこれによ
り循環経路を提供し、これによりＦＵ１０１２０または
ＥＵ１０１２２の出力に存在するデータが更に使用され
るため再びＤＳＰ２０２１０に転送されることができ
る。例えば、前述の如く、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の第
１の出力はＪＰＤバス１０１４２に接続され、これによ
り以下に更に説明するように、ＯＦＦＰ２０２１８のデ
ータ出力が更に処理されるためＯＦＦＰ２０２１８に対
して戻されること、またはＬＥＮＰ２０２２０のＡＯＮ
Ｐ２０２１６に対して転送されることを可能にする。更
に、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６の出力もまたＪＰＤバス１
０１４２と接続され、そのためＡＯＮポインタまたは物
理的記述子の長さフィールド、またはデータをＬＥＮＧ
ＲＦ２０２３６からＯＦＦＰ２０２１８に対して読込む
ことができる。この経路は、例えば、ＬＥＮＧＲＦ２０
２３６がデータまたは算術および論理演算の中間結果を
記憶するための汎用レジスタとして使用されつつある時
に使用することができる。
【０４４８】ＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第３の入力はＯ
ＦＦＡＬＵ２０２４２の出力側から与えられる。このデ
ータ経路はこれにより循環経路を提供し、以ってＯＦＦ
ＧＲＦ２０２３４に駐在するオフセット・フィールドま
たはデータが最初に異なるアドレス場所から読出されま
たは読込まれたのと同じアドレス場所においてＯＦＦＧ
ＲＦ２０２３４に関して処理されまたこれに対して戻す
ことができる。ＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第３の入力、
従ってＯＦＦＧＲＦ２０２３４に対するＯＦＦＡＬＵ２
０２４２の出力からのＯＦＦＰ２０２１８の循環経路
は、例えば、３２ビット以上のデータを含むデータ項目
のＭＥＭ１０１１２からの読出しにおいて使用すること
ができる。前述の如く、ＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０
１１４に対する各読出し操作は、１ビットと３２ビット
の間に実際のデータを含むことができる３２ビットのワ
ードである。３２ビット以上を含むデータ・ワードの転
送は、ＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４に対する一
連の読出し操作の実施により達成される。例えば、もし
要求されたデータ項目が７０ビットのデータを有するな
らば、このデータ項目は３つの連続する読出し操作にお
いて転送されることになる。第１と第２の読出し操作は
各々３２ビットのデータ転送を行ない、また最後の読出
し操作は残る６ビットのデータを転送することになる。
従って、ＭＥＭ１０１１２から３２ビット以上のデータ
項目の読出しを行なうためには、ＤＳＰ２０２１０は、
各々がこのデータ項目の連続する３２ビットのセグメン
トを規定する一連の論理記述子を生成しなければならな
い。この一連の論理記述子の最後のものは３２ビットよ
り少ないセグメント、例えば今述べた許りの事例におけ
るように６ビットのセグメントの規定が可能である。連
続する各物理的記述子においては、オフセット・フィー
ルドは、転送されるべき連続するデータ項目のセグメン
トの開始アドレスを規定するため先行する物理的記述子
の長さフィールドの値により増分されねばならない。連
続する物理的記述子の長さフィールドは、一般に、３２
ビットより少ない最終転送の場合を除いて、３２ビット
で一定状態を維持することになる。これにより、オフセ
ット・フィールドは通常、最終転送まで各転送において
３２ビットだけ増分されることになる。ＯＦＦＳＥＬ２
０２３８の第３の入力に対するＯＦＦＡＬＵ２０２４２
の出力からのＯＦＦＰ２０２１８の循環データ経路は、
前述の如く、次の連続する物理的記述子のオフセット・
フィールドとなるＯＦＦＧＲＦ２０２３４に対してその
時の物理的記述子の増分または減分されたオフセット・
フィールドを再びＯＦＦＧＲＦ２０２３４に対して書込
むため、このような順次のデータ転送操作において使用
することができる。
【０４４９】更に別の事例においては、ＯＦＦＡＬＵ２
０２４２からＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第３の入力から
のＯＦＦＰ２０２１８の循環経路は、名前テーブル１０
３５０におけるエントリの解明、即ち名前の解明の際に
使用することができる。名前の解明においては、前に述
べたように、ＡＯＮポインタのオフセット・フィール
ド、例えばリンク・ポインタ１０４１６は所要のデータ
項目に対して最後のＡＯＮポインタを提供するため連続
的に加算および減算されるのである。
【０４５０】ＡＯＮＧＲＦ２０２３２の出力からのＦＦ
ＳＥＬ２０２３８の第４の入力は、ＯＦＦＧＲＦ２０２
３４またはＯＦＦＭＵＸ２０２４０に対するＡＯＮＧＲ
Ｆ２０２３２からのデータ即ちＡＯＮフィールドの転送
のため使用することができる。このデータ経路は、例え
ばＡＯＮポインタまたは物理的記述子のＡＯＮフィール
ドの生成のためＯＦＦＰ２０２１８が使用される時、あ
るいは名前の評価の実施の時に使用することができる。
【０４５１】最後に、ＯＦＦＳＥＴ２０２２８からのＯ
ＦＦＳＥＬ２０２３８の第５の入力は、ＯＦＦＳＥＴ２
０２２８におけるオフセット・フィールドがＯＦＦＧＲ
Ｆ２０２３４に対して書込まれることを可能にし、ある
いはＯＦＦＭＵＸ２０２４０に対して転送されることを
可能にする。このデータ経路は、例えば、ＪＰ１０１１
４が名前の評価を行なっている時、ＯＦＦＧＲＦ２０２
３４に対してオフセット・フィールドをコピーするため
に使用することができる。
【０４５２】次にＯＦＦＭＵＸ２０２４０について説明
すると、ＯＦＦＭＵＸ２０２４０は３２ビットのワード
の個々のビットを処理するための論理回路を含んでい
る。ＯＦＦＭＵＸ２０２４０は、例えば、ストリング転
送の実施の際オフセット・フィールドを長さフィールド
により増分および減分するために、また例えばＭＨＴ１
０７１６およびＭＦＴ１０７１８に対してエントリを生
成するために使用することができる。ＯＦＦＭＵＸ２０
２４０はまた、物理的記述子およびＡＯＮポインタのＡ
ＯＮ、オフセットおよび長さの諸フィールドの生成およ
び処理における補助のため使用することができる。
【０４５３】ｂ．ｂ．オフセット・マルチプレクサ２０
２４０の詳細な構造（図２３８） 図２３８においては、ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の更に詳
細なブロック図が示されている。ＯＦＦＭＵＸ２０２４
０は、例えばＳＮ７４Ｓ３７３およびＳＮ７４Ｓ２４４
からなるオフセット・マルチプレクサ入力セレクタ（Ｏ
ＦＦＭＵＸＩＳ）２３８１０と、例えばＳＮ７４Ｓ３７
４からなるオフセット・マルチプレクサ・レジスタ（Ｏ
ＦＦＭＵＸＲ）２３８１２とを含む。ＯＦＦＭＵＸ２０
２４０はまた、例えばＳＮ７４Ｓ２５７で良いフィール
ド抽出回路（ＦＥＸＴ）２３８１４と、例えばＳＮ７４
Ｓ２５７とＳＮ７４Ｓ３７４からなるオフセット・マル
チプレクサ・フィールド・セレクタ（ＯＦＦＭＵＸＦ
Ｓ）２３８１６とを含む。最後に、ＯＦＦＭＵＸ２０２
４０は、例えばＡＭＤ２５Ｓ１０からなるもので良いオ
フセット・スケーラ（ＯＦＦＳＣＡＬＥ）２３８１８
と、例えばフェアチャイルド社の９３４２７からなるも
ので良いオフセット素子間空間エンコーダ（ＯＦＦＩＥ
ＳＥＮＣ）２３８２０と、例えばＡＭＤ社の２５Ｓ、フ
ェアチャイルド社の９２４２７およびＳＮ７４Ｓ２４４
からなるオフセット・マルチプレクサ出力セレクタ（Ｏ
ＦＦＭＵＸＯＳ）２３８２２とを含む。
【０４５４】最初にＯＦＦＰ２０２１８の他の部分との
ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の接続について説明すれば、Ｏ
ＦＦＳＥＬ２０２３８からのＯＦＦＭＵＸ２０２４０の
第１のデータ入力は、ＯＦＦＭＵＸＩＳ２３８１０の第
１の入力と接続されている。ＭＯＤバス１０１４４から
のＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第２の入力は、ＯＦＦＭＵ
ＸＩＳ２３８１０の第２の入力と接続される。ＪＰＤバ
ス１０１４２からのＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第３の入
力はＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第１の入力と接続さ
れるが、ＢＩＡＳ２０２４６からのＯＦＦＭＵＸ２０２
４０の第４の入力は、ＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２の第
１の入力と接続される。名前バス２０２２４からのＯＦ
ＦＭＵＸ２０２４０の第５の入力は、ＯＦＦＭＵＸＦＳ
２３８１６の第２の入力と接続される。ＯＦＦＡＬＵＳ
Ａ２０２４４に対するＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第１の
出力はＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２の出力と接続される
が、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２に対するＯＦＦＭＵＸ２０
２４０の第２の出力はＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２の出
力と接続される。ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の内部接続に
ついて述べれば、ＯＦＦＭＵＸＩＳ２３８１０の３２ビ
ットの出力はＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２の入力と接続さ
れ、ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２の３２ビット出力は、前
述の如く、ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第１の出力および
ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第３の入力として接続さ
れる。ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２の３２ビットの出力も
またＦＥＸＴ２３８１４の入力に接続されている。ＯＦ
ＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第１，第２および第３の入力
は前述の如く接続される。ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６
の第４の入力は、３１ビットが論理値零に、また１ビッ
トが論理値１にセットされる３２ビットの入力である。
第５の入力は、３１ビットが論理値１に、また１ビット
が論理値零にセットされる３２ビットの入力である。Ｏ
ＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第６の入力はＯＦＦＭＵＸ
ＦＳ１１０１２から与えられる３２ビットのリテラル
（Ｌ）入力であり、以下に述べるマイクロ命令ＦＵＣＴ
Ｌ２０２１４の一部をなす３２ビットの２進数である。
ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第７と第８の入力はＦＥ
ＸＴ２３８１４と接続される。入力７は、ＯＦＦＭＵＸ
Ｒ２３８１２に読込まれた名前テーブル・エントリのＦ
ＩＵおよび形式フィールドからなる。入力８は、ＯＦＦ
ＭＵＸＲ２３８１２に捕捉された３２ビット・ワードか
ら抽出される汎用入力伝送ビットである。図２３８にお
いて示したように、ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第１
と第３と、第４と、第５と、第６の入力は、各々が２つ
の１６ビットの入力を生じるように夫々分割される３２
ビット入力である。即ち、これらの３２ビットの入力の
各々は、前記の３２ビット入力のビット０乃至１５から
なる第１の入力と、ビット１６乃至３１からなる第２の
入力とに分割される。
【０４５５】ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の３２ビット
出力は、ＯＦＦＳＣＡＬＥ２３８１８およびＯＦＦＩＥ
ＳＥＮＣ２３８２０の入力と接続されている。図２３８
に示すようにＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６のフィールド
選択出力（ＦＳＯ）は、ビット０乃至１５を含む第１の
ワードと、ビット１６乃至３１を含む第２のワードとに
分割される３２ビット・ワードである。前記の如くＯＦ
ＦＭＵＸＦＳ２３８１６の出力ＦＳＯは、これによりＯ
ＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第１と、第３と、第４と、
第５と第６の入力の分割された構造を反映する。
【０４５６】出力ＦＳＯの生成においてＯＦＦＭＵＸＦ
Ｓ２３８１６により実施される、以下の説明において更
に詳細に記述する論理機能は下記のものを含む。即ち、
（１）直接ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６を経由するよう
にＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２の内容を送ること、（２）
直接ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６を経由するようにＪＰ
Ｄバス１０１４２上に３２ビット・ワードを送ること、
（３）ＦＵＣＴＬ２０２１４から直接ＯＦＦＭＵＸＦＳ
２３８１６を経由するようにマイクロ命令の一部を構成
するリテラル値を送ること、（４）ＦＳＯをリテラル値
００００ ００００となるように強制すること、（５）
ＦＳＯをリテラル値００００ ００１となるように強制
すること、（６）名前テーブルのエントリ・フィールド
を抽出すること、（７）ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２また
はＪＰＤバス１０１４２から３２ビット・ワード、また
はＦＵＣＴＬ２０２１４からマイクロ命令の３２ビット
を受入れ、上位の１６ビットを論理値０に強制する間下
位の１６ビットを送ること、（８）ＯＦＦＭＵＸＲ２３
８１２またはＪＰＤバス１０１４２から３２ビット・ワ
ードを、またはＦＵＣＴＬ２０２１４からマイクロ命令
の３２ビットを受入れ、下位の１６ビットを論理値０に
強制する間上位の１６ビットを送ること、（９）ＯＦＦ
ＭＵＸＲ２３８１２またはＪＰＤバス１０１４２、また
は名前バス２０２２４からの３２ビット・ワードを受入
れ、また上位の１６ビットにビット１６を符号拡張する
間下位の１６ビットを送ること、および（１０）名前バ
ス２０２２４から３２ビット・ワードを受入れ、上位の
２２４ビットにビット２４を符号拡張する間最も下位の
８ビットを送ることである。
【０４５７】ＯＦＦＳＣＡＬＥ２３８１８の３２ビット
の出力とＯＦＦＩＥＳＥＮＣ２３８２０の３ビットの出
力は、夫々ＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２の第２と第３の
入力に接続される。ＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２の第１
の入力は前記の如くＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第４の入
力であり、ＢＩＡＳ２０２４６と接続される。最後に、
ＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２の３２ビット出力であるＯ
ＦＦＭＵＸ（０〜３１）はＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第
２の出力であり、また前に述べたようにＯＦＦＡＬＵ２
０２４２の第２の入力と接続される。
【０４５８】ｃ．ｃ．オフセット・マルチプレクサ２０
２４０の詳細な作用 ａ．ａ．ａ．内部作用 図２３８に示した如きＯＦＦＭＵＸ２０２４０の構造に
ついて説明したが、以下にＯＦＦＭＵＸ２０２４０の作
用について説明する。ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の内部作
用について最初に説明するが、これに続いてＤＥＳＰ２
０２１０と関連するＯＦＦＭＵＸ２０２４０の作用につ
いて説明する。
【０４５９】最初にＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２について
説明するとＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２はＭＯＤバス１０
１４４からの３２ビット・ワード、即ちＭＯＤ（０〜３
１）またはＯＦＦＳＥＬ２０２３８から受取った３２ビ
ット・ワード、即ちＯＦＦＳＥＬ（０〜３１）のいずれ
かを受取る３２ビット・レジスタであり、ＯＦＦＭＵＸ
ＩＳ２３８１０によって選択される。ＯＦＦＭＵＸＲ２
３８１２は更に、ＭＯＤバス１０１４４またはＯＦＦＳ
ＥＬ２０２３８からのこれらの選択された３２ビット・
ワードを、ＯＦＦＡＦＵＳＡ２０２４４に対するＯＦＦ
ＭＵＸ２０２４０の第１のデータ出力として、ＦＥＸＴ
２３８１４の入力として、またＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８
１６の第３の入力として与える。ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３
８１６に対するＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２の３２ビット
出力は、ＯＦＦＭＵＸＲの出力（０〜１５）および（１
６〜３１）として示される２つの並列の１６ビット・ワ
ードとして与えられる。前述の如く、ＯＦＦＭＵＸＲ２
３８１２からＯＦＦＡＬＵＳＡ２０２４４に対するＯＦ
ＦＭＵＸＦＳ２３８１６の出力は、１６ビットだけ右寄
せされ、最上位の１６ビットは零充填される。
【０４６０】ＦＥＸＴ２３８１４はＯＦＦＭＵＸＲ２３
８１２からＯＦＦＭＵＸＲＯ（０〜１５）および（１６
〜３１）を受取りこれらの１６ビット・ワードからある
フィールドを抽出する。特に、ＦＥＸＴ２３８１４は、
ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２に転送されたＮＴ１０３５０
のエントリからＦＩＵおよびＴＹＰＥフィールドを抽出
する。ＦＥＸＴ２３８１４は次に、これらのＦＩＵおよ
びＴＹＰＴＥフィールドをＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６
の７番目の入力として与えることができる。ＦＥＸＴ２
３８１４は、任意にＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２に駐在す
る３２ビット・ワードからある他のフィールドを抽出し
て、これらのフィールドをＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６
の８番目の入力として与える。
【０４６１】ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６は、ＯＦＦＭ
ＵＸＦＳ２３８１６の８番目の入力からあるフィールド
を選択してＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の入力から選択
されたこれらのフィールドからなる対応する３２ビット
の出力ワード、即ちフィールド選択出力（ＦＳＯ）を与
えるマルチプレクサとして作用する。前述の如くＦＳＯ
は２つの並列の１６ビット・ワード、即ちＦＳＯ（０〜
１５）とＦＳＯ（１６〜３１）からなる。これと対応し
て、ＪＰＤバス１０１４２からのＯＦＦＭＵＸ２０２４
０の第３の入力は、２つの１６ビット・ワード、即ちＪ
ＰＤ（０〜１５）およびＪＰＤ（１６〜３１）として表
わされる３２ビットの入力である。同様に、ＯＦＦＭＵ
ＸＦＳ２３８１６の第４，第５および第６の入力は、各
々が２つの並列の１６ビット・ワード、夫々「０」（０
〜１５）と（１６〜３１）、「１」（０〜１５）と（１
６〜３１）、およびＬ（０〜１５）と（１６〜３１）か
らなる３２ビット・ワードとして表わされる。名前バス
２０２２４からのＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の第２の
入力は単一の１６ビット・ワード、即ち名前（１６〜３
１）として示されるか、ＦＥＸＴ２３８１４からのＯＦ
ＦＭＵＸＦＳ２３８１６の入力は各々幅が１６ビットよ
り小さい。ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６は、単一の３２
ビットの出力ワードに対して、対応する１６ビットの入
力ＪＰＤ（０〜１５）、または「０」（０〜１５）、ま
たはＬ（０〜１５）の１つを含むようにＦＳＯ（０〜１
５）を選択することができる。同様に、前記３２ビット
の出力ワードのＦＳＯ（１６〜３１）は、ＦＥＸＴ２３
８１４からの名前（１６〜３１）、またはＪＰＤ（１６
〜３１）、または０（１６〜３１）、または１（１６〜
３１）、Ｌ（１６〜３１）、または入力７および８の１
つを含むように選択することができる。従って、ＯＦＦ
ＭＵＸＦＳ２３８１６は、２つの１６ビット・フィール
ドからなる３２ビット・ワードがＯＦＦＭＵＸＦＳ２３
８１６の入力の選択された部分から生成されることを可
能にする。ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６の３２ビット出
力は、ＯＦＦＳＣＡＬＥ２３８１８とＯＦＦＩＥＳＥＮ
Ｃ２３８２０に対する入力として与えられる。最初にＯ
ＦＦＩＥＳＥＮＣ２３８２０について述べれば、ＯＦＦ
ＩＥＳＥＮＣ２３８２０は、特にデータ・ワードのアレ
イを照合するＮＴ１０３５０のエントリ（ＮＴＥ）の解
明即ち評価において使用される。図１０８に示すよう
に、ＮＥＴのワードＤは、あるアレイのデータ・ワード
の素子間隔（ＩＥＳ）に関するある情報を含む。あるＮ
ＴＥのワードＤは、ＭＥＭ１０１１２からＭＯＤバス１
０１４４に対して、またＯＦＦＭＵＸ２０２４０を介し
てＯＦＦＩＥＳＥＮＣ２３８２０の入力側に対して読込
むことができる。この時ＯＦＦＩＥＳＥＮＣ２３８２０
はワードＤのＩＥＳフィールドを調べて前記アレイの素
子間隔が２の倍数、即ち１，２，４，８，１６，３２ま
たは６４ビットのいずれであるかを判断する。実施にお
いてはＯＦＦＩＥＳＥＮＣ２３８２０は、最上位の２５
ビットに論理値零を、また最下位の７ビットには単一の
論理値１を保有するかどうかを判定する。もし素子間隔
がこのような２の倍数であれば、前記アレイにおけるワ
ードの物理的アドレスのオフセット・フィールドを得る
ためこのアレイのデータ・ワードの開始アドレスが指標
（ＩＥＳ）の左寄せによって決定することができ、更に
下位の更に複雑な乗算は必要でなくなる。このような場
合には、ＯＦＦＩＥＳＥＮＣは第１の出力、即ち素子間
隔が１回の左寄せによって決定できることを示すＦＵＣ
ＴＬ２０２１４に対するＩＥＳ符号化可能（ＩＥＳＥＮ
Ｃ）を生成する。ＯＦＦＩＥＳＥＮＣ２３８２０はこの
時符号化された出力、即ちＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２
に対する符号化ＩＥＳ（ＥＮＣＩＥＳ）を生成する。従
ってＥＮＣＩＥＳは指標（ＩＥＳ）値をこのアレイにお
けるワードのオフセットに翻訳するため必要な左寄せ量
を規定する符号化値である。図２３８に示すように、Ｅ
ＮＣＩＥＳはＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２の第３の入力
である。
【０４６２】ＯＦＦＳＣＡＬＥ２３８１８は、最下位ビ
ットが左寄せされるため、このビットの零充填を行なう
左寄せ回路網である。ＯＦＦＳＣＡＬＥ２３８１８によ
る桁送り量は零ビットと７ビットの間で選択可能であ
る。従って、ＯＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６からＯＦＦＳ
ＣＡＬＥ２３８１８に対して転送される３２ビット・ワ
ードは、この３２ビット・ワード内のビットを選択的に
再置するためビット単位に左寄せすることができる。Ｏ
ＦＦＭＵＸＦＳ２３８１６と関連して、またＯＦＦＡＬ
Ｕ２０２４の出力によりＯＦＦＳＥＬ２０２３８に対し
て与えられる循環結合は、例えば、ＭＨＴ１０７１６
と、ＭＦＴ１０７１８と、ＡＯＴ１０７１２とＡＳＴ１
０９１４、および他のＣＳ１０１１０のデータ構造に対
するエントリを生成してこれを操作するために使用する
ことができる。
【０４６３】ＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２は、夫々ＢＩ
ＡＳ２０２４６、ＯＦＦＳＣＡＬＥ２３８１８、ＯＦＦ
ＩＥＳＥＮＣ２３８２０からの第１，第２および第３の
入力を有するマルチプレクサである。ＯＦＦＭＵＸＯＳ
２３８２２は、ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第２の出力、
即ちＯＦＦＭＵＸ（０〜３１）としてこれらの入力のど
れか１つを選択することができる。前述の如く、ＯＦＦ
ＭＵＸ２０２４０の第２の出力はＯＦＦＡＬＵ２０２４
２の第２の入力と接続される。
【０４６４】ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の内部について述
べたが、ＤＥＳＰ２０２１０の全体的な作用に関するＯ
ＦＦＭＵＸ２０２４０の作用について次に説明する。
【０４６５】ｂ．ｂ．ｂ．記述子プロセッサ２０２１０
と関連する作用 ＯＦＦＳＥＬ２０２３８からのＯＦＦＭＵＸ２０２４０
の第１の入力は、ＯＦＦＳＥＬに対する入力がＯＦＦＭ
ＵＸＩＳ２３８１０を介してＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２
に対して転送されることを許容する。この入力は、ＯＦ
ＦＳＥＬ２０２３８のどの入力によってもＦＵＣＴＬ２
０２１４のマイクロ命令の制御下でＯＦＦＭＵＸＲ２３
８１２がロードされることを可能にする。ある特定の事
例においては、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の出力は、ＯＦ
ＦＭＵＸ２０２４０およびＯＦＦＡＬＵ２０２４２が１
つの３２ビット・ワードに関する反復処理を実施するこ
とを許容するため、ＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第３の入
力とＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第１の入力を介してフィ
ードバックすることができる。
【０４６６】ＭＯＤバス１０１４４からのＯＦＦＭＵＸ
２０２４０の第２の入力は、ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２
が直接ＭＯＤバス１０１４４からロードされることを可
能にする。例えば、その時活動状態の手順からのＮＴＥ
が前述の如く処理されるべきＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２
に対してロードすることができる。更に、ＯＦＦＭＵＸ
２０２４０の第２の入力は、ＯＦＦＰ２０２１８に対す
る並列の入力経路として、ＭＯＤバス１０１４４からＯ
ＦＦＳＥＬ２０２３８の第１の入力と関連して使用する
ことができる。これらの並列の入力経路は、ＯＦＦＳＥ
Ｌ２０２３８とＯＦＦＧＲＦ２０２３４がＯＦＦＭＵＸ
２０２４０から独立的に作用することを許容することに
よってＯＦＦＰ２０２１８の作用のパイプ・ライン化を
可能にする。例えば、ＦＵ１０１２０は、第１のマイク
ロ命令の間ＭＥＭ１０１１２からＯＦＦＭＵＸＲ２３８
１２に対する読出し操作を開始することができる。この
ように要求されたデータは第２のマイクロ命令の間ＭＯ
Ｄバス１０１４４上に現われＭＯＤバス１０１４４から
ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第２の入力を介してＯＦＦＭ
ＵＸＲ２３８１２に対してロードすることができる。同
時に、ＦＵ１０１２０は、第２のマイクロ命令の開始時
において、例えば、ＯＦＦＧＲＦ２０２３４に対するＯ
ＦＦＡＬＵ２０２４２の出力をローディングするＯＦＦ
ＳＥＬ２０２３８およびＯＦＦＧＲＦ２０２３４により
実施されるべき独立の操作を開始することができる。従
って、ＭＯＤバス１０１４４からＯＦＦＭＵＸ２０２４
０に対する独立の経路を提供することにより、ＯＦＦＳ
ＥＬ２０２３８は、ＭＯＤバス１０１４４からＯＦＦＭ
ＵＸ２０２４０に対するデータ転送の実施中、他の同時
のデータ転送操作を自由に実施することができる。
【０４６７】ＪＰＤバス１０１４２からのＯＦＦＭＵＸ
２０２４０の第３の入力は、汎用データ転送経路であ
る。例えば、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６またはＯＦＦＡＬ
Ｕ２０２４２からのデータは、ＪＰＤバス１０１４２お
よびＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第３の入力を介してＯＦ
ＦＭＵＸ２０２４０に対して転送することができる。
【０４６８】ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第４の入力は、
ＢＩＡＳ２０２４６から接続され、前述の如くストリン
グ転送中主として使用される。即ち、ストリング転送の
ため生成される物理的記述子の長さフィールドは、ＯＦ
ＦＡＬＵ２０２４２におけるこれらの物理的記述子のオ
フセット・フィールドの増分または減分のためＯＦＦＭ
ＵＸ２０２４０の第４の入力を介してＯＦＦＭＵＸ２０
２４０に対して転送することができる。
【０４６９】ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第５の入力は名
前バス２０２２４と接続される。以下において更に説明
するように、名前はＦＵＣＴＬ２０２１４によってＮＣ
１０２２６に対して与えられて、ＮＣ１０２２６からＳ
ＩＮのシーケンスの一部としてＭＯＤバス１０１４４上
に現われる名前と対応する論理記述子を呼出す。各名前
がＮＣ１０２２６に対して与えられるため、この名前は
名前トラップ（ＮＴ）２０２５４に転送されてこれに捕
捉される。ＮＣ１０２２６のミスの発生、即ちＮＣ１０
２２６がある特定の名前と対応するエントリを含まない
場合、この名前は後でＮＴ２０２５４から名前バス２０
２２４およびＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第５の入力を介
してＯＦＦＭＵＸ２０２４０に対して転送される。次に
８，１２または１６の如き２倍数として前に説明した前
記名前は基準化することができ、即ちＮＴＥのサイズに
より乗算される。従ってこの基準化された名前はｍＣＲ
１０３６６から名前テーブル・ポインタ（ＮＴＰ）に対
して付加されてＮＴ１０３５０における対応するＮＴＥ
のアドレスを得ることができる。更に、ＮＣ１０２２６
のミス、または対応するＮＴ１０３５０におけるページ
の障害を惹起し、または一連の名前の解を必要とする名
前は、ＯＦＦＭＵＸ２０２４０からＯＦＦＡＬＵ２０２
４２およびＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第３の入力を介し
てＯＦＦＧＲＦ２０２３４に対して転送することができ
る。この名前は、必要に応じて後でＯＦＦＧＲＦ２０２
３４から読出しあるいは復元することができる。
【０４７０】次にＯＦＦＭＵＸ２０２４０の出力につい
て述べればＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２からのＯＦＦＭＵ
Ｘ２０２４０の第１の出力は、ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１
２の内容がＯＦＦＡＬＵＳＡ２０２４４を介してＯＦＦ
ＡＬＵ２０２４２の第１の入力に対して転送されること
も可能にする。ＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２からＯＦＦ
ＭＵＸ２０２４０の第２の出力は、ＯＦＦＡＬＵ２０２
４２の第２の入力に対して直接与えられる。ＯＦＦＡＬ
Ｕ２０２４２は、ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２からの第１
の入力と、ＯＦＦＭＵＸＯＳ２３８２２からの第２の入
力、例えば操作されたオフセット・フィールドが同時に
与えることができる。
【０４７１】ＯＦＦＡＬＵＳＡ２０２４４について述べ
れば、ＯＦＦＡＬＵＳＡ２０２４４はマルチプレクサで
ある。ＯＦＦＡＬＵＳＡ２０２４４は、ＯＦＦＡＬＵ２
０２４２の第１の入力として、あるいはＯＦＦＳＥＴバ
ス２０２２８に対するＯＦＦＰ２０２１８の出力として
ＯＦＦＧＲＦ２０２３４の出力、あるいはＯＦＦＭＵＸ
２０２４０の出力のいずれかを選択することができる。
例えばＯＦＦＧＲＦ２０２３４からのオフセット・フィ
ールドは、その時の論理記述子のオフセット・フィール
ドを構成するためＯＦＦＳＥＴバス２０２２８に対して
読込むことができ、また同時にストリング転送において
後の論理記述子のオフセット・フィールドを生成するた
めに増分または減分されるためＯＦＦＡＬＵ２０２４２
に対して読込むことができる。
【０４７２】ＯＦＦＡＬＵ２０２４２は、通常の全ての
ＡＬＵ操作の実施が可能な３２ビットの汎用演算論理装
置である。例えば、論理記述子のオフセット・フィール
ドを加算、減算、乗算または除算することができる。更
に、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２はデータに対する転送経路
として役立ち、即ちＯＦＦＡＬＵ２０２４２はこのデー
タについて処理することなくＯＦＦＡＬＵ２０２４２の
出力に対して入力データを転送することができる。ＯＦ
ＦＡＬＵ２０２４２の第１の出力は、前述の如く、ＪＰ
Ｄバス１０１４２、ＯＦＦＳＥＬ２０２３８の第３の入
力側およびＡＯＮＳＥＬ２０２４８の第１の入力側と接
続される。従って、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２により転送
される即ち操作されるデータは、ＪＰＤバス１０１４２
に対し転送することができ、あるいは以降の操作即ち反
復的な操作のためＯＦＦＳＥＬ２０２３８を介してＯＦ
ＦＰ２０２１８に対して循環させられることができる。
ＡＯＮＳＥＬ２０２４８に対するＯＦＦＡＬＵ２０２４
２の出力は、例えば、ＯＦＦＰ２０２１８によりＡＯＮ
ＧＲＦ２０２３２に対して生成されるＡＯＮポインタの
ＡＯＮフィールド即ち物理的記述子をロードするために
使用することができる。更に、このデータ経路は、ＦＵ
１０１２０が例えばＦＵ１０１２０の諸操作の中間結果
または最終結果に対するバッファ即ち一時的記憶空間と
してＡＯＮＧＲＦ２０２３２を使用することを可能にす
る。
【０４７３】ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８に対するＯＦ
ＦＡＬＵ２０２４２の出力は、論理記述子のオフセット
・フィールドが直接ＯＦＦＡＬＵ２０２４２からＯＦＦ
ＳＥＴバス２０２２８に対して転送されることを可能に
する。例えば、論理記述子のオフセット・フィールド
は、最初のクロック・サイクルの間ＯＦＦＡＬＵ２０２
４２によって生成することができ、また第２のクロック
・サイクルの間即時ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８に対し
て転送することができる。
【０４７４】ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の第３の出力は名
前バス２０２２４に対して向けられる。以下において更
に述べるように、名前バス２０２２４はＮＣ１０２２６
に対するアドレス入力（ＡＤＲ）である。名前バス２０
２２４に対するＯＦＦＡＬＵ２０２４２の出力はこれに
より、ＯＦＦＰ２０２１８がＮＣ１０２２６に対するア
ドレス、即ち名前を生成即ち提供することを可能にす
る。
【０４７５】ＯＦＦＰ２０２１８の作用について述べた
が、次にＬＥＮＰ２０２２０の作用について説明する。
【０４７６】ｅ．長さのプロセッサ（ＬＥＮＰ）２０２
２０（図２３９） 図２０２においては、ＬＥＮＰ２０２２０の第１の機能
は、ストリング転送において生成される論理記述子の長
さフィールドを含む論理記述子の長さフィールドの生成
および操作である。ＬＥＮＰ２０２２０は、ＬＥＮＧＲ
Ｆ２０２３６と、ＬＥＮＳＥＬ２０２５０と、ＢＩＡＳ
２０２４６と、ＬＥＮＡＬＵ２０２５２とを含む。ＬＥ
ＮＧＲＦ２０２３６は、例えばフェアチャイルド社の９
３４２２で良い。ＬＥＮＳＥＬ２０２５０は、例えばＳ
Ｎ７４Ｓ２５７とＳＮ７４Ｓ１５７およびＳＮ７４Ｓ２
４４からなるもので良く、またＬＥＮＡＬＵ２０２５２
は例えばＳＮ７４Ｓ３８１で良い。
【０４７７】前述の如く、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６はＧ
ＲＦ１０３５４の３２ビット幅の垂直方向部分である。
ＬＥＮＧＲＦ２０２３６はＯＦＦＧＲＦ２０２３４とＡ
ＯＮＧＲＦ２０２３２と並列に作用し、部分的に論理記
述子の長さフィールドを含む。更にまた前述の如く、Ｌ
ＥＮＧＲＦ２０２３６はデータを含むことができる。
【０４７８】ＬＥＮＳＥＬ２０２５０は、３つの入力を
有し、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６に対して出力をまたＢＩ
ＡＳ２０２４６の第１の入力を提供するマルチプレクサ
である。ＬＥＮＳＥＬ２０２５０の第１の入力は長さバ
ス２０２２６からであり、長さバス２０２２６からＬＥ
ＮＧＲＦ２０２３６またはＢＩＡＳ２０２４６に対して
物理的記述子即ち長さフィールドを書込むために使用す
ることができる。このような長さのフィールドは、例え
ば、名前の評価即ち解明操作の間、長さバス２０２２６
からＬＥＮＧＲＦ２０２３６に対して書込むことができ
る。ＬＥＮＳＥＬ２０２５０の第２の入力はＯＦＦＳＥ
Ｔバス２０２２８からである。ＬＥＮＳＥＬ２０２５０
の第２の入力は、例えば、ＯＦＦＰ２０２１８によりＬ
ＥＮＧＲＦ２０２３６に対して生成される長さフィール
ドのロードのために使用することができる。更に、ＯＦ
ＦＰ２０２１８により操作されるデータは、ＬＥＮＳＥ
Ｌ２０２５０の第２の入力を介して記憶するためＬＥＮ
ＧＲＦ２０２３６に対して読込み可能である。
【０４７９】ＬＥＮＳＥＬ２０２５０の第３の入力はＬ
ＥＮＡＬＵ２０２５２の出力からで、ＬＥＮＡＬＵ２０
２５２の出力をＬＥＮＧＲＦ２０２３６に対して戻す循
環経路である。ＬＥＮＳＥＬ２０２５０の第３の入力
は、例えば、ある特定の論理記述子の長さフィールドが
ＬＥＮＡＬＵ２０２５２により増分もしくは減分されて
ＬＥＮＧＲＦ２０２３６に対して戻されるストリング転
送中に使用することができる。このデータ経路はまた、
例えば、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６における１つの場所か
らＬＥＮＧＲＦ２０２３６における別の場所に３２ビッ
ト・ワードを移動する際に使用することができる。前述
の如く、ＬＥＮＳＥＬ２０２５０の出力もまた第１の入
力ＢＩＡＳに対して与えられ、ＬＥＮＳＥＬ２０２５０
の第１，第２または第３の入力において現われるデータ
がＢＩＡＳ２０２４６の第１の入力に対して与えられる
ことを可能にする。
【０４８０】ＢＩＡＳ２０２４６は、以下において更に
詳細に説明するように、ストリング転送中に論理記述子
の長さフィールドを生成する。前述の如く、１回の読出
し操作においては、３２ビット以上のデータはＭＥＭ１
０１１２から読出すことはできない。従って、長さが３
２ビット以上のデータ項目は、各々が３２ビット以下の
データを転送する一連の即ちストリング読出し操作にお
いて転送されなければならない。ストリング転送の論理
記述子の長さフィールドが生成したＢＩＡＳ２０２４６
は、前述の如く、長さバス２０２２６に対し、ＬＥＮＡ
ＬＵ２０２５２の第２の入力に対し、またＯＦＦＭＵＸ
２０２４０の第４の入力に対して与えられる。バイアス
・フィールドと呼ばれるこれらのストリング転送論理記
述子の長さフィールドは、ストリング転送の実行のため
ＤＥＳＰ２０２１０により生成される一連の論理記述子
の長さフィールドとしてＢＩＡＳ２０２４６により長さ
バス２０２２６に対して与えられる。これらのバイアス
・フィールドはＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第４の入力に
対して与えられて、前述の如くこれらの論理記述子のオ
フセット・フィールドの増分または減分を行なう。これ
らのバイアス・フィールドはストリング転送中ＬＥＮＡ
ＬＵ２０２５２の第２の入力に与えられて、ストリング
転送においてＭＥＭ１０１１２に対して読込まれつつあ
るデータ項目の長さフィールドをこれに対応するように
減分する。ＢＩＡＳ２０２４６については、ＬＥＮＡＬ
Ｕ２０２５２の説明を最初に行なった後に、更に詳細に
以下において説明する。
【０４８１】ａ．ａ．長さの演算論理装置（ＬＥＮＡＬ
Ｕ） 長さの演算論理装置（ＬＥＮＡＬＵ）２０２５２は、全
ての慣例的な算術および論理演算の実行が可能な３２ビ
ットの演算論理装置である。特に、ある特定のデータ項
目のストリング転送の間、ＬＥＮＡＬＵ２０２５２から
の長さフィールドは、このデータ項目の長さフィールド
をＬＥＮＧＲＦ２０２３６からまた連続するバイアス・
フィールドをＢＩＡＳ２０２４６から受取る。この時Ｌ
ＥＮＡＬＵ２０２５２はこの論理記述子のその時の長さ
フィールドを減分して、ストリング転送の次の読出し操
作中に使用されるべき長さフィールドを生成し、また新
たな長さフィールドをＬＥＮＳＥＬ２０２５０の第３の
入力を介して再びＬＥＮＧＲＦ２０２３６に対して送
る。
【０４８２】ｂ．ｂ．ＢＩＡＳ２０２４６（図２３９） 図２３９においては、ＢＩＡＳ２０２４６の部分ブロッ
ク図が示されている。ＢＩＡＳ２０２４６は、バイアス
・メモリー（ＢＩＡＳＭ）２３９１０と、長さ検出器
（ＬＤＥＴ）２３９１２と、次の零検出器（ＮＸＴＺＲ
Ｏ）２３９１４と、選択バイアス（ＳＢＩＡＳ）２３９
１６とを含んでいる。ＬＤＥＴ２３９１２の入力はＢＩ
ＡＳ２０２４６の第１の入力であってＬＥＮＳＥＬ２０
２５０の出力側に接続されている。ＬＤＥＴ２３９１２
の出力はＢＩＡＳＭ２３９１０のデータ入力側と接続さ
れ、ＢＩＡＳＭ２３９１０の出力はＮＸＴＺＲＯ２３９
１４の入力側と接続されている。ＮＸＴＺＲＯ２３９１
４の出力はＳＢＩＡＳ２３９１６の第１の入力側と接続
されている。ＳＢＩＡＳ２３９１６の第２の入力はＢＩ
ＡＳ２０２４６の第２の入力即ちＬ８であり、ＦＵＣＴ
Ｌ２０２１４の出力と接続されている。ＳＢＩＡＳ２３
９１６の第３の入力はＢＩＡＳ２０２４６の第３の入力
即ちＬであり、ＦＵＣＴＬ２０２１４の更に別の出力と
接続されている。ＳＢＩＡＳ２３９１６の出力はＢＩＡ
Ｓ２０２４６の出力であり、前述の如く、長さバス２０
２２６、ＬＥＮＡＬＵ２０２５２の第２の入力、および
ＯＦＦＭＵＸ２０２４０の第４の入力に接続される。
【０４８３】ＢＩＡＳＭ２３９１０は、ＧＲＦ１０３５
４のＳＲ１０３６２と同じ長さを有しかつこれと共に作
用しかつこれと並列にアドレス指定される７ビット幅の
ランダム・アクセス・メモリーである。ＢＩＡＳＭ２３
９１０はＳＲ１０３６２の各アドレス場所と対応するア
ドレス場所を有し、ＳＲ１０３６２のこれらのアドレス
場所と同時にアドレス指定される。ＢＩＡＳＭ２３９１
０は、例えば、ＡＭＤ社の２７Ｓ０３Ａで良い。
【０４８４】ＢＩＡＳＭ２３９１０は、ＳＲ１０３６２
に駐在する各論理記述子のバイアス値を含む。前述の如
く、１つのバイアス値は、ある長さフィールドを記憶し
たＬＥＮＧＲＦ２０２３６と共に、対応する論理記述子
を有するあるデータ項目がＭＥＭ１０１１２から読出さ
れるべき時に、ある特定の読出し操作においてＭＥＭ１
０１１２から読出されるビット数を表わす数である。最
初に、その対応する長さフィールドがＬＥＮＧＲＦ２０
２３６に対して書込まれる時、バイアス値が以下に述べ
る方法においてＢＩＡＳＭ２３９１０に対して書込まれ
る。もしある特定のデータ項目が３２ビットより短い長
さを有するならば、このデータ項目の最初のバイアス値
はこのデータ項目の実際の長さを表わすことになる。例
えば、もしあるデータ項目が２４ビットの長さを有する
ならば、関連するバイアス値は２４を表わす６ビットの
２進数となる。ＬＥＮＧＲＦ２０２３６におけるこのデ
ータ項目の長さフィールドは同様に２４の長さ値を含む
ことになる。もしある特定の項目が３２ビットより大き
な長さ、例えば、前記の事例において述べたような７０
ビットを有するならば、このデータ項目はストリング転
送操作においてＭＥＭ１０１１２から読出されねばなら
ない。前述の如く、ストリング転送は、このデータ項目
の転送を完了する３２ビット以下の最後の転送を行な
う。ＭＥＭ１０１１２から一時に３２ビットを転送する
一連の読出し操作である。ＬＥＮＧＲＦ２０２３６にお
けるこのようなデータ項目の最初の長さフィールドのエ
ントリは、前に述べたものと同じ事例を用いれば、７０
の値を保有することになる。ＢＩＡＳＭ２３９１０の対
応するアドレス空間に書込まれるこのデータ項目の最初
のバイアス・エントリフィールドは３２のバイアス値を
有することになる。３２のこの最初のバイアス値は、こ
のデータ項目をＭＥＭ１０１１２から転送するため必要
な少なくとも最初の読出し操作は３２ビットのデータを
転送することになる。
【０４８５】３２ビットより小さな長さ、例えば２４ビ
ットの長さを有するデータ項目がＭＥＭ１０１１２から
読出される時、このデータ項目の２４のバイアス値はＢ
ＩＡＳＭ２３９１０から読出されて、この読出し操作に
対する論理記述子の長さフィールドとして長さバス２０
２２６に対して与えられる。同時にこの２４なるバイア
ス値は、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６から読出された前記デ
ータ項目から控除される。この長さの値からの前記バイ
アス値の控除は零なる結果を生じることになり、これ以
上の読出し操作がこのデータ項目の転送の完了には必要
とされないことを表示する。
【０４８６】もし例えば７０ビットの長さを有するある
データ項目がＭＥＭ１０１１２から読出される場合、こ
のデータ項目の最初の３２なるバイアス値はストリング
転送の最初の論理記述子の長さフィールドとしてＢＩＡ
ＳＭ２３９１０から長さバス２０２２６に対して読込ま
れる。同時に、このデータ項目の最初の長さフィールド
はＬＥＮＧＲＦ２０２３６から読出される。このデータ
項目の最初のバイアス値即ち３２は、このデータ項目の
最初の長さ値即ち７０からＬＥＮＡＬＵ２０２５２から
控除される。この控除操作の結果は、１つ以上の後続の
読出し操作において転送されるべきデータの残る長さで
ある。この事例においては、最初の長さ値からの最初の
バイアス値の控除は、このデータ項目の３８ビットが転
送されるべき状態を維持することを示す。ＬＥＮＡＬＵ
２０２５２の出力が表わすこの控除の結果、例えば３８
は、ＬＥＮＧＲＦ２０２３６に対するＬＥＮＳＥＬ２０
２５０の第３の入力に対して転送され、これからこのデ
ータ項目の最初の長さ値が読出されたアドレス場所に書
込まれる。この時、この新たな長さフィールドのエント
リはこのデータ項目の残る長さを表わす。同時に、ＬＤ
ＥＴ２３９１２はＬＥＮＧＲＦ２０２３６に対して書込
まれつつある前記の残りの長さを検査して、このデータ
項目の残る長さが３２ビットより大きいか、あるいは３
２ビットと等しいか、あるいはまたこれよりも小さいか
を判定する。もしこの残る長さが３２ビットよりも大き
ければ、ＬＤＥＴ２３９１２は、ＢＩＡＳＭ２３９１０
に対して書込まれる次の３２なるバイアス値ならびに最
初のバイアス値を保持していた同じアドレス場所を生成
する。もし残るデータ項目の長さが３２ビットよりも小
さければ、ＬＤＥＴ２３９１２は転送されるデータ項目
の実際の残る長さを表わす６ビットの２進数を生成す
る。従って実際の残る長さは、再び、始めに最初のバイ
アス値を含むＢＩＡＳＭ２３９１０のアドレス場所に書
込まれる。これらの操作はまた、最初の長さフィールド
を検査して対応する最初のバイアス値を生成する際にＬ
ＤＥＴ２３９１２によって実施される。これらの読出し
操作は、ＬＤＥＴ２３９１２が、残る長さフィールドが
３２ビット以下であること、従ってこのデータ項目の前
記転送動作が次の読出し操作と同時に完了するであろう
ことを検出するまでは前述の如く継続される。この事象
が検出される時、ＬＤＥＴ２３９１２は７番目のビット
入力を生成し、これは前記ストリング転送の最後のバイ
アス値と共にＢＩＡＳＭ２３９１０に対して書込まれ
て、この残る長さが次の読出し操作の後零となるであろ
うことを表示する。最後のバイアス値が前記ストリング
転送の次の読出し操作の開始時においてＢＩＡＳＭ２３
９１０から読出される時、前記の７番目のビットはＮＸ
ＴＺＲＯ２３９１４によって検査されこれは後でテスト
条件出力、即ち最後の読出し（ＬＳＴＲＤ）をＦＵＣＴ
Ｌ２０２１４に対して生成する。この時ＦＵＣＴＬ２０
２１４は、もし転送が成功裏に完了した場合は、この最
後の読出し操作の後に前記のストリング転送の実行が終
了することができる。
【０４８７】前記の如く、ＣＳ１０１１０におけるデー
タ項目の長さの基本単位は３２ビットである。従って、
３２ビット以下のデータ項目は、３２ビット上のデータ
項目がストリング転送を必要とする間は直接転送するこ
とができる。更に、ストリング転送によるデータ項目の
転送は、データ項目自体とこのデータ項目が転送されつ
つある場合のデータの記憶空間の双方の転送された長さ
と転送されるべき残りの長さの追跡を必要とする。この
ため、ＢＩＡＳ２０２４６は、前に述べた方法で、デー
タ項目とこのデータ項目が転送されつつある場合の双方
の論理記述子の長さフィールドとバイアス・フィールド
を記憶し、かつこれにより処理することになる。もしソ
ース記述子のバイアス・フィールドが先行のそれの前も
しくは同時に零になる。即ち転送が完了する場合、ある
いはもし行先のバイアス・フィールドがソースのそれの
前に零になる場合、ＦＵＣＴＬ２０２１４はＬＳＴＲＤ
テスト条件を受けることになり、また適当なマイクロコ
ード制御応答を与えることができる。もしソース・バイ
アス・フィールドが行先のそれの前に零になるならば、
このデータ項目が転送されつつある場合の残りが零で充
填され埋込みを完了することを注目されたい。もしデー
タ項目が記述子の記憶容量よりも大きければ、行先の場
所は容量一杯に充填されることになり、ＦＵＣＴＬ２０
２１４は適当な動作を開始することを通知される。
【０４８８】データ項目の長さを感知しないデータ項目
の転送の許容に加えて、ＢＩＡＳ２０２４６は、データ
項目の長さに対して感知しない短い緊密なマイクロコー
ド・ループによりストリング転送が達成されることを可
能にする。例えば、場所Ａから場所Ｂに対するストリン
グ転送は下記の如くに符号化される。即ち、（１）Ａか
らの取出し、バイアスＡからの長さの控除、およびａの
オフセットおよび長さの更新、および（２）Ｂに対する
記憶、バイアスＢからの長さの控除、およびもしＢの長
さが零にならなければ（１）への分岐、またはもしＢの
長さが零になるならば無効になる（転送の終了）。Ｂの
長さが零になるまではマイクロコード・ループが継続す
るため、ソース（Ａ）の長さはテキストされる必要はな
く、前述の如く、もしＡの長さがＢの長さよりも小さけ
ればＢは充填されて零で埋込まれることになり、あるい
はもしＡの長さがＢの長さよりも大きいかあるいはこれ
と等しければＢは充填されてストリング転送は終了す
る。
【０４８９】これにより、ＬＤＥＴ２３９１２とＮＸＴ
ＺＲＯ２３９１４は、ＤＥＳＰ２０２１０による読出し
操作を開始するＦＵＣＴＬ２０２１４からの単一のマイ
クロ命令の発生と同時に、ＦＵＣＴＬ２０２１４が自動
的にストリング転送を開始することを許容する。この時
読出し操作を開始するこのマイクロ命令は、ＮＸＴＺＲ
Ｏ２３９１４からＦＵＣＴＬ２０２１４に対するＬＳＴ
ＲＤが前述のストリング転送が完了したことを表示する
までは自動的に反復される。ＬＤＥＴ２３９１２とＮＸ
ＴＺＲＯ２３９１４は夫々、例えば、ＳＮ７４Ｓ２６
０、ＳＮ７４Ｓ１３３、ＳＮ７４Ｓ５１、ＳＮ７４Ｓ０
０、ＳＮ７４Ｓ０４、ＳＮ７４Ｓ０２およびＳＮ７４Ｓ
３２からなるもので良い。
【０４９０】最後にＳＢＩＡＳ２３９１６について述べ
れば、このＳＢＩＡＳ２３９１６は、例えばＳＮ７４Ｓ
２８８、ＳＮ７４Ｓ３７４およびＳＮ７４Ｓ２４４から
なるマルチプレクサである。ＦＵＣＴＬ２０２１４から
のマイクロ命令制御下において、ＳＢＩＡＳ２３９１６
はＢＩＡＳＭ２３９１０からのバイアス値、即ちＬ８ま
たはＬの１つになるようにＢＩＡＳ２０２４６の出力を
選択する。ＢＩＡＳＭ２３９１０からのＳＢＩＡＳ２３
９１６の第１の入力については前に述べた。ＳＢＩＡＳ
２３９１６の第２の入力即ちＬ８はＦＵＣＴＬ２０２１
４から与えられ、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与えられ
るマイクロ命令の８ビットである。ＳＢＩＡＳ２３９１
６の第２の入力は、バイアス値のマイクロコードの選択
がＬＥＮＡＬＵ２０２５２およびＯＦＦＡＬＵ２０２４
２による論理記述子の長さフィールドおよびオフセット
・フィールドの操作においてＮＣ１０２２６に対するエ
ントリの発生のために使用されることを許容する。ＳＢ
ＩＡＳ２３９１６の第３の入力即ちＬは同様にＦＵＣＴ
Ｌ２０２１４から与えられ、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に
おけるマイクロ命令の各部から得られる復号された長さ
値である。これらのマイクロコードの長さ値は、ある同
時に生じるデータ項目の長さ、例えば１，２，４，８，
１６，３２および６４ビットの長さを表わしている。８
ビットの長さを表わすＬ入力は、例えば、ＭＥＭ１０１
１２からバイト単位でデータを読出す際に使用すること
ができる。
【０４９１】ＬＥＮＰ２０２２０の作用について説明し
たが、次にＡＯＮＰ２０２１６の作用について説明す
る。
【０４９２】ｆ．ＡＯＮプロセッサ（ＡＯＮＰ）２０２
１６ ａ．ａ．ＡＯＮＧＲＦ２０２３２ 前述の如く、ＡＯＮＰ２０２１６はＡＯＮＳＥＬ２０２
４８とＡＯＮＧＲＦ２０２３２を含む。ＡＯＮＧＲＦ２
０２３２はＧＲＦ１０３５４の２８ビット幅の垂直方向
部分であり、ＡＯＮポインタのＡＯＮフィールドと論理
記述子を記憶する。ＡＯＮＳＥＬ２０２４８はＡＯＮＧ
ＲＦ２０２３２に対して書込まれるべき入力を選択する
ためのマルチプレクサである。ＡＯＮＳＥＬ２０２４８
例えばＳＮ７４Ｓ２５７で良い。ＡＯＮＧＲＦ２０２３
２は例えばフェアチャイルド社の９３４２２で良い。
【０４９３】前述の如く、ＡＯＮＧＲＦ２０２３２の出
力は、ＡＯＮポインタのＡＯＮフィールドおよび論理記
述子がこれからＡＯＮバス２０２３０に対して転送され
ることを許容するためＡＯＮバス２０２３０と接続され
ている。ＡＯＮＧＲＦ２０２３２の出力は、ＡＯＮバス
２０２３０からの両方向の入力と共に、ＡＯＮＳＥＬ２
０２４８の第２の入力およびＯＦＦＳＥＬ２０２３８の
第４の入力と接続されている。このデータ経路は、ＡＯ
ＮＧＲＦ２０２３２から、あるいはＡＯＮバス２０２３
０からＡＯＮフィールドがＡＯＮＧＲＦ２０２３２また
はＯＦＦＧＲＦ２０２３４に対して書込まれることを許
容し、あるいはＯＦＦＭＵＸ２０２４０に対する入力と
して与えられることを許容する。
【０４９４】ｂ．ｂ．ＡＯＮセレクタ２０２４８ ＡＯＮセレクタ（ＡＯＮＳＥＬ）２０２４８の第１の入
力は、前述の如くＯＦＦＡＬＵ２０２４２の出力と接続
され、また例えばＯＦＦＰ２０２１８により生成即ち操
作されたＡＯＮフィールドがＡＯＮＧＲＦ２０２３２に
対して書込まれることを可能にするため使用される。Ａ
ＯＮＳＥＬ２０２４８の第３の入力は、各ビットが論理
値零である２８ビット・ワードである。ＡＯＮＳＥＬ２
０２４８の第３の入力は、全て零のＡＯＮフィールドが
ＡＯＮＧＲＦ２０２３２に対して書込まれることを可能
にする。全て零のＡＯＮフィールドがＡＯＮＧＲＦ２０
２３２に対して書込まれることを許容する。全て零のＡ
ＯＮフィールドは、ＯＦＦＧＲＦ２０２３４とＬＥＮＧ
ＲＦ２０２３６における対応するエントリがＡＯＮポイ
ンタまたは論理記述子のいずれでもないことを示すため
保留される。全て零のＡＯＮフィールドはこのように保
留されて、ＯＦＦＧＲＦ２０２３４およびＬＥＮＧＲＦ
２０２３６における対応するエントリがデータを保有す
ることを表示する。
【０４９５】要約すれば、前述の如く、ＤＥＳＰ２０２
１０はＡＯＮＰ２０２１６と、ＯＦＦＰ２０２１８と、
ＬＥＮＰ２０２２０を含んでいる。ＯＦＦＰ２０２１８
は、ＡＯＮポインタおよび論理記述子のオフセット・フ
ィールドを記憶しＤＥＳＰ２０２１０により処理される
べきデータを保持するためのＧＲＦ１０３５４とＯＦＦ
ＧＲＦ２０２３４の垂直部分を保有する。ＯＦＦＰ２０
２１８はＭＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４に対する
データの転送用の主な経路であり、全ての通常の算術お
よび論理演算を実施するための３２ビットの汎用演算論
理装置である。更に、ＯＦＦＰ２０２１８は、回路、例
えば論理記述子のＡＯＮ、オフセットおよび長さの各フ
ィールドおよびＡＯＮポインタの生成および操作のため
のＯＦＦＭＵＸ２０２４０を含む。ＯＦＦＰ２０２１８
はまた、例えばＮＣ１０２２６、ＡＴＵ１０２２８、Ｐ
Ｃ１０２３４、ＡＯＴ１０７１２、ＭＨＴ１０７１６、
ＭＦＴ１０７１８およびＭＥＭ１０１１２に駐在する他
のデータおよびアドレス構造に対するエントリを生成し
てこれを操作することができる。ＬＥＮＰ２０２２０
は、論理記述子の長さフィールドの記憶のため、および
データの記憶のためのＧＲＦ１０３５４、ＬＥＮＧＲＦ
２０２３６の垂直部分を含む。長さプロセッサ２０２２
０は更に、ＭＥＭ１０１１２の読出し操作のための論理
記述子の長さフィールドを提供するため、また特にスト
リング転送を自動的に実施するため、ＬＥＮＧＲＦ２０
２３６およびＬＥＮＡＬＵ２０２５２と関連して使用さ
れるＢＩＡＳ２０２４６を含む。ＡＯＮＰ２０２１６は
同様に、ＧＲＦ１０３５４の垂直部分、ＡＯＮＧＲＦ２
０２３２を含んでいる。ＡＯＮＧＲＦ２０２３２の主な
機能は、ＡＯＮポインタおよび論理記述子のＡＯＮフィ
ールドを記憶してこれを提供することである。
【０４９６】ＤＥＳＰ２０２１０の構造および作用につ
いて説明したが、次にメモリー・インターフェース（Ｍ
ＥＭＩＮＴ）２０２１２の構造および作用について説明
する。
【０４９７】２．メモリー・インターフェース（ＭＥＭ
ＩＮＴ）２０２１２（図１０６，図２１０） メモリー・インターフェース（ＭＥＭＩＮＴ）２０２１
２はＭＥＭ１０１１２に対するＦＵ１０１２０のインタ
ーフェースを構成する。前述の如く、ＭＥＭＩＮＴ２０
２１２は名前カッシェ（ＮＣ）１０２２６、アドレス翻
訳装置（ＡＴＵ）１０２２８および機密保護カッシェ
（ＰＣ）１０２３４を含み、その全てについては前に簡
単に説明した。ＭＥＭＩＮＴ２０２１２は更に、記述子
トラップ（ＤＥＳＴ）２０２５６とデータ・トラップ
（ＤＡＴ）２０２５８を含む。ＭＥＭＩＮＴ２０２１２
により実施される諸機能は、（１）ＮＣ１０２２６によ
る論理記述子に対する名前の解明、（２）ＡＴＵ１０２
２８による論理記述子から物理的記述子への翻訳、およ
び（３）ＰＣ１０２３４によるオブジェクトに対するア
クセス書込みの確認を含む。
【０４９８】図２０２に示されるように、ＮＣ１０２２
６のアドレス入力（ＡＤＲ）は名前バス２０２２４に対
して接続されている。ＮＣ１０２２６の書込み長さフィ
ールドの入力（ＷＬ）はＬＥＮＧＲＦ２０２３６の出力
側に対して接続される。ＮＣ１０２２６の書込みオフセ
ット・フィールド入力（ＷＯ）および書込みＡＯＮフィ
ールド入力（ＷＡ）は夫々、ＯＦＦＳＥＴバス２０２２
８およびＡＯＮバス２０２３０に対して接続される。Ｎ
Ｃ１０２２６の読出しＡＯＮフィールド（ＲＡ）、読出
しオフセット・フィールド（ＲＯ）および読出し長さフ
ィールド（ＲＬ）の出力は、夫々ＡＯＮバス２０２３
０、ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８および長さバス２０２
２６に対して接続される。
【０４９９】ＤＥＳＴ２０２５６の両方向のＡＯＮ（Ａ
ＯＮ）、オフセット（ＯＦＦ）および長さ（ＬＥＮ）の
各ポートは、両方向のバスにより、夫々ＡＯＮバス２０
２３０、ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８および長さバス２
０２２６に対して接続される。
【０５００】ＰＣ１０２３４は、夫々ＡＯＮバス２０２
３０およびＯＦＦＳＥＴバス２０２２８と接続されたＡ
ＯＮ（ＡＯＮ）およびオフセット（ＯＦＦ）の各入力を
有する。ＰＣ１０２３４は、ＪＰＤバス１０１４２と接
続された書込みエントリ（ＷＥＮ）入力を有する。ＡＴ
Ｕ１０２２８は、夫々ＡＯＮバス２０２３０、ＯＦＦＳ
ＥＴバス２０２２８および長さバス２０２２６と接続さ
れたＡＯＮ（ＡＯＮ）、オフセット（ＯＦＦ）および長
さ（ＬＥＮ）の各入力を有する。ＡＴＵ１０２２８の出
力は物理的記述子（ＰＤ）バス１０１４６と接続され
る。
【０５０１】最後に、データ・トラップ（ＤＡＴ）２０
２５８はＪＰＤバス１０１４２に関して接続された両方
向性ポートを有する。
【０５０２】ａ．ａ．記述子トラップ（ＤＳＴ）２０２
５６およびデータ・トラップ２０２５８ 最初に記述子トラップ（ＤＳＴ）２０２５６およびデー
タ・トラップ（ＤＡＴ）２０２５８について述べれば、
ＤＳＴ２０２５６は、ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８とＯ
ＦＦＳＥＴバス２０２２８と、長さバス２０２２６上に
現われる論理記述子を受取りこれを捕捉するためのレジ
スタである。同様に、ＤＡＴ２０２５８はＪＰＤバス１
０１４２上に現われるデータ・ワードを受取りこれを捕
捉するためのレジスタである。ＤＳＴ２０２５６および
ＤＡＴ２０２５８はその後、捕捉された論理記述子また
はデータ・ワードを夫々ＡＯＮバス２０２３０、ＯＦＦ
ＳＥＴバス２０２２８および長さバス２０２２６に対
し、またＪＰＤバス１０１４２に対して戻すことができ
る。
【０５０３】前述の如く、多くのＣＳ１０１１０の操
作、特にＭＥＭ１０１１２およびＪＰ１０１１４の操作
はパイプ・ライン化されている。即ち、諸操作は、同時
に実行中の２つ以上の操作内のある組と並行させられ
る。例えば、ＦＵ１０１２０はＭＥＭ１０１１２に対し
て読出し要求を与えることができ、ＭＥＭ１０１１２が
この要求を受入れて処理しつつある間第２の読出し要求
を生じる。ＤＳＴ２０２５６およびＤＡＴ２０２５８
は、これらの操作の一時的なレコードを提示することに
よって、並行操作の実行においてこれを補佐する。例え
ば、ＦＵ１０１２０によるＭＥＭ１０１１２に対する読
出しまたは書込み要求の一部は、ＡＴＵ１０２２８に対
して与えられる論理記述子である。もし例えば今述べた
許りの第１の読出し要求がＡＴＵ１０２２８のカッシェ
・ミスまたは機密保護の侵害を惹起するならば、この第
１の要求の論理記述子は前に述べたようにＣＳ１０１１
０により以降の動作のため回復されねばならない。この
論理記述子はＤＥＳＴ２０２５６において捕捉されて記
憶され、このため即時使用可能となり、この結果２０２
１０はこの記述子の再生のためには必要とされない。Ｄ
ＡＴ２０２５８はＪＰ１０１１４からＭＥＭ１０１１２
に対して書込まれるデータに関して同様なオブジェクト
を果たす。即ち、ＤＡＴ２０２５８は、ＪＰ１０１１４
によりＪＰＤバス１０１４２に対して転送される各３２
ビット・ワードのコピーを受取ってこれを捕捉する。Ｍ
ＥＭ１０１１２が書込み要求を受入れることが不可能な
場合、このデータはその後ＤＡＴ２０２５８から再び与
えられる。
【０５０４】ｂ．ｂ．名前カッシェ１０２２６、アドレ
ス翻訳装置１０２２８および機密保護カッシェ（図１０
６） ＮＣ１０２２６、ＡＴＵ１０２２８およびＰＣ１０２３
４について述べれば、ＭＥＭＩＮＴ２０２１２のこれら
の要素は、ＭＥＭ１０１１２に対するＦＵ１０１２０の
インターフェースの速度、従ってＣＳ１０１１０の処理
速度を強化する主としてカッシェ機構である。前に述べ
たように、ＮＣ１０２２６は、ＣＳ１０１１０により実
行中のプロセスにおいてその時現われるあるオペランド
名と対応する１組の論理記述子を保有する。このため、
ＮＣ１０２２６は、対応する論理記述子に対してあるオ
ペランド名の高速の解を有効に与える。ストリング転送
に関して前に述べたように、ＮＣ１０２２６は一般に、
２５６ビット長さより小さなデータ項目に対してのみ論
理記述子を含むことになる。ＮＣ１０２２６の読出しお
よび書込みアドレスは名前バス２０２２４において与え
られる。名前の読出しおよび書込みアドレスはＤＥＳＰ
２０２１０から、特に前述の如くＯＦＦＰ２０２１８か
ら、あるいはＦＵＣＴＬ２０２１４の以下の説明におい
て述べるようにＦＵＣＴＬ２０２１４から与えることが
できる。各々がＡＯＮフィールド、オフセット・フィー
ルド長さフィールドからなるＮＣ１０２２６のエントリ
を構成する論理記述子は夫々ＡＯＮバス２０２３０、Ｏ
ＦＦＳＥＴバス２０２２８およびＬＥＮＧＲＦ２０２３
６の出力からのＮＣ１０２２６の入力ＷＡ，ＷＯおよび
ＷＬを介してＮＣ１０２２６に対して書込まれる。ＮＣ
１０２２６に対して与えられた名前に応じてＮＣ１０２
２６から読出される論理記述子は、夫々ＮＣ１０２２６
の出力ＲＡ，ＲＯおよびＲＬからＡＯＮバス２０２３
０、ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８および長さバス２０２
２６に対して与えられる。
【０５０５】ＡＴＵ１０２２８は同様に、論理記述子か
ら物理的記述子への高速の翻訳を行なうためのカッシェ
機構である。一般に、ＡＴＵ１０２２８は如何なる時
も、ＪＰ１０１１４によりＭＥＭ１０１１２に対してそ
の時行なわれつつある、あるいは行なわれることが意図
されるＭＥＭ１０１１２の読出しおよび書込み要求のた
めの１組の論理ページ数から物理的ページ数へのマッピ
ングを含むことになる。前に述べたように、各物理的記
述子は、名前番号（ＦＮ）フィールドと、フレーム内オ
フセット（Ｏ）フィールドと、長さフィールド（ＦＮ）
からなっている。ストリング転送に関して述べたよう
に、物理的記述子の長さフィールドは、論理記述子の長
さフィールドにおけるように、３２ビットの長さより小
さいかあるいは等しい長さのデータ項目を指定する。図
１０６Ｃによれば、前に述べたように、論理記述子は１
４ビットのＡＯＮフィールドと、３２ビットのオフセッ
ト・フィールドと、長さフィールドからなり、この場合
３２ビットの論理記述子のオフセット・フィールドは１
８ビットのページ番号（Ｐ）フィールドと１４ビットの
ページ内オフセット（Ｏ）フィールドに分割されてい
る。論理記述子を物理的記述子に翻訳する際、論理記述
子の長さフィールドとＯフィールドとは、夫々物理的記
述子の長さフィールドとＯフィールドとして直接使用さ
れる。論理記述子のＡＯＮフィールドおよびＰフィール
ドは物理的記述子のＦＮフィールドに翻訳される。実際
の翻訳動作は必要とされないため、ＡＴＵ１０２２８
は、対応する物理的記述子のＯフィールドおよび長さフ
ィールドとして、ＭＥＭ１０１１２に対し直接、即ち遅
れを生じることなく論理記述子のＬフィールドおよび対
応するＯフィールドを与えることができる。これによ
り、ＡＴＵ１０２２８のカッシェ・エントリは、ＡＴＵ
１０２２８が対応するエントリを有するこれらの論理記
述子のＡＯＮフィールドおよびＰフィールドと対応する
物理的記述子のＦＮフィールドからなる。物理的記述子
のＦＮフィールドが物理的記述子のＯフィールドおよび
長さフィールドにおけるように直接ではなくＡＴＵ１０
２２８のカッシェから与えられるため、物理的記述子の
ＦＮフィールドは、例えば、前述の如くこの物理的記述
子のＯおよび長さフィールドよりは１クロック・サイク
ル遅れてＭＥＭ１０１１２に対して与えられる。
【０５０６】図２０２によれば、ＡＴＵ１０２２８に対
して書込まれるべき物理的記述子のＦＮフィールドは一
般にＤＥＳＰ２０２１０によって生成される。ＡＴＵ１
０２２８に対して書込まれるＦＮフィールドは、ＪＰＤ
バス１０１４２を介してＡＴＵ１０２２８のデータ入力
（ＤＩ）に対して与えられる。ＡＴＵ１０２２８の読出
しおよび書込みアドレスは論理記述子のＡＯＮフィール
ドおよびＰフィールドからなり、夫々ＡＯＮバス２０２
３０およびＯＦＦＳＥＴバス２０２２８からＡＴＵ１０
２２８のＡＯＮおよびＯＦＦ入力に対して与えられる。
ＡＴＵ１０２２８の読出しおよび書込みアドレスは、Ｄ
ＥＳＰ２０２１０から、または更に以下に述べるように
ＦＵＣＴＬ２０２１４から与えることができる。ＡＴＵ
１０２２８のＦＮ出力は、物理的記述子を構成するＯフ
ィールドおよび長さフィールドと共に、ＰＤバス１０１
４６に対して与えられる。
【０５０７】ＰＣ１０２３４は、ＭＥＭ１０１１２に対
するＪＰ１０１１４の読出しまたは書込み要求の一部と
して生成される論理記述子により識別されるオブジェク
トに対する活動状態の手順のアクセス権を確認するため
のカッシェ機構である。前述の如く、オブジェクトに対
するアクセス権は主題に基づいて調停される。主題は主
体、プロセスおよび定義域のある特定の組合せとして定
義されてきた。主体、プロセスおよび定義域は各々対応
するＵＩＤによって識別される。あるオブジェクトに対
するアクセス権を有する各主題は、ＣＳ１０１１０の機
密保護機構の前の説明において記述したように活動状態
の主題番号（ＡＳＮ）が割当てられる。その時ＣＳ１０
１１０において活動状態のある主題のＡＳＮは、ＦＵ１
０１２０におけるＡＳＮレジスタ１０９１６に記憶され
る。その時活動状態のオブジェクトに対するその時活動
状態の主題のアクセス権は、これらのオブジェクトのア
クセス制御リスト（ＡＣＬ）１０９１８から読出され
て、ＰＣ１０２３４に記憶される。もしその時のＡＳＮ
が変化するとＰＣ１０２３４は対応するアクセス権のエ
ントリをフラッシュして、この新たなＡＳＮに対応する
新たなエントリがＰＣ１０２３４に対して書込まれる。
ある特定のオブジェクトに対するある特定のその時のＡ
ＳＮのアクセス権は、このオブジェクトを識別するＡＯ
ＮによりＰＣ１０２３４の割出しを行なうことによっ
て、即ちアドレス指定によって決定することができる。
エントリをＰＣ１０２３４に対して書込むか、あるいは
ＰＣ１０２３４から読出すアドレスがＡＯＮバス２０２
３０からのＰＣ１０２３４のＡＯＮ入力に対して与えら
れる。ＰＣ１０２３４に対して書込まれるべきエントリ
は、ＪＰＤバス１０１４２からＰＣ１０２３４のＷＥＮ
入力に対して与えられる。ＰＣ１０２３４はまた、ＦＵ
１０２２０によりその時アドレス指定されつつあるオブ
ジェクトに関してＪＰ１０１１４により実施されるべき
その時の操作を表示するＦＵＣＴＬ２０２１４からの入
力（明瞭化のため図２０２には示さない）が与えられ
る。ＦＵ１０１２０がある特定のオブジェクトをＭＥＭ
１０１１２に関連付ける読出しまたは書込み要求を与え
る時は常に、この要求のＡＯＮフィールドは、ＰＣ１０
２３４に対するアドレスとして与えられる。このオブジ
ェクトに対するその時活動状態の主題のアクセス権は、
対応するＰＣ１０２３４から読出されて、このオブジェ
クトに関してＪＰ１０１１４により実施されるべき特定
の操作を表示するＦＵＣＴＬ２０２１４と比較される。
従って、ＪＰ１０１１４により実施される操作はこのオ
ブジェクトに対する前記の活動状態の主題のアクセス権
と比較され、ＰＣ１０２３４は前記の活動状態の主題が
意図された操作の実施のため必要な権利を有するかどう
かを示す出力を生じる。ＰＣ１０２３４の割出しおよび
意図された操作に対するアクセス権の比較は、ＡＴＵ１
０２２８によるメモリー要求の論理記述子の対応する物
理的記述子への翻訳と同時に実施される。もしＰＣ１０
２３４がこの活動状態の主題が必要とされるアクセス権
を有することを表示するならば、意図された操作はＪＰ
１０１１４によって実行される。もしＰＣ１０２３４が
この活動状態の主題が必要とされるアクセス権を持たな
いことを表示するならば、ＰＣ１０２３４は、機密保護
機構の侵害が生じて意図された操作の実行を遮断するこ
とを示す。
【０５０８】ｃ．ｃ．一般的なカッシェおよびＮＣ１０
２２６の構造および作用（図２４０） ＮＣ１０２２６、ＡＴＵ１０２２８およびＰＣ１０２３
４の全体的な構造および作用について述べたが、これら
カッシェの構造および作用については以下において更に
詳細に述べることにする。ＮＣ１０２２６と、ＡＴＵ１
０２２８と、ＰＣ１０２３４の構造および作用は、ＮＣ
１０２２６は４通りに組合された連想カッシェであり、
ＡＴＵ１０２２８は３通りに組合された連想カッシェで
あり、またＰＣ１０２３４は２通りに組合された連想カ
ッシェである点を除いて類似している。
【０５０９】このように、ＮＣ１０２２６、ＡＴＵ１０
２２８、ＰＣ１０２３４の構造および作用については、
ＮＣ１０２２６、ＡＴＵ１０２２８、ＰＣ１０２３４の
各々に対して必ずしも同一ではないが類似する一般のカ
ッシェの説明を照合することにより説明する。共に一般
化されたカッシェの構造および作用を更に例示しかつ一
般化されたカッシェおよびＮＣ１０２２６間の差につい
て述べるため、以下の一般化されたカッシェの説明にお
いてＮＣ１０２２６を照合する。次に、ＡＴＵ１０２２
８およびＰＣ１０２３４については、ＡＴＵ１０２２
８、ＰＣ１０２３４および一般化されたカッシェ間の差
異の説明によって記述する。
【０５１０】図２４０においては、一般化された４通り
に組合された連想カッシェの部分ブロック図が示され
る。タッグ・ストア（ＴＳ）２４０１０は、タッグ・ス
トアＡ（ＴＳＡ）２４０１２と、タッグ・ストアＢ（Ｔ
ＳＢ）２４０１４と、タッグ・ストアＣ（ＴＳＣ）と、
タッグ・ストアＤ（ＴＳＤ）２４０１８からなる。ＴＳ
Ａ２４０１２乃至ＴＳＤ２４０１８で示されるカッシェ
の組の各々は、例えばＮＣ１０２２６におけるように、
１６エントリまで含み得、そのためＴＳＡ２４０１２乃
至ＴＳＤ２４０１８は各々１６ワードの長さとなる。
【０５１１】１つのカッシェに対するアドレス入力は１
つのタッグ・フィールドと１つの指標フィールドに分割
される。タッグ・フィールドはカッシェのタッグ・スト
アに記憶されて割出しされ、即ちあるアドレスの指標フ
ィールドによってタッグ・ストアに関して読出しあるい
は書込みされるようにアドレス指定される。あるアドレ
スの指標フィールドに応答してタッグ・ストアから読出
されたタッグは、次にこのアドレスのタッグ・フィール
ドと比較されて、このカッシェが前記アドレスと対応す
るエントリを含むかどうかについて、即ちあるカッシェ
のヒットが生じるかどうかについて表示する。例えばＮ
Ｃ１０２２６において、名前のシラブルは前述の如く
８，１２または１６ビットの２進数のワードからなるも
ので良い。これらワードの４つの最下位ビット即ち名前
はＮＣ１０２２６の指標フィールドを構成するが、残り
の４，８または１２の最上位ビットはＮＣ１０２２６の
タッグ・フィールドを構成する。従って、ＴＳＡ２４０
１２乃至ＴＳＤ２４０１８は各々、１６ビットの名前の
１２ビットのタッグ・フィールドを記憶する１２のエン
トリ幅のメモリーで良い。ＴＳＡ２４０１２乃至ＴＳＤ
２４０１８の指標（ＩＮＤ）即ちアドレス入力は名前バ
ス２０２２４の４つの最下位ビットに対して接続される
が、ＴＳＡ２４０１２乃至ＴＳＤ２４０１８のタッグ入
力（ＴＡＧＩ）は名前バス２０２２４の１２の最上位ビ
ットに対して接続される。
【０５１２】前述の如く、ＴＳ２４０１０のタッグ出力
は、カッシェがそれに与えられたアドレスと対応するエ
ントリを有するかどうかについて判定するため、このカ
ッシェに与えられたアドレスのタッグ、フィールドと比
較される。ＮＣ１０２２６を用いて、一例としてＴＳＡ
２４０１２のＴＳＤ２４０１８に対する１２ビットのタ
ッグ出力（ＴＡＧＯ）は、夫々タッグ・ストア・コンパ
レータＡ（ＴＳＣＡ）２４０２０と、タッグ・ストア・
コンパレータＢ（ＴＳＣＢ）２４０２２と、タッグ・ス
トア・コンパレータＤ（ＴＳＣＤ）２４０２４と、タッ
グ・ストア・コンパレータＥ（ＴＳＣＥ）２４０２６の
入力に対するタッグ・ストア・コンパレータ（ＴＳＣ）
２４０１９の第１の入力に対して接続される。ＴＳＣＡ
２４０２０乃至ＴＳＣＥ２４０２６の第２の１２ビット
の入力はＮＣ１０２２６のアドレスのタッグ・フィール
ドを受取るため名前バス２０２２４の１２の最上位ビッ
トと接続することができる。ＴＳＣＡ２４０２０乃至Ｔ
ＳＣＥ２４０２６は、あるアドレスの指標フィールドに
応答してこのアドレスのタッグ・フィールドをＴＳＡ２
４０１２からＴＳＤ２４０１８に読出されたタッグ出力
と比較し、また可能性のある１６のエントリ（もしあれ
ば）およびその関連するタッグ・ストアのどれか前記ア
ドレスのタッグ・フィールドと対応するかを表示する４
ビット出力を与える。ＴＳＣＡ２４０２０乃至ＴＳＣＥ
２４０２６は、例えばフェアチャイルド社の９２Ｓ４６
からなるもので良い。
【０５１３】ＴＳＡ２４０１２乃至ＴＳＣＥ２４０２６
の４ビット出力は、一般化されたカッシェにおいてタッ
グ・ストアのパイプ・ライン・レジスタ（ＴＳＰＲ）２
４０２７の入力に対して接続され、夫々タッグ・ストア
のパイプ・ライン・レジスタＡ（ＴＳＰＲＡ）２４０２
８と、タッグ・ストアのパイプ・ライン・レジスタＢ
（ＴＳＰＲＢ）２４０３０と、タッグ・ストアのパイプ
・ライン・レジスタＣ（ＴＳＰＲＣ）２４０３２と、タ
ッグ・ストアのパイプ・ライン・レジスタＤ（ＴＳＰＲ
Ｄ）２４０３４の入力に対して接続される。ＡＴＵ１０
２２８およびＰＣ１０２３４は２つのクロック・サイク
ルにおいて実行されつつある単一のカッシェのアクセス
操作とパイプ・ライン化されている。第１のクロック・
サイクルの間、タッグ・ストアはアドレス指定され、内
部のタッグ・ストアはアドレスのタッグ・フィールドと
比較されて、カッシェのヒットが生じたかどうか、即ち
カッシェがある特定のアドレスと対応するエントリを有
するかどうかについての表示を与える。第２のクロック
・サイクルの間、以下に述べるように、検出されたカッ
シェのヒットはカッシェのデータ・ストアにおける対応
するエントリに対するアクセスを得るため符号化され
る。２つのクロック・サイクルにわたるパイプ・ライン
操作は、部分的にＴＳＰＲＡ２４０２８乃至ＴＳＰＲＤ
２４０３４を含むカッシェ・パイプ・ライン・レジスタ
によって行なわれる。ＮＣ１０２２６はパイプ・ライン
化されず、ＴＳＰＲＡ２４０２８乃至ＴＳＰＲＤ２４０
３４は含まない。ＮＣ１０２２６においては、ＴＳＣＤ
２４０２４に対するＴＳＡ２４０１２の出力は、以下に
述べるように、ＴＳＨＥＤ２４０４２に対する。ＴＳＨ
ＥＡ２４０３６の入力に対して直接接続される。
【０５１４】ＴＳＰＲＡ２４０２８乃至ＴＳＰＲＤ２４
０３４の出力はタッグ・ストア・ヒット・エンコーダ
（ＴＳＨＥ）２４０３５の入力、即ち夫々タッグ・スト
ア・ヒット・エンコーダＡ（ＴＳＨＥＡ）２４０３６
と、タッグ・ストア・ヒット・エンコーダＢ（ＴＳＨＥ
Ｂ）２４０３８と、タッグ・ストア・ヒット・エンコー
ダＣ（ＴＳＨＥＣ）２４０４０と、タッグ・ストア・ヒ
ット・エンコーダＤ（ＴＳＨＥＤ）２４０４２に対して
接続される。ＴＳＨＥＡ２４０３６乃至ＴＳＨＥＤ２４
０４２は、夫々ＴＳＰＲＡ２４０２８乃至ＴＳＰＲＤ２
４０３４からのビット入力を符号化してカッシェの４つ
の組のどれが（もしあれば）アドレス入力に対応するエ
ントリを有するかを表示する１ビットの出力を生じる。
【０５１５】ＴＳＨＥＡ２４０３６乃至ＴＳＨＥＤ２４
０４２の単一ビット出力は、ヒット・エンコーダ（Ｈ
Ｅ）２４０４４の入力と接続されている。ＨＥ２４０４
４は、ＴＳＨＥＡ２４０３６乃至ＴＳＨＥＤ２４０４２
からの単一ビット入力を符号化して２組の出力を与え
る。ＨＥ２４０４４の第１の出力はカッシェ使用ストア
（ＣＵＳ）２４０４６に対して与えられ、ＴＳＡ２４０
１２乃至ＴＳＤ２４０１８と対応するカッシェの４つの
組の内カッシェのヒットを生じたのはどれかを表示す
る。ＭＣ２０１１６に関して前に述べたようにまた以下
において更に述べるように、ＣＵＳ２４０４６はカッシ
ェのエントリの使用を追跡するための情報を保有するメ
モリーである。即ち、ＣＵＳ２４０４６は、ある特定の
指標に関して、カッシェの４つの組のどの組、即ち組
Ａ、組Ｂ、組Ｃまたは組Ｄのどれが最も後で使用された
か、また最も以前に使用されたかを表示するエントリを
保有する。組Ａ，Ｂ，ＣおよびＤに関するＣＵＳ２４０
４６のエントリは、夫々メモリーＣＵＳＡ２４０８８、
ＣＵＳＡ２４０９０、ＣＵＳＡ２４０９２およびＣＵＳ
Ａ２４０９４に記憶される。以下において更に説明する
ように、ＨＥ２４０４４の第２の出力はデータ・ストア
選択マルチプレクサ（ＤＳＳＭＵＸ）２４０８８の選択
入力に接続されて、カッシェのヒットが生じる時カッシ
ェの出力として与えられるデータ・ストア（ＤＳ）２４
０５０からの出力を選択する。
【０５１６】ＤＳ２４０５０について述べれば、前述の
如く、あるカッシェのデータ・ストアはこのカッシェに
記憶された情報即ちエントリを保有する。例えばＮＣ１
０２２６のＤＳ２４０５０における各々エントリはＡＯ
Ｎ、オフセットおよび長さからなる論理記述子である。
カッシェのデータ・ストアは、構造および作用におい
て、前記カッシェのタッグ・ストアと並行し、そのエン
トリはこのカッシェのタッグ・ストアおよび関連するタ
ッグ・ストアの比較および復号ロジックを経て識別され
見出される。ＮＣ１０２２６においては、例えばＮＣ１
０２２６におけるエントリを有する各名前については、
エントリ即ちＴＳ２４０１０に記憶されたこの名前のタ
ッグ・フィールドと、対応するエントリ即ちＤＳ２４０
５０におけるこの名前と対応する論理記述子が存在す
る。前述の如く、ＮＣ１０２２６は４通りに組合された
連想カッシェであり、そのためＴＳ２４０１０およびＤ
Ｓ２４０５０は各々４組のデータを保有することにな
る。各組は、１６エントリまでを保有するものとして前
に説明した。従って、ＤＳ２４０５０は４つの１６ワー
ドのメモリーからなっている。各メモリーは６５ビット
の幅を有し２８ビットのＡＯＮ、３２ビットのオフセッ
トおよび５ビットの長さを収容する。ＤＳ２４０５０の
これらの４つの構成的なデータ・ストア・メモリーは、
図２４０においては、データ・ストアＡ（ＤＳＡ）２４
０５２、データ・ストアＢ（ＤＳＢ）２４０５４、デー
タ・ストアＣ（ＤＳＣ）２４０５６およびデータ・スト
アＤ（ＤＳＤ）２４０５８として示されている。ＤＳＡ
２４０５２、ＤＳＢ２４０５４、ＤＳＣ２４０５６およ
びＤＳＤ２４０５８は、夫々構造、内容および作用にお
いてＴＳＡ２４０１２、ＴＳＢ２４０１４、ＴＳＣ２４
０１６およびＴＳＤ２４０１８と対応する。
【０５１７】ＤＳＡ２４０５２のＤＳＤ２４０５８に対
するデータ入力（ＤＩ）は、例えばＮＣ１０２２６にお
いては、ＡＯＮバス２０２３０、ＯＦＦＳＥＴバス２０
２２８、長さバス２０２２６と接続され、夫々ＮＣ１０
２２６の入力ＷＡ，ＷＯおよびＷＬを構成する。ＤＳＤ
２４０５８に対するＤＳＡ２４０５２は、ＮＣ１０２２
６においては前述の如く、ＤＳＡ２４０５２乃至ＤＳＤ
２４０５８に対するＮＣ１０２２６のエントリの書込み
において示される。ＤＳＡ２４０５２乃至ＤＳＤ２４０
５８のアドレス入力は、アドレス・パイプ・ライン・レ
ジスタ（ＡＤＲＰＲ）２４０６０のアドレス出力と接続
される。今述べるように、カッシェのフラッシュ操作の
間を除いて、ＤＳＡ２４０５２乃至ＤＳＤ２４０５８の
アドレス入力は、ＴＳ２４０１０に対するアドレス入力
として与えられるものと同じカッシェ・アドレスの指標
フィールドからなるが、１クロック・サイクルだけ遅延
させられ、パイプ・ライン化のオブジェクトのためには
ＡＤＲＰＲ２４０６０である。前述の如く、ＮＣ１０２
２６はパイプ・ライン化されず、１クロック・サイクル
の遅延は生じない。これにより、カッシェに対するアド
レス入力は、ＴＳＡ２４０１２からＴＳＤ２４０１８
へ、またＤＳＡ２４０５２からＤＳＤ２４０５８へ読込
まれつつあるアドレスの指標フィールドによって選択さ
れる対応するエントリを生じる結果となる。ある特定の
アドレスの特定の指標フィールドによって選択されるＤ
ＳＡ２４０５２乃至ＤＳＤ２４０５８の４つの出力は、
ＤＳＳＭＵＸ２４０４８に対する入力として与えられ
る。ＤＳＳＭＵＸ２４０４８はＨＦ２４０４４からの選
択制御入力と同時に与えられる。前述の如く、ＤＳＳＭ
ＵＸ２４０４８に対するこの選択入力はＴＳ２４０１０
のタッグ・エントリから得られ、ＤＳＡ２４０５２乃至
ＤＳＤ２４０５８のエントリのどれがカッシェに対して
与えられたアドレスと対応するかを表示する。この選択
制御入力に応答して、前記アドレスと対応するカッシェ
の出力として、ＤＳＳＭＵＸ２４０４８はＤＳ２４０５
０の４つの論理記述子の出力の内の１つを選択する。こ
の時ＤＳＳＭＵＸ２４０４８の主力は、例えばＮＣ１０
２２６においては、ＡＯＮバス２０２３０、ＯＦＦＳＥ
Ｔバス２０２２８および長さバス２０２２６に対するカ
ッシェの出力としてバッファ・ドライバ（ＢＤ）２４０
６２を介して与えられる。
【０５１８】ＡＤＲＭＵＸ２４０６２について述べれ
ば、ＡＤＲＭＵＸ２４０６２は、ＤＳ２４０５０に対す
るアドレス入力、即ちＤＳ２４０５０に対する指標を与
える２つのソースの内の一方を選択する。前述の如く、
ＡＤＲＭＵＸ２４０６２について述べるならば、ＡＤＲ
ＭＵＸ２４０６２は２つのソースの内の一方を選択し
て、ＤＳ２４０５０に対する指標であるＤＳ２４０５０
に対するアドレス入力を提供する。前述の如く、ＡＤＲ
ＭＵＸ２４０６２の第１の入力は、カッシェのアドレス
指標フィールドからなり、また例えばＮＣ１０２２６に
おいては、名前バス２０２２４の４つの最下位ビットに
対して接続される。カッシェ・フラッシュ操作の間、Ｄ
Ｓ２４０５０のアドレス入力は、本例においては４ビッ
トのカウンタであるフラッシュ・カウンタ（ＦＬＵＳＨ
ＣＴＲ）２４０６６から与えられる。カッシェ・フラッ
シュ操作の間、ＦＬＵＳＨＣＴＲ２４０６６は、ＤＳＤ
２４０５８に対してＤＳＡ２４０５２を順次アドレス指
定するため使用される順次ビット・アドレスを生成す
る。夫々アドレス指標フィールドでありかつＦＬＵＳＨ
ＣＴＲ２４０６６からのＡＤＲＭＵＸ２４０６２の第１
と第２の入力間の選択は、ＦＵＣＴＬ２０２１４からの
アドレス・マルチプレクサ選択（ＡＤＲＭＵＸＳ）によ
り制御される。
【０５１９】妥当性ストア（ＶＡＬＳ）２４０６８およ
び非適正ストア（ＤＩＲＴＹＳ）２４０７０はＴＳ２４
０１０と並列に作用しかつこれと並列にアドレス指定さ
れるメモリーである。ＶＡＬＳ２４０６８は、対応する
ＴＳ２４０１０とＤＳ２４０５０の妥当性を表示するエ
ントリを含む。即ち、ＶＡＬＳ２４０６８のエントリは
対応するエントリがＴＳ２４０１０およびＤＳ２４０５
０における対応する場所に対して書込まれたかどうかに
ついて表示する。本例においては、ＶＡＬＳ２４０６８
はこれにより、１６バス×４ビット幅のメモリーで良
い。ＶＡＬＳ２４０６８のワードの各ビットは、ＴＳＡ
２４０１２とＤＳＡ２４０５２、ＴＳＢ２４０１４とＤ
ＳＢ２４０５４、ＴＳＣ２４０１６とＤＳＣ２４０５
６、およびＴＳＤ２４０１８とＤＳＤ２４０５８におけ
る対応する場所の妥当性を表示する。ＤＩＲＴＹＳ２４
０７０は同様に、ＴＳ２４０１０およびＤＳ２４０５０
の対応する場所における対応するエントリが重ね書き即
ち修正されたかどうかについて表示する。再び、ＤＩＲ
ＴＹＳ２４０７０は１６ワード×４ビット幅のメモリー
である。
【０５２０】ＶＡＬＳ２４０６８およびＤＩＲＴＹＳ２
４０７０のアドレス入力は、例えばＮＣ１０２２６の場
合には、名前バス２０２２４の最下位ビットと接続さ
れ、これによりＴＳ２４０１０と並列にＮＣ１０２２６
の指標フィールドによってアドレス指定される。ＶＡＬ
Ｓ２４０６８の出力は、ＴＳＣＡ２４０２０乃至ＴＳＣ
Ｅ２４０２６に対して与えられて、ＴＳ２４０１０のエ
ントリおよびＮＣ１０２２６のアドレス入力間における
無効の並行操作の発生と同時にＴＳＣＡ２４０２０乃至
ＴＳＣＥ２４０２６の出力を禁止する。ＤＩＲＴＹＳ２
４０７０の同じ出力は、ＮＣ１０２２６のどのエントリ
が不適正であり、打切る代りにＭＴ１０３５０に対して
書戻されねばならない。
【０５２１】ＶＡＬＳ２４０６８とＤＩＲＴＹＳ２４０
７０の出力はまた、夫々、妥当性パイプ・ライン・レジ
スタ（ＶＡＬＰＲ）２４０７２および不適正パイプ・ラ
イン・レジスタ（ＤＩＲＴＹＰＲ）２４０７４の入力に
対して接続される。ＶＡＬＰＲ２４０７２とＤＩＲＴＹ
ＰＲ２４０７４は、ＴＳＰＲＡ２４０２８乃至ＴＳＰＲ
Ｄ２４０３４と類似のパイプ・ライン・レジスタであ
り、今説明するようにタイミングのオブジェクトのため
設けられる。ＶＡＬＰＲ２４０７２とＤＩＲＴＹＰＲ２
４０７４は夫々、妥当性書込みロジック（ＶＷＬ）２４
０７６および不適正書込みロジック（ＤＷＬ）２４０７
８の入力と接続される。前述の如く、ＮＣ１０２２６は
パイプ・ライン化カッシェではなく、ＶＡＬＰＲ２４０
７２およびＤＩＲＴＹＰＲ２４０７４は含まず、ＶＡＬ
Ｓ２４０６８とＤＩＲＴＹＳ２４０７０の出力はＶＷＬ
２４０７６とＤＷＬ２４０７８の入力と直接接続され
る。ＶＷＬ２４０７６およびＤＷＬ２４０７８の出力
は、夫々ＶＡＬＳ２４０６８とＤＩＲＴＹＳ２４０７０
のデータ入力に対して接続される。ＴＳ２４０１０とＤ
Ｓ２４０５０に対する書込み操作、即ちカッシェのエン
トリの書込みまたは修正操作の発生と同時に、対応する
妥当性および不適正ワードのエントリが、カッシェ入力
アドレスの指標フィールドによって、ＶＡＬＳ２４０６
８とＤＩＲＴＹＳ２４０７０から読出される。ＶＡＬＳ
２４０６８およびＤＩＲＴＹＳ２４０７０に対する出力
は、夫々、ＤＩＲＴＹＳ２４０７０とＤＩＲＴＹＰＲ２
４０７４において受取られてこれに記憶される。次のク
ロック・サイクルの開始時に、ＶＡＬＰＲ２４０７２と
ＤＩＲＴＹＰＲ２４０７４における妥当性および不適正
ワードは、夫々ＶＷＬ２４０７６とＤＷＬ２４０７８に
対して読込まれる。ＶＷＬ２４０７６とＤＷＬ２４０７
８は、ＴＳ２４０１０およびＤＳ２４０５０における対
応するエントリが書込まれあるいは修正されるかに従っ
て、ＶＡＬＳ２４０６８およびＤＩＲＴＹＳ２４０７０
からのこれらの妥当性または不適正ワードのエントリを
夫々修正する。ＶＷＬ２４０７６およびＤＷＬ２４０７
８の制御入力はＦＵＣＴＬ２０２１４から与えられる。
【０５２２】最後に、最前使用ロジック（ＬＲＵＬ）２
４０８０について述べれば、ＬＲＵＬ２４０８０はカッ
シェ・エントリの使用を追跡する。前述の如く、図２４
０の一般化されたカッシェは、例えばＮＣ１０２２６の
組の各々において１６エントリまでを有する４通りの組
合された連想カッシェである。ある特定の組内のエント
リは、前述の如くカッシェのＴＳ２４０１０を割出すこ
とにより識別され、またＤＳ２４０５０は各々指標によ
り識別されるが異なるタッグを持たせることにより区別
される４つまでの個々のエントリを含むことができる。
この場合、１つのエントリがＴＳＡ２４０１２とＤＳＡ
２４０５２からなる組Ａに、１つのエントリがＴＳＢ２
４０１４とＤＳＢ２４０５４からなる組Ｂに、というよ
うに存在することになる。共通のタッグを有する可能な
数の個々のエントリはカッシェの組数よりも多いため、
各々タッグを有する別のエントリがカッシェに書込まれ
る時、ある特定のカッシェ・エントリを削除することが
必要となろう。一般に、カッシェの最前に使用されたエ
ントリは新たなエントリへの書込みのためにＴＳ２４０
１０とＤＳ２４０５０における場所を提供するように削
除されることになろう。ＬＲＵＬ２４０８０は、カッシ
ェのエントリの相対的な使用を追跡して表示することに
より新たなエントリへの書込みに必要な時、どのカッシ
ェのエントリが削除されるかを判断する際にこれを補佐
する。ＬＲＵＬ２４０８０は主として、１つのメモリ
ー、即ち各カッシェの組に対するワードを含むＬＲＵメ
モリー（ＭＬＲＵ）２４０８１からなる。前述の如く、
ＮＣ１０２２６は例えば、ＬＲＵＬ２４０８０のメモリ
ーが対応的に例えば１６ワード長となり得るように、各
々４つのフレームの１６組を含む。各ワードは１つの組
における４つのフレームの相対的な使用を表示し、６ビ
ットのワードである。
【０５２３】前述の如く、ワードは、ＨＥ２４０４４に
より実行される書込み専用アルゴリズムに従って生成さ
れ、入力レジスタＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄ（ＲＡＢＣＤ）を介し
てＬＲＵＬ２４０８０のＭＬＲＵ２４０８１に対して書
込まれる。各々の６ビット・ワードの各ビットはある特
定のカッシェの組内の１対の１フレームに関連して、こ
れら２つのフレームのどちらかが他方よりも最近使用さ
れたかを表示する。ビット０は、例えば、もしフレーム
ＡがフレームＢよりも最近使用されたならば論理値１を
含み、またもしフレームＢはフレームＡよりも最近使用
されたならば論理値零を含む。同様に、ビット１はフレ
ームＡとＣに関連し、ビット２はフレームＡとＤに関連
し、ビット３はフレームＢとＣに関連し、ビット４はフ
レームＢとＤに関連し、ビット５はフレームＣとＤに関
連する。最初に、ある特定のＬＲＵＬ２４０８０のワー
ドの全てのビットは零に設定される。例えば、ある特定
の組のフレームがフレームＡ、フレームＤ、フレームＢ
の順序で使用されるものとすると、このＬＲＵＬ２４０
８０のワードのビット０乃至５は最初に全ての零を含む
ことになる。フレームＡを選好すると、夫々フレームＡ
とＢ、フレームＡとＣ、およびフレームＡとＤを照合す
るビット０，１および２は論理値１として書込まれるこ
とになる。夫々フレームＢとＣ、フレームＢとＤ、およ
びフレームＣとＤを照合するビット３，４および５は論
理値０の状態を保持する。フレームＤを照合すると、夫
々フレームＡとＢおよびフレームＡとＣを照合するビッ
ト０および１は論理値１の状態を保持する。フレームＡ
とＤを照合するビット２は論理値１から論理値０に変化
させられてフレームＤがフレームＡよりも最近照合され
たことを表示する。フレームＢとＣを照合するビット３
は論理値０の状態を保持することになる。夫々フレーム
ＢとＤ、およびフレームＣとＤを照合するビット４およ
び５は既に論理値零であるが論理値０として書込まれて
フレームＤがフレームＢまたはフレームＣよりも最近使
用されたことを夫々表示することになる。フレームＢを
照合すると、フレームＡおよびＢを照合するビット０は
論理値０に対して書込まれて、フレームＢがフレームＡ
よりも最近使用されたことを表示する。フレームＡとＣ
およびフレームＡとＤを夫々照合するビット１および２
は、夫々論理値１および論理値０としての状態を維持す
る。夫々フレームＢとＣおよびフレームＢとＤを照合す
るビット３と４は論理値１として書込まれて、フレーム
ＢがフレームＣまたはフレームＤよりも最近使用された
ことを夫々表示する。ビット５は論理値０の状態を維持
することになる。
【０５２４】ある特定のフレームにおけるカッシェのエ
ントリを置換することが必要な時、このフレームを含む
カッシェの組合せを照合するＬＲＵＬ２４０８０はＬＲ
Ｕレジスタ（ＲＬＲＵ）２４０８５を介してＬＲＵＬ２
４０８０のＭＬＲＵ２４０８１から読出され、ＬＲＵ復
号ロジック（ＬＲＵＤ）２４０８７により復号されてど
れが最前に使用されたフレームであるかを表示する。こ
の復号は、１組の復号ゲートとして作用する読出し専用
メモリーによって実行される。
【０５２５】例示のためＮＣ１０２２６に関連して、ま
た一般化されたカッシェとＮＣ１０２２６の差異を指摘
するため図２４０に示される如き一般化されたカッシェ
の構造および作用について説明したが、ＡＴＵ１０２２
８とＰＣ１０２３４の構造および作用について以下に説
明する。ＡＴＵ１０２２８とＰＣ１０２３４について
は、ＡＴＵ１０２２８とＰＣ１０２３４と一般化された
カッシェとＮＣ１０２２６に間の差異についての説明に
よって記述する。ＡＴＵ１０２２８について最初に説明
し、次にＰＣ１０２３４の説明がこれに続く。
【０５２６】ｄ．ｄ．アドレス翻訳装置１０２２８およ
び機密保護カッシェ１０２３４ アドレス翻訳装置（ＡＴＵ）１０２２８は、１６組の３
通りに組合された連想カッシェであり、即ち各組につい
ては３フレームを含む。ＡＴＵ１０２２８の構造および
作用は前に述べた一般化されたカッシェと類似してい
る。１組当り４フレームではなく３フレームを持つＡＴ
Ｕ１０２２８は、ＴＳＤ２４０１８、ＡＴＳＣＥ２４０
２６、ＡＴＳＰＲＤ２４０３４、ＡＴＳＨＥＤ２４０４
２、またはＡＤＳＤ２４０５８は含まない。前述の如
く、ＡＴＵ１０２２８のアドレス入力は、論理記述子の
ＡＯＮおよび０フィールドからなる。ＡＯＮフィールド
は各々２８ビットであり、０フィールドは論理記述子の
オフセット・フィールドの１８の最上位ビットからな
り、その結果ＡＴＵ１０２２８のアドレス入力が４８ビ
ットの幅となる。０フィールドの４つの最下位ビットは
指標として使用される。ＡＯＮフィールドおよび０フィ
ールドの１４の最上位ビットはＡＴＵ１０２２８のタッ
グを構成する。ＡＴＵ１０２２８のタッグはこれにより
各々幅が４２ビットである。従って、ＡＴＵ１０２２８
のＴＳ２４０１０のＴＳＡ２４０１２と、ＴＳＢ２４０
２４とＴＳＣ２４０１６は各々、１６ワード長Ｘ４２ビ
ット幅である。
【０５２７】ＡＴＵ１０２２８のＤＳＡ２４０５２とＤ
ＳＢ２４０５４とＤＳＣ２４０５６は各々１６ビットの
長さである。ＡＴＵ１０２２８の出力は、前述の如く各
々が１３ビットの物理的記述子のフレーム番号（ＦＮ）
フィールドである。ＡＴＵ１０２２８のＤＳＡ２４０５
２、ＤＳＢ２４０５４およびＤＳＣ２４０５６はこれに
より各々１３ビットの幅である。
【０５２８】ＡＴＵ１０２２８のＬＲＵＬ２４０８０
は、構造および作用において一般化されたカッシェのそ
れと類似している。３フレームの組におけるフレームの
相対的な使用を表示するのに３ビットで十分であるた
め、各々がＡＴＵ１０２２８の組と対応するＡＴＵ１２
０２８のＬＲＵＬ２４０８０のワードは各々幅が３ビッ
トである。ＡＴＵ１０２２８においては、ＬＲＵＬ２４
０８０のビット１は、フィールドＡがフィールドＢより
も最近に使用されたどうかを表示し、ビット２はフレー
ムＡがフレームＣよりも最近使用されたかどうかを表示
し、ビット３はフレームＢがフレームＣよりも最近使用
されたかどうかを表示する。前に述べた如き他の全ての
観点において、ＡＴＵ１０２２８は構造および作用にお
いて一般化されたカッシェと類似する。
【０５２９】ＰＣ１０２３４について述べれば、ＰＣ１
０２３４は８組の２通りに組合された連想カッシェであ
り即ち１組当り２つのフレームを有する。４つのフレー
ムではなく２フレームを有するＰＣ１０２３４は、ＴＳ
Ｃ２４０１６、ＴＳＤ２４０１８、ＴＳＣＣ２４０２
４、ＴＳＣＤ２４０２６、ＴＳＰＲＣ２４０３２、ＴＳ
ＰＲＤ２４０３４、ＴＳＨＥＣ２４０４０、ＴＳＨＥＤ
２４０４２、ＤＳＣ２４０５６またはＤＳＤ２４０５８
のいずれも含まない。
【０５３０】ＰＣ１０２３４のアドレス入力は、論理記
述子の２８ビットのＡＯＮフィールドである。これらの
ＡＯＮフィールドの３つの最下位ビットは、ＰＣ１０２
３４のＴＳ２４０１０とＤＳ２４０５０のアドレス指定
のための指標として使用される。これらのＡＯＮフィー
ルドのアドレス入力の２５の最上位ビットはＰＣ１０２
３４のタッグとして使用され、その結果ＰＣ１０２３４
のＴＳＡ２４０１２とＴＳＢ２４０１４は各々８ビット
・ワード実行Ｘ２５ビットのメモリーである。
【０５３１】ＰＣ１０２３４のＬＲＵＬ２４０８０につ
いて述べれば、１つのビットは、ＰＣ１０２３４の組の
各々における２つのフレームのどれが最後にアクセスさ
れたかを表示するため充分である。ＰＣ１０２３４のＬ
ＲＵＬ２４０８０のメモリーはこれにより８ワード、即
ち８組の長さで１ビットの幅である。
【０５３２】前述の如く、ＰＣ１０２３４のエントリ
は、ある活動状態のオブジェクトに対するある活動状態
の主題のアクセス権に関する情報を構成する。ＰＣ１０
２３４の各エントリは３５ビットの情報を保有する。こ
の情報の３つのビットは、ある特定の主題がある特定の
オブジェクトに関する読出し、書込みまたは実行権のい
ずれかであるかを表示する。残る３２ビットはこれらの
アクセス権が関連する前記オブジェクトのボリューム即
ち部位、即ちデータビット数を表示する長さフィールド
を有効に構成する。
【０５３３】再び図２４０において、ＰＣ１０２３４は
一般化されたカッシェとは異なり、また更にエクステン
ト検査ロジック（ＥＸＴＣＨＫ）２４０８２および操作
検査ロジック（ＯＰＲＣＨＫ）２４０８４を含む点でＮ
Ｃ１０２２６およびＡＴＵ１０２２８とは異なる。ＰＣ
１０２３４のエントリは、前述の如く、ある特定の主題
がある特定のオブジェクトに対して有するアクセス権の
形式を識別する３ビットを含む。読出し（Ｒ）、書込み
（Ｗ）または実行（Ｅ）のいずれかの権利を表わすこれ
らの３ビットは、ＯＰＲＣＨＫ２４０８４の第１の入力
に対して与えられる。ＯＰＲＣＨＫ２４０８４の第２の
入力はＦＵＣＴＬ２０２１４から与えられ、ＪＰ１０１
１４が前記オブジェクトに関して読出し（Ｒ）、書込み
（Ｗ）または実行（ＥＩ）のいずれかの操作の実施を意
図するかを規定する。ＯＰＲＣＨＫ２４０８４は、ＤＳ
２４０５０からのＯＰＲＣＨＫ２４０８４のアクセス権
入力をＦＵＣＴＬ２０２１４からのＯＰＲＣＨＫ２４０
８４の意図された操作入力と比較する。もしこの主題が
ＪＰ１０１１４によって意図された操作に実施に必要な
オブジェクトに対する権利を保有しなければ、ＯＰＲＣ
ＨＫ２４０８４は機密保護の侵害が生じたことを表示す
る操作侵害（ＯＰＲＶ）を生成する。
【０５３４】同様に、エクステント権に関するＰＣ１０
２３４のエントリの３２ビットは、ＥＸＴＣＨＫ２４０
８２に対する入力（ＥＸＴＥＮＴ）として与えられる。
前述の如く、ＰＣ１０２３４のエントリのＥＸＴＥＮＴ
フィールドは、これらのアクセス権が関連するオブジェ
クト内における長さ即ちデータ・ビットの数を表示す
る。ＰＣ１０２３４からのＥＸＴＥＮＴフィールドはＥ
ＸＴＣＨＫ２４０８２により、その時の機密保護機能の
検査が行なわれつつあるＭＥＭ１０１１２に対するその
時のＪＰ１０１１４の論理記述子のオフセット・フィー
ルドと比較される。もしエクステント権およびオフセッ
ト・フィールドの比較が、ＤＳ２４０５０からの対応す
る権利の読出しが妥当するオブジェクトの長さをその時
のメモリー要求が超えることを示すならば、ＥＸＴＣＨ
Ｋ２４０８２はエクステント侵害（ＥＸＴＶ）出力を生
成する。このＥＸＴＶは、ＪＰ１０１１４によるその時
のメモリー要求がＤＳ２４０５０からのＰＣ１０２３４
のエントリ読出しが妥当しないオブジェクトの部分を示
すことを表示する。前述の如く、例えストリング転送の
一部としても、ＭＥＭ１０１１２に関する各読出しまた
は書込みは３２ビット・ワードである。このため、その
時の論理記述子に応じて与えられるＰＣ１０２３４のエ
ントリのＥＸＴＥＮＴフィールドにより規定される制限
からの３２ビットより小さなオブジェクトのセグメント
を前記論理記述子のオフセット・フィールドが既述する
時、ＥＸＴＣＨＫ２４０８２はＥＸＴＶ出力を生じるこ
とになる。ＥＸＴＶおよびＯＰＲＶは機密保護侵害ゲー
ト（ＰＶＧ）２４０８６によって一緒にゲートされ、エ
クステントまたは操作の侵害が生じたことを表示する機
密保護侵害（ＰＲＯＴＶ）出力を生成する。
【０５３５】ＭＥＭＩＮＴ２０２１２の構造および作用
について述べ、またＤＥＳＰ２０２１０の構造および作
用について前に述べたが、ＦＵＣＴＬ２０２１４の構造
および作用について次に説明する。
【０５３６】３．取出し装置制御ロジック２０２１４
（図２０２） 以下の記述は、ＦＵ１０１２０の構造および作用の詳細
な説明を提供する。ＦＵ１０１２０の全体的な作用につ
いて最初に説明し、ＦＵ１０１２０の構造の説明がこれ
に続き、最後にＦＵ１０１２０の作用の詳細な説明が続
く。
【０５３７】前述の如く、ＦＵＣＴＬ２０２１４はユー
ザのプロセスの手順の実行の際ＪＰ１０１１４の作用を
支配する、ＦＵＣＴＬ２０２１４により実施される機能
の内第１のものは、前に述べたＣＳ１０１１０の名前空
間、ＵＩＤおよびＡＯＮに基づくアドレス指定システム
の保守および操作であり、第２のものは前述の如くユー
ザのプロセスの実行においてＪＰ１０１１４の作用を制
御するためＦＵ１０１２０とＥＵ１０１２２に対するマ
イクロ命令の対応するシーケンスを与えるユーザのプロ
セスのＳＯＰの解釈であり、第３にＣＳ１０１１０の内
部機構、例えばＣＳ１０１１０のスタック機構の作用の
制御である。
【０５３８】以下において更に詳細に説明するように、
ＦＵＣＴＬ２０２１４は、ＭＥＭ１０１１２からのユー
ザのプログラムのＳ命令（ＳＩＮ）の読出しのためＡＯ
Ｎおよびオフセット・フィールドを構成する論理アドレ
スのシーケンスを生成する事前取出し装置（ＰＲＥＦ）
２０２６０を含む。前述の如く、各ＳＩＮは１つのＳ命
令（ＳＯＰ）と１つ以上の名前からなり、１つ以上の３
２ビット・ワードを占有することができる。ＳＩＮは単
一の３２ビット・ワードのシーケンスとしてＭＥＭ１０
１１２から読出され、その結果ＰＲＥＦ２０２６０はＳ
ＩＮに対するＭＥＭ１０１１２の読出し要求における長
さフィールドを指定する必要はない。ＳＩＮはＭＥＭ１
０１１２からＭＯＤバス１０１４４を介して読出され、
命令バッファ（ＩＮＳＴＢ）２０２６２において捕捉さ
れ記憶される。オペランド分析装置（パーサ）２０２６
４はＭＥＭ１０１１２からＭＯＤバス１０１４４を介し
て読出され、命令バッファ（ＩＮＳＴＢ）２０２６２命
令において捕捉され記憶される。パーサ２０２６４はＩ
ＮＳＴＢ２０２６２からＳＯＰおよびオペランド名前を
抽出し、即ちこれを分析する。パーサ２０２６４は、オ
ペランド名をＮＣ１０２２６に対して与え、ＳＯＰをＦ
Ｕインタプリタ・タスク指名テーブル（ＦＵＳＤＴ）１
１０１０に対して、また命令コード・レジスタ（ＯＰＣ
ＯＤＥＲＥＧ）２０２６８を介してＥＵタスク指名テー
ブル（ＥＵＳＤＴＦ）２０２６６に対して与える。ＩＮ
ＳＴＢ２０２６２とパーサ２０２６４の作用は、現時プ
ログラム・カウンタ（ＣＰＣ）２０２７０、初期プログ
ラム・カウンタ（ＩＰＣ）２０２７２および実行プログ
ラム・カウンタ（ＥＰＣ）２０２７４により制御され
る。
【０５３９】前述の如く、ＦＵＳＤＴ１１０１０はＯＰ
ＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８から受取った各ＳＯＰ毎にＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２に対して対応するＳインタプリタ
・タスク指名（ＳＤ）ポインタまたはアドレスを与え
て、特定のＭＥＭ１０１１２においてＪＰ１０１１４の
操作を指令するマイクロ命令の対応するシーケンスを選
択する。前述の如く、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２はまた、
ＣＳ１０１１０の内部機構、例えばプロセスのスワッピ
ングに介在させられるＲＣＷＳ１０３５８の如き機構の
作用を制御し指令するためのマイクロ命令のシーケンス
を含む。長さバス２０２２６はＥＵ１０１２２に関する
同様な機構を実施し、ＥＵ１０１２２に駐在するＥＵＳ
インタプリタ・テーブル（ＥＵＳＩＴＴ）に対してＳＤ
ポインタを与える。
【０５４０】マイクロプログラム・カウンタ（ｍＰＣ）
２０７２６は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して順次ア
ドレスを提供して、数連のマイクロ命令の個々のマイク
ロ命令を選択する。分岐兼ケース・ロジック（ＢＲＣＡ
ＳＥ）２０２７８はマイクロ命令の分岐およびケースに
対するマイクロ命令のシーケンスを説明するためアドレ
スをＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して与える。循環カウ
ンタ（ＲＥＰＣＴＲ）２０２８０およびページ番号レジ
スタ（ＰＮＲＥＧ）２０２８２は、ＦＵＳＩＴＴ１１０
１２のロード操作中ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対してア
ドレスを提供する。
【０５４１】前述の如く、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２はＭ
ＥＭ１０１１２からの選択されたＳインタプリタ（ＳＩ
Ｎ）でロードされる書込み可能マイクロ命令制御ストア
である。
【０５４２】ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のアドレスの場合
もまたＮＣ１０２２６からの事象ロジック（ＥＶＥＮ
Ｔ）２０２８４およびＪＡＭ入力によって与えられる。
更に以下において説明するように、ＥＶＥＮＴ２０２８
４は、ＣＳ１０１１０の内部機構の作用と主として関連
するＦＵＣＴＬ２０２１４の回路の一部である。ＮＣ１
０２２６からの入力ＪＡＭは、ＣＳ１０１１０の名前空
間アドレス指定機構に対する、特にＮＣ１０２２６にお
けるＦＵＣＴＬ２０２１４のある制御機能を開始する。
ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対する前述のアドレス入力間
の選択はＳインタプリタ・テーブルの次のアドレス・ゼ
ネレータ・ロジック（ＳＩＴＴＮＡＧ）２０２８６によ
って制御される。
【０５４３】ＦＵＣＴＬ２０２１４の回路の他の部分は
ＣＳ１０１１０の内部機構の作用と関連させられてい
る。例えば、ＦＵＣＴＬ２０２１４は、ＣＳ１０１１０
のスタック機構に関して前に述べた戻り制御ワード・ス
タック（ＲＣＷＳ）１０３５８を含む。レジスタ・アド
レス・ゼネレータ（ＲＡＧ）２０２８８はＧＲＦ１０３
５４およびＲＣＷＳ１０３５８のアドレス指定のための
ポインタを提供し、マイクロスタック・ポインタ・レジ
スタ（ＭＩＳＰＲ）１０３５６を含む。
【０５４４】前述の如く、ＭＩＳＰＲ１０３５６の機構
はマイクロスタック（ＭＩＳ）１０３６８のアドレス指
定のためのポインタを提供する。以下において更に述べ
るように、１０３６８のその時の、前のおよび下底のフ
レームを指示する実際のＭＩＳ１０３６８のポインタは
マイクロ制御ワード・レジスタ１（ＭＣＷ１）２０２９
０に駐在する。ＭＣＷ１ ２０２９０およびマイクロ制
御ワード零レジスタ（ＭＣＷ０）２０２９２は共に、そ
の時ＦＵ１０１２０により実行中のマイクロ命令シーケ
ンスのその時の実行環境を示すある情報を保有する。こ
の実行情報は、これらのマイクロ命令シーケンスの実行
を補助する際に使用される。状態レジスタ（ＳＴＡＴ
Ｅ）２０２９４は、ＦＵ１０１２０の作用状態に関する
ある情報を捕捉しこれを記憶する。以下において更に説
明するように、状態ベクトルと呼ばれるこの情報はＦＵ
１０１２０の作用を可能にしかつこれを指令するために
使用される。
【０５４５】タイマー（ＴＩＭＥＲ）２０２９６は、Ｆ
Ｕ１０１２０による対処を必要とする事象の発生以来の
経過時間を監視する。もしこれら事象に対する待機時間
がある制限を越える場合は、ＴＩＭＥＲ２０２９６はこ
れら制限を越えたことを表示し、その結果これら事象の
サービスが開始可能となる。
【０５４６】最後に、取出し装置対Ｅ装置間のインター
フェース・ロジック（ＦＵＥＵＩＮＴ）２０２９８はＦ
Ｕ１０１２０とＥＵ１０１２２間のインターフェースの
ＦＵ１０１２０の部分を構成している。ＦＵＥＵＩＮＴ
２０２９８は、ＦＵ１０１２０とＥＵ１０１２２の作用
が連係させられる主経路である。
【０５４７】ＦＵ１０１２０の全体的な作用について述
べたが次に図２０２の助けを借りてＦＵ１０１２０の構
造について説明し、この構造の説明の後にはＦＵ１０１
２０の詳細な説明が続くが、ここでＦＵ１０１２０のい
くつかの部分に更に詳細な図を説明の明瞭化の必要に応
じて挿入することにする。
【０５４８】ａ．ａ．取出し装置制御ロジック（ＦＵＣ
ＴＬ）２０２１４の全体的構造 再び図２０２について述べれば、前述の如く図２０２は
ＦＵＣＴＬ２０２１４の部分ブロック図を含む。前の説
明と同じ順序に従って、ＰＲＥＦ２０２６０はＡＯＮバ
ス２０２３０と接続された２８ビットの両方向ポート
と、ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８からの３２ビットの両
方向ポートとを有する。ＰＲＥＦ２０２６０の制御入力
はＩＮＳＴＢ２０２６２の制御出力と接続される。
【０５４９】ＩＮＳＴＢ２０２６２の３２ビットデータ
入力（ＤＩ）はＭＯＤバス１０１４４を接続される。Ｉ
ＮＳＴＢ２０２６２の１６ビット出力（ＤＯ）はＯＰＣ
ＯＤＥＲＥＧ２０２６８の１６ビットの両方向入力およ
び１６ビットの名前バス２０２２４と接続される。ＯＰ
ＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８の入力は８ビットのＳＩＮＴ
と３ビットのダイアレクト選択からなる。前述の如く、
名前バス２０２２４は名前トラップ（ＮＴ）２０２５４
の１６ビットの両方向ポートと接続され、またＮＣ１０
２２６のアドレス入力ＡＤＲおよびＯＦＦＰ２０２２８
の入出力側と接続される。ＩＮＳＴＢ２０２６２とパー
サ２０２６４の制御入力はＣＰＣ２０２７０の制御出力
を接続される。
【０５５０】ＣＰＣ２０２７０の３２ビット入力はＪＰ
Ｄバス１０１４２と接続され、ＣＰＣ２０２７０の３２
ビット出力はＩＰＣ２０２７２の３２ビット入力と接続
される。ＩＰＣ２０２７２の３２ビット出力はＥＰＣ２
０２７４とＪＰＤバス１０１４２の３２ビットの入力と
接続される。ＥＰＣ２０２７４の３２ビット出力は同様
にＪＰＤバス１０１４２と接続される。
【０５５１】ＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８の１１ビッ
トの出力はＦＵＳＤＴ１１０１０とＥＵＳＤＴ２０２６
６の１１ビット・アドレスと接続される。ＦＵＳＤＴ１
１０１０とＥＵＳＤＴ２０２６６に対するこれら１１ビ
ットのアドレス入力は夫々、２ビットのダイアレクト選
択コードと８ビットのＳＩＮＴコードからなる。ＥＵＳ
ＤＴ２０２６６の１２ビットのＳＤＴ出力は、ＥＵ１０
１２２の次の説明において述べるように、ＥＵ１０１２
２におけるマイクロ命令制御ストアの入力側と接続され
る。以下において更に述べるように、ＦＵＳＤＴ１１０
１０はアドレス（ＡＤＲ）バス２０２９８と接続された
２つの出力を有する。ＦＵＳＤＴ１１０１０の第１の出
力は、以下において更に述べるように、総称ＳＩＮＴと
対応する６ビットのＳＤＴポインタ即ちアドレスであ
る。ＦＵＳＤＴ１１０１０の第２の出力は、これについ
ても以下において更に説明するようにアルゴリズム・マ
イクロ命令シーケンスのための１５ビットのＳＤＴポイ
ンタ即ちアドレスである。
【０５５２】ＲＣＷＳ１０３５８については、ＲＣＷＳ
１０３５８はＩＰＤバス１０１４２と接続された第１の
両方向ポートを有する。ＲＣＷＳ１０３５８の第２と第
３と第４の両方向ポートは夫々、ＭＣＷ１ ２０２９０
の第１の両方向ポートＥＶＥＮＴ２０２８４およびｍＰ
Ｃ２０２７６の両方向ポートと接続される。ＲＣＷＳ１
０３５８の出力はＡＤＲバス２０２９８と接続される。
【０５５３】ｍＰＣ２０２７６の入力はＡＤＲバス２０
２９８と接続され、ｍＰＣ２０２７６の第１と第２の出
力は夫々、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８の入力とＡＤＲバス
２０２９８とに接続される。ＢＲＣＡＳＥ２０２７８の
出力はＡＤＲバス２０２９８と接続される。
【０５５４】前述の如く、ＥＶＥＮＴ２０２８４の第１
の両方向ポートはＲＣＷＳ１０３５８と接続される。Ｅ
ＶＥＮＴ２０２８４の第２の両方向ポートはＭＣＷ０
２０２９２と接続される。ＥＶＥＮＴ２０２８４の出力
はＡＤＲバス２０２９８と接続される。
【０５５５】ＲＥＰＣＴＲ２０２８０とＰＮＲＥＧ２０
２８２の入力はＪＰＤバス１０１４２と接続される。Ｒ
ＥＰＣＴＲ２０２８０とＰＮＲＥＧ２０２８２の出力は
ＡＤＲバス２０２９８と接続される。
【０５５６】ＡＤＲバス２０２９８、およびＦＵＳＩＴ
Ｔ１１０１２の第１の出力からの入力はＳＩＴＴＮＡＧ
２０２８６の入力側と接続される。ＳＩＴＴＮＡＧ２０
２８６の出力は、制御ストア・アドレス（ＣＳＡＤＲ）
バス２０２９９を介して、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のア
ドレス入力側と接続される。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２の
データ入力はＪＰＤバス１０１４２と接続される。ＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２の制御出力はＪＰ１０１１４のほと
んど全ての要素と接続されており、このため説明を明瞭
にするため図面の物理的な接続によっては詳細には示さ
ないが、以下の記述において説明する。
【０５５７】前述の如く、ＭＣＷ０ ２０２９２および
ＭＣＷ１ ２０２９０は、夫々ＥＶＥＮＴ２０２８４の
両方向ポートおよびＲＣＷＳ１０３５８の第２の両方向
ポートと接続された両方向ポートを有する。ＭＣＷ０
２０２９２とＭＣＷ１ ２０２９０の出力はＪＰＤバス
１０１４２と接続される。ＭＣＷ０ ２０２９２とＭＣ
Ｗ１ ２０２９０の他の入力は、以下において更に説明
するようにＪＰ１０１１４の他のいくつかの要素と接続
され、説明を明瞭にするためここでは詳細には示さない
が以下において説明する。ＳＴＡＴＥ２０２９４は同様
に、ＪＰ１０１１４、特にＦＵ１０１２０の他の要素に
関する多数の入出力を有する。ＳＴＡＴＥ２０２９４の
入出力はここでは説明を明瞭にするため示さないが、以
下において詳細に説明される。
【０５５８】ＲＡＧ２０２８８は、ＪＰＤバス１０１４
２と接続された入力と、例えばＭＣＷ１ ２０２９０と
接続された他の入力を有する。ＭＩＳＰＲ１０３５６を
含むＲＡＧ２０２８８は、例えばＲＣＷＳ１０３５８と
ＧＲＦ１０３５４に対するアドレス入力として出力を提
供する。再び、説明を明瞭にするためにＲＡＧ２０２８
８の入出力は図２０２においては詳細には示さないが、
以下において更に説明する。
【０５５９】ＴＩＭＥＲ２０２９６は、ＥＶＥＮＴ２０
２８４およびＦＵＳＩＴＴ１１０１２から入力を受取
り、ＥＶＥＮＴ２０２８４に対して出力を与える。説明
を明瞭にするため、これらの表示は図２０２においては
詳細には示さないが、以下において更に説明される。
【０５６０】ＦＵＩＮＴ２０２９８はＦＵＳＩＴＴ１１
０１２およびＥＵ１０１２２から制御入力を受取る。Ｆ
ＵＩＮＴ２０２９８はＦＵＣＴＬ２０２１４のＥＵ１０
１２２および他の要素に対して出力を与える。説明を明
瞭にするため、ＦＵＩＮＴ２０２９８に関する接続は図
２０２には詳細には示さないが、以下において更に説明
する。
【０５６１】ＦＵＣＴＬ２０２１４の全体的な作用およ
び構造について説明したが、ＦＵＣＴＬ２０２１４の作
用について次に説明する。以下の説明においては、当技
術の通常の技術を有する者のため、必要に応じてＦＵＣ
ＴＬ２０２１４の構造および作用を開示するため、その
ある部分の別の図を使用する。ＳＩＮの取出しおよび解
釈に関するＦＵＣＴＬ２０２１４の作用、即ちＳＯＰお
よびオペランド名について最初に説明し、ＣＳ１０１１
０に内部機構に関するＦＵＣＴＬ２０２１４の作用の説
明がこれに続く。
【０５６２】ｂ．ｂ．取出し装置の制御ロジック（ＦＵ
ＣＴＬ）２０２１４の作用 最初に、ＳＯＰおよび名前のシラブルに応答するＪＰ１
０１１４の制御と直接関連するＦＵＣＴＬ２０２１４の
諸要素について述べれば、これらの要素は、（１）ＰＲ
ＥＦ２０２６０、（２）ＩＮＳＴＢ２０２６２、（３）
パーサ２０２６４、（４）ＣＰＣ２０２７０、ＩＰＣ２
０２７２およびＥＰＣ２０２７４、（５）ＯＰＣＯＤＥ
ＲＥＧ２０２６８、（６）ＦＵＳＤＴ１１０１０および
ＥＵＳＤＴ２０２６６、（７）ｍＰＣ２０２７６、
（８）ＢＲＣＡＳＥ２０２７８、（９）ＲＥＰＣＴＲ２
０２８０およびＰＮＲＥＧ２０２８２、（１０）ＲＣＷ
Ｓ１０３５８の一部、（１１）ＳＩＴＴＮＡＧ２０２８
６、（１２）ＦＵＳＩＴＴ１１０１２および（１３）Ｎ
Ｔ２０２５４が含まれる。これらのＦＵＣＴＬ２０２１
４の要素については以上の順序で以下に説明する。
【０５６３】ａ．ａ．ａ．事前取出し装置（ＰＲＥＦ）
２０２６０、命令バッファ（ＩＮＳＴＢ）２０２６２、
パーサ２０２６４、命令コードレジスタ（ＯＰＣＯＤＥ
ＲＥＧ）２０２６８、ＣＰＣ２０２７０、ＩＰＣ２０２
７２およびＥＰＣ２０２７４（図２４１） 前述の如く、ＰＲＥＦ２０２６０はＭＥＭ１０１１２に
対して一連のアドレスを生成して、ＭＥＭ１０１１２か
らＦＵＣＴＬ２０２１４に対する、特にＩＮＳＴＢ２０
２６２に対するユーザ・プログラムのＳＩＮを読出す。
ＰＲＥＦ２０２６０はＭＥＭ１０１１２から１つの３２
ビットのワードの転送要求を読出す。各ＳＩＮは１つの
ＳＯＰと１つ以上の名前シラブルからなる。各ＳＯＰは
例えば８ビットの情報からなるが、各名前シラブルは例
えば８，１２、または１６ビットのデータからなる。一
般に、また以下のＳＴＡＴＥ２０２９４に説明において
更に詳細に説明するように、ＰＲＥＦ２０２６０は１１
０ナノ秒の交番システムのクロック・サイクルに基づく
ＭＥＭ１０１１２に対するアクセスを行なう。ＭＥＭ１
０１１２に対するＰＲＥＦ２０２６０のアクセスは、Ｉ
ＮＳＴＢ２０２６２がＭＥＭ１０１１２から読出される
ＳＩＮを受取る用意があることを示すＩＮＳＴＢ２０２
６２を条件とする。特に、ＩＮＳＴＢ２０２６２はＰＲ
ＥＦ２０２６０に対する制御出力のＱｕｉｒｙ事前取出
し（ＱＰＦ）を生成して、更に以下において説明するよ
うに、ＩＮＳＴＢ２０２６２がＭＥＭ１０１１２から読
出されたＳＩＮを受取る用意がある時、ＰＲＥＦ２０２
６０がＭＥＭ１０１１２に対する要求を提供することを
許容する。
【０５６４】ＰＲＥＦ２０２６０は、例えばＳＮ７４Ｓ
１６３からなるカウンタ・レジスタである。
【０５６５】ＰＲＥＦ２０２６０の両方向の入出力はＡ
ＯＮバス２０２３０およびＯＦＦＰ２０２２８と接続さ
れる。ＰＲＥＦ２０２６０が唯１つの３２ビット・ワー
ドしか読出さない時、ＰＲＥＦ２０２６０は、ＳＩＮ読
出し要求の一部として長さフィールドを指定することは
要求されず、即ちＡＯＮおよびオフセット・フィールド
は１つの３２ビット・ワードの規定のためには十分であ
る。ＭＥＭ１０１１２からの一連のＳＩＮの読出しの開
始時においては、この一連のＳＩＮの第１の３２ビット
・ワードのアドレス（ＡＯＮおよびオフセット・フィー
ルド）はＤＥＳＰ２０２１０によりＭＥＭ１０１１２に
対して与えられ、同時にＡＯＮバス２０２３０およびＯ
ＦＦＳＥＴバス２０２２８からＰＲＥＦ２０２６０に対
してロードされる。その後、ＳＩＮのシーケンスの連続
する各３２ビット・ワードがＭＥＭ１０１１２から読出
される時、ＰＲＥＦ２０２６０に駐在するアドレスは前
記ＳＩＮのシーケンスの連続する３２ビット・ワードを
規定するように増進される。連続する単一のワード・ア
ドレスは、あるシーケンスの最初のワードの後の全ての
ワードに対してＰＲＥＦ２０２６０からＭＥＭ１０１１
２に与えられる。
【０５６６】前述の如く、ＩＮＳＴＢ２０２６２はＭＥ
Ｍ１０１１２からＭＯＤバス１０１４４を介してＳＩＮ
を受取り、またＣＰＣ２０２７０の制御下で作用するパ
ーサ２０２６４により、名前バス２０２２４に対して名
前シラブルを、またＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８に対
してＳＩＮを与える。ＩＮＳＴＢ２０２６２はＰＲＥＦ
２０２６０と共に与えられて、ＳＩＮの実行速度を増加
する。
【０５６７】図２４１によれば、ＩＮＳＴＢ２０２６２
と、パーサ２０２６４と、ＣＰＣ２０２７０と、ＩＰＣ
２０２７２と、ＥＰＣ２０２７４の更に詳細なブロック
図が示される。ＩＮＳＴＢ２０２６２は、ＭＯＤバス１
０１４４からの並列の３２ビットの入力を有する２つの
３２ビット・レジスタを構成するものとして示される。
ＩＮＳＴＢ２０２６２はまた、命令バッファ書込み制御
装置（ＩＮＳＴＢＷＣ）２４１１０からのＩＮＳＴＢ２
０２６２の各３２ビット・レジスタに対して１つずつの
２つの書込みクロック（ＷＣ）入力を受取る。ＩＮＳＴ
Ｂ２０２６２の出力はＢＳ０乃至ＢＳ７で示される８つ
の８ビット基本シラブル（ＢＳ）として構成される。Ｂ
Ｓ０，ＢＳ２，ＢＳ４およびＢＳ６はＩＮＳＴＢ２０２
６２の８ビットの基本シラブルの偶数（ＢＳＥ）を構成
するようにＯＲされるが、ＢＳ０，ＢＳ３，ＢＳ５およ
びＢＳ７は同様にＩＮＳＴＢ２０２６２の基本シラブ
ル、奇数（ＢＳＯ）を構成するようにＯＲされる。ＢＳ
ＯおよびＢＳＥはパーサ２０２６４の入力として与えら
れる。
【０５６８】パーサ２０２６４は、ＣＰＣ２０２７０と
関連するその時のシラブル・サイズ・レジスタ（ＣＳＳ
Ｒ）２４１１２から第１の制御入力を受取る。パーサ２
０２６４の第２の制御入力は、これもまたＣＰＣ２０２
７０と関連する命令バッファ・シラブル復号レジスタ
（ＩＳＢＤＥＣＲ）２４１１４から与えられる。パーサ
２０２６４は名前バス２０２２４およびＯＰＣＯＤＥＲ
ＥＧ２０２６８の入力側に対して１つの８ビットの出力
を与える。
【０５６９】ＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０について述べる
ならば、ＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０は以下において更に
述べるように、ＪＰ１０１１４からＩＮＳＴＢ２０２６
２に対するＳＩＮの書込みに関する制御ＳＩＮを与え
る。ＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０もまた、ＰＲＥＦ２０２
６０の作用に関する制御ＳＩＮを与える。ＩＮＳＴＢ２
０２６２に対するＷＣ出力に加えて、ＩＮＳＴＢＷＣ２
４１１０は制御出力ＱＰＦをＰＲＥＦ２０２６０に対し
て与え、制御出力命令バッファ・ハング（ＩＢＨＵＮ
Ｇ）をＥＶＥＮＴ２０２８４に対し、また制御ＳＩＮ命
令バッファ待機（ＩＢＷＡＩＴ）をＳＴＡＴＥ２０２９
４に対して与える。ＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０はまた、
２０２７８からの制御入力ＢＲＡＮＣＨを、ＴＩＭＥＲ
２０２９６からエラー入力を受取る。
【０５７０】ＣＰＣ２０２７０と、ＩＰＣ２０２７２
と、ＥＰＣ２０２７４については、ＩＰＣ２０２７２お
よびＥＰＣ２０２７４は図２０２における如く図２４１
に示される。更に、ＦＵＣＴＬ２０２１４の回路はＣＰ
Ｃ２０２７０と関連する如くに示される。ＣＰＣ２０２
７０は、ＪＰＤバス１０１４２のビット１乃至２５から
ビット１乃至２５（ＣＰＣ（１〜２５））を受取る２９
ビットのレジスタである。ＣＰＣ２０２７０ビット０
（ＣＰＣ０）はＣＰＣ０、ＣＰＣ０選択（ＣＰＣＯＳ）
２４１１６から与えられる。ＣＰＣＯＳ２４１１６の入
力は、ＣＰＣ２０２７０からのビット１出力とＪＰＤバ
ス１０１４２からのビット０である。ＣＰＣ２０２７０
のビット２６，２７および２８（ＣＰＣ（２６〜２
８））はＣＰＣマルチプレクサ（ＣＰＣＭＵＸ）２４１
１８から与えられる。ＣＰＣＭＵＸ２４１１８はまたＩ
ＳＢＤＥＣＲ４１１４に対する入力を与える。ＣＰＣＭ
ＵＸ２４１１８の入力は、ＪＰＤバス１０１４２からの
ビット２５，２６および２８、およびＣＰＣ演算論理装
置（ＣＰＣＡＬＵ）２４１２０の３ビットの出力であ
る。ＣＰＣＡＬＵ２４１２０の第１の入力は、ＣＰＣ２
０２７０の出力ビット２６，２７および２８と接続され
る。ＣＰＣＡＬＵ２４１２０の第２の入力はＣＳＳＲ２
４１１２と接続されている。ＣＳＳＲ２４１１２の入力
はＪＰＤバス１０１４２と接続される。
【０５７１】前述の如く、ＩＮＳＴＢ２０２６２は６４
ビット幅のレジスタとして構成されている。ＩＮＳＴＢ
２０２６２は、命令バッファ・ワード０（ＩＢ０）およ
び命令バッファ・ワード１（ＩＢ１）と呼ばれる２つの
３２ビット・ワードとして構成され、２ワードの先入れ
先出しバッファ・メモリーとして作用する。ＰＲＥＦ２
０２６０は、これによるメモリーの照合毎にＩＢ０また
はＩＢ１の１つをロードする。ＰＲＥＦ２０２６０はＩ
ＮＳＴＢ２０２６２をロードし、またＩＮＳＴＢ２０２
６２はＭＯＤバス１０１４４からのみロードが可能であ
る。別個のクロック、即ち夫々命令バッファ書込みクロ
ック０（ＩＢＷＣ０）および命令バッファ書込みクロッ
ク１（ＩＢＷＣ１）は、夫々ＩＢＷ０およびＩＢＷ１を
ＩＮＳＴＢ２０２６２にロードするためＩＮＳＴＢＷＣ
２４１１０から与えられる。ＩＢＷＣ０およびＩＢＷＣ
１は各々ゲートされた１１０ナノ秒クロックである。Ｉ
ＢＷ０またはＩＢＷ１は、夫々ＩＢＷＣ０またはＩＢＷ
Ｃ１がＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０により使用可能状態に
させられる時、ＩＮＳＴＢ２０２６２に対して書込まれ
る。ＩＢＷＣ０およびＩＢＷＣ１は、ＩＮＳＴＢ２０２
６２に対するデータが前述の如くインターフェース制御
信号ＤＡＶＩを保有することによって使用可能であるこ
とをＭＥＭ１０１１２が表示する時にのみ使用可能状態
となる。
【０５７２】ＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０は主として、Ｓ
ＩＮのＩＮＳＴＢ２０２６２に対する書込みに関してＦ
Ｕ１０１２０の制御と関連している。前述の如く、ＩＮ
ＳＴＢＷＣ２４１１０はＩＢＷＣ０とＩＢＷＣ１をＩＮ
ＳＴＢ２０２６２に対して与える。ＩＢＷＣ０およびＩ
ＢＷＣ１は、ＭＥＭ１０１１２からのＩＮＳＴＢＷＣ２
４１１０の入力ＤＡＶＩによって使用可能状態にさせら
れる。ＩＢＷＣ０およびＩＢＷＣ１間の選択は、ＣＰＣ
２０２７０からのＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０の入力によ
って制御される。特に、また以下において更に述べるよ
うに、ＣＰＣ２０２７０の２９ビット・ワードのビット
２６（ＣＰＣ２６）はＩＢＷ０またはＩＢＷ１のどちら
がＩＮＳＴＢ２０２６２に対して書込まれるかについて
表示する。
【０５７３】ＩＢＷ０およびＩＢＷ１のＩＮＳＴＢ２０
２６２に対する書込みの制御に加えて、ＩＮＳＴＢＷＣ
２４１１０はＦＵ１０１２０の各要素に対して制御信号
を与えてＭＥＭ１０１１２からＩＮＳＴＢ２０２６２に
対するＳＩＮの読込みを制御する。この点に関して、Ｉ
ＮＳＴＢＷＣ２４１１０はＩＮＳＴＢ２０２６２におけ
るＳＩＮワードの状態に関するある条件を検出し、ＩＮ
ＳＴＢ２０２６２が略々常に少なくとも１つの妥当なＳ
ＯＰまたは名前シラブルを含むように、今説明する対応
した制御信号をＦＵ１０１２０の他の要素に対して与え
る。第１に、もしＩＮＳＴＢ２０２６２が充填されてい
なければ、即ちＩＢＷ０またはＩＢＷ１のいずれか一方
またはその両者が無効であれば、例えばＩＢＷ０がＩＮ
ＳＴＢ２０２６２から読出されて実行されるため、ＩＮ
ＳＴＢＷＣ２４１１０はこの状態を検出してＩＮＳＴＢ
２０２６２に対して制御信号ＱＰＦを与えてＭＥＭ１０
１１２からの読出しを開始する。その時ＩＮＳＴＢＷＣ
２４１１０はＩＮＳＴＢ２０２６２のＩＢＷ０またはＩ
ＢＷ１のいずれかの部分がＰＲＥＦ２０２６０の要求に
応じてＭＥＭ１０１１２から読出されたワードを受取る
ことを可能にする。前述の如く、この作用は、ＩＮＳＴ
ＢＷＣ２４１１０が妥当フラッグを生成することにより
ＩＢＷ０またはＩＢＷ１の一方が無効であることを検出
してこれを表示する時に開始される。この場合ＩＮＳＴ
Ｂ２０２６２からパーサ２０２６４により読出しが行な
われる時、ＩＢＷ０またはＩＢＷ１は無効として表示さ
れる。以下において更に説明するようにＩＢＷ０および
ＩＢＷ１に対するＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０の妥当性フ
ラッグは、ＣＰＣ２０２７０からのビット２６乃至２８
（ＣＰＣ２６〜２８）からなるＩＮＳＴＢＷＣ２４１１
０の制御入力、およびＣＳＳＲ２４１１２からのその時
のシラブル・サイズ即ち値フラッグ（Ｋ）により生成さ
れる。第２に、ＩＮＳＴＢ２０２６２が空の時、即ち今
述べたようにＩＢＷ０とＩＢＷ１の双方が無効である時
を、あるいは１６ビットの名前シラブルの半部のみがＩ
ＮＳＴＢ２０２６２に存在する時をＩＮＳＴＢＷＣ２４
１１０が検出する。いずれかの状態に応じて、ＩＮＳＴ
ＢＷＣ２４１１０はＳＴＡＴＥ２０２９４に対して信号
ＩＢＷＡＩＴを生成する。更に以下に述べるように、信
号ＩＢＷＡＩＴはＩＮＳＴＢ２０２６２を照合するマイ
クロ命令の実行を中断する結果となる。今説明する他の
ある状態が生じなければ、前述の如くＭＥＭ１０１１２
に対するＰＲＥＦ２０２６０の要求は既に開始されてい
る。第３に、ＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０は、ＩＮＳＴＢ
２０２６２が空でありＩＮＳＴＢ２０２６２が停止状態
にある時即ちＭＥＭ１０１１２に対して要求を生じるこ
とができない時を検出することになり、その時のマイク
ロ命令はＩＮＳＴＢ２０２６２からのシラブルの分析を
試みつつある。この場合、ＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０は
ＥＶＥＮＴ２０２８４に対する制御信号命令バッファ停
止（ＩＢＨＵＮＧ）を生成する。以下において更に説明
するように、ＩＢＨＵＮＧはＩＮＳＴＢ２０２６２に対
するワードの流れを復元するマイクロ命令のシーケンス
の開始を惹起する。第４にＩＮＳＴＢＷＣ２４１１０
は、ＳＯＰに応答してＦＵＳＩＴＴ１１０１２により与
えられるマイクロ命令シーケンスにおける分岐が生じる
時をＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与えられるマイクロ命
令制御信号によって検出する。この場合、ＩＢＷ０およ
びＩＢＷ１は無効としてフラッグされる。ＩＮＳＴＢＷ
Ｃ２４１１０はこの時、分岐が生じる時には未だ受取っ
ていないが前に与えられたＰＲＥＦ２０２６０の要求に
応答してＭＥＭ１０１１２から読出されつつあるＳＩＮ
ワードを無視する。このため、ＰＲＥＦ２０２６０が無
効のＳＩＮワードを受取ることを阻止し、この時ＰＲＥ
Ｆ２０２６０とＩＮＳＴＢ２０２６２は動作を継続して
この分岐の妥当なＳＩＮワードを要求してこれを受取
る。
【０５７４】前述の如く、ＣＰＣ２０２７０およびＣＰ
Ｃ２０２７０に関連する回路の制御下において作用する
パーサ２０２６４は、夫々ＩＮＳＴＢ２０２６２から名
前バス２０２２４およびＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８
に対して名前シラブル論理ＳＯＰを読出す。パーサ２０
２６４は制御ロジックと関連すると共にマルチプレクサ
として作用する。
【０５７５】前述の如く、ＩＮＳＴＢ２０２６２は８つ
の８ビット・ワード、即ちＢＳ０乃至ＢＳ７として内部
に構成される。ＩＢＷ０はＢＳ０乃至ＢＳ３からなり、
ＩＢＷ１はＢＳ４乃至ＢＳ７からなる。各ＳＯＰは８ビ
ットのデータからなり、このため１つの基本シラブルか
らなるが、各名前シラブルは８，１２または１６ビット
のデータからなり、このため１つまたは２つの基本シラ
ブルからなる。名前シラブル・サイズは、前述の如く、
ＣＳＳＲ２４１１２において記憶されたその時のシラブ
ル・サイズ値Ｋにより示される。
【０５７６】ＢＳ０およびＢＳ４はＭＯＤバス１０１４
４のビット零からビット１１ＩＮＳＴＢ２０２６２にロ
ードされるが、ＢＳ２とＢＳ６はＭＯＤバス１０１４４
のビット１６乃至２３に対してロードされる。ＢＳ１お
よびＢＳ５はＭＯＤバス１０１４４のビット８乃至１５
からロードされるが、ＢＳ３およびＢＳ７はＭＯＤバス
１０１４４のバッファ２４乃至３１からロードされる。
奇数の基本シラブル出力ＢＳ１、ＢＳ３、ＢＳ５および
ＢＳ７は、ＩＮＳＴＢ２０２６２の８ビットの基本シラ
ブル、奇数出力ＢＳ０を構成するようにＯＲされる。Ｉ
ＮＳＴＢ２０２６２の偶数を付した基本シラブル出力Ｂ
Ｓ０、ＢＳ２、ＢＳ４およびＢＳ６は、同様に８ビット
の基本シラブル、偶数出力ＢＳＥを構成するようにＯＲ
される。如何なる時も、ＩＮＳＴＢ２０２６２の１つの
奇数の基本シラブル出力および１つの偶数の基本シラブ
ル出力が、ＩＢＳＤＥＣＲ２４１１４によりＩＮＳＴＢ
２０２６２に対して与えられる命令バッファ読出し可能
（ＩＢＯＲＥ）使用可能および選択の信号によりパーサ
２０２６４に対する入力として選択される。ＩＢＳＤＥ
ＣＲ２４１１４は復号回路を含む。ＩＢＳＤＥＣＲ２４
１１４の復号ロジックに対する入力は、ＣＰＣＭＵＸ２
４１１８から与えられる３ビット（ＲＣＰＣ（２６〜２
８））からなる。図２４１に示すように、このＣＰＣ
（２６〜２８）はＪＰＤバス１０１４２のビット２５乃
至２８、またはＣＰＣＡＬＵ２４１２０の出力側から与
えられる。１つの入力ＣＰＣＡＬＵ２４１２０はＣＰＣ
２０２７０からのＣＰＣ（２６〜２８）の出力から与え
られる。ＣＰＣ２０２７０とＣＰＣ２０２７０の関連す
る回路の作用については以下において更に説明する。Ｒ
ＣＰＣ（２６〜２８）はＩＢＳＤＥＣＲ２４１１４によ
り復号されて、ＩＮＳＴＢ２０２６２に対するＩＢＯＲ
Ｅ（０〜７）を生成する。ＲＣＰＣ２６およびＲＣＰＣ
２７はパーサ２０２６４に対する奇数の基本シラブル入
力としてＩＮＳＴＢ２０２６２の４つの奇数の基本シラ
ブル出力（即ち、ＢＳ１、ＢＳ３、ＢＳ５またはＢＳ
７）の内の１つを選択するように復号される。ＲＣＰＣ
２８は、パーサ２０２６４に対する偶数の基本シラブル
入力としてのＩＮＳＴＢ２０２６２の偶数の基本シラブ
ル出力の前部または後部のいずれかを選択する。ＩＢＳ
ＤＥＣＲ２４１１４により生成されたＩＢＯＲＥ（０〜
７）の８つの復号されたビットはＩＢＳＤＥＣＲ２４１
１４の８ビットレジスタに対してロードされ、その後Ｉ
ＢＯＲＥ（０〜７）としてＩＮＳＴＢ２０２６２に対し
て与えられる。
【０５７７】パーサ２０２６４は、名前バス２０２２４
あるいはＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８に対するパーサ
２０２６４の出力としてＢＳ０またはＢＳＥ、またはＢ
Ｓ０およびＢＳＥを選択する。ＳＯＰ即ち８ビットの名
前シラブルの場合には、ＢＳ０またはＢＳＥがパーサ２
０２６４の出力として選択されることになる。１２また
は１６ビットの名前シラブルの場合には、ＢＳ０と分岐
制御エラーがパーサ２０２６４の出力として選択するこ
とができる。パーサ２０２６４の作用はＦＵＳＩＴＴ１
１０１２からのマイクロ命令制御出力によって制御され
る。
【０５７８】プログラム・カウンタＩＰＣ２０２７２、
ＥＰＣ２０２７４およびＣＰＣ２０２７０は、ＳＩＮの
取出しおよび分析の制御と関連させられている。一般
に、ＩＰＣ２０２７２とＥＰＣ２０２７４とＣＰＣ２０
２７０はＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令の
制御下で作用する。ＣＰＣ２０２７０はその時のプログ
ラム・カウンタであり、ＩＰＣ２０２７２におけるその
時のシラブルを支持する２８ビットを含む。ＣＰＣ２０
２７０のビット２９乃至３１は与えられず、そのためＣ
ＰＣ２０２７０出力のビット２９乃至３１は零となり、
これはＳＯＰに対するバイトの境界を保証する。これに
よりＣＰＣ２０２７０の内容もまたその時の手順オブジ
ェクトに対するバイト整合オフセットであるポインタと
なる。初期プログラム・カウンタ（ＩＰＣ）２０２７２
はＣＰＣ２０２７０の出力と接続されたバッファ・レジ
スタで、タイミングの重ね合せのために設けられる。Ｉ
ＰＣ２０２７２は、前述の如く２９ビットの幅であるＣ
ＰＣ２０２７０からしかロードすることができず、これ
はＩＰＣ２０２７２において零に強制されるビット２
９，３０および３１は保有しない。ＩＰＣ２０２７２
は、無条件の分岐における開始値としてＪＰＤバス１０
１４２に対して読込むことができる。
【０５７９】ＥＰＣ２０２７４は、実行中のその時のＳ
ＯＰに対するポインタを通常含む３２ビットのレジスタ
である。ＳＯＰの分岐の発生と同時に、ＥＰＣ２０２７
４におけるポインタはこれから分岐が実行されるＳＯＰ
を指示する。ＥＰＣ２０２７４に駐在するポインタは、
その時の手順オブジェクトに対するオフセットである。
ＥＰＣ２０２７４はＩＰＣ２０２７２からしかロードす
ることができず、またＪＰＤバス１０１４２に対して読
込むことができる。
【０５８０】再びＣＰＣ２０２７０について、前述の如
く、ＣＰＣ２０２７０はその時のシラブル・カウンタで
ある。ＣＰＣ２０２７０は、パーサ２０２６４により分
析されるべき次のＳＯＰシラブル、即ち基本シラブルに
対するポインタを保有する。ＳＯＰは常にバイトの境界
にあるため、ＣＰＣ２０２７０のポインタは２９ビット
の幅のＣＰＣ（０〜２８）である。ＣＰＣ２０２７０の
ポインタの３つの下位ビット、即ちＣＰＣ（２９〜３
１）は物理的には存在せず、常に零であるものとする。
分析される次の命令シラブルを指示するＣＰＣ２０２７
０のポインタは常にバイトの境界を指示する。
【０５８１】ＣＰＣ２０２７０のビット２６乃至２８、
ＣＰＣ（２６〜２８）は、前述の如く、ＩＮＳＴＢ２０
２６２における特定の基本シラブルを表示する。ＣＰＣ
２０２７０のビット０〜２５（ＣＰＣ（０〜２５））
は、一連のＳＩＮの、ＩＢＷ０およびＩＢＷ１としてＩ
ＮＳＴＢ２０２６２に対して読込まれる３２ビット・ワ
ードを示す。ＣＰＣ２０２７０のポインタは、ＩＮＳＴ
Ｂ２０２６２からの基本シラブルの読出しを行なう分析
操作毎に更新される。前述の如く、これらの分析操作は
ＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令制御下で実
施される。
【０５８２】概念的には、ＣＰＣ２０２７０は、ＣＰＣ
（２６〜２８）の如き下位側に帰属する３ビットのレジ
スタと共に、ＣＰＣ（２６〜２８）を含む３２ビットの
カウンタとして構成される。ＣＰＣ（２６〜２８）がＩ
ＮＳＴＢ２０２６２の分析された基本シラブルをカウン
トしてＣＳＳＲ２４１１２に記憶されたその時の名前シ
ラブルのサイズＫに従って増進されねばならないため、
この構成が使用される。しかし、ＣＰＣ（０〜２５）は
一連のＳＩＮの連続する３２ビット・ワードをカウント
し、これにより２進数カウンタとして構成することがで
きる。図２４１に示されるように、ＣＰＣ（２６〜２
８）はＣＰＣＭＵＸ２４１１８の出力からロードされ
る。ＣＰＣＭＵＸ２４１１８の第１の入力はＪＰＤバス
１０１４２のビット２９乃至３１と接続される。ＪＰＤ
バス１０１４２からＣＰＣ（２６〜２８）に対するこの
入力は、例えば初期のポインタ値によるＣＰＣ２０２７
０のローディングの際、ＣＰＣ２０２７０がＪＰＤバス
１０１４２からロードされることを可能にする。ＣＰＣ
ＭＵＸ２４１１８の第２の入力はＣＰＣＡＬＵ２４１２
０の出力からのものであり、また連続する基本シラブル
がＩＮＳＴＢ２０２６２から分析される時ＣＰＣ（２６
〜２８）が増分される経路である。ＣＰＣＡＬＵ２４１
２０の第１の入力は、ＣＰＣ２０２７０からのＣＰＣ
（２６〜２８）である。ＣＰＣＡＬＵ２４１２０の第２
の入力はＣＳＳＲ２４１１２からの二重入力である。Ｃ
ＳＳＲ２４１１２からの第１の入力は最下位ビットの位
置において、即ちＣＰＣ（２８）と対応する位置におい
て論理値１である。この入力は、単一の基本シラブルが
ＩＮＳＴＢ２０２６２から分析された、例えば８ビット
のＳＯＰまたは８ビットの名前シラブルである時に使用
される。ＣＰＣＡＬＵ２４１２０に対するＣＳＳＲ２４
１１２の第１の入力はＣＰＣ（０〜３２）を８つずつ、
即ち１つの基本シラブルがＩＮＳＴＢ２０２６２から分
析される毎にＣＰＣ（２６〜２８）に対して１つずつ増
分する。ＣＳＳＲ２４１１２からのＣＰＣＡＬＵ２４１
２０に対する第２の入力はＫサイズ、即ちその時の名前
シラブルのサイズである。前述の如く、Ｋの値は８また
は１２または１６となる。これによりＣＰＣ（２６〜２
８）は、Ｋが８と等しい時１だけ増分され、Ｋが１２ま
たは１６と等しい時は２だけ増分される。図２４１に示
すように、値ＫはＪＰＤバス１０１４２からＣＳＳＲ２
４１１２に対してロードされる。
【０５８３】ＣＰＣ（０〜２５）は、前述の如く、ＣＰ
Ｃ（２６〜２８）の桁あふれ毎に増分される３６ビット
のカウンタとして作用する。ＣＰＣ（０〜２５）はＣＰ
ＣＡＬＵ２４１２０の桁送り出力により増分される。実
際の構成においては、ＣＰＣ２０２７０は本質的とされ
る集積回路の数を減少するように構成されている。ＣＰ
Ｃ（０〜２５）は１つのカウンタとして構成され、ＣＰ
Ｃ（０〜２５）の入力はＪＰＤバス１０１４２のビット
１からビット２４まで接続されて、ＣＰＣ２０２７０の
ポインタの初期値のローディングを可能にする。ＣＰＣ
（０）およびＣＰＣ（２６〜２８）は４ビットのレジス
タとして増分される。このレジスタのＣＰＣ（２６〜２
８）部分の作用については前に説明した。このレジスタ
のＣＰＣ（０）の入力はＣＰＣＯＳ２４１１６の出力と
接続されている。ＣＰＣＯＳ２４１１６は、ＪＰＤバス
１０１４２のビット０と接続された第１の入力を有する
マルチプレクサである。ＪＰＤバス１０１４２からのこ
の入力は、例えば初期のポインタ値でＩＰＣ２０２７２
をロードする時に使用される。ＣＰＣＯＳ２４１１６の
第２の入力はＣＰＣ（１〜２５）の桁あふれ出力であ
り、４ビット・レジスタおよびＣＰＣ（１〜２５）の
（０）部分が２６ビットのカウンタとして作用すること
を可能にする。
【０５８４】最後に、図２４１に示すように、ＣＰＣ２
０２７０の出力はＩＰＣ２０２７２に対してロードする
ことができる。ＣＰＣ２０２７０の初期のポインタ値
は、従ってＪＰＤバス１０１４２からＣＰＣ２０２７０
に対して書込むことができ、その後ＩＰＣ２０２７２に
対してコピーすることができる。
【０５８５】再びパーサ２０２６４について見れば、前
述の如き、パーサ２０２６４はＩＮＳＴＢ２０２６２か
ら名前バス２０２２４に対する基本シラブルの読出しを
行ない、あるいはこれを分析する。パーサ２０２６４の
入力は、８ビットの奇数を付した基本シラブルＢＳ０お
よび８ビットの偶数の基本シラブルＢＳＥからなる１６
ビット・ワードである。パーサ２０２６４が８ビットの
ＳＯＰか、８ビットの名前シラブルか、１２ビットの名
前シラブルか、１６ビットの名前シラブルのいずれを分
析するかによって、パーサ２０２６４は名前バス２０２
２４に対する出力としてＢＳ０、ＢＳＥ、またはＢＳＯ
とＢＳＥの双方のいずれかを選択することができる。
【０５８６】もしパーサ２０２６４が名前シラブルを分
析中であり値Ｋが８と等しくない、即ち１２または１６
と等しければ、パーサ２０２６４はＢＳＯとＢＳＥの双
方を名前バス２０２２４に転送して、ＢＳＯとＢＳＥの
どちらが最も重要であるかを判定する。ＢＳＯまたはＢ
ＳＥのいずれが最も重要であるかについての判定はＣＰ
Ｃ（２８）によってなされる。もしＣＰＣ（２８）がＢ
ＳＯが最も重要であることを示すならば、ＢＳＯは名前
バス２０２２４のビット０乃至７（ＮＡＭＥ（０〜
７））に対して転送され、ＢＳＥは名前バス２０２２４
のビット８乃至１５（ＮＡＭＥ（８〜１５））に対して
転送される。もしＣＰＣ（２８）がＢＳＥが最も重要で
あることを示すならば、ＢＳＥはＮＡＭＥ（０〜７）に
対して転送され、ＢＳＯはＮＡＭＥ（８〜１５）に転送
される。この操作は、名前シラブルがＳＩＮの命令スト
リームにおいて生じる順序で名前バス２０２２４に対し
て解析されることを保証する。
【０５８７】もしパーサ２０２６４がシラブル・サイズ
Ｋ＝８の名前シラブルを分析中であれば、パーサ２０２
６４はＮＡＭＥ（０〜７）に対する出力として、ＣＰＣ
（２８）により示されるようにＢＳＯまたはＢＳＥのい
ずれかを選択する。パーサ２０２６４は０をＮＡＭＥ
（８〜１５）に置く。
【０５８８】もしパーサ２０２６４が８ビットのＳＯＰ
を分析中であれば、パーサ２０２６４はＣＰＣ（２８）
により選択される如きＮＡＭＥ（０〜７）としてＢＳＯ
またはＢＳＥを選択する。パーサ２０２６４は０をＮＡ
ＭＥ（８〜１５）に置く。同時に、パーサ２０２６４は
ＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８に対してＯＰＲＥＧＥを
生成して、ＮＡＭＥ（０〜７）のＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２
０２６８に対する転送を可能にする。ＯＰＣＯＤＥＲＥ
Ｇ２０２６８は、パーサ２０２６４が名前シラブルを分
析中である時はロードされない。パーサ２０２６４の作
用を制御するＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命
令入力はまた、パーサ２０２６４がＳＯＰまたは名前シ
ラブルのどちらを分析中であるかを判定してＯＰＲＥＧ
Ｅの生成を制御する。
【０５８９】名前バス２０２２４からのアドレス入力と
して名前シラブルを受取るＮＣ１０２２６の作用につい
てはＭＥＭＩＮＴ２０２１２に関して前に論述した。Ｎ
Ｔ２０２５４は名前バス２０２２４と接続されて、パー
サ２０２６４により名前バス２０２２４に対して分析さ
れる名前シラブルを受取ってこれを捕捉する。ＮＴ２０
２５４の作用についてもＭＥＭＩＮＴに関連して前に論
述した。
【０５９０】ｂ．ｂ．ｂ．取出し装置のタスク指名テー
ブル１１０１０、実行装置のタスク指名テーブル２０２
６６、および命令コード・レジスタ２０２６８（図２４
２） 前述の如く、ＣＳ１０１１０は多重言語機械である。高
水準のユーザ言語で書かれた各プログラムは、ＳＯＰと
呼ばれるＳ言語命令を含む対応するＳ言語プログラムに
コンパイルされる。ＣＳ１０１１０は、各Ｓ言語に対す
るインタプリタ（ＳＩＮＴ）と呼ばれるマイクロコード
命令の組即ちダイアレクトを提供する。ＳＩＮＴはＳＯ
Ｐを解釈して、ＣＳ１０１１０の作用の詳細な制御に対
するマイクロ命令の対応するシーケンスを提供する。Ｆ
Ｕ１０１２０およびＥＵ１０１２２に対するＣＳ１０１
１０のＳＩＮＴは夫々、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２および
ＥＵ１０１２２の以下の選択において述べるＥＵ１０１
２２における対応する制御記憶メモリーにおいて記憶さ
れる。各ＳＩＮＴは、各シーケンスがある特定のＳ言語
のダイアレクトにおける特定のＳＯＰと対応するマイク
ロ命令の１つ以上のシーケンスからなる。取出し装置の
Ｓインタプリタのタスク指名テーブル（ＦＵＳＤＴ）１
１０１０と実行装置のＳインタプリタのタスク指名テー
ブル（ＥＵＳＤＴ）２０２２６とは、各Ｓ言語のダイア
レクトに対するＳインタプリタのタスク指名プログラム
（ＳＤ）を含む。各ＳＤは、ある特定のＳＤにおけるＳ
ＤＰがこのＳＤのダイアレクトのある特定のＳＯＰと対
応する１組のＳＤポインタ（ＳＤＰ）からなる。各ＳＤ
Ｐは、これに対応するＳＯＰの解釈のための対応する一
連のマイクロ命令の開始のＦＵＳＩＴＴ１１０１２の場
所またはＥＵＳＩＴＴを指示するアドレスである。更に
以下において説明するように、ＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０
２６８において受取られてこれに記憶されるＳＯＰは、
対応するＳＤＰを選択するためＦＵＳＤＴ１１０１０お
よびＥＵＳＤＴ２０２２６に対してアドレスを生成する
ために使用される。次にこれらのＳＤＰはＡＤＲ２０２
０２を経てＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して、あるいは
ＥＵＤＩＳバス２０２０６を経てＥＵＳＩＴＴに対して
与えられ、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴ
からのマイクロ命令の対応するシーケンスを選択する。
【０５９１】図２４２によればＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０
２６８およびＥＵＳＤＴ２０２２６の更に詳細なブロッ
ク図が示されている。同図に示すように、ＯＰＣＯＤＥ
ＲＥＧ２０２６８は、命令コード・ラッチ（ＬＯＰＣＯ
ＤＥ）２４２１０と、ダイアレクト・レジスタ（ＲＤＩ
ＡＬ）２４２１２と、ロード・アドレス・レジスタ（Ｌ
ＡＤＤＲ）２４２１４と、取出し装置タスク指名エンコ
ーダ（ＦＵＤＩＳＥＮＣ）２４２１６とからなる。ＬＯ
ＰＣＯＤＥ２４０１０は名前バス２０２２４と接続され
てＩＮＳＴＢ２０２６２から分析されたＳＯＰを受取
る。ＲＤＩＡＬ２４２１２のロード入力はＪＰＤバス１
０１４２のビット２８乃至３１と接続されている。ＬＯ
ＰＣＯＤＥ２４２１０、ＲＤＩＡＬ２４２１２およびＬ
ＡＤＤＲ２４２１４の出力は、ＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２
１６の入力と接続される。ＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２１６
の出力は、ＦＵＳＤＴ１１０１０とＦＵＳＤＴ２０２２
６のアドレス入力に対して接続される。
【０５９２】ＦＵＳＤＴ１１０１０は、取出し装置タス
ク指名ファイル（ＦＵＤＩＳＦ）２４２１８とアルゴリ
ズム・ファイル（ＡＦ）２４２２０からなる。ＦＵＤＩ
ＳＦ２４２１８およびＡＦ２４２２０のアドレス・入力
は、前述の如く、ＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２１６のアドレ
ス出力と接続される。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８およびＡ
Ｆ２４２２０のデータ・ロード入力は、夫々ＪＰＤバス
１０１４２のビット１０乃至１５およびビット１６乃至
３１と接続される。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８およびＡＦ
２４２２０のＳＤＰ出力はＡＤＲ２０２０２と接続され
る。
【０５９３】ＥＵＳＤＴＦ２０２６６は、実行装置タス
ク指名ファイル（ＥＵＤＩＳＦ）２４２２２と実行装置
タスク指名セレクタ（ＥＵＤＩＳＳ）２４２２４からな
る。ＥＵＤＩＳＦ２４２２２のアドレス入力は、前述の
如く、ＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２１６の出力と接続され
る。ＥＵＤＩＳＦ２４２２２のデータ・ロード入力はＪ
ＰＤバス１０１４２のビット２０乃至３１と接続され
る。ＥＵＤＩＳＳ２４２２４の入力は、ＥＵＤＩＳＦ２
４２２２のＳＤＰ出力、ＪＰＤバス１０１４２のビット
２０乃至３１およびＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ
コード・リテラル（ｍＬＩＴ）出力と接続される。ＥＵ
ＤＩＳＳ２４２２４のＳＤＰ出力はＥＵＤＩＳバス２０
２０６と接続される。
【０５９４】前述の如く、ＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６
８は、ＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８に対してロードさ
れたＳＯＰからＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤＴ
Ｆ２０２６６に対して生成されたアドレスを提供してＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴに対するアド
レス入力として与えられるべきＳＤＰを選択する。ＬＯ
ＰＣＯＤＥ２４２１０は、前述の如くＩＮＳＴＢ２０２
６２から分析された８ビットのＳＯＰを受取りこれを記
憶する。ＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８もまた、アドレ
スをＦＵＳＤＴ１１０１０とＥＵＳＤＴＦ２０２６６に
与えて、ＦＵＳＤＴ１１０１０とＦＵＳＤＴＦ２０２６
６をＦＵＳＤＴ１１０１０によりその時使用中のＳ言語
ダイアレクトでロードする。ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０
とＲＤＩＡＬ２４２１２は、前述の如く、ＳＯＰのＳＤ
Ｐへの翻訳中にアドレスをＦＵＳＤＴ１１０１０とＥＵ
ＳＤＴＦ２０２６６に対して与え、またＬＡＤＤＲ２４
２１４はＦＵＳＤＴ１１０１０とＥＵＳＤＴＦ２０２６
６がＳＤでロードされつつある時アドレスを与える。
【０５９５】最初にＬＡＤＤＲ２４２１４について述べ
ると、ＬＡＤＤＲ２４２１４は８ビットのカウンタを有
する。ＦＵＳＤＴ１１０１０とＥＵＳＤＴＦ２０２６６
がＳＤで、即ちその時ＦＵＳＤＴ１１０１０により使用
されつつあるＳ言語ダイアレクトのグループでロードさ
れつつある時にのみ、アドレスがＬＡＤＤＲ２４２１４
からＦＵＳＤＴ１１０１０とＥＵＳＤＴＦ２０２６６に
対して与えられる。この操作中、ＬＡＤＤＲ２４２１４
の出力は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロコー
ド制御信号（説明を明瞭にするため図示せず）によりＦ
ＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤＴＦ２０２６６に対
して使用可能となる。アドレスの受取りのためのＦＵＤ
ＩＳＦ２４２１８、ＡＦ２４２２０およびＥＵＤＩＳＦ
２４２２２間の選択は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与
えられたマイクロ命令使用可能信号（これもまた説明を
明瞭にするため示さない）によって同様に与えられる。
これらのＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤＴＦ２０
２６６のアドレス使用可能入力は如何なる時にもアドレ
ス入力の受取りのためＦＵＤＩＳＦ２４２１８、ＡＦ２
４２２０またはＥＵＤＩＳＦ２４２２２のどれか、ある
いは全てを選択することができる。ＦＵＤＩＳＦ２４２
１８、ＡＦ２４２２０およびＥＵＤＩＳＦ２４２２２に
対してロードされるべきＳＤＰは、夫々、ＪＰＤバス１
０１４２のビット１０乃至１５（ＪＰＤ（１０〜１
５））、ビット１６〜３１（ＪＰＤ（１６〜３１））お
よびビット２０乃至３１（ＪＰＤ（２０〜３１））から
与えられる。ＬＡＤＤＲ２４２１４のアドレス内容は、
連続するＳＤＰがＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤ
ＴＦ２０２６６に対してロードされる時１つずつ連続的
に増進される。ＬＡＤＤＲ２４２１４の増分は、再びＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令制御入力によ
って制御される。
【０５９６】ＳＯＰの翻訳中のＦＵＳＤＴ１１０１０お
よびＥＵＳＤＴＦ２０２６６に対するアドレス入力は、
ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０およびＲＤＩＡＬ２４２１２
から与えられる。ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０は前述の如
く、パーサ２０２６４からＳＯＰを受取るため名前バス
２０２２４と接続されたデータ入力を有するレジスタ・
カウンタである。第１のモードにおいては、ＬＯＰＣＯ
ＤＥ２４２１０は、パーサ２０２６４の出力から一時に
１つのＳＯＰでロードされたラッチとして作用し得る。
第２のモードにおいては、ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０
は、名前バス２０２２４（ＮＡＭＥ（８〜１５））の下
位の８ビットから連続的な８ビット入力を受取るクロッ
ク・レジスタとして作用する。ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１
０のローディングは、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマ
イクロ命令制御出力（説明を明瞭にするため示さない）
によって制御される。
【０５９７】以下において更に説明するように、ＬＯＰ
ＣＯＤＥ２４２１０に記憶された８ビットのＳＯＰはＲ
ＤＩＡＬ２４２１２の出力と並列に置かれて、特定のＳ
ＯＰと対応するＳＤＰを説明するためＦＵＳＤＴ１１０
１０とＥＵＳＤＴＦ２０２６６に対してアドレスを与え
る。ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０から与えられたこれらア
ドレスの部分、即ち８ビットのＳＯＰは、特定のＳＤ内
の特定のＳＤＰを選択する。特定のＳＤは、ＲＤＩＡＬ
２４２１２の内容から与えられるこれらアドレスの前記
部分により選択される。
【０５９８】ＲＤＩＡＬ２４２１２は、ＦＵＳＤＴ１１
０１０によりそく時使用されかつユーザ・プログラムの
ＳＯＰを実行しつつある特定のＳ言語ダイアレクトを表
示する４ビットのダイアレクト・コードを受取りこれを
記憶する。これらの４ビットのダイアレクト・コード
は、ＪＰＤ（２８〜３１）としてＪＰＤバス１０１４２
から与えられる。４ビットのダイアレクト・コードによ
るＲＤＩＡＬ２４２１２のローディングは、ＦＵＳＩＴ
Ｔ１１０１２から与えられるマイクロ命令制御信号（説
明を明瞭にするため示さない）によって制御される。
【０５９９】ＲＤＩＡＬ２４２１２における４ビットの
ダイアレクト・コードは、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８、Ａ
Ｆ２４２２０およびＥＵＤＩＳＦ２４２２２における区
画を画成する。各区画は、異なるＳ言語ダイアレクトに
対するＳＤＰを含み、即ち異なるＳＤを含む。ＦＵＤＩ
ＳＦ２４２１８、ＡＦ２４２２０およびＥＵＤＩＳＦ２
４２２２は例えば、８つの１２８ワード区画即ち４つの
２５６ワード区画を保有することができる。ダイアレク
ト・コードの単一のビット、例えばビット３はＦＵＤＩ
ＳＦ２４２１８、ＡＦ２４２２０およびＥＵＤＩＳＦ２
４２２２が４つあるいは８つの区画のどれを保有するか
を規定する。もしＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤ
ＴＦ２０２６６が４つの区画を保有するならばＦＵＳＤ
Ｔ１１０１０およびＥＵＳＤＴＦ２０２６６に対する２
つの最上位ビットがダイアレクト・コード・ビット１か
ら与えられ、どの区画がアドレス指定されるかを判定す
る。アドレスの下位の８はＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０か
ら与えられ、選択されたある区画におけるどのワードが
アドレス指定されるかを判定する。もしＦＵＳＤＴ１１
０１０およびＥＵＳＤＴＦ２０２６６が８つの区画を有
するならば、ＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤＴＦ
２０２６６に対するアドレスの３つの最上位ビットはあ
る特定の区画を選択するためダイアレクト・コードのビ
ット０から２に対して与えられ、アドレスの下位の７ビ
ットは選択された区画におけるある特定のワードを選択
するためＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０から与えられる。
【０６００】前述の如く、ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０の
８ビットの出力およびＲＤＩＡＬ２４２１２の４ビット
の出力はＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２１６を介して一つに連
結されてＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤＴＦ２０
２６６に対する１０ビットのアドレス入力を提供する。
ＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２１６は符号化回路であり、これ
についてはＦＵＤＩＳＦ２４２１８に関して以下におい
て更に説明することにする。前述の如く、ＲＤＩＡＬ２
４２１２およびＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０からアドレス
入力を受取るＦＵＤＩＳＦ２４２１８、ＡＦ２４２２０
およびＥＵＤＩＳＦ２４２２２の選択は、ＦＵＳＩＴＴ
１１０１２から与えられるマイクロ命令使用可能制御入
力（説明を明瞭にするため示さない）によって制御され
る。
【０６０１】ＦＵＳＤＴ１１０１０について述べれば、
ＦＵＤＩＳＦ２４２１８とＡＦ２４２２０は共にＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２に対してＳＤＰを提供するが、これは
異なるオブジェクトのためにそうするのである。一般
に、マイクロ命令の制御操作は２つの種類に該当するも
のと考えることができる。第１に、汎用即ち性格的に一
般的なものであってある特定のダイアレクトあるいは多
くのダイアレクトの場合でさえその種々のＳＯＰにより
使用されあるいはこれを与える如きマイクロ命令操作が
存在する。この種のマイクロ命令操作の一例としてはオ
ペランド値の取出しがある。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８は
この種のマイクロ命令操作のためのＳＤＰを提供する。
以下に述べるように、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８は、ＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２の単一のマイクロ命令制御出力がＩ
ＮＳＴＢ２０２６２からＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０に対
するＳＯＰを分析することを可能にし、また対応するＳ
ＤＰをＦＵＤＩＳＦ２４２１８から与えさせる高速のア
クセス・メモリーである。即ち、この一般的な種類のＳ
ＯＰはＩＮＳＴＢ２０２６２から分析することができ、
またシステムの１クロック・サイクルの間に対応するＳ
ＤＰがＦＵＤＩＳＦ２４２１８から与えられる。これに
より、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８の作用は、特に新たなＳ
ＯＰの実行の開始時に、ＪＰ１０１１４の作用の速度を
向上させる。
【０６０２】マイクロ命令操作の第２の種類は、特定の
ＳＩＮＴまたは特定のＳＩＮＴ群に固有のものである。
これらのＳＩＮＴ群は、完全にある特定のダイアレクト
内部に駐在し、あるいは１つ以上のダイアレクト内に存
在し得る。この種のマイクロ命令操作に対するＳＤＰは
ＡＦ２４２２０によって提供される。更に以下において
説明するように、ＡＦ２４２２０はＦＵＤＩＳＦ２４２
１８よりも速度が遅いが容量が大きい。一般に、ＡＦ２
４２２０は特定のＳＩＮＴに固有のマイクロ命令シーケ
ンスのＳＤＰを保有する。一般に、一般的なマイクロ命
令操作は特定のＳＩＭＴに固有のこのような諸操作の前
に実施され、そのためＳＤＰはＦＵＤＩＳＦ２４２１８
からの要求よりも遅い時点にＡＦ２４２２０から要求さ
れる。従って、特定のＳＩＮＴ操作のためのＳＤＰは、
ＳＯＰの実行の速度を犠牲にすることなく比較的遅い速
度のＡＦ２４２２０から与えることができる。
【０６０３】再びＦＵＤＩＳＦ２４２１８について説明
すると、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８は極性メモリーによる
１０２４ワードＸ６ビットの高速アクセスである。これ
に含まれる各ワードは、前述の如く、ＳＤＰ、即ちＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２におけるマイクロ命令の対応するシ
ーケンスの開始に対するアドレスである。以下において
更に説明するように、ＦＵＳＩＴＴは８Ｋ（８１９２）
ワードのメモリーである。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８によ
り与えられるＳＤＰは各々前述の如く６ビットの幅を有
し、このためＦＵＳＩＴＴ１１０１２のアドレス空間の
制限された３２ワードの領域をアドレス指定することが
できる。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８は、ＦＵＳＩＴＴ１１
０１２からのマイクロ命令制御信号（説明を明瞭にする
ため示さない）によってＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対し
ＳＤＰを提供するように使用可能状態にされる。ＦＵＤ
ＩＳＦ２４２１８の６ビットのＳＤＰは、４つのマイク
ロ命令の増分、即ち４つのアドレス場所の増分における
ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のアドレス空間をアドレス指定
するようにＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２１９によって符号化
される。これにより、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８のＳＤＰ
は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ命令シーケンス
から一時に４つのマイクロ命令をアドレス指定する。以
下において更に説明するように、ｍＰＣ２０２７６はＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２に対する連続するマイクロ命令ア
ドレスを生成して、ＦＵＳＤＴ１１０１０からのＳＤＰ
により選択される最初のマイクロ命令に続くシーケンス
の連続するマイクロ命令を選択する。ＦＵＤＩＳＦ２４
２１８のＳＤＰはこれにより４つのマイクロ命令ブロッ
クの最初のマイクロ命令を選択し、ｍＰＣ２０２７６は
この４つのマイクロ命令シーケンスの後続の３つのマイ
クロ命令を選択することになる。従って、４マイクロ命
令シーケンスは一般的ＳＯＰに応答して与えられる各Ｆ
ＵＤＩＳＦ２４２１８毎に、直列状即ち順次実行するこ
とができる。ＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２１９はＦＵＤＩＳ
Ｆ２４２１８の６ビットＳＤＰを符号化して、これらの
ＳＤＰの最下位ビットがＦＵＳＩＴＴ１１０１２のアド
レス入力の２４ビットを占有する……等のようにこれら
の４つのマイクロ命令シーケンスを選択する。ＦＵＤＩ
ＳＦ２４２１８から与えられるＦＵＳＩＴＴ１１０１２
のアドレス即ちＳＤＰの２つの最下位ビットは０に強制
されるが、９番目以上のビットはＦＵＳＩＴＴ１１０１
２における１２８アドレスのどの特定のブロックでも規
定するようにハードワイアドすることができる。ＦＵＤ
ＩＳＦ２４２１８からのＦＵＳＩＴＴ１１０１２のアド
レスの最上位ビットのこのハードワイアリングにより、
ＦＵＤＩＳＦ２４２１８により選択される１組の一般的
マイクロ命令シーケンスが望み通りにＦＵＳＩＴＴ１１
０１２のアドレス空間内に位置指定させられる。ＦＵＤ
ＩＳＥＮＣ２４２１９は１組のドライバ・ゲートからな
っている。
【０６０４】前述の如く、ユーザ・プログラムの実行中
ＦＵＳＤＴ１１０１０によってその時使用中の一般的マ
イクロ命令に対するＳＤＰはＪＰＤバス１０１４２のビ
ット１０乃至１５（ＪＰＤ（１０〜１５））からＦＵＤ
ＩＳＦ２４２１８に対して書込まれる。ＦＵＤＩＳＦ２
４２１８に対するＳＤＰのローディングのためのアドレ
スは、前述の如くＬＡＤＤＲ２４２１４から与えられ
る。ＬＡＤＤＲ２４２１４はロード・アドレスを提供す
るため使用可能状態に置かれ、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８
はＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与えられるマイクロ命令
制御信号（説明を明瞭にするため示さない）によって書
込まれるように使用可能状態に置かれる。ＡＦ２４２２
０について述べれば、前述の如く、ＡＦ２４２２０はＦ
ＵＤＩＳＦ２４２１８より大きな容量を有するが、比較
的短いアクセス時間を有する。ＡＦ２４２２０は、１０
２４ワードＸ１５ビットのメモリーである。一般に、Ａ
Ｆ２４２２０からＤＳＰを得るためには２クロック・サ
イクルが必要とされる。最初のクロック・サイクルの
間、ＳＯＰがＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０に対してロード
され、第２のクロック・サイクルの間ＡＦ２４２２０が
アドレス指定されて対応するＳＤＰを提供する。ＡＦ２
４２２０により提供されるＳＤＰは幅が各々１５ビット
であり、このためＦＵＳＩＴＴ１１０１２のアドレス空
間よりも大きなアドレス空間をアドレス指定することが
できる。前述の如く、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２は８Ｋワ
ードのメモリーである。もしＦＵＳＩＴＴ１１０１２が
そのアドレス空間の外側のアドレス場所を示すＡＦ２４
２２０のＳＤＰによってアドレス指定されると、ＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２は更に以下に述べるようにマイクロ命
令、「制御ストア不在」出力を生成することになる。こ
の事象を結果するＡＦ２４２２０のＳＤＰは、この時Ｍ
ＥＭ１０１１２に記憶されたあるマイクロ命令シーケン
スをアドレス指定するため使用される。次にこれらのマ
イクロ命令は、ＦＵＳＤＴ１１０１０ではなくＭＥＭ１
０１１２から実行されることになる。この操作はあるマ
イクロ命令シーケンス、例えばほとんど使用されないマ
イクロ命令シーケンスがＭＥＭ１０１１２に残留するこ
とを許容し、このためＡＦ２４２２０とＦＵＳＩＴＴ１
１０１２のアドレス空間が更に頻繁に使用されるＳＯＰ
から解除するのである。
【０６０５】前述の如く、ＡＦ２４２２０は、ＪＰＤバ
ス１０１４２（ＪＰＤ（１６〜３１））のビット１６〜
３１からのユーザ・プログラムの実行中にＦＵＳＤＴ１
１０１０によりその時使用中のＳＩＮＴにおいてＳＤＰ
がロードされる。また前述の如く、ＡＦ２４２２０に対
してＳＤＰをロードするアドレスはＬＡＤＤＲ２４２１
４から与えられる。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与えら
れるマイクロ命令制御信号（説明を明瞭にするため示さ
ない）によって、ＬＡＤＤＲ２４２１４はロード・アド
レスを与えるように、またＡＦ２４２２０はＳＤＰを受
取るように使用可能状態に置かれる。
【０６０６】最後にＥＵＳＤＴＦ２０２６６について説
明すれば、ＳＤＰを３つのソースからＥＵ１０１２２に
対して与えることができる。ＥＵ１０１２２のＳＤＰ
は、ＥＵＤＩＳＦ２４２２２から、またはＪＰＤバス１
０１４２から、またはＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与え
られるマイクロ命令のリテラル・フィールドから与えら
れる。ＥＵＤＩＳＦ２４２２２のＳＤＰは各々１２ビッ
トの幅であり、ＥＵＳＩＴＴに対する９ビットのアドレ
スおよび３ビットのオペランドのフォーマット情報から
なる。
【０６０７】ＥＵＤＩＳＦ２４２２２は１０２４ビット
Ｘ１２ビットメモリーである。前述の如く、ＳＤＰをＥ
ＵＤＩＳＦ２４２２２から読出すアドレスは、ＲＤＩＡ
Ｌ２４２１２からの４ビットのダイアレクト・コードと
ＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０からの８ビットのＳＯＰを連
結することによってＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６８から
与えられる。ＥＵＤＩＳＦ２４２２２により与えられる
ＳＤＰはＥＵＤＩＳＳ２４２２４に対する第１の入力と
して与えられる。
【０６０８】ＥＵＤＩＳＳ２４２２４はマルチプレクサ
である。前述の如く、ＥＵＤＩＳＳ２４２２４の第１の
入力はＥＵＤＩＳＦ２４２２２からのＳＤＰである。Ｅ
ＵＤＩＳＳ２４２２４の第２の１２ビット入力ＪＰＤバ
ス１０１４２のビット２０乃至３１（ＪＰＤ（２０〜３
１））から与えられる。ＥＵＤＩＳＳ２４２２４の第３
の入力は、ＦＵＳＩＴＴ１００１２のマイクロ命令出力
のリテラル・フィールドから与えられる１２ビットの入
力である。ＥＵＤＩＳＳ２０２２４は、実行装置のＥＵ
ＳＩＴＴに対するＳＤＰとして与えられるべきＥＵＤＩ
Ｓバス２０２０６上に転送されるこれら３入力の内の１
つを選択する。ＥＵＤＩＳＳ２０２２４の入力間の選択
は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与えられるマイクロ命
令制御信号（説明を明瞭にするため示さない）によって
与えられる。
【０６０９】前述の如く、ＥＵＤＩＳＦ２４２２２は、
ＪＰＤバス１０１４２のビット２０乃至３１（ＪＰＤ
（２０〜３１））からのＣＳ１０１１０によりその時使
用されつつあるＳ言語ダイアレクトに対するＳＤＰでロ
ードされる。ＥＵＤＩＳＦ２４２２２にＳＤＰをロード
するアドレスは、前述の如くＬＡＤＤＲ２４２１４から
与えられる。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２は、ＬＡＤＤＲ２
４２１４およびＬＡＤＤＲ２４２１４に対して使用可能
信号（説明を明瞭にするため示さない）を与えてＳＤＰ
のＥＵＤＩＳＦ２４２２２に対する書込みを可能にす
る。
【０６１０】名前シラブルおよびＳＯＰを与えるためＭ
ＥＭ１０１１２からＳＩＮを取出してこれを分析するた
め、またＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤＴ２０２
６６からＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対してＳＤＰを与え
るためＳＯＰを解釈するためのＦＵＣＴＬ２０２１４の
回路の構造および作用については前に述べた。前述の如
く、ＦＵＳＤＴ１１０１０およびＥＵＳＤＴ２０２６６
により与えられるＳＤＰは、マイクロ命令のシーケンス
の最初のマイクロ命令を指示する初期即ち始動アドレス
である。これらの初期マイクロ命令に続くマイクロ命令
に対するアドレスは、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８、ＲＥＰ
ＣＴＲ２０２８０およびＰＮＲＥＧ２０２８２、ＥＶＥ
ＮＴ２０２８４およびＳＩＴＴＮＡＧ２０２８６を含む
ＦＵＣＴＬ２０２１４の次のアドレス・ゼネレータ回路
によって与えられる。ｍＰＣ２０２７６、ＢＲＣＡＳＥ
２０２７８、ＲＥＰＣＴＲ２０２８０およびＰＮＲＥＧ
２０２８２、およびＳＩＴＴＮＡＧ２０２８６は、ＳＯ
Ｐに応答するマイクロ命令シーケンスの実行中、主とし
て次のアドレスの生成と関連しておりこれについては以
下に説明する。ＥＶＥＮＴ２０２８４とＦＵＣＴＬ２０
２１４の回路の他の部分は更にＣＳ１０１１０の内部機
構の作用に関するマイクロ命令シーケンスの生成と関連
しており、以下の記述において説明する。ＥＵ１０１２
２はまた次のアドレス生成回路を含み、この回路につい
てはＥＵ１０１２２の以下の説明において説明すること
にする。
【０６１１】ｃ．ｃ．ｃ．次のアドレス・ゼネレータ
（ＮＡＧ）２４３１０（図２４３） 前述の如く、ＦＵ１０１２０においては、ＳＯＰの解釈
のためのマイクロ命令シーケンスの最初、即ち初期のマ
イクロ命令はＦＵＳＤＴ１１０１０によって与えられ
る。これらのシーケンス内のマイクロ命令の以後のアド
レスは、一般に、ｍＰＣ２０２７６およびＢＲＣＡＳＥ
２０２７８によって与えられる。更に以下に述べるよう
に、ｍＰＣ２０２７６はマイクロ命令シーケンスのマイ
クロ命令を順次選択するための順次アドレス指定を行な
う。ＢＲＣＡＳＥ２０２７８は、あるマイクロ命令の分
岐またはマイクロ命令のケース操作が要求される時、マ
イクロ命令を選択するためのアドレスを与える。ＲＥＰ
ＣＴＲ２０２８０およびＰＮＲＥＧ２０２８２はＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２に対するマイクロ命令シーケンスの書
込み即ちローディングのためのアドレスを与える。ＦＵ
ＣＴＬ２０２１４の回路の他の部分、例えばＥＶＥＮＴ
２０２８４はマイクロ命令シーケンス選択アドレスを与
え、ＣＳ１０１１０の内部機構の作用を制御するための
マイクロ命令シーケンスを選択する。ＳＩＴＴＮＡＳ２
０２８６はこれらマイクロ命令のアドレス・ソース間で
選択を行ない、その時ＣＳ１０１１０により実行される
べき操作のマイクロ命令の選択に必要とされる如きアド
レスをＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して与える。
【０６１２】図２４３においては、１０１２０の次のア
ドレス・ゼネレータ（ＮＡＧ）２４３１０の部分ブロッ
ク図が示されている。ＦＵＳＤＴ１１０１０の外、ＮＡ
Ｇ２４３１０はｍＰＣ２０２７６、ＢＲＣＡＳＥ２０２
７８、ＥＶＥＮＴ２０２８４、ＲＥＰＣＴＲ２０２８０
およびＰＮＲＥＣ２０２８２、ＲＣＷＳ１０３５８の一
部、およびＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６を含んでいる。前
述の如くＥＶＥＮＴ２０２８４は主として、ＣＳ１０１
１０の内部機構の制御のためのマイクロ命令シーケンス
の実行と関連する。ＥＶＥＮＴ２０２８４は、本文に示
すように、ＮＡＧ２４３１０の他の部分に対するその関
係を示すのみである。ＥＶＥＮＴ２０２８４について
は、ＣＳ１０１１０の内部機構を制御するＦＵＣＴＬ２
０２１４の回路の以下の説明において更に説明しよう。
同様に、ＲＣＷＳ１０３５８の作用については、一部は
ＮＡＧ２４３１０の本項の説明において、また一部はＣ
Ｓ１０１１０の内部機構の制御についての以下の説明に
おいて記述されよう。
【０６１３】最初にＮＡＧ２４３１０の構造について述
べればＦＵＳＤＴ１１０１０、ＲＣＷＳ１０３５８、ｍ
ＰＣ２０２７６、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８、ＲＥＰＣＴ
Ｒ２０２８０、ＰＮＲＥＧ２０２８２、ＥＶＥＮＴ２０
２８４およびＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６の相互関係につ
いては、図２０２に関して前に説明した。ＮＡＧ２４３
１０の構造については、図２４３が図２０２と異なる部
分に関してのみ以下に説明する。
【０６１４】最初にＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６について
述べると、ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６は、事象ゲート
（ＥＶＮＴＧＴ）２４３１０と、次のアドレス選択マル
チプレクサ（ＮＡＳＭＵＸ）２４３１２とからなる如く
に示されている。ＮＡＳＭＵＸは、ＮＡＳマルチプレク
サＡ（ＮＡＳＭＵＸＡ）２４３１４、ＮＡＳＭＵＸＢ２
４３１６、ＮＡＳＭＵＸＣ２４３１８およびＮＡＳＭＵ
ＸＤ２４３２０からなる。ＮＡＳＭＵＸＤ２４３２０に
対するＥＶＮＴＧＴ２４３１０およびＮＡＳＭＵＸＡ２
４３１４の出力はＣＳＡＤＲバス２０２０４に対してＯ
ＲされてＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対しマイクロ命令選
択アドレスを与える。
【０６１５】ＡＤＲ２０２０２は図２４３において、９
つのバス、即ちアドレスＡ（ＡＤＲＡ）バス２４３２２
乃至アドレスＩ（ＡＤＲＩ）２４３３８からなる如くに
示されている。ＥＶＥＮＴ２０２８４の出力はＡＤＲＡ
バス２４３２２によりＥＶＮＴＧＴ２４３１０の入力側
と接続されている。ＲＥＰＣＴＲ２０２８０およびＰＮ
ＲＥＧ２０２８２の出力とＡＦ２４２２０の出力は、夫
々ＡＤＲＢバス２４３２４およびＡＤＲＣバス２４３２
６によりＮＡＳＭＵＸＡ２４３１４の入力側と接続され
ている。ＲＣＷＳ１０３５８とＦＵＤＩＳＥＮＣ２４２
１９の出力は、夫々ＡＤＲＤバス２４３２８およびＡＤ
ＲＥバス２４３３０によりＮＡＳＭＵＸＢ２４３１６の
入力側と接続されている。ＢＲＣＡＳＥ２０２７８の出
力とｍＰＣ２０２７６の第２の出力は、夫々ＡＤＲＦバ
ス２４３３２およびＡＤＲＧバス２４３３４によりＮＡ
ＳＭＵＸＣ２４３１８の入力側と接続されている。ｍＰ
Ｃ２０２７６の第２の出力とＮＣ１０２２６のＪＡＭ出
力は、夫々ＡＤＲＨバス２４３３６およびＡＲＤＩバス
２４３３８によりＮＡＳＭＵＸＤ２４３２０の入力側と
接続されている。このように、ＡＤＲ２０２０２は、Ｓ
ＩＴＴＮＡＳ２０２８６の入力に対してマイクロ命令の
アドレス・ソースを接続する１組のバスを含んでいる。
【０６１６】ｍＰＣ２０２７６について述べれば、ｍＰ
Ｃ２０２７６はマイクロプログラム・カウンタ・カウン
タ（ｍＰＣＣ）２４３４０およびマイクロプログラム・
カウンタ演算論理装置（ｍＰＣＡＬＵ）２４３４２から
なる。ｍＰＣＣ２４３４０のデータ入力は、ＣＳＡＤＲ
バス２０２０４と接続されている。ｍＰＣＣ２４３４０
の出力はｍＰＣＡＬＵ２４３４２の第１の入力と接続さ
れ、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８に対するｍＰＣ２０２７６
の第３の出力である。ｍＰＣＡＬＵ２４３４２の第２の
入力は、例えばハードワイリングにより、２進数１にな
るように設定された２進数１５である。ｍＰＣＡＬＵ２
４３４２の出力は、ＲＣＷＳ１０３５８に対するｍＰＣ
２０２７６の第１の出力と、ＮＡＳＭＵＸＣ２４３１８
およびＮＡＳＭＵＸＤ２４３２０の入力に対するｍＰＣ
２０２７６の第２の出力とを含む。
【０６１７】ＢＲＣＡＳＥ２０２７８は、図２４３にお
いて、マスク兼桁送りマルチプレクサ（ＭＳＭＵＸ）２
４３４４と、ケース・マスク兼桁送りロジック（ＣＡＳ
ＥＭＳ）２４３４６、分岐兼ケース・マルチプレクサ
（ＢＣＭＵＸ）２４３４８、および分岐兼ケース演算論
理装置（ＢＣＡＬＵ）２４３５０からなる如くに示され
る。ＭＳＭＵＸ２４３４４の第１の入力（ＡＯＮＢＣ、
前には示さず）は、ＡＯＮＧＲＦ２０２３２の出力と接
続されている。ＭＳＭＵＸ２４３４４の第２の入力（Ｏ
ＦＦＭＵＸＲ、前には示さず）はＯＦＦＭＵＸＲ２３８
１２の出力と接続されている。ＭＳＭＵＸ２４３４４の
出力は、ＣＡＳＥＭＳ２４３４６の入力と接続され、Ｃ
ＡＳＥＭＳ２４３４６の出力はＢＣＭＵＸ２４３４８の
第１の入力と接続されている。ＢＣＭＵＸ２４３４８の
第２の入力、ＢＬＩＴはＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイ
クロ命令出力のリテラル・フィールドと接続されてい
る。ｍＰＣＣ２４３４０の出力からのＢＣＭＵＸ２４３
４８の出力とｍＰＣ２０２７６の第３の出力は、夫々Ｂ
ＣＡＬＵ２４３５０の第１および第２の入力と接続され
ている。ＢＣＡＬＵ２４３５０の出力はＮＡＳＭＵＸＣ
２４３１８に対するＢＲＣＡＳＥ２０２７８の出力を構
成する。
【０６１８】次のマイクロ命令を選択するアドレスは、
８つのソースのどれからでもＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６
によりＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して与えられること
ができる。第１のソースはｍＰＣ２０２７６の出力であ
る。ｍＰＣ２０２７６の出力はマイクロプログラムのカ
ウント、プラス（ｍＰＣ＋１）と呼ばれ、アドレスの１
５ビットである。第２のソースはＥＶＥＮＴ２０２８４
からで、アドレスの５ビットからなっている。第３のソ
ースはＦＵＤＩＳＰ２４２１８およびＦＵＤＩＳＥＮＣ
２４２１９であり、前述の如く、アドレスの６ビットか
らなる。第４のソースはＡＦ２４２２０の出力であり、
前述の如く、アドレスの１５ビットからなる。第５のソ
ースはＢＲＣＡＳＥ２０２７８の出力である。ＢＲＣＡ
ＳＥ２０２７８の出力は分岐兼ケース・アドレス（ＢＲ
ＡＣＡＳＥＡＤＲ）と呼ばれ、アドレスの１５ビットを
構成する。第６のソースはＲＣＷＳ１０３５８の出力で
ある。ＲＣＷＳ１０３５８の出力はＲＣＷＳアドレス
（ＲＣＷＳＡＤＲ）と呼ばれ、アドレスの１５ビットか
らなる。第７のソースはＲＥＰＣＴＲ２０２８０および
ＰＮＲＥＧ２０２８２であり、その出力（ＲＥＰＰＮ）
は共にアドレスの１５ビットを構成する。最後に、第８
のソースはＮＣ１０２２６からのＪＡＭ入力であり、こ
れはアドレスの５ビットを構成する。これらのアドレス
・ソースは、これが提供するアドレスのビット数におい
て異なるが、ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６によりＡＤＲ２
０２０２に対してゲートされるマイクロ命令アドレスは
常にアドレスの１５ビットを構成する。もしある特定の
ソースが１５ビットよりも小さなビットを提供するなら
ば、このアドレスはＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６によって
１５ビットに拡張される。一般に、アドレス・ビットの
実行は、これらソースの各々からのＳＩＴＴＮＡＳ２０
２８６に対する別のアドレス入力ビットのハードワイリ
ングによって実施することができるが、これについては
以下において更に説明する。
【０６１９】ｍＰＣ２０２７６について述べれば、ｍＰ
ＣＣ２４３４０は１５ビットのレジスタであり、またｍ
ＰＣＡＬＵ２４３４２は１５ビットのＡＬＵである。ｍ
ＰＣＣ２４３４０は、前述の如くＣＳＡＤＲバス２０２
０４と接続され、その時ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対し
て与えられつつあるマイクロ命令アドレスで順次ロード
される。ｍＰＣＣ２４３４０はこのように、その時実行
中のマイクロ命令のアドレスを含むことになる。ｍＰＣ
ＡＬＵ２４３４２はｍＰＣＣ２４３４０に含まれるアド
レスを１ずつ増分するために専用化される。これにより
ｍＰＣＡＬＵ２４３４２のｍＰＣ＋１出力は、常に次の
順次のマイクロ命令のアドレスとなる。ｍＰＣ＋１は前
述の如く１５ビットのアドレスであり、このためＳＩＴ
ＴＮＡＳ２０２８６において拡張されない。
【０６２０】ＢＲＣＡＳＥ２０２７８について述べれ
ば、前述の如く、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８はｍＰＣ２０
２７６の相対的分岐およびケース分岐のための次のマイ
クロ命令アドレスを提供する。マイクロプログラムの相
対的分岐およびケース分岐のための次のマイクロ命令ア
ドレスは共にｍＰＣＣ２４３４０に記憶される如きマイ
クロ命令をその時実行中のアドレスに関連するアドレス
として生成されるが、これらの相対的アドレスが生成さ
れる方法において異なる。最初にケース分岐について見
れば、その実行中のマイクロ命令アドレスに関連するケ
ース分岐アドレスはＭＳＭＵＸ２４３４４およびＣＡＳ
ＥＭＳ２４３４６により部分的に生成される。前述の如
く、マルチプレクサであるＭＳＭＵＸ２４３４４は２つ
の入力を受取る。第１の入力はＡＯＮＧＲＦ２０２３２
の出力からのＡＯＮＢＣであり、第２の入力はＯＦＦＭ
ＵＸＲ２３８１２の出力からのＯＦＦＭＵＸＲである。
これらの入力の各々は８ビット、即ち幅が１バイトであ
る。ＭＳＭＵＸ２４３４４は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２
からのマイクロ命令出力の制御下で、ＣＡＳＥＭＳ２４
３４６の入力に対する８ビットの出力として入力ＡＯＮ
ＢＣおよび入力ＯＦＦＭＵＸＲのいずれかを説明する。
ＣＡＳＥＭＳ２４３４６は、構造および作用においてＦ
ＩＵ２０１１６のそれと類似するマスク兼桁送り回路で
あるが、３２ビット・ワード以外のバイトに関して作用
する。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令制御
装置の制御下で作用するＣＡＳＥＭＳ２４３４６は、Ｂ
ＣＭＵＸ２４３４８に対する８ビットのケース値（ＣＡ
ＳＥＶＡＬ）出力を生じるようにマスクおよび桁送りを
行なうことによってＭＳＭＵＸ２４３４４からの８ビッ
トの入力を操作する。ＣＡＳＥＶＡＬは、その時実行中
の８ビット数である記憶のアドレスに関するマイクロ命
令のアドレス変位を表わし、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に
おける０乃至２５５のアドレス場所の変位を表わすこと
ができる。
【０６２１】ＢＣＭＵＸ２４３４８は構造および作用に
おいてＭＳＭＵＸ２４３４４と類似する８ビットのマル
チプレクサであり、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与えら
れるマイクロ命令入力によって制御される。ケース操作
の実行中、ＢＣＭＵＸ２４３４８はＢＣＡＬＵ２４３５
０の第１の入力に対するＢＣＭＵＸ２４３４８の出力に
対するＣＡＳＥＶＡＬ入力を選択する。ＢＣＡＬＵ２４
３５０は１６ビットの演算論理装置である。ＢＣＡＬＵ
２４３５０の第２の入力はｍＰＣＣ２４３４０からのそ
の時実行中のマイクロ命令の１５ビット・アドレスであ
る。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２から与えられるマイクロ命
令の制御下においてＢＣＡＬＵ２４３５０が作用し、ケ
ース操作の実行中、その時実行中のマイクロ命令のアド
レスに対しＣＡＳＥＶＡＬを加える。ケース操作の実施
中、ＢＣＡＬＵ２４３５０の桁送り入力は、ＦＵＳＩＴ
Ｔ１１０１２からのマイクロ命令の制御により、ＢＣＡ
ＬＵ２４３５０の第２の入力が有効にｍＰＣ＋１、即ち
その時実行中のマイクロ命令プラス１のアドレスとなる
ように、１に強制される。ＢＣＡＬＵ２４３５０の出力
ＢＲＣＡＳＥＡＤＲはこれにより１５ビットのケース・
アドレスとなり、これはその時実行中のマイクロ命令の
アドレス場所より大きなＦＵＳＩＴＴ１１０１２のアド
レス場所１と２５６の間にある。その時実行中のマイク
ロ命令のアドレスからの実際のケース値アドレスの変位
は、ＭＳＭＵＸ２４３４４に対する入力ＡＯＮＢＣまた
は入力ＯＦＦＭＵＸＲのいずれかによって決定される。
【０６２２】前述の如く、ケース操作は、例えば、ＣＳ
１０１１０のテーブルのエントリの解釈および操作にお
いて使用することができる。例えば、名前テーブル１０
３５０の名前テーブルのエントリは、これら名前テーブ
ルのエントリの解明および評価において実施されるべき
ある操作に関する情報を保有するフラッグ・フィールド
を有する。これらの操作は、これら名前テーブル・エン
トリの解明および評価のため、マイクロ命令シーケンス
におけるケース分岐として構成することができる。本例
においては、ある名前テーブル・エントリの解明の間、
この解明の実施のためのマイクロ命令シーケンスは、Ａ
ＯＮＧＲＦ２０２３２またはＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２
からＭＳＭＵＸ２４３４４を介してＣＡＳＥＭＳ２４３
４６に対して読込まれるべき名前テーブル・エントリの
フラッグ・フィールドの１つのバイトを指名することが
できる。このマイクロ命令シーケンスはその後、前述フ
ラッグ・フィールドのバイトを変位およびマスクを行な
ってＣＡＳＥＶＡＬを生じるようにＣＡＳＥＭＳ２４３
４６に指令する。このＣＡＳＥＶＡＬは、このフラッグ
・フィールド・バイト内のフラッグに依存する値を有
し、またｍＰＣ＋１に加算される時、このフラッグ・ビ
ットに従って前記名前テーブルのエントリを作用するた
めのマイクロ命令シーケンスのためのＦＵＳＩＴＴ１１
０１２のマイクロ命令アドレスを提供することになる。
【０６２３】前記の如く、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８はま
た、あるマイクロ命令シーケンスの実行中において生じ
る分岐のためのマイクロ命令アドレスを生成することが
できる。この場合、ＥＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイ
クロ命令制御信号は、ＢＣＡＬＵ２４３５０に対する出
力としてＢＣＭＵＸ２４３４８の第２の入力を選択する
ことをＢＣＭＵＸ２４３４８に指令する。ＢＣＭＵＸ２
４３４８の第２の入力は分岐リテラル（ＢＬＩＴ）であ
る。前記の如く、ＢＬＩＴは、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２
のマイクロ命令出力からのマイクロ命令ワードのリテラ
ル・フィールドから与えられる。ＢＣＭＵＸ２４３４８
のＢＬＩＴ出力は、ｍＰＣＣ２４３４０およびＢＣＡＬ
Ｕ２４３５０からのその時実行中のマイクロ命令のアド
レスに対して加算され、その時実行中のマイクロ命令の
アドレスから分岐されるマイクロ命令アドレスの１５ビ
ットＢＲＣＡＳＥＡＤＲを提供する。ＢＲＣＡＳＥＡＤ
Ｒは、例えば、４つの分岐操作の内のどれでも表示する
ことができる。可能な分岐操作とは、第１には、条件付
きの短い分岐、第２には条件付きの短い呼出し、第３に
長いＧＯ−ＴＯ、および第４には長い呼出しである。こ
れらの可能な分岐操作の各々においては、ＢＬＩＴは所
要の分岐値の２の補数、即ちその時実行中のマイクロ命
令のアドレスに関するマイクロ命令のアドレスのオフセ
ットとして取扱われる。従って、ＢＬＩＴフィールド
は、有効にその時実行中のマイクロ命令のアドレスに関
して加除されて、その時実行中のマイクロ命令アドレス
からの正または負の方向の変位量を有するマイクロ命令
アドレスを提供することができる。条件付きの短い分岐
または条件付きの短い呼出しにおいては、１４ビットの
リテラル・フィールドは符号拡張された８ビット数であ
る。従って、条件付きの短い分岐および条件付きの短い
呼出しのマイクロ命令アドレスは、その時実行中のマイ
クロ命令のアドレスの＋１２７乃至−１２８なるＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２のアドレス場所の範囲内にある１つの
アドレスを指示することができる長いＧＯ−ＴＯまたは
長い呼出しの場所には、ＢＬＩＴフィールドはその時実
行中のマイクロ命令のアドレスに関する変位を表わす１
４ビット数である。このような場合には、ＢＲＣＡＳＥ
ＡＤＲは、その時実行中のマイクロ命令のアドレスの＋
８１９１乃至−８１９２なるＦＵＳＩＴＴ１１０１２の
アドレス場所の範囲内のＦＵＳＩＴＴ１１０１２のある
マイクロ命令アドレスを表わすことができる。これによ
り、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８は、マイクロ命令シーケン
スのケースおよび分岐操作の全範囲を実行する能力をＦ
Ｕ１０１２に提供する。
【０６２４】ＲＣＷＳ１０３５８について述べれば、前
記の如くＲＣＷＳ１０３５８は、その実行が停止された
マイクロ命令シーケンスに関する情報を記憶する。ＲＣ
ＷＳ１０３８８は、これらマイクロ命令シーケンスの実
行を後において再開することを可能にする。戻し制御ワ
ード（ＲＣＷ）は、別のマイクロ命令シーケンスに対す
る呼出しを発するどんなマイクロ命令シーケンスにおい
てもＲＣＷＳ１０３５８に対して書込むことができる。
呼出し側のマイクの命令シーケンスは、例えば、以下の
記述において更に述べる如き事象のサービスのため打切
ることができ、さもなければジャムを生じ得る。ジャム
は、マイクロ命令シーケンスによらずＣＳ１０１１０の
ハードウェアの操作によって強制されるマイクロ命令シ
ーケンスに対する呼出しである。ＣＳ１０１１０の内部
機構に関するＲＣＷＳ１０３５８の作用については、Ｅ
ＶＥＮＴ２０２８４、ＳＴＡＴＥ２０２９４、ＭＣＷ１
２０２９０およびＭＣＷ０ ２０２９２の以下における
記述において説明する。本項の論議のためには、ＳＯＰ
の解釈と関連するＲＣＷの部分は、第１にＦＵＳＩＴＴ
１１０１２からのある状態の情報を含み、第２にＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２への戻りアドレスを含む。以下に述べ
る如きＦＵＳＩＴＴ１１０１２の状態がＳＴＡＴＥ２０
２９４から与えられる状態、およびＦＵＳＩＴＴ１１０
１２の状態の情報を含むＲＣＷの部分については、以下
の記述において説明する。ＲＣＷのマイクロ命令アドレ
ス部分はｍＰＣＡＬＵ２４３４２の出力から与えられ
る。このマイクロ命令アドレスは、呼出し、事象または
ジャムからの戻りと同時に、ＦＵ１０１２０が戻るべき
マイクロ命令のアドレスである。呼出しまたはジャムの
発生と同時に、マイクロ命令戻りアドレスはｍＰＣ＋
１、即ち呼出しまたは戻しを生じるマイクロ命令の後の
マイクロ命令のアドレスである。打切られたマイクロ命
令シーケンスの場合は、マイクロ命令戻りアドレスｍＰ
Ｃであり、これは即ち打切りが生じた時点において実行
中のマイクロ命令のアドレスである。
【０６２５】呼出し、または事象のサービス、またはジ
ャムのサービスからの戻りと同時に、ＲＣＷのＦＵ１０
１２０の状態フラッグはＳＴＡＴＥ２０２９４に対して
ロードされる。マイクロ命令戻りアドレスはＳＩＴＴＮ
ＡＳ２０２８６に対する１５ビットのＲＣＷＳＡＤＲと
してＲＣＷＳ１０３５８により与えられ、ＣＳＡＤＲバ
ス２０２０４にゲートされる。ＲＣＷＳＡＤＲはＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２に与えられて次のマイクロ命令を選択
し、ＣＳＡＤＲバス２０２０４からｍＰＣＣ２４３４０
に対してロードされる。
【０６２６】前記の如く、ＲＣＷＳ１０３５８は両方向
バスによってＪＰＤバス１０１４２と接続される。ＲＣ
ＷはＪＰＤバス１０１４２からＲＣＷＳ１０３５８に対
して書込まれ、あるいはＲＣＷＳ１０３５８からＪＰＤ
バス１０１４２に対して読込まれる。１５ビットの次の
マイクロ命令アドレス部分およびＲＣＷの単一ビットの
ＦＵＳＩＴＴ１１０１２の状態部分は、ＪＰＤバス１０
１４２のビット１６乃至３１に関して書込まれあるいは
読出される。ＦＵ１０１２０はＪＰＤバス１０１４２か
らＲＣＷＳ１０３５８に対してその時の最下位のＲＣＷ
または前のＲＣＷを書込むことができ、またＪＰＤバス
１０１４２に対してその時の最下位のＲＣＷ、または前
のＲＣＷ、または別の選択されたＲＣＷを読込むことが
できる。ＲＣＷＳ１０３５８はこれにより、その実行が
中断されたマイクロ命令シーケンスのマイクロ命令アド
レスの記憶および戻しのための手段と、ＪＰＤバス１０
１４２に関するマイクロ命令アドレスおよびＦＵＳＩＴ
Ｔ１１０１２の状態フラッグへの書込みおよび読出し手
段とを提供する。
【０６２７】前述の如く、ＲＥＰＣＴＲ２０２８０およ
びＰＮＲＥＧ２０２８２は、マイクロ命令のＦＵＳＩＴ
Ｔ１１０１２に対する書込みのためのマイクロ命令アド
レスを提供する。ＲＥＰＣＴＲ２０２８０は８ビット・
カウンタであり、ＰＮＲＥＧ２０２８２は７ビット・レ
ジスタである。ＲＥＰＣＴＲ２０２８０の８ビット出力
はＰＮＲＥＧ２０２８２の７ビット出力と連結された状
態に残されて、１５ビットのマイクロ命令アドレスＲＥ
ＰＰＮを提供する。即ち、ＲＥＰＣＴＲ２０２８０はマ
イクロ命令アドレスの８つの下位のビットを提供し、Ｐ
ＮＲＥＧ２０２８２はアドレスの７つの最上位ビットを
提供する。
【０６２８】ＲＥＰＣＴＲはＪＰＤバス１０１４２のビ
ット２４〜３１からロードすることができ、またＪＰＤ
バス１０１４２のビット２４〜３１に対して読込むこと
ができる。更に、ＲＥＰＣＴＲ２０２８０におけるマイ
クロ命令アドレスの８ビットは、マイクロ命令がＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２に対して書込まれる時増減可能であ
る。
【０６２９】前記の如く、ＰＮＲＥＧ２０２８２はマイ
クロ命令アドレスの７つの最上位ビットを含む。これら
のアドレス・ビットは、ＪＰＤバス１０１４２のビット
１７〜２３からＰＮＲＥＧ２０２８２に対して書込むこ
とができる。一般に、ＰＮＲＥＧ２０２８２の内容はＪ
ＰＤバス１０１４２に対して読込むことはできず増減で
きない。
【０６３０】ＮＣ１０２２６からＳＩＴＴＮＡＳ２０２
８６に対するジャム入力について述べれば、ある名前の
評価または解明操作はジャムを惹起し得る。ジャムはそ
のサービスのためのマイクロ命令シーケンスに対する呼
出しとして機能し、名前シラブルの評価および解明に関
与するＦＵ１０１２０のハードウェア回路によって強制
される。
【０６３１】ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６に対するジャム
は６つのジャム・アドレス・ビットからなる。３ビット
はＮＣ１０２２６により与えられ、３ビットは名前シラ
ブルの評価および解明の補正のためのマイクロ命令シー
ケンスの部分としてＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ
命令出力から与えられる。ＮＣ１０２２６からのアドレ
スの３ビットはジャム・アドレスの最上位の３ビットを
形成する。これらのビットの１つはジャム・アドレスを
ＣＳＡＤＲバス２０２０４に対してゲートし、このため
真のアドレス・ビットではない。ＦＵＳＩＴＴ１１０１
２の出力はジャム・アドレスの３つの最下位ビットを提
供し、生じた特定のジャムのサービスに必要な特定のマ
イクロ命令シーケンスを指定する。従って、名前の評価
または解明操作の間、名前の評価または解明の実施のた
めＦＵＳＩＴＴ１１０１２により与えられるマイクロ命
令シーケンスは、ジャムが生じるならば、どのマイクロ
命令シーケンスが開始されるべきかを規定する。ＮＣ１
０２２６により与えられるジャム・アドレスの３ビット
は、最初にジャムが生じたことを判定し、第２にＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２からのアドレスの３ビットと共に、こ
のジャムの取扱いのための特定のマイクロ命令シーケン
スを規定するアドレスの２ビットを提供する。これによ
り、ＮＣ１０２２６およびＦＵＳＩＴＴ１１０１２から
のジャム・アドレス入力はジャム・アドレスの１５ビッ
トの内の６つを提供する。ジャム・アドレスの残る９つ
のビットは、例えばＮＡＳＭＵＸＤ２４３２０に対する
ハードワイアド入力によって与えられる。これらのハー
ドワイドされたアドレス・ビットはＦＵＤＩＳＰ２４２
１８およびＦＵＤＩＳＰ２４２１８に対するアドレス入
力と類似の方法で４つのマイクロ命令アドレスのブロッ
クにおけるＦＵＳＩＴＴ１１０１２をアドレス指定する
ようにジャム・アドレスを強制する。
【０６３２】ＦＵＳＤＴ１１０１０からＳＩＴＴＮＡＳ
２０２８６に対して与えられるアドレス入力について
は、ＦＵＣＴＬ２０２１４の特性、分析およびタスク指
名の諸操作の記述に関して前に説明した。ＥＶＥＮＴ２
０２８４により与えられるアドレス入力については、Ｃ
Ｓ１０１１０の内部機能に関するＦＵＣＴＬ２０２１４
の作用の以下における説明において説明することにす
る。
【０６３３】最後にＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６について
説明すると前記の如く、ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６はＥ
ＶＮＴＧＴ２４３１０およびＮＡＳＭＵＸ２４３１２か
らなる。前記の如く、ＮＡＳＭＵＸ２４３１２に対して
は、ＦＵＳＤＴ１１０１０、ｍＰＣ２０２７６、ＢＲＣ
ＡＳＥ２０２７８、ＲＣＷＳ１０３５８、ＲＥＰＣＴＲ
２０２８０およびＰＮＲＥＧ２０２８２からの入力がジ
ャム入力によって与えられる。これらの入力は、一般
に、ＳＯＰおよび名前シラブルの取出し、分析および解
釈におけるＦＵＣＴＬ２０２１４の諸操作に関して与え
られる。このためこれらの諸操作は、主としてユーザ・
プログラムの実行、即ちＳＩＮのシーケンスの実行と直
接関連させられている。ＮＡＳＭＵＸ２４３１２はこれ
らの入力の間で説明を行ない、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２
からのマイクロ命令出力からのマイクロ命令制御下でＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２に対するマイクロ命令アドレスと
してＣＳＡＤＲバス２０２０４に対し選択されたアドレ
ス入力を転送する。マイクロ命令アドレス出力は、ユー
ザ・プログラムの実行中のＣＳ１０１１０の諸操作にお
いて生じる、以下において更に述べる諸事象に従ってＥ
ＶＥＮＴ２０２８４からＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６に対
して与えられる。ＥＶＥＮＴ２０２８４からのこれらの
マイクロ命令アドレスはＣＳＡＤＲバス２０２０４に対
してゲートされ、ＥＶＮＴＧＴ２４３１０により適当な
マイクロ命令シーケンスを選択する。ＥＶＮＴＧＴ２４
３１０はＮＡＳＭＵＸ２４３１２から分離されてＥＶＮ
ＴＧＴ２４３１０がＮＡＳＭＵＸ２４３１２にオーバー
ライドすることを可能にし、またＮＡＳＭＵＸ２４３１
２がある事象の発生のため禁止される間、マイクロ命令
アドレスをＥＶＥＮＴ２０２８４に対して与える。一般
に、これらの事象はＣＳ１０１１０の内部機構の作用と
関連し、ＳＴＡＴＥ２０２９４、ＭＣＷ１ ２０２９０
およびＭＣＷ０ ２０２９２、およびＲＣＷＳ１０３５
８の他の部分と共にＥＶＥＮＴ２０２８４の構造および
作用については以下において説明する。
【０６３４】ｃ．ｃ．ＣＳ１０１１０の内部機構に対す
るＦＵＣＴＬ２０２１４の制御回路（図２４４〜図２４
９） ＦＵＣＴＬ２０２１４の制御回路のある部分は、ＣＳ１
０１１０の内部機構、例えばＣＳ１０１１０のスタック
機構の作用と更に直接関連している。この回路には、Ｓ
ＴＡＴＥ２０２９４、ＥＶＥＮＴ２０２８４、ＭＣＷ１
２０２９０およびＭＣＷ０ ２０２９２、ＲＣＷＳ１
０３５８の各部、ＲＥＧ２０２８８および＃ＴＩＭＥＲ
２０２９６が含まれる。これらのＦＵＣＴＬ２０２１４
の制御素子については以下において説明し、ＳＴＡＴＥ
２０２９４から始める。
【０６３５】ａ．ａ．ａ．状態ロジックＳＴＡＴＥ２０
２９４（図２４４Ａ乃至図２４４Ｚ） 一般に、マイクロ命令の実行を含む全てのＣＳ１０１１
０の作用は、ＣＳ１０１１０の作用状態によって制御さ
れる。ＣＳ１０１１０は、各々が以下において「状態」
と呼ばれる多くの操作状態において実施が可能なある操
作により規定されるかかる状態を有する。これらの状態
の各々は以下において更に選択することにする。ＣＳ１
０１１０のその時の状態は、ＳＴＡＴＥ２０２９４にお
ける１組のレジスタにおいて記憶された１組の状態フラ
ッグにより示される。各状態は前の状態から入り、後続
の状態に出される。ＣＳ１０１１０の次の状態は、ＣＳ
１０１１０全体に分散された随時の論理ゲート作用によ
って検出され、ＣＳ１０１１０が次にどの状態に入るか
を示すある条件を検出する。これらの次の条件の検出ゲ
ートの出力は、ＳＴＡＴＥ２０２９４のレジスタに対す
る入力として与えられる。ある特定の条件レジスタが設
定されて、ＣＳ１０１１０がその特定のレジスタと関連
する状態に入る時、状態のフラッグ出力を生じる。ＳＴ
ＡＴＥ２０２９４の状態レジスタの状態フラッグ出力は
ＣＳ１０１１０全体の使用可能信号として与えられて、
ＣＳ１０１１０のその時の状態内で許される操作の開始
を可能にし、またＣＳ１０１１０のその時の状態内では
許されない諸操作の開始を禁止する。
【０６３６】ＣＳ１０１１０のある状態およびＳＴＡＴ
Ｅ２０２９４の関連する状態、および状態フラッグ出力
は下記の如くである。即ち、 （１）Ｍ０：マイクロ命令の初期状態。状態Ｍ０は常に
各マイクロ命令の最初のデータ・サイクルとして入る。
この状態Ｍ０においては、ＣＳ１０１１０の状態は変化
せず、このためマイクロ命令を任意に打切って状態Ｍ０
から再始動させる。マイクロ命令の通常の実行において
は、状態Ｍ０の後には以下に述べる状態Ｍ１が続き、即
ち状態Ｍ０は状態Ｍ１に対する出口となる。状態Ｍ０
は、状態Ｍ０、および状態Ｍ１、状態ＡＢ、状態ＬＲ、
状態ＮＲまたは状態ＭＳから入ることができるがその各
々については以下に述べる。
【０６３７】（２）ＥＰ：使用可能休止状態。状態ＥＰ
には、あるマイクロ命令において最初に状態Ｍ０に入る
時に入る。もしこのマイクロ命令が休止を要求するなら
ば、このマイクロ命令は１クロック・サイクルの間状態
Ｍ０に再び入るように強制する。もし状態Ｍ０が１クロ
ック・サイクル以上持続するならば、拡張が休止要求の
結果でなければ、状態ＥＰは状態Ｍ０の拡張毎に状態Ｅ
Ｐに入る。
【０６３８】（３）ＳＲ：ソースＧＲＦ状態。ＳＲ状態
は、ＳＲ状態レジスタがＧＲＦ１０３５４の出力レジス
タのローディングを可能にする１クロック・サイクルの
間活動状態となる。状態Ｍ０の拡張を要求するマイクロ
命令により生成される状態Ｍ０サイクルを除いて、状態
ＳＲには状態Ｍ０サイクル毎に再び入る。全ての状態２
０２９４の状態レジスタがクリアされる時、ＤＰ２０２
１８はＧＲＦ１０３５４からの読出しのオブジェクトの
ため状態ＳＲレジスタのみをセットする。
【０６３９】（４）Ｍ１：通常のマイクロ命令実行の最
終状態。状態Ｍ１は通常のマイクロ命令実行の出口の状
態である。以下に述べるＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイ
クロ命令レジスタは、状態Ｍ１から出ると同時に次のマ
イクロ命令でロードされる。更に、ＳＴＡＴＥ２０２９
４の状態Ｍ１のフラッグ出力は、ＣＳ１０１１０の全て
のレジスタがその入力側におけるデータ入力を受取るこ
とを可能にする、即ちこれらのレジスタの入力側のデー
タがこれらレジスタの出力側にクロックされる。状態Ｍ
１は、状態Ｍ１から、あるいは状態Ｍ０、状態ＭＷ、状
態ＭＷＡまたは状態ＭＷＢから入ることができる。
【０６４０】（５）ＬＡ：ロード・アキュムレータの使
用可能状態。状態ＬＡは、ＭＥＭ１０１１２からＯＦＦ
ＭＵＸＲ２３８１２へのデータの読込みを行なうマイク
ロ命令により状態Ｍ１から出ると同時に入る。前述の如
く、ＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２はＤＥＳＰ２０２１０に
対する汎用アキュムレータとして作用する。状態ＬＡは
次のマイクロ命令の実行と重なり、ＭＥＭ１０１１２に
対する要求に応答してＭＥＭ１０１１２からデータが戻
されるまでその状態を保持する。データが使用可能であ
ることをＭＥＭ１０１１２がＤＡＶＦＡを保有すること
により信号する時、ＬＡ状態フラッグはＯＦＦＭＵＸＲ
２３８１２に対するデータのローディングを可能にす
る。もし次のマイクロ命令がＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２
を照合するならば、このマイクロ命令の実行は、状態Ｌ
Ａから出るＣＳ１０１１０により示されるようにＯＦＦ
ＭＵＸＲ２３８１２の読出しが完了するまでは遅延させ
られる。
【０６４１】（６）ＲＷ：ロードＧＲＦ１０３５４待機
状態。状態ＲＷは、ＭＥＭ１０１１２からＧＲＦ１０３
５４に対してデータを読込むマイクロ命令の状態Ｍ１か
ら入る。ＲＷフラッグは次のマイクロ命令の開始を禁止
する、即ち状態Ｍ０に対するエントリを防止し、データ
がある要求に応答してＭＥＭ１０１１２から戻されるＣ
Ｓ１０１１０のクロック・サイクルの間保持する。状態
ＲＷは、以下に述べるロードＧＲＦ使用可能状態を開始
する。
【０６４２】（７）ＬＲ：ロードＧＲＦ使用可能状態。
状態ＬＲには状態ＲＷの最後のクロック・サイクルと同
時に状態ＲＷと並列に入り、ＣＳ１０１１０の１つのク
ロック・サイクルの間保持する。ＬＲフラッグは、ＧＲ
Ｆ１０３５４に対するＭＥＭ１０１１２の出力データの
書込みを可能にする。
【０６４３】（８）ＭＲ：メモリー照合後書き状態。状
態ＭＲには、前のマイクロ命令がＭＥＭ１０１１２に関
して論理または物理的アドレス照合を行なう時は常に、
状態Ｍ０に転換すると同時に入る。ＭＲフラッグは、生
じ得る以下に述べる如き事象のＭＥＭ１０１１２の照合
の識別を可能にする。状態ＭＲは１クロック・サイクル
の間持続する。もしＭＥＭ１０１１２のあるメモリー照
合事象が生じるならばこの事象は状態ＭＲから状態ＡＢ
およびＭＡに出ることを強制し、さもなければ状態ＭＲ
は次の状態の選択に何の効果ももたらさない。
【０６４４】（９）ＳＢ：再記憶可能状態。状態ＳＢ
は、ＥＵ１０１１２の操作の結果の再記憶を生じたマイ
クロ命令に続くマイクロ命令の状態Ｍ０の間に入る。Ｓ
Ｂフラッグは、ＪＰＤバス１０１４２を介してＭＥＭ１
０１１２に対し書込まれるべき前記結果をゲートする。
【０６４５】（１０）ＡＢ：マイクロ命令打切り状態。
状態ＡＢは以下の記述において説明するように、ある事
象要求が識別された後に最初のＭ０状態から入る。状態
ＡＢには状態Ｍ０または状態ＡＢから入ることができ、
状態Ｍ１へのエントリを抑制する。もしＭＥＭ１０１１
２に対する未完了の照合が存在するならば、即ち照合が
打切られずデータがＭＥＭ１０１１２から戻されなかっ
たならば、ＭＥＭ１０１１２の照合が完了するまでＪＰ
１０１１４は状態ＡＢを維持する。打切りがＭＥＭ１０
１１２の照合事象の故に生じるものとするならば、状態
ＡＢは２クロック・サイクルしか持続しない。以下のＥ
ＶＥＮＴ２０２８４の説明において述べるように、打切
りを生じる事象に対するハンドラの最初のマイクロ命令
の状態Ｍ０には状態ＡＢから入る。ＡＢフラッグはＣＳ
ＡＤＲバス２０２０４に対する最も高い優先順位が認め
られた事象のハンドラ・アドレスをゲートして、対応す
る事象ハンドラ・マイクロ命令シーケンスを選択する。
ＥＶＥＮＴ２０２８４は、状態ＡＢの全クロック・サイ
クルにわたりＣＳＡＤＲバス２０２０４の制御が与えら
れる。
【０６４６】（１１）ＡＲ：マイクロ命令打切りリセッ
ト状態。状態ＡＲには状態ＡＢの最初のクロック・サイ
クルと並列に入り、１クロック・サイクルにわたって保
持する。ＡＲフラッグは、打切りが生じる時種々の状態
ＳＴＡＴＥ２０２９４の状態レジスタをリセットする。
もし未完了のＭＥＭ１０１１２の照合が存在しなけれ
ば、次の状態ＡＢのクロック・サイクルが最後となる。
ＭＥＭ１０１１２の照合が未完了である場合には状態Ａ
Ｒに入るが、状態ＡＢは照合が完了するまでは活動状態
を維持する。仮りＪＰ１０１１４が状態ＡＢにある間に
比較的高い優先順位の事象がサービスを要求して認めら
れるならば、状態ＡＲに再び入る。状態ＡＢはこれによ
り、満たされた全ての事象要求の間２クロック・サイク
ルにわたって活動状態となる。
【０６４７】（１２）ＭＡ：ＭＥＭ１０１１２照合打切
り状態。状態ＭＡには、ＭＥＭ１０１１２からの保有さ
れた「打切り」制御信号出力により示される如くＭＥＭ
１０１１２の照合が打切られるならば、状態ＡＢと並列
に入る。状態ＭＡは１クロック・サイクルの間保持し、
状態ＡＢフラッグが、以下に述べるようにＭＥＭ１０１
１２の照合の反復を惹起する結果となるＭＥＭ１０１１
２の照合打切りフラッグを生成する。ＡＢフラッグはま
た、以下に述べるＭＥＭ１０１１２後書き状態をリセッ
トする。
【０６４８】（１３）ＮＷ：ナノ割込み待機状態。状態
ＮＷは、ＥＵ１０１２２のためＥＵ１０１２２に対する
ナノ割込み要求を生じるマイクロ命令の状態Ｍ０から入
る。ＥＵ１０１２２がこの割込みを認識するまでＦＵ１
０１２０は状態ＮＷを維持する。種々のＥＵ１０１２２
の事象はこの時点において要求を行なうことができる。
状態ＮＷは状態ＡＢまたは状態Ｍ１に付勢される。
【０６４９】（１４）ＦＭ：ＳＩＮの最初のマイクロ命
令。状態ＦＭには各ＳＩＮの最初のマイクロ命令と同時
に状態Ｍ０と並列に入って、１クロック・サイクルにわ
たり保持する。ＦＭフラッグはＡＦ２４２２０の早期の
使用を禁止し、ＳＩＮエントリ事象の識別を可能にす
る。状態ＦＭには、ＳＩＮの最初のマイクロ命令の状態
Ｍ０の間に行なわれる全ての打切りからの戻りと同時に
入る。
【０６５０】（１５）ＳＯＰ：最初のＳＩＮに対する元
のエントリ状態。状態ＳＯＰにはＳＯＰの最初のマイク
ロ命令の状態Ｍ０へのエントリと同時に入り、このマイ
クロ命令からの如何なる出口においてもこの状態から出
る。状態ＳＯＰは各ＳＯＰ毎に１回しか入らない。ＳＯ
Ｐは、例えばＪＰ１０１１４の実施の監視のために使用
することができる。
【０６５１】（１６）ＥＵ：ＥＵ１０１２２のオペラン
ド・バッファ使用不能状態。状態ＥＵには、以下に述べ
る、一杯の状態であるＥＵ１０１２２のオペランド・バ
ッファに対するデータの読込みを試みるマイクロ命令の
状態Ｍ０から入る。新たなＳＯＰに入る時ＥＵ１０１２
２のオペランド・バッファが一杯になる前に、ＭＥＭ１
０１１２から３回の取出しが実施可能であり、２回の取
出しがＥＵ１０１２２のオペランド・バッファを充填す
るが、ＥＵ１０１２２は第２の取出しの間１つのオペラ
ンドを取出すことができ、これにより第３のオペランド
に対するＥＵ１０１２２のオペランド・バッファ空間を
クリアする。
【０６５２】（１７）ＮＲ：長いパイプ・ライン読出し
状態。状態ＮＲへのエントリはＭＥＭ１０１１２の並行
操作を不能にし、また次のマイクロ命令の実行を不能に
する。次のマイクロ命令は、要求されるデータがＭＥＭ
１０１１２から戻されるまで状態Ｍ０には入らない。状
態ＮＲは状態ＮＲまたは状態Ｍ１から入る。
【０６５３】（１８）ＮＳ：非パイプ・ライン再記憶状
態。状態ＮＳには、パイプ・ライン再記憶またはＭＥＭ
１０１１２に対する書込みを要求するマイクロ命令が生
じる時は常に状態ＳＢと並列に入る。状態入出力は、状
態ＳＢからの出口と同時に続くマイクロ命令の状態Ｍ０
へのエントリを生成する。
【０６５４】（１９）ＷＡ：ロード制御ストア状態Ａ。
状態ＷＡには、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対するマイク
ロ命令のローディングを指令するマイクロ命令の状態Ｍ
０から入る。状態ＷＡフラッグは、ＦＵＳＩＴＴ１１０
１２に対する書込みのためＣＳＡＤＲバス２０２０４に
対するアドレスの選択を制御し、ＦＵＳＩＴＴ１１０１
２に対するマイクロ命令の書込みを行なうＦＵＳＩＴＴ
１１０１２に対する書込み可能パルスを生成する。
【０６５５】（２０）ＷＢ：ロード制御ストア状態Ｂ。
状態ＷＢには状態ＷＡから入り、ＦＵＳＩＴＴ１１０１
２に対する書込みのための適当なタイミング間隔を生じ
るため使用される。状態ＷＢはまた状態Ｍ１を２クロッ
ク・サイクルまで拡張して、次のマイクロ命令がＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２から読出される時ＦＵＳＩＴＴ１１０
１２に対する妥当アドレス入力を保証する。
【０６５６】ＣＳ１０１１０のいくつかの状態、および
これら状態内で実施可能な諸操作について説明したが、
ＣＳ１０１１０のいくつかの操作に対する状態のシーケ
ンスについて図２４４Ａ乃至図２４４Ｚの助けを借りて
以下に説明する。図２４４Ａ乃至図２４４Ｚは、ＣＳ１
０１１０の状態タイミングの主な特徴を示すため必要な
これらの状態のタイミングのシーケンスを示している。
図２４４Ａ乃至図２４４Ｖに示される全ての状態は、Ｃ
Ｓ１０１１０の操作の完全なパイプ・ラインを用い、例
えば、ＪＰ１０１１４によるＭＥＭ１０１１２に関する
読出しおよび書込みのパイプ・ライン操作を用いる。パ
イプ・ライン操作は図２４４Ｗ乃至図２４４Ｚには用い
られない。図２４４Ａ乃至図２４４Ｚにおいては、これ
ら図面は時間が左から右方に向けて増大するタイミング
図の形態で描かれている。連続する水平方向に配された
「ブロック」は、ＣＳ１０１１０の連続する１１０ナノ
秒のクロック・サイクルの間の連続する１０１１０の状
態を示している。垂直方向に整合された「ブロック」
は、ある特定のクロック・サイクルの間に生じ得る別の
ＣＳ１０１１０の状態を示している。図２４４Ａ乃至図
２４４Ｚに示されたいくつかの状態を連結する水平方向
に伸びた点線は、ＣＳ１０１１０の１１０ナノ秒のクロ
ック・サイクルの整数倍である中間時間間隔を表わす。
【０６５７】図２４４Ａ乃至図２４４Ｚにおいては、こ
の順序において示された状態のタイミング・シーケンス
は下記の事柄を表わす。即ち、 （１）図２４４Ａ、一切の事象が生じずまたＭＥＭ１０
１１２の照合が行なわれない通常のマイクロ命令の実行
のための状態のタイミング。
【０６５８】（２）図２４４Ｂ、一切の事象が生じず、
ＭＥＭ１０１１２の照合が行なわれず、１クロック・サ
イクル間に状態Ｍ０の保持が行なわれる通常のマイクロ
命令の実行。
【０６５９】（３）図２４４Ｃ、マイクロ命令要求が、
一切の事象が生じず、ＭＥＭ１０１１２の照合が行なわ
れない１クロック・サイクルの間の状態Ｍ０の拡張を要
求する。
【０６６０】（４）図２４４Ｄ、ＭＥＭ１０１１２に対
するＤＥＳＰ２０２１０からの、例えば、ＧＲＦ１０３
５４またはＯＦＦＡＬＵ２０２４２からの書込み。ＭＥ
Ｍ１０１１２のポートは使用可能であり、ＭＥＭ１０１
１２の照合は状態Ｍ０およびＭ１の最初の順次の発生の
間に行なわれる。
【０６６１】（５）図２４４Ｅ、ＭＥＭ１０１１２に対
するＤＥＳＰ２０２１０からの前述の如き書込み。ＭＥ
Ｍ１０１１２のポートは中間番号のクロック・サイクル
においては使用不能である。ＭＥＭ１０１１２の照合
は、状態Ｍ０およびＭ１の最初の順次の発生の間に行な
われる。
【０６６２】（６）図２４４Ｆ、ＭＥＭ１０１１２に対
するＥＵ１０１２２の書込み。状態Ｍ０およびＭ１の最
初の順次の発生の間、ＭＥＭ１０１１２は使用可能であ
りかつ書込み操作が開始される。
【０６６３】（７）図２４４Ｇ、ＥＵ１０１２２の書戻
しは前述の如くＭＥＭ１０１１２に対して結果を生じ
る。ＭＥＭ１０１１２のポートは未定数のクロック・サ
イクルに対しては使用不能であり、ＥＵ１０１２２はＭ
ＥＭ１０１１２に対する書込みの用意のある結果を生じ
ることはない。状態Ｍ０およびＭ１の最初の順次の発生
の間書込み操作が開始される。
【０６６４】（８）図２４４Ｈ、ＦＵ１０１２０に対す
るＥＵ１０１２２の結果の読出し。ＥＵ１０１２２の結
果は未定数のクロック・サイクルについては使用不能で
ある。
【０６６５】（９）図２４４Ｉ、遅延のないＭＥＭ１０
１１２かＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２への読込み。ＭＥＭ
１０１１２からの読出しを開始するマイクロ命令に続く
マイクロ命令はＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２の照合を行な
わない。
【０６６６】（１０）図２４４Ｊ、ＭＥＭ１０１１２か
らのデータが未定数のクロック・サイクルだけ遅延させ
られるＭＥＭ１０１１２からＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２
への読込み。ＭＥＭ１０１１２からの読出しを開始する
マイクロ命令からの次に続くマイクロ命令はＯＦＦＭＵ
ＸＲ２３８１２の照合は行なわない。
【０６６７】（１１）図２４４Ｋ、ＭＥＭ１０１１２か
らＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２への読出し。ＭＥＭ１０１
１２からの要求を開始するマイクロ命令に続く次のマイ
クロ命令がＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２を照合する。
【０６６８】（１２）図２４４Ｌ、ＭＥＭ１０１１２か
らＧＲＦ１０３５４への読込み。ＧＲＦ１０３５４への
読込みは、最初の順次生じる状態Ｍ０およびＭ１により
開始される。
【０６６９】（１３）図２４４Ｍ、ＭＥＭ１０１１２か
らＧＲＦ１０３５４およびＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２へ
の読込み。この場合、読出し操作は重合されない。
【０６７０】（１４）図２４４Ｎ、ＪＰ１０１１４は事
象要求を満たし、対応する事象ハンドラ・マイクロ命令
を開始し、ＭＥＭ１０１１２の照合は生じない。
【０６７１】（１５）図２４４Ｏ、ＪＰ１０１１４は前
述の如く事象要求を満たさない。ＭＥＭ１０１１２の照
合は状態Ｍ０およびＭ１の最初の順次の発生の間は行な
われず、ＭＥＭ１０１１２の照合事象が生じる。ＭＥＭ
１０１１２の照合事象の場合は、状態ＭＡは１クロック
・サイクルから入る。この状態は、ＭＥＭ１０１１２の
照合が行なわれて打切られる場合にのみ生じる。
【０６７２】（１６）図２４４Ｐ、状態Ｍ０およびＭ１
の最初の順次の発生の間に行なわれたＭＥＭ１０１１２
の照合において事象が生じる。ＭＥＭ１０１１２の照合
はメモリー照合事象は惹起しない。ＭＥＭ１０１１２の
照合がＭＥＭ１０１１２からのデータの戻りにより完了
するまで、ＣＳ１０１１０は状態ＡＢを維持する。
【０６７３】（１７）図２４４Ｑ、ＭＥＭ１０１１２ま
たはＪＰ１０１１４からＥＵ１０１２２のオペランド・
キューへのデータの読込み。ＥＵ１０１２２のオペラン
ド・キューは充填状態ではない。
【０６７４】（１８）図２４４Ｒ、ＥＵ１０１２２のオ
ペランド・キューに対するＭＥＭ１０１１２またはＪＰ
Ｄバス１０１４２の読込み。読出しを開始するマイクロ
命令が発される時、ＥＵ１０１２２のオペランド・キュ
ーは充填される。
【０６７５】（１９）図２４４Ｓ、事象が生じないＦＵ
１０１２０によるＥＵ１０１２２に対する「ナノ割込
み」の要求。
【０６７６】（２０）図２４４Ｔ、ＦＵ１０１２０はＥ
Ｕ１０１２２に対する「ナノ割込み」要求を生じ、以下
の記述において更に説明するＥＵ１０１２２の状態桁あ
ふれが生じる。ＥＶＥＮＴ２０２８４の以下の説明にお
いて述べるように、他の事象は識別されない。
【０６７７】（２１）図２４４Ｕ、ＦＵ１０１２０はＥ
Ｕ１０１２２に対する「ナノ割込み」要求を生じる。別
の事象は状態Ｍ０の間に識別され、打切りが生じる結果
となる。最初の打切り状態には非ＥＵ１０１２２事象に
対して入る。状態Ｍ０において識別される全ての打切り
は、状態Ｍ０へのエントリの前に行なわれて確認され
る。従って、状態Ｍ０から入る元のマイクロ命令の状態
Ｍ０における再試行と同時に、ＥＵ１０１２２のスタッ
ク桁あふれが比較的高い優先順位を有するため、識別さ
れた次の打切りはＥＵ１０１２２のスタック桁あふれ事
象に対するものである。
【０６７８】（２２）図２４４Ｖ、ＦＵＳＩＴＴ１１０
１２に対する２７ビットのマイクロ命令セグメントのロ
ード。図２４４Ａ乃至図２４４Ｖにおいては、ＭＥＭ１
０１１２の読出しおよび書込み操作、およびＪＰ１０１
１４の諸操作を前提とした。図２４４Ｗ乃至図２４４Ｚ
においては、ＪＰ１０１１４の非重合操作を前提とし
た。
【０６７９】（２３）図２４４Ｗ、ＭＥＭ１０１１２か
らＯＦＦＭＵＸＲ２３８１２へのデータの読込み。
【０６８０】（２４）図２４４Ｘ、ＭＥＭ１０１１２か
らＥＵ１０１２２のオペランド・キューへのデータの読
込み。
【０６８１】（２５）図２４４Ｙ、ＥＵ１０１２２の結
果のＭＥＭ１０１１２への書込み。
【０６８２】（２６）図２４４Ｚ、事前取出しまたは条
件付き事前取出し要求に応じるＭＥＭ１０１１２からの
３２ビットＳＩＮワードの読出し。
【０６８３】ＳＴＡＴＥ２０２９４の全体的な構造およ
び作用、およびＣＳ１０１１０の諸作用状態および諸操
作について説明したが、ＥＶＥＮＴ２０２８４の構造お
よび作用について以下に説明する。
【０６８４】ｂ．ｂ．ｂ．事象ロジック２０２８４（図
２４５，図２４６，図２４７，図２４８） 事象は、その時実行中のマイクロ命令によらずＣＳ１０
１１０の回路により生成されるマイクロ命令の実行シー
ケンスにおける変更の要求である。事象の発生は、この
事象の必要に従ってＣＳ１０１１０の作用を変更するＭ
ＥＭ１０１１２による、事象ハンドラと呼ばれるマイク
ロ命令シーケンスを生じる結果となる。事象の要求信号
は、ＪＰ１０１１４に対して内部のＣＳ１０１１０の回
路、即ちＦＵ１０１２０またはＥＵ１０１２２から、あ
るいはＪＰ１０１１４に関して外部のＣＳ１０１１０の
回路、例えばＩＯＰ１０１１６またはＭＥＭ１０１１２
から生成することができる。事象要求信号はＥＶＥＮＴ
２０２８４に対する入力として与えられる。以下におい
て更に説明するように、ＥＶＥＮＴ２０２８４は事象要
求をマスクしてある特定のＣＳ１０１１０の作用状態に
おいてどの事象が識別されるかを判定し、多重事象要求
のサービスのための優先順位を割当て、要求のサービス
のためのマイクロ命令シーケンスに対するＦＵＳＩＴＴ
１１０１２へのハンドラ・アドレスを構成する。次に、
ＥＶＥＮＴ２０２８４はＥＶＮＴＧＴ２４３１０を回し
てＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対するこれらのハンドラの
マイクロ命令アドレスを与えて、選択された事象ハンド
ラ・マイクロ命令の実行を開始する。
【０６８５】以下の記述においては、いくつかの用語お
よび表現が用いられる。以下の項はそれらの使用を定義
してこれらの用語を示す事例を提供する。ＣＳ１０１１
０のハードウェアの使用条件がＥＶＥＮＴ２０２８４に
対して与えられる事象要求信号をもたらす時は、事象は
「要求を行なう」のである。以下において更に説明する
ように、これらの事象要求信号は、これらの「要求」の
妥当性を判定するＥＶＥＮＴ２０２８４の合成ロジック
に対して与えられる。
【０６８６】事象要求は、もしこれがマスクされず即ち
それについて処理されることを禁止されるならば、「認
められる」。マスキングとは、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２
により生成されるマスクを用いる点で明確であり、ある
いは不適正なＣＳ１０１１０から生じる場合は不明確で
あり、即ち他の考察によって無効となり得る。即ち、あ
る事象は、仮にこれらの要求がある他の条件において認
められる場合であっても、あるＣＳ１０１１０の条件に
おいてしか認められない。例えば、ある数の要求、例え
ば３１以下の要求が同時に認識可能である。
【０６８７】もし最優先順位の事象要求であれば、事象
要求は「満たされる」。要求が満たされる時、そのハン
ドラのマイクロ命令シーケンスに対するＦＵＳＩＴＴ１
１０１２における対応するマイクロ命令シーケンスの対
応するアドレスはＥＶＥＮＴ２０２８４によりＣＳＡＤ
Ｒバス２０２０４に対してゲートされる。ＣＳ１０１１
０が状態ＡＢに入る時は要求は満たされる。状態ＡＢ
は、ＥＶＥＮＴ２０２８４における選択された事象ハン
ドラのマイクロ命令をゲートするのである。
【０６８８】要約すれば、多くの事象がＪＰ１０１１４
によるサービスを要求することができる。これらの事象
の内、その全て、あるいはあるものが認識可能であり、
あるいはまた全く認識不能である。唯一の事象要求、即
ち最優先順位の事象要求は、ＪＰ１０１１４が状態ＡＢ
に入る時に満たされる。ＣＳ１０１１０のマイクロ命令
制御はこの時、この事象のハンドラのマイクロ命令シー
ケンスに変換する。状態ＡＢへのエントリのための必要
な条件は、ある事象要求が行なわれて認識が完了される
ことである。
【０６８９】マイクロ命令シーケンスは、前述のマイク
ロ命令シーケンスが活動状態にある間ＣＳ１０１１０が
状態Ｍ１から出る時、「完了する」、「完了される」、
あるいは「完了状態」に達するのである。前述の如く、
マイクロ命令シーケンスは、もし仮に完了状態に達する
前に、不定回数だけ状態Ｍ０において打切ることができ
る。
【０６９０】要求されたデータが指定された行先に戻さ
れる時、即ちＭＥＭ１０１１２から要求側に対して読込
まれる時、あるいはＭＥＭ１０１１２がこれに書込まれ
るべきデータを受入れる時、ＭＥＭ１０１１２の照合は
「完了する」、「完了される」あるいは「完了状態」に
達するのである。
【０６９１】「追跡トラップ」は実行中のマイクロ命令
固有の特性である。ある与えられた形式（もしマスクさ
れなければ）のマイクロ命令毎に、例えばあるマイクロ
命令のシーケンスの間に追跡トラップが生じて名前の評
価即ち解明を実施し、またこのシーケンスのマイクロ命
令と同時に生じる。一般に次のマイクロ命令の実行前
に、追跡トラップ事象は受取られねばならない。追跡ト
ラップは、以下において説明するように、あるマイクロ
命令シーケンスの各マイクロ命令の実行と同時には生じ
ず他のある状態を考えねばならない如きマイクロ命令と
同時にのみ生じる点で割込みと異なる。
【０６９２】「割込み」はＪＰ１０１１４における事象
の最も大きな種類である。一般に、ある特定の場所にお
けるある特定のマイクロ命令の特定の実行に対して割込
みの発生は予測することができない。割込みは、次のマ
イクロ命令の実行前、その時のマイクロ命令の実行が完
了し得る前、あるいは次のＳＩＮの開始の前に、サービ
スを要求することができる。割込みはどのマイクロ命令
の実行とも関連付けることができず、また次のマイクロ
命令の開始前にサービスされる。
【０６９３】「機械の検査」は、ＪＰ１０１１４が単独
で処理することができない事象であり、即ちその発生は
ＪＰ１０１１４の動機によりこれ以上の動作を行なう。
これら事象は、ＥＶＥＮＴ２０２８４レジスタにおいて
捕捉され、それ以降の取扱いのためのＪＰ１０１１４の
操作を停止するＤＰ１０１１８に対する要求を惹起する
結果となる。
【０６９４】要約すれば、ＣＳ１０１１０における事象
の３つの主な種類は、追跡トラップと、割込みと、機械
検査である。これらの種類の事象の各々については、以
下において更に詳細に、追跡トラップから説明すること
にする。
【０６９５】全ての可能な追跡トラップ事象の要求の状
態、即ち要求中であるかあるいは要求中でないかは、状
態Ｍ１および状態ＡＢの完了時点においてＥＶＥＮＴ２
０２８４のレジスタにロードされる。即ち、トラップ要
求はその時実行中のマイクロ命令のある機能であるた
め、トラップ要求の状態はその時実行中の各マイクロ命
令の状態Ｍ１の終りにＥＶＥＮＴ２０２８４の追跡トラ
ップ・レジスタに対してロードされることになる。同様
に、もしトラップ要求が認識されるならば、状態ＡＢに
は状態Ｍ０に続く状態の第１のクロック・サイクルの終
りに入り、その状態は状態ＡＢの終りにロードされるこ
とになる。
【０６９６】認識された、即ちマスクされないトラップ
要求は未済の要求としてＲＣＷＳ１０３５８に送ること
ができる。認識されない、即ちマスクされた追跡トラッ
プ要求は継続中でない要求としてＲＣＷＳ１０３５８に
対し与えることができ、その後無視される。然る後、あ
るマイクロ命令シーケンスが呼出し側のマイクロ命令シ
ーケンスへの戻りで終る時、ＲＣＷＳ１０３５８におけ
る追跡トラップ要求を用いて追跡トラップ事象要求を生
成することができる。
【０６９７】状態ＡＢから出ると同時に、マイクロ区切
り点およびマイクロ命令の追跡トラップを除いて、全て
の追跡トラップ要求は、以下に述べるように、要求され
ない対応するＥＶＥＮＴ２０２８４の追跡トラップ要求
レジスタにロードされる。マイクロ区切り点およびマイ
クロ命令追跡トラップは、一般に状態ＡＢの完了時の要
求として常にラッチされている。追跡トラップは明らか
に、全て以下に述べるようにＦＵＳＩＴＴ１１０１２に
より生成される追跡モード・マスク、不分割モード・マ
スクによりマスクすることができる。マイクロ区切り点
トラップもまた、追跡トラップを含むあるマイクロ命令
の追跡可能フィールドにおける追跡可能ビットのクリア
によってマスクすることができる。一般にマスキング
は、マスクをクリアするマイクロ命令の完了によりマス
クを生成するマイクロ命令の状態Ｍ０から有効であり、
マスクをクリアするマイクロ命令により生成される追跡
トラップは、そのＭ０状態の間続くマイクロ命令を打切
るために用いられる。
【０６９８】図２４５においては、典型的なトラップ要
求のためのＣＳ１０１１０の状態およびＥＶＥＮＴ２０
２８４による対応する追跡トラップ・ハンドラのマイク
ロ命令シーケンスに対するマイクロ命令アドレスの生成
の状態が示される。図２４５は、図２４４Ａ乃至図２４
４Ｚに関して前述のものと同じ約束を用いて描かれる。
図２４５においては、状態Ｍ０およびＭ１において実行
中のマイクロ命令は追跡トラップ要求を生じるが、ＭＲ
（記憶照合）の後書き状態は生成しない。ＥＶＥＮＴ２
０２８４に対する追跡トラップ要求は時点Ａによって信
号される。この追跡トラップ要求はＥＶＥＮＴ２０２８
４の追跡トラップ事象レジスタにラッチされ、打切り要
求はＳＴＡＴＥ２０２９４に対して与えられる。時点Ｂ
においては、ＦＵ１０１２０が状態ＡＢおよびＡＲに入
る。ＥＶＥＮＴ２０２８４に存在する最優先順位事象の
ハンドラ・マイクロ命令シーケンスに対するマイクロ命
令アドレスはＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して与えら
れ、アドレス指定されたマイクロ命令シーケンスの実行
が開始する。時点Ｃにおいては、ＦＵ１０１２０が状態
ＡＢおよびＡＲから出て状態ＡＢに入る。状態ＡＢは次
の１１０ナノ秒のクロック・サイクルの終りに付勢され
る。選択された事象ハンドラマイクロ命令シーケンスの
アドレスは、状態ＡＢの期間中ＣＳＡＤＲバス２０２０
４の状態を維持する。時点Ｄにおいては、以下の説明に
おいて説明するＲＣＷＳ１０３５８に対するポインタが
増分され、これにより第１のマイクロ命令の戻り制御ワ
ードを有効にプッシュし、即ちマイクロ命令はＲＣＷＳ
１０３５８に対して第１の状態Ｍ０において実行する。
追跡トラップの事象ハンドラのマイクロ命令シーケンス
の第１のマイクロ命令はＦＵＳＩＴＴ１１０１２によっ
て与えられる。ハンドラマイクロ命令シーケンスの実行
は、図２４５に示される状態タイミング・シーケンスの
第３の状態Ｍ０の開始時において開始する。この事象に
対するＥＶＥＮＴ２０２８４の追跡トラップ・レジスタ
はこの時非要求状態においてラッチされ、図２４５に示
される第２の状態Ｍ１から変移するまでその状態を維持
する。この時、ＥＶＥＮＴ２０２８４は新たなトラップ
要求をラッチする。最後に、時点Ｅにおいて、ＥＶＥＮ
Ｔ２０２８４の追跡トラップ事象レジスタは、時点Ｄお
よびＥの間に生じる状態Ｍ０およびＭ１において実行中
のマイクロ命令の実行から生じる新たなトラップ要求で
ラッチされる。時点Ａの前の状態Ｍ０およびＭ１におい
て実行されたがサービスされなかったマイクロ命令によ
るトラップは、時点Ｄにおいて開始される追跡トラップ
の事象ハンドラのマイクロ命令シーケンスから戻ると同
時に、前述の前にプッシュされたＲＣＷがＲＣＷＳ１０
３５８から戻される時に再び要求される。サービスされ
た全ての追跡トラップ要求は、これらのトラップ要求の
循環を阻止するためそれらの事象の事象ハンドラのマイ
クロ命令シーケンスによりＲＣＷＳ１０３５８において
明瞭にクリアされる。ＭＥＭ１０１１２に関する読出し
または書込みから生じる追跡トラップの事象要求はもし
これら要求が反復されるならば再び生じるため、全ての
打切られたＭＥＭ１０１１２の読出しおよび書込み要求
の後にＥＶＥＮＴ２０２８４が記憶反復割込みを生成し
て、これらトラップが最後にサービスされることを保証
する。これらの読出しおよび書込み追跡トラップ事象に
対する事象ハンドラのマイクロ命令シーケンスは、打切
られた記憶読出しおよび書込み要求の論理記述子におけ
るビットをクリアすることによってサービスされた追跡
トラップの事象要求を確実に不作用化する。
【０６９９】追跡トラップ事象の全体的な構造および作
用について説明したが、いくつかの特定の追跡トラップ
の事象については以下において更に詳細に説明すること
にする。ＭＥＭ１０１１２において生じる追跡トラップ
事象は、名前追跡トラップ、ＳＯＰ追跡トラップ、マイ
クロ命令追跡トラップ、マイクロ区切り点の追跡トラッ
プ、論理書込み追跡トラップ、論理読出し追跡トラッ
プ、ＵＩＤ読出し追跡トラップおよびＵＩＤ書込み追跡
トラップを含んでいる。これらの追跡トラップについて
は以上述べた順序により以下において説明する。
【０７００】名前追跡トラップは、名前シラブルの評価
または解明を含む各マイクロ命令シーケンスと同時に要
求される。名前追跡トラップは、これらのマイクロ命令
シーケンスのあるマイクロ命令フィールドの復号によっ
て与えられる。名前追跡トラップ・フィールドは、前述
の如く追跡マスク、不分割マスク、または追跡可能のい
ずれかによってマスクされる。これらのマスクの全て
は、名前シラブルの解明または評価を呼出すマイクロ命
令シーケンスにおいて与えられるマイクロ命令制御信号
によって設定されクリアされる。
【０７０１】ＳＯＰ追跡トラップは、ＦＵ１０１２０が
状態ＦＭ（ＳＯＰの最初のマイクロ命令）に入る時常に
要求され得る。ＳＯＰ追跡トラップは、再びＦＵＳＩＴ
Ｔ１１０１２のマイクロ命令制御出力により与えられる
追跡マスク、不分割マスクまたは追跡トラップ可能によ
ってマスクすることができる。一般に、このようなＳＯ
Ｐに割込みを行なうこのようなマイクロ命令シーケンス
の最初のマイクロ命令は、追跡トラップが行なわれる前
に完了されることはない。
【０７０２】マイクロ命令の追跡トラップは、戻し指令
を含まないマイクロ命令、即ち呼出し側のマイクロ命令
シーケンスに対してＣＲ１０１１０のマイクロ命令制御
を戻さないマイクロ命令の完了と同時に要求することが
できる。戻し指令を含むマイクロ命令シーケンスの場合
は、対応するＲＣＷにおけるマイクロ命令の追跡トラッ
プ要求の状態が使用される。マイクロ命令の追跡トラッ
プがマスクされない各マイクロ命令は、このマイクロ命
令の実行の状態Ｍ０において打切られる。マイクロ命令
の追跡トラップはＦＵＳＩＴＴ１１０１２からの追跡マ
スク、不分割マスク、または追跡トラップ可能によって
マスクすることができる。マイクロ区切り点は、戻し指
令は含まないがマイクロ命令におけるある追跡可能ビッ
トが保有されるマイクロ命令の実行と同時に要求するこ
とができる。マイクロ区切り点は、追跡マスク、不分割
マスク、または追跡可能によってマスクすることができ
る。更にこれらのマイクロ命令シーケンスにおけるマイ
クロ命令フィールドの追跡可能ビットがマイクロ区切り
点トラップを制御する。これにより、マイクロ区切り点
トラップが要求される時は常に要求されるが、マイクロ
命令において表示された別の使用可能条件を有する。唯
一の認識されたトラップがあるＲＣＷにおけるＲＣＷＳ
１０３５８に対してプッシュされるため、あるマイクロ
命令の追跡トラップおよび異なる要求状態を有するある
マイクロ区切り点トラップは同時にＲＣＷＳ１０３５８
に存在し得る。
【０７０３】論理書込み追跡トラップは、ＭＥＭ１０１
１２に対する書込み要求を提供しかつそうするように論
理記述子を用いるマイクロ命令シーケンスの間論理記述
子におけるあるビットの組により使用可能状態にされる
時、要求され得る。論理書込み追跡トラップは、もしこ
れらトラップが状態ＭＲ（メモリー照合後書き）がその
直後に続くある状態において生じさえすれば、認識され
る。論理書込み追跡トラップは、打切られるＭＥＭ１０
１１２の書込み要求に惹起する結果となる。論理書込み
追跡トラップは、追跡マスク、不分割マスク、または追
跡トラップ可能によりマスク可能である。論理書込み追
跡トラップの認識のための更に別の条件は、記憶書込み
要求の論理記述子におけるあるビットの状態によって決
定される。打切られたＭＥＭ１０１１２要求は論理書込
み追跡トラップが反復する可能なように再生成されるた
め、一般に論理書込み追跡トラップはＲＣＷの部分とし
てＲＣＷＳ１０３５８にプッシュされない。
【０７０４】論理読出し追跡トラップはあらゆる点で論
理書込み追跡トラップと類似するが、ＭＥＭ１０１１２
の読出し要求の間に生じる。論理読出し追跡トラップの
生成は、再びＭＥＭ１０１１２の読出し要求の論理記述
子におけるあるビットによって部分的に制御される。
【０７０５】ＣＳ１０１１０のある構成においては、Ｆ
Ｕ１０１２０がＵＩＤアドレス即ちポインタに基づくＭ
ＥＭ１０１１２の読出し操作を要求する。もし要求され
るならば、ＵＩＤ読出し追跡トラップが認識され一般に
ＵＩＤ読出し追跡トラップの明確なマスキングは生じな
い。ＵＩＤ読出し追跡トラップの生成は、ＭＥＭ１０１
１２の読出し要求論理記述子におけるあるビットによっ
て制御される。ＵＩＤ読出し追跡トラップ要求は、ＭＥ
Ｍ１０１１２の読出し要求の打切りおよびＣＳ１０１１
０の状態ＡＢへのエントリを惹起する結果となる。ＵＩ
Ｄ読出し追跡トラップに対するハンドラのマイクロ命令
シーケンスは、一般に、ＭＥＭ１０１１２の読出し要求
の再開の前にＣＳ１０１１０の読出し要求論理記述子に
おいてトラップ可能ビットをセットする。
【０７０６】ＵＩＤ書込み追跡トラップＵＩＤ読出し追
跡トラップと類似し、ＵＩＤアドレス即ちポインタに基
づくＭＥＭ１０１１２の書込み要求における論理記述子
におけるビットによって制御される。
【０７０７】追跡トラップ事象の構造および作用につい
て以上に述べたが、ＣＳ１０１１０の割込み事象につい
て以下に説明する。
【０７０８】前述の如く、割込みはＣＳ１０１１０の事
象の最も大きな種類を形成する。割込みはいくつかの種
類の内の１つ以上に該当するものと見做すことができ
る。最初に、メモリー照合反復割込みは、一般に、読出
しまたは書込み要求がＭＥＭ１０１１２に対して提供さ
れるＭＥＭ１０１１２に対する読出しおよび書込み要求
と関連する如き割込み事象であり、割込み事象がその結
果生じる。この割込み事象は処理され、ＭＥＭ１０１１
２の要求が反復される。第２に、遅延サービス割込み
は、ＣＳ１０１１０が新たなＳＩＮに対するエントリま
である割込みのサービスと異なる如き割込みである。第
４に、その時実行中のマイクロ命令が事象ハンドラのマ
イクロ命令シーケンスの補佐が完了することを要求する
時に生じる。最後に、非同期割込み事象は如何なる時に
も生じ得、ＣＳ１０１１０が次のマイクロ命令の状態Ｍ
０を出る前にサービスされねばならない。これらの割込
み事象については以下の順序に従って以下に説明する。
【０７０９】メモリー照合反復割込みは、例えば、もし
あるマイクロ命令が指令を実行するならば要求され、ま
たＲＣＷＳ１０３５８から読出された対応するＲＣＷ
は、これから戻しが実行されるマイクロ命令シーケンス
へのエントリの前にあるメモリー照合が打切られたこと
を示す。このタイプの割込み事象は全てのメモリー照合
に対して生じる。如何なる場合も、もしある事象が満た
される、即ち打切り状態に入るならば、また打切られず
未済のままのメモリー照合が存在するならば、状態ＡＢ
が終る前にメモリー照合は完了する。メモリー反復割込
み要求は、ＲＣＷＳ１０３５８に対して書込まれるＲＣ
Ｗに対して書込まれることになる。逆に、もしあるメモ
リー照合が打切られるならば、例え満たされた事象がメ
モリー照合を打切った事象でなくともメモリー割込み要
求がＲＣＷＳ１０３５８に対してプッシュされたＲＣＷ
に対して書込まれる。
【０７１０】メモリー反復割込みの実行のため２つの状
態タイミング・シーケンスが存在する。第１の場合にお
いては、戻し指令を実行するマイクロ命令におけるＭＥ
Ｍ１０１１２の照合は存在しない。第２の場合において
は、戻し指令を実行するマイクロ命令は戻しを実行し、
かつまたＭＥＭ１０１１２の照合を行なう。図２４６に
おいては、第１の場合に対するＣＳ１０１１０の状態タ
イミング図が示されている。図２４６は、図２４４およ
び図２４５に用いられたと同じ約束を用いて描かれてい
る。前述の如く、第１の場合においては、戻し指令を実
行するマイクロ命令が時点Ｄに続いて状態Ｍ０およびＭ
１において実行される。時点Ａに先行する状態Ｍ０およ
びＭ１において打切られたＭＥＭ１０１１２の照合が行
なわれる。ＭＥＭ１０１１２の照合打切り要求は、時点
Ａに続く状態ＭＲへのＣＳ１０１１０のエントリと同時
に行なわれる。メモリー反復割込みはＲＣＷＳ１０３５
８により与えられるＲＣＷからのみ要求されるため、も
しマイクロ命令がかかるＲＣＷを与えるＲＣＷＳ１０３
５８を生じる結果となる戻し指令を実行するだけで、メ
モリー反復割込みが表示される。従って、ＥＶＥＮＴ２
０２８４のメモリー反復割込み要求レジスタはこの時
「要求しない」状態でロードされる。時点Ｂにおいて
は、ＣＳ１０１１０は状態ＡＢ、状態ＡＲおよび状態Ｍ
Ａに入る。この時、状態ＡＢが時点Ｄの直前に付勢され
る時、メモリー照合打切り要求が保有されＲＣＷに対し
て書込まれる。時点Ｄにおいては、ＣＳ１０１１０が状
態ＡＲおよび状態ＭＡから出る。前述の如く、ＣＳ１０
１１０は時点Ｄまで状態Ｂを維持することになる。時点
Ｄにおいては、メモリー照合打切り要求がＲＣＷの一部
としてＲＣＷＳ１０３５８に対して書込まれ、また以下
に更に説明するように、種々のＲＣＷＳ１０３５８のス
タック・ポインタが増分されて、このＲＣＷをＲＣＷＳ
１０３５８に対してロードする。この時、ＥＶＥＮＴ２
０２８４に割込み要求レジスタは、メモリー反復割込み
の状態として「要求なし」を受取る。メモリー反復割込
みハンドラマイクロ命令シーケンスの最初のマイクロ命
令がＦＵＳＩＴＴ１１０１２によって与えられる。時点
Ｅにおいて、メモリー反復割込みハンドラマイクロ命令
シーケンスの最後のマイクロ命令がＦＵＳＩＴＴ１１０
１２により与えられ、戻し指令が復号される。前述のＲ
ＣＷＳ１０３５８の前のスタック・ポインタがＲＣＷＳ
１０３５８をアドレス指定するように選択されて、ＥＶ
ＥＮＴ２０２８４のメモリー反復割込み事象レジスタに
対する出力として前に書込まれたＲＣＷを与える。時点
Ｆにおいては、ＥＶＥＮＴ２０２８４のメモリー反復割
込みレジスタがＲＣＷＳ１０３５８の出力からロードさ
れ、ＲＣＷＳ１０３５８のスタック・ポインタが減分さ
れる。この時、メモリー反復割込み要求が行なわれて、
以下において説明するように、満たされるかどうかにつ
いてその時戻し制御ワードに書込まれる。この時ＪＰ１
０１１４は打切られたＭＥＭ１０１１２の照合を反復す
る。
【０７１１】第２の場合、即ち戻しを実行中のマイクロ
命令もまたＭＥＭ１０１１２の照合を行なう状態タイミ
ング・シーケンスにおいて、ＣＳ１０１１０の状態のタ
イミングは時点Ｆまで同じである。時点Ｆにおいては、
ＭＥＭ１０１１２の反復要求は認識されず、その時の戻
し制御ワードに書込まれるメモリー反復割込みの状態
は、その時のＭＥＭ１０１１２の照合が打切られるまで
「要求状態ではない」。前のＭＥＭ１０１１２の反復割
込み要求は、もはや要求されないものと仮定されるため
無視される。このように、メモリー反復割込み要求を避
ける、即ち取消す方法が２つある。第１に、ＭＥＭ１０
１１２の反復割込み要素を受取るＲＣＷの部分は「要求
を行なわない」ものとして再び書込むことができる。第
２に、打切られたＭＥＭ１０１１２の照合は、打切られ
たＭＥＭ１０１１２の照合をサービスするハンドラから
戻る同じマイクロ命令において行なうことができる。
【０７１２】あるＣＳ１０１１０の事象はＭＥＭ１０１
１２の読出しおよび書込み照合の打切りをもたらす結果
となり、またＭＥＭ１０１１２の照合の反復をもたらす
結果となる。これらの事象には下記のものが含まれる。
即ち、 （１）論理読出しおよび書込みトラップ、更にＣＳ１０
１１０のある構成においては前述のＵＩＤ読出しおよび
書込みトラップ。
【０７１３】（２）ＰＣ１０２３４のミス。
【０７１４】（３）ＰＣ１０２３４による保護機能の侵
害の検出。
【０７１５】（４）ＭＥＭ１０１１２の読出しまたは書
込み要求におけるページ交差。
【０７１６】（５）長いアドレス翻訳、即ち対応する物
理的記述子を与えるため論理記述子の評価をＪＰ１０１
１４が行なうことを要求するＡＴＵ１０２２８のミス。
【０７１７】（６） 前述の如く、ＭＥＭ１０１１２に
関するＡＴＵ１０２２８からのリセット不適正ビット・
フラッグの検出。
【０７１８】（７）ＥＵ１０１２２のスタック桁あふ
れ。
【０７１９】（８）ＥＵ１０１２２の違法タスク指名動
作。
【０７２０】（９）前述の如き名前追跡トラップ事象。
【０７２１】（１０）以下において説明する如きストア
・バック例外条件。
【０７２２】（１１）ストア・バックの打切りを惹起す
るＥＵ１０１１２の事象、即ちＥＵ１０１２２からＭＥ
Ｍ１０１１２に対する書込み要求。
【０７２３】（１２）非加速スタック・フレームに対す
る読出し要求、即ちその時ＭＥＭ１０１１２に存在する
スタック・フレーム、および （１３）ＰＲＥＦ２０２６０からのＭＥＭ１０１１２の
未済の読出し照合を惹起するＳＩＮシーケンスにおける
条件付き分岐。
【０７２４】これらの事象の内、論理読出しおよび書込
みトラップ、ＵＩＤ読出しおよび書込みトラップ、およ
び名前追跡トラップについては前に述べた。前に列記し
た他のデータについては以下において更に詳細に説明す
る。
【０７２５】ＰＣ１０２３４のミス割込みは、論理的な
ＭＥＭ１０１１２の照合と同時に、即ちＡＴＵ１０２２
８に対して論理記述子が与えられ保護状態がＰＣ１０２
３４においてセットされない時に要求することができ
る。前述の如く、ＰＣ１０２３４は、ＥＶＥＮＴ２０２
８４に対して事象保護の侵害（ＥＶＥＮＴＰＶＩＯＬ）
を提供することによって、対応するＰＣ１０２３４のエ
ントリが存在しないことを表示する。ＰＣ１０２３４は
同時に打切り出力の（ＡＢＯＲＴ）を保有してＣＳ１０
１１０を状態ＡＢに強制し、これによりＭＥＭ１０１１
２の照合の打切りを行なう。
【０７２６】もし論理的なＭＥＭ１０１１２の照合即ち
論理記述子がＭＥＭ１０１１２の２つの論理的ページに
存在するオペランドを規定するならば、ＭＥＭ１０１１
２の照合割込みと交差するページが要求される。ＡＴＵ
１０２２８の出力は、打切り出力（ＡＢＯＲＴ）を保有
することによってこのようなＭＥＭ１０１１２の照合の
打切りを行なう。
【０７２７】もし論理的なＭＥＭ１０１１２の照合が適
正なアクセス権を持たない、即ちモードの侵害となるか
あるいはもしこの照合が前記オブジェクトの違法部分を
示唆するように見える即ちエクステント侵害となるなら
ば、保護の侵害割込みが要求される。再び、ＰＣ１０２
３４は、保護侵害事象の発生を表示するが、これはＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ命令制御出力により使用
不能状態にすることができる。
【０７２８】長いアドレスの翻訳事象は、ＡＴＵ１０２
２８が記憶されたエントリを持たない理論的なＭＥＭ１
０１１２照合と同時に要求することが可能である。ＡＴ
Ｕ１０２２８は、記憶ＡＢＯＲＴおよび長いアドレス翻
訳事象（ＥＶＥＮＴＬＡＴ）を保有することによって前
記のＭＥＭ１０１１２照合の打切りを行なう。
【０７２９】その不適正ビットが記憶されないＡＴＵ１
０２２８における記憶されたエントリを有するＭＥＭ１
０１１２のページに対して書込みを行なうことをＪＰ１
０１１４が試みる時、不適正ビットのリセット事象割込
みを要求することができる。ＡＴＵ１０２２８は、出力
ＡＢＯＲＴおよび書込み長さアドレス翻訳事象（ＥＶＥ
ＮＴＭＬＡＴ）を保有することにより前記ＭＥＭ１０１
１２の書込み要求の打切りを行なう。
【０７３０】ＦＵ１０１２０のユーザ・スタック桁あふ
れ事象は、もしＣＳ１０１１０のスタック機構に関連し
て前に説明したその時のフレーム・ポインタと最下位の
フレーム・ポインタ間の距離がある与えられた値よりも
大きければ、要求することができる。前記の如く、ＣＳ
１０１１０においては、この値は８である。ユーザのス
タック桁あふれ事象はその時のフレーム・ポインタまた
は最下位のフレーム・ポインタのいずれかが値を変更す
るまで要求され続け、その結果前に規定した異なる制限
がもはや侵害されなくなる。ユーザのスタック桁あふれ
事象は、追跡マスク、または不分割マスク、またはＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令の可能出力によ
りマスクすることができる。ユーザ・スタック桁あふれ
事象に対するハンドラ・マイクロ命令シーケンスは、こ
れらの事象の循環を阻止するため設定されたこれらマス
クの１つ以上を用いて実行しなければならない。ユーザ
・スタック桁あふれ事象がマスクされる時、ＣＳ１０１
１０はモニター・スタック（ＭＯＳ）１０３７０につい
て実行するように規定される。ユーザ・スタック桁あふ
れ事象はＥＶＥＮＴ２０２８４の事象レジスタのいずれ
にもロードされず、あるいはこれら事象はＲＣＷＳ１０
３５８に対して書込みれるべきＲＣＷに対して書込まれ
ることもない。
【０７３１】不当なＥＵ１０１２２タスク指名事象は、
もしユーザ・プログラムに対してアクセス可能ではない
ＥＵＳＩＴＴアドレスに対するＥＵ１０１２２に対し
て、ＦＵ１０１２０がタスク指名を試みる、即ち最初の
マイクロ命令シーケンスのアドレスを与えることを試み
るならば、ＥＵＳＤＴ２０２６６によって要求される。
一般に、不当なＥＵ１０１２２タスク指名事象はマスク
されない。不当なＥＵ１０１２２タスク指名事象要求
は、状態ＡＢからＣＳ１０１１０が出ると同時にクリア
される。不当なＥＵ１０１２２タスク指名事象に対する
ハンドラマイクロ命令シーケンスは、一般に、これら事
象の循環を阻止するためＲＣＷにおける不当なＥＵ１０
１２２タスク指名事象のエントリをリセットすべきであ
る。
【０７３２】ＥＵ１０１２２は、もし算術演算中に多数
の例外条件の内のいずれかが生じるならば、ストア・バ
ック例外事象を表示する。これらの事象は、ＣＳ１０１
１０が状態ＳＢに入る時に認識され、ＥＵ１０１２２の
ＭＥＭ１０１１２に対するストア・バックの間を除いて
無視される。これらの事象はＦＵＳＩＴＴ１１０１２の
マイクロ命令出力により使用不能状態にすることができ
るが、一般にマスクされない。ストア・バック例外事象
はＲＣＷＳ１０３５８に記憶されるべくＲＣＷに対して
書込むことができ、ＣＳ１０１１０が状態ＳＢから出る
と同時にクリアされる。再び、ストア・バック例外事象
ハンドラのマイクロ命令シーケンスは、これら事象の循
環を阻止するためＲＣＷに対して書込まれるストア・バ
ック例外事象をリセットしなくてはならない。
【０７３３】前記の如く、割込み事象の次の主な種類は
遅延サービスの割込みである。ＣＳ１０１１０は、認識
された新たなＳＯＰの遅延サービス割込みのエントリま
で遅延サービス割込みのサービスを遅れさせ、新たなＳ
ＯＰの最初のマイクロ命令の実行の完了の前にサービス
されることになる。遅延したサービス割込みは、重要で
ないＭＥＭ１０１１２のエラー、間隔タイマーの桁あふ
れ、およびＩＯＳ１０１１６からの割込みを含む。これ
らの割込みについては、以上述べた順序で以下において
説明する。
【０７３４】重要でないＭＥＭ１０１１２の割込みは、
補正可能な（単一ビット）ＭＥＭ１０１１２のエラーの
発生と同時にＭＥＭ１０１１２により信号される。重要
でないメモリー・エラー割込みは、ＳＯＰの最初のマイ
クロ命令の状態Ｍ０の間のみ認識される。ＭＥＭ１０１
１２は、そのエラー・ロッグの読出しのためＪＰ１０１
１４が確認を発するまで、重要でないメモリー・エラー
割込みを保有し続けることになる。
【０７３５】間隔タイマー桁あふれ割込みは、以下に述
べるように、間隔タイマーが零に増分する時ＴＩＭＥＲ
２０２９６によって表示され、これによりある操作の実
行のため許容された時間制限の経過を表示する。間隔タ
イマーの桁あふれ割込みは、１つのＳＯＰの最初のマイ
クロ命令の状態Ｍ０の間に認識される。ＴＩＭＥＲ２０
２９６は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ命令出力
によりクリアされるまでかかる割込みを要求し続けるこ
とになる。
【０７３６】ＩＯＳ１０１１６はその割込みを表示し
て、ＩＯＳ１０１１６からＪＰ１０１１４へのプロセッ
サ間メッセージが継続中であることを表示する。ＩＯＳ
１０１１６は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ命令
制御出力によりクリアされるまで、あるレジスタに記憶
されるその割込み要求を保有し続ける。ＩＯＳ１０１１
６の割込みは、ＳＯＰの最初のマイクロ命令の状態Ｍ０
の間認識される。
【０７３７】ＣＳ１０１１０の事象の次の主な種類は、
実行の完了のためサービスされるべきマイクロ命令シー
ケンスによる要件による割込みである。これらの割込み
は、マイクロ命令シーケンスが完了される前にサービス
されねばならない。マイクロ命令のサービス割込みは、
不当なＳＯＰ事象、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２の事象に存
在しないマイクロ命令、停止したＩＮＳＴＢ２０２６２
の試みられた分析、ＦＵ１０１２０のスタックの下位桁
あふれ、ＮＣ１０２２６のカッシェのミス、またはＥＵ
１０１２２のスタック桁のあふれを含む。これら事象の
各々については以上の順序により以下に説明する。
【０７３８】不当なＳＯＰ事象はＦＵＳＤＴ１１０１０
により表示されて、その時のＳＯＰコードが長いコード
であること、即ち８ビットよりも大きなことを示すが、
その時のダイアレクト（Ｓ言語）は唯一の短い命令コー
ド、即ち８ビットのＳＯＰを予期する。不当なＳＯＰ割
込みは、適正なコード長さ範囲内の未構成のＳＯＰにつ
いては検出されない。不当なＳＯＰ事象は一般にマスク
されない。新たなＳＯＰがＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２０２６
８に対してロードされるまで、ＦＵＳＤＴ１１０１０は
不当なＳＯＰ事象を表示し続ける。不当なＳＯＰ事象は
あるＳＯＰの最初のマイクロ命令の間、即ち状態ＦＭの
間に認識される。比較的高い優先順位事象に対するハン
ドラのマイクロ命令シーケンスがＯＰＣＯＤＥＲＥＧ２
０２６８の内容を変更するならば、打切られたＳＯＰが
再試行される時前の不当なＳＯＰ事象が再び表示される
ことになる。
【０７３９】ＦＵＳＩＴＴ１１０１２においてマイクロ
命令が存在しないことは、制御ストア・アドレス無効
（ＣＳＡＤＶＡＬＩＤ）を保有するＦＵＳＩＴＴ１１０
１２により表示される。このＦＵＳＩＴＴ１１０１２の
出力はこの特定のマイクロ命令アドレスがＦＵＳＩＴＴ
１１０１２のアドレス空間の外側を指示することを表示
する。このような場合のＦＵＳＩＴＴ１１０１２の出力
は判定されず、以下に述べるマイクロ命令出力のパリテ
ィ検査は禁止される。これらの事象に対するハンドラ・
マイクロ命令シーケンスは、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２の
アドレス零に前記の如くＭＥＭ１０１１２から要求され
たマイクロ命令をロードしまた元のマイクロ命令シーケ
ンスに戻ることになる。
【０７４０】分析操作が試みられ、ＩＮＳＴＢ２０２６
２が空であり、かつＰＲＥＦ２０２６０がその時ＭＥＭ
１０１１２からＳＩＮを要求しない時、停止されたＩＮ
ＳＴＢ２０２６２の試みられた分析がＩＮＳＴＢＷＣ２
４１１０によって表示される。一般に、これらの事象は
マスクされない。もし比較的高い優先順位の事象がサー
ビスされるならば、もし元の条件が依然として適合する
場合に打切られたマイクロ命令が再試行される時、これ
らの事象が再び表示される。
【０７４１】その時のマイクロ命令が加速されないスタ
ックに存在しない前のスタック・フレームを照合する
時、即ちその時のスタック・ポインタが最下位のスタッ
ク・ボインタと等しい時、ＦＵ１０１２０のスタックの
下位桁あふれ事象が要求される。一般に、ＦＵ１０１２
０の下位桁あふれ事象はマスクされず、またもしマイク
ロ命令が打切られてこの事象がサービスされなかった場
合は、ある再試行において要求される。
【０７４２】ＮＣ１０２２６のロード即ち読出しが試み
られてその名前シラブルと対応する有効なＮＣ１０２２
６のブロックが存在しない時、ＮＣ１０２２６のミス割
込みはＭＥＭ１０１１２の読出しまたは書込み操作と同
時に発生する。ＮＣ１０２２６のミス事象は、名前の評
価または解明に対する要求を惹起しない。一般に、これ
らの事象はマスクされず、もしこの事象を惹起するマイ
クロ命令が再試行されてサービスされなかったならば、
要求を再び発する結果となる。
【０７４３】ＥＵ１０１２２のスタック桁あふれ事象は
ＥＵ１０１２２から要求されて、ＥＵ１０１２２がその
時既に少なくとも１つの割込みレベルをサービス中であ
ること、ＥＵ１０１２２が別の割込みレベルを要求中で
あることを表示する。ＥＵ１０１２２の以下の説明にお
いて説明するように、ＥＵ１０１２２は割込みの処理の
ための１つのレベルの深さのスタックを含む。ＥＵ１０
１２２のスタックの桁あふれ事象は状態ＮＷの間に使用
可能状態にさせられる。ＥＵ１０１２２のスタック桁あ
ふれ事象要求が認識される前に、全ての前に継続中の事
象がサービスされることになる。これらの事象は、最も
高い優先順位の割込み事象である以降の状態Ｍ０へのエ
ントリに際して即時サービスされる。一般に、ＥＵ１０
１２２のスタックの桁あふれ事象はマスクされず、一旦
認識されると次に満たされる事象である。
【０７４４】最後に、ＣＳ１０１１０の割込み事象の第
３の主な種類は非同期事象である。非同期事象は、一般
に、これらが認識された後にあるマイクロ命令の状態Ｍ
０を付勢する前にサービスされねばならない。非同期事
象は、重要なメモリー・エラー事象と、ＡＣ電源障害事
象と、エッグ・タイマー桁あふれ事象と、ＥＵ１０１２
２のスタック下位桁あふれ事象を含む。ＣＳ１０１１０
のエッグ・タイマーはＴＩＭＥＲ２０２９６の部分であ
り、以下においてＴＩＭＥＲ２０２９６に部分として論
述する。これら事象は以上述べた順序において以下に説
明する。
【０７４５】重要なＭＥＭ１０１１２のエラー事象は、
ＭＥＭ１０１１２から読出された最後のデータが訂正不
能なエラーを含む時、前記の如く制御信号出力ＰＭＯＤ
Ｉの保有によってＭＥＭ１０１１２により要求される。
重要なＭＥＭ１０１１２のエラー事象は発生後最初の状
態Ｍ０に際して認識される。重要なＭＥＭ１０１１２の
エラー事象はＥＶＥＮＴ２０２８４の事象レジスタにお
いて記憶され、そのサービスのマイクロ命令シーケンス
へのエントリと同時にクリアされる。一般に、重要なＭ
ＥＭ１０１１２のエラー事象はマスクされ得ない。
【０７４６】ＡＣ電源障害事象は、ＤＰ１０１１８がＣ
Ｓ１０１１０に対する電源の障害を検出する時出力信号
ＡＣＦＡＡＩＬの保有によりＤＰ１０１１８によって表
示される。ＡＣ電源の障害事象の認識は、ＡＣ電源障害
事象ハンドラのマイクロ命令シーケンスへのエントリと
同時に再び作用状態にさせられる。ＤＰ１０１１８がＪ
Ｐ１０１１４の操作を再び開始するまでは、この他のＡ
Ｃ電源障害事象は認識されることはない。
【０７４７】以下において更に説明するように、ＦＵＣ
ＴＬ２０２１４のエッグ・タイマーはＴＩＭＥＲ２０２
９６の部分である。エッグ・タイマーの桁あふれ事象
は、ＴＩＭＥＲ２０２９６のエッグ・タイマーがエッグ
・タイマー・カウンタの桁あふれを表示する時は常に、
ＴＩＭＥＲ２０２９６により表示される。エッグ・タイ
マーの桁あふれ事象は、以下の説明において説明するよ
うにマスクすることができる。
【０７４８】最後に、ＥＵ１０１２２のスタック下位桁
あふれ事象は、ＥＵ１０１２２からのワードを読出すよ
うに指令される時、また加速されたスタック・フレーム
が存在しない時、ＥＵ１０１２２によって信号される。
ＪＰ１０１１４によりハンドラのマイクロ命令シーケン
スの開始により確認されるまでは、この事象割込みを保
有し続けることになる。
【０７４９】ＣＳ１０１１０の事象の以上の説明は、こ
れら事象のあるものの認識がマスクされ得ること、即ち
他のより高い優先順位を有する事象の認識を許容するた
め禁止されることと説明した。これらのマスキング操作
のあるものは以上の説明において簡単に記述したが、以
下において更に詳細に説明することにする。一般に、事
象の認識は５つの方法でマスクが可能であるが、その内
の４つはマスクとして正しく示されている。これら４つ
のマスクはＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令
シーケンスにより生成され、一般に非同期事象に対する
非同期マスクを含んでいる。モニター・マスクは前にＣ
Ｓ１０１１０のスタック機構に関連して説明したよう
に、モニター・スタック（ＭＯＳ）に関して実施される
これらのＣＳ１０１１０の諸操作のため使用される。追
跡マスクは追跡トラップ事象に関して使用される。不分
割マスクは、あるマイクロ命令の一体の即ち不分割部分
としてＦＵＳＩＴＴ１１０１２により生成即ち提供さ
れ、ある単一のマイクロ命令の間ある選択された事象の
認識を許容する。ある他の事象、例えば論理的な読出し
および書込みトラップ、およびＵＩＤ読出しおよび書込
みトラップは、これらの操作と関連する論理記述子にお
けるフラッグ・ビットにより認識され即ちマスクされ
る。最後に、あるマイクロ命令により、ＦＵＳＩＴＴ１
１０１２がある事象の認識を可能または禁止するマイク
ロ命令制御出力を与える結果を生じるが、単一の特定の
マイクロ命令と関連しない点で不分割マスクとは異な
る。
【０７５０】図２４７においては、あるＣＳ１０１１０
の事象の相対的な優先レベルおよび使用可能なマスクが
３つの垂直方向の欄内に示されている。特定の事象の優
先順位およびマスキングに関する情報が、各々がこれら
３つの垂直方向の各欄におけるエントリを構成する水平
方向のエントリにおいて示されている。優先順位レベル
と呼ばれる左欄は、各事象エントリの相対的な優先順位
を説明している。「事象」と表示される第２の欄は、ど
の事象がこのテーブルのエントリにおいて指示されるか
を示される。特定の事象は全ての比較的高い優先順位事
象に対する優先順位を生じ、また全ての比較的低い優先
順位事象に勝る統括を有する。「マスキングの主体」と
表示される図２４７の第３の欄は、対応する事象のマス
キングのためどのマスクの使用が可能かを各エントリ毎
に規定してる。Ａは非同期マスクの用途を示し、Ｍはモ
ニター・マスクの用途、Ｔは追跡トラップ・マスクの用
途、およびＩは不分割マスクが使用可能であることを示
す。ＤＥＳはある事象が論理記述子のフラッグ・ビット
により使用可能状態即ちマスクされることを示し、ＭＣ
ＷＤはＦＵＳＩＴＴ１１０１２により与えられるマイク
ロ命令の制御信号出力によりマスクされることができる
ことを示している。「なし」とは、一般にある事象がマ
スクできないことを示す。
【０７５１】ＣＳ１０１１０の事象の最後の主な種類に
ついては、機械の検査事象として前に説明した。一般
に、もしこれらの事象のいずれかがＥＶＥＮＴ２０２８
４における論理ゲート作用により検出されるならば、Ｅ
ＶＥＮＴ２０２８４はＤＰ１０１１８に対する機械の検
査信号を提供する。この時ＤＰ１０１１８はＪＰ１０１
１４の走査を停止し、機械の検査事象ハンドラ・マイク
ロ命令シーケンスが開始される。これらの内には機械検
査事象が存在し、これにおいてはＦＵ１０１２０がＥＵ
１０１２２の結果をＭＥＭ１０１１２に対して再び記憶
しようと試み、ＥＵ１０１２２はＥＵ１０１２２の制御
ストアにおけるパリティ・エラーを信号する。これらの
事象はＥＶＥＮＴ２０２８４の事象レジスタに記憶し
て、何時ＦＵ１０１２０が状態ＡＢに入るかを認識す
る。ＥＵ１０１２２は、活動状態のマイクロ命令シーケ
ンスが開始することができるまで前以って動作を停止し
ている。もしＥＵ１０１２２の制御ストアにおけるパリ
ティ・エラーを有するＥＵ１０１２２の算術演算結果ま
たは検査操作の結果をＦＵ１０１２０が用いようとする
ならば、同じ事象が生じる。もしＭＯＳ１０３７０の桁
あふれまたは下位桁あふれが生じるならば、この事象は
検出されて、ＦＵ１０１２０の操作は停止され、補正マ
イクロ命令シーケンスが開始される。前のＭＯＳ１０３
７０のスタック・フレームが照合される時、またはＭＯ
Ｓ１０３７０のスタック・ポインタがＭＯＳ１０３７０
の最下位スタック・ポインタと等しい時、またはＭＯＳ
１０３７０と最下位スタック・ポインタ間の差異が１６
より大きい時は常に、ＭＯＳ１０３７０の桁あふれまた
は下位桁あふれが生じる。下位桁あふれはＭＩＳ１０３
６８に対する操作の転送を生じる結果となるが、桁あふ
れはＤＰ１０１１８により処理される。最後に、ＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２によりその時行なわれるマイクロ命令
の状態Ｍ０の間にあるパリティ・エラーが前記マイクロ
命令において検出される時、機械検査事象が要求される
ことになる。
【０７５２】ＥＶＥＮＴ２０２８４の全体的な作用につ
いて説明したが、ＥＶＥＮＴ２０２８４の構造および作
用について説明したが、ＥＶＥＮＴ２０２８４の構造お
よび作用について次に簡単に説明する。
【０７５３】図２４８においては、ＥＶＥＮＴ２０２８
４の部分的ブロック図が示される。ＥＶＥＮＴ２０２８
４は、事象検出器（ＥＤＥＴ）２４８１０、事象マスク
兼レジスタ回路（ＥＲＭ）２４８１２、および事象ハン
ドラ選択ロジック（ＥＨＳ）２４８１４を含む。ＥＤＥ
Ｔ２４８１０は、ランダム・ロジック・ゲートからな
り、前述の如く、ＣＳ１０１１０の回路の他の部分から
事象条件を表わす入力を受取る。ＥＤＥＴ２４８１０
は、事象が生じたことを示すＣＳ１０１１０の作用条件
の発生を検出し、どんな事象が要求されるかを示す出力
をＥＭＲ２４８１２に対して与える。
【０７５４】ＥＭＲ２４８１２は、例えばＥＶＥＮＴ２
０２８４の事象レジスタを構成するＳＮ７４Ｓ１９４な
る１組のレジスタを含む。これらのレジスタは今述べる
マスク入力により使用可能状態にされ、ＥＶＥＮＴ２０
２８４の事象レジスタにおいてラッチされるこれらの事
象のマスキングを可能にする。ある事象は前述の如くラ
ッチされず、ラッチされない事象のマスキングを可能に
するため、マスク可能入力を有する論理ゲートが設けら
れる。ＥＭＲ２４８１２のマスク入力とは、ＦＵＳＩＴ
Ｔ１１０１２により与えられる、夫々ＡＭＳＫ，ＭＭＳ
Ｋ，ＴＭＳＫおよびＩＳＭＫで示される非同期、モニタ
ー、追跡トラップおよび不分割の各マスクである。ＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ命令出力（ｍＷＲＤ）か
ら得られるマスク入力は、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマ
イクロ命令制御出力から与えられる。ＥＭＲ２４８１２
は、ＥＨＳ２４８１４に対して要求されたマスクおよび
アンマスク事象を表わす出力を与える。
【０７５５】ＥＨＳ２４８１４は、ＥＨＳ２４８１４の
アンマスクされた事象要求のどれが最も高い優先順位で
あるかを検出する論理ゲートからなる。ＥＨＳ２４８１
４は最優先順位のアンマスクされた事象要求入力を説明
し、ＡＤＲＡバス２４３２２を介しＥＶＥＮＴＧＴ２４
３１０に対して対応する事象ハンドラ・マイクロ命令ア
ドレスを提供する。ＥＨＳ２４８１４のこれらのアドレ
ス出力は、その時の最優先順位のアンマスクされた事象
の事象ハンドラ・マイクロ命令シーケンスの最初のマイ
クロ命令を選択する５ビットのアドレスである。ＮＡＳ
ＭＵＸ２４３１２に関して前に説明したように、ＥＶＮ
ＴＧＴ２４３１０のある入力はこのＥＶＮＴＧＴ２４３
１０からの全１５ビットのアドレス出力を与えるように
ハードワイアドされている。ＥＶＥＮＴ２０２８４はま
た、ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６に対するＥＨＳ２４８１
４からの事象可能選択（ＥＥＳ）出力を与えて、ＥＶＥ
ＮＴ２０２８４がその時の事象の処理のためマイクロ命
令アドレスを与えなければならない時、ＥＶＮＴＧＴ２
４３１０をしてＣＳＡＤＲバス２０２０４に対してマイ
クロ命令アドレスを与えさせる。
【０７５６】ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対してマイクロ
命令アドレスを与えるＦＵＣＴＬ２０２１４の回路の構
造および作用について説明したが、次にＦＵＳＩＴＴ１
１０１２について説明する。
【０７５７】ｃ．ｃ．ｃ．取出し装置Ｓ命令テーブル１
１０１２（図２４９） 図２４９においては、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２の部分的
なブロック図が示される。マイクロ命令制御ストア（ｍ
ＣＳ）２４９１０のアドレス（ＡＤＲ）およびデータ
（ＤＡＴＡ）入力は、アドレス・ドライバ（ＡＤＲＤＲ
Ｖ）２４９１２を介してＣＳＡＤＲバス２０２０４と、
またデータ・ドライバ（ＤＤＲＶ）２４１９４を介して
ＪＰＤバス１０１４２と夫々接続されている。ｍＣＳ２
４９１０は、ＣＳ１０１１０によりその時使用中のマイ
クロ命令のシーケンスを記憶するためのメモリーを構成
する。ｍＣＳ２４９１０は８Ｋ（８１９２）ワードＸ８
０ビット幅のメモリーである。即ち、ｍＣＳ２４９１０
は、例えば、８１９２ビット幅以下のマイクロ命令を保
有することができる。ｍＣＳ２４９１０に対して書込ま
れるべきマイクロ命令は、前述の如く、ＪＰＤバス１０
１４２からＤＤＲＶ２４９１４を介してｍＣＳ２４９１
０のデータ入力に対して与えられる。ｍＣＳ２４９１０
に関して書込みまたは読出しされるべきマイクロ命令ア
ドレスは、ＣＳＡＤＲバス２０２０４からＡＤＲＤＲＶ
２４９１２を介してｍＣＳ２４９１０のアドレス入力に
対して与えられる。ＡＤＲＤＲＶ２４９１２およびＤＤ
ＲＶ２４９１４は、例えばＳＮ７４Ｓ２４０およびＳＮ
７４Ｓ２４４からなるバッファ・ドライバである。
【０７５８】またＡＤＲＤＲＶ２４９１２の出力から接
続されているのは、非存在マイクロ命令ロジック（ＮＰ
ｍＩＳ）２４９１６の入力である。ＮＰｍＩＳ２４９１
６は、ｍＣＳ２４９１０に対して与えられる論理ゲート
のモニタリング読出しアドレスからなる。ＣＳＡＤＲバ
ス２０２０４に存在するマイクロ命令読出しアドレス
は、ｍＣＳ２４９１０内のアドレス空間内ではないアド
レス場所を指す時、即ち非存在マイクロ命令である時、
ＮＰｍＩＳ２４９１６はこの発生を示す事象要求出力を
生じる。前述の如く、ＦＵＣＴＬ２０２１４はこの時Ｍ
ＥＭ１０１１２からアドレス指定されたマイクロ命令を
呼出してこれを実行する。
【０７５９】図２４９を示すように、ｍＣＳ２４９１０
は３組の出力を生じる。これらの出力は、直接出力（Ｄ
Ｏ）、直接復号出力（ＤＤＯ）およびバッファされた復
号出力（ＢＤＯ）である。一般に、ある特定のマイクロ
命令ワード内の制御情報は、この特定のマイクロ命令ワ
ードがｍＣＳ２４９１０のアドレス入力に対して与えら
れた後次のクロック・サイクルと同時に使用される。
【０７６０】即ち、ある最初のクロック・サイクルの
間、マイクロ命令のあるアドレスがｍＣＳ２４９１０の
アドレス入力に対して与えられる。この選択されたマイ
クロ命令は、前記クロック・サイクルの間にｍＣＳ２４
９１０のＤＯ，ＤＤＯおよびＢＤＯ出力上に現われて、
復号の後次のクロック・サイクルにおいて使用される。
出力ＤＯ，ＤＤＯおよびＢＤＯは、復号されたマイクロ
命令出力が使用できるようになる前の遅延時間において
異なる。
【０７６１】ｍＣＳ２４９１０のＤＯ出力は、直接出力
バッファ（ＤＯＢ）２４９１８を介して特定の行先即ち
ユーザに対してマイクロ命令ワードのあるビットを直接
与える。これらのマイクロ命令ビットは、必要に応じて
それらの行先においてラッチされ復号される。ＤＯＢ２
４９１８は、例えばＳＮ７４Ｓ０４からなるものでも良
い。
【０７６２】ｍＣＳ２４９１０のＤＤＯ出力は、これら
の復号された制御信号が使用されるクロック・サイクル
の開始時において、完全に復号された制御信号の存在を
要求する機能のための復号されたマイクロ命令制御出力
を与える。図２４９に示すように、ｍＣＳ２４９１０の
ＤＤＯ出力は直接復号ロジック（ＤＤＬ）２４９２０の
入力側と接続されている。ＤＤＬ２４９２０は、あるマ
イクロ命令ワード・ビットがｍＣＳ２４９１０のＤＤＯ
によって与えられる同じクロック・サイクルの間あるマ
イクロ命令ワード・ビットを復号するための論理ゲート
からなる。これらのマイクロ命令ビットは、前述の如
く、対応するアドレスがｍＣＳ２４９１０のアドレス入
力に対して与えられる同じクロック・サイクルの間に与
えられる。このクロック・サイクルの間、ＤＤＬ２４９
２０はｍＣＳ２４９１０のＤＤＯマイクロ命令ビットを
復号して、このクロック・サイクルの終りにより完全に
復号された出力を与える。ＤＤＬ２４９２０の出力は、
直接復号レジスタ（ＤＤＲ）２４９２２の入力に対して
接続される。ＤＤＲ２４９２２は、例えばＳＮ７４Ｓ３
７４からなるレジスタである。ＤＤＬ２４９２０の完全
に復号された出力は、前述の如くあるアドレスがｍＣＳ
２４９１０のアドレス入力に対して与えられ、かつｍＣ
Ｓ２４９１０の対応するＤＤＯ出力がＤＤＬ２４９２０
によって復号されるクロック・サイクルの終りにおい
て、ＤＤＲ２４９２２に対してロードされる。ｍＣＳ２
４９１０のＤＤＯ出力に対応する完全に復号されたマイ
クロ命令制御出力はこれにより、第２のクロック・サイ
クルの開始時において使用可能となる。ＤＤＲ２４９２
２のマイクロ命令制御出力はこれにより、ＦＵＳＩＴＴ
１１０１２から即時の即ち遅れのないマイクロ命令制御
信号出力を要求する如きＦＵ１０１２０の動作のための
第２のクロック・サイクルの開始時において、ＦＵ１０
１２０に対して使用可能となる。
【０７６３】最後に、ｍＣＳ２４９１０のＢＤＯは、第
２のクロック・サイクルの開始時と同時にマイクロ命令
制御出力を要求しない如きＦＵ１０１２０の動作に対し
て与えられる。図２４９に示されるように、ｍＣＳ２４
９１０のＢＤＯは、バッファされた復号レジスタ（ＢＤ
Ｒ）２４９２４の入力に対して接続されている。ｍＣＳ
２４９１０のＢＤＯからのマイクロ命令ワード出力ビッ
トは、対応するアドレスがｍＣＳ２４９１０のアドレス
入力に対して与えられるクロック・サイクルの間ＢＤＲ
２４９２４の入力側に対して与えられる。ｍＣＳ２４９
１０のＢＤＯ出力は、このクロック・サイクルの終りに
おいてＢＤＲ２４９２４に対してロードされる。ＢＤＲ
２４９２４の出力は、バッファされた復号ロジック（Ｂ
ＤＬ）２４９２６の入力に対して接続される。ＢＤＬ２
４９２６はＢＤＲ２４９２４の復号出力に対する論理ゲ
ートからなる。これにより、ＢＤＬ２４９２６は、第２
のクロック・サイクルの開始後のある遅れた時点でＲＵ
１０１２０に対して復号されたマイクロ命令制御出力を
与える。ＢＤＬ２４９２６からのマイクロ命令制御出力
はこれにより、ＤＤＲ２４９２２のマイクロ命令制御出
力の発生から時間的に遅らされるが、ＢＤＲ２４９２４
が復号されたマイクロ命令ワード・ビットではないマイ
クロ命令ワード・ビットを記憶するため、ＢＤＲ２４９
２４はＤＤＲ２４９２２よりも比率的に少ないビットを
記憶することを要求される。
【０７６４】最後に、図２４９に示すように、ＤＤＲ２
４９２２およびＢＤＲ２４９２４の出力は、マイクロ命
令ワード・パリティ検出器（ｍＷＰＣ）２４９２８の入
力側と接続される。ｍＷＰＣ２４９２８は、ＤＤＲ２４
９２２およびＢＤＲ２４９２４の出力のパリティを検査
するための論理ゲートからなっている。ＤＤＲ２４９２
２およびＢＤＲ２４９２４のいずれかの出力のパリティ
における障害は、ｍＣＳ２４９１０からのマイクロ命令
出力における可能性のあるエラーを表示する。このよう
なエラーがｍＷＰＣ２４９２８により検出される時、ｍ
ＷＰＣ２４９２８は対応するマイクロ命令ワード・パリ
ティ・エラー（ｍＷＰＥ）を生成する。
【０７６５】ｄ．ｄ．ＣＳ１０１１０の内部機構制御装
置 ＳＲ１０３６２と関連しているのは、ＧＲＦ１０３５４
のスタック機構領域は、ＣＳ１０１１０の内部機構番号
作用と主として関連する２つのＣＳ１０１１０の制御構
造である。これらの機械制御ブロックと呼ばれる第１の
ものは、ＪＰ１０１１４のマイクロプログラムのその時
の実行環境、即ちＪＰ１０１１４のマイクロ命令シーケ
ンスを記述する。機械制御ブロックは、ＭＣＷ１ ２０
２９０およびＭＣＷ０ ２０２９２に駐在する２つの情
報ワードからなる。これらの機械制御ワードは、ＪＰ１
０１１４のその時のマイクロプログラムの実行に必要な
全ての制御状態情報を含む。第２の制御構造は、前述の
如くＳＲ１０３６２の構造と並行するＲＣＷＳ１０３５
８の一部である。ＭＩＳ１０３６８またはＭＯＳ１０３
７０における各レジスタ・フレームは、最上位の（その
時の）レジスタ・フレームを例外として、これとＲＣＷ
Ｓ１０３５８に駐在する戻し制御ワード（ＲＣＷ）と関
連させている。ＲＣＷは、ＳＲ１０３６２またはＭＯＳ
１０３７０のレジスタ・フレームがプッシュされる時、
即ち新たなその時のレジスタ・フレームの形成のためＭ
ＩＳ１０３６８またはＭＯＳ１０３７０に対して移動さ
れる時に生成される。その時のＲＣＷはＣＳ１０１１０
の本実施態様には存在しない。
【０７６６】以下において、ＲＣＷＳ１０３５８につい
て最初に説明し、機械制御ブロックがこれに続く。
【０７６７】ａ．ａ．ａ．戻し制御ワード・スタック１
０３５８（図２５１） 図２５１においては、ＲＣＷＳ１０３５８の略図が示さ
れる。前述の如く、ＲＣＷＳ１０３５８のＲＣＷは、も
し前記シーケンスの実行が遮断されるならば、あるマイ
クロ命令シーケンスの実行を再開もしくは継続するため
必要な情報を含む。あるマイクロ命令シーケンスの実行
は、前述の如くＣＳ１０１１０のある事象のサービスの
要件の故に、あるいはもしある分岐またはケース操作に
おける如く、別のマイクロ命令シーケンスの実行のため
呼出されたならば、遮断することができる。
【０７６８】図２５１に示すように、各ＲＣＷは、例え
ば３２ビットの情報を保有することができる。ＲＣＷに
含まれるビット１６乃至３１は、前述の如く遮断された
マイクロ命令シーケンスのその時のマイクロ命令アドレ
スの記憶と主として関連する。ビット１６乃至３１はマ
イクロ命令シーケンスの戻りアドレスを含む。前述の如
く、戻りアドレスは、その実行が遮断されたマイクロ命
令シーケンスの内その時実行中のマイクロ命令のアドレ
スである。ＪＰ１０１１４がある事象のサービス、即ち
呼出されたマイクロ命令シーケンスの実行から戻る時、
戻りアドレスが、このマイクロ命令シーケンスの実行の
再開のための次のマイクロ命令アドレスとして、ＲＣＷ
Ｓ１０３５８からＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６に対して、
またＣＳＡＤＲバス２０２０４を経てＦＵＳＩＴＴ１１
０１２に対して与えられる。あるＲＣＷのビット１６
は、戻りアドレス・フィールドにより照合される特定の
マイクロ命令がある特定のＳＯＰの最初のマイクロ命令
であるかどうかを示す状態ビットを保有する。即ち、１
つのＲＣＷのビット１６はＣＳ１０１１０の状態ＦＭを
記憶する。
【０７６９】あるＲＣＷに含まれるビット８乃至１５
は、ＪＰ１０１１４のその時の条件コードおよび継続中
の割込み要求に関する情報を含む。特に、ビット８は、
前述の如くある特定のテスト条件が満たされたかどうか
を表示する条件コード・ビットを保有する。前述の如
く、ＲＣＷのビット８はこれによりＪＰ１０１１４がパ
ス可能な手段であり、１つのマイクロ命令シーケンスか
らあるＲＣＷに含まれる別のビット９乃至１５に対する
特定のテストの結果はその時継続中の割込みに関する情
報を含む。これらの割込みは、一般にＥＶＥＮＴ２０２
８４に関連して前に論述した。特に、ＲＣＷのビット９
は違法のＥＵ１０１２２のタスク指名割込み要求の継続
状態を含み、ＲＣＷのビット１０は名前追跡トラップ要
求の継続状態を含み、ＲＣＷのビット１１はストア・バ
ック割込み要求の継続状態を含み、ＲＣＷのビット１２
はメモリー反復割込み要求の継続状態を含み、ＲＣＷの
ビット１３はＳＯＰ追跡トラップ要求の継続状態を含
み、ＲＣＷのビット１４はマイクロ追跡トラップ要求の
継続状態を含み、ＲＣＷのビット１５はマイクロ区切り
点トラップ要求の継続状態を含む。継続中の割込みに関
する情報を含むＣＳ１０１１０の機構の使用を必要とす
る割込み取扱いマイクロ命令シーケンスは、一般に前記
情報を保管してこれを記憶しなければならない。この保
管および再記憶操作は、ＲＣＷＳ１０３５８のビット９
乃至１５の使用によって達成される。割込み取扱いマイ
クロ命令シーケンスに対するエントリと同時に、これら
のビット・フラッグは、前記マイクロ命令シーケンスに
対するエントリの時点において未済であった割込みを表
示するようにセットされる。これらのビットは戻り操作
と同時に割込み要求を開始するため使用されるため、継
続する割込みは戻し操作と同時にビット９乃至１５の適
当なビットをリセットすることにより打消すことができ
る。この能力は、前に述べたマイクロ命令の追跡トラッ
プの構成に使用することができる。
【０７７０】図２５１に示すように、ＲＣＷのビット０
乃至７はＣＳ１０１１０の本実施例においては使用され
ない。ＲＣＷのビット０乃至７はＣＳ１０１１０の本実
施例においては構成されないが、将来の使用のため留保
されている。
【０７７１】前述の如く、ＲＣＷはＪＰＤバス１０１４
２からＲＣＷＳ１０３５８に関して書込みまたは読出し
が可能である。このため、必要に応じて、ＲＣＷＳ１０
３５８の内容を最初に書込み、あるいはＲＣＷＳ１０３
５８からＭＥＭ１０１１２へ読込み、然る後必要に応じ
てＣＳ１０１１０におけるプロセスのスワッピングのた
め復元させることができる。
【０７７２】ｂ．ｂ．ｂ．機械制御ブロック（図２５
２） 前述の如く、ＦＵＣＴＬ２０２１４の機械制御ブロック
は、機械制御ワード１（ＭＣＷ１）および機械制御ワー
ド０（ＭＣＷ０）からなっている。ＭＣＷ１およびＭＣ
Ｗ０は、夫々レジスタＭＣＷ１ ２０２９０およびＭＣ
Ｗ０ ２０２９２に駐在する。ＭＣＷ１およびＭＣＷ０
は、ＦＵＣＴＬ２０２１４のその時のマイクロプログラ
ムのその時の実行環境、即ちＪＰ１０１１４によりその
時実行中のマイクロ命令シーケンスについて記述する。
【０７７３】図２５２においては、ＭＣＷ０およびＭＣ
Ｗ１の略図が示される。同図に示すように、ＭＣＷ０お
よびＭＣＷ１は各々、例えばその時のマイクロプログラ
ムの実行環境に関する３２ビットの情報を含むことがで
きる。
【０７７４】ＭＣＷ０について説明すると、ＭＣＷ０は
６つの実行環境サブフィールドを含む。ビット０乃至３
は、加速されたマイクロスタック（ＭＩＳ）１０３６８
のその時のフレームに対するポインタであるスタック・
カウンタの最上位（ＴＯＳＣＮＴ）サブフィールドのを
含む。ビット４乃至７は、加速されたＭＩＳ１０３６８
の前のフレーム、即ちＴＯＳＣＮＴサブフレームにより
指示されたものより先行するＭＩＳ１０３６８のフレー
ムに対するポインタであるスタック１カウンタの最上位
（ＴＯＳ−１ＣＮＴ）を構成する。ＴＯＳ１ＣＮＴサブ
フィールドは、最初にＭＩＳ１０３６８のフレーム０に
セットされる。ビット８乃至１１は、加速されたＭＩＳ
１０３６８の最下フレームに対するポインタであるスタ
ック・カウンタの最下位（ＢＯＳＣＮＴ）を構成する。
ＢＯＳＣＮＴサブフィールドはＭＩＳ１０３６８のフレ
ーム１を指示するように最初にセットされる。ＭＣＷ０
のＴＯＳＣＮＴ、ＴＯＳ−１ＣＮＴ、およびＢＯＳＣＮ
Ｔの各サブフィールドは、フレームがＭＩＳ１０３６８
とＳＳ１０３３６間に転送される時マイクロプログラム
の制御下において読出し、書込み増分および減分するこ
とができる。
【０７７５】ＭＣＷ０のビット１７乃至２３およびビッ
ト２４乃至３１は夫々ページ番号レジスタ（ＰＮＲＥ
Ｇ）および循環カウンタ（ＲＥＰＣＴＲ）を構成し、こ
れらは共にその時ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に書込まれつ
つあるマイクロ命令と指示するマイクロ命令アドレスを
構成する。
【０７７６】ＭＣＷ０のビット１２乃至１５は、以下に
おいて更にＴＩＭＥＲ２０２９８に関して説明するエッ
グ・タイマー（ＥＧＧＴ）サブフィールドを構成する。
ＭＣＷ０のビット１６は、ＣＳ１０１１０の本実施例に
おいては使用されない。
【０７７７】ＭＣＷ１については、ＭＣＷ１は４つのサ
ブフィールドからなる。ＭＣＷ１を構成する３２ビット
の内、ビット０〜１５およびビット２４〜２５はＣＳ１
０１１０の本実施例においては使用されない。ビット１
６は、ＪＰ１０１１４におけるあるテスト条件の結果を
示す条件コード（ＣＣ）からなる。前述の如く、ＣＣサ
ブフィールドは自動的にＲＣＷＳ１０３５８に保管され
復元される。
【０７７８】ＲＣＷ１のビット１７乃至１９は割込みマ
スタ（ＩＭ）サブフィールドを構成する。ＩＭサブフィ
ールドの３つのビットは、割込み不能ＪＰ１０１１４の
マイクロ命令制御操作条件の階層を示すため使用され
る。即ち、これに記憶された３ビット・コードが、さも
なければ割込み不能なＪＰ１０１１４の３つの操作状態
間の割込みのための相対的割込みを表示する。ビット２
０乃至２３は、割込み要求を示す割込み要求（ＩＲ）サ
ブフィールドを構成する。これらの割込み要求は、既に
述べたように、例えばエッグ・タイマー桁あふれ、間隔
タイマー桁あふれ、または重要でないメモリー・エラー
を含む。最後に、ビット２６乃至３１は、前述の追跡ト
ラップ事象のどれがその時使用可能状態になるかを示す
追跡トラップ使用可能（ＴＴＲ）サブフィールドを構成
する。これらの使用可能状態は、名前追跡可能、論理的
再追跡可能、理論的書込み追跡可能、ＳＯＰ追跡可能、
マイクロ命令使用可能、マイクロ命令区切り点使用可能
の各々を含む。
【０７７９】ＭＣＷ０およびＭＣＷ１については、あた
かもＭＣＷ１ ２０２９０およびＭＣＷ０ ２０２９２
である個々の離散状態の存在を含むレジスタに駐在する
かの如く前に述べた。ＣＳ１０１１０の本実施例におい
ては、ＭＣＷ１ ２０２９０およびＭＣＷ０ ２０２９
２は一体化された離散レジスタ構造としては存在しない
が、その代りＦＵＣＴＬ２０２１４の他の部分における
物理的存在を有する個々のレジスタからなる。ＭＣＷ１
２０２９０およびＭＣＷ０ ２０２９２、およびＭＣ
Ｗ１およびＭＣＷ０については、これに含まれる情報の
構造を更に明瞭に示すように説明された。更に、この試
みは、その時のＪＰ１０１１４の実行状態がＪＰＤバス
１０１４２により制御され監視することができる方法を
示すため用いられた。図２０２に示すように、ＭＣＷ１
２０２９０およびＭＣＷ０ ２０２９２はＪＰＤバス
１０１４２と結合された出力を有し、これによりＪＰ１
０１１４のその時の実行状態がＦＵＣＴＬ２０２１４か
ら読出されることを可能にする。前述の如く、個々のビ
ット即ちＭＣＷ０およびＭＣＷ１のサブフィールドは、
ＦＵＳＩＴＴ１１０１２により与えられるマイクロ命令
の制御によって書込むことができる。ＣＳ１０１１０の
物理的な本実施例においては、ＴＯＳＣＮＴ，ＴＯＳ−
１ＣＮＴおよびＢＯＳＣＮＴなるサブフィールドを含む
ＭＣＷ０２０２９２のこれらのレジスタがＲＡＧ２０２
８８に駐在する。サブフィールドＥＧＧＴを含むＭＣＷ
０ ２０２９２のこれらの部分はＴＩＭＥＲ２０２９６
に駐在する。ＭＣＷ０ ２０２９２のレジスタはＰＮＲ
ＥＧを含み、ＲＥＰＣＴＲサブフィールドは物理的ＲＥ
ＰＣＴＲ２０２８０およびＰＮＲＥＧ２０２８２からな
っている。ＭＣＷ１ ２０２９０においては、ＣＣサブ
フィールドはＦＵＣＴＬ２０２１４のテスト回路の出力
として存在する。サブフィールドＩＭ，ＩＲおよびＴＴ
Ｅを含むこれらのＭＣＷ１ ２０２９０のレジスタはＥ
ＶＥＮＴ２０２８４内に駐在する。
【０７８０】ＲＣＷＳ１０３５８のＭＣＷ１ ２０２９
０およびＭＣＷ０ ２０２９２に関してＦＵＣＴＬ２０
２１４の構造および作用について説明したが、次にＦＵ
ＣＴＬ２０２１４のＲＡＧ２０２８８について説明する
ことにする。
【０７８１】ｃ．ｃ．ｃ．レジスタ・アドレス・ゼネレ
ータ２０２２８（図２５３） 図２５３においては、ＲＡＧ２０２８８の部分ブロック
図は、ＧＲＦ１０３５４、ＢＩＡＳ２０２４６およびＲ
ＣＷＳ１０３５８の略図と共に示される。前述の如く、
ＪＰ１０１１４のレジスタおよびスタック機構は汎用レ
ジスタ・ファイル（ＧＲＦ）１０３５４、ＢＩＡＳ２０
２４６およびＲＣＷＳ１０３５８を含む。ＧＲＦ１０３
５４は、ＣＳ１０１１０の本実施例において、レジスタ
の２５６ワードＸ９２ビット幅を有する。ＧＲＦ１０３
５４は水平方向に分割されて大域レジスタ（ＧＲ）１０
３６０およびスタック・レジスタ（ＳＲ）１０３６２を
提供し、その各々はＧＲＦ１０３５４の２５６個のレジ
スタの内１２８個を含む。ＧＲＦ１０３５４即ちＧＲ１
０３６０およびＳＲ１０３６２の双方は、ＡＯＮＧＲＦ
２０２３２、ＯＦＦＧＲＦ２０２３４およびＬＥＮＧＲ
Ｆ２０２３６として示される３つの垂直方向の部分に分
割されている。ＡＯＮＧＲＦ２０２３２、ＯＦＦＧＲＦ
２０２３４およびＬＥＮＧＲＦ２０２３６は、夫々２８
ビット、３２ビットおよび３２ビットの幅である。ＧＲ
１０３６０は、各々が１つの９２ビット・ワードを含む
１２８の個々のレジスタのアレイとして使用される。Ｓ
Ｒ１０３６２は、各フレームが８つのレジスタを含み、
各レジスタが１つの９２ビット幅のワードを含む１６個
のレジスタ・フレームのアレイとして構成され使用され
る。ＳＲ１０３６２のフレームの内８つは、マイクロス
タック（ＭＩＳ）１０３６２として使用され、ＳＲ１０
３６２フレームの残る８つはモニター・スタック（ＭＯ
Ｓ）１０３７０として使用される。アドレス指定のオブ
ジェクトとしてだけ、以下において述べる如く、ＧＲ１
０３６０はＳＲ１０３６２と同じ方向で構造され、即ち
各々８つのレジスタの１６フレームとして構成されるも
のと見做される。
【０７８２】前述の如く、ＢＩＡＳ２０２４６はその内
部の１つのレジスタ・アレイである。ＢＩＡＳ２０２４
６は、１２８構成の６ビット幅のレジスタ即ちワードを
含み、ＧＲＦ１０３５４のＳＲ１０３６２と並列に作動
し、かつこれと並列にアドレス指定される。前述の如
く、ＲＣＷＳ１０３５８は１６構成のレジスタ即ちワー
ドのアレイであり、各々レジスタは１つの３２ビットＲ
ＣＷを保有する。ＲＣＷ１０３５８は、各々の１０３５
８のレジスタが８つのレジスタのＳＲ１０３６２のフレ
ームと対応する各ＲＣＷＳ１０３５８の各レジスタを有
するＳＲ１０３６２と並列に構成されこれと並列に作用
する。以下において述べるように、ＲＣＷＳ１０３５８
はＳＲ１０３６２のフレームと並列にアドレス指定され
る。
【０７８３】ＧＲＦ１０３５４のレジスタを夫々読出し
または書込みされるべく選択するためのソースおよび行
先レジスタ・アドレス（ＳＤＡＲ）はＲＡＧ２０２８８
によって与えられる。前述の如く、ＢＩＡＳ２０２４６
はＧＲＦ１０３５４のＳＲ１０３６２の部分と並列に、
即ちＳＲ１０３６２と並列に作用しかつこれと並列にア
ドレス指定される。ＢＩＡＳ２０２４６のレジスタは、
これによりＳＲ１０３６２のアドレス入力に対して並列
に接続され、ＧＲ１０３６０と同時にアドレス指定され
る。ＲＣＷＳ１０３５８はまた、ＳＲ１０３６２と並列
に作用しかつこれと並列にアドレス指定される。ＲＣＷ
Ｓ１０３５８のレジスタのアドレス入力はこれにより、
ＳＲ１０３６２のレジスタのアドレス入力と並列に接続
されている。
【０７８４】ＧＲＦ１０３５４に対する、またＢＩＡＳ
２０２４６およびＲＣＷＳ１０３５８に対するＲＡＧ２
０２８８のアドレス入力は、内部のレジスタをソース・
レジスタ即ちデータを与えるレジスタまたは行先レジス
タ即ちデータを受取るレジスタとして選択することがで
きる。ＲＡＧ２０２８８のアドレス出力はその出力ソー
スおよび行先レジスタ・アドレス（ＳＤＡＤＲ）として
示される。ＲＡＧ２０２８８のＳＤＡＤＲ出力は、ＧＲ
Ｆ１０３５４、ＢＩＡＳ２０２４６およびＲＣＷＳ１０
３５８を構成するレジスタのアドレス入力と接続され
る。前述の如く、ＳＲ１０３６２は１フレーム当り８つ
のレジスタの１６フレームとして構成され、ＲＣＷＳ１
０３５８は１フレーム当り１つのレジスタの対応する１
６のフレームとして構成される。ＧＲＦ１０３５４およ
びＢＩＡＳ２０２４６は単一レジスタとして使用される
が、アドレス指定のためには、１フレーム当り８つのレ
ジスタの１６フレームからなるものと見做される。ＲＡ
Ｇ２０２８８の各ＳＤＡＤＲ出力は、ソース・レジスタ
または行先レジスタの如何を問わず、アドレス指定され
たレジスタがＧＲ１０３６０内に駐在するかあるいはＳ
Ｒ１０３６２、ＢＩＡＳ２０２４６およびＲＣＷＳ１０
３５８内に駐在するかを表示する８ビット・ワードであ
る。４つの次の優先順位のビットは、ＧＲ１０３６０
内、またはＳＲ１０３６２、ＢＩＡＳ２０２４６および
ＲＣＷＳ１０３５８内の１６フレームの内の１つを選択
するためのフレーム選択フィールドを構成する。３つの
最下位ビットは、フレーム選択フィールドにより選択さ
れるフレーム内のある特定のレジスタを選択するレジス
タ選択フィールドを構成する。
【０７８５】１つのシステムのクロック・サイクル内で
は、ＲＡＧ２０２８８のＳＤＡＤＲ出力はあるソース・
レジスタを選択することができ、データはこのソース・
レジスタから読出すことができ、あるいはＳＤＡＤＲ出
力は行先レジスタを選択でき、またデータはこの行先レ
ジスタ内に書込むことができる。前述の如く、ＪＰ１０
１１４の各マイクロ命令は、実行のための最短でシステ
ムの２クロック・サイクル、即ち状態Ｍ０における最初
のクロック・サイクルおよび状態Ｍ１における第２のク
ロック・サイクルを必要とする。従って、１つのマイク
ロ命令において、ソース・レジスタが選択され、データ
がこのソース・レジスタから読出され、行先レジスタが
選択され、データはその行先レジスタに対して書込まれ
る。しかし、ある操作は実行のため１つ以上のマイクロ
命令を要求する。例えば、データがある特定のレジスタ
から読出されて、修正され、このレジスタに再び書込ま
れる読出し−修正−書込み操作は、実行のため２つ以上
のマイクロ命令を必要とする。
【０７８６】最初にＲＡＧ２０２８８の構造について述
べれば、ＲＡＧ２０２８８はＭＩＳＰＲ１０３５６を含
む。ＭＩＳＰＲ１０３５６はスタック・カウンタの最上
位（ＴＯＳＣＮＴ）２５３１０と、スタック・カウンタ
（ＴＯＳ−１ＣＮＴ）２５３１２と、スタック・カウン
タの最下位（ＢＯＳＣＮＴ）２５３１４とを含む。ＴＯ
ＳＣＮＴ２５３１０、ＴＯＳ−１ＣＮＴ２５３１２およ
びＢＯＳＣＮＴ２５３１４の内容は夫々、ＳＲ１０３６
２のその時の、前のおよび最下位のフレーム、即ちＭＩ
Ｓ１０３６８に対するポインタである。以下において述
べるように、これらのポインタもまたＭＯＳ１０３７０
のアドレス指定のため使用される。ＴＯＳＣＮＴ２５３
１０、ＴＯＳ−１ＣＮＴ２５３１２およびＢＯＳＣＮＴ
２５３１４は各々、例えばＳＮ７４Ｓ１６３からなる４
ビットの２進数カウンタである。
【０７８７】ＢＯＳＣＮＴ２５３１４に対するＴＯＳＣ
ＮＴ２５３１０のデータ入力はＪＰＤバス１０１４２と
接続されている。ＢＯＳＣＮＴ２５３１４に対するＴＯ
ＳＣＮＴ２５３１０の制御入力は、ＦＵＳＩＴＴ１１０
１２のマイクロ命令制御出力と接続されている。ＢＯＳ
ＣＮＴ２５３１４に対するＴＯＳＣＮＴ２５３１０のデ
ータ出力は、ソース・レジスタ・アドレス・マルチプレ
クサ（ＳＲＣＡＤＲ）２５３１６のデータ入力は、およ
び行先レジスタ・アドレス・マルチプレクサ（ＤＳＴＡ
ＤＲ）２５３１８のデータ入力と接続されている。ＴＯ
ＳＣＮＴ２５３１０およびＢＯＳＣＮＴ２５３１４のデ
ータ出力はスタック事象モニター・ロジック（ＳＥＭ）
２５３２０の入力側と接続されている。
【０７８８】ソースおよび行先フレーム・アドレスは、
以下において更に説明するように、夫々ＳＲＣＡＤＲ２
５３１６およびＤＳＴＡＤＲ２５３１８により選択され
る。ＴＯＳＣＮＴ２５３１０およびＢＯＳＣＮＴ２５３
１４からのデータ入力に加えて、ＳＲＣＡＤＲ２５３１
６およびＤＳＴＡＤＲ２５３１８のデータ入力は、ＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令ワードＣＯＮＥ
ＸＴのサブフィールド出力と接続されている。ＳＲＣＡ
ＤＲ２５３１６およびＤＳＴＡＤＲ２５３１８の制御入
力は、夫々ＦＵＳＩＴＴ１１０１２からのマイクロ命令
ワードＲＳおよびＲＤサブフィールド出力と接続されて
いる。ＳＲＣＡＤＲ２５３１６のフレーム・アドレス・
フィールド（ＳＲＣＦＡＤＲ）出力およびＤＳＴＡＤＲ
２５３１８の行先フレーム・アドレス・フィールド（Ｄ
ＳＴＦＡＤＲ）出力は、ソースおよび行先レジスタのア
ドレス・マルチプレクサ（ＳＤＡＤＲＭＵＸ）２５３２
２の入力側と接続されている。ＳＲＣＦＡＤＲおよびＤ
ＳＴＦＡＤＲは、夫々ソースおよび行先レジスタに対す
るＲＡＧ２０２８８のＳＤＡＤＲ出力であるフレーム選
択フィールドを構成している。ＳＲＣＡＤＲ２５３１６
およびＤＳＴＡＤＲ２５３１８のＳＲＣＦＡＤＲおよび
ＤＳＴＦＡＤＲ出力に加えて、ＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３
２２はＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ命令出力から
マイクロ命令ワードＳＲＣおよびＤＳＴサブフィールド
入力を受取る。前述の如く、ＳＲＣフィールドは、ある
ソース・レジスタ、即ちＳＲＣＦＡＤＲにより選択され
たあるフレーム内のソース・レジスタを示す３ビット数
である。ＤＳＴは同様に、ＤＳＴＦＡＤＲにより示され
るフレーム内のある行先レジスタを選択する３ビット数
である。ＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２に対するＳＲＣサ
ブフィールド入力はＳＲＣＡＤＲ２５３１６と連結され
て、夫々前述の如くＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２のソー
ス・レジスタのＳＤＡＤＲ出力のレジスタおよびフィー
ルド・フィールドを構成する。同様に、ＤＳＴサブフィ
ールドはＤＳＴＡＤＲ２５３１８のＤＳＴＦＤＡＤＲ出
力と連結されて、夫々ＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２の行
先レジスタのＳＤＡＤＲ出力のレジスタおよびフレーム
のサブフィールドを構成する。ＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３
２２の行先レジスタのＳＤＡＤＲ出力の対応するソース
を生成するためＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２に対するソ
ースと行先レジスタ・アドレス入力間の選択は、ＳＤＡ
ＤＲＭＵＸ２５３２２の制御入力と接続されたマイクロ
命令制御入力（説明を明瞭にするため示さない）により
制御される。ＲＤＷＳ２５３２４は、ＭＥＭ１０１１２
からの読出しの間、マイクロ命令ワードからのＰＲＯＭ
復号ＭＤフィールドであり、行先レジスタ・アドレスの
レジスタ選択フィールドを提供し、フレーム選択フィー
ルドとしてポインタの１つを選択する。
【０７８９】ＳＥＭ２５３２０の事象出力は、前述の如
くＥＶＥＮＴ２０２８４のある入力と接続される。以下
において更に説明するように、ＳＲＣＡＤＲ２５３１
６、ＤＳＴＡＤＲ２５３１８およびＳＤＡＤＲＭＵＸ２
５３２２はマルチプレクサとして作用し、例えばＳＮ７
４Ｓ１５３から構成される。
【０７９０】ＧＲＦ１０３５４、ＢＩＡＳ２０２４６お
よびＲＣＷＳ１０３５８の構造および作用について説明
したが、行先レジスタ・アドレス出力ＳＤＡＤＲのソー
スを生成するためのＲＡＧ２０２８８の構造および作用
については以下において説明する。ＳＲ１０３６２およ
びＲＣＷＳ１０３５８を構成するＪＰ１０１１４のスタ
ック機構のアドレス指定操作について最初に説明し、Ｇ
Ｒ１０３６０およびＢＩＡＳ２０２４６のアドレス指定
操作の説明がこれに続く。
【０７９１】ＧＲＦ１０３５４、ＲＣＷＳ１０３５８お
よびＢＩＡＳ２０２４６のＳＲ１０３６２部分は、夫々
ＴＯＳＣＮＴ２５３１０、ＴＯＳ−１ＣＮＴ２５３１２
およびＢＯＳＣＮＴ２５３１４に含まれるその時の、前
のおよび最下位のフレーム・ポインタによってアドレス
指定される。その時の、前のおよび最下位のポインタは
ＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２のフレーム選択フィールド
を構成する。前述の如く、ＢＯＳＣＮＴ２５３１４に対
するＴＯＳＣＮＴ２５３１０のその時の、前のおよび最
下位のポインタ出力は、ＳＲＣＡＤＲ２５３１６および
ＤＳＴＡＤＲ２５３１８の入力として与えられる。ＳＲ
ＣＡＤＲ２５３１６の制御入力に対するマイクロ命令ワ
ードＲＳのサブフィールドはＳＲＣＡＤＲ２５３１６の
その時の、または前の、または最下位のポインタ入力の
いずれかを選択して、ＳＲＣＡＤＲ２５３１６のＳＲＣ
ＦＡＤＲ出力を選択し、即ちソース・レジスタ・アドレ
スのフレーム選択フィールドとなる。同様に、ＤＳＴＡ
ＤＲ２５３１８の制御入力に対するマイクロ命令ワード
のＲＤサブフィールドは、ＤＳＴＡＤＲ２５３１８のそ
の時の、または前の、または最下位のポインタ入力のい
ずれかを同時に選択して、ＤＳＴＡＤＲ２５３１８のＤ
ＳＴＦＡＤＲ出力、即ち行先レジスタのアドレスのフレ
ーム選択フィールドを構成する。前述の如く、出力ＳＲ
ＣＦＡＤＲおよびＤＳＴＦＡＤＲはＳＤＡＤＲＭＵＸ２
５３２２に対する入力として与えられる。ＳＤＡＤＲＭ
ＵＸ２５３２２に対するマイクロ命令ワードＳＲＣおよ
びＤＳＴのサブフィールド入力は、夫々、ＳＲＣＦＡＤ
ＲおよびＤＳＴＦＡＤＲにより規定されるソースおよび
行先フレーム内のソースおよび行先レジスタを同時に決
定する。この時マイクロ命令の制御下で作用するＳＤＡ
ＤＲＭＵＸ２５３２２はＳＲＣＦＡＤＲおよびＳＲＣの
いずれかを選択してＳＲ１０３６２に対するＳＤＡＤＲ
出力を構成し、あるいは行先レジスタ・アドレスを規定
するＳＤＡＤＲ出力としてＤＳＴＦＡＤＲおよびＤＳＴ
を選択する。ＳＲＣＡＤＲ２５３１６、ＤＳＴＡＤＲ２
５３１８およびＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２のマイクロ
命令制御により、ＣＳ１０１１０のマイクロプログラム
はＳＲ１０３６２内のソース・フレームおよびレジスタ
を選択し、ＳＲ１０３６２内の異なる可能な行先フレー
ムおよびレジスタを同時に規定する。ＧＲ１０３６０、
ＳＲ１０３６２、ＢＩＡＳ２０２４６およびＲＣＷＳ１
０３５８におけるソース・フレームとレジスタおよび行
先フレームとレジスタの可能な全ての組合せが有効であ
る。
【０７９２】ＧＲＦ１０３５４およびＲＣＷＳ１０３５
８のＳＲ１０３６２の部分のアドレス指定におけるＳＲ
ＣＡＤＲ２５３１６、ＤＳＴＡＤＲ２５３１８およびＳ
ＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２の制御は、部分的にその時の
ＣＳ１０１１０の状態によって制御される。前に述べた
関連するＣＳ１０１１０の作用状態は状態Ｍ１および状
態ＲＷである。ＣＳ１０１１０が状態ＲＷまたは状態Ｍ
１のいずれでもない時、ＳＲ１０３６２はＳＲＣＡＤＲ
２５３１６およびマイクロ命令ワードＳＲＣのサブフィ
ールドを介してアドレス指定され、ＣＳ１０１１０が状
態ＲＷおよびＭ１のいずれでもない時ＳＲ１０３６２お
よびＲＣＷＳ１０３５８はソース・レジスタのアドレス
が与えられる。ＣＳ１０１１０が状態Ｍ１に入る時、Ｓ
Ｒ１０３６２およびＲＣＷＳ１０３５８はマイクロ命令
ワードのＤＳＴサブフィールドによってＤＳＴＡＤＲ２
５３１８を介してアドレス指定される。即ち、ＳＲ１０
３６２およびＲＣＷＳ１０３５８は、状態Ｍ１の間行先
レジスタ・アドレスが与えられる。同様に、ＣＳ１０１
１０が状態ＲＷにおいて作用する時、即ちデータがＭＥ
Ｍ１０１１２から読出されてＲ１０３６２またはＲＣＷ
Ｓ１０３５８に対して書込まれつつある時、行先レジス
タ・アドレスが与えられる。しかし、この場合、行先レ
ジスタのアドレスの下位の３ビット、即ちレジスタ選択
フィールドがＲＤＳ２５３２４によって与えられ、これ
がマイクロ命令ワードのサブフィールドＭＤ（記憶の行
先）を復号する。ＲＤＷＳ２５３２４はまた、ＤＳＴＡ
ＤＲ２５３１８がＭＩＳＰＲ１０３５６からのその時
の、または前の、または最下位のポインタの１つを選択
して行先レジスタ・アドレスのフレーム選択フィールド
を構成する制御入力を提供する。
【０７９３】前述の如く、ソースおよび行先レジスタ・
アドレスのフレーム選択フィールドはＴＯＳＣＮＴ２５
３１０、ＴＯＳ−１ＣＮＴ２５３１２およびＢＯＳＣＮ
Ｔ２５３１４から与えられる。前述の如く、ソースおよ
び行先レジスタのアドレスの最上位ビットは、ＧＲ１０
３６０またはＳＲ１０３６２、ＢＩＡＳ２０２４６およ
びＲＣＷＳ１０３５８のどれがアドレス指定されつつあ
るかに従って論理値１または論理値０に強制される。Ｔ
ＯＳＣＮＴ２５３１０乃至ＢＯＳＣＮＴ２５３１４の内
容、即ちポインタがその時の、前のおよび最下位のもの
であるかは、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２のマイクロ命令制
御出力によって制御される。ＪＰ１０１１４が夫々呼出
しおよび戻しを実施する時スタックがＭＩＳ１０３６８
に関して「プッシュ」されるかあるいは「ポップ」され
るため、その時および前のポインタは変化する。同様
に、その時の、前のおよび最下位のポインタは、ＣＳ１
０１１０のスタック機構に関して前に述べたように、Ｍ
ＩＳ１０３６８のフレームがＭＩＳ１０３６８とＭＥＭ
１０１１２間に転送される時、増分または減分される。
【０７９４】最初にその時および前のポインタの操作に
ついて述べると、ＴＯＳＣＮＴ２５３１０およびＴＯＳ
−１ＣＮＴ２５３１２におけるその時および前のポイン
タが最初にセットされて、夫々ＪＰＤバス１０１４２か
らロードされることによってＭＩＳ１０３６８のフレー
ム１および０を指示する。最初の条件はＣＳ１０１１０
のその時の作用状態に依存する。ＴＯＳＣＮＴ２５３１
０およびＴＯＳ−１ＣＮＴ２５３１２は、状態Ｍ１また
は状態ＡＢを操作するＣＳ１０１１０の最後のシステム
・クロック・サイクルの間カウントすることを可能にさ
れる。第２の状態は、ＪＰ１０１１４が呼出しまたは戻
しのどちらを実行するかに依存する。もしその時のマイ
クロ命令がＪＰ１０１１４が呼出しまたは戻しを実行す
べきであるならば、あるいはもし状態ＡＢからの出口が
示唆された読出し操作である時もしＣＳ１０１１０が付
勢状態であるならば、ＴＯＳＣＮＴ２５３１０およびＴ
ＯＳ−１ＣＮＴ２５３１２はカウントを行なうことを許
容される。状態ＡＢからの出口である呼出しおよび示唆
された呼出しの双方はＴＯＳＣＮＴ２５３１０およびＴ
ＯＳ−１ＣＮＴ２５３１２を増分させる。戻し操作は、
ＴＯＳＣＮＴ２５３１０およびＴＯＳ−１ＣＮＴ２５３
１２を減分させることになる。
【０７９５】ＢＯＳＣＮＴ２５３１４について説明する
ならば、最下位フレーム・ポインタは最初にＪＰＤバス
１０１４２からロードされてＭＩＳ１０３６８のフレー
ム１を指示する。再び、ＢＯＳＣＮＴ２５３１４の増分
または減分は、ＣＳ１０１１０の作用状態および実施さ
れる操作に依存する。ＢＯＳＣＮＴ２５３１４は状態Ｍ
１から出ると同時にカウントすることを許容される。更
に、その時のマイクロ命令ワードのＤＥＶＣＭＤサブフ
ィールドは、ＢＯＳＣＮＴ２５３１４が増分あるいは減
分されるべきことを表示しなければならない。ＢＯＳＣ
ＮＴ２５３１４は、マイクロ命令ワードのＤＥＶＣＭＤ
サブフィールドにより示されるように状態Ｍ１から出る
と同時に増分または減分される。
【０７９６】ＳＥＭ２５３２０は、ＴＯＳＣＮＴ２５３
１０およびＢＯＳＣＮＴ２５３１４に駐在するその時の
および最下位ポインタの相対値を監視して、ＭＩＳ１０
３６８およびＭＯＳ１０３７０の操作を制御するオブジ
ェクトのためＥＶＥＮＴ２０２８４に対して出力を与え
る。ＳＥＭ２５３２０は、入力としてその時のおよび最
下位のポインタを受取る例えば９３Ｓ４２７なる読出し
専用メモリーからなる。ＳＥＭ２５３２０はＴＯＳＣＮ
Ｔ２５３１０およびＢＯＳＣＮＴ２５３１４の動作中
に、従ってＭＩＳ１０３６８およびＭＯＳ１０３７０の
動作中に生じる３つの事象を検出する。第１に、ＳＥＭ
２５３２０はＭＩＳ１０３６８のスタック桁あふれを検
出する。もしその時のフレーム・ポインタの値が最下位
フレーム・ポインタのその時の値よりも８つ以上大きけ
れば、この事象が表示される。第２に、ＳＥＭ２５３２
０はＭＩＳ１０３６８が唯１つの情報のフレームしか持
たない時を検出する。もしその時のフレーム・ポインタ
の値が最下位フレーム・ポインタの値と等しければ、こ
の事象が表示される。この場合ＭＩＳ１０３６８の前の
フレームはＭＥＭ１０１１２に存在し、前のスタック・
フレームに対する照合が行なわれる前にＭＥＭ１０１１
２から取出されねばならない。第３に、ＳＥＭ２５３２
０はＭＩＳ１０３６８およびＭＯＳ１０３７０が充満状
態である時を検出する。この事象は、もしその時のフレ
ーム・ポインタが最下位フレーム・ポインタのその時の
値よりも１６大きい場合に表示される。この事象が生じ
る時、ＭＩＳ１０３６８またはＭＯＳ１０３７０に対す
るフレームの書込みを更に試みればＭＯＳ１０３７０の
スタック桁あふれを惹起する結果となる。ＥＶＥＮＴ２
０２８４は、前述の如く、適当な事象を処理するマイク
ロ命令シーケンスの実行を開始することによって、ＳＥ
Ｍ２５３２０により示される如き事象に対して応答す
る。ＭＩＳ１０３６８およびＭＯＳ１０３７０は同じ方
法でアドレス指定される。即ちその時の、前のおよび最
下位フレーム・ポインタおよびあるマイクロ命令ワード
のサブフィールドの使用によることを留意すべきであ
る。ＭＩＳ１０３６８およびＭＯＳ１０３７０の操作間
の主な差異は、スタックの桁あふれが処理される方法に
ある。ＭＩＳ１０３６８の場合には、スタック・フレー
ムは、ＭＩＳ１０３６８が有効に終りのないスタックで
あるようにＭＩＳ１０３６８およびＭＥＭ１０１１２間
に転送される。しかし、ＭＯＳ１０３７０はＣＳ１０１
１０の本実施例においては最大８つのスタック・フレー
ムを含み、その結果一時に８つ以上の事象がＭＯＳ１０
３７０にプッシュすることはできない。
【０７９７】ＧＲ１０３６０はＳＲ１０３６２、ＢＩＡ
Ｓ２０２４６およびＲＣＷＳ１０３５８と類似の方法、
即ちＳＲＣＡＤＲ２５３１６、ＤＳＴＡＤＲ２５３１８
およびＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３２２を介してアドレス指
定される。再び、ソースおよび行先レジスタ・アドレス
のレジスタ選択フィールドはマイクロ命令ワードＳＲＣ
およびＤＳＴのサブフィールドによって与えられる。し
かし、ソースおよび行先レジスタのアドレスのフレーム
選択フィールドは、マイクロ命令ワードＣＯＮＥＸＴサ
ブフィールドによって規定される。この場合、マイクロ
命令ワードＲＳおよびＲＤのサブフィールドは、ソース
および行先レジスタ・アドレスのフレーム選択フィール
ドがＣＯＮＥＸＴサブフィールドにより与えられるべき
ことを規定する。従って、ＳＲＣＡＤＲ２５３１６およ
びＤＳＴＡＤＲ２５３１８は、ＳＤＡＤＲＭＵＸ２５３
２２に対するＳＲＣＦＡＤＲおよびＤＳＴＦＡＤＲ入力
としてＣＯＮＥＸＴサブフィールドを提供する。
【０７９８】ＲＡＧ２０２８８の構造および作用につい
て述べたが、次にＴＩＭＥＲ２０２９６について説明す
る。
【０７９９】図２５４においては、ＴＩＭＥＲ２０２９
６の部分ブロック図が示される。前述の如く、ＴＩＭＥ
Ｒ２０２９６は、間隔タイマー（ＩＮＴＴＭＲ）２５４
１０と、エッグ・タイマー（ＥＧＧＴＭＲ）２５４１２
と、エッグ・タイマークロック使用可能ゲート（ＥＧＧ
ＥＮＢ）２５４１６とを含んでいる。
【０８００】ｄ．ｄ．ｄ．タイマー２０２９６（図２５
４） 最初にＩＮＴＴＭＲ２５４１０について述べるならば、
ＩＮＴＴＭＲ２５４１０の主な機能は、図１０６に関し
てＣＳ１０１１０のＵＩＤアドレス指定操作の説明にお
いて前に説明した如くＣＳ１０１１０のアーキテクチャ
時間を維持することである。その際説明したように、Ｃ
Ｓ１０１１０の全てのシステムにより生成される全ての
ＵＩＤアドレスの一部はオブジェクトの連続番号（ＯＳ
Ｎ）フィールドである。ＯＳＮフィールドはある特定の
ＣＳ１０１１０の作用またはこれにおいて使用すること
により生成され各オブジェクトを一義的に規定する。あ
るオブジェクトのＵＩＤのＯＳＮフィールドは、ある特
定のＣＳ１０１１０においては、その全てのシステムに
共通の任意の階層的な始動時間に関する前記オブジェク
トの生成の時間を決定することにより生成される。この
時間は、ＭＥＭ１０１１２のある記憶空間内即ちアドレ
ス場所に保持されるが、ＩＮＴＴＭＲ２５４１０の作用
により測定される。
【０８０１】ＩＮＴＴＭＲ２５４１０は、１１０ナノ秒
クロック（１１０ＮＳＣＬＫ）入力によりクロックされ
た２８ビットのカウンタであり、１MHz のクロック使用
可能入力（ＣＬＫ１ＭＨＺＥＮＢ）によりカウントする
ことを許容される。ＩＮＴＴＭＲ２５４１０はこれによ
り、１マイクロ秒を測定するため１MHz の速度でクロッ
ク可能である。このため、ＩＮＴＴＭＲ２５４１０によ
り測定可能な最大時間間隔は２６８．４３５秒である。
【０８０２】図２５４において示したように、ＩＮＴＴ
ＭＲ２５４１０はＪＰＤバス１０１４２からロードされ
かつこれに読込むことができる。通常の作用において
は、ある特定のＣＳ１０１１０に対するアーキテクチャ
時間を含むＭＥＭ１０１１２の場所は、この特定のＣＳ
１０１１０の始動時におけるその時のアーキテクチャ時
間がロードされる。ＩＮＴＴＭＲ２５４１０は同時に全
て零がロードされる。然る後、ＩＮＴＴＭＲ２５４１０
は１マイクロ秒の間隔でクロックされる。ＩＮＴＴＭＲ
２５４１０が周期的に桁あふれする時、ＭＥＭ１０１１
２に記憶されたアーキテクチャ時間は然るべく更新され
る。従って、如何なる時にも、その時のアーキテクチャ
時間が、ＩＮＴＴＭＲ２５４１０からのアーキテクチャ
時間の最後の経過以来の経過した間隔でＭＥＭ１０１１
２に記憶された前に更新されたアーキテクチャ時からア
ーキテクチャ時間を読取ることによって１マイクロ秒の
増分まで判定可能である。ＣＳ１０１１０の障害の場所
には、ＭＥＭ１０１１２およびＩＮＴＴＭＲ２５４１０
のアーキテクチャ時間は、最後のアーキテクチャ時間の
更新以来の経過間隔を読取ることによりＭＥＭ１０１１
２に保管することができる。通常のＣＳ１０１１０の作
用が再開される時、ＩＮＴＴＭＲ２５４１０はその時の
アーキテクチャ時間を反映するカウンタで再ロードする
ことができる。図２５４に示すように、ＩＮＴＴＭＲ２
５４１０がＤＰ１０１１８から与えられたロード可能入
力（ＬＤＥ）により使用可能状態にされる時、ＩＮＴＴ
ＭＲ２５４１０はＪＰＤバス１０１４２からロードされ
る。
【０８０３】ＥＧＧＴＭＲ２５４１２について述べれ
ば、あるＣＳ１０１１０の事象、特にＥＶＥＮＴ２０２
８４に関して前に述べた非同期事象はＳＯＰの最初のマ
イクロ命令の状態Ｍ１の終了時にのみＥＶＥＮＴ２０２
８４によって受取られ、即ち確認される。あるＣＳ１０
１１０のマイクロ命令が長い実行時間を有する時、これ
らの非同期事象はサービスされる前に拡張された待ち時
間即ち待機をかけられる。ＥＧＧＴＭＲ２５４１２は、
作用において、継続中の非同期事象の待ち時間を測定し
て、もし予め定めた最大待ち時間が経過したならば、Ｅ
ＶＥＮＴ２０２８４に対して出力を生じる。
【０８０４】図２５４に示すように、ＥＧＧＴＭＲ２５
４１２は１１０ナノ秒のクロック入力（１１０ＮＳＣＬ
Ｋ）によりクロックされる。最初に、ＥＧＧＴＭＲ２５
４１２は、ＣＳ１０１１０により実行される各ＳＯＰの
最初のマイクロ命令の状態Ｍ１の終りにおいて、または
あるマイクロ命令ワードのＤＥＶＣＭＤサブフィールド
によりその旨特に指令される時、ロード入力（ＬＤＺＲ
Ｏ）により零に設定される。ＥＧＧＴＭＲ２５４１２
は、ＥＧＧＥＮＢ２５４１６からのクロック可能（ＣＬ
ＫＥＮＢ）入力により使用可能状態にされる時増分され
る。ＥＧＧＴＭＲ２５４１２が増分されるため必要な２
つの条件がある。第１の条件は非同期事象の発生であ
り、これはＥＶＥＮＴ２０２８４からのＥＧＧＥＮＢ２
５４１６に対する入力ＡＳＹＥＶＮＴによって表示され
る。第２の条件は、ＥＧＧＴＭＲ２５４１２の最後の増
分から１６マイクロ秒以上が経過していることである。
この間隔は、図２５４に示されるように、ＥＧＧＥＮＢ
２５４１６の入力と接続されたＩＮＴＴＭＲ２５４１０
の第４のビットからの出力により測定される。ＥＧＧＴ
ＭＲ２５４１２は４ビットのカウンタであり、またもし
あるＳＯＰ以後少なくとも１６マイクロ秒が経過したな
らば、前記ＳＯＰＮＯ開始後２５６マイクロ秒間桁あふ
れを生じてＥＶＥＮＴ２０２８４に対して出力ＯＶＲＦ
ＬＷを生成し、これによりＥＧＧＴＭＲ２５４１２は非
同期事象に対して２５６マイクロ秒の最大サービス待ち
時間を確保する。
【０８０５】ｅ．ｅ．ｅ．実行装置１０１２２に対する
取出し装置１０１２０のインターフェース 最後に、前述の如く、ＥＵ１０１２２に対するＦＵ１０
１２０のインターフェースは主として、ＥＵＤＰをＥＵ
１０１２２のＥＵＳＩＴＴおよびＦＵＩＮＴ２０２９８
に対して与えるためのＥＵＤＩＳバス２０２０６からな
る。ＥＵＳＤＴ２０２６６およびＥＵＤＩＳバス２０２
０６の作用については前に述べたが、ＥＵ１０１２２の
以下の説明において更に記述する。ＦＵＩＮＴ２０２９
８は、これらの事象のサービスが可能であるようにＥＵ
１０１２２から信号された諸条件に対して事象要求を生
成することと主として関連している。この点に関して、
ＦＵＩＮＴ２０２９８は主として、ＥＵ１０１２２から
事象要求を受取りかつ対応する出力をＥＶＥＮＴ２０２
８４に対して与えるゲートからなっている。ＦＵＩＮＴ
２０２９８により実施される別のインターフェース機能
は、ＥＵ１０１２２により生成されてＥＵ１０１２２に
対して与えられ、ＥＵ１０１２２からＦＵ１０１２０に
対して読込まれるＥＵ１０１２２の結果が受取られるこ
とを保有する「転送完了」信号の生成である。この転送
完了信号は、ＥＵ１０１２２の以下の説明において述べ
るＥＵ１０１２２の結果のレジスタがＥＵ１０１２２に
よるこれ以上の使用のため利用可能であることをＥＵ１
０１２２に対して表示する。この転送完了信号は、ＥＵ
１０１２２からＦＵ１０１２０またはＭＥＭ１０１１２
に対するデータの転送のためのマイクロ命令シーケンス
の一部としてＦＵＳＩＴＴ１１０１２の出力により生成
される。
【０８０６】ＤＥＳＰ２０２１０、ＭＥＭＩＮＴ２０２
１２およびＦＵＣＴＬ２０２１４を含むＦＵ１０１２０
の構造および作用について説明したが、ＥＵ１０１２２
の構造および作用について次に説明する。
【０８０７】Ｃ．実行装置１０１２２（図２０３，図２
５５〜図２６８） 前述の如く、ＥＵ１０１２２は、整数、パック１０進数
およびアンパック１０進数、および単精度および２倍精
度の浮動小数点数の算術演算の実行が可能である算術演
算処理装置である。ＥＵ１０１２２の第１の機能は、あ
る算術演算からＦＵ１０１２０を解除させること、これ
によりＣＳ１０１１０の効率を向上させることである。
【０８０８】ＭＥＭ１０１１２からＥＵ１０１２２への
オペランドの転送は、ＥＵ１０１２２からＦＵ１０１２
０またはＭＥＭ１０１１２への算術演算結果の転送にお
ける如く、ＦＵ１０１２０により制御される。更に、Ｅ
Ｕ１０１２２の算術演算は、ＥＵＳＤＴ２０２６６によ
りＥＵ１０１２２に対して送信勧誘されるＥＵ１０１２
２のタスク指名ポインタによりＦＵ１０１２０によって
開始される。ＥＵ１０１２２のタスク指名ポインタは、
ＳＩＮおよびＣＳ１０１１０の事象の処理において補佐
するあるＥＵ１０１２２の操作のため要求される両方の
算術演算を開始することができる。前述の如く、ＥＵ１
０１２２のタスク指名ポインタは、構成および作用にお
いてＦＵＳＩＴＴ１１０１２と類似するＥＵ１０１２２
のＥＵＳＩＴＴによりＥＵ１０１２２を制御するための
マイクロ命令のシーケンスに転送される。以下において
更に説明するように、ＥＵ１０１２２はＦＵ１０１２０
からのＥＵ１０１２２のタスク指名ポインタのシーケン
スを受取ってこれを設定するための指令キューを含む。
更に、ＥＵ１０１２２は、ＧＲＦ１０３５４と類似する
汎用レジスタ・ファイル・即ちスクラッチ・パッド・メ
モリーを含んでいる。ＥＵ１０１２２の汎用レジスタ・
ファイルは、一部は、ＦＵ１０１２０のＳＲ１０３６２
と類似するＥＵ１０１２２のスタック機構において使用
される。
【０８０９】図２０３においては、ＥＵ１０１２２の部
分ブロック図が示されている。ＥＵ１０１２２の一般的
な構造および作用については、図２０３に関して最初に
説明する。次に、ＥＵ１０１２２の構造および作用につ
いて、必要に応じて提供される以降の図面の助けを借り
て更に詳細に説明することにする。
【０８１０】図２０３に示すように、ＥＵ１０１２２の
主な要素は、実行装置制御ロジック（ＥＵＣＬ）２０３
１０と、実行装置ＩＯバッファ（ＥＵＩＯ）２０３１２
と、乗数ロジック（ＭＵＬＴ）２０３１４と、指数ロジ
ック（ＥＸＰ）２０３１６と、乗数制御ロジック（ＭＵ
ＬＴＣＮＴＬ）２０３１８と、テスト兼インターフェー
ス・ロジック（ＴＳＴＩＮＴ）２０３２０とを含む。Ｅ
ＵＣＬ２０３１０はＥＵＳＤＴ２０２６６から実行装置
タスク指名ポインタ（ＥＵＤＰ）を受取り、対応するマ
イクロ命令シーケンスを与えてＥＵ１０１２２の作用を
制御する。
【０８１１】ＥＵＩＯ２０３１２は、ＭＥＭ１０１１２
からオペランドまたはデータを受取り、これらオペラン
ドをＥＵ１０１２２により最も有効に使用されるあるフ
ォーマットに翻訳する。ＥＵＩＯ２０３１２はＥＵ１０
１２２の操作の結果を受取り、これらの結果をＭＥＭ１
０１１２またはＦＵ１０１２０に対して戻されるべきフ
ォーマットに翻訳し、これらの結果をＭＥＭ１０１１２
およびＦＵ１０１２０に対して与える。
【０８１２】ＭＵＬＴ２０３１４およびＥＸＰ２０３１
６は、ＥＵ１０１２２の諸操作の算術演算操作の実施の
ための算術演算装置である。特に、ＥＸＰ２０３１６
は、単精度および２倍精度の浮動小数点数演算の指数フ
ィールドに関する諸操作を実施する。ＭＵＬＴ２０３１
４は、単精度および２倍精度の浮動小数点数演算の仮数
フィールドに関する算術演算操作、および整数およびパ
ック１０進数の演算に関する算術演算操作を実施する。
ＭＵＬＴＣＮＴＬ２０３１８は、ＭＵＬＴ２０３１４お
よびＥＸＰ２０３１６の演算、ならびに浮動小数点数演
算における仮数および指数の事前桁合せおよび正規化を
制御しかつこれを連係させる。最後に、ＴＳＴＩＮＴ２
０３２０はＥＵ１０１２２の諸操作に関するあるテスト
操作を実施し、かつＥＵ１０１２２とＦＵ１０１２０間
のインターフェースである。
【０８１３】ａ．ＥＵ１０１２２の全体的構造 １．実行装置の入出力（Ｉ／Ｏ）装置２０３１２ 最初にＥＵＩＯ２０３１２について述べれば、ＥＵＩＯ
２０３１２は、オペランド・バッファ（ＯＰＢ）２０３
２２と、最終結果出力マルチプレクサ（ＦＲＯＭ）２０
３２４と、指数出力マルチプレクサ（ＥＸＯＭ）２０３
２６とを含む。ＯＰＢ２０３２２は夫々、ＭＯＤバス１
０１４４およびＪＰＤバス１０１４２と接続された第１
と第２の入力を有する。ＯＰＢ２０３２２は、乗数入力
マルチプレクサ（ＭＵＬＴＩＭ）２０３２８とＭＵＬＴ
２０３１４の第１の入力と接続された第１の出力を有す
る。ＯＰＢ２０３２２の第２の出力は、入力セレクタＡ
（ＩＮＳＥＬＡ）２０３３０とＥＸＰ２０３１６の指数
実行装置の汎用レジスタ・ファイル入力マルチプレクサ
（ＥＸＲＭ）２０３３２の第１の入力と接続されてい
る。
【０８１４】ＦＲＯＭ２０３２４はＪＰＤバス１０１４
２と接続された出力を有する。ＦＲＯＭ２０３２４の第
１の入力は、汎用レジスタ・ファイル入力マルチプレク
サにおける乗数実行（ＭＵＬＴＲＭ）２０３３４とＭＵ
ＬＴ２０３１４の出力と接続されている。ＦＲＯＭ２０
３２４の第２の入力は、ＭＵＬＴ２０３１４の最終結果
レジスタ（ＲＦＲ）２０３３６の出力と接続されてい
る。ＥＸＯＭ２０３２６はＪＰＤバス１０１４２と接続
された出力を有する。ＥＸＯＭ２０３２６は、ＥＸＰ２
０３１６の位取りレジスタ（ＳＣＡＬＥＲ）２０３３８
の出力と接続された第１の入力である。ＥＸＯＭ２０３
２６は、ＥＵＣＬ２０３１０の次のアドレス・ゼネレー
タ（ＮＡＧ）２０３４０および共通のキュー（ＣＯＭ
Ｑ）２０３４２の出力と接続された第２および第３の入
力を有する。
【０８１５】２．実行装置の制御ロジック２０３１０ ＥＵＣＬ２０３１０について説明すると、ＥＵＣＬ２０
３１０は、ＮＡＧ２０３４０と、ＣＯＭＱ２０３４２
と、実行装置Ｓ命令テーブル（ＥＵＳＩＴＴ）２０３４
４と、マイクロ命令制御レジスタ兼復号ロジック（ｍＣ
ＲＤ）２０３４６とを含む。ＣＯＭＱ２０３４２は、Ｅ
ＵＳＤＴ２０２６６からＳＤＰを受取るためＥＵＤＩＳ
バス２０２０６と接続された入力を有する。前述の如
く、ＣＯＭＱ２０３４２は、ＥＸＯＭ２０３２６の第３
の入力と接続された第１の出力を有し、ＮＡＧ２０３４
０の入力と接続された第２の出力を有する。前述の如
く、ＮＡＧ２０３４０はＥＸＯＭ２０３２６の第２の入
力と接続された第１の出力を有する。ＮＡＧ２０３４０
は、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４の第１の入力と接続された
第２の出力を有する。前述の如く、ＥＵＳＩＴＴ２０３
４４はＦＵＳＩＴＴ１１０１２と対応し、ＦＵ１０１２
０からのＥＵ１０１２２のタスク指名ポインタに応答し
てＥＵ１０１２２の作用を制御するためのマイクロ命令
のシーケンスを記憶する。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４は、
ＪＰＤバス１０１４２と接続された第２の入力を有し、
またｍＣＲＤ２０３４６の入力と接続された出力を有す
る。ｍＣＲＤ２０３４６は、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に
より与えられるマイクロ命令を受取って復号するための
レジスタおよびロジックを含む。ＥＵＳＩＴＴ２０３４
４からの入力に加え、ｍＣＲＤ２０３４６は、ＥＵ１０
１２２の全ての部分に対して復号されたマイクロ命令制
御信号を与える第１の出力を有する。ｍＣＲＤ２０３４
６はまた、入力セレクタＢ（ＩＮＳＥＬＢ）２０３４８
およびＥＸＰ２０３１６の第１の入力と接続された第２
の出力を有する。
【０８１６】３．マルチプレクサ・ロジック２０３１４ ＭＵＬＴ２０３１４について説明すると、ＭＵＬＴ２０
３１４は、パックされた１０進数、整数および単精度お
よび２倍精度の浮動小数点数の仮数部分についての加減
乗除算を演算するための２つの並列の算術演算経路を含
んでいる。ＭＵＬＴ２０３１４はまた、ＥＵ１０１２２
の汎用レジスタ・ファイル、算術演算において使用され
る定数を記憶するためのメモリーおよびある入力データ
選択回路を含む。ＭＵＬＴ２０３１４に駐在するＥＵ１
０１２２の汎用レジスタ・ファイルの前記部分は、乗数
レジスタ・ファイル（ＭＵＬＴＲＦ）２０３５０からな
っている。ＭＵＬＴＲＦ２０３５０の出力は、ＭＵＬＴ
ＩＭ２０３２８の第２の入力側に接続されている。ＭＵ
ＬＴＲＦ２０３５０の第１の入力はＲＦＲ２０３３６の
出力と接続され、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０の第２の入力
はＭＵＬＴＲＭ２０３３４の出力側と接続されている。
ＭＵＬＴＲＭ２０３３４の第１と第２の入力は、更に、
ＲＦＲ２０３３６の出力およびＴＳＴＩＮＴ２０３２０
のコンテナ・サイズ・ロジック（ＣＯＮＳＩＺＥ）２０
３５２と接続される。
【０８１７】ＭＵＬＴＩＭ２０３２８は、ＭＵＬＴ２０
３１４の算術演算回路に対するデータ入力を選択し、ま
た前述の如く、ＯＰＢ２０３２２の第１の出力およびＭ
ＵＬＴＲＦ２０３５０の出力と夫々接続された第１と第
２の入力を有する。ＭＵＬＴＩＭ２０３２８の出力は、
乗数（ＭＵＬＴ）バス２０３５４を経て乗数の小レジス
タ（ＭＱＲ）２０３５６の入力およびニブル・シフター
（ＮＩＢＳＨＦ）２０３５８の入力側と接続されてい
る。ＭＱＲ２０３５６およびＮＩＢＳＨＦ２０３５８の
別の入力は、定数ストア（ＣＯＮＳＴ）２０３６０によ
り与えられる。ＣＯＮＳＴ２０３６０は、ＭＵＬＴ２０
３１４の演算において使用される定数値を記憶するため
のメモリーである。ＣＯＮＳＴ２０３６０の出力はＭＵ
ＬＴバス２０３５４と接続されている。ＭＵＬＴ２０３
１４の算術演算回路は、これによりＯＰＢ２０３２２
と、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０と、ＣＯＮＳＴ２０３６０
から入力が与えられることができる。
【０８１８】ＭＵＬＴ２０３１４の算術演算回路は、共
通の入力として、ＭＵＬＴＩＭ２０３２８とＣＯＮＳＴ
２０３６０の出力を有する２つの並列な算術演算経路か
らなる。これらの並列の算術演算経路の共通の終りは、
最終レジスタ・シフター（ＦＲＳ）２０３６２である。
第１の算術演算経路はＮＩＢＳＨＦ２０３５８を経て与
えられるが、その入力はＭＵＬＴバス２０３５４と接続
されている。ＮＩＢＳＨＦ２０３５８の出力はＦＲＳ２
０３６２の第１の入力に対して接続され、ＮＩＢＳＨＦ
２０３５８の制御入力は乗数制御ロジック（ＭＵＬＴＣ
ＮＴ）２０３６４およびＭＵＬＴＣＮＴＬ２０３１８の
出力と接続されている。
【０８１９】ＭＵＬＴ２０３１４の第２の算術演算経路
はＭＱＲ２０３５６を介して与えられる。前述の如く、
ＭＱＲ２０３５６の入力はＭＵＬＴバス２０３５４と接
続されている。ＭＱＲ２０３５６の出力は時間１および
時間２の乗算シフター（ＭＵＬＴＳＨＦＴ１２）２０３
６６および時間４および時間８乗算シフター（ＭＵＬＴ
ＳＨＦＴ４８）２０３６８の第１と第２の入力と接続さ
れている。ＭＵＬＴＳＨＦＴ１２とＭＵＬＴＳＨＦＴ４
８の出力は、夫々第１の乗数演算論理装置（ＭＵＬＴＡ
ＬＵ１）２０３７０の第１および第２の入力と接続され
ている。ＭＵＬＴＡＬＵ１ ２０３７０の出力は、乗数
作業レジスタ（ＭＷＲ）２０３７２の入力側と接続され
る。ＭＷＲ２０３７２の出力は、第２の乗数演算論理装
置（ＭＵＬＴＡＬＵ２）２０３７４の第１の入力と接続
されている。ＭＵＬＴＡＬＵ２２０３７４の第２の入力
はＲＦＲ２０３３６の出力と接続されている。ＭＵＬＴ
ＡＬＵ２の出力はＦＲＳ２０３６２の第２の入力と接続
される。前述の如く、ＦＲＳ２０３６２の第１の入力は
ＭＵＬＴＳＨＦＴ２０３６８に接続される。ＦＲＳ２０
３６２の出力は２０３３６の入力と接続されている。
【０８２０】前述の如く、ＲＦＲ２０３３６の出力はＭ
ＵＬＴＡＬＵ２ ２０３７４の第２の入力、ＭＵＬＴＲ
Ｆ２０３５０の第１の入力、ＭＵＬＴＲＭ２０３３４の
第１の入力およびＦＲＯＭ２０３２４の第２の入力とに
接続されている。ＲＦＲ２０３３６の出力もまた、ＭＵ
ＬＴＣＮＴＬ２０３１８の先行零検出器（ＬＺＤ）２０
３７６の入力と、例外ロジック（ＥＣＰＴ）２０３７
８、ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２およびＴＳＴＩＮＴ２０
３２０の入力側と接続されている。
【０８２１】４．指数ロジック２０３１６ ＥＸＰ２０３１６について述べれば、前述の如く、ＥＸ
Ｐ２０３１６は、ＥＵ１０１２２の浮動小数点数演算に
おける単精度および２倍精度の浮動小数点数の指数フィ
ールドに関するある演算を実施する。ＥＸＰ２０３１６
は、本例においては指数レジスタ・ファイル（ＥＸＰＲ
Ｆ）２０３８０として示されたＥＵ１０１２２の汎用レ
ジスタ・ファイル装置の第２の部分を含んでいる。個々
のレジスタ・ファイルとして示したが、ＭＵＬＴＲＦ２
０３５０とＥＸＰＲＦ２０３８０は、ＭＵＬＴバス２０
３５４におけるように、内部の対応するレジスタの共通
で並列のアドレス指定による一体のレジスタ・ファイル
構造を有する。
【０８２２】ＥＸＰＲＦ２０３８０の出力は、ＩＮＳＥ
ＬＡ２０３３０の第２の入力と接続されている。ＥＸＰ
ＲＦ２０３８０の第１の入力はＥＸＲＭ２０３３２の出
力と接続されている。前述の如く、ＥＸＲＭ２０３３２
の第１の入力はＥＸＰＱ２０３２５を経てＯＰＢ２０３
２２の第２の出力と接続される。ＥＸＲＭ２０３３２の
第２の入力はスケール・レジスタ（ＳＣＡＬＥＲ）２０
３３８と接続されている。ＥＸＰＲＦ２０３８０の第２
の入力は符号ロジック（ＳＩＧＮ）２０３８２の出力と
接続される。ＳＩＧＮ２０３８２の入力はＳＣＡＬＥＲ
２０３３８の第２の出力と接続されている。
【０８２３】ＩＮＳＥＬＡ２０３３０、ＩＮＳＥＬＢ２
０３４８、指数ＡＬＵ（ＥＸＰＡＬＵ）２０３８４と、
ＳＣＡＬＥＲ２０３３８は、浮動小数点数の指数フィー
ルドを操作するためのＥＸＰ２０３１６の算術演算回路
を構成する。ＩＮＳＥＬＡ２０３３０とＩＮＳＥＬＢ２
０３４８は、夫々ＥＸＰＡＬＵ２０３８４に対する第１
と第２の入力を選択する。前述の如く、ＩＮＳＥＬＡ２
０３３０の第１の入力はＥＸＰＱバス２０３２５を介し
てＯＰＢ２０３２２の第２の出力と接続されている。Ｉ
ＮＳＥＬＡ２０３３０の第２の入力はＥＸＰＲＦ２０３
８０の出力と接続されている。ＩＮＳＥＬＡ２０３３０
の出力はＥＸＰＡＬＵ２０３８４の第１の入力と接続さ
れている。ＩＮＳＥＬＢ２０３４８の第１の入力は、前
述の如く、ｍＣＲＤ２０３４６の第２の出力と接続され
ている。ＩＮＳＥＬＢ２０３４８の第２の入力はＥＸＰ
Ｑ２０３２５を介してＯＰＢ２０３２２の出力と接続さ
れている。ＩＮＳＥＬＢ２０３４８の第３の入力はＳＣ
ＡＬＥＲ２０３３８の出力と接続され、ＩＮＳＥＬＢ２
０３４８の第４の入力はＬＺＤ２０３７６の出力と接続
されている。ＩＮＳＥＬＢ２０３４８の出力はＩＮＳＥ
ＬＢ２０３４８の第２の入力と接続されている。ＩＮＳ
ＥＬＢ２０３４８の出力は、ＩＮＳＥＬＢ２０３４８の
第２の入力と接続されている。ＩＮＳＥＬＢ２０３４８
の出力はＳＣＡＬＥＲ２０３３８の入力と接続されてい
る。
【０８２４】前述の如く、ＳＣＡＬＥＲ２０３３８の第
２の出力はＳＩＧＮ２０３８２の入力と接続され、第１
の出力はＥＸＲＭ２０３３２の第２の入力およびＩＮＳ
ＥＬＢ２０３４８の第３の入力と接続されている。ＳＣ
ＡＬＥＲ２０３３８の第１の出力もまた、ＥＸＰＱバス
２０３２５と接続され、ＥＸＯＭ２０３２６の第１の入
力およびＭＵＬＴＣＮＴ２０３６４の第２の入力と接続
されている。
【０８２５】５．乗数制御装置２０３１８ 前述の如く、ＭＵＬＴＣＮＴＬ２０３１８は、浮動小数
点数についての算術演算の実施において、ＥＸＰ２０３
１６とＭＵＬＴ２０３１４の演算を制御しかつこれを連
係させるためのいくつかの制御信号と情報を提供する。
ＭＵＬＴＣＮＴＬ２０３１８はＬＺＤ２０３７６とＭＵ
ＬＴＣＮＴ２０３６４を含んでいる。ＬＺＤ２０３７６
の入力はＦＢバス２０３３７を介してＲＦＲ２０３３６
の出力と接続されている。ＬＺＤ２０３７６の出力は、
ＭＵＬＴＣＮＴ２０３６４の第２の入力およびｍＣＲＤ
２０３４６の第４の入力と接続されている。ＭＵＬＴＣ
ＮＴ２０３６４の第２の入力はＳＣＡＬＥＲ２０３３８
の出力と接続される。前述の如く、ＭＵＬＴＣＮＴ２０
３６４の制御出力はＮＩＢＳＨＦ２０３５８の制御入力
と接続されている。
【０８２６】６．テスト兼インターフェース・ロジック
２０３２０ 最後に、ＴＳＴＩＮＴ２０３２０は、ＥＣＰＴ２０３７
８、ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２およびテスト条件ロジッ
ク（ＴＳＴＣＯＮ）２０３８６を含む。ＥＣＰＴ２０３
７８の入力およびＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２の第１の入
力は、ＦＲバス２０３３７を介してＲＦＲ２０３３６の
出力と接続される。ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２の第２の
入力は長さバス２０２２６と接続されている。ＣＯＮＳ
ＩＺＥ２０３５２の出力は、ＥＵ１０１２２からの他の
入力（表示を明瞭にするため示さない）と共に、ＴＳＴ
ＣＯＮ２０３８６と接続されている。ＴＳＴＣＯＮ２０
３８６の出力（表示を明瞭にするため示さない）はＮＡ
Ｇ２０３４０と接続されている。ＴＳＴＣＯＮ２０３８
６とＥＣＰＴ２０３７８はＦＵ１０１２０とＦＵＩＮＴ
２０２９８に対する出力とこれからの入力を有する。以
上においてＥＵ１０１２２の全体的な構造について述べ
たが、ＥＵ１０１２２の作用については、必要に応じて
紹介される別の図面の助けにより以下において説明す
る。最後に、ＥＵＣＬ２０３１０の作用について説明
し、ＴＳＴＩＮＴ２０３２０およびＦＵＩＮＴ２０２９
８を介するＥＵ１０１２２およびＦＵ１０１２０間の詳
細な制御信号インターフェースの説明を含む。ＥＵ１０
１２２とＦＵ１０１２０間のインターフェースの定義に
加え、ＥＵ１０１２２の諸操作がＭＥＭ１０１１２とＦ
Ｕ１０１２０と連係して実行されるＥＵ１０１２２のい
くつかの特徴について説明する。例えば、部分的にＭＵ
ＬＴＲＦ２０３５０およびＥＸＰＲＦ２０３８０の各部
を構成するＥＵ１０１２２のスタック機構はその一部が
ＭＥＭ１０１１２に駐在し、その結果ＥＵ１０１２２の
スタック機構の作用がＥＵ１０１２２、ＭＥＭ１０１１
２およびＦＵ１０１２０による共働的な作用を必要とす
る。
【０８２７】ｂ．実行装置１０１２２の作用（図２５
５） １．実行装置の制御ロジック２０３１０（図２５２） 図２５５においては、ＥＵＣＬ２０３１０の更に詳細な
ブロック図が示される。前述の如く、ＥＵＣＬ２０３１
０はＥＵＳＤＴ２０２６６およびＦＵＣＴＬ２０２１４
からＥＵＤＩＳバス２０２０６を介してＥＵ１０１２２
のタスク指名ポインタを受取る。ＥＵ１０１２２のタス
ク指名ポインタは、ユーザ・プログラムの実行に必要と
され、またＪＰ１０１１４の事象の処理を補佐する如き
ＥＵ１０１２２の算術演算、即ちＳＯＰを実行するため
のＥＵ１０１２２のいくつかのマイクロ命令シーケンス
を選択する。前述の如く、ＥＵＣＬ２０３１０の主な素
子は、ＣＯＭＱ２０３４２、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４、
ｍＣＲＤ２０３４６およびＮＡＧ２０３４０を含む。
【０８２８】ａ．ａ．指令キュー２０３４２ ＣＯＭＱ２０３４２の入力は、ＥＵＳＤＴ２０２６６か
ら与えられるＥＵ１０１２２のタスク指名ポインタを受
取ってこれを記憶するためＥＵＤＩＳバス２０２０６と
接続されている。このようなＥＵ１０１２２の各タスク
指名ポインタは、２つの情報フィールドからなる。第１
の情報フィールドは、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に駐在す
るマイクロ命令のある対応するシーケンスの１０ビット
の始動アドレスを含む。ＥＵ１０１２２の各タスク指名
ポインタの第２のフィールドは、それについて処理され
るべき対応するオペランドのデータ・フォーマットを識
別する情報の如きある制御情報を含む６ビットのフィー
ルドである。この場合、単位タスク指名ポインタの制御
フィールド・ビットは、それについて処理されるオペラ
ンドが符号を付したあるいは符号を付さない整数、また
はパックされたあるいはアンパックされた１０進数、ま
たは単精度あるいは２倍精度の浮動小数点数のどれを構
成するかを規定する。
【０８２９】ＣＯＭＱ２０３４２は、２つの１ワード幅
Ｘ２ワードの深さのレジスタ・ファイルからなる。これ
らのレジスタ・ファイルの第１のものは、ＳＯＰ指令キ
ュー制御ストア（ＣＱＣＳ）２５５１０およびＳＯＰ指
令キュー・アドレス・ストア（ＣＱＡＳ）２５５１２と
からなる。またこれと共に、ＣＱＣＳ２５５１０および
ＣＱＡＳ２５５１２は、ＳＯＰおよび対応するＥＵ１０
１２２のタスク指名ポインタ、即ちあるユーザのプログ
ラムの実行と直接関連するＥＵ１０１２２の操作を開始
するためのタスク指名ポインタを受取ってこれを記憶す
るための１つの１ワード幅Ｘ２ワード深さのレジスタ・
ファイルを構成する。これらのＳＯＰのアドレス・フィ
ールドはＣＱＣＳ２５５１０において受取られるが、制
御フィールドはＣＱＣＳ２５５１０において受取られて
記憶される。ＣＯＭＱ２０３４２はこれにより、ユーザ
・プログラムのＳＯＰと対応する２つまでの順次のＥＵ
１０１２２のタスク指名ポインタを受取ってこれを記憶
することができる。これらのＳＯＰによるタスク指名ポ
インタは、ＦＵ１０１２０から受取った順序で実行され
る。これにより、ＥＵ１０１２２は１つのその時実行中
のＳＯＰタスク指名ポインタおよび１つの継続中のＳＯ
Ｐタスク指名ポインタを受取って記憶することが可能で
ある。別のＳＯＰタスク指名ポインタは、前のＳＯＰが
実行される時にＣＯＭＱ２０３４２に読込むことができ
る。
【０８３０】ｂ．ｂ．指令キューの事象制御ストア２５
５１４および指令キュー事象アドレス制御ストア２５５
１６ 指令キュー事象制御ストア（ＣＱＣＥ）２５５１４およ
び指令キュー事象アドレス・ストア（ＣＱＡＥ）２５５
１６は、夫々ＣＱＣＳ２５５１０およびＣＱＡＳ２５５
１２と機能および制御作用において類似している。しか
し、ＣＱＣＥ２５５１４およびＣＱＡＥ２５５１６は、
ＪＰ１０１１４の事象の処理に必要とされる如く、ＦＵ
１０１２０により要求されるＥＵ１０１２２の諸操作を
開始するＥＵ１０１２２のタスク指名ポインタを受取っ
てこれを記憶する。再び、ＣＱＣＥ２５５１４およびＣ
ＱＡＥ２５５１６は、１つの１ワード幅Ｘ２ワード深さ
のレジスタ・ファイルを構成する。ＣＱＡＥ２５５１６
は事象タスク指名ポインタのアドレス・フィールドを受
取ってこれを記憶するが、ＣＱＣＥ２５５１４は事象タ
スク指名ポインタの対応する制御フィールドを受取って
これを記憶する。再び、ＣＯＭＱ２０３４２は、２つま
での順次の事象タスク指名ポインタを同時に受取ってこ
れを記憶する。
【０８３１】図２５５に示すように、ＣＱＡＳ２５５１
２およびＣＱＡＥ２５５１６の出力、即ちＥＵ１０１２
２のタスク指名ポインタのアドレス・フィールドは、以
下において更に詳細に説明する選択ケース・マルチプレ
クサ（ＳＣＡＳＥ）２５５１８と、開始アドレス選択マ
ルチプレクサ（ＳＡＳ）２５５２０と、ＮＡＧ２０３４
０に対する入力として与えられる。ＣＱＣＳ２５５１０
およびＣＱＣＥ２５５１４の制御フィールド出力は、以
下に更に述べるＯＰＢ２０３２２に対する入力として与
えられる。
【０８３２】ｃ．ｃ．実行装置のＳ命令テーブル２０３
４４ ＥＵＳＩＴＴ２０３４４について説明すれば、前述の如
く、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４は、ＦＵ１０１２０から受
取られたＥＵ１０１２２のタスク指名ポインタに応答し
てＥＵ１０１２２の操作を制御するためのマイクロ命令
のシーケンスを記憶するためのメモリーである。これら
のマイクロ命令シーケンスは、一般に、ユーザ・プログ
ラムのＳＯＰに応答して算術演算を実行するよう指令
し、あるいはＪＰ１０１１４の事象のサービスに必要な
ＥＵ１０１２２の操作の実行の指令を補佐することがで
きる。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４は、例えば、ページ当り
１２８ワードのページとして構成された６０ビット幅×
１２８０ワード長さに構成されたメモリーで良い。ＥＵ
ＳＩＴＴ２０３４４のページの一部は、例えばＪＰ１０
１４４の事象の処理のためのマイクロ命令のシーケンス
を記憶するための読出し専用メモリーに含めることがで
きる。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４の残りの部分は、例え
ば、ユーザ・プログラムのＳＯＰに応答してＥＵ１０１
２２の諸操作を実行するためのマイクロ命令シーケンス
を記憶するためのランダム・アクセス・メモリーの構成
とすることができる。この構成は、ＪＰ１０１１４の内
部機構の操作、例えばＥＵＳＩＴＴ２０３４４に有効に
恒久的に記憶されるＪＰ１０１１４の事象の処理のため
の操作と関連することをＥＵ１０１２２のマイクロ命令
シーケンスに許容する。ランダム・アクセス・メモリー
に構成されたＥＵＳＩＴＴ２０３４４の部分は、ＳＯＰ
の実行のためのマイクロ命令シーケンスの記憶のため使
用することができる。これらのランダム・アクセス・メ
モリーは、ＣＳ１０１１０によりその時使用中の１つ以
上のＳ言語のＳＯＰの実行のためのマイクロ命令シーケ
ンスが必要に応じてＭＥＭ１０１１２からＥＵＳＩＴＴ
２０３４４に対して書込まれることを可能にする書込み
可能な制御ストアとして使用可能である。
【０８３３】前述の如く、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４の第
２の入力は、ＪＰＤバス１０１４２と接続されたデータ
（ＤＡＴＡ）入力である。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４のデ
ータ入力は、ＭＥＭ１０１１２からＪＰＤバス１０１４
２を介してＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対してマイクロ命
令シーケンスを書込むために使用される。ＥＵＳＩＴＴ
２０３４４の第１の入力は、アドレス・ドライバ（ＡＤ
ＲＤ）２５５２２およびＮＡＧ２０３４０の出力と接続
されたアドレス（ＡＤＲ）入力である。ＡＤＲＤ２５５
２２により与えられたアドレス入力は、マイクロ命令を
ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対して書込むため、あるいは
ＥＵ１０１２２の操作を制御するためマイクロ命令をＥ
ＵＳＩＴＴ２０３４４からｍＣＲＤ２０３４６に対して
読出すためのＥＵＳＩＴＴ２０３４４内のワード場所を
選択する。これらのＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対するア
ドレス入力のＮＡＧ２０３４０による生成について以下
に更に説明しよう。
【０８３４】ｄ．ｄ．マイクロコード制御復号レジスタ
２０３４６ ＥＵＳＩＴＴ２０３４４の出力はｍＣＲＤ２０３４６の
入力と接続されている。前述の如く、ｍＣＲＤ２０３４
６はＥＵＳＩＴＴ２０３４４からマイクロ命令を受取る
ためのレジスタであり、これらマイクロ命令を復号して
対応する記憶信号をＥＵ１０１２２に対して与えるため
の復号ロジックである。図２５５に示すように、診断処
理装置マイクロプログラム・レジスタ（ＤＰｍＲ）２５
５２４は、ｍＣＲＤ２０３４６の入力に対するＥＵＳＩ
ＴＴ２０３４４の出力と並列に接続された６０ビットの
レジスタである。ＤＰｍＲ２５５２４はＤＰ１０１１８
によって６０ビットのマイクロ命令のロードが可能であ
る。診断マイクロ命令はこれにより、ＥＵ１０１２２の
マイクロ命令制御によって直接マイクロ命令を与えるた
めｍＣＲＤ２０３４６の入力側に直接与えることができ
る。
【０８３５】ｍＣＲＤ２０３４６の出力は、一般にＥＵ
１０１２２の全ての部分に対して与えられてＥＵ１０１
２２の詳細な操作を制御する。ｍＣＲＤ２０３４６のい
くつかの出力は、次のアドレス・ソース選択マルチプレ
クサ（ＮＡＳＳ）２５５２６および長い分岐ページ・ア
ドレス・ゲート（ＬＢＰＡＧ）２５５２８およびＮＡＧ
２０３４０の入力と接続されている。以下において更に
詳細に選択するように、ｍＣＲＤ２０３４６のこれらの
出力は、特定のマイクロ命令シーケンスが他のマイクロ
命令シーケンスに対する飛越しまたは長い分岐を要求す
る時、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対するアドレス入力の
生成において使用される。ｍＣＲＤ２０３４６の出力は
また、実行装置のマイクロ命令パリティ検査ロジック
（ＥＵｍＩＰＣ）２５５３０の入力に対して並列に接続
されている。ＥＵｍＩＰＣ２５５３０は、ｍＣＲＤ２０
３４６の出力において検出されたエラーに対するｍＣＲ
Ｄ２０３４６の全てのマイクロ命令出力のパリティを検
査する。
【０８３６】ｅ．ｅ．次のアドレス・ゼネレータ２０３
４０ 前述の如く、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対する読出しお
よび書込みアドレスは、ＮＡＧ２０３４０によりＡＤＲ
Ｄ２５５２２を介して与えられる。ＡＤＲＤ２５５２２
に対するアドレス入力は、ＮＡＳＳ２５５２６または診
断処理装置アドレス・レジスタ（ＤＰＡＲ）２５５３２
のいずれかから与えられる。通常の操作において、ＥＵ
ＳＩＴＴ２０３４４に対するアドレス入力はすぐに説明
するようにＮＡＳＳ２５５２６から与えられる。しか
し、ＤＰ１０１１８はＥＵＳＩＴＴ２０３４４のアドレ
スをＤＰＡＲ２５５３２に対してロードすることができ
る。次に、これらのアドレスは、ＥＵＳＩＴＴ２０３４
４内のアドレス場所を個々に選択するためＤＰＡＲ２５
５３２から読出されることができる。ＤＰＡＲ２５５３
２は、特に、マイクロ命令によるＥＵ１０１２２のマイ
クロ命令シーケンスのマイクロ命令の循環操作を可能に
するアドレスを提供するため使用することができる。
【０８３７】前述の如く、ＮＡＳＳ２５５２６は、３つ
のＮＡＧ２０３４０のアドレス・ソースからの入力を有
するマルチプレクサである。ＮＡＳＳ２５５２６の第１
のアドレス入力はｍＣＲＤ２０３４６とＬＢＰＡＧ２５
５２８の飛越し（ＪＭＰ）出力からである。これらのア
ドレス入力は、一部は、その時のマイクロ命令が別のマ
イクロ命令またはマイクロ命令シーケンスに対する飛越
しまたは長い分岐を要求する時に使用される。第２のア
ドレス・ソースはＳＡＳ２５５２０から与えられ、一般
に、マイクロ命令シーケンスの始動アドレスからなる。
ＳＡＳ２５５２０は、ＣＱＡＳ２５５１２およびＣＱＡ
Ｅ２５５１６からの第１の入力を有し、即ちＯＰと対応
する即ちＪＰ１０１１４の事象のサービスのためのマイ
クロ命令シーケンス始動アドレスを有するマルチプレク
サである。第２のＳＡＳ２５５２０の入力は、サブルー
チン戻しアドレス・スタック（ＳＵＢＲＡ）２５５３４
から与えられる。一般に、また以下において説明するよ
うに、ＳＵＢＲＡ２５５３４は、割込みが行なわれたマ
イクロ命令シーケンスのその時のマイクロ命令アドレス
を記憶するためのスタック機構として作用する。これら
の記憶されたアドレスは、これらの割込みされたマイク
ロ命令シーケンスの実行の再開のために後で使用するこ
とができる。ＮＡＳＳ２５５２６に対する第３のアドレ
ス・ソースが順次およびケース・アドレス・ゼネレータ
（ＳＣＡＧ）２５５３６から与えられる。一般に、ＳＣ
ＡＧ２５５３６は特定のマイクロ命令シーケンス内の順
次のマイクロ命令を選択するアドレスを生成する。ＳＣ
ＡＧ２５５３６はまた、マイクロ命令のケース操作のた
めマイクロ命令アドレスを生成する。図２５５に示すよ
うに、ＳＣＡＧ２５５３６とＳＡＳ２５５２０の出力は
一緒にバス化されて単一のＮＡＳＳ２５５２６の入力を
構成する。ＳＣＡＧ２５５３６およびＳＡＳ２５５２０
の出力間の選択は、ＳＣＡＧ２５５３６およびＳＡＳ２
５５２０に対する制御入力（説明を明瞭にするために示
さない）によって与えられる。ＮＡＳＳ２５５２６のア
ドレス入力間の選択は、これに対して制御入力を与える
次のアドレス・ソース選択制御ロジック（ＮＡＳＳＣ）
２５５３８によって制御される。ＮＡＳＳＣ２５５３８
は、有効にＴＳＴＣＯＮ２０３８６およびＴＳＴＩＮＴ
２０３２０から制御入力を受取るマルチプレクサとな
る。以下において更に詳細に説明するようにＴＳＴＣＯ
Ｎ２０３８６はＥＵ１０１２２内のある操作条件即ち状
態を監視して、ＮＡＳＳＣ２５５３８に対して対応する
入力を与える。ＮＡＳＳＣ２５５３８はＴＳＴＣＯＮ２
０３８６からのこれらの制御入力を有効に復号して、Ｎ
ＡＳＳ２５５２６に対して選択制御入力を与える。
【０８３８】ＮＡＧ２０３４０の全体的な構造および処
理について説明したが、次に、更に詳細にＮＡＧ２０３
４０の作用について説明する。
【０８３９】最初に、ｍＣＲＤ２０３４６およびＬＢＰ
ＡＧ２５５２８の飛越し出力から与えられるＮＡＳＳ２
５５２６のアドレス入力について説明すると、このアド
レス・ソースはその時のマイクロ命令による次のマイク
ロ命令の選択を可能にするために与えられる。ｍＣＲＤ
２０３４４の飛越し出力は、その時のマイクロ命令がＥ
ＵＳＩＴＴ２０３４４の同じページ内の別のマイクロ命
令に対する飛越しを指令することを許容する。ＬＢＰＡ
Ｇ２５５２８を介するＮＡＳＳ２５５２６の入力は、Ｅ
ＵＳＩＴＴ２０３４４内のページを指定するｍＣＲＤ２
０３４６の出力の別の部分から与えられる。このＬＢＰ
ＡＧ２５５２８を介する入力は、長い分岐操作、即ちＥ
ＵＳＩＴＴ２０３４４の１つのページにおけるあるマイ
クロ命令から別のページにおけるあるマイクロ命令への
飛越しの実行を可能にする。更に、ＬＢＰＡＧ２５５２
８を介してｍＣＲＤ２０３４６の飛越し出力からのＮＡ
ＳＳ２５５２６の入力は、ＦＵ１０１２０により要求さ
れたあるマイクロ命令シーケンスをＥＵ１０１２２がそ
の時実行中でない場合には、遊休、即ち待機状態を実行
するため使用される。この場合、遊休ルーチンは、ＴＳ
ＴＣＯＮ２０３８６がＦＵ１０１２０からＥＵ１０１２
２に対するＥＵ１０１２２のタスク指名ポインタを監視
することを指令する。もしＥＵ１０１２２のタスク指名
ポインタがＣＯＭＱ２０３４２に存在しなければ、ある
いは継続中のものがなければ、ＴＳＴＣＯＮ２０３８６
はＮＡＳＳＣ２５５３８がＮＡＳＳ２５５２６に対して
制御入力を与えることを指令して、ｍＣＲＤ２０３４６
とＬＢＰＡＧ２５５２８からのＮＡＳＳ２５５２６の入
力を選択する。このようなタスク指名ポインタがＣＯＭ
Ｑ２０３４２に受取られるまで、遊休ルーチンはＥＵ１
０１２２のタスク指名ポインタ入力について連続的にテ
ストする。この時、ＴＳＴＣＯＮ２０３８６は、継続中
のタスク指名ポインタおよびＮＡＳＳＣ２５５３８がＮ
ＡＳＳ２５５２６に対して制御出力を与えることを指令
して、一般にＳＡＳ２５５２０からのＮＡＳＳ２５５２
６の入力を選択する。ＴＳＴＣＯＮ２０３８６およびＮ
ＡＳＳＣ２５５３８もまたＮＡＳＳ２５５２６に指令し
て、呼出されたマイクロ命令からある前の割込みされた
マイクロ命令シーケンスへ戻ると同時にＳＡＳ２５５２
０からの入力を選択する。
【０８４０】前述の如く、ＳＡＳ２５５２０はＣＯＭＱ
２０３４２およびＳＵＢＲＡ２５５３４から始動アドレ
スを受取る。新たなマイクロ命令シーケンスが開始され
てあるユーザ・プログラムＳＯＰを実行する時あるいは
ＪＰ１０１１４のある事象をサービスする時、ＳＡＳ２
５５２０はＮＡＳＳ２５５２６に対する入力としてＣＱ
ＡＳ２５５１２またはＣＱＡＥ２５５１６の出力を選択
することになる。ＣＱＣＳ２５５１０は、ある呼出され
たサブルーチンから前に実行中であったが割込みされた
あるサブルーチンへの戻りと同時に、ＳＵＢＲＡ２５５
３４のあるアドレス出力を選択する。前述の如く、その
時実行中のマイクロ命令のシーケンスが割込みされる
時、ＳＵＢＲＡ２５５３４はこのマイクロ命令のアドレ
スを有効に記憶するためのスタック機構となる。ＳＵＢ
ＲＡ２５５３４は、事象の処理のマイクロ命令シーケン
スのスタックにおける使用に専用化されるいくつかのレ
ジスタを有する１１ビット幅×８ワード深さのレジスタ
である。ＳＵＢＲＡ２５５３４の他の部分は、ＳＯＰの
スタックのため、即ちある最初のマイクロ命令シーケン
スが第２のマイクロ命令シーケンスを呼出すマイクロ命
令シーケンスのスタックのために使用される。ＳＵＢＲ
Ａ２５５３４は先入れ先出しスタックとしては作用せ
ず、アドレス入力選択レジスタおよびＳＵＢＲＡ２５５
３４がｍＣＲＤ２０３４６のマイクロ命令制御出力によ
り与えられるランダム・アクセス・メモリーとして作用
させられる。これにより、スタック機構としてのＳＵＢ
ＲＡ２５５３４の作用はＥＵＳＩＴＴ２０３４４に記憶
されたマイクロ命令シーケンスによって制御される。図
２５５に示されるように、割込みされたマイクロ命令シ
ーケンスの接続のマイクロ命令のアドレスは、次に説明
するＳＣＡＧ２５５３６の出力からＳＵＢＲＡ２５５３
４のデータ入力に対して与えられる。
【０８４１】前述の如く、ＳＣＡＧ２５５３６は順次ア
ドレスを生成して、マイクロ命令シーケンス内の順次の
マイクロ命令を選択し、またケース操作のためのマイク
ロ命令アドレスを生成する。ＳＣＡＧ２５５３６は、次
のアドレス・レジスタ（ＮＸＴＲ）２５５４０と、次の
アドレス演算論理装置（ＮＡＡＬＵ）２５５４２と、Ｓ
ＣＡＳＥ２５５１８を含む。ＮＡＡＬＵ２５５４２は１
２ビットの演算論理装置である。ＮＡＡＬＵ２５５４２
の最初の１１ビット入力は、ＡＤＲＤ２５５２２の出力
と接続され、これによりＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対し
て与えられる接続のアドレスである。ＮＡＡＬＵ２５５
４２に対する第２の４ビット入力はＳＣＡＳＥ２５５１
８の出力から与えられる。あるマイクロ命令シーケンス
の順次の実行中、ＳＣＡＳＥ２５５１８の出力は２進数
零であり、ＮＡＡＬＵの桁送り入力は１に強制される。
これにより、ＮＡＡＬＵ２５５４２の出力はＥＵＳＩＴ
Ｔ２０３４４に対して与えられる接続のマイクロ命令ア
ドレスより１つ大きなアドレスであり、これにより次の
順次のマイクロ命令のアドレスとなる。図２５５に示し
たように、ＳＣＡＳＥ２５５１８はＳＣＡＬＥＲ２０３
３８の出力側からの入力を受取る。この入力はケース操
作の間使用され、あるデータに関連する番号がＮＡＡＬ
Ｕ２５５４２の第２の入力に対するＳＣＡＳＥ２５５１
８の出力として選択されることを可能にする。ＳＣＡＬ
ＥＲ２０３３８からのＳＣＡＳＥ２５５１８の入力はこ
れにより、ＮＡＧ２０３４０がマイクロ命令のケース操
作を行なうことを可能にするが、ケース値はＳＣＡＬＥ
Ｒ２０３８８の内容によって決定される。
【０８４２】ＮＡＡＬＵ２５５４２の次のアドレス出力
はＮＸＴＲ２５５４０にロードされるが、これは３状態
の出力レジスタからなる。ＮＸＴＲ２５５４０の次のア
ドレス出力は、ＳＡＳ２５５２０の出力の場合と共通
に、前述の如くＮＡＳＳ２５５２６の第２の入力と接続
される。従って、マイクロ命令シーケンスの通常の実行
中、ＳＣＡＧ２５５３６はＮＡＳＳ２５５２６とＡＤＲ
Ｄ２５５２２を介して、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４からの
順次のマイクロ命令を選択する。今述べたように、ＳＣ
ＡＧ２５５３６もまたマイクロ命令のケース操作におい
て次のマイクロ命令アドレスを提供することができる。
【０８４３】要約すれば、ＮＡＧ２０３４０は全ての通
常のマイクロ命令シーケンスアドレス指定操作を実施す
ることができる。例えば、ＮＡＧ２０３４０は、ｍＣＲ
Ｄ２０３４６の飛越しからのＮＡＳＳ２５５２６の入力
を介し、あるいはＬＢＰＡＧ２５５２８を介して飛越し
操作または長い分岐操作のいずれかのその時のマイクロ
命令により次のマイクロ命令の選択を可能にする。ＮＡ
Ｇ２０３４０は、ＣＯＭＱ２０３４２およびＳＡＳ２５
５２０を介してマイクロ命令シーケンスの始動アドレス
を提供し、あるいはＳＶＢＲＡ２５５３４およびＳＡＳ
２５５２０を介して割込みされスタックされたマイクロ
命令シーケンスに対してアドレスを戻すことができる。
ＮＡＧ２０３４０は、ＳＣＡＧ２５５３６の操作を介し
て特定のマイクロ命令シーケンスのマイクロ命令を順次
アドレス指定することができ、あるいはＳＣＡＧ２５５
３６を介してマイクロ命令ケース操作を実施することが
できる。
【０８４４】２．オペランド・バッファ２０３２２ ＥＵＣＬ２０３１０の構造および作用について選択した
が、ＯＰＢ２０３２２の構造および作用については次に
説明する。前述の如く、ＯＰＢ２０３２２はオペラン
ド、データをＭＥＭ１０１１２およびＦＵ１０１２０か
らＭＯＤバス１０１４４およびＪＰＤバス１０１４２を
介して受取る。ＯＰＢ２０３２２は、ＭＵＬＴ２０３１
４およびＥＸＰ２０３１６により最も有効に使用された
フォーマットにおいてＭＵＬＴ２０３１４およびＥＸＰ
２０３１６に対してデータを提供するいくつかのオペラ
ンドフォーマットの翻訳を実施することができる。前述
の如く、ＥＵ１０１２２は整数、パックされあるいはア
ンパックされた１０進数および単精度または２倍精度の
浮動小数点数について算術演算を実施することができ
る。
【０８４５】従って、要約すれば、ＯＰＢ２０３２２
は、ＭＥＭ１０１１２およびＦＵ１０１２０からの整
数、単精度および２倍精度の浮動小数点数、およびパッ
クされあるいはアンパックされた１０進数オペランドを
受入れることができ、またＭＵＬＴ２０３１４およびＥ
ＸＰ２０３１６により最も有効に使用されるフォーマッ
トにおいてＭＵＬＴ２０３１４およびＥＸＰ２０３１６
に対してこれらのオペランドの適当なフィールドを提供
することができる。この際、ＯＰＢ２０３２２は単精度
および２倍精度の浮動小数点数オペランドから指数およ
び仮数のフィールドを抽出して、夫々ＥＸＰ２０３１６
およびＭＵＬＴ２０３１４に対してこれらのオペランド
の指数および仮数を提供し、またアンパックされた１０
進数オペランドをアンパックする、即ちＭＵＬＴ２０３
１４により最も有効に使用されるパックされた１０進数
オペランドに変換する。
【０８４６】ＯＰＢ２０３２２の構造および作用につい
て述べたが、ＭＵＬＴ２０３１４の構造および作用につ
いては次に説明することにする。
【０８４７】３．乗算器２０３１４（図２５７，図２５
８） 前述の如く、ＭＵＬＴ２０３１４は、単精度および２倍
精度の浮動小数点数オペランド、整数のオペランドおよ
び１０進数オペランドの仮数フィールドについての加減
乗除演算を実施する。ＯＰＢ２０３２２に関して前に述
べたように、ＯＰＢ２０３２２は、アンパックされた１
０進数オペランドをＭＵＬＴ２０３１４により演算され
るべきパックされた１０進数オペランドに変換する。こ
れにより、ＭＵＬＴ２０３１４はアンパックされた１０
進数オペランドについての全ての算術演算を有効に実施
することが可能である。
【０８４８】ａ．ａ．乗算器２０３１４のデータ経路お
よびメモリー（図２５７） 図２５７においては、２０３１４のデータ経路およびメ
モリーの更に詳細なブロック図が示される。前述の如
く、ＭＵＬＴ２０３１４の主な要素は、ＭＵＬＴＲＦ２
０３５０およびＣＯＮＳＴ２０３６０からなる記憶素
子、ＭＵＬＴＩＭ２０３２８とＭＵＬＴＲＭ２０３３４
を含むオペランド入力および結果出力の多重化ロジッ
ク、および算術演算ロジックを含む。ＭＵＬＴ２０３１
４のオペランド入力および結果出力多重化ロジックおよ
び記憶素子について最初に説明し、ＭＵＬＴ２０３１４
の算術演算ロジックの説明が続く。
【０８４９】前述の如く、オペランドを含む入力データ
はＭＵＬＴＩＮバス２０３５４を介してＭＵＬＴ２０３
１４の算術演算ロジックに対して与えられる。ＭＵＬＴ
ＩＮバス２０３５４は、３つのソースからのデータが与
えられる。第１のソースは、５１２ワードＸ３２ビット
幅の読出し専用メモリーであるＣＯＮＳＴ２０３６０で
ある。ＣＯＮＳＴ２０３６０は、算術演算において使用
される定数の記憶のために使用される。特に、ＣＯＮＳ
Ｔ２０３６０はＡＳＣＩＩ文字オペランドであるアンパ
ックされた１０進数に対するゾーン・フィールドを記憶
する。前述の如く、アンパックされた１０進数オペラン
ドはＯＰＢ２０３２２により受取られ、ＭＵＬＴ２０３
１４により更に有効に使用されるようにパックされた１
０進数オペランドに変換される。このため、ＭＵＬＴ２
０３１４によりかかるオペランドから生成された最終結
果出力はパックされた１０進数フォーマットである。以
下において説明するように、ＭＵＬＴ２０３１４は、こ
れらのパックされた１０進数結果をゾーン・フィールド
の装入によってアンパックされた１０進数結果に変換す
るため使用することができる。図２５７に示すように、
アドレス入力はＥＸＰＱバス２０３２５およびｍＣＲＤ
２０３４６の出力からＣＯＮＳＴ２０３６０に対して与
えられる。これらのアドレス入力間の選択は、定数アド
レス・マルチプレクサ（ＣＯＮＳＴＡＭ）２５７１０を
介して与えられる。一般に、ＣＯＮＳＴ２０３６０のア
ドレスはＥＵＣＬ２０３１０から与えられるが、あるい
はまた特殊な操作のためＥＸＰＱバス２０３２５から与
えることもできる。
【０８５０】オペランド・データは、２入力の６４ビッ
ト・マルチプレクサである。ＭＵＬＴＩＭ２０３２８を
介してＭＵＬＴＩＮバス２０３５４に対して与えられ
る。ＭＵＬＴＩＭ２０３２８の第１の入力はＯＰＱバス
２０３２３から与えられ、ＯＰＢ２０３２２から与えら
れるオペランド情報からなる。ＯＰＱバス２０３２３は
５６ビット幅のバスであり、これに現われるオペランド
・データは、いずれかが直接ＯＰＢ２０３２２からある
いはアンパックされた１０進数のパックされたオペラン
ドへのＯＰＢ２０３２２の変換の結果与えられる３２ビ
ットの整数オペランド、または３２ビットのパックされ
た１０進数オペランド、または２４ビットの単精度オペ
ランドの仮数フィールド、または５６ビットの２倍精度
浮動小数点数オペランドの仮数フィールドからなる。前
述の如く、あるＯＰＱバス２０３２３は特定のオペラン
ドに従って零または符号拡張充填が可能である。
【０８５１】ＭＵＬＴＩＭ２０３２８の第２の入力はＭ
ＵＬＴＲＦ２０３５０から与えられる。ＭＵＬＴＲＦ２
０３５０は、１６ワードＸ６４ビット幅のランダム・ア
クセス・メモリーである。図２０３および図２５７に示
すように、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０は、ＦＲバス２０３
３７を介してＲＦＲ２０３３６の出力間に接続され、Ｍ
ＵＬＴＩＭ２０３２８およびＭＵＬＴＩＮバス２０３５
４を介してＭＵＬＴ２０３１４の算術演算ロジックの入
力側に接続される。従って、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０
は、反復的な算術演算を含む算術演算の中間結果を記憶
するためのスクラッチ・パッド・メモリーとして使用す
ることができる。更に、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０の一部
は、ＧＲＦ１０３５４における如く、ＦＵ１０１２０に
おけるＭＩＳ１０３６８およびＭＯＳ１０３７０と類似
のＥＵ１０１２２のスタック機構として使用される。Ｅ
Ｕ１０１２２のスタック機構の処理については、ＥＵ１
０１２２のＭＥＭ１０１１２およびＦＵ１０１２０に対
するインターフェースの以降の説明において記述する。
ＭＵＬＴＲＦ２０３５０のアドレス入力（ＡＤＲ）は、
乗数レジスタ・ファイル・アドレス・マルチプレクサ
（ＭＵＬＴＲＦＡＭ）２５７１２から与えられる。
【０８５２】ＭＵＬＴＲＦＡＭ２５７１２は、例えばＳ
Ｎ７４Ｓ２５８からなる複式４ビット・マルチプレクサ
である。ＭＵＬＴＲＦ２０３５０に対するアドレス入力
に加え、ＭＵＬＴＲＦＡＭ２５７１２はＥＸＰＲＦ２０
３８０に対してアドレス入力を与える。前述の如く、Ｍ
ＵＬＴＲＦ２０３５０およびＥＸＰＲＦ２０３８０は共
に、ＧＲＦ２０３５４およびＦＲ１０１２０と類似のＥ
Ｕ１０１２２の汎用レジスタ・ファイルを構成する。こ
のため、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０およびＥＸＰＲＦ２０
３８０は、これらに関する並列の読出しおよび書込みエ
ントリのため並列にアドレス指定される。ＭＵＬＴＲＦ
ＡＭ２５７１２に対するアドレス入力は最初にｍＣＲＤ
２０３４６から与えられ、これによりＭＵＬＴＲＦ２０
３５０とＥＸＰＲＦ２０３８０のアドレス指定のマイク
ロ命令制御を提供する。ＭＵＬＴＲＦＡＭ２５７１２に
対する第２のアドレス入力は、乗数レジスタ・ファイル
のアドレス・カウンタ（ＭＵＬＴＲＦＡＣ）２５７１４
の出力から与えられるのである。
【０８５３】ＭＵＬＴＲＦＡＣ２５７１４は４ビットの
カウンタであり、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０およびＥＸＰ
ＲＦ２０３８０に対する順次アドレスを生成するため使
用される。初期アドレスは、乗算器レジスタ・ファイル
・アドレス・カウンタ・マルチプレクサ（ＭＵＬＴＲＦ
ＡＣＭ）２５７１６からＭＵＬＴＲＦＡＣ２５７１４に
ロードされる。ＭＵＬＴＲＦＡＣＭ２５７１６は２入力
の４ビット・マルチプレクサである。ＭＵＬＴＲＦＡＣ
Ｍ２５７１６に対する入力はｍＣＲＤ２０３４６の出力
から最初に与えられる。この入力は、ＭＵＬＴＲＦＡ２
５７１４にロードされるべき初期アドレスのマイクロ命
令の選択が後で使用されて順次のＭＵＬＴＲＦ２０３５
０およびＥＸＰＲＦ２０３８０のアドレスを生成するこ
とを許容する。ＯＰＱバス２０３２３からのＭＵＬＴＲ
ＦＡＣＭ２５７１６の入力は、１つのアドレス即ち１連
のアドレスの始動アドレスが、例えばＭＥＭ１０１１２
およびＦＵ１０１２０からＪＰＤバス１０１４２または
ＭＯＤバス１０１４４を介して選択されることを可能に
する。
【０８５４】ＭＵＬＴ２０３１４の算術演算ロジックの
中間および最終結果出力は、ＦＲバス２０３３７および
ＭＵＬＴＲＭ２０３３４から直接ＭＵＬＴＲＦ２０３５
０のデータ入力に対して与えられる。ＭＵＬＴＲＭ２０
３３４に対する入力は更に、ＦＲバス２０３３７および
ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２およびＴＳＴＩＮＴ２０３２
０の出力から与えられる。
【０８５５】ＦＲバス２０３３７はＲＦＲ２０３３６の
６４ビット出力と接続されたバスであり、ＭＵＬＴ２０
３１４の算術演算の最終演算および中間演算の結果を保
持する。ＭＵＬＴ２０３１４の算術演算ロジックの以下
の説明において明らかなように、ＲＦＲ２０３３６の出
力、従ってＦＲバス２０３３７は６４ビット幅である。
特に２倍精度浮動小数点数の６４ビットの仮数フィール
ドを含む演算において、あるＭＵＬＴ２０３１４の算術
演算の中間結果の全ての有意義なデータ・ビットの保持
を保証するため６４ビットが提供される。更に、今すぐ
に説明するように、また前に述べたように、ＭＵＬＴ２
０３１４はパックされた１０進数フォーマットにおける
最終結果をアンパックされた１０進数フォーマットにお
ける最終結果に変換することができる。この操作におい
ては、単一の３２ビット、即ち１ワードのパックされた
１０進数の結果が、ゾーン・フィールドの挿入によって
６４ビットの、２ワードのアンパックされた１０進数フ
ォーマットに変換される。
【０８５６】前述の如く、２つの並列なデータ経路がＦ
Ｒバス２０３３７からＭＵＬＴＲＦ２０３５０への情報
の転送のために提供される。第１の経路は直接ＦＲバス
２０３３７からで、第２の経路はＭＵＬＴＲＭ２０３３
４のアンパックされた１０進数マルチプレクサ（ＵＰＤ
Ｍ）２５７１８経由である。直接経路は、ＦＲバス２０
３３７のビット０乃至２３およびビット５６乃至６３か
らなる情報の３２ビットに対して使用される。ＵＰＤＭ
２６７１８を経由するデータ経路は、ＵＰＤＭ２５７１
８の第１の入力に接続されたＦＲバス２０３３７のビッ
ト２４乃至５５、またはＵＰＤＭ２５７１８の第２の入
力と接続されたビット４０乃至５５のいずれかを含む。
単精度浮動小数点数は３２ビット数プラス２つ以上保護
ビットであり、これによりＭＵＬＴＲＦ２０３５０に対
する直接経路のビット０乃至２３を介し、またＵＰＤＭ
２５７１８の第１の入力（ビット２４乃至５５）を介し
てＭＵＬＴＲＦ２０３５０に対して書込まれる。２倍精
度の浮動小数点数は、５ビットの幅プラス保護ビットで
あり、このためＭＵＬＴＲＦ２０３５０に対する直接経
路およびＵＰＤＭ２５７１８の第１の入力を経由する経
路を使用する。直接経路のビット５６乃至６３は、２倍
精度の浮動小数点数の保護ビットに対して使用される。
整数およびパックされた１０進数の双方はＦＲバス２０
３３７のビット２４乃至５５を使用し、このためＵＰＤ
Ｍ２５７１８の第１の入力を介してＭＵＬＴＲＦ２０３
５０に対し書込まれる。前述の如く、これらのオペラン
ドのビット０乃至２３は符号拡張により充填される。
【０８５７】ａ．ａ．ａ．コンテナ・サイズの検査 前述の如く、ＭＵＬＴＲＭ２０３３４はＣＯＮＳＩＺＥ
２０３５２からの入力を有する。以下においてＴＳＴＩ
ＮＴ２０３２０に関して説明するように、ＣＯＮＳＩＺ
Ｅ２０３５２は、ＥＵ１０１２２からＭＥＭ１０１１２
に対する結果の各ストア・バック毎に「コンテナ・サイ
ズ」検査を実施する。ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２は、結
果が書込まれるべきＭＥＭ１０１１２のアドレス空間を
記述する論理記述子に対してストア・バックされるべき
結果における有意義なビットの数を比較する。ＭＥＭ１
０１１２に対する反復的な書込み操作が結果のＭＥＭ１
０１１２への転送のため必要とされる場合、即ちストリ
ング転送において、コンテナ・サイズ情報はコンテナ・
サイズ・ドライバ（ＣＯＮＳＩＺＥＤ）２５７２０およ
びＭＵＬＴＲＭ２０３３４を介してＣＯＮＳＩＺＥ２０
３５２から読出されて、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０に書込
まれる。このため、ＭＵＬＴＲＦ２０３５０に記憶され
るコンテナ・サイズ情報を用いて、ＥＵ１０１２２から
ＭＥＭ１０１１２に対する結果のストリング転送の間、
ＥＵ１０１２２が連続的なコンテナ・サイズ検査を実施
することを可能にする。更に、すぐに説明するように、
コンテナ・サイズ情報はＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２から
ＭＯＤバス１０１４４に対して読込むことができる。
【０８５８】ｂ．ｂ．ｂ．最終開口の出力マルチプレク
サ２０３２４ 最後にＦＲＯＭ２０３２４について述べれば、前述の如
く、ＦＲＯＭ２０３２４は一般に、ＭＥＭ１０１１２ま
たはＦＵ１０１２０に対する転送のため、ＪＰＤバス１
０１４２に対するＥＵ１０１２２の算術演算の結果を転
送するため使用される。図２５７に示すように、ＦＲＯ
Ｍ２０３２４は、２４ビットの最終結果バス・ドライバ
（ＦＲＢＤ）２５７２２および結果バス・ドライバ（Ｒ
ＢＲ）２５７２４からなっている。ＦＲＢＤ２５７２２
の入力はＦＲバス２０３３７と接続され、これに現われ
るデータがＪＰＤバス１０１４２に対して転送されるこ
とを可能にする。特に、ＦＲＢＤ２５７２２は、ＥＸＰ
２０３１６からの対応する指数フィールドと並列に、Ｊ
ＰＤバス１０１４２に対して単精度の浮動小数点数の結
果の２４ビットの仮数フィールドを転送するため使用さ
れる。ＲＢＲ２５７２４の入力はＲＳＬＴバス２０３８
８と接続されてＵＰＤＭ２５７１８の出力がＪＰＤバス
１０１４２に対して転送されることを可能にする。一般
に、ＲＢＲ２５７２４、ＲＳＬＴバス２０３８８および
ＵＰＤＭ２５７１８は、ＭＵＬＴ２０３１４からＪＰＤ
バス１０１４２に対してＥＵ１０１２２の演算の最終結
果を転送するために使用される。このデータ経路により
転送される最終結果は、整数、パックされあるいはアン
パックされた１０進数結果および２倍精度浮動小数点数
の結果の仮数フィールドを含む。２倍精度の浮動小数点
数のアンパック１０進数および仮数フィールドは共に２
つの３２ビット・ワードからなり、このため２つの順次
の転送操作においてＪＰＤバス１０１４２に対して転送
される。
【０８５９】ＭＵＬＴ２０３１４の記憶素子および入出
力回路の構造および作用について説明したが、ＭＵＬＴ
２０３１４の算術演算ロジックについて次に説明するこ
とにする。
【０８６０】４．テストおよびインターフェース・ロジ
ック２０３２０（図２６０〜図２６８） 前述の如く、ＴＳＴＩＮＴ２０３２０は、ＣＯＮＳＩＺ
Ｅ２０３５２と、ＭＵＬＴＩＭ２０３２８と、ＴＳＴＣ
ＯＮＤ２０３８４と、ＲＳＬＴバス２０３８８を含む。
ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２は、前述の如く、ＥＵ１０１
２２の操作結果がＭＥＭ１０１１２に対して書込まれる
時、「コンテナ・サイズ」検査操作を実施する。即ち、
ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２は、ＥＵ１０１２２の結果の
有意義ビットのサイズまたは数を、ＥＵ１０１２２の結
果が書込まれるべきＭＥＭ１０１１２の場所の容量即ち
コンテナ・サイズと比較する。図２０３に示すように、
ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２はＦＲバス２０３３７からの
第１の入力、即ちＥＵ１０１２２の演算結果を受取る。
ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２の第２の入力は、これらのＥ
Ｕ１０１２２の結果が書込まれるべきＭＥＭ１０１１２
のアドレス空間を識別する論理記述子の長さフィールド
を受取るように長さバス２０２２６と接続されている。
ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２は、例えば、ＦＲバス２０３
３７に現われるＥＵ１０１２２の演算結果を検査しかつ
これらの結果におけるデータのビット数を判定するた
め、読出し専用メモリーおよびフィールド・プログラム
・ロジック・アレイの組合せである論理回路を含む。Ｃ
ＯＮＳＩＺＥ２０３５２はＥＵ１０１２２の結果のサイ
ズを論理記述子の長さフィールドと比較し、特に、もし
結果のサイズが論理記述子の長さを越える場合は、以下
に示すように、ＭＵＬＴＩＭ２０３２８に対して警報出
力を与える。
【０８６１】前に述べ、かつ以下において更に説明する
ＴＳＴＣＯＮＤ２０３８４は、ＦＵ１０１２０とＥＵ１
０１２２間のインターフェース回路である。ＴＳＴＣＯ
ＮＤ２０３８４は、ＥＵ１０１２２の操作に関してＥＵ
１０１２２により実施されるあるテスト操作の結果をＦ
Ｕ１０１２０が規定して検査することを可能にする。
【０８６２】ＭＵＬＴＩＭ２０３２８はＥＵ１０１２２
の操作を監視して、ある「例外」が生じる時を表示する
出力を提供する。これらの例外とは、意図された零によ
る除算、浮動小数点数の指数の下位桁あふれまたは桁あ
ふれ、および整数のコンテナ・サイズの障害が含まれ
る。ＲＳＬＴバス２０３８８もまた、ＥＵ１０１２２の
操作に割込みを行なうことをＦＵ１０１２０に許容する
ＥＵ１０１２２とＦＵ１０１２０間のインターフェース
である。ＲＳＬＴバス２０３８８は、ＦＵ１０１２０を
して、前に述べたあるＦＵ１０１２０の事象の処理にお
いて補佐を行なうある操作の実行をＥＵ１０１２２に指
令することを許容する。
【０８６３】ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２、ＭＵＬＴＩＭ
２０３２８、ＴＳＴＣＯＮＤ２０３８４、ＲＳＬＴバス
２０３８８の作用、およびＦＵ１０１２０に対するＥＵ
１０１２２のインターフェースの他の特徴については、
前記インターフェースの作用およびＦＵ１０１２０のス
タック機構の如きＥＵ１０１２２のある内部機構の作用
についての以下の説明において、更に記述することにす
る。
【０８６４】ａ．ａ．ＦＵ１０１２０／ＥＵ１０１２２
間のインターフェース 前述の如く、ＥＵ１０１２２およびＦＵ１０１２０は、
各々がそれ自体のマイクロコード制御下で作用する非同
期の処理装置である。ＥＵ１０１２２およびＦＵ１０１
２０は同時かつ相互に独立して作用するが相互に結合さ
れ、その作用は以下に述べるインターフェース信号によ
って連係される。ＥＵ１０１２２が万一ＦＵ１０１２０
からの要求に即時応答できない場合、ＥＵ１０１２２が
使用可能になるまでＦＵ１０１２０は遊休状態となり、
また逆にＥＵ１０１２２からのオペランド即ち操作の要
求を受取らないかあるいはこれがない場合には、オペラ
ンド即ち操作の要求がＦＵ１０１２０から受取られるま
で、ＥＵ１０１２２は遊休状態を維持することになる。
【０８６５】通常の作用においては、ＥＵ１０１２２は
ＦＵ１０１２０の制御下にあるオペランドを操作し、こ
れは更にユーザ・プログラムのＳＯＰの制御下にある。
ＦＵ１０１２０があるオペランドの算術演算または論理
演算を要求する時は、ＦＵ１０１２０は指令即ちＥＵ１
０１２２に対するタスク指名ポインタ（ＥＵＤＰ）をタ
スク指名する。前述の如く、ＥＵＤＰは基本的にはＥＵ
ＳＩＴＴ２０３４４に対する初期アドレスである。ＥＵ
ＤＰは、オペランドについての必要な演算を実施するＥ
Ｕ１０１２２のマイクロ命令シーケンスの始動場所を識
別する。前述の如くＦＵ１０１２０の制御下でオペラン
ドがＥＵ１０１２２から取出され、ＯＰＢ２０３２２に
対して転送される。次に、これらのオペランドがＥＵ１
０１２２によりＯＰＢ２０３２２から呼出されて、前述
の如くＭＵＬＴ２０３１４およびＥＸＰ２０３１６に対
して転送される。所要の操作が完了した後、ＦＵ１０１
２０は結果が用意されたことを通知される。この時点
で、ＦＵ１０１２０はあるテスト条件、例えばＴＳＴＣ
ＯＮＤ２０３８４を介してある整数即ち１０進数の桁送
りビットがセットされたか、あるいは仮数の符号ビット
がセットまたはリセットされるかの如き条件を検査する
ことができる。このテスト操作は、ＦＵ１０１２０およ
びＥＵ１０１２２の操作の条件付き分岐および同期操作
のためＦＵ１０１２０によって使用される。ＭＵＬＴＩ
Ｍ２０３２８による例外検査もまたこの時実施される。
例外検査は、例えば、零による除算が試みられるか、あ
るいはコンテナ・サイズの障害が生じたかどうかを判定
する。一般に、ＦＵ１０１２０が例外検査を要求するま
ではＦＵ１０１２０は例外エラーの通知を受けない。結
果がＦＵ１０１２０またはＭＥＭ１０１１２に対してＥ
Ｕ１０１２２により転送された後、次の操作がＦＵ１０
１２０により要求されるまでＥＵ１０１２２は遊休操作
に入る。
【０８６６】ＦＵ１０１２０とＥＵ１０１２２間の全体
的なインターフェースの作用について簡単に説明した
が、初期手順と呼ばれるこのインターフェースの作用に
ついては次に更に詳細に説明する。一般に、通常の操作
におけるＥＵ１０１２２とＦＵ１０１２０間の初期手順
操作は６つの操作に続くものと見做すことができる。こ
れらの操作は、例えば、ＣＯＭＱ２０３４２のローディ
ング、ＯＰＢ２０３２２のローディング、ＥＵ１０１２
２からＦＵ１０１２０またはＭＥＭ１０１１２に対する
結果のストア・バックまたは転送、テスト条件の検査、
例外検査およびＥＵ１０１２２の遊休操作を含む。ＦＵ
１０１２０とＥＵ１０１２２間の初期手順については、
今挙げた順序に従ってこれらの操作の各種類について以
下において説明する。
【０８６７】ａ．ａ．ａ．指令キュー２０３４２のロー
ディング（図２６０） 図２６０においては、図示の如くＣＯＭＱ２０３４２の
ローディングのオブジェクトのためＦＵ１０１２０に対
するＥＵ１０１２２のインターフェースが示されてい
る。通常のＳＯＰ指令によるＪＰ１０１１４の操作の
間、８ビットの命令（ＯＰ）コードは前に述べたように
命令ストリームから分析され、またこれも前に説明した
ようにＥＵＳＤＴ２０２６６をアドレス指定するダイア
レクト情報と連結される。ＥＵＳＤＴ２０２６６は、Ｅ
ＵＳＩＴＴ２０３４４に対して対応するアドレス即ちＥ
ＵＤＰを与える。
【０８６８】ダイアレクト情報は、その時実行中のＳ言
語を指定し、その結果このＳ言語に対してＥＵＳＩＴＴ
２０３４４において使用可能なマイクロ命令シーケンス
のグループを指定する。前述の如く、ＦＵ１０１２０は
１ダイアレクト当り２４５までのマイクロ命令シーケン
スを有する４つのＳ言語ダイアレクトと、１ダイアレク
ト当り１２８までのマイクロ命令シーケンスを有する８
つのダイアレクトを指定することができる。
【０８６９】ＥＵＳＤＴ２０２６６によって与えられる
ＥＵＤＰは、前述の如く、９ビットのアドレス・フィー
ルドと、２ビットのオペランド情報フィールドと、１ビ
ットのフラッグ・フィールドからなっている。アドレス
・フィールドはＥＵＳＩＴＴ２０３４４におけるマイク
ロ命令シーケンスの始動アドレスであり、ＥＵ１０１２
２はこのマイクロ命令シーケンスにより指令される操作
を実施することになる。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４はアド
レス・フィールドの１１ビットを要求し、ＥＵＤＰの９
ビット・アドレス・フィールド左寄せおよび零充填によ
ってある１１ビットのアドレス・フィールドにマップさ
れる。
【０８７０】ＦＵ１０１２０はまた、ＪＰＤバス１０１
４２からのＥＵ１０１２２のマイクロ命令制御されたど
んな操作でもタスク指名即ち選択することができる。こ
のようなＥＵＤＰはＪＰＤバス１０１４２からＥＵＳＩ
ＴＴ２０３４４のデータ入力に対して与えられ、直接ｍ
ＣＲＤ２０３４６に送られる。ＥＵＤＰがＪＰＤバス１
０１４２から与えられる前に、ＦＵ１０１２０はこのＥ
ＵＤＰをＭＥＭ１０１１２に記憶された妥当な、即ち許
容されたＥＵＳＩＴＴ２０３４４のアドレスのリストと
比較する検査操作を行なう。もしＪＰＤバス１０１４２
を介して与えられたＥＵＤＰが適正なＥＵＳＩＴＴのア
ドレスでなければ、誤りが表示される。あるいはまた、
ＦＵ１０１２０は、そのマイクロ命令ワードにおけるリ
テラル・フィールドからＥＵＤＰ、即ちＥＵＳＩＴＴ２
０３４４のアドレスを有効に提供することができる、こ
のようなＦＵ１０１２０のマイクロ命令ワードのリテラ
ル・フィールドがＥＵＳＤＴ２０２６６に対するＳＯＰ
として有効に使用可能である。
【０８７１】ＣＯＭＱ２０３４２のロード操作の間ＥＵ
１０１２２とＦＵ１０１２０間の初期手順は、図２６０
に示すように進行可能である。１２ビットのＥＵＤＰが
ＥＵＤＩＳバス２０２０６上に配され、制御信号ロード
指令キュー（ＬＤＣＭＱ）が保有される。もしＣＯＭＱ
２０３４２が充填済みであるならば、ＣＯＭＱ２０３４
２に余地ができるまで、ＦＵ１０１２０を状態Ｍ０に保
持させる制御信号の指令保持（ＣＭＤＨＯＬＤ）をＥＵ
１０１２２が生じる。前述の如く、ＣＯＭＱ２０３４２
は２つの２ワード・バッファからなり、このバッファに
おいては１つのバッファが通常のＳＯＰ操作のため使用
され、他方のバッファはＦＵ１０１２０およびＥＵ１０
１２２の内部機構操作の制御のため使用される。
【０８７２】ＥＵＤＰは、状態のタイミング信号ＭＩＣ
ＰＴおよびＭ１が保有される時ＣＯＭＱ２０３４２に対
してロードされる。もしＣＯＭＱ２０３４２に対して転
送されるＥＵＤＰが２倍精度の浮動小数点数の演算に関
するものである場合、制御信号「２倍精度のセット（Ｓ
ＥＴＤＰ）」が保有される。ＳＥＴＤＰはＯＰＢ２０３
２２の制御のため使用され、単精度および２倍精度の浮
動小数点数演算は同じＳＯＰを他の方法で使用するた
め、同じＥＵＳＩＴＴ２０３４４のマイクロ命令シーケ
ンスを他の方法で照合することになる。
【０８７３】この時点で、ＥＵＤＰはＣＯＭＱ２０３４
２に対してロードされ、前述の如くＥＵＣＬ２０３１０
によりＦＵ１０１２０の操作を制御するため復号され
る。要求されたマイクロ命令シーケンスが実行された後
前記のＥＵＤＰのＥＵＳＩＴＴ２０３４４のマイクロ命
令シーケンスによって特定の各ＥＵＤＰがクリアされ
る。
【０８７４】ｂ．ｂ．ｂ．オペランド・バッファ２０３
２０のローディング（図２６１） 図２６１においては、ＯＰＢ２０３２２のローディング
のためＥＵ１０１２２、ＦＵ１０１２０およびＭＥＭ１
０１１２の間のインターフェースおよび初期手順の略図
が示される。ＥＵ１０１２２からの制御信号クリア・キ
ュー充填（ＣＬＱＦ）は、ＦＵ１０１２０がＥＵ１０１
２２に対して転送されるべきオペランドに対するＭＥＭ
１０１１２への要求を開始する前に、ＥＵ１０１２２に
よって保有されねばならない。ＣＬＱＦはクリアし、
「ＥＵ１０１２２のＯＰＢ２０３２２充填」状態がＦＵ
１０１２０に生じる。これにより、ＣＬＱＦは、ＯＰＢ
２０３２２にオペランドを受取る余地が存在することを
表示する。もしＦＵ１０１２０が「ＥＵ１０１２２のＯ
ＰＢ２０３２２充填」状態にあり、また別のオペランド
がＥＵ１０１２２に対して転送されることを要求される
ならば、ＦＵ１０１２０はＣＬＱＦが保有されるまで状
態Ｍ１に保持されることになる。
【０８７５】ある特定のＳＯＰの実行の開始時に、「Ｅ
Ｕ１０１２２のＯＰＢ２０３２２充填」状態が生じるこ
となくＦＵ１０１２０は２つのオペランドをＯＰＢ２０
３２２に転送することができる。これは、ＥＵ１０１２
２があるＳＯＰの実行の始めに遊休状態であり、第２の
オペランドが到着する前にＯＰＢ２０３２２からの第１
のオペランドを略々即座にアンロードするためである。
【０８７６】ＦＵ１０１２０から与えられた制御信号の
ジョブ処理装置オペランド（ＪＰＯＰ）は、ＭＥＭ１０
１１２からＭＯＤバス１０１４４を介してＯＰＢ２０３
２２に対して転送されるべきオペランドに対して保有さ
れない状態でなければならない。これは、ＪＰＯＰＮＯ
通常の状態である。もしＪＰＯＰが保有されるならば、
ＯＰＢ２０３２２はＪＰＤバス１０１４２からのデータ
でロードされる。データは、制御信号Ｍ１ＣＰＴおよび
ＪＰＯＰによってＪＰＤバス１０１４２からＯＰＢ２０
３２２にストローブされる。しかし、ＭＥＭ１０１１２
から読出されたオペランドは、ＭＥＭ１０１１２がＤＡ
ＶＥＢを保有してＭＥＭ１０１１２からの妥当データが
ＭＯＤバス１０１４４上で使用可能であることを表示す
る時ＭＯＤバス１０１４４を介してＯＰＢ２０３２２に
対して転送される。ＤＡＶＥＢもまたＭＯＤバス１０１
４４上のデータをＯＰＢ２０３２２に対してストローブ
するため使用される。もしＭＥＭ１０１１２からの制御
信号ＺＦＩＬＬがこの時点で保有されるならば、整数オ
ペランド演算の間これらのオペランドが符号が付されず
コード拡張ではなく零充填の状態に残されるべきことを
表示するように信号ＺＦＩＬＬが解釈される。もしデー
タがＭＥＭ１０１１２からではなくＪＰＤバス１０１４
２から与えられるならば、その時のＥＵＤＰのビット１
１は、ＭＯＤバス１０１４４からのＯＰＢ２０３２２の
ローディングの間、ＺＦＩＬＬと同じ機能を実施するた
め使用することができる。
【０８７７】ＯＰＢ２０３２２のローディングは、一部
は、ＦＵ１０１２０からＥＵＤＩＳバス２０２０６を介
して与えられるＥＵＤＰのビット９および１０によって
制御される。ビット９は第１のオペランドの長さを示
し、ビット１０は第２のオペランドの長さを示す。オペ
ランドの長さは、ＥＵＤＰのアドレス部分に示されるオ
ペランド形式と共に、ある特定のオペランドが如何にし
てＯＰＢ２０３２２からアンロードされてＭＵＬＴ２０
３１４およびＥＸＰ２０３１６に対して転送されるかを
判断する。
【０８７８】この時点において、ＣＯＭＱ２０３４２お
よびＯＰＢ２０３２２は夫々ＥＵＤＰおよびオペランド
でロードされている。対応するＥＵＤＰがＣＯＭＱ２０
３４２に対してロードされる前にはオペランドは一般に
ＯＰＢ２０３２２に転送されないことを留意すべきであ
る。しかし、オペランドおよびＥＵＤＰは同時にＥＵ１
０１２２に対して転送することができる。もし他のオペ
ランドがある特定の操作のため要求されるならば、これ
らのオペランドは前述の如くＯＰＢ２０３２２に対して
ロードされるのである。
【０８７９】ｃ．ｃ．ｃ．ストア・バック（図２６２） 図２６２においては、ＥＵ１０１２２からＭＥＭ１０１
１２への結果のストア・バック即ち転送およびその内部
において実施される初期手順の略図が示される。ＥＵ１
０１２２の操作の最終結果が使用可能となる時、ＥＵ１
０１２２は制御信号データ使用可能（ＤＲＤＹ）を保有
する。これと同時に、ＦＵ１０１２０はＪＰＤバス１０
１４２に対する制御信号「転送」に応答し、これはＥＵ
１０１２２の結果をＪＰＤバス１０１４２に対してゲー
トする。通常の操作、即ちＳＯＰの実行においては、Ｆ
Ｕ１０１２０から与えられる物理的記述子により選択さ
れるように、ＦＵ１０１２０は、ＥＵ１０１２２の結果
をＭＥＭ１０１１２における行先にストア・バックさせ
る。あるいはまた、ある結果は一時に３２ビット即ち１
ワードずつＦＵ１０１２０に対して転送することができ
る。
【０８８０】前述の如く、また更に以下において述べる
ように、ＦＵ１０１２０は結果のストア・バックの間Ｅ
Ｕ１０１２２のテスト状態を検査することができる。一
旦ストア・バック操作が完了すると、ＦＵ１０１２０は
制御信号「転送完了」（ＸＦＲＣ）を生成する。ＸＦＲ
Ｃもまた、ＥＵ１０１２２の結果およびテスト条件がＦ
Ｕ１０１２０により受入られたことをＥＵ１０１２２に
対して表示し、その結果およびテスト条件を保有する必
要はない。
【０８８１】ｄ．ｄ．ｄ．テスト条件（図２６３） 図２６３においては、ＦＵ１０１２０によるＥＵ１０１
２２のテスト条件の検査および初期手順の略図が示され
る。前述の如く、ＥＵ１０１２２のある状態および操作
を示すテスト結果は、ＴＳＴＣＯＮＤ２０３８４におい
てサンプルされて記憶され、ＦＵ１０１２０によって実
行することができる。ＤＲＤＹがＥＵ１０１２２により
保有される時、ＦＵ１０１２０は、例えば、前述の如く
結果のテストならびに結果の転送のＥＵ１０１２２の８
つの条件の内の１つを選択することができる。ＦＵ１０
１２０によりテストが可能であるＥＵ１０１２２の条件
については以下にリストされ説明する。最終結果が正，
負または零のいずれであるかの如き条件は、前述の如き
ＦＵ１０１２０の諸操作の条件付き分岐を容易にするた
め検査することができる。ＦＵ１０１２０は、テスト条
件選択信号（ＴＥＳＴ（２−４））を介してテストする
条件を規定する。ＦＵ１０１２０はＥＵ１０１２２に対
する制御信号「ＥＵテスト可能（ＥＵＴＥＳＴＥＮ）」
を保有して、選択されたテスト条件をゲートする。この
選択されたテスト条件はその時ＥＵ１０１２２からＦＵ
１０１２０に対するデータ信号テスト条件（ＴＣ）とし
て現われる。ロジック１のＴＣは、例えば、選択された
条件が偽であることを表示するが、ロジック０のＴＣは
選択された条件が真であることを示す。ＦＵ１０１２０
は、これが要求されたテスト条件を感知したこと、また
このテスト条件が制御信号ＸＦＲＣを保有することによ
ってＥＵ１０１２２により保有される必要がもはやない
ことを表示する。
【０８８２】ｅ．ｅ．ｅ．例外検査（図２６４） 図２６４においては、ＦＵ１０１２０によるＥＵ１０１
２２の例外状態の例外検査およびその内部の初期手順の
略図が示される。前述の如く、ＦＵ１０１２０がＥＵ１
０１２２の結果のストア・バックを開始する時、ＥＵ１
０１２２の例外条件はＦＵ１０１２０により検査するこ
とができる。例外検査は、例えば、試みられた零による
除算、または浮動小数点数の指数の下位桁あふれまたは
桁あふれ、またはコンテナ・サイズの障害を検出するこ
とができる。試みられた零による除算、または浮動小数
点数の下位桁あふれまたは桁あふれは、ストア・バック
の前、即ちＦＵ１０１２０による特定の要求なしに検査
することができる。
【０８８３】前述の如く、コンテナ・サイズ障害は、Ｍ
ＥＭ１０１１２における行先コンテナのサイズとの結果
の長さの比較によりＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２によって
検出される。コンテナ・サイズの例外検査は、ＥＵ１０
１２２の結果のストア・バックの間、即ちＦＵ１０１２
０が条件ＳＢにある間に生じる。コンテナ・サイズは、
ＥＵ１０１２２のハードウェア、即ちＣＯＮＳＩＺＥ２
０３５２によって３３ビットの長さよりも短い結果につ
いてのみ自動的に実施される。更に大きな結果、即ち大
きな整数およびＢＣＤ結果のサイズ検査は、このような
大きな結果の転送がストリング転送として実行されるた
め、ＣＯＮＳＩＺＥ２０３５２の出力を用いて１つのマ
イクロコード・ルーチンによって実施される。単精度ま
たは２倍精度の浮動小数点数の結果のいずれかに対して
は、これらのデータ形式が常に３２または６４ビットを
占有するため、これらの結果に対してはコンテナ・サイ
ズ検査を実施することは不必要となる。行先のコンテナ
・サイズは長さバス２０２２６を介してＣＯＮＳＩＺＥ
２０３５２に対して与えられる。
【０８８４】制御信号、長さ対メモリーＡＯＮまたはラ
ンダム信号（ＬＭＡＯＮＲＳ）は、特定のＥＵ１０１２
２の結果と対応する論理記述子の形式フィールドからＦ
Ｕ１０１２０によって生成される。ＬＭＡＯＮＲＳは、
結果のデータ形式が符号を付さない整数であることを示
す。ＬＭＡＯＮＲＳは、ＥＵ１０１２２の結果の必要な
コンテナ・サイズが決定される方法を判定する。この精
度をＬＭＡＯＮＲＳから受取った後、ＥＵ１０１２２
は、ＭＥＭ１０１１２における行先コンテナ・サイズが
ＥＵ１０１２２の結果を保有するのに十分な大きさであ
るかどうかを判定する。もしこの行先コンテナ・サイズ
が十分に大きくなければ、コンテナ・サイズの障害はＣ
ＯＮＳＩＺＥ２０３５２により、あるいはＥＵ１０１２
２のマイクロ命令シーケンスにより検出される。
【０８８５】コンテナ・サイズの障害は、零による除算
および指数の下位桁あふれおよび桁あふれの障害と同様
に、ＦＵ１０１２０が制御信号「サイズ検査」（ＣＫＳ
ＩＺＥ）を保有する時、ＦＵ１０１２０に対して信号さ
れる。この時、もし前記の障害のいずれかが生じるなら
ば、ＥＵ１０１２２は制御信号「例外」（ＥＸＣＥＰ
Ｔ）を保有する。もし障害が生じるならば、ＦＵ１０１
２０に対する事象の要求が惹起する結果となる。ある事
象の要求がＦＵ１０１２０により満たされるならば、Ｆ
Ｕ１０１２０はＥＵ１０１２２に割込みを行ない、これ
らの例外条件をＪＰＤバス１０１４２に対して転送する
マイクロ命令ルーチンに対してＥＵ１０１２２をタスク
指名することができる。もしあるコンテナ・サイズ障害
が前記の例外条件を惹起したならば、ＥＵ１０１２２は
ＦＵ１０１２０に対してＪＰＤバス１０１４２を介して
必要なコンテナ・サイズを転送することができる。
【０８８６】ｆ．ｆ．ｆ．遊休ルーチン 最後に、その時のＥＵ１０１２２の操作が完了すると
時、ＥＵ１０１２２が遊休ループ・マイクロ命令ルーチ
ンになる。必要に応じて、ＥＵ１０１２２がこれ以上の
操作のため必要とされるまで、遊休ループ・マイクロ命
令ルーチンにＥＵ１０１２２を強制するため、ＦＵ１０
１２０は制御信号「実行装置打切り」（ＥＵＡＢＯＲ
Ｔ）を保有することができる。
【０８８７】ｇ．ｇ．ｇ．ＥＵ１０１２２のスタック機
構（図２６５，図２６６，図２６７） 前述の如く、ＥＵ１０１２２は２つの種類の操作のいず
れか一方を実施することができる。第１に、ＥＵ１０１
２２は、ユーザ・プログラムのＳＯＰの実行において算
術演算を実施することができる。第２に、ＥＵ１０１２
２は、ＦＵ１０１２０の内部機構の算術演算装置を補佐
する作用、および核心の操作と呼ばれる操作として作用
する。
【０８８８】核心操作においては、ＥＵ１０１２２は、
アドレス生成、アドレス翻訳、その他の核心機能の間、
ＦＵ１０１２０に対する算術演算装置として作用する。
核心モードにおいては、ＳＯＰの要求時ではなくＦＵ１
０１２０の核心マイクロ命令シーケンスの要求時に、Ｅ
Ｕ１０１２２はマイクロ命令シーケンスを実行しつつあ
る。一般に、このような核心操作はＪＰ１０１１４の操
作にとって重要である。ＦＵ１０１２０は、ＳＯＰに関
するＥＵ１０１２２の操作に割込みを行ない、核心操作
の実施のためＥＵ１０１２２のマイクロ命令シーケンス
を開始する。
【０８８９】割込みが生じた時、ＥＵ１０１２２はＥＵ
１０１２２のその時の操作状態をある１つのレベルの深
さのスタックに保管する。ＥＵ１０１２２はこの時、Ｆ
Ｕ１０１２０およびＥＵ１０１２２の内部即ち核心操作
に関するＥＵＤＰを受取ってこれを記憶するため使用さ
れるＣＯＭＱ２０３４２の部分から１つのＥＵＤＰを受
入れることができる。ＥＵ１０１２２により核心操作を
要求する時、ＦＵ１０１２０は一般にオペランドをＪＰ
Ｄバス１０１４２を介してＯＰＢ２０３２に対して転送
し、またＪＰＤバス１０１４２を介してＥＵ１０１２２
の最終結果を受取る。オペランドもまたＭＯＤバス１０
１４４を介してＥＵ１０１２２に対して与えられる。Ｅ
Ｕ１０１２２が要求された核心操作を完了した後、ＥＵ
１０１２２はその内部スタックから操作状態を再ロード
し、通常の操作が割込まれた時点から通常の操作を継続
する。
【０８９０】前の割込みが実行中にＦＵ１０１２０から
の別の割込みが生じるならば、ＥＵ１０１２２はその時
の状態およびデータ、即ちＭＥＭ１０１１２に対する最
初の割込みの状態およびデータを移動する。ＥＵ１０１
２２は、事象「ＥＵ１０１２２のスタックの桁あふれ」
を要求することによってＭＥＭ１０１１２における最初
の割込みの状態およびデータをＦＵ１０１２０が記憶す
ることを要求する。ＥＵ１０１２２の「通常の」状態、
即ちＥＵ１０１２２が最初の割込みの発生時に実行中で
ある操作に関する状態およびデータは、ＥＵ１０１２２
の内部スタックに記憶されてここに維持される。次に、
ＥＵ１０１２２は第２の割込みの実行を開始する。ＥＵ
１０１２２が第２の割込みのための操作を完了する時、
ＦＵ１０１２０に対する「ＥＵ１０１２２のスタックの
下位桁あふれ」事象を要求するＥＵ１０１２２により、
第１の割込みからの状態がＭＥＭ１０１１２から再ロー
ドされる。次に、ＥＵ１０１２２は第１の割込みの実行
を完了し、通常の操作、即ち第１の割込みの前に実行中
であった操作の状態を再ロードしてこれを再開する。
【０８９１】従って、ＥＵ１０１２２は２つの状態の間
ＦＵ１０１２０からの割込みを処理することができる。
第１の割込み状態は、通常の操作即ちユーザ・プログラ
ムのＳＯＰの実行中に生じる割込みからなる。核心の操
作の間割込みが生じる時、即ち割込みを作用するための
マイクロ命令シーケンスの実行中に第２の状態が生じ
る。ＥＵ１０１２２の操作についてはこれらの状態の各
々に関して以上述べた順序で次に説明することにする。
【０８９２】図２６５においては、前に述べた１０１２
２のスタック機構の略図が示される。内部に存在するＥ
Ｕ１０１２２のスタック機構のこれらの部分は、ＥＵ１
０１２２のその時の状態レジスタ（ＥＵＣＳＲ）２６５
１０およびＥＵ１０１２２の内部スタック（ＥＵＩＳ）
２６５１２からなる。ＥＵＣＳＲ２６５１０は、ＥＵ１
０１２２のその時の操作のデータおよび状態を含むＥＵ
１０１２２の内部レジスタからなる。ＥＵＣＳＲ２６５
１０は、例えば、ｍＣＲＤ２０３４６、ＴＳＴＩＮＴ２
０３２０のレジスタおよびＭＵＬＴ２０３１４およびＥ
ＸＰ２０３１６の内部の前記のレジスタからなる。
【０８９３】ＥＵＣＳＲ２６５１０に含まれる状態およ
びデータは、ＥＵ１０１２２によりその時実行中の操作
のそれである。この時の状態は、例えば、ＥＵ１０１２
２によりその時実行中のＳＯＰの状態、または例えばＦ
Ｕ１０１２０により要求される入れ子構成の一連の割込
みの４番目の割込みのそれで良い。
【０８９４】ＥＵＩＳ２６５１２は、ＭＵＬＴＲＦ２０
３５０およびＥＸＰＲＦ２０３８０のいくつかのレジス
タからなる。ＥＵＩＳ２６５１２は、ＥＵ１０１２２に
よりその時実行中であって割込みされたＳＯＰ操作のそ
の時の状態を記憶してこれを保管するため使用される。
このＳＯＰ操作の状態およびデータは、ＦＵ１０１２０
により要求される入れ子構成の一連の割込みにおいて生
じ得る割込み数の如何に拘わらず、ＥＵＩＳ２６５１２
に記憶された状態を維持することになる。割込みされた
ＳＯＰ操作の状態およびデータは、全ての割込みが完了
した時、ＥＵＩＳ２６５１２からＥＵＣＳＲ２６５１０
に戻される。
【０８９５】ＥＵ１０１２２のスタック機構の最後の部
分は、ＭＥＭ１０１１２内に駐在するＥＵ１０１２２の
内部スタック（ＥＵＥＳ）２６５１４の部分である。Ｅ
ＵＥＳ２６５１４は、入れ子構成の割込みのシーケンス
の連続する割込み操作の状態およびデータを記憶するた
め使用されるＭＥＭ１０１１２のいくつかのアドレス場
所からなる。即ち、もし一連の４つの割込みがＦＵ１０
１２０により要求されるならば、４番目の割込みの状態
およびデータはＥＵＣＳＲ２６５１０に駐在し、第１
の、第２のおよび第３の割込みの状態およびデータはＥ
ＵＥＳ２６５１４に対して順次転送される。この点に関
して、また前に述べたように、ＥＵ１０１２２のスタッ
ク機構の制御作用は、例えば図１０３に関して前の説明
したＭＩＳ１０３６８およびＳＳ１０３３６のそれと類
似している。
【０８９６】前述の如く、割込みは、ＥＵ１０１２２の
通常の操作の間即ちＥＵ１０１２２によるＳＯＰの実行
中、もしくはＥＵ１０１２２がＦＵ１０１２０により要
求される前の割込みを実行中に、ＦＵ１０１２０によっ
てＥＵ１０１２２に対して要求することができる。ＥＵ
１０１２２の通常の操作の間の割込みの発生と同時のＥ
Ｕ１０１２２およびＦＵ１０１２０の作用について以下
に説明することによる。
【０８９７】図２６６においては、ＥＵ１０１２２が通
常のモードで操作中のＥＵ１０１２２の割込みにおける
ＥＵ１０１２２とＦＵ１０１２０間の初期手順の略図が
示されるが、これは図２６５と関連して照合すべきであ
る。以下の論述のオブジェクトのため、ＦＵ１０１２０
によるＥＵ１０１２２の操作の割込みは、ＦＵ１０１２
０に対して内部の割込みと識別するためナノ割込みと呼
ばれる。
【０８９８】ＦＵ１０１２０はその操作の状態Ｍ０にお
ける制御信号「ナノ割込み（ＮＩＮＴＰ）」の保有によ
ってＥＵ１０１２２の通常の操作に割込みを行なう。Ｎ
ＩＮＴＰは、算術演算の如きＥＵ１０１２２のある重要
な操作の間にＥＵ１０１２２によってマスクすることが
できる。もしＮＩＮＴＰがＥＵ１０１２２によりマスク
されるならば、ＦＵ１０１２０はこれがこの割込みを確
認するまで状態ＮＷに維持されることになる。
【０８９９】ＦＵ１０１２０からのＮＩＮＴＰの受取り
と同時に、ＥＵ１０１２２はその時のＳＯＰの状態およ
びデータをＥＵＣＳＲ２６５１０からＥＵＩＳ２６５１
２に対して転送する。次に、ＥＵ１０１２２はＦＵ１０
１２０に対する制御信号「ナノ割込み確認（ＮＩＡＣ
Ｋ）」を保有して、ナノ割込みを受入れるためのＥＵ１
０１２２の可用度を確認する。次に、ＦＵ１０１２０は
状態Ｍ１に入りＥＵＤＩＳバス２０２０６にＥＵＤＰを
置く。次に、ＣＯＭＱ２０３４２のローディングは前記
の如く進行し、ＥＵ１０１２２はナノ割込みＤＵＤＰを
ＣＯＭＱ２０３４２の適当なレジスタにロードする。Ｃ
ＯＭＱ２０３４２は前述の如くロードされ、またもしＪ
ＰＯＰが保有されるならば、データがＪＰＤバス１０１
４２からＯＰＢ２０３２２に対して転送される。もしＪ
ＰＯＰが保有されなければ、データはＭＯＤバス１０１
４４からＯＰＢ２０３２２に対して与えられる。次に、
ＥＵ１０１２２の通常の操作について前に説明したよう
に、ＥＵ１０１２２は所要のナノ割込み操作、および結
果のストア・バック、およびテスト条件の進行の検査の
実行のため進行する。一般に、例外検査は実施されな
い。ＥＵ１０１２２がナノ割込み操作の実行を完了する
時、ＥＵ１０１２２はＥＵＩＳ２６５１２からＥＵＣＳ
Ｒ２６５１０に対して割込みされたＳＯＰ操作の状態を
転送し、このＳＯＰの実行を再開する。この時点におい
て、ＥＵ１０１２２は制御信号「ナノ割込みトラップ可
能」（ＮＩＴＥ）を保有する。ＮＩＴＥはＦＵ１０１２
０により受取られてテストされ、ナノ割込み作用の終り
を表示する。
【０９００】図２６７においては、核心操作のためのＥ
Ｕ１０１２２の入れ子状の即ち順次の割込みの間におけ
る、ＥＵ１０１２２、ＦＵ１０１２０およびＭＥＭ１０
１１２間のインターフェースおよびその初期手順の略図
を示している。以降の論議においては、ＥＵ１０１２２
は既にＦＵ１０１２０によりＥＵ１０１２２に対して提
供される核心操作のためのナノ割込みを処理中であるも
のとする。次に、ＦＵ１０１２０は、これ以上の核心操
作のためＥＵ１０１２２に対して第２の、または第３
の、または第４のナノ割込みを提供することができる。
ＦＵ１０１２０はＥＵ１０１２２にナノ割込みを要求す
るためＮＩＮＴＰを保有する。前に実行中のＳＯＰ操作
からのＥＵ１０１２２の通常のモードの状態およびデー
タは、ＥＵＩＳ２６５１２に記憶されてこれに保持され
る。ＥＵＣＳＲ２６５１０においてその時実行中のナノ
割込み操作のその時の状態およびデータはＭＥＭ１０１
１２においてＥＵＥＳ２６５１４に対して転送されて、
継続中のナノ割込みの開始を可能にする。ＥＵ１０１２
２はこの時、ＮＩＡＣＫおよび制御信号「実行装置の事
象」（ＥＸＥＶＴ）を保有する。ＦＵ１０１２０への信
号ＥＸＥＶＴは、ＦＵ１０１２０に対して、ＥＵ１０１
２２が特に生じたこと、またこの場合ＥＸＥＶＴがＥＵ
１０１２２のスタックの桁あふれについてＦＵ１０１２
０がサービスすることを要求する。これにより、ＦＵ１
０１２０は、「ＥＵ１０１２２のスタックの桁あふれ」
の事象ハンドラマイクロ命令シーケンスに対してトラッ
プされる。この事象ハンドラは、ＥＵ１０１２２におい
て前に実行中であった割込みされたナノ割込みのその時
の状態およびデータをＥＵＥＳ２６５１４に対して転送
する。割込みされたナノ割込みの状態およびデータは、
一時に３２ビットずつＥＵＥＳ２６５１４に対して転送
される。ＦＵ１０１２０は、ＪＰＤバス１０１４２に対
するこれらの状態およびデータ・ワードの各々をゲート
するため制御信号ＸＪＰＤを保有し、これらのワードの
ＥＵＥＳ２６５１４に対する転送を制御する。
【０９０１】新しいナノ割込みの処理は、通常の操作の
間に生じる割込みに関して前に述べた如く進行する。も
し以降のナノ割込みが生じるならば、これらは今述べた
許りの方法と同じ方法で処理され、ＦＵ１０１２０は自
らに対してナノ割込みを信号し、その時のＥＵ１０１２
２の状態およびデータはＦＵ１０１２０によりＥＵＥＳ
２６５１４に保管され、新たなナノ割込みが処理され
る。入れ子状のナノ割込み即ち一連のナノ割込みの内の
あるナノ割込みがサービスされた後、ＥＵ１０１２２
は、ＥＵＥＳ２６５１４からＥＵＣＳＲ２６５１０に対
する前のナノ割込みの状態およびデータの転送を要求す
るため、ＦＵ１０１２０に対して制御信号「ＥＵ１０１
２２トラップ」（ＥＴＲＡＰ）を保有する。ＦＵ１０１
２０は、ＥＵＥＳ２６５１４からＭＯＤバス１０１４４
を介して前記の次の前のナノ割込みの状態およびデータ
を検索し、このデータおよび状態をＪＰＤバス１０１４
２に対して転送する。この状態およびデータは、一時に
１つの３２ビット・ワードずつ戻されて、ＦＵ１０１２
０からのＪＰＯＰによってＥＵ１０１２２に対してスト
ローブされる。この前のナノ割込みの処理はこの時再開
される。連続的な前のナノ割込みのサービスは、全ての
前のナノ割込みがサービスされるまで継続する。ＥＵ１
０１２２の元の状態およびデータ、即ち最初に割込みさ
れたＳＯＰ操作の状態およびデータは、この時ＥＵＩＳ
２６５１２からＥＵＣＳＲ２６５１０に対して戻されて
このＳＯＰの実行が再開される。この時、ＥＵ１０１２
２は、ナノ割込みに関するＥＵ１０１２２の核心操作の
終りを表示するＮＩＴＥを保有する。
【０９０２】ＥＵ１０１２２による核心のナノ割込みに
関してＥＵ１０１２２、ＦＵ１０１２０およびＭＥＭ１
０１１２の構造および作用について説明したが、マイク
ロ命令シーケンスを有するＥＵ１０１２２のＥＵＳＩＴ
Ｔ２０３４４のローディングについては次に説明する。
【０９０３】ｈ．ｈ．ｈ．実行装置のＳ言語テーブル２
０３４４のローディング（図２６８） 図２６８においては、マイクロ命令のＥＵＳＩＴＴ２０
３４４に対するローディングにおけるＥＵ１０１２２
と、ＦＵ１０１２０と、ＭＥＭ１０１１２と、ＤＰ１０
１１８間のインターフェースおよび初期手順の略図が示
されている。前述の如く、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４は、
核心ナノ割込み操作の実行およびユーザ・プログラムの
ＳＯＰに応答する算術演算の実行において、ＥＵ１０１
２２の制御のため必要な全てのマイクロ命令を含む。Ｅ
ＵＳＩＴＴ２０３４４は、例えば、４つまでの異なるＳ
言語ダイアレクトのためのユーザ・プログラムの算術演
算ＳＯＰの割込みのためのマイクロ命令シーケンスを記
憶する。一般に４つまでのＳ言語ダイアレクトにおける
算術演算のためのマイクロ命令シーケンスの記憶の容量
はほとんどの要件に対して十分であり、そのためＥＵＳ
ＩＴＴ２０３４４はＣＳ１０１１０の操作の開始時にし
かマイクロ命令シーケンスをロードする必要がない。４
つ以上のＳ言語ダイアレクトの算術演算のためのマイク
ロ命令シーケンスが必要とされるならば、これらのマイ
クロ命令シーケンスは以下に述べる方法においてＥＵＳ
ＩＴＴ２０３４４に対してロードすることができる。
【０９０４】前述の如く、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に記
憶されるマイクロ命令の部分は読出し専用メモリーに保
有され、このためＥＵＳＩＴＴ２０３４４に恒久的に記
憶される。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に恒久的に記憶され
たマイクロ命令シーケンスは、一般に、核心操作の実行
に必要とされるものである。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４に
恒久的に記憶されたマイクロ命令シーケンスは、必要に
応じてＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対する他のＥＵ１０１
２２のマイクロ命令シーケンスの書込みを助けるため使
用されるものを含む。いくつかのマイクロ命令シーケン
スがＥＵＳＩＴＴ２０３４４の書込み可能な制御ストア
（ＷＣＳ）と呼ばれるランダム・アクセス・メモリーに
記憶され、これらを種々のＳ言語ダイアレクトの算術演
算ＳＯＰの割込みのために含む。
【０９０５】ＥＵ１０１２２に対するマイクロ命令シー
ケンスの書込みは、ＥＵ１０１２２を遊休状態に強制す
ることによって初期化される。ＥＵ１０１２２の初期化
は、ＥＵＡＢＯＲＴを保有するＦＵ１０１２０により、
または制御信号クリア（ＣＬＥＡＲ）を保有するＤＰ１
０１１８によって確保される。ＥＵＡＢＯＲＴとＣＬＥ
ＡＲのいずれかは、ＥＵ１０１２２のその時の操作をク
リアし、ＥＵ１０１２２を遊休状態に強制し、この場合
ＥＵ１０１２２はＦＵ１０１２０から与えられたこれ以
上のＥＵＤＰを待機する。従って、ＦＵ１０１２０はＤ
ＵＤＰをタスク指名して、ＥＵＤＩＳバス２０２０６を
介してＥＵ１０１２２に対するＥＵＳＩＴＴ２０３４４
のローディングを開始する。ＥＵＳＩＴＴ２０３４４の
ロードのＥＵＤＰは、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４のＲＰＯ
Ｍ部分における２つのステップのマイクロ命令シーケン
スの始動アドレスを規定する。この２つのステップのマ
イクロ命令シーケンスは最初に零をＳＣＡＧ２５５３６
にロードし、これは前述の如く、ＥＵＳＩＴＴ２０３４
４に対する読出しおよび書込みアドレスを提供する。Ｅ
ＵＳＩＴＴ２０３４４のロードマイクロ命令シーケンス
は、この時ＥＵＳＩＴＴ２０３４４からｍＣＲＤ２０３
４６に対してマイクロ命令を読込む。このマイクロ命令
は、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４のローディングが開始する
ようにＦＵ１０１２０における初期手順操作のための条
件を規定する。この時、またこのマイクロ命令ワードか
ら、ＥＵ１０１２２は、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４のロー
ディングを指令するためＦＵ１０１２０からＥＵＤＰを
受入れる用意があることを表示するため、ＦＵ１０１２
０に対する制御信号ＤＲＤＹを保有する。この最初のマ
イクロ命令はまた、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４のＷＣＳ部
分に対する書込み可能制御信号を生成し、ＥＵＳＩＴＴ
２０３４４からのｍＣＲＤ２０３４６のローディングを
禁止し、ＮＸＴＲ２５５４０とＳＣＡＧ２５５３６の通
常のローディング操作を禁止する。この最初のマイクロ
命令もまた、ＳＣＡＧ２５５３６からアドレス入力を受
入れることをＮＡＳＳ２５５２６に指令し、最後に、Ｆ
Ｕ１０１２０に対するＮＩＴＥをＦＵ１０１２０からの
ナノ割込みをアンマスクするように保有させる。
【０９０６】次に、ＦＵ１０１２０はＭＥＭ１０１１２
に対する読出し要求を生成し、ＭＥＭ１０１１２はＥＵ
１０１２２のマイクロ命令ワードの最初の３２ビット・
ワードをＪＰＤバス１０１４２に対して転送する。ＭＥ
Ｍ１０１１２からのこのような３２ビット・ワードの各
々は、ＥＵ１０１２２の６４ビットのマイクロ命令ワー
ドの二分の一を構成する。ＦＵ１０１２０がＥＵ１０１
２２からＤＲＤＹを受取る時、ＦＵ１０１２０は制御信
号「書込み可能制御ストア・ロード」（ＬＤＷＣＳ）を
生成する。ＬＤＷＣＳは更に、ＪＰＤバス１０１４２上
の３２ビット・ワードをＥＵＳＩＴＴ２０３４４のＷＣ
Ｓ部分の最初のアドレスに転送する。ＥＵ１０１２２の
マイクロ命令ワードの次の３２ビットの半ワードは次に
ＭＥＭ１０１１２からＪＰＤバス１０１４２を介して読
出され、ＥＵＳＩＴＴ２０３４４のＷＣＳ部分内の前記
の最初のアドレスの第２の半部に転送される。ＳＣＡＧ
２５５３６におけるアドレスはこの時増分されて、ＥＵ
ＳＩＴＴ２０３４４内の次のアドレス、およびＥＵＳＩ
ＴＴ２０３４４のローディングが完了するまでＤＲＤＹ
およびＬＤＷＣＳの生成を含む今述べた許りの自動的に
反復されるプロセスを選択する。
【０９０７】ＥＵＳＩＴＴ２０３４４のローディングが
完了した後、ローディング・プロセスは、ＦＵ１０１２
０がＮＩＮＴＰを保有するかあるいはＤＰ１０１１８が
制御信号「ロード完了」（ＬＡＯＤＣＲ）を保有する時
に終了される。ＮＩＮＴＰとＬＯＡＤＣＲのいずれか一
方はＮＡＧ２０３４０の操作の制御を解除して、ＥＵ１
０１２２が通常の操作を再開することを許容する。
【０９０８】これまでの記述は、種々のオペランド・フ
ォーマットを用いる種々の算術演算の実行、初期手順に
関するＥＵ１０１２２、ＦＵ１０１２０およびＭＥＭ１
０１１２の操作、ＥＵＤＰおよびオペランドのローディ
ング、結果のストア・バック、テスト条件および例外の
検査、通常および核心操作におけるＥＵ１０１２２のス
タック機構、およびＥＵＳＩＴＴ２０３４４に対するＥ
Ｕ１０１２２のマイクロ命令シーケンスのローディング
を含む、ＥＵ１０１２２の構造および作用について説明
した。ＩＯＳ１０１１６およびＤＰ１０１１８について
はこの順序で次に説明することにする。
【０９０９】Ｄ．入出力システム１０１１６（図２０
４，図２０６，図２６９） 図２０４においては、ＩＯＳ１０１１６の部分的ブロッ
ク図が示される。前述の如く、ＩＯＳ１０１１６はＣＳ
１０１１０と外部、例えばＥＤ１０１２４との間のイン
ターフェースとして作用する。ＩＯＳ１０１１６の主な
機能は、ＣＳ１０１１０即ちＭＥＭ１０１１２と外部と
の間のデータの手順である。データの手順の実施に加え
て、ＩＯＳ１０１１６は種々のデータソースとＥＤ１０
１２４とＭＥＭ１０１１２のシンク間のアクセスを制御
する。前述の如く、ＩＯＳ１０１１６はＭＥＭ１０１１
２の物理的アドレス空間を直接アドレス指定して、ＭＥ
Ｍ１０１１２に関してデータの書込みおよび読出しを行
なう。このため、ＩＯＳ１０１１６はまたアドレスの翻
訳、即ちＭＥＭ１０１１２の物理的アドレス空間とＥＤ
１０１２４におけるデータソースおよびシンクのアドレ
ス空間との間のデータの手順に要する操作のマッピング
を行なう。
【０９１０】図２０４に示すように、ＩＯＳ１０１１６
はデータ移動器（ＤＭＯＶＲ）２０４１０と、入出力制
御処理装置（ＩＯＣＰ）２０４１２と、１つ以上のデー
タ・チャネル素子を含む。ＩＯＳ１０１１６のデータ・
チャネル素子は、ＥＣＬＩＰＳＥバースト・マルチプレ
クサ・チャネル（ＥＢＭＣ）２０４２４と、ＮＯＶＡデ
ータ・チャネル（ＮＤＣ）２０４１６と、ＣＳ１０１１
０システムのある特定の形態のため必要な如き他のデー
タ・チャネル素子を含む。ＩＯＣＰ２０４１２はＭＥＭ
１０１１２とＥＤ１０１２４間のデータの手順を制御し
かつこれを指令し、ＥＤ１０１２４とＭＥＭ１０１１２
の物理的アドレス空間との間のアドレスのマッピングを
制御しかつこれを指令する。ＩＯＣＰ２０４１２は、例
えば、米国マサチューセッツ州ウエストボロー市のデー
タ・ゼネラル社から入手可能なＥＣＬＩＰＳＥＭ６００
型コンピュータの如き汎用コンピュータで良い。
【０９１１】ＥＢＭＣ２０４１４およびＮＤＣ２０４１
６は、データがＥＤ１０１２４とＩＯＳ１０１１６間に
転送されるデータ・チャネルを構成する。ＥＢＭＣ２０
４１４とＮＤＣ２０４１６は、ＩＯＣＰ２０４１２の制
御下でＥＤ１０１２４に関するデータの実際の出入れを
行ない、これもまたＩＯＣＰ２０４１２の制御下でＭＥ
Ｍ１０１１２の物理的アドレスに対するＥＤ１０１２４
のアドレスのマッピングを実施する。ＥＢＭＣ２０４１
４およびＮＤＣ２０４１６は夫々、例えば、これもまた
米国マサチューセッツ州ウエストボロー市のデータ・ゼ
ネラル社から入手可能なＥＣＬＩＰＳＥバースト・マル
チプレクサ・データチャネルおよびＮＯＶＡデータ・チ
ャネルからなるもので良い。
【０９１２】ＤＭＯＶＲ２０４１０はＭＥＭ１０１１２
に対するＩＯＳ１０１１６のインターフェースを構成す
る。ＤＭＯＶＲ２０４１０は、データおよびアドレスが
ＥＢＭＣ２０４１４とＮＤＣ２０４１６とＭＥＭ１０１
１２間に転送される経路である。更に、ＤＭＯＶＲ２０
４１０はＥＢＭＣ２０４１４と、ＮＤＣ２０４１６と、
他のＩＯＳ１０１１６のデータ・チャネルと、ＭＥＭ１
０１１２間のアクセスを制御する。
【０９１３】図２０４に示すように、ＥＤ１０１２４は
１つ以上のデータ・シンクとソースからなる。ＥＤ１０
１２４のデータ・シンクおよびソースは、市販されるデ
ィスク・駆動装置、ライン・プリンタ、通信線、テープ
装置その他のコンピュータ・システムを含む。一般に、
ＥＤ１０１２４は、一般にコンピュータ・システムとイ
ンターフェースされる如き全てのデータ素子を含む。
【０９１４】ａ．入出力システム１０１１６の構造（図
２０４） 最初にＩＯＳ１０１１６の全体的構造について説明する
と、ＥＢＭＣ２０４１４のＥＣＬＩＰＳＥバースト・マ
ルチプレクサのチャネル・アダプタと制御回路（ＢＭＣ
ＡＣ）２０４１８のデータ入出力は２方向のＢＭＣアド
レスおよびデータ（ＢＭＣＡＤ）バス２０４２０と接続
される。ＢＭＣＡＤバス２０４２０は更に、ＥＤ１０１
２４のデータ・シンクおよびソースのデータおよびアド
レスの入力および出力と接続される。
【０９１５】同様に、ＮＤＣ２０４１６におけるＮＯＶ
Ａデータ・チャネルのアダプタ制御回路（ＮＤＣＡＣ）
２０４２２のデータおよびアドレス入力および出力は、
２方向のＮＯＶＡデータ・チャネル・アドレスおよびデ
ータ（ＮＤＣＡＤ）バス２０４２４に接続されている。
ＮＤＣＡＤバス２０４２４は更に、ＥＤ１０１２４のデ
ータ・ソースおよびシンクのアドレスおよびデータ入力
および出力と接続される。ＢＭＣＡＤバス２０４２０と
ＮＤＣＡＤバス２０４２４は、ＥＤ１０１２４とＩＯＳ
１０１１６のデータ・チャネルのデータ・シンクとソー
ス間のデータおよびアドレスの転送のための経路であ
る。
【０９１６】ＥＢＭＣ２０４１４の内部においては、Ｂ
ＭＣＡＣ２０４１８の２方向のデータ入力および出力は
ＢＭＣデータ・バッファ（ＢＭＣＤＢ）２０４２６の２
方向の入力および出力側に接続されている。ＢＭＣＤＢ
２０４２６のデータ入力および出力は、夫々データ移動
器出力データ（ＤＭＯＤ）バス２０４２８およびデータ
移動器入力データ（ＤＭＩＤ）バス２０４３０と接続さ
れている。ＢＭＣＡＣ２０４１８のアドレス出力は、バ
ースト・マルチプレクサ・チャネル・アドレス翻訳マッ
プ（ＢＭＣＡＴＭ）２０４３２のアドレス入力側と接続
され、ＢＭＣＡＴＭ２０４３２のアドレス出力はＤＭＩ
Ｄバス２０４３０と接続される。ＢＭＣＡＴＭ２０４３
２の２方向の制御入力および出力は２方向の入出力制御
処理装置の制御（ＩＯＣＰＣ）バス２０４３４から接続
される。
【０９１７】ＮＤＣ２０４１６について説明すると、図
２０４に示すように、ＮＤＣＡＣ２０４２２のデータ入
力および出力は夫々ＤＭＯＤバス２０４２８およびＤＭ
ＩＤバス２０４３０と接続される。ＮＤＣＡＣ２０４２
２のアドレス出力は、ＮＯＶＡデータ・チャネル・アド
レス翻訳マップ（ＮＤＣＡＴＭ）２０４３６のアドレス
入力と接続されている。ＮＤＣＡＴＭ２０４３６のアド
レス出力は、更に、ＤＭＩＤバス２０４３０と接続され
ている。ＮＤＣＡＴＭ２０４３６の２方向の制御入力お
よび出力はＩＯＣＰＣバス２０４３４と接続されてい
る。
【０９１８】ＩＯＣＰ２０４１２について説明すれば、
ＩＯＣＰ２０４１２の２方向の入力および出力はＩＯＣ
ＰＣバス２０４３４と接続されている。ＩＯＣＰ２０４
１２のアドレスおよびデータ出力はＮＤＣＡＤバス２０
４２４と接続される。ＩＯＣＰ２０４１２内部のＩＯＣ
Ｐアドレス翻訳マップ（ＩＯＣＰＡＴＭ）２０４３８の
アドレス出力は、ＤＭＩＤバス２０４３０と接続されて
いる。ＩＯＣＰ２０４１２のデータ入力と出力は夫々Ｄ
ＭＯＤバス２０４２８とＤＭＩＤバス２０４３０と接続
されている。ＩＯＣＰ２０４１２の２方向の制御入力お
よび出力はＤＭＯＶＲ２０４１０の２方向の制御入力お
よび出力と接続されている。
【０９１９】ＤＭＯＶＲ２０４１０について最後に説明
すると、ＤＭＯＶＲ２０４１０は、入力データ・バッフ
ァ（ＩＤＢ）２０４４０と、出力データ・バッファ（Ｏ
ＤＢ）２０４４２と、優先順位解明兼制御（ＰＲＣ）２
０４４４とを含む。ＩＣＢ２０４４０のデータおよびア
ドレス入力はＤＭＩＤバス２０４３０と接続されてい
る。ＩＤＢ２０４４０のデータおよびアドレス出力は、
ＭＥＭ１０１１２に対するＩＯＭバス１０１３０と接続
されている。ＯＤＢ２０４４２のデータ出力はＭＥＭ１
０１１２からのＭＩＯバス１０１２９と接続され、ＯＤ
Ｂ２０４４２のデータ出力はＤＭＯＤバス２０４２８と
接続されている。ＩＤＢ２０４４０とＯＤＢ２０４４２
の２方向の制御入力と出力はＰＲＣ２０４４４の２方向
の制御入力と出力と接続されている。ＰＲＣ２０４４４
の２方向の制御入力および出力は、前述の如くＩＯＣＰ
２０４１２の２方向の制御入力および出力と接続されて
いる。ＰＲＣ２０４４４の別の２方向の制御入力および
出力はＩＯＭＣバス１０１３１に出入するように接続さ
れ、またＭＥＭ１０１１２の制御入力および出力と接続
されている。ＩＯＳ１０１１６の全体的な構造について
説明したが、次にＩＯＳ１０１１６の作用について説明
する。
【０９２０】ｂ．入出力システム１０１１６の作図（図
２６９） １．データ・チャネル素子 最初にＥＢＭＣ２０４１４について説明すると、ＢＭＣ
ＡＣ２０４１８はＥＤ１０１２４からＢＭＣＡＤバス２
０４２０を介してデータおよびアドレスを受取る。ＢＭ
ＣＡＣ２０４１８はデータをＢＭＣＤＢ２０４２６に転
送し、以下において説明するように、ここでこのデータ
はＤＭＯＶＲ２０４１０を介してＭＥＭ１０１１２に対
する後の転送のため保持される。ＢＭＣＡＣ２０４１８
はＥＤ１０１２４から受取ったアドレスをＢＭＣＡＴＭ
２０４３２に対して転送する。ＢＭＣＡＴＭ２０４３２
は、ＥＤ１０１２４のアドレスをＭＥＭ１０１１２の物
理的アドレスと関連させるアドレス・マッピング情報を
保有する。これにより、ＢＭＣＡＴＭ２０４３２は、Ｂ
ＭＣＡＣ２０４１８を介して与えられＥＤ１０１２４に
アドレスと対応するＭＥＭ１０１１２の物理的アドレス
を提供する。
【０９２１】以下において更に説明するように、ＥＢＭ
Ｃ２０４１４がＭＥＭ１０１１２に対してデータを書込
むためＭＥＭ１０１１２に対するアクセスを与えられる
時、ＢＭＣＤＢ２０４２６に記憶されたデータとＢＭＣ
ＡＴＭ２０４３２からの対応するアドレスがＤＭＯＶＲ
２０４１０に対するＤＭＩＤバス２０４３０に対して転
送される。以下において説明するように、この時ＤＭＯ
ＶＲ２０４１０はこのデータをこれらＭＥＭ１０１１２
の物理的アドレス場所に対して書込む。データがＭＥＭ
１０１１２からＥＤ１０１２４に対して読込まれる時、
データはＤＭＯＤバス２０４２８上のＤＭＯＶＲ２０４
１０により与えられ、ＢＭＣＤＢ２０４２６に対して転
送される。この時、ＢＭＣＡＣ２０４１８はＢＭＣＤＢ
２０４２６からこのデータを読出して、このデータをＥ
Ｄ１０１２４に対するＢＭＣＡＤバス２０４２０上に転
送する。ＭＥＭ１０１１２からＥＤ１０１２４に対する
データの転送の間、ＭＥＭ１０１１２はこのデータに伴
うＥＤ１０１２４のアドレスに翻訳されるアドレスは提
供しない。その代り、これらのアドレスはＢＭＣＡＣ２
０４１８によって生成されて与えられる。
【０９２２】ＮＤＣ２０４１６は、ＮＤＣＡＣ２０４２
２のデータ入力および出力がＢＭＣＤＢ２０４２６を介
してバッファされない点を除いて、ＥＢＭＣ２０４１４
の方法と似た方法で作用する。
【０９２３】前述の如く、ＭＥＭ１０１１２はブロック
転送、即ち一時に４つの３２ビット・ワードの順次の転
送を実施する容量を有する。一般に、このような転送
は、ＥＢＭＣ２０４１４を介して実施され、ＢＭＣＤＢ
２０４２６を介してバッファされる。即ち、ＢＭＣＤＢ
２０４２６は、単一の３２ビット・ワードがＥＢＭＣ２
０４１４によりＥＤ１０１２４から受取られて４ワード
のブロックが受取られるまでそこに記憶されることを可
能にする。このブロックは、次にＭＥＭ１０１１２に対
して転送することができる。同様に、ブロックはＭＥＭ
１０１１２から受取られ、ＢＭＣＤＢ２０４２６におい
て記憶され、一時に１ワードずつＥＤ１０１２４に対し
て転送することができる。対照的に、ＮＤＣ２０４１６
は一般に単一ワード転送のため使用することができる。
【０９２４】図２０４に示すように、ＥＢＭＣ２０４１
４、ＮＤＣ２０４１６およびＩＯＳ１０１１６の各デー
タ・チャネル素子は、夫々、個々のアドレス翻訳マッ
プ、例えばＥＢＭＣ２０４１４におけるＢＭＣＡＴＭ２
０４３２およびＮＤＣ２０４１６におけるＮＤＣＡＴＭ
２０４３６を含んでいる。これに記憶されたアドレス翻
訳マップは有効に構成され、各データ・チャネル素子に
対してＩＯＣＰ２０４１２によって制御される。ＩＯＳ
１０１１６はこれにより、各ＩＯＳ１０１１６のデータ
・チャネル素子に対する個々のアドレス翻訳マップを提
供することができる。このため、ＩＯＳ１０１１６が、
２つのデータ・チャネル素子、あるいはＥＤ１０１２４
における２つのグループのシンクおよびソースのいずれ
もＭＥＭ１０１１２の物理的アドレス空間の共通領域に
データを書込みこれを破壊することによって、相互にイ
ンターフェースしないことを保証することを可能にす
る。あるいはまた、ＩＯＳ１０１１６は、これらのマッ
プがＭＥＭ１０１１２の物理的アドレス空間の共通の、
即ち重合する領域を共有する２つ以上のデータ・チャネ
ル素子に対するアドレス翻訳マップを生成することがで
きる。これにより、ＭＥＭ１０１１２において出力され
るデータをＭＥＭ１０１１２を介してＩＯＳ１０１１６
のデータ・チャネル素子間に転送させ、これによりＥＤ
１０１２４の種々のデータ・シンクおよびソース素子間
に転送させる。例えば、最初のＥＤ１０１２４のデータ
・ソースおよび最初のＩＯＳ１０１１６のデータ・チャ
ネルはそれについて操作が行なわれるデータをＭＥＭ１
０１１２のアドレス空間の特定の領域に書込むことがで
きる。次にＣＳ１０１１０のこのデータに関する操作の
結果は、前記の第１のデータ素子および第２のデータ素
子により共有される共通の領域に対して書込むこと、お
よび前記の第２のデータ・チャネル素子によって第２の
ＥＤ１０１２４のデータ・シンクに対してＭＥＭ１０１
１２から読込むことが可能である。これにより、ＩＯＳ
１０１１６のデータ・チャネル素子の個々のマッピング
は、ＩＯＳ１０１１６を介するＭＥＭ１０１１２のアド
レス空間の区分即ち共有における全体的な柔軟性を与え
るものである。
【０９２５】２．入出力制御処理装置２０４１２ 前述の如く、ＩＯＣＰ２０４１２は、その主な機能がＭ
ＥＭ１０１１２とＥＤ１０１２４間の全般的な指令およ
び制御またはデータの転送である汎用コンピュータであ
る。ＩＯＣＰ２０４１２は、ＩＯＳ１０１１６のデータ
・チャネル素子とＭＥＭ１０１１２のアドレス空間との
間のアドレスのマッピングを制御する。この点に関し
て、ＩＯＣＰ２０４１２は、ＥＢＭＣ２０４１４および
ＮＤＣ２０４１６の如きＩＯＳ１０１１６のデータ・チ
ャネル素子に対するアドレス翻訳マップを生成する。Ｉ
ＯＣＰ２０４１２はこれらのアドレス翻訳マップを、例
えばＩＯＣＰＣバス２０４３４を介して、ＥＢＭＣ２０
４１４のＢＭＣＡＴＭ２０４３２、およびＮＤＣＡＴＭ
２０４３６とＮＤＣ２０４１６に対してロードし、また
これを制御する。ＩＯＣＰ２０４１２はまた、図２０４
に示したように、ＤＭＯＶＲ２０４１０に対していくつ
かの制御機構を提供する。これらの機能に加え、ＩＯＣ
Ｐ２０４１２はまたデータ入出力およびアドレス指定入
出力が設けられている。これらのデータ・アドレス指定
入出力は、例えば、ＩＯＳ１０１１６のデータ・チャネ
ル素子とＭＥＭ１０１１２間のアドレスのマッピングの
生成および制御においてＩＯＣＰ２０４１２により使用
される情報を得るために使用することができる。また、
これらのデータおよびアドレスの入出力は、ＩＯＣＰ２
０４１２が部分的に１つのデータ・チャネル素子として
作用することを可能にする。前述の如く、ＩＯＣＰ２０
４１２は、ＤＭＩＤバス２０４３０およびＤＭＯＤバス
２０４２８に関して出入するよう結合されたデータおよ
びアドレス入出力を有する。このため、ＩＯＣＰ２０４
１２はＥＤ１０１２４とＭＥＭ１０１１２間に転送され
るデータに対するアクセスを有し、ＩＯＣＰ２０４１２
にＭＥＭ１０１１２のアドレス空間に対する直接のアク
セスを提供する。更に、ＩＯＣＰ２０４１２はＮＤＣＡ
Ｄバス２０４２４に対する制御およびアドレス出力が設
けられ、これによりＥＤ１０１２４におけるあるデータ
・ソースおよびシンク素子のＩＯＣＰ２０４１２の部分
的な制御を可能にする。
【０９２６】３．データ移動機能２０４１０（図２６
９） ａ．ａ．入力データ・バッファ２０４４０および出力デ
ータ・バッファ２０４４２ 前述の如く、ＤＭＯＶＲ２０４１０はＩＯＳ１０１１６
のデータ・チャネルとＭＥＭ１０１１２間のインターフ
ェースを構成する。ＤＭＯＶＲ２０４１０は、ＩＯＳ１
０１１６のデータ・チャネル素子とＭＥＭ１０１１２間
のデータの実際の転送を行ない、ＩＯＳ１０１１６のデ
ータ・チャネル素子とＭＥＭ１０１１２間のアクセスを
制御する。ＩＤＢ２０４４０とＯＤＢ２０４４２は、Ｉ
ＯＳ１０１１６とＭＥＭ１０１１２間のデータの非同期
的な転送を可能にするデータおよびアドレス・バッファ
である。即ち、ＯＤＢ２０４４２は、データが使用可能
となってＩＯＳ１０１１６のデータ・チャネル素子、例
えばＥＢＭＣ２０４１４がこのデータの受入れの用意が
できるまでこのデータを保持するため、ＭＥＭ１０１１
２からデータを受入れることができる。ＩＤＢ２０４４
０はデータを受入れ、ＩＯＳ１０１１６のデータ・チャ
ネル素子からのＭＥＭ１０１１２の物理的アドレスを受
入れる。ＩＤＢ２０４４０は、ＭＥＭ１０１１２がデー
タおよびアドレスを受入れる用意ができる時、ＭＥＭ１
０１１２に対する以降の転送のためのデータおよびアド
レスを保持する。例えば、ＩＤＢ２０４４０は、ＥＢＭ
Ｃ２０４１４からのデータのバースト即ちシーケンス、
またはＮＤＣ２０４１６からの単一データ・ワードを受
入れることができ、また前述の如く後でこのデータのＭ
ＥＭ１０１１２に対するブロック、即ち４ワードの転送
を行なうことができる。同様に、ＯＤＢ２０４４２から
の１つ以上のブロック転送即ちデータを受入れて、その
後データをＮＤＣ２０４１６に対しては単一ワードとし
て、あるいはＤＭＩＤバス２０４３０に対してデータ・
バーストとして与えることができる。更に、前述の如
く、ＭＥＭ１０１１２からのブロック転送は４つの連続
するワードとしては現われない。このような場合、ＯＤ
Ｂ２０４４２は、あるブロック転送の４ワードがＭＩＯ
バス１０１２９上に現われる時これらのワードを受入れ
て、これらワードをＥＤ１０１２４に対する以降の転送
のための４つの連続するワードを構成するブロックにア
センブルする。
【０９２７】ＩＤＢ２０４４０およびＯＤＢ２０４４２
を介するデータの転送はＰＲＣ２０４４４によって制御
され、これは制御信号をＩＯＣＰ２０４１２と交換し、
ＩＯＭＣバス１０１３１を介してＭＥＭ１０１１２に対
する前に述べたインターフェースを有する。
【０９２８】ｂ．ｂ．優先順位の解明および制御装置２
０４４４（図２６９） 前述の如く、ＰＲＣ２０４４４はＩＯＳ１０１１６のデ
ータ・チャネル素子とＭＥＭ１０１１２間のアクセスを
制御する。この操作は、ＰＲＣ２０４４４内のリング付
与アクセス・ゼネレータ（ＲＧＡＧ）によって実施され
る。
【０９２９】図２７０においては、２０４４４ＲＧＡＧ
の略図が示されている。一般に、ＰＲＣ２０４４４のＲ
ＧＡＧは、リング付与コード・ゼネレータ（ＲＧＣＧ）
２６９１０と、１つ以上のデータ・チャネル要求コンパ
レータからなっている。図２６９においては、ＰＲＣ２
０４４４のＲＧＡＣは、ＥＣＬＩＰＳＥバースト・マル
チプレクサ・チャネル要求コンパレータ（ＥＢＭＣＲ
Ｄ）２６９１２と、ＮＯＶＡデータ・チャネル要求コン
パレータ（ＮＤＣＲＣ）２６９１４と、データ・チャネ
ル素子Ｘ要求コンパレータ（ＤＣＤＸＲＣ）２６９１６
と、データ・チャネル素子Ｚ要求コンパレータ（ＤＣＤ
ＺＲＣ）２６９１８を含む如くに示されている。ＰＲＣ
２０４４４のＲＧＡＧは、ある特定のＩＯＳ１０１１６
内のデータ・チャネル素子数により必要とされる如き要
求コンパレータを多かれ少なかれ持つことができる。
【０９３０】図２６９に示すように、ＲＧＣＧ２６９１
０の要求付与コード（ＲＧＣ）出力は、ＥＢＭＣＲＣ２
６９１２、ＮＤＣＲＣ２６９１４、ＤＣＤＸＲＣ２６９
１６およびＤＣＤＺＲＣ２６９１８の第１の入力と並列
に接続されている。ＥＢＭＣＲＣ２６９１２、ＮＤＣＲ
Ｃ２６９１４、ＤＣＤＸＲＣ２６９１６およびＤＣＤＺ
ＲＣ２６９１８の第２の入力はＰＲＣ２０４４４の他部
分と接続されて、ＥＢＭＣ２０４１４、ＮＤＣ２０４１
６、ＤＣＤＸまたはＤＣＤＺが各々ＭＥＭ１０１１２に
対する読出しまたは書込みアクセスの要求を生じること
の表示を受取る。
【０９３１】ＥＢＭＣＲＣ２６９１２、ＮＤＣＲＣ２６
９１４、ＤＣＤＸＲＣ２６９１６およびＤＣＤＺＲＣ２
６９１８の要求付与出力（ＧＲＡＮＴ）は更にＰＲＣ２
０４４４の回路の他の部分と接続されて、ＭＥＭ１０１
１２に対する読出しまたは書込みアクセスがある特定の
ＩＯＳ１０１１６のデータ・チャネル素子による要求に
応答して何時与えられたかを表示する。このような付与
の表示がＰＲＣ２０４４４のこれらの他の部分に与えら
れる時、ＰＲＣ２０４４４は、ＭＥＭ１０１１２に対
し、また前述の如くＩＯＭＣバス１０１３１を介して、
ＩＤＢ２０４４４およびＯＤＢ２０４４２、およびＩＯ
ＣＰ２０４１２に対して適当な制御信号を生成するよう
進行する。ＰＲＣ２０４４４の制御信号は、前記のＩＯ
Ｓ１０１１６のデータ・チャネル素子に対する読出しま
たは書込み要求を開始する。ＥＢＭＣＲＣ２６９１２、
ＮＤＣＲＣ２６９１４、ＤＣＤＸＲＣ２６９１６および
ＤＣＤＺＲＣ２６９１８の付与出力もまた、更に以下に
述べるように、特定のＩＯＳ１０１１６がＭＥＭ１０１
１２に対するアクセス要求を発してこれを付与された時
を表示するため、ＲＧＣＧ２６９１０に対する入力とし
て与えられる。
【０９３２】前記のＲＧＣＧ２６９１０の略図である図
２６９に示すように、ＢＧＣＧは独自のＲＧＣの反復的
なシーケンスを生成する。本例においては、数字０乃至
１５として示される。各ＲＧＣは、ＩＯＳ１０１１６の
データ・チャネル素子がＭＥＭ１０１１２に対するアク
セスを与えられる特定の時点を識別即ち規定する。ある
ＲＧＣは、有効に特定のＩＯＳ１０１１６のデータ・チ
ャネル素子に対して割当てられている。かかる各データ
・チャネル素子はその割当てられたＲＧＣが識別したア
クセス・スロットの間ＭＥＭ１０１１２に対するアクセ
スを要求することができる。例えば、ＥＢＭＣ２０４１
４は、ＲＧＣ０，２，４，６，８，１０，１２および１
４により識別されるこれらのアクセス・スロットの間Ｍ
ＥＭ１０１１２に対するアクセスが許容される如く示さ
れる。ＮＤＣ２０４１６は、ＲＧＣのスロット３，７，
１１および１５の間ＭＥＭ１０１１２に対するアクセス
が許容される如く示される。ＤＣＤＸはスロット１と９
の間にアクセスが許容され、ＤＣＤＺはＲＧＣスロット
５と１３の間にアクセスが許容される。
【０９３３】前述の如く、ＲＧＣＧは反復的なシーケン
スにおいてＲＧＣ０乃至１５を生成する。ある特定のＲ
ＧＣの発生の間、ＰＲＣ２０４４４のＲＧＡＧの各要求
コンパレータは、このＲＧＣを検査してその関連するデ
ータ・チャネル素子がこのＲＧスロットの間にアクセス
を許されるかどうか、またこの関連するデータ・チャネ
ル素子がＭＥＭ１０１１２に対するアクセスを要求した
かどうかを判定する。もしこの関連するデータ・チャネ
ル素子が前記のＲＧＣスロットの間にアクセスを許さ
れ、また要求したアクセスを有するならば、このデータ
・チャネル素子はこの要求コンパレータの「許与」出力
によって表示される如くアクセスを与えられる。この要
求コンパレータ「許与」出力はまたＲＧＣＧ２６９１０
に対する入力として与えられて、ＲＧＣＧ２６９１０に
対してアクセスがＲＧＣスロットの間に与えられたこと
を表示する。
【０９３４】もし特定のデータ・チャネル素子がこのＲ
ＧＣスロットの間にＭＥＭ１０１１２に対するアクセス
を要求せず、またこれが与えられなかったならば、ＲＧ
ＣＧ２６９１０は直接次のＲＧＣスロットに行く。次の
ＲＧＣスロットにおいて、ＰＲＣ２０４４４のＲＧＡＧ
は再び、このスロットの間にアクセスを与えられた特定
のデータ・チャネル素子が要求を出したかを判定し、も
しこのような要求がなされたならばアクセスが与えられ
る。もしそうでなければ、ＲＧＣＧ２６９１０は再び直
接次のＲＧＣスロットに進行する、等々である。このよ
うに、ＰＲＣ２０４４４のＲＧＡＧは、ＩＯＳ１０１１
６の各データ・チャネルは不当な遅延を生じることなく
ＭＥＭ１０１１２に対するアクセスが許される。更に、
ＰＲＣ２０４４４のＲＧＡＧは、単一の、あるいは１つ
以上のデータ・チャネル素子がＭＥＭ１０１１２に対す
るアクセスを独占することを阻止する。前述の如く、各
データ・チャネル素子は、ある特定のＲＧＣシーケンス
の間に少なくとも１回ＭＥＭ１０１１２に対するアクセ
スを許される。同時に、ＭＥＭ１０１１２に対するアク
セスの要求が生じない特定のＲＧＣ内で休止しないこと
により、ＰＲＣ２０４４４のＲＧＡＧは有効に自動的
に、ＭＥＭ１０１１２に対するアクセスを要求しなかっ
たデータ・チャネル素子に対して飛越しを行なう。ＰＲ
Ｃ２０４４４のＲＧＡＧは、これにより、ある与えられ
た時間間隔内で、尤も使用頻度の高いデータ・チャネル
素子に対して更に頻繁なアクセスを行なう。更に、特定
のＩＯＳ１０１１６のデータ・チャネル素子に対し割当
てられたＲＧＣは特定のＣＳ１０１１０を特定のＣＳ１
０１１０の形態のデータ入出力要件に適合させるため必
要な如く再割当てを行なうことができる。即ち、もしＥ
ＢＭＣ２０４１４がＭＥＭ１０１１２に対する、従って
ＮＤＣ２０４１６に対する比較的頻度の低いアクセスを
要求することを示されるならば、あるＲＧＣはＥＢＭＣ
２０４１４からＮＤＣ２０４１６に対して再割当てを行
なうことができる。ＩＯＳ１０１１６のデータ・チャネ
ル素子によるＭＥＭ１０１１２に対するアクセスは、こ
れにより必要に応じて最適化することができる。
【０９３５】ＩＯＳ１０１１６の構造および作用につい
て説明したが、次にＤＰ１０１１８の構造および作用に
ついて説明することにする。
【０９３６】Ｅ．診断作用装置１０１１８（図１０１，
図２０５） 図１０１においては、前述の如く、ＤＰ１０１１８はＤ
Ｐバス１０１３８を介してＩＯＳ１０１１６、ＭＥＭ１
０１１２、ＦＵ１０１２０およびＥＵ１０１２２と相互
に接続されている。ＤＰ１０１１８はまた、ＤＰＩＯバ
ス１０１３６を介して、外部特にＤＵ１０１３４と連結
されている。診断操作および障害監視および補正操作の
実施に加え、ＤＰ１０１１８は部分的にオペレータがＣ
Ｓ１０１１０とインターフェースすることを許容する制
御および表示機能を提供するように作用する。ＤＵ１０
１３４は、例えば、ＣＲＴおよびキーボード装置、また
はテレタイプからなり、ＣＳ１０１１０のオペレータに
ハード制御盤、即ちスイッチおよび表示灯を含む制御盤
により従来通り提供される全ての制御および表示機能を
提供する。例えば、ＤＵ１０１３４はＤＰ１０１１８を
介して、システムの初期化および起動、診断プロセスの
実行、障害の監視および識別、およびプログラムの実行
の制御の如きオブジェクトのためのＣＳ１０１１０の制
御をオペレータが実施することを許容する。以下におい
て更に説明するように、これらの機能はＩＯＳ１０１１
６と、ＭＥＭ１０１１２と、ＦＵ１０１２０と、ＥＵ１
０１２２とのＤＰ１０１１８のインターフェースを介し
て達成される。
【０９３７】ＤＰ１０１１８は、汎用コンピュータ・シ
ステム、例えば、米国マサチューセッツ州ウエストボロ
ー市のデータ・ゼネラル社製のＮＯＶＡ４コンピュータ
である。ＤＰ１０１１８およびＤＵ１０１３４のインタ
ーフェースおよびＤＰ１０１１８およびＤＵ１０１３４
の相互の操作については、当技術に通常の技術を有する
ものにとっては容易に理解されよう。ＩＯＳ１０１１
６、ＭＥＭ１０１１２、ＦＵ１０１２０およびＥＵ１０
１２２ ２に関するＤＰ１０１１８のインターフェース
および作用については以下において更に説明しよう。
【０９３８】前記の如き諸機能の実施のため特にプログ
ラムされた汎用コンピュータとして作用するＤＰ１０１
１８は、以下において説明するように、ＤＰバス１０１
３８を介してＩＯＳ１０１１６、ＭＥＭ１０１１２、Ｆ
Ｕ１０１２０およびＦＵ１０１２０のレジスタに対する
アクセスを続出しかつこれを書込むものであった。ＤＰ
１０１１８はこれらのレジスタから直接データを読出し
あるいはこれに対してデータを直接書込むことができ
る。以下において説明するように、これらのレジスタは
データおよび命令レジスタであり、ＣＳ１０１１０の通
常の操作においてＣＳ１０１１０の回路の一体部分であ
る。これにより、これらのレジスタに対するアクセス
は、ＤＰ１０１１８がＣＳ１０１１０の操作を直接制御
し即ちこの操作を直接有効化することを可能にする。更
に、また以下において説明するように、ＤＰ１０１１８
は一般に、ＣＳ１０１１０の書込みの全ての部分に対し
て全てのクロック信号を提供し、これらクロック信号の
制御を介して前記回路の操作を制御することができる。
【０９３９】ＤＰ１０１１８の諸機能のオブジェクトの
ため、ＣＳ１０１１０は、機能的に関連する要素、例え
ばＦＵ１０１２０におけるＤＥＳＰ２０２１０のグルー
プに更に分割される如くに見做すことができる。ＤＰ１
０１１８はこれらのグループのレジスタに対するアクセ
スを行ない、次に説明するように、走査チェーン回路を
介して内部のクロックを制御する。一般に、ＤＰ１０１
１８は、ＣＳ１０１１０の主な各機能的なサブ要素に対
する１つ以上の走査チェーン回路が設けられている。
【０９４０】図２０５においては、ＤＰ１０１１８の略
図が示され、典型的なＤＰ１０１１８の走査チェーンが
示されている。同図に示すように、ＤＰ１０１１８は汎
用中央処理装置、即ちコンピュータ（ＤＰＣＰＵ）２７
０１０を含む。ＤＰＣＰＵ２７０１０の第１のインター
フェースはＤＰＩＯバス１０１３６を介してＤＵ１０１
３４に対するものである。ＤＰＣＰＵ２７０１０とＤＵ
１０１３４は、ＤＰＣＰＵ２７０１０の操作を指令しか
つこれらの操作の結果をＤＵ１０１３４を介して表示す
るようにＤＰＩＯバス１０１３６を介してデータおよび
制御信号を交換する。
【０９４１】ＤＰＣＰＵ２７０１０と関連しているのは
クロック・ゼネレータ（ＣＬＫＧ）２７０１２である。
ＣＬＫＧ２７０１２は、一般にＣＳ１０１１０において
使用される全てのクロック信号を生成する。
【０９４２】ＤＰＣＰＵ２７０１０とＣＬＫＧ２７０１
２は、ＤＰバス１０１３８を介してＣＳ１０１１０の種
々の走査チェーン回路とインターフェースされる。前記
の如く、ＣＳ１０１１０はその主な各サブ素子に対する
１つ以上の走査チェーンを含む。１つのこのような走査
チェーン、例えば、ＤＥＳＰ２０２１０の走査チェーン
（ＤＥＳＰＳＣ）２７０１４が図２０５に示されてい
る。
【０９４３】ＤＰＣＰＵ２７０１０とＣＬＫＧ２７０１
２間のインターフェース、例えば、ＤＥＳＰＳＣ２７０
１４はＤＰバス１０１３８を介して設けられる。図２０
５に示されるように、ＤＥＳＰＳＣ２７０１４は走査チ
ェーン・クロック・ゼネレータ（ＳＣＣＧ）２７０１６
および１つ以上の走査チェーン・レジスタ（ＳＣＲ）２
７０１８乃至２７０２４を含む。
【０９４４】ＳＣＣＧ２７０１６はＣＬＫＧ２７０１２
からクロック信号を受取り、またＤＰＣＰＵ２７０１０
からＤＰバス１０１３８を介して制御信号を受取る。Ｓ
ＣＣＧ２７０１６は更に、例えばＤＥＳＰ２０２１０の
種々のレジスタおよび回路に対して適当なクロック信号
を与える。ＣＰＣＰＵ２７０１０によりＳＣＣＧ２７０
１６に対して与えられるクロック制御信号は、ＤＥＳＰ
２０２１０のこれらのレジスタおよび回路に対する種々
のクロック信号を制御し即ちゲートして、これによりＤ
ＰＣＰＵ２７０１０がＤＥＳＰ２０２１０を制御するこ
とを有効に可能にする。
【０９４５】ＳＣＲ２７０１８乃至２７０２４は、ＤＥ
ＳＰ２０２１０内の種々のレジスタからなる。例えば、
ＳＣＲ２７０１８乃至２７０２４は、ＡＯＮＧＲＦ２０
２３２、ＯＦＦＧＲＦ２０２３４、ＬＥＮＧＲＦ２０２
３６の出力バッファ・レジスタと、ＯＦＦＡＬＵ２０２
４２とＬＥＮＡＬＵ２０２５２の出力レジスタと、ＯＦ
ＦＭＵＸ２０２４０とＢＩＡＳ２０２４６の内部のレジ
スタを含む。このようなレジスタは、本文においては、
前記の如く、これらのレジスタの末尾に付された矢印、
即ちその第１のものが入力を示し第２のものは出力を示
す矢印によって示されている。通常のＣＳ１０１１０の
操作においては、前記の如く、ＳＣＲ２７０１８乃至２
７０２４は、データおよび命令が転送される並列の出力
バッファ・レジスタにおける如く並列に作用する。ＳＣ
Ｒ２７０１８乃至２７０２４はまたシフト・レジスタと
して作用することができ、図２０５に示すように、ＤＰ
ＣＰＵ２７０１０からの入力とＤＰＣＰＵ２７０１０に
対する出力を有する１つのシフト・レジスタ回路を構成
するため一緒に接続されている。ＤＰＣＰＵ２７０１０
からのＳＣＲ２７０１８乃至２７０２４への制御入力
は、ＳＣＲ２７０１８乃至２７０２４の作用を制御し、
即ち、これらのレジスタが並列イン／並列アウト・レジ
スタとして作用するか、あるいはＤＥＳＰＳＣ２７０１
４の走査チェーンのシフト・レジスタとして作用するか
を制御する。ＳＣＲ２７０１８乃至２７０２４からなる
シフト・レジスタの走査チェーンは、これらのレジスタ
の内容をＤＰＣＰＵ２７０１０に対してシフトすること
により、ＤＰＣＰＵ２７０１０がＳＣＲ２７０１８乃至
２７０２４の内容を続出すことを許容する。逆に、ＤＰ
ＣＰＵ２７０１０は、これからシフト・レジスタの走査
チェーンを介してＳＣＲ２７０１８乃至２７０２４内の
選択された場所に対してＤＰＣＰＵ２７０１０によって
生成された情報をシフトすることにより、ＳＣＲ２７０
１８乃至２７０２４に対して書込むことができる。
【０９４６】走査チェーンのクロック・ゼネレータ回路
およびＣＳ１０１１０内の各走査チェーン回路の走査チ
ェーン・レジスタは、これによりＤＰ１０１１８がＣＳ
１０１１０の主な各サブ素子の作用を制御することを可
能にする。診断、監視および制御機能のため、必要に応
じて、例えば、内部の走査チェーン・レジスタから情報
を読出し、またこれらの走査チェーン・レジスタに対し
て情報を書込むのである。
【０９４７】ＭＥＭ１０１１２、ＦＵ１０１２０、ＥＵ
１０１２２、ＩＯＳ１０１１６およびＤＰ１０１１８を
含むＣＳ１０１１０の主な各素子の構造および作用につ
いて説明したが、特にＦＵ１０１２０のある作用につい
て次に説明する。以下の記述は、内部のある作用の更に
詳細な説明を行なうことによって、ＪＰ１０１１４のマ
イクロコード制御について更に説明することにより、Ｊ
Ｐ１０１１４特にＦＵ１０１２０の作用上の特徴につい
て開示することにする。
【０９４８】Ｆ．ＣＳ１０１１０のマイクロ機械の構造
および作用（図１７０〜図２７４） ａ．序論 これまでの記述は、ＦＵ１０１２０およびＥＵ１０１２
２のハードウェア構造および作用について述べた。以下
の記述子は、如何にしてＦＵ１０１２０における諸素子
およびＥＵ１０１２２のいくつかの素子が、以下におい
てＦＵマイクロ機械と呼ぶマイクロプログラム可能なコ
ンピュータとして一体に機能するかについて記述する。
このＦＵマイクロ機械は２つのタスク、即ちＳＩＮの解
釈およびＦＵ１０１２０、ＥＵ１０１２２、ＭＥＭ１０
１１２およびＩＯＳ１０１１６における諸素子により生
成されるいくつかの信号に対する応答を実施する。ＦＵ
マイクロ機械が応答する信号は、事象信号と呼ばれる。
構造および作用に関して、ＦＵマイクロ機械は下記の如
き特徴を有する。即ち、 −論理記述子の処理のため専用化されたレジスタおよび
ＡＬＵ −マイクロルーチン（マイクロ命令シーケンス）の呼出
しのためのスタックとして構成されたレジスタ −ハードウェアからの事象信号によるマイクロルーチン
呼出しを可能にする機構 −呼出しを生じたマイクロ命令に続くマイクロ命令、ま
たは呼出しを生じたマイクロ命令のいずれかに呼出され
たマイクロルーチンを戻すことを可能にする機構 −スタック・レジスタの内容がＭＥＭ１０１１２に対し
転送されることを可能にする機構 −予測できる時間長さ以内の事象信号に対する応答を保
証する機構 −マイクロ機構を構成する諸素子の２つのグループ、即
ち全てのマイクロコードにより使用可能な素子およびＫ
ＯＳ（前述の核心オペレーティング・システム）マイク
ロコードのみにより使用可能なものへの分割である。
【０９４９】これらの素子および機構は、ＦＵマイクロ
機械が２つの方法、即ち仮想のマイクロ機構として、ま
たモニター用マイクロ機械として使用されることを可能
にする。両種のマイクロ機械はＦＵ１０１２０において
同じ素子を使用するが、異なる機能を実施し異なる論理
特性を有する。以下の論議においては、ＦＵマイクロ機
械が仮想のマイクロ機械として使用される時は仮想モー
ドにあると言われ、またこれがモニター用マイクロ機械
として使用される時はモニター・モードにあると言われ
る。両方のモードは以下において更に詳細に紹介し説明
する。
【０９５０】最初に使用マイクロ機械が仮想モードにお
いて使用される時、これは下記の特性を有する。即ち、 −このマイクロ機械はプロセス６１０に帰属する実質的
に無限のマイクロ機械スタックにおいて実行する。 −このマイクロ機械は１つのマイクロ命令のＭＯサイク
ル（状態）において事象信号のどんな数にも応答するこ
とができる。 −マイクロルーチンの呼出しまたはマイクロルーチンか
らの戻りと同時にページ障害が生じ得る。
【０９５１】ＦＵマイクロ機械が仮想モードにある時、
どんなマイクロルーチンも完了に戻り得ない、即ち予測
できる時間長さ以内にその実行を完了し、あるいはこれ
を完全に完了し得ない。 −このマイクロ機械はプロセス６１０を実行中である。
【０９５２】最後の４つの特性は、第１の結果であり、
事象信号が呼出しをもたらし、マイクロ機械スタックが
無限であるため、呼出し数には制限がない。無限のマイ
クロ機械のスタックは、プロセス６１０に帰属する機械
保護スタック１０３３６に対しマイクロ機械スタック・
フレームを置くことによって達成され、従って仮想マイ
クロ機械は常にあるプロセス６１０に帰属するマイクロ
機械スタックにおいて実行する。更に、もしあるマイク
ロルーチンの呼出しまたはマイクロルーチンからの戻り
がマイクロ機械フレームが機密保護スタック１０３３６
からＦＵマイクロ機械に対して転送されることを要求す
るならば、ページ障害が生じ得、マイクロルーチンを実
行中のプロセス６１０はＪＰ１０１１４から除去され、
これによりマイクロルーチンの実行に要する時間を予測
不可能にする。実際に、もしプロセス６１０が停止され
る即ち終らされるならば、マイクロルーチンの実行は決
して終了しない。以下の説明において判るように、仮想
プロセッサ６１２は、仮想マイクロ機械がプロセス６１
０のマイクロ機械スタックに対するアクセスを得る手段
である。
【０９５３】モニター・モードにおいて、ＦＵマイクロ
機械は下記の特性を有する。即ち、 −このマイクロ機械は固定されたサイズのマイクロ機械
スタックを有し、このスタックは常にＦＵマイクロ機械
から使用可能であり、このスタックはプロセス６１０と
関連しない。 −このマイクロ機械は１つのマイクロ命令のＭＯサイク
ルの間固定数の事象しか応答し得ない。 −モニター・モードにおいては、１つのマイクロルーチ
ンの呼出しまたはマイクロルーチンからの戻りはページ
障害を生じない。 −マイクロ機械がモニター・モードにある時ＦＵマイク
ロ機械に関して実行中のマイクロルーチンは、これら自
らがＪＰ１０１１４を放棄させる動作を行なわなけれ
ば、完了まで実行することを保証される。 −モニター・モードで実行中のマイクロルーチンはプロ
セス６１０に対する機能を実施する必要はない。
【０９５４】同様に、残りの特性は第１のものの結果で
ある。これはモニター用マイクロ機械のスタックが固定
サイズであるため、モニター・マイクロ機械が応答可能
な事象の数が制限される。更に、スタックが常に直接マ
イクロ機械にアクセス可能であるため、マイクロ機械の
呼出しおよび戻しはページ障害を惹起せず、モニター・
モードで実行中のマイクロルーチンは、自らＪＰ１０１
１４を放棄させる動作を行なわなければ、完了まで実行
することになる。最後に、モニター・マイクロ機械のス
タックはプロセス６１０の機密保護スタック１０３３６
と関連せず、従って、モニター・マイクロ機械はプロセ
ス６１０に対する機能を実行すると共に、（プロセス６
１０とは関連しない）諸機能、例えばＪＰ１０１１４か
らの仮想プロセッサ６１２の結合および除去を実行する
ことができる。
【０９５５】最初のものに続く記述は、マイクロ機械を
構成する諸素子の概論であり、マイクロ機械に関する呼
出およびマイクロ機械のプログラミングの記述に続き、
仮想およびモニター・モードの詳細な論議およびマイク
ロ機械と１０１１０のサブシステム間の関係の概論で締
括くる。マイクロ機械がＳＩＮの分析、名前の解明また
はアドレスの翻訳の如き特定の操作を実施する方法につ
いては、マイクロ機械が諸操作の実施のため使用するＣ
Ｓ１０１１０の構成要素についての前の記述に見出すこ
とができる。
【０９５６】ｂ．ＦＵマイクロ機械を構成する諸素子の
概論（図２７０） 図２７０は、マイクロ機械を構成する諸素子の概要を紹
介する。図２７０は図２０１に基づくものであるが、論
議の明瞭回路を向上させるため簡単にされている。図２
０１に示されるマイクロ機械の素子および再区分には番
号が付されている。図２７０における素子が２つの再区
分に現われる時は、これらの再区分により共有される。
【０９５７】図２７０は４つの主な再区分を有する。こ
れらの内の３つは図２０１からで、即ちマイクロ機械に
より実行されるべき次のマイクロ命令を選択するため使
用される素子を保有するＦＵＣＴＬ２０２１４と、記述
子の処理のためのスタック、大域レジスタおよびＡＬＵ
を含むＤＥＳＰ２０２１０と、名前を論理記述子に翻訳
しかつ論理記述子を物理的記述子に翻訳する素子を含む
ＭＥＭＩＮＴ２０２１２である。第４の再区分、即ちＥ
Ｕインターフェース２７００７は、ＦＵ１０１２０のマ
イクロコードによって操作可能なＥＵ１０１２２の各部
を表わす。
【０９５８】図２７０は更にＦＵＣＴＬ２０２１４とＭ
ＥＭＩＮＴ２０２１２を再分割する。ＦＵＣＴＬ２０２
１４は４つの再区分を有する。即ち、 −Ｉストリーム・リーダ２７００１、ＳＩＮを得てこれ
をＳＯＰおよび名前に分析するため使用される素子を含
む。 −ＳＯＰデコーダ２７００３、ＳＯＰをＦＵマイクロコ
ード（ＦＵＳＩＴＴ１１０１２）における場所に変換
し、ある場合には、対応するＳＩＮを実施するマイクロ
コードを含むＥＵマイクロコード（ＥＵＳＩＴＴ２０３
４４）における場所に変換する。 −マイクロコード・アドレス指定装置２７０１３、ＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２において実行されるべき次のマイク
ロ命令の場所を決定する。 −レジスタ・アドレス指定装置２７０１１、ＧＲＦ１０
３５４のレジスタに対するアドレスを生成する素子を含
む。
【０９５９】ＭＥＭＩＮＴ２０２１２もまた３つの再区
分を有する。即ち、 −名前翻訳装置２７０１５、名前の論理記述子への翻訳
を加速する素子を含む。 −メモリー照合装置２７０１７、論理記述子の物理的記
述子への翻訳を加速する素子を含む。 −機密保護装置２７０１９、論理記述子に関してなされ
たメモリー照合についての最初のアクセス検査を加速す
る素子を含む。
【０９６０】図２７０はまた、長さバス２０２２６と、
ＯＦＦＳＥＴバス２０２２８と、ＡＯＮバス２０２３０
を１つの構造、即ち記述子バス（ＤＢ）２７０２１に結
合することによって図２０２のバス構造を簡単にする。
更に、内部バスの結合は、マイクロ機械の論理的操作の
説明に必要なものにまで減殺されている。以下の記述に
おいては、最初にＦＵ１０１２０において実行中のほと
んどのマイクロコードにより使用される如き素子につい
て説明し、次いで名前の翻訳または保護機能検査の如き
特殊な機能の実施に使用される素子について説明する。
【０９６１】１．ほとんどのマイクロコードにより使用
される素子 ほとんどのマイクロコードにより使用されるいくつかの
素子を含むマイクロ機械の再区分は、マイクロコード・
アドレス指定装置２７０１３と、レジスタ・アドレス指
定装置２７０１１と、ＥＵインターフェース２７００７
とである。更に、ほとんどのマイクロコードはＭＯＤバ
ス１０１４４と、ＪＰＤバス１０１４２と、ＤＢ２７０
２１を使用する。本論はバスの論議から始め、次いで上
掲の順序で他の素子について説明する。
【０９６２】ａ．ａ．ＭＯＤバス１０１４４、ＪＰＤバ
ス１０１４２およびＤＢ２７０２１ ＭＯＤバス１０１４４は、これによりデータをＭＥＭ１
０１１２から得ることができる唯一の経路である。ＭＯ
Ｄバス１０１４４におけるデータは、その行先として、
命令ストリーム・リーダ２７００１、またはＤＥＳＰ２
０２１０、またはＥＵインターフェース２７００７を有
する。第１の場合には、ＭＯＤバス１０１４４における
データはＳＩＮからなり、第２の場合にはＦＵ１０１２
０により処理されるデータであり、第３の場合には、こ
れはＥＵ１０１２２により処理されるデータである。本
例においては、ＦＵ１０１２０により処理されるべきデ
ータは、略々ＦＵ１０１２０内部の使用、例えば名前カ
ッシェ１０２２６における使用をオブジェクトとするデ
ータである。ＥＵ１０１２２により保有されるデータ
は、一般にＳＩＮにおける名前により表わされるオペラ
ンドである。
【０９６３】ＪＰＤバス１０１４２は２つの用途を有す
る。即ち、データがＪＰ１０１１４により処理された後
ＭＥＭ１０１１２に対して戻る経路であり、また論理記
述子以外のデータがマイクロ命令の再区分間で移動する
経路である。例えば、ＣＳ１０１１０が初期化される
時、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対してロードされるマイ
クロ命令はＭＥＭ１０１１２からＪＰＤバス１０１４２
を介してＤＥＳＰ２０２１０に対して転送され、またＤ
ＥＳＰ２０２１０からＪＰＤバス１０１４２を介してＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２に対して転送される。
【０９６４】ＤＢ２７０２１は、これにより論理記述子
がマイクロ機械内で転送される経路である。ＤＢ２７０
２１は、名前翻訳装置２７０１５と、ＤＥＳＰ２０２１
０と、機密保護装置２７０１９と、メモリー照合装置２
７０１７を接続する。典型的には、論理記述子は、ＤＥ
ＳＰ２０２１０におけるレジスタに配された名前翻訳装
置２７０１５から得られ、次いで、照合が論理記述子を
用いてなされる時は常に機密保護装置２７０１９とメモ
リー照合装置２７０１７に対して与えられる。しかし、
ＤＢ２７０２１はまた、ＤＥＳＰ２０２１０において形
成されたカッシェのエントリをＡＴＵ１０２２８と、名
前カッシェ（ＮＣ）１０２２６と、保護カッシェ（Ｐ
Ｃ）１０２３４に対して転送するため使用される。
【０９６５】ｂ．ｂ．マイクロコードのアドレス指定装
置 本文において論述したように、マイクロコードのアドレ
ス指定装置は下記の諸素子からなる。即ち、ＴＩＭＥＲ
２０２９６、ＥＶＥＮＴロジック２０２８４、ＲＣＷＳ
１０３５８、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８、ｍＰＣ２０２７
６、ＭＣＷ０２０２９２、ＭＣＷ１ ２０２９０、ＳＩ
ＴＴＮＡＳ２０２８６およびＦＵＳＩＴＴ１１０１２で
ある。これらの素子の全てについては既に詳細に説明し
ており、これらの素子はマイクロコードのアドレス指定
に影響を及ぼす時のみこれについて論述する。図２０２
に含まれる他の素子、即ち状態レジスタ２０２９４、反
復カウンタ２０２８０およびＰＮＲＥＧ２０２８２はマ
イクロコードのアドレス指定とは直接に関連を持たない
ため、本項では論述しない。
【０９６６】既に詳細に説明したように、マイクロコー
ド・アドレス指定装置２７０１３における諸素子はＪＰ
Ｄバス１０１４２からロードされる。これらの素子およ
びＦＵＳＤＴ１１０１０により与えられるマイクロコー
ド・アドレスは、これら諸素子間をＦＵＳＩＴＴ１１０
１２に対してＣＳＡＤＲバス２０２０４よって転送され
る。次のマイクロコード・アドレスが得られる方法は６
つある。即ち、 −最も頻繁には、ｍＰＣ２０２７６における値は、ｍＰ
Ｃ２０２７６における特殊なＡＬＵによって１だけ増分
され、これによりその時のマイクロ命令に続くマイクロ
命令のアドレスを生じる。 −もしあるマイクロ命令があるマイクロルーチンまたは
分岐に対する呼出しを規定するならば、このマイクロ命
令は、次のマイクロ命令の場所を得るためＢＲＣＡＳＥ
２０２７８におけるＡＬＵがｍＰＣ２０２７６における
値に加算するリテラル値を保有する。 −もし次のマイクロ命令の場所を計算するためあるマイ
クロ命令がある場合の値の使用を規定するならば、ＢＲ
ＣＡＳＥ２０２７８はＤＥＳＰ２０２１０により計算さ
れた値をｍＰＣ２０７１８の値に加算する。ＤＥＳＰ２
０２１０により計算された値はある論理記述子のあるフ
ィールドから得ることができ、これによりこの論理記述
子に含まれる形式情報に基づいてマイクロコードにおけ
る異なる場合に対してマイクロ機械が分岐することを可
能にする。あるマイクロルーチンの呼出しから戻ると同
時に、呼出しが生じたマイクロルーチンの実行が継続す
べき場合がＲＣＷＳ１０３５８から得られる。 −ＳＩＮの実行の開始時において、ＳＩＮに対するマイ
クロコードが開始する場所がＦＵＳＤＴ１１０１０によ
ってＳＩＮのＳＯＰから得られる。 −いくつかのハードウェア信号はマイクロルーチンの呼
出しを生じる。このような信号の２つの種類がある。即
ち、事象ロジック２０２８４がいくつかのマイクロルー
チンの呼出しに変換する事象信号と、直接マイクロコー
ドの場所に変換されるＪＡＭ信号である。
【０９６７】前述の如く得られたアドレスはＳＩＴＴＮ
ＡＳ２０２８６に対して転送され、これは次のマイクロ
命令の場合としてアドレスの１つを選択し、この場所を
ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して転送する。この場所が
ＦＵＳＩＴＴ１１０１２に対して転送されると、これも
またｍＰＣ２０２７８に記憶される。ＪＡＭに対するア
ドレスを除く全てのアドレスは、ＣＳＡＤＲバス２０２
０４を介してＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６に対して転送さ
れる。ＪＡＭ信号から得られるアドレスはＳＩＴＴＮＡ
Ｓ２０２８６に対する別の回線によって転送される。
【０９６８】以下において詳細に説明するように、マイ
クロルーチンの呼出しおよび戻しもまたマイクロ機械の
プッシュおよびポッピングおよびＭＣＷ１ ２０２９０
に含まれる状態の保管を伴なう。
【０９６９】レジスタ・アドレス指定装置２７０１１
は、ＧＲＦ１０３５４に含まれるマイクロ命令レジスタ
に対するアクセスを制御する。以下において詳細に説明
するように、ＧＲＦ１０３５４はマイクロ機械スタック
に対して使用されるレジスタと大域レジスタ、即ち常に
全てのマイクロルーチンに対してアクセス可能なレジス
タの両者を含んでいる。このレジスタはフレーム内に集
められ、個々のレジスタはフレーム番号およびレジスタ
番号によりアドレス指定される。レジスタ・アドレス指
定装置２７０１１は、ＧＲＦ１０３５４のＧＲ１０３６
０におけるどのフレームおよびレジスタのアドレス指定
でも可能であるが、ＳＲ１０３６２のフレームの場合は
３つのフレーム、即ちその時の（最上位の）フレーム
と、前のフレーム（即ち、最上位のフレームに先行する
フレーム）と、最下位のフレーム即ち依然としてＧＲＦ
１０３５４に保有される仮想マイクロ機械スタックにお
ける最下位のフレームにおけるレジスタのアドレス指定
しか可能でない。レジスタ・アドレス指定装置２７０１
１により与えられる値はＭＣＷ０ ２０２９２に記憶さ
れる。続くマイクロルーチン呼出しの論述において説明
するように、その時および前のフレームは呼出し毎に増
分され、戻し操作毎に減分されるのである。
【０９７０】ｃ．ｃ．記述子処理装置２０２１０（図２
７１） ＤＥＳＰ２０２１０は、論理記述子を記憶してこれを処
理するための１組の素子である。ＤＥＳＰ２０２１０の
処理装置の内部構造については既に詳細に説明したが、
本論においては、論述は主としてＧＲＦ１０３５４の構
造および内容について述べる。ＣＳ１０１１０の望まし
い実施態様においては、ＧＲＦ１０３５４は２５６構成
のレジスタを保有する。各レジスタは１つの論理記述子
を含む。図２７１は、詳細に論理記述子２７１１６を示
している。ＣＳ１０１１０の本実施態様においては、論
理記述子２７１１６は４つの主なフィールドを有する。
即ち、 −ＲＳフィールド２７１０１、以下において説明する種
々のフラッグを保有する。 −ＡＯＮフィールド２７１１１、論理記述子２７１１６
により表わされるデータ項目のアドレスのＡＯＮ部分を
保有する。 −ＯＦＦフィールド２７１１３、論理記述子２７１１６
により表わされるデータ項目のアドレスのオフセット部
分を保有する。 −ＬＥＮフィールド２７１１５、論理記述子２７１１６
により表わされるデータ項目の長さを保有する。
【０９７１】ＲＳフィールド２７１０１は下記の如きサ
ブフィールドを含む。即ち、 −ＲＴＤフィールド２７１０３とＷＴＤフィールド２７
１０５はＣＳ１０１１０によるデバッガに対して与えら
れるいくつかの事象信号を不作用化するためマイクロコ
ードによって設定することができる。詳細については、
ＣＳ１０１１０におけるデバッギング手段の以降の記述
を参照されたい。 −ＦＩＵフィールド２７１０７は２つのビットを保有す
る。このフィールドは、論理記述子２７１１６を構成す
るため使用される名前テーブル・エントリにおける情報
から設定される。これらのビットは如何にして論理記述
子２７１１６により指定されたデータがＭＥＭ１０１１
２から取出される時に位置調整される時に位置調整され
て充填されるかを判定する。 −ＴＹＰＥフィールド２７１０９の４つのビットもま
た、論理記述子２７１１６を構成するため使用される名
前テーブル・エントリから得られる。このフィールドの
セッティングはＳ言語間で変化し、Ｓ言語のＳインタプ
リター・マイクロコードに対してＳ言語特有のタイプ情
報を通信するために使用される。
【０９７２】論理記述子２７１１６の４つのフィールド
は、ＧＲＦ１０３５４レジスタにおける３つの個々にア
クセス可能なフィールドに含まれるが、その１つはＲＳ
フィールド２７１０１とＡＯＮフィールド２７１１１と
を含み、１つはＯＦＦフィールド２７１１３を含み、１
つはＬＥＮフィールド２７１１５を含んでいる。更に、
各ＧＲＦ１０３５４レジスタは全体的にアクセス可能で
ある。ＧＲＦ１０３５４は更に各々８つのレジスタの３
２フレームに再分割されている。個々のＧＲＦ１０３５
４レジスタは、前記フレーム内のそのフレーム番号とそ
のレジスタ番号によってアドレス指定される。ＣＳ１０
１１０の本実施例においては、ＧＲＦ１０３５４におけ
るフレームの半分がＳＲ１０３６２に帰属してマイクロ
機械スタックのため使用され、半分は「大域情報」の記
憶のためＧＲ１０３６０に帰属する。ＳＲ１０３６２に
おいては、各ＧＲＦ１０３５４のフレームは、あるマイ
クロルーチンの１回の呼出しに帰属する情報を保有す
る。前述の如く、レジスタ・アドレス指定装置２７０１
１はＳＲ１０３６２スタックにおける３つのＧＲＦ１０
３５４のフレーム、即ち、このスタックにおけるその時
の最上位フレームと、前のフレームと、最下位のフレー
ムのみのアドレス指定を可能にする。レジスタは、これ
らの３つのフレームと１つのレジスタ番号の１つを指定
することによってアクセスされる。
【０９７３】ＧＲ１０３６０に含まれる大域情報は、１
つの呼出しとは接続されない情報である。大域情報には
３つの広いカテゴリーがある。即ち、 −その仮想プロセッサ６１２がその時ＪＰ１０１１４に
対して固定されるプロセス６１０に帰属する情報。この
情報に含まれるのは、プロセス６１０のＡＢＰのその時
の値とＫＯＳがプロセス６１０のスタックの管理のため
使用するポインタである。 −ＫＯＳの操作のため必要とされる情報。この情報に含
まれるのは、ＭＥＭ１０１１２における固定された場所
を占有するＫＯＳデータ・ベースに対するポインタの如
き項目である。 −定数、即ち、ＦＵ１０１２０において頻繁に実施され
るいくつかの操作に必要とされる固定値。
【０９７４】残りのレジスタは、マイクロルーチンのス
タック・フレームに記憶することができないデータに対
する一時的な記憶領域としてマイクロプログラマに対し
て使用可能である。例えば、いくつかのマイクロルーチ
ンにより共有されるデータはＧＲ１０３６０に最適に置
くことができる。ＧＲＦ１０３５４のＧＲ１０３６０に
おけるレジスタのアドレス指定は２つの値、即ちフレー
ムを指定する０乃至１５の値と、フレームにおけるレジ
スタを指定する０乃至７の値を必要とする。
【０９７５】前に詳細に述べたように、ＤＥＳＰ２０２
１０の３つの構成要素ＡＯＮＰ２０２１６と、ＯＦＦＰ
２０２１８とＬＥＮＰ２０２２０もまたＡＬＵと、レジ
スタと、ＧＲＦ１０３５４レジスタの個々のフィールド
について実施すべき各操作を可能にするロジックを含
む。特に、ＯＦＦＰ２０２１８は、汎用３２ビット演算
論理装置として使用することができるＯＦＦＡＬＵ２０
２４２を含む。ＯＦＦＡＬＵ２０２４２は更に、ＪＰＤ
バス１０１４２とＤＢ２７０２１のオフセット部分と名
前バス２０２２４のソースおよび行先として、またＭＯ
Ｄバス１０１４４に対する行先として作用する。その結
果、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２はこれらのバスにおけるデ
ータについて操作を行ない、データを１つのバスから別
のバスに対して転送するため使用することができる。例
えば、あるＳＩＮがアドレス計算において使用されるリ
テラル値を保有する時、このリテラル値は名前バス２０
２２４を介してＯＦＦＡＬＵ２０２４２に対して転送さ
れ、それについて操作され、ＤＢ２７０２１のオフセッ
ト部分を介して出力される。
【０９７６】ｄ．ｄ．ＥＵ１０１２２のインターフェー
ス ＦＵ１０１２０は、ＥＵ１０１２２がどんな操作を実施
すべきか、どんなオペランドについて操作を実施すべき
か、また何時終了されるか、このオペランドにより何を
なすべきかを規定する。ＦＵ１０１２０は、データに対
する行先としてＥＵ１０１２２における２つの素子およ
びデータのソースとして１つの素子を使用することがで
きる。行先はＣＯＭＱ２０３４２とＯＰＢ２０３２２で
ある。ＣＯＭＱ２０３４２は、ＦＵ１０１２０によって
要求される操作を実施するためのマイクロコードのＥＵ
ＳＩＴＴ２０３４４における場所を受取る。ＣＯＭＱ２
０３４２は、ＦＵ１０１２０のマイクロルーチンから、
あるいはＳＩＮのＳＯＰからマイクロコードにおける場
所を受取る。第１の場合には、この場所はＪＰＤバス１
０１４２を介して転送され、第２の場合には、これはＥ
ＵＳＤＴ２０２６６から得られＥＵＤＩＳバス２０２０
６を介して転送される。ＯＰＢ２０３２２は、それにつ
いて操作が実施されるべきオペランドを受取る。もしこ
のオペランドが直接ＭＥＭ１０１１２から入るならば、
これらのオペランドはＭＯＤバス１０１４４を介してＯ
ＰＢ２０３２２に対して転送され、もしこれらのオペラ
ンドがＦＵ１０１２０のレジスタまたは諸素子からのも
のであれば、これらはＪＰＤバス１０１４２を介して転
送される。
【０９７７】結果のレジスタ２７０１３はデータに対す
るソースである。ＥＵ１０１２２が操作を完了した後、
ＦＵ１０１２０は結果のレジスタ２７０１３から結果を
得る。次に、ＦＵ１０１２０はこの結果をＭＥＭ１０１
１２に入れ、あるいはＪＰＤバス１０１４２からアクセ
ス可能などの素子にでも入れることができる。
【０９７８】２．専用化されたマイクロ機械素子 専用化された素子のグループの各々は、ＣＳ１０１１０
のサブシステムの１つとして作用する。命令ストリーム
・リーダ２７００１はＳインタプリタサブシステムの一
部であり、名前翻訳装置２７０１５は名前インタプリタ
サブシステムの一部であり、メモリー照合装置２７０１
７は仮想メモリー管理システムの一部であり、機密保護
装置２７０１９はアクセス制御システムの一部である。
本項においては、これらの素子についてはマイクロ機械
の関連においてのみ説明し、これら素子が帰属するサブ
システム内の機能の完全な理解のためには、サブシステ
ムの前の記述を参照されたい。
【０９７９】ａ．ａ．命令ストリーム・リーダ２７００
１ 命令ストリーム・リーダ２７００１は、手順オブジェク
ト６０４，６０６，６０８からＳＩＮのストリーム（命
令ストリームと呼ぶ）を読出して分析する。この命令ス
トリームはＳＯＰ（命令コード）、名前およびリテラル
値からなる。前述の如く、ＣＳ１０１１０の本実施例に
おいては、あるプロセス６０２から読出された命令スト
リームは固定されたフォーマットを有し、ＳＯＰは８ビ
ットの長さであり、名前およびリテラル値は全て単一の
長さを有する。手順に従って、この長さは８，１２また
は１６ビットとなる。命令ストリーム・リーダ２７００
１は、この命令ストリームをその構成ＳＯＰと名前に分
解し、このＳＯＰと名前ＷＯマイクロ機械の適当な部分
に対して送ることにより分析する。命令ストリーム・リ
ーダ２７００１は２つのグループの素子を含む。即ち、 −ＰＣ値２７００６、命令ストリームにおける場合を保
有する３つのレジスタからなる。ＡＢＰのＰＢＰに対し
て加算される時、これらのレジスタに含まれる値は、実
行中の手順６０２を含む手順オブジェクト９０１におけ
る場所を指定する。ＣＰＣ２０２７０は、その時翻訳中
のＳＯＰまたは名前の場所を保有し、ＩＰＣ２０２７２
はその時実行中のＳＩＮの始めの場所を保有し、最後
に、ＥＰＣ２０２７４はＳＩＮの実行開始時にのみ関連
を有し、この時これは実行されるべき最後のＳＩＮの場
所を有する。 −分析装置２７００５、ＩＮＳＴＢ２０２６２と、パー
サ２０２６４と、ＰＲＥＦ２０２６０からなる。マイク
ロルーチンはＰＲＥＦ２０２６０を用いて命令ストリー
ムに対する論理記述子２７１１６を形成し、これは次に
ＤＢ２７０２１に置かれて論理メモリー照合において使
用される。これらの照合から戻されたデータはＩＮＳＴ
Ｂ２０２６２に置かれて、パーサ２０２６４によって分
析される。
【０９８０】パーサ２０２６４により得られたＳＯＰ
と、名前と、リテラル値は名前バス２０２２４に置か
れ、これはパーサ２０２６４と、ＳＯＰデコーダ２７０
０３と、名前翻訳装置２７０１５とＯＦＦＡＬＵ２０２
４２を接続する。
【０９８１】ｂ．ｂ．ＳＯＰデコーダ２７００３ ＳＯＰデコーダ２７００３は、ＳＯＰをＦＵ１０１２０
およびＥＵ１０１２２のマイクロコードにおける場合に
復号する。ＳＯＰデコーダ２７００３は、ＣＳ１０１１
０と、ＥＵＳＤＴ２０２６６と、ダイアレクト・レジス
タ（ＲＤＩＡＬ）２４２１２と、ＬＯＰＣＯＤＥ２４２
１０からなる。ＦＵＳＤＴ１１０１０は更に、ＦＵＤＩ
ＳＰ２４２１８およびＦＡＬＧ２４２２０からなってい
る。これらの素子がＳＩＮに含まれるＳＯＰをＦＵＳＩ
ＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴ２０３４４における
場所に翻訳する方法については前に述べた。
【０９８２】ｃ．ｃ．名前翻訳装置２７０１５ 名前翻訳装置２７０１５は、論理記述子２７１１６に対
する名前の翻訳を加速する。この操作は名前の解明と呼
ばれる。これは２つの構成要素、即ち名前カッシェ１０
２２６および名前トラップ２０２５４からなる。名前カ
ッシェ１０２２６は、手順オブジェクト６０４の名前テ
ーブル１０３５０から情報のコピーを含み、これにより
名前テーブル１０３５０を照合することなしに名前を論
理記述子２７１１６に翻訳することを可能にする。名前
が名前翻訳装置２７０１５に与えられると、この装置は
必要に応じて名前翻訳装置２７０１５により後で使用す
るため名前トラップ２０２５４に対してラッチされる。
以下において詳細に説明するように、本実施例において
は、名前の翻訳は常に名前カッシェ１０２２６に対する
名前の提供により開始する。もし名前が既に翻訳されて
いたならば、その論理記述子２７１１６の解釈に必要な
情報は名前カッシェ１０２２６に含むことができる。も
し名前カッシェ１０２２６における名前に対する情報が
なければ、名前解明マイクロコードは名前トラップ２０
２５４から名前を得、この名前の翻訳のため実行中の手
順に対する情報を名前テーブル１０３５０から使用し、
この必要とされる情報を名前カッシェ１０２２６に置
き、再び翻訳を試みる。翻訳が成功すると、名前に対応
する論理記述子２７１１６が名前カッシェ１０１１５に
おける情報から生成され、ＤＢ２７０２１に置かれ、Ｇ
ＲＦ１０３５４のレジスタにロードされる。
【０９８３】ｄ．ｄ．メモリー照合装置２７０１７ メモリー照合装置２７０１７は、論理記述子２７１１６
を用いてメモリーの照合を行なう。メモリー照合装置２
７０１７は、ＭＥＭ１０１１２に対する指令と、この指
令が実施されるべきデータを記述する論理記述子２７１
１６を受取る。書込み操作の場合、メモリー照合装置２
７０１７はまたＪＰＤバス１０１４２を介して書込まれ
つつあるデータを受取る。メモリー照合装置２７０１７
は論理記述子２７１１６を物理的記述子に翻訳し、この
物理的記述子および指令をＰＤバス１０１４６を介して
ＭＥＭ１０１１２に対して転送する。メモリー照合装置
２７０１７は４つの構成要素、即ちＫＯＳ仮想メモリー
管理システム・テーブルからの情報のコピーを保有し、
これにより論理記述子から物理的記述子への翻訳を加速
するＡＴＵ１０２２８と、論理記述子２７１１６を捕捉
するＤＳＴ２０２５６と、メモリーの指令を捕捉する指
令トラップ２７０１８と、書込み操作におけるデータを
捕捉するデータ・トラップ２０２５８とを有する。論理
的メモリー照合がなされる時、論理記述子２７１１６は
ＤＢ２７０２１を介してＡＴＵ１０２２８に対して与え
られ、同時に論理記述子２７１１６およびメモリー指令
はＤＳＴ２０２５６および指令トラップ２７０１８に捕
捉される。書込み操作と同時に、書込まれるべきデータ
はデータ・トラップ２０２５８に捕捉される。もし物理
的記述子を形成するに必要な情報がＡＴＵ１０２２８に
存在するならば、物理的記述子はＰＤバス１０１４６を
介してＭＥＭ１０１１２に対し転送される。もし物理的
記述子の形成のため必要な情報がＡＴＵ１０２２８に存
在しなければ、ＡＴＵ１０２２８からの事象ＳＩＮは、
ＤＳＴ２０２５６から論理記述子２７１１６を検索する
マイクロルーチンを介在させ、ＫＯＳ仮想メモリー管理
システム・テーブルに含まれる情報を用いて論理記述子
２７１１６に対するＡＴＵ１０２２８におけるエントリ
を行なう。マイクロルーチンが戻る時、論理的メモリー
照合がＤＳＴ２０２５６からの論理記述子２７１１６
と、指令トラップ２７０１８からのメモリー指令を用い
て反復され、また書込み操作においてはデータ・トラッ
プ２０２５８におけるデータを用いて反復される。仮想
メモリー管理の論議において詳細に説明するように、も
し論理的メモリー照合により照合されたデータがＭＥＭ
１０１１２に存在しなければ、論理的メモリー照合がペ
ージの障害を惹起する。
【０９８４】ｅ．ｅ．機密保護装置２７０１９ 論理的メモリー照合毎に、機密保護装置２７０１９は、
この照合を行なう主題が、照合されるオブジェクトにつ
いてのメモリー指令によって指定される動作を実施する
ことを可能にするアクセス権を有するかどうかを検査す
る。もしこの主題が所要のアクセス権を持たなければ、
機密保護装置２７０１９からのＳＩＮはＭＥＭ１０１１
２をして論理的メモリー照合を打切らせる。機密保護装
置２７０１９は、ＫＯＳアクセス制御システムテーブル
からの情報のコピーを保有する保護カッシェ１０２３４
からなり、これにより保護機能検査の速度を向上させ、
ＤＳＴ２０２５６、指令トラップ２７０１８およびデー
タ・トラップ２０２５８をメモリー照合装置２７０１７
と共有する。論理的メモリー照合がなされる時、ＡＯＮ
と論理記述のオフセット部分が保護カッシェ１０２３４
に対して提供される。もし保護カッシェ１０２３４がＡ
ＯＮおよびオペランドにより指定されるオブジェクトに
対する保護情報を保有し、メモリー照合を行なう主題が
所要のアクセスを有するならば、メモリー照合は継続
し、もし保護カッシェ１０２３４が保護情報を保有し主
題が所要のアクセスを持たなければ、保護カッシェ１０
２３４からのＳＩＮはメモリー照合を打切る。もし保護
カッシェ１０２３４が所要のアクセス情報を持たなけれ
ば、保護カッシェ１０２２４からのＳＩＮはメモリー照
合を打切り、ＫＯＳアクセス制御システム・テーブルか
らのアクセス情報を得るマイクロルーチンを介在させ
て、これを保護カッシェ１０２３４に置く。保護カッシ
ェ１０２３４が使用可能状態にある時、メモリーのアク
セスはＤＳＴ２０２５６からの論理記述子と、指令トラ
ップ２７０１８からのメモリー指令を用いて反復され、
また書込み操作の場合は、データ・トラップ２０２５８
におけるデータを用いて反復される。
【０９８５】ｆ．ｆ．ＫＯＳマイクロ機械の素子 マイクロ機械に関する紹介において述べたように、マイ
クロ機械を構成する素子は２つの種類、即ちマイクロ機
械に対して書込まれたマイクロコードが操作可能なもの
と、ＫＯＳマイクロコードによって専ら操作可能なもの
とに分類することができる。後者の種類は、ＧＲＥ１０
３５４のＧＲ１０３６０におけるいくつかのレジスタ
と、ＧＲＦ１０３５４のスタック部分（スタック・レジ
スタ１０３６２）における仮想マイクロ機械スタックの
部分の最下位フレームと、機密保護装置２７０１９およ
びメモリー照合装置２７０１７において保有される諸素
子からなる。機密保護装置２７０１９およびメモリー照
合装置２７０１７はＫＯＳマイクロコードによってのみ
操作可能であり、非ＫＯＳマイクロコードはソースまた
は行先としてＤＳＴ２０２５６および指令トラップ２７
０１８を使用せず、ＡＴＵ１０２２８または保護カッシ
ェ１０２３４におけるレジスタのロードまたは無効化を
行なわず、またメモリー照合装置２７０１７および機密
保護装置２７０１９に対して論理記述子を提供する代り
に、物理的メモリー照合、即ち物理的記述子を直接ＰＤ
バス１０１４６に置くメモリー照合は行なわない。同様
に、ＧＲＦ１０３５４のレジスタのアドレス指定の場合
は、非ＫＯＳマイクロコードは、ＧＲＦ１０３５４のＧ
Ｒ１０３６０におけるＫＯＳレジスタ、またはＧＲＦ１
０３５４のスタック部分の最下位フレームを規定しな
い。更に、ＦＵＳＩＴＴ１１０１２の動的ローディング
を可能にする実施態様においては、ＫＯＳマイクロコー
ドのみが動的ローディングのため提供された諸素子を操
作することができる。
【０９８６】ＣＳ１０１１０の本実施例においては、Ｋ
ＯＳ素子およびレジスタと、全てのマイクロプログラム
に対してアクセス可能な素子およびレジスタはマイクロ
バインダによって操作される。このマイクロバインダ
は、機密保護装置２７０１９またはメモリー照合装置２
７０１７における諸素子を操作し、あるいはＫＯＳ用に
留保されたＧＲＦ１０３５４のレジスタをアドレス指定
するマイクロ命令に対する全てのマイクロコードの検査
を行なう。しかし、ＫＯＳ素子が全てのマイクロプログ
ラムに対してアクセス可能な素子とは論理的にも物理的
にも個別であり、その結果、ＣＳ１０１１０の他の実施
態様においては、非ＫＯＳマイクロプラグラムがＫＯＳ
素子の操作を行なうことを阻止するハードウェア素子を
使用することができる。
【０９８７】ｃ．マイクロ機械スタックおよびマイクロ
ルーチンの呼出しおよび戻し操作（図２７２，図２７
３） １．マイクロ機械スタック（図２７２） 前述の如く、ＦＵマイクロ機械はスタック・マイクロ機
械である。ＦＵマイクロ機械のスタックの特性は、ＦＵ
マイクロ機械が仮想モードであるかモニター・モードで
あるかに依存する。仮想モードにおいては、マイクロ機
械スタックは実質的にサイズが制約を受けず、もしこれ
が内部のＦＵ１０１２０に対して許容される以上のフレ
ームを保有するならば、最上位フレームはＧＲＦ１０３
５４にあり、残りのフレームはＦＵマイクロ機械によっ
て実行中のプロセス６１０に帰属する保護スタック１０
３３６にある。以下においては、仮想モードのマイクロ
機械スタックは仮想マイクロ機械スタックと呼ばれる。
モニター・モードにおいては、マイクロ機械スタックは
固定された記憶量からなり、ＣＳ１０１１０の本実施例
においては、モニター・モードのマイクロ機械スタック
はスタック部分、即ちＧＲＦ１０３５４のＳＲ１０３６
２に完全に保有され、ＣＳ１０１１０の他の実施例にお
いては、モニター・モードのマイクロ機械スタックの一
部または全ては、固定サイズでありかつモニター・マイ
クロ機械にとって固定の場所を有するＭＥＭ１０１１２
のある領域内に保有することができる。ＣＳ１０１１０
の更に別の実施例においては、モニータ・モードのマイ
クロ機械スタックは仮想マイクロ機械スタックと同様な
方法で柔軟性のある深さのものである。いずれのモード
の、実行を行なうあるＫＯＳマイクロルーチン以外のマ
イクロルーチンにおいても、状態の保管および復元操作
はＧＲＦ１０３５４のスタックの２つのフレームしかア
クセスできない。即ち、その時のフレームと呼ばれるマ
イクロルーチンが実行中であるフレームと、前のフレー
ムと呼ばれるマイクロルーチンと関与したマイクロルー
チンが実行したフレームである。状態の保管および復元
操作を実行するＫＯＳマイクロルーチンは、更に、ＧＲ
Ｆ１０３５４に保有される仮想マイクロ機械スタックの
部分の最下位フレームをアクセス可能である。
【０９８８】図２７２は、ＦＵマイクロ機械スタックに
対するスタックを示している。ＦＵに含まれるマイクロ
機械スタックのこれらの部分はＳＲ１０３６２とＲＣＷ
Ｓ１０３５８に含まれる。ＲＣＷＳ１０３５８の各レジ
スタはＧＲＦ１０３５４のＳＲ１０３６２におけるＧＲ
Ｆフレームと恒久的に関連させられ、ＲＣＷＳ１０３５
８のレジスタおよびＧＲＦのフレームは共に１マイクロ
機械スタックの１フレームを保有することができる。前
述の如く、ＧＲＦ１０３５４の各レジスタは３つのフィ
ールド、即ちＡＯＮおよび他の情報用のフィールド、オ
ペランド用のフィールド、および長さに対するフィール
ドを含んでいる。図２５１に示すように、ＲＣＷＳ１０
３５８における各レジスタは下記の４つのフィールドを
含む。即ち、 −次のフレームを形成した呼出しが生じた時点において
ＭＣＷ１ ２０２９０における条件コード・レジスタの
値を保有する１ビットのフィールド、 −ＲＣＷレジスタが帰属する呼出しが別のマイクロルー
チンを呼出した時点においてどの事象ＳＩＮが継続中で
あるかを表示するフィールド、 −呼出しが生じた時実行中のマイクロ命令がＳＩＮにお
ける最初のマイクロ命令であったかどうかを表示するフ
ラッグ、および −呼出し中のマイクロルーチンの実行が継続するアドレ
スである。
【０９８９】これらのフィールドの使用法について以降
の論述において明らかになろう。
【０９９０】ＳＲ１０３６２およびＲＣＷＳ１０３５８
におけるマイクロ機械スタックに対して使用可能な空間
は、２つの部分、即ちＭＯＳ１０３７０に対して保留さ
れたフレーム２７２０５およびＭＩＳ２７２０３に対し
て使用可能なフレーム２７２０６に分割される。フレー
ム２７２０６はＭＩＳフレーム２７２０３は含まず、あ
るいはＭＩＳフレーム２７２０３により部分的にあるい
は完全に占有される。ＭＩＳフレームを含まない空間は
自由フレーム２７２０７である。モニター・マイクロ機
械スタック・フレーム２７２０５に対して留保された空
間のサイズは固定され、空間２７０２０３と２７０２０
５と２７２０７は常に指定された順序で入る。レジスタ
・アドレス指定装置２７０１１は、ＲＣＷＳ１０３５８
におけるレジスタを指定するその時の、前のおよび最下
位フレーム、またはスタック部分２７２０１におけるフ
レームの場所に対する値が、レジスタのサイズにより許
容された最も大きな指標値を超えて増分され、最も小さ
な指標値以下まで減分される時、自動的に「循環」する
ように、ＧＲＦ１０３５４とＲＣＷＳ１０３５８のスタ
ック部分２７２０１におけるアドレス指定を処理する。
このように、空間２７２０３，２７２０５および２７２
０７は常に同じ相対的な順序を有するが、それらのＧＲ
Ｆ１０３５４のフレームおよびＲＣＷＳレジスタはスタ
ック部分２７２０１およびＲＣＷＳ１０３５８のどこで
も位置決め可能である。
【０９９１】２．マイクロルーチンの呼出しおよび戻し
操作 ＣＳ１０１１０においては、マイクロルーチンは他のマ
イクロルーチンまたはＣＳ１０１１０のハードウェアか
らのＳＩＮによって呼出し可能である。脇呼出し、マイ
クロルーチン呼出しおよび戻しの各方法は、高水準言語
において書かれた転送の呼出しおよびこれからの戻し操
作と類似する。以下においては、マイクロルーチン呼出
しおよび戻しの一般的な原理について論述し、然る後マ
イクロルーチンがＣＳ１０１１０において呼出し可能で
ある特定の方法について論述する。モニター・モードに
おける呼出しと仮想モードにおける呼出し間の差異につ
いては、この２つの方法の詳細な論議において説明す
る。
【０９９２】その時実行中であるマイクロルーチンはそ
の時のポインタ２７２１５により指定されるフレームに
おいて実行する。呼出しが生じる時、実行中のマイクロ
ルーチンは呼出しを実施するためか、あるいは呼出しが
生じたため、ＪＰ１０１１４のハードウェアは３つの事
柄を行なう。即ち、 −このハードウェアは、その時のフレームと関連するＲ
ＣＷＳ１０３５８のレジスタにおいて呼出し中のマイク
ロルーチンに対する状態の情報を記憶する。この状態の
情報は、呼出し中のマイクロルーチンの実行が再開する
場所ならびに他の状態情報を含む。 −このハードウェアはその時のポインタ２７２１５およ
び前のポインタ２７２１３を増分し、これにより新たな
呼出しに対するフレームを提供する。 −このハードウェアは新たに呼出されたマイクロルーチ
ンの最初の命令の実行を開始する。
【０９９３】新たに呼出されたマイクロルーチンが呼出
し中のマイクロルーチンのフレームのレジスタをアクセ
スできるため、呼出し中のマイクロルーチンは、レジス
タの値を呼出されたマイクロルーチンにより使用される
そのフレームに置くことによって「アーギュメント」を
呼出されたマイクロルーチンに対して送ることができ
る。しかし、呼出し中のマイクロルーチンは、呼出しに
ついての「アーギュメント」をどのレジスタが含むかを
規定することができないため、呼出されたマイクロルー
チンは、前のフレームのどのレジスタが呼出し中のマイ
クロルーチンによって使用されるかを知らねばならな
い。マイクロルーチンがそれに対するアクセスを有する
唯一の「アーギュメント」は前のフレームにおけるもの
であるから、マイクロルーチンはこれがその呼出し側か
ら受取ったアーギュメントを、これがその呼出し側のフ
レームからそれ自体のフレームにコピーするだけでこれ
が呼出すマイクロルーチンに送ることができ、このフレ
ームは新たに呼出されたルーチンの前のフレームとな
る。
【０９９４】戻しは、前述の事柄の反対である。即ち、
その時のポインタ２７２１５と前のポインタ２７２１３
は減分され、これによりこの完了した呼出しのフレーム
を「ポップ・オフ」して呼出し側のフレームに対して戻
す。この呼出し側のフレームは次に、ＲＣＷＳ１０３５
８において指定された場所において、ＲＣＷＳ１０３５
８に保管された状態を用いて実行を再開する。この保管
された状態は、この呼出しの時点におけるＭＣＷ１ ２
０２９０の条件コードの値との種々の継続中の事象を示
すフラッグを含む。ＭＣＷ１ ２０２９０における条件
コード・フィールドは保管された値にセットされ、継続
中の事象フラッグは以下において詳細に説明するよう
に、事象を発生させることができる。
【０９９５】３．呼出しマイクロルーチンの装置 マイクロルーチンにおいては、マイクロ命令における指
令により、あるいはハードウェアＳＩＮによって呼出し
を生じることができる。以下においては、マイクロ命令
における指令により生じた呼出しを「呼出し」と呼び、
ハードウェアＳＩＮにより生じた呼出しを事象呼出しお
よびジャムと呼ぶ。呼出しは、更にこれらが戻される場
所により相互に識別される。呼出しおよびジャムは、呼
出しが生じるマイクロ命令に続くマイクロ命令に戻り、
事象呼出しはこのマイクロ命令に戻り、その後反復され
る。
【０９９６】構成については、異なる戻り場所は、呼出
し、ジャムおよび事象呼出しが戻り場所を保管して制御
を呼出されたルーチンに転送するマイクロ機械スタック
サイクルにおける時点の結果である。呼出しおよびジャ
ムの場合は、これらの操作はＭ１サイクルにおいて実施
され、一方事象呼出しの場合は、Ｍ０サイクルの間の事
象信号はＭ０サイクルの後にＭ１サイクルの代りにＭＡ
サイクルを続けさせ、操作はＭＡサイクルにおいて実施
される。Ｍ１サイクルにおいては、ｍＰＣ２０２７６の
値が増分され、ＭＡサイクルにおいては増分されない。
その結果、呼出しおよびジャムと同時にＲＣＷＳ１０３
５８に保管された戻し値はｍＰＣ２０２７６の増分値で
あるが、事象呼出しにおいて保管された戻し値はｍＰＣ
２０２７６の増分されない値である。以降の論議は、最
初に呼出しおよびジャムについて述べ、次いで事象呼出
しについて述べることにする。
【０９９７】マイクロ命令における呼出し指令は、実行
が呼出し後に継続すべき呼出しを含むマイクロ命令から
のオフセットを規定するリテラル値を含む。呼出し指令
によるマイクロ命令がマイクロ機械スタックサイクルＭ
１において実行される時、ＢＲＣＡＳＥ２０２７８は、
呼出されたマイクロルーチンの場所を得るためにｍＰＣ
２０２７６のその時の値に指令に含まれるオフセットを
加算し、ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６を設定して次のマイ
クロ命令の場所としてＢＲＣＡＳＥ２０２７８により与
えられる場所を選択する。次に、呼出し指令はｍＰＣ２
０２７６を増分して、このｍＰＣ２０２７６の増分され
た値をＳＲ１０３６２におけるその時のフレームと関連
するＲＣＷＳ１０３５８のレジスタにおいて記憶し、そ
の時のポインタ２７２１５および前のポインタ２７２１
３を増分して新たなフレームをＳＲ１０３６２に提供す
る。ジャムは、マイクロ機械スタックサイクルＭ１の間
のハードウェア信号が呼出しと関連する動作を生じさせ
て直接ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６に対して呼出されたマ
イクロ機械スタックの場所を与える点を除けば、呼出し
と丁度同じように作用する。
【０９９８】事象の場所には、事象ロジック２０２８４
はサイクルＭ０の間に呼出しを生じさせて呼出されたマ
イクロルーチンの場所をＣＳＡＤＲバス２０２９９を介
して提供する。事象はサイクルＭ０の間に生じるため、
ＲＣＷＳ１０３５８に記憶された場所はｍＰＣ２０２７
６の増分されない値であり、ＳＩＴＴＮＡＳ２０２８６
は次のマイクロ命令の場所としてＥＶＥＮＴ２０２８４
によって与えられた場所を選択する。そこからの戻りは
前記事象が生じた間にマイクロ命令を再実行させるた
め、これが帰属するマイクロ命令およびマイクロルーチ
ンはこの事象の発生については「関知しない」ものであ
ると言うことができる。ある事象が生じるマイクロ命令
の実行と事象を含まない同じマイクロ命令の実行の間の
唯一の差異は、実行に要求される時間の長さである。
【０９９９】４．事象の呼出しの発生（図２７３） 前述の如く、事象の呼出しは事象ロジック２０２８４に
よって生じる。ＥＶＥＮＴ２０２８４が制御を転送する
マイクロコードの場所は、以下の事柄によって決定され
る。即ち、 −ＦＵ１０１２０により開始される操作。ある事象呼出
しはあるＦＵ１０１２０の操作の開始時にのみ生じ得
る。 −ＥＶＥＮＴ２０２８４におけるハードウェアおよび内
部レジスタからの事象信号の状態。 −ＭＣＷ１ ２０２９０を介して認識可能なあるレジス
タの状態。これらのレジスタのあるものは事象その他の
マスク事象を可能にする。事象を可能な状態にするレジ
スタの内、あるものは事象信号により設定され、他のも
のはマイクロプログラムにより設定される。 −マイクロルーチンの呼出しから戻ると同時に、ＲＣＷ
Ｓ１０３５８におけるあるビットのセッティングは戻さ
れつつある呼出しに対するマイクロ機械スタックフレー
ムに帰属する。
【１０００】マイクロプラグラムはこれらの機構を用い
て事象信号を不作用状態にし、また１つのマイクロ命令
または不定の期間事象信号からの事象呼出しを遅延させ
ることができ、ＦＵ１０１２０はこれらの機構を用いて
ある事象信号から生じる事象呼出しを自動的に遅延させ
る。伝統的なプログラミング手法を用いて、前記機構は
事象信号の異なるマスキングを可能にする。事象信号
は、明らかに１つのマイクロ命令に対してマスクするこ
とが可能であり、この信号は一連のマイクロ命令に対し
てマスクすることができ、ある操作が生じるまで自動的
にマスクすることができ、あるいはある最大の時間長に
わたって自動的にマスクすることができる。事象信号が
マスクされる間に生じる事象信号は脱落しない。あるい
場合には、事象信号はこれがサービスされるまで継続
し、他の場合には、レジスタは事象信号が生じた事実を
保持するように設定される。事象信号のアンマスクの際
には、設定されたレジスタは事象信号を再び生じさせ
る。ある場合には、最後に、事象信号は保持されない
が、これを生じたマイクロ命令が反復される時に再び生
じる。
【１００１】以下においては、ＦＵ１０１２０の操作と
事象信号間の関係について最初に述べ、次いでＭＣＷ１
２０２９０における使用可能レジスタおよび事象の呼
出しを制御するＲＣＷＳ１０３５８のレジスタにおける
ビットの詳細な論述を行なう。
【１００２】ＦＵ１０１２０は事象信号から生じた事象
呼出しを１つのマイクロ命令の間禁止させ、またあるＩ
Ｎの最初のマイクロ命令まである事象信号に対するある
事象呼出しを遅延させる。他の事象信号はＳＩＮの開始
時、または名前空間の解明または評価操作の開始時、ま
たは論理的メモリー照合の開始時にのみ生じる。
【１００３】事象呼出しは、マイクロ命令自体のあるフ
ィールドのセットによって１つのマイクロ命令の間遅延
することができる。このフィールドのセットはほとんど
全ての事象呼出しを遅延させ、これによりある事象呼出
しがマイクロ命令のＭ０サイクルの間には生じないこと
を保証する。
【１００４】デバッギングに関する事象信号は、いくつ
かのマイクロ機械操作の開始時に生じる。このような事
象信号は追跡事象信号と呼ばれる。以下において詳細に
説明するように、デバッガーの論議において、評価即ち
解明操作の開始時、または論理メモリー照合の開始時
に、またはあるマイクロ命令の開始時に、１つのＳＩＮ
の最初のマイクロ命令と同時に追跡事象信号が生じ得
る。次のＳＩＮの開始時まで、あるいは最初に生じた最
大量の時間が経過するまで、ＩＰＭ割込み信号および間
隔タイマー桁あふれ事象信号が自動的にマスクされる。
本項に関与する機構については、ＦＵ１０１２０のマイ
クロ機械において処理される割込みの論議において詳細
に説明されよう。
【１００５】次に、事象信号のマスクおよび使用可能化
のため使用されるレジスタについて述べれば、図２７３
は、ＭＣＷ１ ２０２９０におけるレジスタのマスキン
グおよび使用可能状態を示し、また事象呼出しを制御す
るＲＣＷＳ１０３５８レジスタにおけるフィールドを示
している。最初にＭＣＷ１ ２０２９０におけるレジス
タについて述べれば、事象呼出しを制御する３つのレジ
スタ、即ち事象マスク（ＥＭ）レジスタ２７３０１、事
象継続中（ＥＰ）レジスタ２７３０９および追跡可能
（ＴＥ）レジスタ２７３１９が存在する。
【１００６】ＥＭレジスタ２７３０１におけるビット
は、セットされる限りいくつかの事象信号をマスクし、
ＥＰレジスタ２７３０９におけるビットはいくつかの事
象信号がマスクされる間これら信号の発生を記録し、Ｔ
Ｅレジスタ２７３１９におけるビットがセットされる
時、あるＦＵ１０１２０の操作の前に追跡事象信号が生
じる。
【１００７】ＥＭレジスタ２７３０１は、３つの１ビッ
ト・フィールド、即ち非同期マスク・フィールド２７３
０３と、モニター・マスク・フィールド２７３０５と、
追跡事象マスク・フィールド２７３０７とを含んでい
る。ＦＵ１０１２０のハードウェアの論議において詳細
に説明するように、これらのバッファは事象マスクの階
層を確保する。もし非同期マスク・フィールド２７３０
３がセットされなければ、２つの事象信号しかマスクさ
れず、これはＥＧＧＴＭＲ２５４１２の桁あふれおよび
ＥＵ１０１２２のスタックの桁あふれから生じる結果で
ある。もしモニター・マスク・フィールド２７３０５が
セットされるならば、これらの事象はマスクされ、更に
ＦＵスタックの桁あふれ事象信号がマスクされる。以下
において詳細に説明するように、ＦＵ１０１２０のスタ
ックの桁あふれ事象信号がマスクされる時、ＦＵマイク
ロ機械はモニター・マスクで実行される。もし追跡事象
マスク・フィールド２７３０７がセットされるならば、
追跡トラップ事象信号が前記の信号に加えてマスクされ
る。ＥＭレジスタ２７３０１におけるフィールドの各々
は、マイクロプログラムによって個々にセットされクリ
アされる。
【１００８】４つの事象信号がＥＰレジスタ２７３０９
におけるフィールドをセットし、ＥＧＧＴＭＲ２５４１
２のランアウト信号はＥＴフィールド２７３１１をセッ
トし、ＩＮＴＴＭＲ２５４１０のランアウト信号がＩＴ
フィールド２７３１３をセットし、非重要メモリー・エ
ラー信号がＭＥフィールド２７３１５をセットし、プロ
セス間メッセージ信号はＩＰＭフィールド２７３１７を
セットする。エッグ・タイマーのランアウト信号を除い
てこれらの事象信号の全てに対する事象呼出しが１つの
ＳＩＮの開始時に生じ、このような場合には、ＥＰレジ
スタ２７３０９における各フィールドがこの時までに事
象信号が生じた状態を保持し、ＥＭレジスタ２７３０１
におけるマスク・ビットのセットが可能となると同時
に、前記信号の直後に前記のエッグ・タイマー・ランア
ウト信号に対する呼出しが生じる。ＥＴフィールド２７
３１１におけるビットは、マスキングが事象の呼出しを
生じることを許容するまでエッグ・タイマーのランアウ
ト信号の状態を保有する。ＥＰレジスタ２７３０９にお
けるフィールドの全てがマイクロコードによってリセッ
ト可能である。事象により生じたマイクロルーチンは適
当なフィールドをリセットせねばならず、さもなけれ
ば、これらマイクロルーチンは戻る時再び呼出されるこ
とになる。ＭＥフィールド２７３１５は、メモリー・エ
ラーがサービスされる時自動的にリセットされる。
【１００９】ＴＥレジスタ２７３１９は追跡を可能にす
る。このレジスタにおける各ビットは、セットされる時
ある追跡事象信号を可能状態にする。追跡の種類に応じ
て、あるＳＩＮの開始時、またはある解明即ち評価操作
の開始時、または最終メモリー照合の開始時、またはあ
るマイクロ命令の開始時において追跡事象信号が生じ
る。詳細については、以下のデバッギングの説明を参照
されたい。
【１０１０】次にＲＣＷＳ１０３５８に含まれるレジス
タについて述べると、各ＲＣＷＳレジスタ２７３２２は
事象信号を制御する８つのフィールドを含む。最初のフ
ィールドはＦＭフィールド２７３２３である。ＦＭフィ
ールド２７３２３は、ＲＣＷＳレジスタ２７３２２が帰
属する呼出しが生じる時にＥＶＥＮＴ２０２８４におけ
るレジスタの値を反映する。ＥＶＥＮＴ２０２８４にお
けるレジスタは、その時実行中のマイクロ命令があるＳ
ＩＮの最初のマイクロ命令である時のみセットされる。
このように、ＦＭフィールド２７３２３は、ＳＩＮにお
ける最初のマイクロ命令のＭ０サイクル、即ちＳＩＮの
開始時において生じる事象呼出しに帰属するＲＣＷＳレ
ジスタ２７３２２においてのみセットされる。ＥＶＥＮ
Ｔ２０２８４におけるレジスタの値は、いくつかの呼出
しが１つのＳＩＮの開始時において生じ得る故にＦＭフ
ィールド２７３２３において保管される。事象の呼出し
は優先順位において生じる。即ち、最優先順位を有する
ものが戻る時、ＦＭフィールド２７３２３がセットされ
るという事実が、ＥＶＥＮＴ２０２８４におけるレジス
タを再びあるＳＩＮの最初のマイクロ命令と同時に有す
る状態にセットさせるのである。このようにセットされ
たレジスタの状態は、信号の開始時に生じねばならない
次の事象呼出しを生じさせる。このような呼出しが完了
した後、最初のマイクロ命令がそのＭ１サイクルに入っ
て事象ロジック２０２８４におけるレジスタをリセット
する。そのリセットされた状態において、レジスタはあ
るＳＩＮの開始時においてのみ生じ得る全ての事象呼出
しを禁止する。これは再び次のＳＩＮの開始時において
セットされる。
【１０１１】事象呼出しを制御するＲＣＷＳレジスタ２
７３２２における残りのフィールドは戻しＳＩＮフィー
ルド２７３３１におけるフィールドである。これらのフ
ィールドは、ある事象信号の事象呼出しが生じるまで、
この事象信号が生じた旨の情報を事象呼出しの間保持さ
せるのである。ある呼出しが生じる時、これらのフィー
ルドはＥＶＥＮＴ２０２８４によってセットされる。こ
の呼出しから戻ると同時に、このフィールドの値はＥＶ
ＥＮＴ２０２８４に入力され、これにより事象信号を生
じる。最優先順位を有する事象信号はある事象呼出しを
惹起し、また残る事象信号は、事象信号が生じる時実行
中である呼出しに帰属するＲＣＷＳレジスタ２７３２２
に帰属する戻し信号フィールド２７３３１におけるフィ
ールドをセットする。戻し信号フィールド２７３３０に
おける各フィールドがＥＶＥＮＴ２０２８４に入力され
るため、これらのフィールドの内の１つをセットする事
象信号の結果として生じるマイクロコードはこのフィー
ルド自体をリセットしなければならない。さもなけれ
ば、このマイクロコードからの戻りはこのマイクロコー
ドの最呼出しを惹起する結果をもたらすにすぎない。
【１０１２】戻し信号フィールド２７３３０における７
つのフィールドは下記の重要性を有する。即ち、 −ＥＧフィールド２７３３３がセットされる時、１０１
２２のタスク指名操作がＥＵ１０１２２のマイクロコー
ドのＥＵＳＩＴＴ２０３４４における違法の場所を生じ
た。 −ＮＴフィールド２７３３５、ＳＴフィールド２７３４
１、ｍＴフィールド２７３４３、またはｍＢフィールド
２７３４５のいずれかがセットされる時、追跡信号が生
じた。これらについては、デバッギングの論述において
詳細に説明する。 −ＥＳフィールド２７３３７がセットされる時、ＥＵ１
０１２２のストア・バック例外操作が生じた、即ちＥＵ
１０１２２がＭＥＭ１０１１２におけるある操作の結果
を記憶しようとした時、エラーが生じた。 −ＭＲＲフィールド２７３３９がセットされた時、ＡＴ
Ｕ１０２２８のミスまたは保護カッシェＰＣ１０２３４
のミスの如き条件が生じ、あるメモリー照合を再び試み
ることが必要となる。
【１０１３】ｄ．仮想マイクロ機械およびモニター・マ
イクロ機械 前述の如く、ＦＵ１０１２０のマイクロ機械に関して実
行中のマイクロコードはモニター・モードまたは仮想モ
ードのいずれかで実行可能である。本論においては、こ
れら２つのモードの特徴および用途の識別について詳細
に説明する。
【１０１４】１．仮想モード 前述の如く、仮想モードとモニター・モード間の主な相
違点はＭＩＳ１０３６８である。ＭＩＳ１０３６８が実
質的に制限のない寸法を有することは、仮想モードにお
いて実行するマイクロルーチンに対する下記の結果をも
たらす。即ち、 −仮想モードにおいて実行中のマイクロルーチンの呼出
しはその結果として如何なる深さに対するこれ以上の呼
出しを行ない得ること、 −仮想モードにおいて実行中のマイクロルーチンの呼出
しまたはこれからの戻りがページ誤りを生じ得ることで
ある。
【１０１５】ＦＵマイクロ機械は、ＭＣＷ１ ２０２９
０の事象マスク部分における全てのビットがクリアされ
る時仮想モードにある。この状態においては、使用可能
事象信号はマスクされず、それ自体それらのマスクを行
なわない如何なるマイクロ命令においても事象呼出しが
生じ得るのである。
【１０１６】呼出しは仮想マスクにおいて如何なる深さ
においても生じ得るため、このマスクに存在するマイク
ロルーチンは循環可能である。このような循環マイクロ
ルーチンは特に名前の解釈のため有用である。しばし
ば、前述の如く、ある名前に対する名前テーブル・エン
トリは他の名前に対して解を与える名前を保有し、仮想
マイクロ機械の制約されないスタックがこのような条件
における循環的な名前の解明マイクロルーチンの使用を
可能にする。循環マイクロルーチンはまた呼出しの如き
複式ＳＩＮに対しても使用可能である。
【１０１７】呼出しは如何なる深さにおいて生じ得るた
め、どんな数の事象でも１つのマイクロルーチンがモニ
ター・モードにおいて実行中である間生じ得る。このた
め更に、事象の取扱いを簡単にすることになる。もしあ
る事象信号がある優先順位を有するある事象が処理中で
ありかつ信号された事象が処理中のものよりも高い優先
順位を有するならば、その結果は単に新たな事象ハンド
ラの呼出しとなる。これにより、事象ハンドラが完了す
る順序は丁度それらの事象の優先順位に対応し、即ち優
先順位を有する優先順位に完了する。
【１０１８】ＳＲ１０３６２に関して自由フレーム２７
２０７がもはや存在しない時に生じる仮想モードにおけ
る呼出しがモニター・モードにおいて実行中のマイクロ
ルーチンを生じる事象信号を惹起するため、ページの誤
りは仮想モードにおいて実行される如何なるマイクロ呼
出しまたは戻しと同時に生じ得る。このマイクロルーチ
ンは、ＭＩＳフレーム２７２０３をＧＲＦ１０３５４か
らＭＥＭ１０１１２におけるＳＳ１０３３６に対し転送
し、またこの転送はページ誤りを生じ得る。同様に、あ
るマイクロ戻し操作がＳＲ１０３６２に関するＭＩＳフ
レーム２７２０３の最終フレームから生じる時、別のフ
レームをＳＳ１０３３６からＧＲＦ１０３５４に対して
転送するマイクロルーチンを生じる事象信号が生じ、こ
れもまたページ誤りを惹起するおそれがある。
【１０１９】仮想モードにおけるマイクロ呼出しまたは
マイクロルーチンと同時にページの誤りが生じ得ること
は、２つの重要な結果をもたらす。即ち、マイクロルー
チンにより明確に生成されたもの以外のページ誤りを許
容し得ないマイクロルーチンは仮想モードにおいては実
行不能であり、また予期されないページ誤りが実行を不
確実なものにするため、完了まで実行しなければならな
いマイクロルーチンは仮想モードでは実行不能である。
例えば、もしページ誤りを取扱うマイクロルーチンが仮
想モードにおいて実行されたならば、その呼出しは１つ
のページ誤りを生じ得、またこれはマイクロルーチンを
再び関与させ、このため別のページ誤りを生じるおそれ
があり……という状態が無限の循環を生じることにな
る。
【１０２０】２．モニター・マイクロ機械 前述の如く、モニター・モードの不可欠な特徴はＭＯＳ
１０３７０である。ＣＳ１０１１０の本実施例において
は、このスタックは固定された最小サイズを有し、常に
ＧＲＦ１０３５４に保有される。ＭＯＳ１０３７０の特
性は、モニター・モードにおいて実行するマイクロルー
チンに対する４つの結果を呈する。 −マイクロ機械がモニター・モードにある時、呼出しの
深さは制限され、従ってモニター・モードにおいては循
環マイクロルーチンが実行され得ず、事象呼び出しは制
約を受けねばならない。 −マイクロルーチンの呼出しおよびモニター・モードに
おけるマイクロルーチンからの戻しは決してページ誤り
を生じることはない。 −モニター・モードにおいて実行中のマイクロルーチン
は、もしそれがソフトウェアに対する呼出しを実施中で
あるプロセス６１０の中断を行なわなければ、完了まで
実行することを保証される。 −マイクロ機械がモニター・モードにおいて実行中であ
る時、これは、モニター・モードにおいて実行中のマイ
クロルーチンが完了するまで実行するため、あるいはこ
のマイクロルーチンが実行中のプロセス６１０を中断し
たため、あるいはソフトウェアに対する呼出しを行なっ
たため、適当な期間内に仮想モードに戻ることを保証さ
れる。両方の場合における結果はＳＯＰの新たなシーケ
ンスの実行であり、このため仮想モードに対する戻しで
ある。
【１０２１】ＣＳ１０１１０の本実施例においては、Ｍ
ＣＷ１ ２０２９０におけるマスキング・ビットのある
組合せがセットされる時ＦＵマイクロ機械はモニター・
モードにあり、これはＦＵスタックの桁あふれ事象およ
びエッグ・タイマーの桁あふれ事象のマスキングをもた
らす結果となる。前述の如く、もしフィールド非同期マ
スク・フィールド２７３０３、またはモニター・マスク
・フィールド２７３０５、または追跡事象マスク・フィ
ールド２７３０７がセットされるならば、これらの事象
はマスクされる。これらの事象およびこれら事象をマス
クする結果については以下において詳細に説明する。
【１０２２】ＦＵスタックの桁あふれ事象に対する事象
信号は、ＭＩＳフレーム２７２０３においてフレームが
使用可能なフレームがないマイクロ呼出しと同時に生じ
る。もしこの事象信号がマスクされなければ、これはＭ
ＩＳフレームをＭＩＳフレーム２７２０３からプロセス
６１０のＳＳ１０３３６に対して移動させるマイクロル
ーチンの呼出しを生じる。ＦＵスタックの桁あふれ事象
がマスクされる時、ＧＲ１０３６０のＳＲ１０３６２に
おける全てのフレームはマイクロルーン呼出しに対して
使用可能となり、マイクロルーチン呼出しはページ誤り
を惹起しないが、もしＳＲ１０３６２の容量が超過する
と、ＦＵ１０１２０は操作を停止させる。
【１０２３】ＥＧＧＴＭＲ２５４１２が終了する時、エ
ッグ・タイマー桁あふれ事象信号が生じる。以下におい
て詳細に説明するように、ＥＧＧＴＭＲ２５４１２は、
間隔タイマーの終了、またはプロセス間メッセージ、ま
たは非重要メモリー・エントリは妥当な期間内にＪＰ１
０１１４によってサービスされることになる。もしある
間隔タイマー終了事象信号、またはプロセス間メッセー
ジ事象信号がＦＵマイクロ機械にとってこの事象の取扱
いに不充分な時に生じるならば、ＥＧＧＴＭＲ２５４１
２は実行を開始する。ＥＧＧＴＭＲ２５４１２が終了す
る時、マイクロ機械がモニター・モードにならない限り
処理される。もしＦＵのマイクロ機械がモニター・モー
ドにある間、即ち事象がマスクされる間ＥＧＧＴＭＲ２
５４１２の終了事象信号が生じるならば、事象信号はＭ
ＣＷ１ ２０２９０におけるＥＴフィールド２７３１１
をセットする。ＦＵマイクロ機械が仮想モードに戻る
時、即ちＭＣＷ１ ２０２９０における全ての事象マス
ク・ビットがクリアされる時、ＥＧＧＴＭＲ２５４１２
の終了事象が生じ、間隔タイマー終了および（または）
プロセス間メッセージ事象ハンドラが事象ロジック２０
２８４によって惹起される。
【１０２４】ｅ．割込みおよび誤りの処理 １．原則 如何なるコンピュータ・システムもあるプログラムの通
常の実行を妨害する事態の発生を処理することができな
ければならない。このような事態の発生は一般に２つの
種類、即ち障害および割込みに分けられる。ある機械命
令の実行の試みの結果として障害が生じ、従ってその発
生は機械の命令と同期している。典型的な障害は、浮動
小数点数桁あふれ障害およびページ誤りである。浮動小
数点数桁あふれ障害は、機械命令が浮動小数点数の算術
演算の実施を試み結果がＣＳ１０１１０の浮動小数点数
ハードウェア即ちＥＵ１０１２２の容量を越える時に生
じる。ページ誤りは、仮想メモリーを含むあるコンピュ
ータ・システムにおける機械命令がこのコンピュータ・
システムの一時的メモリー、即ちＭＥＭ１０１１２にお
いてその時使用可能でないデータを照合しようと試みる
時に生じる。障害は機械命令の実行と同期しており、ま
た多くの場合、特定の機械命令の実行の結果と同期する
ため、その発生はある程度予測可能である。
【１０２５】ある割込みの発生は予測不能である。コン
ピュータ・システムによる機械命令の実行とは直接関係
を持たないコンピュータ・システムにより取られるある
動作の結果として割込みが生じる。例えば、その時中央
処理装置が実行中である機械命令の如何に拘らずある入
出力素子（ＩＯＳ１０１１６）により転送されるデータ
が中央処理装置（ＦＵ１０１２０）に達する時に入出力
割込みが生じる。
【１０２６】従来のシステムにおいては、割込みおよび
障害は下記の如くに処理されてきた。即ち、もし割込み
または障害が生じると、コンピュータ・システムは次の
機械命令の実行の前に事態の発生を認識して、次の機械
命令の代りに割込み処理マイクロルーチン即ちプロセス
６０２を実行する。もし割込みまたは障害がその内部で
生じたプロセス６１０により処理不能であれば、その結
果割込みまたは障害はプロセスのスワップを惹起する。
割込み処理ルーチンが完了する時、障害を生じあるいは
割込みを生じたプロセス６１０はこれが除去された場合
にＣＰＵに対して戻すことができ、次の機械命令が実行
される。
【１０２７】前述の方法は障害の処理に充分な効果を発
揮するも、割込みが非同規であるという事実はいくつか
の問題を生じる。即ち、−割込みが生じる間に機械命令
が完了されるまでは、機械命令は実行のため不定量の時
間を要求することができない。−割込みの発生は予測で
きないため、如何なる時にもＣＰＵからプロセス６１０
を取除くことが可能でなければならない。この要件はプ
ロセス管理の難しさを大幅に増大する。
【１０２８】ＣＳ１０１１０の本実施例における割込み
および障害の処理に対して使用される方法については以
下に述べる。
【１０２９】２．ＣＳ１０１１０におけるハードウェア
割込みおよび障害の処理 ＣＳ１０１１０においては２つのレベルの割込みが存在
する。即ち、完全にソフトウェアにより形成されかつこ
れにより処理されるもの、およびハードウェアの信号に
より形成できるものである。前者の割込みはプロセス６
１０の論議において説明したが、ハードウェア割込みと
呼ばれる後者については以下において論議する。
【１０３０】ＣＳ１０１１０においては、ハードウェア
割込みおよび障害は、ＦＵ１０１２０におけるマイクロ
ルーチンの呼出しとして開始する。この呼出しは事象信
号の結果であり、あるいはマイクロルーチンによって行
なうことができる。例えば、ＩＯＳ１０１１６がＪＰ１
０１１４に対するデータをＭＥＭ１０１１２に配する
時、プロセッサ間メッセージの事象信号が生じる結果と
なり、この信号はプロセッサ間のメッセージ割込みハン
ドラ・マイクロコードの呼出しを生じる。一方、ページ
誤りはＬＡＴマイクロコードによるページ誤りマイクロ
コードの呼出しとして開始する。障害または割込みの作
用を開始するマイクロコードにより取られる動作は、こ
の障害または割込みが生じた時実行中のプロセス６１０
および特殊なＫＯＳプロセス６１０のどちらによって取
扱われるかに依存する。
【１０３１】最初に、事象のマイクロコードは、事象を
取扱う高水準の言語の手順に対するマイクロコード対ソ
フトウェア呼出しを実施することができる。このように
処理される事象の一例は浮動小数点数の桁あふれであ
る。即ち、浮動小数点数の桁あふれが生じたことをＦＵ
１０１２０のマイクロコードが判定する時、桁あふれの
発生時にそのＳ言語が実行中である高水準言語により提
供される浮動小数点数桁あふれ手順を生じ得るマイクロ
コードを生じる。ＣＳ１０１１０の別の実施例において
は、桁あふれ手順もまたマイクロコードに存在する。
【１０３２】第２の場合においては、障害または割込み
を処理するマイクロコードが障害または割込みを処理す
るＫＯＳプロセス６１０によって使用されるテーブルに
情報を配し、次いでＫＯＳプロセス６１０により待機さ
れる事象カウンタを増進させることによってこのＫＯＳ
プロセス６１０を若干後に実行させる。事象カウンタお
よびこれらカウンタに関する作用については、プロセス
６１０の以下の説明において詳細に説明する。マイクロ
コードにより操作されるテーブルおよび事象カウンタは
常にＭＥＭ１０１１２に存在するため、これらの操作は
ページ誤りを生じることなく、またモニター・モードに
おいて実施することができる。例えば、ＩＯＳ１０１１
６がデータをＭＥＭ１０１１２に対してロードした後で
ＩＯＳ１０１１６がＪＰ１０１１４に対してＩＰＭ事象
信号を送出する時、事象信号から生じる事象はＩＯＳ１
０１１６からのメッセージを含むキューを検査するマイ
クロコードを含んでいる。このキューにおけるメッセー
ジは事象カウンタの場所を含み、またこのキューを桁送
りするマイクロコードはこれらの事象カウンタを増進さ
せ、これにより入出力操作により戻されるデータを待機
していたプロセス６１０をして実行を開始させる。
【１０３３】３．モニター・モード、差動マスクキング
およびハードウェア割込み処理 ＦＵ１０１２０のマイクロ機械のモニター・モードおよ
び差動マスキング装置は、従来のハードウェア割込み処
理と関連する２つの問題を克服するハードウェア割込み
処理方法を可能にする。即ち、１つの割込みは、あるＳ
ＩＮの実行に要する時間量の如何に拘わらず、予測可能
な時間量で処理することができ、またもしこの割込みを
処理するマイクロコードがモニター・モードで実行する
ならば、この割込みは予測不能な結果をもたらすことな
く如何なる時も処理することができる。ＣＳ１０１１０
には２つのハードウェア割込みソースが存在する。即
ち、プロセッサ・メッセージ（ＩＰＭ）および間隔タイ
マー３５４１２の終了である。ＩＯＳ１０１１６がＪＰ
１０１１４に対する入出力タスクを完了する時１つのＩ
ＰＭが生じて、ＩＯＪＰバス１０１３２を介してタスク
の完了を信号する。ＣＳ１０１１０がある動作を行なわ
なければならない予め設定した時間に達する時、１つの
間隔タイマーの終了が生じる。例えば、あるプロセス６
１０は、ＪＰ１０１１４に関して実行可能である時間量
に対する制限を有する。プロセスの同期化についての以
下の説明において説明するように、仮想処理装置の管理
システムは、プロセス６１０がこれに使用可能な全ての
時間を使用した時ＥＧＧＴＭＲ２５４１２を終了するよ
うに設定する。
【１０３４】ＩＰＭと間隔タイマーの双方の終了は事象
信号として開始する。事象信号の直接の効果は、ＭＣＷ
１のＥＰフィールド２７３０９においてビットをセット
する。原則において、このセットされたビットは、ＦＵ
１０１２０のマイクロ機械が仮想モードにある次のＭ０
サイクルにおいて事象に対する事象マイクロコードの呼
出しを生じ得る。モニター・モードにおいて実行中のマ
イクロルーチンは妥当な期間内でマイクロ機械を仮想モ
ードに戻すよう保証されるため、また事象呼出しがこの
状態が生じた時発生するため、事象はある妥当な期間内
でサービスされるよう保証されている。事象事態によっ
て生じるマイクロルーチンはモニター・モードで実行
し、これにより事象が実行中にはページ誤りが生じない
こと、またハードウェア割込みが生じる時ＪＰ１０１１
４に関して実行中であるプロセス６１０がＪＰ１０１１
４から取除く必要がないことを保証する。
【１０３５】原則として前述の如くハードウェア割込み
のサービスが行なわれるが、効率の観点から、ＦＵのマ
イクロ機械のスタックの寸法が最小限度である時、即ち
ＳＩＮの実行の開始時にサービスされるハードウェア割
込みができるだけ多いことが必要となる。この要件は、
ＭＣＷ１ ２０２９０のＥＧＧＴＭＲ２５４１２および
ＥＴフィールド２７３１１によって達成される。前述の
如く、ＩＰＭ割込み、即ちＥＧＧＴＭＲ２５４１２の終
了割込みが生じる時、ＩＰＭフィールド２７３１７また
はＩＴフィールド２７３１３が夫々ＭＣＷ１ ２０２９
０にセットされる。同時に、ＥＧＧＴＭＲ２５４１２が
実行を開始する。もしその時ＳＩＮの実行がＥＧＧＴＭ
Ｒ２５４１２の終了の前に終るならば、ＭＣＷ１ ２０
２９０におけるセットされたフィールドは、間隔タイマ
ーの終了またはプロセッサ間メッセージ事象呼出しを次
のＳＩＮに対する最初のマイクロ機械と同時に生じさせ
る。もし他方においてその時のＳＩＮの実行がＥＧＧＴ
ＭＲ２５４１２の終了前に終らない場合は、エッグ・タ
イマーの終了が事象ＳＩＮを惹起する。この信号の直接
の結果はＭＣＷ１ ２０２９０におけるＥＴフィールド
２７３１１の設定であり、更にＥＴビット２７３１１の
設定がタイマーの終了事象呼出しおよび（または）ＩＰ
Ｍ事象呼出しをして、前記マイクロ機械が仮想モードに
ある間に生じる次のＭ０サイクルと同時に起生させるの
である。このように、前記の機構は、ほとんどの割込み
が１つのＳＩＮの開始時において処理されるも、ハード
ウェア割込みが常に１つのＳＩＮの実行に必要な時間の
長さの如何に拘わらず、ある期間内に処理される。
【１０３６】ｆ．ＦＵのマイクロ機械およびＣＳ１０１
１０のサブシステム オブジェクトサブシステム、プロセス・サブシステム、
Ｓ言語サブシテスムおよび名前インタプリタ・サブシス
テムの如きＣＳ１０１１０のサブシステムはその全てま
たは一部がマイクロ機械内に構成されている。従って、
このマイクロ機械の記述は、これらのサブシステムとマ
イクロ機械間の関係の序説に近い。このサブシステムの
処理についての詳細な説明は既に述べた。
【１０３７】このサブシステムは３つの主なグループに
別れる。即ち、ＫＯＳサブシステム、名前インタプリタ
・サブシステムおよび記憶インタプリタ・サブシステム
である。この３つの関係はある程度階層的である。即
ち、ＫＯＳサブシステムは名前インタプリタ・サブシス
テムにより要求される環境を提供し、名前インタプリタ
・サブシステムはＳインタプリタ・サブシステムにより
要求される環境を提供する。例えば、Ｓインタプリタ・
サブシテスムはＳＯＰおよび名前からなるＳＩＮの解釈
を行ない、名前インタプリタ・サブシステムは論理記述
子に含まれる場所を計算するためＡＢＰと呼ばれる値を
用いて名前を論理記述子に翻訳する。ＫＯＳサブシステ
ムはＡＢＰの値を計算し、論理記述子２７１１６を物理
的ＭＥＭ１０１１２のアドレスに翻訳し、またプロセス
６１０が照合中のオブジェクトにアクセスするかどうか
を検査する。
【１０３８】ＣＳ１０１１０の本実施例においては、名
前インタプリタ・サブシステムおよびＳインタプリタ・
サブシステムは完全にマイクロ機械内に構成されるが、
他の実施例においては、これらのサブシステムは高水準
言語またはハードウェアで構成することができる。ＫＯ
Ｓサブシステムはマイクロ機械および高水準言語のルー
チンの双方で構成される。ＣＳ１０１１０の別の実施例
においては、ＫＯＳサブシステムは完全にマイクロコー
ドもしくは高水準言語ルーチンで実施することができ
る。ある高水準言語のルーチンはプロセス６１０におい
て実行可能であるが、他は特殊なＫＯＳプロセス６１０
によってのみ実行される。このＫＯＳサブシステムはま
た、ユーザがＳインタプリタ・サブシステムおよび名前
インタプリタ・サブシステムに対してアクセスする方法
において他のものと異なり、これらのサブシステムはＳ
ＩＮが実行される時にのみ動作に入り、システムのユー
ザにとって直接知ることができない。一方、ＫＯＳサブ
システムの各部は、高水準言語プログラムにおいて明確
に生じ得る。例えば、高水準の言語プログラムにおける
呼出しは、ＫＯＳをしてプロセス６１０を仮想プロセッ
サ６１２と結合することができる。
【１０３９】最初に、下記のリストは前記のサブシステ
ムにより実施される諸機能を列挙し、従ってサブシステ
ムをモニターおよび仮想マイクロ機械・モードおよび特
定のマイクロ機械の諸素子と関連付けるものである。Ｋ
ＯＳサブシステムは下記の機能を実施する。即ち、 −仮想メモリーの管理 −仮想プロセッサの管理 −プロセッサ間の通信 −アクセスの制御 −オブジェクトの管理、および −プロセスの管理 である。
【１０４０】名前インタプリタは下記の諸機能を実施す
る。即ち、 −ＳＯＰの取出しおよび分析、および −名前の翻訳 である。
【１０４１】最後に、ＳインタプリタはＳＯＰのタスク
指名を行ない、即ち、あるＳ言語に対するあるＳＯＰと
対応する操作を実行するＦＵ１０１２０およびＥＵ１０
１２２のマイクロコードを見出す。
【１０４２】これらのサブシステムの内、Ｓインタプリ
タ、名前インタプリタおよびＫＯＳプロセスおよびオブ
ジェクト管理サブシステムのマイクロコード要素は仮想
マイクロ機械に関して実行し、残りのＫＯＳサブシステ
ムのマイクロコード要素はモニターマイクロ機械につい
て実行する。これらのサブシステムの論議において明ら
かなように、仮想マイクロ機械に関する実行を行なうサ
ブシステムはページの誤りを生じ、また従ってメモリー
のどこかに存在するデータを照合することができ、モニ
ター・マイクロ機械に関して実行するサブシステムはペ
ージ誤りを生じ得ず、また従ってこれらのサブシステム
が操作するデータ・ベースは常にＭＥＭ１０１１２にお
ける既知の場所に存在する。
【１０４３】各サブシステムとＦＵ１０１２０のマイク
ロ機械素子間の関係は下記の如くである。即ち、全ての
サブシステムに対するマイクロコードはＤＥＳＰ２０２
１０、マイクロコード・アドレス指定装置２７０１３お
よびレジスタ・アドレス指定装置２７０１１を使用し、
またＥＵインターフェース２７００７を使用可能であ
る。Ｓインタプリタ・マイクロコードはＳＯＰデコーダ
２７００３を使用し、名前インタプリタ・マイクロコー
ドは命令ストリーム・リーダ２７００１、分析装置２７
００５および名前翻訳装置２７０１５を使用する。ＫＯ
Ｓ仮想メモリー管理マイクロコードはメモリー照合装置
２７０１７を使用し、機密保護マイクロコードは機密保
護装置２７０１９を使用する。
【１０４４】ＣＳ１０１１０の主なサブシステム、ＭＥ
Ｍ１０１１２、ＦＵ１０１２０、ＥＵ１０１２２、ＩＯ
Ｓ１０１１６およびＤＰ１０１１８の構造および作用に
ついて詳細に説明したが、ＣＳ１０１１０の作用につい
ては更に詳細に以下において説明しよう。最初に、ＣＳ
１０１１０の名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタ
・システムの作用について説明する。次いで、ＣＳ１０
１１０の作用についてはＣＳ１０１１０の核心操作シス
テムに関連して更に詳細に説明する。
【１０４５】３．名前空間、Ｓインタプリタおよびポイ
ンタ（図３０１乃至図３０７，図２７４） 前項はＣＳ１０１１０の概説を行ない、そのハードウェ
アを詳細に調べ、如何にしてＦＵ１０１２０のハードウ
ェアが他のＣＳ１０１１０の要素の活動状態を制御する
マイクロ機械として機能するかを説明した。本明細書の
残る部分においては、ＣＳ１０１１０のある主要な特徴
がハードウェア、マイクロ機械、メモリー中のテーブル
および高水準言語プログラムを用いて構成される装置に
ついて述べる。本項では、これらの特徴の内３つ、即ち
ポインタ解明システム、名前空間およびＳインタプリタ
について説明する。
【１０４６】ポインタ解明システムは、ポインタ即ち場
所の情報を含むデータ項目をＵＩＤ／オフセット・アド
レスに翻訳する。名前空間は３つの主な機能を有する。
即ち、 −ＳＩＮを見出し、これらのＳＩＮをＦＵ１０１２０に
対するＣＳ１０１１０のメモリーから取出す。 −ＳＩＮをＳＯＰおよび名前に分析する。 −名前を論理記述子２７１１６即ち値に翻訳する。
【１０４７】Ｓインタプリタは名前空間から受取ったＳ
命令をＦＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴ２０
３４４に含まれるマイクロコードにおける場所に復号
し、次いでこのマイクロコードを実行する。もしＳ命令
がオペランドを必要とするならば、Ｓインタプリタは名
前空間を用いてこのオペランドを操作により必要とされ
る如き論理記述子２７１１６即ち値に翻訳する。
【１０４８】名前空間はポインタの解明システムに依存
し、またＳインタプリタは名前空間に依存するため、シ
ステムの論議はポインタから始め、次いで名前空間およ
びＳインタプリタについて説明する。
【１０４９】Ａ．ポインタおよびポインタの解明（図３
０１，図３０２） ポインタは、アドレス即ちＣＳ１０１１０においては、
ＵＩＤ／オフセット・アドレスを表わすあるデータ項目
である。ＣＳ１０１１０は大まかに２つの種類のポイン
タを有する。即ち、解明されたポインタおよび解明され
ないポインタを有する。解明されたポインタは、その値
が直ちにＵＩＤ／オフセット・アドレスとして解釈する
ことができるポインタであり、解明されないポンイタは
その値が高水準の言語ルーチンまたはマイクロコード・
ルーチンによってＵＩＤ／オフセット・アドレスに解明
されねばならないポインタである。解明されないポイン
タの解釈の操作はその解明と呼ばれる。解明されないポ
インタが解明される方法はシステムのユーザにより書込
まれる高水準の言語ルーチンによって決定することがで
きるため、解明されないポインタはシステムのユーザが
その自らのポインタ・タイプを規定することができる手
段を提供する。
【１０５０】解明されたポインタと解明されないポイン
タの双方はサブクラスを有する。解明されたポインタの
サブクラスとは、ＵＩＤポインタとオブジェクト相関ポ
インタである。ＵＩＤポインタはＵＩＤおよびオフセッ
トを含み、このためＣＳ１０１１０のアドレスを表わす
ことができ、オブジェクト相関ポインタは唯一のオフセ
ットしか持たず、このアドレスのＵＩＤはオブジェクト
相関ポインタを含むオブジェクトのそれと同じものと仮
定される。従って、オブジェクト相関ポインタはこのポ
インタを含むオブジェクトにおけるアドレスを表わすこ
としかできない。
【１０５１】解明されないポインタのサブクラスは通常
の非解明ポインタと連想ポインタがある。この２種類の
非解明ポインタ間の差異は、これらが解明される方法に
ある。通常の非解明ポインタは常に高水準の言語ルーチ
ンによって解明されるが、連想ポインタはこれらが高水
準言語ルーチンによりあるプロセス６１０およびある定
義域において使用される最初に解明されるが、その後連
想アドレス・テーブル（ＡＡＴ）と呼ばれるテーブルに
よって解明される。このテーブルはマイクロコードに対
してアクセス可能であり、従って連想ポインタは通常の
非解明ポインタよりも更に迅速に解明可能である。
【１０５２】以下の論議は最初にＣＳ１０１１０の全て
のポインタにより使用されるフォーマットについて説明
し、次いでポインタが如何にしてＦＵ１０１２０におい
て処理されるかについて説明する。
【１０５３】ａ．ポインタのフォーマット（図３０１） 図３０１はＣＳ１０１１０のあるポインタを示してい
る。同図は２つの部分からなる。即ち、ＣＳ１０１１０
の全てのポインタに現われるフィールドの全体を示す全
体的なポインタ・フォーマットと、ＣＳ１０１１０のポ
インタの種類が識別される情報を含むフラッグおよびフ
ォーマット・フィールド３０１０５の詳細図である。
【１０５４】最初にポインタの全体的フォーマット３０
１０１について説明すると、ＣＳ１０１１０の全てのポ
インタは１２８ビットを保有し、３つの主なフィールド
に分割されている。即ち、 −オフセット・フィールド３０１０３は解明ポインタお
よび連想ポインタにおけるあるＵＩＤ／オフセット・ア
ドレスのオフセット部分を保有し、他の非解明ポインタ
においてはユーザによって規定される如きあるオブジェ
クトその他の情報におけるあるポインタからのオフセッ
トを含むことができる。 −フラッグおよびフォーマット・フィールド３０１０５
はポインタの種類を識別するラッグおよびフォーマット
・コードを含む。これらのフラッグおよびフォーマット
・コードは以下において詳細に説明する。 −ＵＩＤフィールド３０１１５はＵＩＤポインタおよび
いくつかの連想するポインタにおける使用を含み、オブ
ジェクト相関ポインタにおいては、その意味が規定され
ない他の連想ポインタを含み、通常の非解明ポインタに
おいてはユーザにより規定される如き情報を含んでい
る。
【１０５５】フラッグ兼フォーマット・フィールド３０
１０５は４つのサブフィールドを含む。即ち、 −フィールド３０１０７および３０１１１は留保され、
０にセットされねばならない。 −ＮＲフィールド３０１０９はあるポインタが解明され
あるいは解明されないことを表示する。解明されたポイ
ンタにおいては、このフィールドは０にセットされ、非
解明ポインタにおいては１にセットされる。 −フィールド・コード・フィールド３０１１３は解明さ
れあるいは解明されないポインタの種類を表示する。本
例におけるフィールド・コードについては以下に説明す
る。フォーマット・コード・フィールド３０１１２の値
は０から３１までの範囲にわたる。もしフォーマット・
コード・フィールド３０１１３が値０を有するならば、
ポインタは無のポインタ・即ち直接間接の差を問わずア
ドレスの表示を行なうことのないポインタである。他の
フォーマット・コードの意味はＮＲフィールド３０１０
９の値に依存している。即ち、 ＮＲフィールド値 フォーマット・コード値 意 味 ０ １ ＵＩＤポインタ ０ ２ オブジェクト相関ポインタ ０ 他の全てのコード 違 法 １ １ ＵＩＤ連想ポインタ １ ２ オブジェクト相関連想ポインタ １ 他の全てのコード 通常の非解明ポインタ 上記のテーブルに示す如く、本実施例は２種類の連想ポ
インタ、即ちＵＩＤ連想ポインタおよびオブジェクト相
関連想ポインタを有する。ＵＩＤポインタの如く、ＵＩ
Ｄ連想ポインタはＵＩＤおよびオフセットを含み、オブ
ジェクト相関ポインタの如く、オブジェクト相関連想ポ
インタはオフセットを含みそれが帰属するオブジェクト
からＵＩＤの値を取る。しかし、更に詳細に以下におい
て説明するように、前記連想ポインタが含みあるいは表
わすＵＩＤおよびオフセットはアドレスとしては使用さ
れない。その代り、ＵＩＤおよびオフセットは、連想ポ
インタを解明されたポインタと関連させるＡＡＴにおけ
るエントリを見出すタッグとして使用される。
【１０５６】ｂ．１０１２０におけるポインタ（図３０
２） あるポインタをＦＵ１０１２０におけるアドレスとして
使用する時、ポインタにおけるアドレス情報は、ＡＯ
Ｎ、オフセットおよび０の長さフィールドからなる論理
記述子２７１１６に翻訳されねばならず、ＦＵ１０１２
０における論理記述子２７１１６がメモリーにおけるあ
るポインタ値の形成のため使用される時、ＡＯＮは再び
ＵＩＤに変換されねばならない。最初の変換は、ポイン
タ対記述子変換と呼ばれ、２番目の変換は記述子対ポイ
ンタ変換と呼ばれる。両方の変換はＦＵ１０１２０にお
いて実行中のマイクロコードによって達成される。
【１０５７】翻訳に介在するのはポインタの種類に依存
し、もしポインタがＵＩＤポインタであればＵＩＤはＡ
ＯＮに翻訳されねばならず、もしポインタがオブジェク
ト相関ポインタであれば、ポインタの取出しに必要なＡ
ＯＮはポインタのＡＯＮであり、そのため翻訳は必要で
ない。もしポインタが解明されないポインタであれば、
これは最初に解明されたポインタに、次いで論理記述子
２７１１６に翻訳されねばならない。もしポンイタが関
連するならば、解明されたポインタへの翻訳はＡＡＴに
よって実施することができる。
【１０５８】本実施例においては、他のＦＵ１０１２０
のマイクロコードがポインタ対記述子マイクロコードを
呼出す時、呼出し側のマイクロコードは、アーギュメン
トとしてポインタ対記述子変換マイクロコードに翻訳さ
れるべきポンイタの位置指定のため論理記述子２７１１
６を送る。このポインタ対記述子マイクロコードは、ポ
インタ対記述子マイクロコードがアーギュメントとして
受取った論理記述子２７１１６によって指定される場所
においてポインタの値から形成された論理記述子２７１
１６に戻る。
【１０５９】ポインタ対記述子マイクロコードは最初
に、メモリーからのポインタのオフセット・フィールド
の値を取出すアーギュメントとして与えられた論理記述
子２７１１６を使用する。この時これはＯＦＦＡＬＵ２
０２４２に帰属する出力レジスタに論理記述子２７１１
６のオフセットを保管し、ポインタのオフセット・フィ
ールド３０１０３の値をこれがアーギュメントとして受
取る論理記述子２７１１６のオフセット・フィールドに
配する。このポインタ対記述子マイクロコードは次に、
このポインタ対記述子マイクロコードの呼出しによって
使用中のＧＲＦ１０３５４におけるあるレジスタに論理
記述子２７１１６のＡＯＮおよびオフセット（ＯＦＦＡ
ＬＵ２０２４２から得た）を設定することによってポイ
ンタの場所を支持する論理記述子２７１１６を保管す
る。次に、このマイクロコードは値４０をＯＦＦＡＬＵ
２０２４２にセットされたオフセットに加算し、これに
よりＮＲフィールド３０１０９のアドレスを取得し、こ
のアドレスを用いてＮＲフィールド３０１０９およびフ
ォーマット・コード・フィールド３０１１３と取出して
これを読出す。これ以上の処理の過程はこれらのフィー
ルドの値によって決定される。もしＮＲフィールド３０
１０９が解明されたポインタを表示するならば、フォー
マット・コード・フィールド３０１１３の値によって決
定する如き４つの場合がある。即ち、 −フォーマット・コード・フィールド＝０：ポインタは
空白ポインタである。 −フォーマット・コード・フィールド＝１：ポインタは
ＵＩＤポインタである。 −フォーマット・コード・フィールド＝２：ポインタは
オブジェクト間ポインタである。−フォーマット・コー
ド・フィールドの他の値：このポインタは無効である。
【１０６０】最初の場合には、マイクロコードがアーギ
ュメントの全てのフィールドを０にセットし、２番目の
場合にはメモリーからＵＩＤフィールド３０１１５の値
を取出して、ＵＩＤをこれと関連するＡＯＮに翻訳する
ＬＡＲマイクロコード（オブジェクトの説明において説
明した）を生じる。次に、ＡＯＮはアーギュメントのＡ
ＯＮフィールドにロードされる。３番目の場合において
は、ポインタの場所に対する論理記述子２７１１６のＡ
ＯＮおよびポインタのＡＯＮは同じであり、そのためア
ーギュメントは既に翻訳されたポインタを保有する。４
番目の場合には、マイクロコードは、無効のポインタ障
害を取扱いアーギュメントとしてのポインタに対する保
管された論理記述子２７１１６を送るポインタ障害取扱
い手順６０２に対する呼出しを実施する。障害を取扱う
手順６０２はマイクロコードに対して解明されたポイン
タを戻さなければならず、このマイクロコードはこれを
前述の如く論理記述子２７１１６に変換する。
【１０６１】ｃ．記述子からポインタへの変換 記述子ポインタ変換は、解明されたポインタによるポイ
ンタから記述子への変換の逆である。この操作は、解明
されたポインタがＦＵ１０１２０のレジスタからＭＥＭ
１０１１２へ移動される時常に実施されねばならない。
この操作は２つのアーギュメント、即ちポンイタが書込
まれるべきアドレスを規定する論理記述子２７１１６
と、そのＡＯＮおよびオフセット・フィールドがポンイ
タに含まれる場所を規定する論理記述子２７１１６とを
要する。２つの場合、即ちオブジェクト間ポインタとＵ
ＩＤポインタとがある。両方の種類のポインタはオフセ
ット・フィールド３０１０３における値を有し、そのた
め記述子対ポインタ・マイクロコードは最初に第２のア
ーギュメントのオフセットを最初のアーギュメントの論
理記述子２７１１６により規定される場所に書込む。次
のステップは、ポインタがオブジェクト間ポインタとＵ
ＩＤポインタのどちらであるかを判定する。このため
に、マイクロコードはアーギュメントのＡＯＮを比較す
る。もしこれらのＡＯＮが同じならば、ポインタはこれ
を含むオブジェクトにおけるある場所と指示し、従って
オブジェクト間ポインタとなる。オブジェクト間ポイン
タのＵＩＤフィールド３０１１５が意義を持たないた
め、オブジェクト間ポインタに対して残る唯一のステッ
プは、フラッグおよびフォーマット・フィールド３０１
０５を２進数の２にセットすることであり、これはビッ
ト４６を除く全てのビットを０にセットし、これにより
このポインタを解明されたオブジェクト間ポインタとし
て識別する。
【１０６２】ＵＩＤポインタの場合は、記述子ポインタ
・マイクロコードはフラッグ兼フォーマット・フィール
ド３０１０５を１にセットし、これによりこのポインタ
を解明されたＵＩＤポインタとして識別し、第１のＡＯ
ＮをＵＩＤに変換して結果のＵＩＤをその時のフレーム
に配するＫＯＳ ＬＡＲマイクロルーチン（オブジェク
トの論議において詳細に説明した）を呼出す。ＫＯＳ
ＡＯＮからＵＩＤへの変換マイクロルーチンが戻る時、
記述子ポインタ・マイクロコードはＵＩＤを変換された
ポインタのＵＩＤフィールド３０１１５に対して書込
む。
【１０６３】Ｂ．名前空間およびＳインタプリンタ（図
３０３〜図３０７） 名前空間およびＳインタプリンタは共に手順オブジェク
ト６０８に含まれた情報の解釈を行なう。その結果、Ｃ
Ｓ１０１１０のこれらの要素について論議は名前空間お
よびＳインタプリンタに関する手順オブジェクト６０８
の部分の概説から始め、次いで名前空間およびＳインタ
プリンタについて詳細に説明する。
【１０６４】ａ．手順オブジェクト６０６の概説（図３
０３） 図３０３は手順オブジェクト６０８の各部を示してい
る。図３０３は図１０３に含まれる情報を拡張し、両方
の図に現れるフィールドは図１０３の番号を有する。本
文において論議しない手順オブジェクト６０８の各部
は、後で呼出しおよび戻しの論述において取扱う。これ
らのシステムに対する最も重要な部分は手順環境記述子
（ＰＥＤ）３０３０３である。手順６０２のＰＥＤ３０
３０３は、手順６０２のコードを見出してこれを分析し
その名前を解釈するため名前空間およびＳインタプリタ
により必要とされる情報を含んでいる。手順オブジェク
ト６０８における手順６０２の番号はＰＥＤ３０３０３
と共有される。呼出しの説明において明らかになるよう
に、関与する手順６０２とＰＥＤ３０３０３を共有する
という事実は呼出しが実行される方法に影響を与える。
【１０６５】本論において重要なＰＥＤ３０３０３のフ
ィールドはヘッダー３０３０４における３つのフィール
ド、即ちＫフィールド３０３０５とＬＮフィールド３０
３０７とＳＩＰフィールド３０３０９であり、残るフィ
ールドの内の３つは即ちＮＴＰフィールド３０３１１
と、ＳＤＰＰフィールド３０３１３と、ＰＢＰフィール
ド３０３１５である。 −Ｋフィールド３０３０５は、ＰＥＤ３０３０３と共有
する手順６０２のＳＩＮにおける名前が８，１２または
１６ビットのいずれであるかを表示する。 −ＬＮフィールド３０３０７は、手順６０２の名前テー
ブル１０３５０における最も大きな指標を有する名前を
保有する。 −ＳＩＰフィールド３０３０９は、手順６０２のＳ言語
に対するＳインタプリタを含むオブジェクトに対するＵ
ＩＤポインタである。 −ＮＴＰフィールド３０３１１は、手順６０２の名前テ
ーブル１０３５０の始めに対するオブジェクト相関ポイ
ンタである。 −ＳＤＰＰフィールド３０３１３は、手順６０２の１つ
があるプロセス６１０によって生じる時、ＰＥＤ３０３
０３が帰属する手順６０２によって使用される静的なデ
ータの場所に対して解明されるポインタである。ＳＤＰ
Ｐフィールド３０３１３に対応する解明されたポインタ
はＳＤＰ ＡＢＰである。 −ＰＢＰフィールド３０３１５は、ＰＥＤ３０３０３が
帰属する手順６０２の呼出しのためのＰＢＰ ＡＢＰを
含む。このＰＢＰ ＡＢＰは手順オブジェクト６０８内
部の場所を計算するため使用される。
【１０６６】手順オブジェクト６０８における他の問題
の場所は、リテラル値３０３０１および静的データのプ
ロトタイプ（ＳＤＰＲ）３０３１７である。リテラル値
３０３０１はリテラル値、即ちコンパイルにおいて既知
でありプログラムの実行中変化しない手順６０２におけ
る値を有する。ＳＤＰＲ３０３１７は下記のいずれかを
含む。即ち、外部ルーチンおよび他のオブジェクトに含
まれる静的データに対するポインタ、手順６０２に対す
る静的データを形成するため必要な情報、およびある場
合には静的データ自体を含む。ＳＤＰＲ３０３１７にお
けるポインタは解明あるいは非解明のいずれかである。
【１０６７】本実施例においては、バインダ領域３０３
２３もまた重要である。バインダ領域３０３２３はこれ
に含まれる非解明ポインタの解明を可能にする情報を含
む。手順オブジェクト６０８におけるＳＤＰＰフィール
ド３０３１３以外の非解明ポインタは全てバインダ領域
３０３２３における場所を含み、指定された場所はポイ
ンタの解明に必要な情報を含む。
【１０６８】図３０３は、ＮＴＰフィールド３０３１
１、ＳＤＰＰフィールド３０３１３およびＰＢＰフィー
ルド３０３１５により指示される手順オブジェクト６０
８における場所を示す矢印を含む。ＮＴＰフィールド３
０３１１はＭＴ１０３５０の始めを指示し、このため名
前の名前テーブルのエントリは名前の値をＮＴＰフィー
ルド３０３１１に対して加算することによって見出すこ
とができる。ＰＢＰフィールドは３０３１５はリテラル
値３０３０１の始めを指示し、その結果リテラル値の場
所およびＳＩＮの場所はＰＢＰフィールド３０３１５の
値からオフセットとして表わすことができる。ＳＤＰＰ
フィールド３０３１３はＳＤＰＲ３０３１７の始めを指
示する。呼出しの説明において詳細に説明するように、
手順６０２が静的データを有する時、ＳＤＰ ＡＢＰは
ＳＤＰＰフィールド３０３１３から得られる。
【１０６９】ｂ．名前空間 ＣＳ１０１１０の名前空間要素はある手順に帰属するＳ
ＩＮを見出し、ＳＩＮをＳＯＰおよび名前に分析し、名
前に関して解明および評価の諸操作を実施する。解明操
作は名前を名前により表わされるデータに対する論理記
述子２７１１６に翻訳するが、評価操作はデータ自体を
得る。この評価操作は、解明操作を実施し次にその結果
の論理記述子２７１１６を用いてデータを取出すことに
よって行なわれる。評価および解明操作は最も複雑であ
るため、論議はこれから始める。
【１０７０】１．名前の解明および評価 名前の解明および評価操作は、名前のＮＴＥに含まれる
情報によって名前を論理記述子２７１１６に翻訳し、Ｎ
ＴＥはアーキテクチャ基底レジスタに関する場所を規定
する。その結果、以下の論議は最初に名前テーブルのエ
ントリおよびアーキテクチャ基底ポインタについて説明
し、次いで名前空間が名前テーブルのエントリおよびア
ーキテクチャ基底ポインタに含まれる情報を論理記述子
２７１１６に翻訳する。
【１０７１】２．名前テーブル（図３０４） 前述の如く、ＭＴ１０３５０は手順オブジェクト６０８
に含まれる。ＭＴ１０３５０は、名前により表わされる
オペランドに対する論理記述子２７１１６に名前を翻訳
するため必要な情報を保有する。各名前はその値として
名前テーブル・エントリ番号を有する。名前の名前テー
ブル・エントリは、短い名前テーブル・エントリのサイ
ズで名前の値を乗算し、かつこの積をＳＩＮを有する手
順６０２に帰属するＰＥＤ３０３０３のＮＴＰフィール
ド３０３１１における値に加算することによって見出さ
れる。
【１０７２】名前テーブルのエントリは、名前によって
指定されるデータ項目に対する長さおよび形式の情報を
保有し、ベースと呼ばれるある既知の場所からの変位と
してデータ項目の場所を表わす。このベースはＡＢＰに
より規定された場所、または別の名前により規定された
場所、またはポインタにより規定された場所である。後
者の場合には、ポインタの場所はＡＢＰまたは名前に関
して規定することができる。
【１０７３】図３０４は、名前テーブル・エントリ（Ｎ
ＴＥ）３０４０１を詳細に示している。２種類のＮＴＥ
３０４０１、即ち短いＮＴＥ３０４０３と長いＮＴＥ３
０４０５が存在する。ＮＴＥ３０４０３は６４ビットを
含み、長いＮＴＥ３０４０５は１２８ビットを含む。そ
の変位が１６ビットで表わすことができるスケーラ・デ
ータ項目を表わす名前はＮＴＥ３０４０３を有し、その
変位が１６ビット以上を要求するスケーラ・データ項目
を表わす名前およびアレイ素子を表わす名前は長いＮＴ
Ｅ３０４０５を有する。
【１０７４】ＮＴＥ３０４０３は、各々が１６ビットの
長さである４つの主フィールドを有する。即ち、 −フラッグ兼フォーマット・フィールド３０４０７は、
名前空間が如何にしてＮＴＥ３０４０１を解釈するかを
規定するフラッグおよびフォーマット情報を保有する。 −ベース・フィールド３０４２５は、名前により表わさ
れるデータの場所を得るため変位が加算されるべきベー
スを示す。ベース・フィールド３０４２５は４つの方法
で、即ちＡＢＰにより、名前により、ＡＢＰにより見出
されるポインタにより、また名前により見出されるポイ
ンタによって場所を表わすことができる。 −長さフィールド３０４３５はデータの長さを表わす。
この長さはリテラル値または名前である。もしこれが名
前であれば、この名前はデータ項目の長さを含む場所に
解を有する。 −変位フィールド３０４３７は、ベース・フィールド３
０４２５において規定されたベースからのデータの始め
の変位を含む。この変位は符号を付した整数値である。
【１０７５】長いＮＴＥ３０４０５は、各々が１６ビッ
トの長さである４つの別のフィールドを有し、このフィ
ールドの２つ、即ち指標名前フィールド３０４４１とＩ
ＥＳフィールド３０４４５はアレイを表わす名前に対す
るＮＴＥ３０４０１においてのみ使用される。 −変位拡張フィールド３０４３９は全ての長いＮＴＥ３
０４０５において使用される。もしフィールド３０４３
７における変位値が１６ビットより小さければ、変位拡
張フィールド３０４３９は符号ビットを含み、即ちフィ
ールドにおけるビットは、変位が正である時０にセット
され、また変位が負である時は１にセットされる。この
変位値が１６ビット以上である時、変位拡張フィールド
３０４３９は符号ビットと共に変位値の最上位ビットを
含んでいる。 −指標名前フィールド３０４４１は、アレイの要素を表
示するため使用される値を表わす名前を含む。 −フィールド３０４４３は保留される。 −ＩＥＳフィールド３０４４５はアレイにおける要素の
サイズを規定する名前またはリテラル値を含む。このフ
ィールドにより表わされる値は、指標名前フィールド３
０４４１によって表わされる値と共に使用されてアレイ
の要素を見出す。
【１０７６】以上のことから判るように、下記の各フィ
ールドは名前、即ちベース・フィールド３０４２５、長
さフィールド３０４３５、指標名前フィールド３０４４
１およびＩＥＳフィールド３０４４５を含んでいる。
【１０７７】ＮＴＥ３０４０１における２つのフィール
ドは更に構成即ちフラッグ兼フォーマット・フィールド
３０４０７およびベース・フィールド３０４２５を必要
とする。フラッグ兼フォーマット・フィールド３０４０
７は３つのサブフィールド、即ちフラッグ・フィールド
３０３４０８と、ＦＭフィールド３０４２１と、タイプ
・フィールド３０４２３を有する。最初に、フラッグ・
フィールド３０４０８について述べれば、このフィール
ドにおける６つのフラッグは、如何にして名前空間がＮ
ＴＥ３０４０１を解釈するかを示す。このフラッグはセ
ットされる時下記の意味を有する。即ち、 −長さＮＴＥフラッグ３０４０９：ＮＴＥ３０４０１は
長いＮＴＥ３０４０５である。 −長さは名前フラッグ３０４１１である：長さフィール
ド３０４３５は名前を保有する。 −ベースは名前フラッグ３０４１３である。ベース・フ
ィールド３０４２５は、ＡＢＰの番号の代りに名前を含
んでいる。 −ベース間接フラッグ３０４１５：ベース・フィールド
２０４２５はポインタを表わし、ＮＴＥ３０４０１によ
り表わされる場所はポインタの値を得てこの値を変位フ
ィールド３０４３７および変位拡張フィールド３０４３
９に含まれる値をポインタのオフセットに加算すること
によって計算される。 −アレイ・フラッグ３０４１７：ＮＴＥ３０４０１は１
つのアレイを表わす。 −ＩＥＳは名前フラッグ３０４１９であり：ＩＥＳフィ
ールド３０４４５はＩＥＳの値を表わす名前を含んでい
る。
【１０７８】これらのフラッグのいくつかはあるＮＴＥ
３０４０１にセットすることができる。例えば、ポイン
タを介して更にある名前によって表わされ、そのＩＥＳ
値がある名前により表わされるアレイに対して照合され
たあるアレイの要素に対するエントリは、フラッグ３０
４０９，３０４１３，３０４１５，３０４１７および３
０４１９をセットさせる。
【１０７９】ＦＭフィールド３０４２１は如何にして名
前によって表わされるデータがメモリーから取出される
時フォーマット化されるかを示す。ＦＭフィールド３０
４２１の値はＮＴＥ３０４０１から形成される論理記述
子２７１１６のＦＩＵフィールドに配される。この２つ
のビットは次の４つの可能性をもたらす。即ち、 セッティング 意 義 ００ 右寄せ、零充填 ０１ 右寄せ、符号充填 １０ 左寄せ、零充填 １１ 左寄せ、ＡＳＣＩＩ空間充填 タイプ・フィールド３０４２３における４つのビットは
言語固有のタイプ情報に対するコンパイラによって使用
される。タイプ・フィールド３０４２３は、ＮＴＥ３０
４０１から形成された論理記述子２７１１６のタイプ・
フィールド２７１０９に配される。
【１０８０】ベース・フィールド３０４２５は、ＡＢＰ
フォーマット３０４２７におけるベースまたは名前フォ
ーマット３０４３２におけるベースのいずれかを有す
る。ベース・フィールド３０４２５が解釈される方法は
名前フラッグ３０４１３およびベース間接フラッグ３０
４１５におけるベースのセッティングに依存する。下記
の４つの可能性が存在する。即ち、 フィールドのセッティング 意 義 ベースが名前 間接ベース ０ ０ ＡＢＰフォーマットがベースを直接見出す。
【１０８１】 ０ １ ＡＢＰフォーマットがベースであるポインタ を見出す。
【１０８２】 １ ０ ベースは名前が解明される時ベースを見出す 名前フィールドである。
【１０８３】 １ １ ベースは名前が解明されポインタがベースで ある時ポインタを見出す名前フォーマットで ある。
【１０８４】上記のテーブルにより示されるように、ベ
ース・フィールド３０４２５は、ベースがセットされな
い名前フラッグ３０４１１である時ＡＢＰフォーマット
３０４２７であるベースを有する如く表わされる。もし
ベースがＡＢＰフォーマット３０４２７であるならば、
ベース・フィールド３０４２５は２つのサブフィール
ド、即ちＡＢＰフィールド３０４２９およびポインタ位
置指定フィールド３０４３１を有する。後者のフィール
ドは、ベース間接フラッグ３０４１５がセットされる時
のみ意義を有する。ＡＢＰフィールド３０４２９は、Ａ
ＢＰを表示する２ビット・コードである。そのセッティ
ングおよび意義は下記の如くである。即ち、 セッティング ＡＢＰ ００ ＦＰ ０１ 未使用 １０ ＳＤＰ １１ ＰＢＰ ＡＢＰについては以下に論述する。ベース間接フラッグ
３０４１５が１にセットされベースが名前である時、名
前フラッグ３０４１３は０にセットされ、ＡＢＰフォー
マットにおけるこのベース・フィールドの残る１４ビッ
トは名前フラッグ３０４１３として表わされる。このよ
うに解釈される時、名前フラッグ３０４１３は符号を有
する整数を保有し、これは１２８により乗算される時、
ＡＢＰフィールド３０４２９において規定されるＡＢＰ
からのポインタの変数を生じる。このポインタの値は次
に前記の変位が加算されるベースとなる。
【１０８５】ベースが１にセットされた名前フラッグ３
０４１３である時、ベース・フィールド３０４２５は名
前フォーマット３０４３２であるベースを有する如く表
わされる。ベースに名前フォーマット３０４３２があ
り、ベース・フィールド３０４２５は１つの名前を有す
る。もしベース間接フラッグ３０４１５がセットされな
ければ、名前はこのベースを有するように解を与えられ
る。もしベース間接フラッグ３０４１５がセットされる
ならば、名前はあるポインタ値を有するものと評価さ
れ、このポインタ値はベースとなる。
【１０８６】３．アーキテクチャ基底ポインタ（図３０
５，図３０６） もしベースが名前ならば、ＮＴＥ３０４０１に帰属する
名前フラッグ３０４１３はセットされず、ベース・フィ
ールド３０４２５はＣＳ１０１１０の３つのＡＢＰの内
の１つを規定する。即ち、 −ＰＢＰは、リテラル値およびＳＩＮの場所を得るため
変位が加算され得る手順オブジェクト６０８におけるあ
る場所を規定する。 −ＳＤＰは、他の手順オブジェクト６０８および静的デ
ータに含まれた手順６０２に対する静的データおよび連
係ポインタの場所を得るため変位の加算が可能な手順６
０２の呼出しのためある静的データ・ブロックにおける
ある場所を規定する。 −ＦＰは、アーギュメントに対する局所データおよび連
係ポインタの場所を得るため変位が加算できる手順６０
２のその時の呼出しに帰属するＭＡＳフレームにおける
ある場所を規定する。
【１０８７】プロセス６１０が手順６０２を呼出す毎
に、呼出しマイクロコードはＳＳ１０３３６におけるＡ
ＢＰのその時の値を保管し、新たな呼出しに対するＡＢ
Ｐの値を計算し、その結果の論理記述子２７１１６をＦ
Ｕ１０１２０のレジスタに配し、ここでこれらの記述子
は名前空間マイクロコードに対してアクセス可能とな
る。
【１０８８】呼出しマイクロコードは下記の如くＡＢＰ
を計算する。即ち、ＰＢＰは実行中のＴ手段６０２に帰
属するＰＥＤ３０３０３におけるＰＢＰフィールド３０
３１５から直接得られる。これを論理記述子２７１１６
に構成するため必要な全てのことは、手順オブジェクト
６０８のＵＩＤのためのＡＯＮの加算である。ＳＤＰは
ＳＤＰＰフィールド３０３１３に関するポインタ対記述
子の翻訳を実施することによって得られる。最後に、Ｆ
Ｐは呼出しのための新たなＭＡＤ５０２を形成する余し
マイクロコードの部分によって与えられる。呼出しの論
議において詳細に選択するように、この呼出しマイクロ
コードは連係ポインタをＭＡＳ５０２に対する呼出しの
実際のアーギュメントにコピーし、ＦＰを最後の実際の
アーギュメントに続く場所に対するポインタにセット
し、次いで呼出しの局所データに対する記憶域を割当て
る。このようにＦＰからの確実な変位は局所データにお
ける場所を指定するが、負のオフセットは連係ポインタ
を指定する。
【１０８９】ａ．ａ．名前の解明および評価（図３０
５） 名前空間により実施される主な操作は名前の解明および
名前の評価である。名前空間が名前のＮＴＥ３０４０１
に含まれるＡＢＰおよび情報を使用してこの名前に対す
る論理記述子２７１１６を形成する時名前が解明され、
名前空間が名前を解明し、名前に対して得られる論理記
述子２７１１６をメモリーに対して与えかつメモリーか
ら名前により表わされたデータの数値を得た時名前が評
価される。
【１０９０】この解明操作は如何なる順序でも実施可能
な３つの部分を有する。即ち、 −名前のＮＴＥ３０４０１のベース・フィールド３０４
２５からベースを得、 −変位を行ない、 −長さフィールド３０４３５から長さを得る。
【１０９１】長さを得ることは操作の最も簡単な部分で
あり、もし名前フラッグ３０４１１における長さがセッ
トされるならば、この長さは長さフィールド３０４３５
に含まれる名前の評価によって得られる数値であり、さ
もなくば、長さフィールド３０４３５はリテラル値を含
み、また長さはこのリテラル値である。
【１０９２】ベースが計算可能な４つの方法がある。そ
のどれを使用するかは名前フラッグ３０４１３およびベ
ース間接フラッグ３０４１５におけるベースのセッティ
ングに依存する。即ち、 −両方のフラッグが０：ＡＢＰフィールドにおいて規定
されたＡＢＰがベースである。 −ベースは名前フラッグ３０４１３が０およびベース間
接フラッグ３０４１５が１であり、このベースはＡＢＰ
フィールド３０４２９およびポインタ位置指定フィール
ド３０４３１によって指定されるポインタに含まれた場
所である。 −ベースは名前フラッグ３０４１３が１およびベース間
接フラッグ３０４１５が０であり、このベースはベース
・フィールド３０４２５における名前を解明することに
よって得られる場所である。 −両方のフラッグ１：ベースはベース・フィールド３０
４２５における名前の評価によって得られる場所であ
る。
【１０９３】名前空間が変位する計算方法は、ＮＴＥ３
０４０１がスケーラ・データ項目またはアレイデータ項
目のいずれを表わすかに依存する。第１の場合、名前空
間はベースに対して得られた場所に対して変位フィール
ド３０４３７および変位拡張フィールド３０４３９に含
まれる数値を加算し、第２の場合は、名前空間は指標名
前フィールド３０４４１およびＩＥＳフィールド３０４
４５を評価してその結果の数値を一緒に乗算し、その積
を変位フィールド３０４３７における数値に加算して前
記変位を得る。
【１０９４】もしＮＴＥ３０４０１のどれかのフィール
ドがある名前を含むならば、名前空間は、必要に応じて
これに対して解明または評価の操作を実施することによ
って、名前により表わされる値または場所を得る。ＮＴ
Ｅ３０４０１の説明において述べたように、フラッグ・
フィールド３０４０８におけるフラッグがＮＴＥ３０４
０１のどのフィールドが名前を含むか表示する。別のＮ
ＴＥ３０４０１において使用された名前に対するＮＴＥ
３０４０１がそれ自体名前を含むため、名前空間は反復
的に解明および評価操作を実施する。
【１０９５】ｂ．ｂ．ＣＳ１０１１０における名前評価
および名前解明操作の構成 本実施例においては、名前の評価および解明操作はＦＵ
１０１２０のマイクロコードの評価よび解明指令によっ
て実施される。双方の指令は２つの情報を要求する。即
ち、操作により形成される論理記述子２７１１６を受取
るためのＧＲＦ１０３５４のＳＲ１０３６２のその時の
フレームにおけるレジスタと、解明または評価されるべ
き名前のソースである。解明および評価の双方は３つの
ソース間を選択することができる。即ち、パーサ２０２
６４と、ＮＴ２０２５４と、ＯＦＦＡＬＵ２０２４２の
出力レジスタの下位の１６ビットである。解明は論理記
述子２７１１６に対するその時のフレーム・レジスタ
０，１または２を指定し、評価はその時のフレーム・レ
ジスタ０または１を指定する。前記の解明操作の終り
に、名前により表わされるデータに対する論理記述子２
７１１６は指定されるＳＲ１０３６２に存在し、評価操
作の終りにおいて論理記述子２７１１６がＳＲ１０３６
２に存在し、データの値はＪＰ１０１１４を介してＥＵ
１０１２２のＯＰ２０３２２に対して転送される。
【１０９６】解明および評価の双方の指令の実行は、常
に名前のＮＣ１０２２６に対する提示で開始する。ＮＣ
１０２２６に対して提示された名前はＮＴ２０２５４に
対してラッチされ、ここでこれは名前解明マイクロコー
ドにより後で使用されるため使用可能である。
【１０９７】もしＮＣ１０２２６における名前に対する
エントリが存在するならば、名前カッシェのヒットが生
じる。３つの条件を満たすＮＴＥ３０４０１を含む名前
の場合は、名前に対するＮＣ１０２２６のエントリは名
前により表わされるデータ項目に対する論理記述子２７
１１６である。これらの条件は下記の如くである。即
ち、 −ＮＴＥ３０４０１は名前を含まない。 −ＮＴＥ３０４０１の長さフィールドは２５６ビット以
下の長さを規定する。 −もしベースがセットされたベース間接フラッグ３０４
１５であるならば、ポインタ位置指定フィールド３０４
３１はこのベースが連係ポインタであることを示す負の
値を持たねばならない。
【１０９８】名前により表わされるデータの場所も長さ
もこの名前が帰属する手順６０２の呼出しの持続期間中
変更できないため、この場合論理記述子２７１１６が捕
捉することができる。もし名前に対するＮＣ１０２２６
のエントリが論理記述子２７１１６であれば、ヒットは
ＮＣ１０２２６をして論理記述子２７１１６を指定され
たＳＲ１０３６２のレジスタに配させる。他の全ての場
所においては、名前に対するＮＣ１０２２６のエントリ
は論理記述子２７１１６を含まず、またヒットはＮＣ１
０２２６にＪＡＭ信号を発射させる。このＪＡＭ信号
は、名前により表わされるデータ項目に対する論理記述
子２７１１６を構成するため、ＮＣ１０２２６に記憶さ
れた情報を使用するマイクロコードを生じる。ＪＡＭに
ついては以下において詳細に説明する。
【１０９９】もしＮＣ１０２２６における名前に対する
エントリは存在しなければ、名前カッシェのミスが生
じ、ＮＣ１０２２６はカッシェ・ミスＪＡＭ信号を送出
する。このカッシェ・ミスのＪＡＭ信号により生じる名
前解明マイクロルーチンは、必要な計算の実施のためＦ
Ｕ１０１２０のＤＥＳＰ２０２１０を用いて、ＮＴＥ３
０４０１からのＮＣ１０２２６におけるエントリを構成
する。これが完了する時、カッシェ・ミスのマイクロコ
ードは指定されたＳＲ１０３６２のレジスタにおける名
前を求めて論理記述子２７１１６から出て戻る。
【１１００】論理記述子２７１１６が指定されたＧＲＦ
１０３５４のレジスタに置かれた時解明操作は終了し、
評価操作はメモリー照合装置２７０１７に対して論理記
述子２７１１６を提供することによって継続し、この装
置はメモリーから論理記述子２７１１６により表わされ
るデータを読出してこれをＯＰＢ２０３２２に置く。メ
モリー照合は、機密保護障害およびベース誤りと同様に
ＰＣ１０２３４のミスおよびＡＴ１０２２８のミスを惹
起する結果となるおそれがあるが、これらは事象信号に
よって処理され、従って評価操作からは認識できない。
ＮＣ１０２２６は１５の異なるＪＡＭ信号を生じる。Ｊ
ＡＭにより生じた信号は下記の事柄に依存する。即ち、
操作が解明および評価のいずれであるか、どのレジスタ
に論理記述子２７１１６が配されるか、ミスが生じたか
どうか、ヒットの場合には名前に対するＮＣ１０２２６
のエントリにおいてどのレジスタが最後にロードされた
かに依存する。ＪＡＭにより惹起されたマイクロコード
の挙動の観点から、最後の２つの要因が最も重要であ
る。それらのマイクロコードに対する関係については以
下に詳細に説明する。
【１１０１】本実施例においては、ＮＣ１０２２６にお
ける全てのエントリは、１つの手順６０２が別の手順６
０２を呼出す時無効となる。呼出しが常にＦＰの値を変
更しまたＳＤＰおよびＰＢＰの値を変更するおそれがあ
り、これによりＡＢＰからの変位を用いてＮＴＥ３０４
０１の意義を変化させるため、前述の無効化が必要とな
る。名前が評価あるいは解明されてカッシェ・ミスが生
じる時、呼出された手順６０２における名前に対するエ
ントリが形成されＮＣ１０２２６に対してロードされ
る。
【１１０２】以下の議論は最初に、ＮＣ１０２２６がマ
イクロプログラムに対して現われるためこのＮＣ１０２
２６について説明し、次いで詳細に如何にしてＮＣ１０
２２６が名前の解明および評価のため使用され、如何に
してこのＮＣ１０２２６がロードされ、また如何にして
これがフラッシュされるかを詳細に説明する。
【１１０３】ｃ．ｃ．ＮＣ１０２２６のエントリ（図３
０６） ＮＣ１０２２６の構造および物理的挙動についてはＦＵ
１０１２０のハードウェアの論議において説明したが、
本項においては、ＮＣ１０２２６のエントリがマイクロ
プログラマに対して現われるため、その論理的構造につ
いて説明する。マイクロプログラマにとっては、ＮＣ１
０２２６が、名前バス２０２２４における名前を提供す
る時、常にマイクロプログラマに４つのレジスタからな
る名前に対するＮＣ１０２２６のエントリを与える素子
として見える。マイクロプログラマはこの４つのレジス
タの内のどれかから読出しあるいはこれに対して書込み
を行なう時、この４つのレジスタと関連する名前に関し
てヒットが生じる場合、ＮＣ１０２２６によって行なわ
れる動作はこのレジスタのどれが最も後でロードされた
かに依存する。ＮＣ１０２２６が名前を４つのレジスタ
と関連させる手段、およびＮＣ１０２２６が充填状態で
ある時これがレジスタに与える手段はマイクロプログラ
マにとっては認識できない。
【１１０４】図３０６は１つの名前に対する名前のカッ
シェ・エントリ３０６０１を示している。名前カッシェ
・エントリ３０６０１における４つのレジスタ３０６０
２は０から３までの番号が付され、各レジスタ３０６０
２は、ＧＲＦ１０３５４のレジスタのＡＯＮフィールド
におけるいくつかのフラッグ・ビットがレジスタ３０６
０２には含まれないこと、またレジスタ３０６０２にお
ける長さフィールドが８ビットの長さであることを除い
て、ＧＲＦ１０３５４のレジスタの場合と同様にＡＯ
Ｎ、オフセットおよび長さフィールドを有する。ＧＲＦ
１０３５４のレジスタの場合におけるように、マイクロ
プログラマはレジスタ３０６０２の個々のフィールドま
たはレジスタ３０６０２全体の読出しまたは書込みが可
能である。名前カッシェ・エントリ３０６０１はＤＢ２
７０２１を介してＤＥＳＰ２０２１０に対して接続さ
れ、その結果ＧＲＦ１０３５４のレジスタの内容はレジ
スタ３０６０２に関して転入出でき、あるいはその逆も
可能である。レジスタ３０６０２の内容がＧＲＦ１０３
５４のレジスタに対して転送された時、この内容はＯＦ
ＦＡＬＵ２０２４２およびＤＥＳＰ２０２１０における
他の演算論理装置を用いて処理することができる。
【１１０５】ｄ．ｄ．ＮＣ１０２２６のヒット 名前がＮＣ１０２２６に対して与えられＮＣ１０２２６
が名前についての情報を含む名前カッシェ・エントリ３
０６０１を有する時、名前カッシェのヒットが生じる。
ヒットと同時に、ＮＣ１０２２６のハードウェアは常に
名前カッシェ・エントリ３０６０１のレジスタ３０６０
２の０の内容を解明または評価マイクロ指令に指定され
たＧＲＦ１０３５４のレジスタにロードする。更に、ヒ
ットはＪＡＭを介してマイクロコードの呼出しを惹起す
ることができる。即ち、 −ＪＡＭは、そのＮＴＥ３０４０１が指標計算のあるハ
ードウェア加速を可能にするアレイ素子の名前の解明の
ための特殊なマイクロコードを生じ得る。 −ＪＡＭは、名前カッシェ・エントリ３０６０１の内容
から論理記述子２７１１６を生じる汎用名前解明マイク
ロコードを生じることができる。
【１１０６】ヒットがＪＡＭを生じるかどうか、またこ
れが生じるＪＡＭの種類は、名前カッシェ・エントリ３
０６０１が名前カッシェのミス・マイクロコードにより
生成された時、最後のレジスタ３０６０２によってロー
ドされるよう決定される。もしレジスタ３０６０２の０
が最後にロードされるものであるならば、ＪＡＭは生じ
ず、もしレジスタ３０６０２の１が最後にロードされた
ならば、特殊なアレイの名前解明に対するＪＡＭが生
じ、もしレジスタ３０６０２の２または３が最後にロー
ドされたならば、一般的な名前解明に対するＪＡＭが生
じる。
【１１０７】前述のことから推論できるように、ＮＣ１
０２２６のハードウェアは、名前カッシェ・エントリ３
０６０１が最初の２つの場合に対してロードされる方法
を規定する。最初の場合においては、レジスタ３０６０
２の０は名前のデータに対する論理記述子２７１１６の
保有せねばならない。既に述べたように、名前のＮＴＥ
３０４０１は従ってその場所および長さが呼出しの間は
変化せずまたその長さが２５６ビット以下であるデータ
について記述せねばならない。ＮＣ１０２２６のハード
ウェアはまた、捕捉可能なアレイに対する名前カッシェ
・エントリ３０６０１の形態を決定する。捕捉可能なア
レイのＮＴＥ３０４０１は、以下の条件を満たすアレイ
のＮＴＥ３０４０１である。即ち、 −アレイのＮＴＥ３０４０１に含まれる唯一の名前は指
標名前フィールド３０４４１に存在する。 −指標名前に対するＮＴＥ３０４０１は、それについて
論理記述子２７１１６が捕捉可能であるＮＴＥ３０４０
１に対する諸条件を満たす。 −ＩＥＳフィールド３０４４５における値は１２８ビッ
ト以上ではなく２の累乗である。 −さもなければ、ＮＴＥ３０４０１は、それについて論
理記述子２７１１６が捕捉可能であるＮＴＥ３０４０１
に対する諸条件を満たす。
【１１０８】本実施例においては、捕捉可能なアレイの
エントリは、下記の名前に対する名前カッシェ・エント
リ３０６０１のレジスタ０，１および２を使用する。即
ち、 レジスタ 内 容 ＡＯＮ オフセット 長さ ０ 指標名前に対する論理記述子２７１１６ １ ０ ２のＩＥＳ累乗 未使用 ２ アレイに対する論理記述子２７１１６ この形式のエントリに対するヒットが生じる時、その結
果のＪＡＭ信号は２つの事柄をなす。即ち、これは捕捉
可能なアレイ解明マイクロコードを生じ、またこれは指
標名前によりＯＦＦＡＬＵ２０２４２におけるアキュム
レータ装置に対して提示されるデータの値を戻す読出し
操作のためメモリー照合装置２７０１７に対して論理記
述子２７１１６を提供させる。次に捕捉可能なアレイ解
明マイクロコードは、ＮＴ２０２５４に対してラッチさ
れたＪＡＭを名前に対する名前カッシェ・エントリ３０
６０１のレジスタ３０６０２の２を見出させた名前を使
用し、レジスタ３０６０２の内容を解明または評価マイ
クロ指令により指定されたＧＲＦレジスタに書込み、レ
ジスタ３０６０２におけるＩＥＳ指数により指定された
回数を残した指数値を変更することによってＩＥＳ値お
よび指数値の積を得、その結果をアレイの論理記述子２
７１１６を含むＧＲＦ１０３５４のレジスタのオフセッ
ト・フィールドに加算し、これにより所用のアレイ素子
に対する論理記述子２７１１６を得て戻る。
【１１０９】他の場合には、名前カッシェ・エントリ３
０６０１がロードされて論理記述子２７１１６を得るた
め処理される方法はマイクロプログラマによって決定さ
れる。もし名前カッシェ・エントリ３０６０１が論理記
述子２７１１６でもまた捕捉可能なアレイ・エントリで
もなければ生じるＪＡＭ信号は１つのマイクロルーチン
を生じる。このマイクロルーチンはＮＴ２０２５４に対
してラッチされた名前を使用して名前の名前カッシェ・
エントリ３０６０１を見出し、次いで名前カッシェ・エ
ントリ３０６０１におけるタッグ値を読出して、名前カ
ッシェ・エントリ３０６０１における情報が如何にして
論理記述子２７１１６に翻訳されるかを判定する。他の
場合に対する名前カッシェ・エントリ３０６０１の内容
は２つの一般的な形態を有する。即ち、１つはベースを
有するＮＴＥ３０４０１に対するものがセットされたベ
ース間接フラッグ３０４１５である場合、また他はセッ
トされない場合のＮＴＥに対するものである。最初の一
般的な形態は次のように見える。即ち、 レジスタ 内 容 ＡＯＮ オフセット 長さ ０ ＡＢＰ ＡＯＮ タッグ／長さ 未使用 １ ０ 指標名前／ＩＥＳ 未使用 ２ ０ 未使用 未使用 ３ ０ ポインタ指定の場所 未使用 からのデータ変位 レジスタ３０６０２の０はＡＢＰのＡＯＮを含む。レジ
スタ３０６０２の０のオフセット・フィールドは２つの
項目、即ち他の情報と共にＮＴＥ３０４０１のフラッグ
・フィールド３０４０８を含み、かつ如何にして名前解
明マイクロコードが名前カッシェ・エントリ３０６０１
の内容を翻訳するかを判定するタッグと、データ項目の
長さに対する値即ち名前である。レジスタ３０６０２の
１は、名前がアレイにおけるデータ項目を表わしさえす
れば使用される。従って、これは指標名前フィールド３
０４４１からの名前とＩＥＳフィールド３０４４５から
の名前即ち値を含んでいる。レジスタ３０６０２の３の
オフセット・フィールドは、ＮＴＥ３０４０１により示
されるオフセットとＮＴＥ３０４０１によって示される
変位の和を含んでいる。
【１１１０】そのベースがポインタから、あるいは名前
の解明から得られるＮＴＥ３０４０１に対して使用され
る第２のフォーマットは次のように見える。即ち、 レジスタ 内 容 ＡＯＮ オフセット 長さ ０ ０ タッグ／長さ 未使用 １ ０ 指標名前／ＩＥＳ 未使用 ２ ０ ＦＭおよびタイプ・ビット 未使用 ／ベース・フィールド ３ ０ ポインタまたは名前指定の 未使用 場所からのデータ変位 この形態においては、ベースの場所はポインタの評価ま
たは名前の解明のいずれかによって得られねばならな
い。従って、ベースのＡＯＮを規定するフィールドは存
在しない。さもなければ、レジスタ３０６０２の０およ
び１は前のフォーマットにおけると同じ内容を有する。
レジスタ３０６０２の２においては、オフセット・フィ
ールドはＮＴＥ３０４０１のＦＭフィールド３０４２１
と、タイプ・フィールド３０４２３とベース・フィール
ド３０４２５を含む。レジスタ３０６０２の２のオフセ
ット・フィールドは、ＮＴＥ３０４０１の変位フィール
ド３０４３７と変位拡張フィールド３０４３９の値を含
んでいる。
【１１１１】ＮＴＥ３０４０１におけるように、指標は
名前によって表わされ、また長さ、ＩＥＳおよびベース
は名前により表わすことができる。もし名前カッシェ・
エントリ３０６０１のあるフィールドが１つの名前を含
むならば、タッグにおけるあるフラッグはこの事実を表
わし、また名前解明マイクロコードは必要に応じて名前
により表わされる値または場所を得るためこれについて
の評価または解明操作を実施する。
【１１１２】今述べた許りのタイプの名前のカッシェ・
エントリ３０６０１を解明するマイクロコードはＮＴＥ
３０４０１の論議において述べた一般的なアルゴリズム
を用いるため、本文においてこれ以上論述しない。
【１１１３】ｅ．ｅ．名前カッシェ１０２２６のミス 名前が名前カッシェ１０２２６に対して与えられかつこ
の名前に対しては名前カッシェ・エントリ３０６０１が
存在しない時、名前カッシェ・ミスが生じる。ミスの発
生と同時に、名前カッシェ１０２２６のハードウェアは
名前カッシェ・ミスのマイクロコードを生じるＪＡＭ信
号を送出する。このマイクロコードは、ＮＴ２０２５４
からのミスの原因となった名前を得、この名前を実行中
の手順６０２に対するＰＥＤ３０３０３からのＮＴＰフ
ィールド３０３１１の値に加算することによってこの名
前のＮＴＥ３０４０１を見出す。以下において詳細に述
べるように、手順６０２が呼出されるとこの呼出しマイ
クロコードはＧＲ１０３６０においてあるレジスタのＮ
ＴＰの場所を規定するＡＯＮおよびオフセットを置く。
名前のＮＴＥ３０４０１に含まれる情報を用いて、カッ
シェ・ミス・マイクロコードは名前を解明し、これに対
する名前カッシェ・エントリ３０６０１を構成する。前
述の如く、このマイクロコードは、ＮＴＥ３０４０１に
おけるフラッグ・フィールド３０４０８の読出しによっ
て名前および名前のカッシェ・エントリ３０６０１の形
態を解明する方法を判定する。解明操作、マイクロ機
械、名前カッシェ１０２２６および名前カッシェ・エン
トリ３０６０１のフォーマットの説明は、当業者にとっ
てはカッシェ・ミス・マイクロコードにより実施される
諸操作を理解するには十分であるため、マイクロコード
のこれ以上の説明は行なわない。
【１１１４】ｆ．ｆ．名前カッシェ１０２２６のフラッ
シング 名前カッシェ１０２２６のハードウェアの論議において
説明したように、名前カッシェ・エントリ３０６０１の
無効化を可能にするハードウェア装置即ちＶＡＬＳ２４
０６８が存在する。名前カッシェ・エントリ３０６０１
は単独で無効化でき、あるいは名前カッシェ１０２２６
における全てのエントリを単独のマイクロ指令によって
無効化することもできる。後者の操作は、名前カッシェ
・フラッシングと呼ばれる。本実施例においては、その
仮想プロセッサ６１２がＪＰ１０１１４に固定されるプ
ロセス６１０が呼出しまたは戻しを実行する時、また仮
想プロセッサ６１２がＪＰ１０１１４と固定されない時
は常に、名前カッシェ１０２２６はフラッシュされねば
ならない。フラッシングは呼出しおよび戻しに関して要
求されるが、これは呼出しおよび戻しが名前の解明のた
め必要なＡＢＰその他のポインタの値を変更するためで
ある。最小限度に見ても、１つの呼出しは新たなＭＡＳ
フレーム１０４１２を生じ、戻しは前のＭＡＳフレーム
１０４１２に戻り、これによりＦＰの値を変更する。も
し呼出された手順６０２が呼出し中の手順６０２のそれ
とは異なるＰＥＤ３０３０３を有するならば呼出しまた
は戻しもまたＰＢＰ，ＳＤＰおよびＮＴＰを変更し得
る。フラッシングは仮想プロセッサ６１２がＪＰ１０１
１４と固定されない時必要となるが、これには次にＪＰ
１０１１４と固定される仮想プロセッサ６１２が異なる
プロセス６１０と固定されるためであり、従って前の仮
想プロセッサ６１２と固定されたプロセス６１０に帰属
するどんな情報も使用できない。
【１１１５】ｇ．ｇ．命令ストリームの取出し ＦＵ１０１２０のハードウェアの議論において説明した
ように、ＳＩＮはＰＲＥＦ２０２６０によってメモリー
から取出される。ＰＲＥＦ２０２６０は、その時実行中
である手順６０２に帰属するコード１０３４４における
ある場所に対する論理記述子２７１１６を含む。如何な
るＭ０サイクルにおいても、ＰＲＥＦ２０２６０は論理
記述子２７１１６をＤＢ２７０２１に置くことができ、
メモリー照合装置２７０１７をして論理記述子２７１１
６により指定された場所における３２ビットを取出さ
せ、またこれらビットをＩＮＳＴＢ２０２６２に書込む
ことができる。ＩＮＳＴＢ２０２６２が一杯の状態であ
る時、以下述べる名前空間分析操作がＩＮＳＴＢ２０２
６２の内容の一部を処理することにより別のＳＩＮに対
する空間を形成するまでは、ＰＲＥＦ２０２６０はＳＩ
Ｎの取出しを停止する。
【１１１６】この取出し操作は自動的であり、あるＳＩ
Ｎが分岐を生じる、即ち次の実行すべきＳＩＮをその時
のＳＩＮの直後のもの以外のＳＩＮにさせる時にのみ、
名前空間からの介入を要求する。分岐と同時に、名前空
間はＰＲＥＦ２０２６０に実行すべき次のＳＩＮの場所
をロードして、ＰＲＥＦ２０２６０にこの場所における
ＳＩＮの取出しを開始させねばならない。これを行なう
操作は、分岐のためのロード先取りマイクロ命令により
規定される。このマイクロ指令は、論理記述子２７１１
６に対するソースを規定し、この論理記述子２７１１６
をＤＢ２７０２１を介してＰＲＥＦ２０２６０に対し転
送する。ＰＲＥＦ２０２６０がこのようにロードされた
後、これは指定された場所においてＳＩＮの取出しを開
始する。依然としてＩＮＳＴＢ２０２６２に存在するど
のＳＩＮも分岐操作によって無意義であると見做された
ため、ＩＮＳＴＢ２０２６２にロードされる最初のＳＩ
Ｎは単にＩＮＳＴＢ２０２６２の前の内容に重ね書きさ
れる。図２７４は、分岐のためのロード先取りマイクロ
指令の使用の事例を含む。
【１１１７】ｈ．ｈ．命令ストリームの分析 ＭＥＭ１０１１２から取出されてＩＮＳＴＢ２０２６２
に記載された如き命令ストリームは一連のＳＯＰおよび
名前である。既に述べたように、この命令ストリームは
固定されたフォーマットを有する。即ち、本実施例にお
いては、ＳＯＰは常に８ビットの長さであり、次には
８，１２または１６ビットの長さである。ある転送にお
いて使用される名前の長さは固定され、手順６０２のＰ
ＥＤ３０３０３におけるＫフィールド３０３０５におけ
る値により示される。名前空間分析操作は、命令スリト
ームからＳＯＰおよび名前を得てこれらを名前バス２０
２２４に置く。ＳＯＰはＳＯＰデコーダ２７００３にお
ける各素子に対してこのバスを介して転送されるが、名
前は前述の如く解明および評価操作のためＮＴ２０２５
４および名前カッシェ１０２２６に対して転送される。
分析操作がＳＯＰおよび名前を得る時、この操作はまた
３つのプログラム・カウンタ即ちＣＰＣ２０２７０、Ｅ
ＰＣ２０２７４およびＩＰＣ２０２７２を更新する。こ
れらの３つのカウンタにおける値は、実行中の手順６０
２に帰属するコード１０３４４における場所を指示する
ＰＢＰからのオフセットである。ＣＰＣ２０２７０はそ
の時分析中の命令ストリーム・シラブルを指示し、この
ためこれは各分析操作毎に更新される。ＥＰＣ２０２７
４はＪＰ１０１１４により実行される最後のＳＩＮの始
めを指示し、ＩＰＣ２０２７２はその時のＳＩＮの始め
を指示し、その結果これらのプロセッサ・カウンタはあ
るＳＩＮの実行の開始時、即ちＳＯＰが分析される時に
のみ変更される。
【１１１８】ＦＵ１０１２０のハードウェアの論議にお
いて述べたように、その時の構成においては、分析操作
は、このハードウェアに対してのみアクセス可能なＩＮ
ＳＴＢ２０２６２に対するポインタによって識別される
ＩＮＳＴＢ２０２６２における場所からのデータの８ま
たは１６ビットの物理的な読出しからなる。データが読
出される時、ハードウェアは読出されたビット数だけポ
インタを増進させ、もし終りに達するならば、ＩＮＳＴ
Ｂ２０２６２の始めを循環してこれを戻す。このハード
ウェアがポインタを増進すると同時に、同じビット数だ
けＣＰＣ２０２７０を増分する。前述の如く、ＣＰＣ２
０２７０はその時分析中のＳＯＰまたは名前のＰＢＰか
らのオフセットを含み、このためＩＮＳＴＢ２０２６２
の読出しを手順６０２のコード１０３４４の読出しと関
連させる。
【１１１９】読出されるビット数は、ＩＮＳＴＢ２０２
６２がＳＯＰまたは名前を読出し中であるかどうかに依
存し、後者の場合には、名前に対して規定されたシラブ
ル・サイズによる。このシラブル・サイズはＣＳＳＲ２
４１１２に保有される。呼出し側の手順のそれとは異な
るＰＥＤ３０３０３を有する手順６０２に対する呼出し
と同時に、この呼出しマイクロコードはＫフィールド３
０３０５に含まれる値をＣＳＳＲ２４１１２にロードす
る。
【１１２０】名前空間の分析操作は、ＳＯＰおよび名前
の分析のための個々のマイクロ指令によって実施され
る。Ｓ操作の分析のための単一のマイクロ指令、即ち分
析ｏｐ段が存在する。このマイクロ指令はＩＮＳＴＢ２
０２６２からの次の８つのビットを得、このビットを名
前バス２０２２４に置き、これらをＲＤＩＡＬ２４２１
２に対してラッチする。これはまた、必要に応じて１つ
のＳＩＮの開始時にＥＰＣ２０２７４およびＩＰＣ２０
２７２を更新し、即ちＥＰＣ２０２７４はＩＰＣ２０２
７２の前の値にセットされ、ＩＰＣ２０２７２はＣＰＣ
２０２７０の値にセットされる。この操作の終りに、Ｃ
ＰＣ２０２７０は８だけ増進される。ＳＯＰの分析は常
に１つのＳＩＮの解釈おける最初の操作として生じるた
め、分析ｏｐ段指令は一般にタスク取出し指令と組合さ
れている。以下において説明するように、後者の指令は
Ｓ操作をＦＵＤＩＳＦ２４２１８におけるアドレスとし
て解釈し、ＥＵＤＩＳＦ２４２１８は更にＦＵＳＩＴＴ
１１０１２におけるアドレスを生じる。後者のアドレス
はＳＩＮに対するＳＩＮマイクロコードの開始場所であ
る。
【１１２１】名前の分析のため２つのマイクロ指令があ
る。即ち、分析ｋロードｅｐｃおよび分析ｋタスク指名
ｅｂｏｘである。両者の指令は、ＩＮＳＴＢ２０２６２
からのビット数を得てこれをＦＵＣＴＬ２０２１４に置
く。両方のマイクロ指令により、ＣＳＳＲ２４１１２に
記憶されたシラブル・サイズＫがＩＮＳＴＢ２０２６２
から得たビット数を決定する。両指令はまたＣＳＳＲ２
４１１２に記憶された値によってＣＰＣを増分する。更
に、分析ｋロードｅｐｃはＥＰＣをＩＰＣの値にセット
し、分析ｋタスク指名ｅｂｏｘもまたＥＵ１０１２２を
タスク指名を行なう、即ち更にＥＵＳＩＴＴ２０３４４
において１つのアドレスを保有するＥＵＤＩＳＦ２４２
２２におけるアドレスとしてＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０
に保管されたＳＯＰの解釈を行なう。ＥＵＳＩＴＴ２０
３４４のアドレスはＥＵＤＩＳバス２０２０６を介して
ＥＵ１０１２２におけるＣＯＭＱ２０３４２に送られ
る。
【１１２２】ｃ．Ｓインタプリタ（図３０７） ＣＳ１０１１０はＳＯＰに対する固定された意味を与え
ない。全てのＳＯＰは８ビットの長さであり、ある８ビ
ットのＳＯＰは１つのＳ言語において１つの意味を有す
るが別のＳ言語においては完全に異なる意味を有する。
あるＳ言語のＳ操作の意義はこのＳ言語に対するＳイン
タプリタによって完全に決定される。このように、ある
Ｓ操作を正確に解釈するために、ＣＳ１０１１０は使用
するＳインタプリタが何かを知らねばならない。Ｓイン
タプリタは、その時ＣＳ１０１１０が実行中である手順
６０２に対するＰＥＤ３０３０３のＳＩＰフィールドに
おけるオフセットＯであるＵＩＤポインタにより識別さ
れる。本実施例においては、このＵＩＤはＦＵ１０１２
０のマイクロコードを含むマイクロコードオブジェクト
のＵＩＤである。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２にロードされ
る時、このマイクロコードはＳＯＰをこのＳＯＰが帰属
するＳ言語により規定されるものと解釈する。他の実施
例においてはＵＩＤは、Ｓ言語のＳＯＰを解釈する手順
６０２を含む手順オブジェクト６０８のＵＩＤであり、
更に別の実施例においては、このＳインタプリタはＰＲ
ＯＭに含まれ、ＳインタプリタのＵＩＤはあるオブジェ
クトを指定することができるが専らＳインタプリタの識
別のため役立つ。
【１１２３】手順６０２がＪＰ１０１１４においてある
ＳＩＮを実行する時、ＣＳ１０１１０は手順６０２に対
するＳＩＰフィールド３０３０９の値およびＳインタプ
リタのＳＯＰをマイクロコードにおけるある場所あるい
はＳインタプリタを構成する高水準言語コードに翻訳し
なければならない。この翻訳により得られる場所は前記
マイクロコードまたはＳＩＮを構成する高水準言語コー
ドの始めである。ＳＩＰフィールド３０３０９と共にＳ
ＯＰのＳインタプリタにおけるある場所への翻訳はタス
ク指名と呼ばれる。本実施例におけるタスク指名は２つ
の主な構成要素を含む。即ち、ＳＩＰフィールド３０３
０９の値をダイアレクト番号と呼ばれる小さな整数に翻
訳するメモリーにおけるテーブルと、ＦＵ１０１２０の
マイクロ機械のＳＯＰデコーダ２７００３部分とであ
る。以下の論議は、最初にテーブルについて説明し、如
何にしてＳＩＰフィールド３０３０９がダイアレクト番
号に翻訳されるかを説明し、次いで如何にしてダイアレ
クト番号およびＳＯＰが共にＦＵＳＩＴＴ１１０１２お
よびＦＵＳＩＴＴ２０３４４の場所に翻訳されるかにつ
いて説明する。
【１１２４】１．ＳＩＰのダイアレクト番号への翻訳
（図３０７） 本実施例においては、ＣＳ１０１１０が操作を開始し各
Ｓインタプリタが常に同じ場所に置かれる時にＣＳ１０
１１０における全てのＳインタプリタがＦＵＳＩＴＴ１
１０１２にロードされる。どのＳインタプリタがＳ言語
の翻訳のため使用されるかはＲＤＩＡＬ２４２１２に記
憶された値によって決定される。その結果、本実施例に
おいては、そのＳインタプリタが手順６０２のそれと異
なる手順６０２に対する呼出しはＳＩＰフィールド３０
３０９に含まれるＵＩＤポインタをダイアレクト番号に
翻訳せねばならない。
【１１２５】図３０７は、本実施例においてこの翻訳を
実施するテーブルおよびマイクロコードを示す。Ｓイン
タプリタ翻訳テーブル（ＳＴＴ）３０７０１は、小さな
ＡＯＮにより割出しされるテーブルである。各ＳＴＴエ
ントリ（ＳＴＴＥ）３０７０３は２つのフィールド、即
ちＡＯＮフィールド３０７０５とダイアレクト番号フィ
ールド３０７０９を有する。ダイアレクト番号フィール
ド３０７０９は、そのＡＯＮがＡＯＮフィールド３０７
０５にあるＳインタプリタオブジェクトに対するダイア
レクト番号を保有する。
【１１２６】ＣＳ１０１１０が操作を開始する時、各Ｓ
インタプリタオブジェクトは活動状態に結線され、ＳＴ
Ｔ３０７０１における指標として役立つよう十分に小さ
なＡＯＮが割当てられる。約束により、あるＳインタプ
リタオブジェクトは常に同じＡＯＮおよび同じダイアレ
クト番号が割当てられる。このＡＯＮはＡＯＮにより割
出しされたＳＴＴＥ３０７０３のＡＯＮフィールド３０
７０５に置かれ、ダイアレクト番号はダイアレクト番号
フィールド３０７０９に置かれる。Ｓインタプリタオブ
ジェクトは活動状態に接続されるため、これらのＡＯＮ
は決して他のオブジェクトに対して再割当てされること
はない。
【１１２７】新たなＳインタプリタを要求する呼出しと
同時に、呼出しマイクロコードはＳＩＰフィールド３０
３０９からの新たなＳＩＰを得、ＫＯＳ ＬＡＲマイク
ロコードを呼出してそのＵＩＤをそのＡＯＮに翻訳し、
このＡＯＮを用いてＳインタプリタのＳＴＴＥ３０７０
３を見出し、ダイアレクト番号フィールド３０７０９の
値を２１２４２に置く。
【１１２８】他の実施例においては、システムの初期化
以外の時点でＳインタプリタがＦＵＳＩＴＴ１１０１２
にロードされることを可能にし、また別の時点において
ＳインタプリタがＦＵＳＩＴＴ１１０１２における異な
る場所を占めることを可能にする。このような実施例に
おいては、ＳＴＴ３０７０１は、本実施例におけるＡＳ
Ｔ１０９１４またはＭＨＴ１０７１６の構成と類似する
方法で構成することができる。
【１１２９】２．タスク指名 タスク指名はタスク指名ファイル２７００４によって達
成される。これらのファイルは、ＲＤＩＡＬ２４２１２
により与えられる値および実行中のＳ命令のＳＯＰを、
ＲＤＩＡＬ２４２１２の値により指定されるＳインタプ
リタにおけるＳ命令により指定されるＳＩＮに対するマ
イクロコードの場所に転移させる。本実施例においては
３つのタスク指名・フィールド、即ちＦＵＤＩＳＦ２４
２１８とＡＦ２４２２０とＦＵＤＩＳＦ２４２２２を有
する。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８とＡＦ２４２２０はＳ命
令をＦＵ１０１２０に関して実行するマイクロコードの
場所に転移させ、ＥＵＤＩＳＦ２４２２２はＳ命令をＥ
Ｕ１０１２２に関して実行するマイクロコードの場所に
転移させる。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８とＡＦ２４２２０
間の相違は１つの速度であり、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８
はＳＯＰをＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０にロードする分析
ｏｐ段指令を実施する同じマイクロ命令において１つの
ＳＯＰを翻訳することができる。ＡＦ２４２２０はＳＯ
ＰがＬＯＰＣＯＤＥ２４２１０にロードされるサイクル
に続くサイクルにおいてこの翻訳を実施せねばならな
い。典型的に、１つのＳ命令を実行するマイクロコード
の最初の部分の場所はＦＵＤＩＳＦ２４２１８に保有さ
れ、後で実行される部分の場所はＡＦ２４２２０のレジ
スタにおいて保有され、ＥＵ１０１２２に関して実行す
るＳ命令に対するマイクロコードの場所はＥＵＤＩＳＦ
２４２２２に保有される。
【１１３０】本実施例においては、前記各レジスタは、
以下の如くＳ命令からマイクロコードの場所への転移を
達成するが、ＦＵ１０１２０のハードウェアの論議にお
いて述べたように、各タスク指名ファイルは１０２４個
のレジスタを含む。各レジスタは１つのＳインタプリタ
におけるアドレスを保有する。以下において詳細に示さ
れるように、このアドレスはＳインタプリタのオブジェ
クトにおける１つのアドレスで良く、あるいはこれはＳ
インタプリタに記憶されたマイクロコードのコピーのＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２またはＥＵＳＩＴＴ２０３４４に
おけるアドレスでも良い。タスク指名ファイルにおける
レジスタは１２８または２５６個のレジスタガイドの組
に分割することができる。各組のレジスタは、１つのＳ
言語に対するＳＯＰをマイクロコードにおける各場所に
転移する。どの組のレジスタがあるＳ命令の翻訳に使用
されるかはＲＤＩＡＬ２４２１２の値によって決定さ
れ、ある組のどのレジスタが使用されるかはＳ命令の値
によって決定される。特定のレジスタに含まれる値は従
ってＲＤＩＡＬ２４２１２により指定されるＳ言語にお
けるＳ命令により指定されるＳ命令を実行するマイクロ
コードの場所である。
【１１３１】論理的には、連結された値によりアドレス
指定されるレジスタは更にＲＤＩＡＬ２４２１２の内容
によって指定されるＳ言語におけるＳ命令により指定さ
れるＳ命令を実行するため使用されるマイクロコードの
最初のマイクロ命令のＳインタプリタにおける場所であ
る１５ビットのアドレスを含んでいる。本実施例におい
ては、このアドレスにより示されるマイクロコードはＦ
ＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴ２０３４４に
ロードすることができあるいはこれはメモリーにおいて
使用可能である。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳ
ＩＴＴ２０３４４に配置されるマイクロコードのアドレ
スは８ビットの長さでしかない。その結果、もしあるタ
スク指名ファイル２７００４がこれよりも大きなビット
を要求するアドレスを有するならば、このアドレスによ
って指定されるマイクロコードがメモリーに存在する。
ＭＥＭ１０１１２のハードウェアの論議において述べた
ように、８ビットよりも大きなアドレス事象信号を生
じ、偶数のＳＩＮにより生じるマイクロコードはメモリ
ーからのＳインタプリタにおいて指定されたアドレスに
おけるマイクロ命令を取出し、これをＦＵＳＩＴＴ１１
０１２の場所０にロードする。この時事象マイクロコー
ドが戻り、場所０におけるマイクロ命令が実行される。
もし次のマイクロ命令もまた８ビットよりも大きなアド
レスを有するならば、前記事象信号が再び生じ前述のプ
ロセスが繰返される。
【１１３２】前述の如く、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８はＡ
Ｆ２４２２０よりは速度が速い。この速度における差異
の理由は、ＦＤＩＳＰレジスタがＳ命令のアドレス指定
のため６ビットしか持たないためである。本実施例は、
ＦＵＤＩＳＦ２４２１８を介してアドレス指定される全
てのマイクロコードがＦＵＳＩＴＴ１１０１２に保有さ
れることを前提とする。これは２つの零ビットをＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２に対する８ビットのあるアドレスを生
じるためＦＵＤＩＳＦ２４２１８における６ビットと並
列させている。ＦＵＤＩＳＦ２４２１８のレジスタはこ
のため、２５６と４４８間の４番目毎のＦＵＳＩＴＴ１
１０１２のレジスタ場所を保有することができる。ＦＵ
ＳＩＴＴ１１０１２におけるこれらの場所にロードされ
たマイクロコードは、多くの異なるＳＩＮによりＳＩＮ
の開始時に実施される諸操作のためのマイクロコードで
ある。例えば２つのオペランドに対する操作を実施しか
つその結果を第３のオペランドにより指定される場所に
割当てる全てのＳＩＮは、最初の２つのオペランドの分
析および評価を行ない、かつ第３のオペランドの解を与
えねばならない。これらの操作が行なわれた後にのみ、
ＳＩＮ固有の諸操作が実施される。本実施例において
は、オペランドの分析を行ない、解を与え、その評価を
行なうマイクロコードは、ＦＵＤＩＳＦ２４２１８によ
ってアドレス指定可能なＦＵＳＩＴＴ１１０１２の部分
に含まれる。
【１１３３】前述の如く、本実施例においては、ＦＵＳ
ＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴ２０３４４はＣＳ
１０１１０が初期化される時にのみロードすることがで
きる。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴ２０
３４４にロードされたマイクロコードは、種々のＳＩＮ
に対するマイクロコードからのマイクロバインダによっ
て生成される。ＦＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩ
ＴＴ２０３４４の有効な使用を達成するため、種々のＳ
インタプリタにより共有された諸操作のためのマイクロ
コードはＦＵＳＩＴＴ１１０１２およびＥＵＳＩＴＴ２
０３４４において１回のみ現われる。このマイクロコー
ドを共有する異なるＳ言語におけるＳＩＮが場合により
ＦＵＤＩＳＦ２４２１８、またはＡＦ２４２２０または
ＥＵＤＩＳＦ２４２２２において異なるレジスタを有す
るが、Ｓ命令の各々に対するレジスタはＦＵＳＩＴＴ１
１０１２またはＥＵＳＩＴＴ２０３４４において同じ場
所を保有するのである。
【１１３４】４．核心のオペレーティング・システム Ａ．序論 ＣＳ１０１１０の特有の特性の多くは、ＪＰ１０１１４
に関して実行するプログラムにより、ＭＥＭ１０１１２
およびＥＤ１０１２４におけるテーブルの操作によって
形成される。これらのプログラムおよびテーブルは共に
核心のオペレーティング・システム（ＫＯＳ）を構成す
る。ＣＳ１０１１０の構成要素およびこれらが共同して
コンピュータ・プログラムを実行する手段について説明
したが、本文においては次にＫＯＳおよびこれが形成す
るＣＳ１０１１０の諸特性の詳細点について述べる。本
論は、オペランドに対する全般的な序論から始め、次い
でＣＳ１０１１０のオペランドの概論、ＫＯＳの概論お
よびオブジェクト、アクセス制御ならびにプロセス６１
０の詳細について述べる。
【１１３５】ａ．オペレーティング・システム（図４０
１） ＣＳ１０１１０においては、他のコンピュータ・システ
ムにおけるように、このオペレーティング・システムは
次の２つの機能を有する。即ち、−このオペレーティン
グ・システムは、ＣＳ１０１１０に関して実行中のプロ
グラムによりＪＰ１０１１４、ＭＥＭ１０１１２の如き
ＣＳ１０１１０の資源およびＩＯＳ１０１１６における
諸素子の使用を制御すること。−このオペレーティング
・システムは、如何にしてＣＳ１０１１０の資源がＣＳ
１０１１０のユーザに見えるかを規定すること。
【１１３６】第２の機能は第１の機能の結果である。即
ち、実行中のプログラムがシステムの資源を使用する方
法を制御することによって、このオペレーティング・シ
ステムは実際に本システムがそのユーザに如何に見える
かを決定する。図４０１は、ユーザ４０１０１と、オペ
レーティング・システム４０１０２と、システムの資源
４０１０３間の関係を示す略図である。ユーザ４０１０
１がシステムのある資源４０１０３の使用を欲する時、
ユーザ４０１０１はオペレーティング・システム４０１
０２から資源４０１０３の使用を要求し、オペレーティ
ング・システム４０１０２は更に要求された資源４０１
０３を提供するようＣＳ１０１１０に指令する。例え
ば、あるユーザ・プログラムがある周辺素子の使用を欲
する時、このオペレーティング・システムはこの詳細を
直接取扱わず、その代りこの素子を制御するオペレーテ
ィング・システム４０１０２の手順６０２を呼出す。オ
ペレーティング・システム４０１０２はこの素子の複雑
な物理的特性を考慮に入れねばならないが、この素子を
要求したユーザ・プログラムはその物理的特性について
は一切知る必要はなく、このユーザ・プログラムにより
要求される操作の実施のためオペレーティング・システ
ム４０１０２の手順６０２がどんな情報を要求するかを
知るだけでよい。例えば、周辺素子はデータの正確なパ
ターンが与えられることを必要とするが、オペレーティ
ング・システム４０１０２の手順６０２は単にこのユー
ザ・プログラムからのデータ自体を要求するだけで、周
辺素子が要求する如きデータをフォーマット化すること
ができる。このように、周辺素子の制御を行なうオペレ
ーティング・システム４０１０２の手順６０２は、この
素子に対する複雑な物理的インターフェースを遥かに簡
単な論理的インターフェースに変換するのである。
【１１３７】１．オペレーティング・システムにより制
御される資源（図４０２） オペレーティング・システム４０１０２は、２種類の資
源、即ち物理的資源と仮想資源を制御する。ＣＳ１０１
１０の本実施例における物理的資源はＪＰ１０１１４
と、ＩＯＳ１０１１６と、ＩＯＳ１０１１６、ＭＥＭ１
０１１２および２次記憶装置１０１２４と関連する周辺
素子とである。仮想資源は、ＣＳ１０１１０のユーザに
対してオペレーティング・システム自体が規定する資源
である。前述の如く、ＣＳ１０１１０の資源が使用され
る方法を制御する際、オペレーティング・システム４０
１０２はＣＳ１０１１０がユーザに対して認識される方
法を規定する。オペレーティング・システム４０１０２
により制御される物理的資源の代りに、ユーザは遥かに
簡単な仮想資源の組を認識する。物理的入出力装置のユ
ーザにオペレーティング・システム４０１０２が与える
論理的入出力装置インターフェースは仮想資源の如きも
のである。オペレーティング・システム４０１０２はし
ばしば仮想資源の組を規定し、これらの仮想資源におけ
る物理的資源を多重化する。例えば、オペレーティング
・システム４０１０２は、比較的小さなグループの物理
的プロセッサと対応する１組の仮想プロセッサ６１２
と、比較的小さなグループの物理的資源と対応する１組
の仮想メモリーを規定することができる。あるユーザが
１つのプログラムを実行する時、これは仮想プロセッサ
６１２に関して実行して仮想メモリーを使用する。この
ユーザが物理的プロセッサおよび物理的メモリーに対し
て完全なアクセスを行なう仮想プロセッサおよび仮想メ
モリーのユーザにとっては、実際にはオペレーティング
・システム４０１０２が仮想プロセッサ６１２および仮
想メモリーにおける物理的プロセッサおよびメモリーを
多重化しつつあるように見える。
【１１３８】オペレーティング・システム４０１０２も
また仮想資源を使用する。例えば、オペレーティング・
システム４０１０２の記憶管理部分は入出力素子が使用
でき、もしそうなら、これは入出力装置を管理するオペ
レーティング・システム４０１０２の部分により規定さ
れる仮想入出力装置を使用する。オペレーティング・シ
ステム４０１０２の一部もまたオペレーティング・シス
テム４０１０２の他の部分により規定される仮想資源を
再び規定することができる。例えば、オペレーティング
・システム４０１０２の一部は１組の元の入出力装置を
規定し他の部分はこれらの元の仮想入出力装置を用いて
１組の高水準のユーザ指向の入出力装置を規定する。オ
ペレーティング・システム４０１０２は、このように、
物理的なＣＳ１０１１０を仮想資源の階層に切換える。
ＣＳ１０１１０のユーザがＣＳ１０１１０を認識する方
法は、専らユーザが仮想資源を取扱うレベルに依存す
る。
【１１３９】オペレーティング・システム４０１０２に
より規定される資源を使用するエンテティはプロセスで
ある。プロセス６１０は、順次のプロセスによるそのデ
ータに関するあるプログラムの実行から生じる活動状態
として定義することができる。あるユーザがＣＳ１０１
１０に関するプログラムの実行を要求する時は常に、オ
ペレーティング・システム４０１０２がプロセス６１０
を形成し、これがユーザ・プログラムを構成する手順６
０２を実行する。物理的観点においては、プロセス６１
０はプロセスが表わすプログラムのその時の実行状態を
保有するメモリーにおける１組のデータ・ベースであ
る。オペレーティング・システム４０１０２はプロセス
６１０をして、プログラムの実行のため要求する仮想資
源に対するプロセス６１０のアクセスを行なうことによ
り、プロセス６１０の状態の各部に対して仮想資源のア
クセスを行なうことにより、また物理的資源に対するこ
れらの仮想資源のアクセスを行なうことによって、プロ
セス６１０をしてプログラムを実行させる。ある資源の
他の資源に対する一時的関係、またはある資源に対する
プロセス６１０の一時的関係は束縛と呼ばれる。プロセ
ス６１０がある仮想プロセッサ６１２にアクセスし、ま
たは仮想プロセッサ６１２がプロセス６１０の状態にア
クセスする時、プロセス６１０は仮想プロセッサ６１２
に対して束縛され、また仮想プロセッサ６１２がＪＰ１
０１１４に対してアクセスして仮想プロセッサ６１２の
状態がＪＰ１０１１４のレジスタにロードされる時、仮
想プロセッサ６１２はＪＰ１０１１４に対して束縛さ
れ、ＪＰ１０１１４は仮想プロセッサ６１２に対して束
縛されたプロセス６１０によって実行中のプログラムに
おいて手順６０２に含まれるＳＩＮを実行することがで
きる。束縛および束縛解除は、プロセス６１０における
プログラムの実行の過程において何回も生じ得る。例え
ば、もしプロセス６１０がデータへの照合を実行しデー
タがＭＥＭ１０１１２に存在しなければ、データがＭＥ
Ｍ１０１１２において使用可能となるまでオペレーティ
ング・システム４０１０２はプロセス６１０の仮想プロ
セッサ６１２をＪＰ１０１１４に対する束縛を解除す
る。もしデータが拡張されたある期間使用可能でなけれ
ば、あるいはもしプロセス６１０がプログラムを実行中
であるユーザがしばらくプログラムの実行を停止するこ
とを欲するならば、オペレーティング・システム４０１
０２はプロセス６１０をその仮想プロセッサ６１２との
束縛を解除することができる。この時仮想プロセッサ６
１２は他のプロセス６１０により使用することができ
る。
【１１４０】前述の如く、束縛するプロセスは、第２の
資源に対する最初の資源のアクセスを行ない、この第２
の資源における最初の資源の状態を使用することを含
む。この束縛および束縛の解除を可能にするため、オペ
レーティング・システム４０１０２は各資源および各プ
ロセス６１０のその時の状態を含むデータ・ベースを保
持する。この状態はオペレーティング・システムが資源
の使用またはプロセス６１０の実行のため持たねばなら
ない情報として規定される。例えば、ラインプリンタの
状態は、このラインプリンタが使用中、自由状態、オフ
ライン、または故障中のいずれかであるかを表示する変
数で良い。プロセス６１０がオペレーティング・システ
ム４０１０２をしてプロセス６１０を仮想プロセッサ６
１２に束縛させ、暫時プロセス６１０を実行し、プロセ
ス６１０の束縛を解除し、次いでこれを再び束縛して停
止された実行を継続するに十分な情報を含むため、プロ
セス６１０の状態は更に複雑となる。このようにプロセ
ス６１０の状態は、プロセス６１０が再び実行を開始す
る用意があるかどうかを表示する情報と共に仮想プロセ
ッサ６１２からの束縛を解かれる時までプロセス６１０
により使用される全てのデータを含む。
【１１４１】図４０２は、プロセス６１０、仮想および
オペレーティング・システムにおける物理的資源の間の
関係を示している。同図は、多重プロセスのオペレーテ
ィング・システム４０１０２、即ちいくつかのプロセス
６１０におけるＣＳ１０１１０の資源を多重化すること
ができるものを示している。このように、プロセス６１
０はその時同時に実行中であるように見える。図４０２
における実線矢印は、仮想資源間、もしくは仮想資源お
よび物理的資源間の束縛関係を示している。プロセス６
１０はユーザ・プログラムの実行のためオペレーティン
グ・システム４０１０２によって形成される。このプロ
グラムは手順６０２からなり、プロセス６１０はプログ
ラムに記された順序で手順６０２を実行する。プロセス
６１０は、プロセス管理プログラムと呼ばれるオペレー
ティング・システム４０１０２の構成要素により形成さ
れ管理される。プロセス管理プログラム４０２０３は、
プロセス６１０を仮想プロセッサ６１２に束縛すること
によってこれを実行する。仮想プロセッサ６１２よりも
多くのプロセス６１０が存在する。この場合、オペレー
ティング・システム４０１０２はプロセス６１０におい
て仮想プロセッサ６１２を多重化する。
【１１４２】仮想プロセッサ６１２は、オペレーティン
グ・システム４０１０２の別の構成要素、即ち仮想処理
装置管理プログラム４０２０５により形成されて使用可
能となる。仮想処理装置管理プログラム４０２０５はま
た、仮想プロセッサ６１２においてＪＰ１０１１４を多
重化する。もし仮想プロセッサ６１２が実行の用意がで
きるならば、仮想処理装置管理プログラム４０２０５は
これをＪＰ１０１１４に束縛する。仮想プロセッサ６１
２がこれ以上実行できない時、または別の仮想プロセッ
サ６１２がＪＰ１０１１４を必要とする時は、仮想処理
装置管理プログラム４０２０５はＪＰ１０１１４に対す
る実行中の仮想プロセッサ６１２の束縛を解除し、この
ＪＰ１０１１４に対して別の仮想プロセッサ６１２を束
縛する。
【１１４３】仮想プロセッサ６１２は仮想メモリーおよ
び入出力資源を用いて、メモリーのアクセスおよび入出
力を実施する。仮想メモリー４０２０６は仮想管理プロ
グラム４０２０７により形成されて管理されまた仮想入
出力素子４０２０８は仮想入出力管理プログラム４０２
０９により形成され管理される。仮想処理装置管理プロ
グラム４０２０５と同様に、オペレーティング・システ
ム４０１０２の仮想管理プログラム４０２０７および仮
想入出力管理プログラム４０２０９は仮想資源間で物理
的資源を多重化する。前述の如く、１組の仮想資源は別
の組の資源を使用することができる。これが可能である
１つの方法は、図４０２において破線の矢印によって示
されている。これらの矢印は、仮想メモリー４０２０６
と仮想入出力素子４０２０８間の束縛関係を示してい
る。この束縛は、仮想メモリー４０２０６がディスク駆
動装置の如き周辺素子に含まれるデータに対する照合を
処理しなければならない。仮想メモリー４０２０６のユ
ーザにとっては、全てのデータはＣＳ１０１１０におい
て使用可能なように見える。しかし、実際には、このデ
ータはディスク駆動装置の如き周辺詳細において記憶さ
れ、必要に応じてＭＥＭ１０１１２にコピーされる。プ
ロセス６１０がＭＥＭ１０１１２に対してコピーされて
いないデータを照合する時、仮想メモリー４０２０６は
このデータをＭＥＭ１０１１２にコピーするためＩＯＳ
１０１１６を使用しなければならない。これを行なうた
めには、この仮想メモリーは仮想入出力管理プログラム
４０２０９により与えられる仮想入出力素子４０２０８
を使用する。
【１１４４】ｂ．ＣＳ１０１１０におけるオペレーティ
ング・システム 明瞭にするため、オペレーティング・システム４０１０
２はＣＳ１０１１０の外側に存在するかの如くに説明し
た。しかし、実際には、オペレーティング・システム４
０１０２自体はこれが制御する資源を使用する。本実施
例においては、オペレーティング・システム４０１０２
の各部はＪＰ１０１１４のハードウェアの諸素子におい
て実施され、各部はＪＰ１０１１４に関して実行するマ
イクロコードにおいて実施され、各部は手順６０２にお
いて実施される。これらの手順６０２はしばしばユーザ
・プログラムを実行するプロセス６１０により呼出さ
れ、またしばしばオペレーティング・システム４０１０
２に対する諸操作の実行以外は何も行なわない特殊なプ
ロセス６１０によって呼出される。
【１１４５】オペレーティング・システム４０１０２の
構成要素が対話する方法は、ＣＳ１０１１０がページの
誤りを処理する方法、即ちＣＳ１０１１０においては使
用できないデータの照合によって示される。ページ誤り
が存在するとこの最初の表示は、ＡＴＵミス事象信号で
ある。この事象信号は、読出しまたは書込み操作におい
て使用される論理記述子２７１１６に対するＡＴＵ１０
２２８においてエントリが存在しない時ＦＵ１０１２０
におけるＡＴＵ１０２２８によって生成される。この事
象信号はオペレーティング・システム４０１０２のマイ
クロコードを惹起し、これは論理記述子２７１１６によ
り記述されるデータがＭＥＭ１０１１２においてコピー
を有するかどうかを見出すため、ＭＥＭ１０１１２にお
けるテーブルを検査する。もしこのテーブルがコピーが
存在しないことを示すならば、オペレーティング・シス
テム４０１０２のマイクロコードは、オペレーティング
・システム４０１０２の仮想メモリー管理プロセス６１
０に対しページ誤りの事実を通信して、ページ誤りがＪ
Ｐ１０１１４から生じた時を検査中のプロセス６１０に
対し束縛された仮想プロセッサ６１２を取除く。しばら
く後に、プロセス６１０がＪＰ１０１１４に対し束縛さ
れる。次に、プロセス６１０により実行された手順６０
２はＥＤ１０１２４における所要のデータを見出すため
要求される入出力操作を開始し、これをＭＥＭ１０１１
２に対しコピーする。このデータがＭＥＭ１０１１２に
おいて使用可能である時、オペレーティング・システム
４０１０２は、前記のページ誤りが生じる時実行中であ
るプロセス６１０に対して束縛された仮想プロセッサ６
１２がＪＰ１０１１４に対して戻ることを可能にする。
仮想プロセッサ６１２は、ページの誤りを生じたメモリ
ーの照合を反復し、データがこの時ＭＥＭ１０１１２に
存在するため、この照合は成功しプロセス６１０の実行
は継続する。
【１１４６】ｃ．拡張されたオペレーティング・システ
ムおよび核心的オペレーティング・システム（図４０
３） ＣＳ１０１１０においては、オペレーティング・システ
ム４０１０２は、２つの構成オペレーティング・システ
ムである拡張オペレーティング・システム（ＥＯＳ）お
よび核心のオペレーティング・システム（ＫＯＳ）から
なる。ＫＯＳは物理的資源に対する直接的なアクセスを
有する。これは、１組の元の仮想資源を規定し、元の仮
想資源において物理的資源を多重化する。このＥＯＳ
は、ＫＯＳにより規定される元の仮想資源に対しアクセ
スするが、物理的資源に対してはアクセスしない。ＥＯ
Ｓは１組のユーザ・レベルの仮想資源を規定し、ユーザ
・レベルの仮想資源においてＫＯＳにより規定された元
の仮想資源を多重化する。例えば、ＫＯＳはＥＯＳにプ
ロセス６１０および仮想プロセッサ６１２を与えて仮想
プロセッサ６１２をＪＰ１０１１４に束縛するが、ＥＯ
Ｓはプロセス６１０が形成される時を決定し、またプロ
セス６１０が仮想プロセッサ６１２に対して束縛される
時を決定する。
【１１４７】図４０３は、６１０と、ＥＯＳと、ＫＯＳ
と、ＣＳ１０１１０における物理的資源間の関係を示し
ている。図４０３、実行中のユーザのプロセス６１０と
ＪＰ１０１１４間のインターフェースの３つのレベルを
示している。最も高いレベルのインターフェースは手順
レベル４０３０２である。このレベルにおいては、プロ
セス６１０が実行中であるプログラムにより指定される
如く手順６０２を呼出すことにより、プロセス６１０が
ＣＳ１０１１０と対話する。この呼出しは、ユーザ手順
４０３０６に対する呼出しまたはＥＯＳ手順４０３０７
のいずれかである。プロセス６１０が手順６０２の実行
中、プロセス６１０はＳＩＮのあるストリームを生じ
る。このストリームは、２種類のＳＩＮ、即ちＳ言語Ｓ
ＩＮ４０３１０およびＫＯＳ ＳＩＮ４０３１１を含
む。両方の種類のＳＩＮは、次のレベルのインターフェ
ース、即ちＳＩＮレベル・インターフェース４０３０９
においてＣＳ１０１１０と対話する。ＳＩＮ４０３１０
および４０３１１はマイクロコード４０３１２と４０３
１３により解釈され、またマイクロ命令４０３１５は最
も低いレベルのインターフェース、即ちＪＰ１０１１４
のインターフェース４０３１６においてＣＳ１０１１０
と対話する。既にＦＵ１０１２０のマイクロ命令の論議
において説明したように、ＪＰ１０１１４におけるある
条件が、Ｓインタプリタ・マイクロコード４０３１２ま
たはＫＯＳマイクロコード４０３１３においてマイクロ
ルーチンを生じる事象信号４０３１４を惹起する結果と
なる。手順レベル・インターフェース４０３０２および
ＳＩＮレベル・インターフェース４０３０９のみがユー
ザから認識可能である。ＳＩＮレベル・インターフェー
ス４０３０９は手順６０２における呼出しまたはユーザ
の手順６０２におけるステートメントとして現われ、そ
れをコンパイラが手順６０２に対する呼出しに翻訳す
る。ＳＩＮレベル・インターフェース４０３０９は、名
前テーブル１０３３５およびコンパイラにより生成され
た手順オブジェクト６０８におけるＳＩＮとして現われ
る。
【１１４８】図４０３が示すように、ＥＯＳは手順レベ
ル・インターフェース４０３０２においてのみ存在する
が、ＫＯＳは手順レベル・インターフェース４０３０
２、ＳＩＮレベル・インターフェース４０３０４および
ＳＩＮレベル・インターフェース４０３０９の下方のマ
イクロコード内において存在する。ユーザのプロセス６
１０に対して直接使用可能なこのオペレーティング・シ
ステムの唯一の部分がＥＯＳ手順４０３０７である。Ｅ
ＯＳ手順４０３０７は更にＫＯＳ手順４０３０８を呼出
す。多くの場合、ＥＯＳ手順４０３０７はＫＯＳ手順４
０３０８に対する呼出し以外の何者も含まない。
【１１４９】ユーザ手順４０３０６、ＥＯＳ手順４０３
０７およびＫＯＳ手順４０３０８は全てＳ言語ＳＩＮ４
０３１０を含む。更に、ＫＯＳ手順４０３０８のみが特
殊なＫＯＳ ＳＩＮ４０３１１を含む。特殊なＫＯＳ
ＳＩＮ４０３１１は、ＥＯＳ手順４０３０７もしくはユ
ーザ手順４０３０６からは利用不可能な諸機能を制御
し、従ってＫＯＳ ＳＩＮ４０３１１はユーザ手順４０
３０６またはＥＯＳ手順４０３０７には現われない。Ｓ
言語ＳＩＮ４０３１０はＳインタプリタ・マイクロコー
ド４０３１２によって翻訳されるが、ＫＯＳ ＳＩＮ４
０３１１はＫＯＳマイクロコード４０３１３によって翻
訳される。ＫＯＳマイクロコード４０３１３もまたＳイ
ンタプリタ・マイクロコード４０３１２によって呼出す
ことができる。事象信号４０３１４を生じるハードウェ
ア条件に従ってこの信号はＳインタプリタ・マイクロコ
ード４０３１２またはＫＯＳマイクロコード４０３１３
のいずれかの実行を惹起し得る。
【１１５０】図４０３はユーザのプロセス６１０を実行
する時のシステムを示している。更に、ＫＯＳおよびＥ
ＯＳの用途のため留保された特別のプロセス６１０が存
在する。これらのプロセス６１０はユーザのプロセス６
１０の如く作用するが、プロセス管理および仮想メモリ
ー管理の如きオペレーティング・システムの諸機能を実
施する。１つの例外として、ＥＯＳプロセス６１０はＥ
ＯＳ手順４０３０７とＫＯＳ手順４０３０８を呼出す
が、ＫＯＳプロセス６１０はＫＯＳ手順４０３０８のみ
を呼出す。この例外はプロセス６１０の実行の開始であ
り、ＫＯＳはプロセス６１０の実行の開始に必要なＫＯ
Ｓレベル機能を実施し、次いでＥＯＳを呼出すのであ
る。ＥＯＳは所要のＥＯＳレベル機能を実施し、次いで
プロセス６１０が実行中のプログラムにおいて最初のユ
ーザ手順４０３０６を呼出すのである。
【１１５１】ＫＯＳが如何にしてページ誤りを処理する
かの説明は、ＪＰ１０１１４の、ＳＩＮのおよび手レベ
ルにおいて該システムの各部が如何にして一緒に作用す
るかを示す上で役立ち得る。プロセス６１０がＭＥＭ１
０１１２にコピーを持たないデータ項目を照合する時に
ページ誤りが生じる。このページ誤りは、ＡＴＵ１０２
２８からの事象信号として開始する。この事象信号はＫ
ＯＳマイクロコード４０３１３においてマイクロルーチ
ンを生じる。もしこのマイクロルーチンが照合されたデ
ータ項目がＭＥＭ１０１１２に存在しないことを確認す
るならば、これはＭＥＭ１０１１２のあるＫＯＳテーブ
ルにおいてこのページ誤りの事実を記録し、ＪＰ１０１
１４からのページ誤りを生じたプロセス６１０に束縛さ
れた仮想プロセッサ６１２の束縛を解除する別のＫＯＳ
マイクロルーチンを呼出して、別のプロセス６１０の仮
想プロセッサ６１２の実行を許容する。ページ誤り後あ
る時点において、ある特殊なオペレーティング・システ
ムのプロセス６１０、即ち仮想メモリー管理プロセス６
１０が作動してＳＩＮレベル・インターフェース４０３
０９を実行する。仮想メモリー管理プロセス６１０は、
ＥＤ１０１２４からＭＥＭ１０１１２へデータを読込む
入出力操作を開始する。ＩＯＳ１０１１６がこの操作を
完了する時、ページ誤りを生じたプロセス６１０は再び
動作が可能であり、仮想メモリー管理プロセス６１０
は、プロセス６１０の仮想プロセッサ６１２を再びＪＰ
１０１１４に対し束縛させる操作を実施する。プロセス
６１０が実行を再開する時、このプロセスは前記データ
の照合を再び試みる。このデータはこの時ＭＥＭ１０１
１２に存在し、そのためページ誤りは反復しない。
【１１５２】オペレーティング・システム４０１０２を
２つの階層的に関連したオペレーティング・システムに
分割することはＣＳ１０１１０についての特徴とすると
ころである。いくつかの利点がこの分割により得られ
る。即ち、 −２つのオペレーティング・システムの各々は、１つの
オペレーティング・システムの場所よりも更に簡単であ
る。ＥＯＳはそれ自体を主として資源割当て方針および
高水準の仮想資源と関連させ、ＫＯＳはそれ自体を高水
準の仮想資源およびハードウェア制御と関連させること
ができる。 −各オペレーティング・システムは比較的簡単なため、
各システムの構成要素が正確に作動していることの検査
が更に容易であり、また従って２つのシステムは１つの
システムよりも信頼度が高い。 −オペレーティング・システム４０１０２の分割はＣＳ
１０１１０の異なる実施例の構成が更に容易である。Ｅ
ＯＳにより提供されるインターフェースのみがユーザか
ら認識可能であり、その結果システムに対するユーザの
インターフェースがＫＯＳを変更することなく変更可能
である。実際に、１つのＣＳ１０１１０は多くのＥＯＳ
を有することができ、このため異なるユーザに対して異
なるインターフェースを提供することができる。同様
に、ハードウェアにおける変化がＫＯＳの構成に影響を
与えるが、ＫＯＳがＥＯＳに提供するインターフェース
には影響を及ぼさない。あるＥＯＳは、従って、ＣＳ１
０１１０の１つ以上の実施例について実行可能である。 −分割されたオペレーティング・システムは単一のオペ
レーティング・システムよりも更に確実である。ＪＰ１
０１１４に対する物理的アクセスは専らＫＯＳによって
与えられ、その結果、ＫＯＳはユーザがアクセス権を有
する如き資源のみを操作することを保証可能である。
【１１５３】ＣＳ１０１１０は全てＫＯＳにより規定さ
れる仮想資源を有するが、ＥＯＳにより規定される資源
は１つのＣＳ１０１１０から別のＣＳ１０１１０に変化
し、あるいは単一のＣＳ１０１１０内でさえ変動する。
その結果、論議の残りはＫＯＳに関するものとなろう。
【１１５４】ＫＯＳおよびＣＳ１０１１０の残りの関係
は４つの原理により支配される。即ち、 −ＫＯＳは、これが制御するもののみが資源に対するア
クセスを有する。ＥＯＳに対するユーザの呼出しがＫＯ
Ｓに対するＥＯＳ呼出しを生じる結果となり、またＳ言
語ＳＩＮがＫＯＳマイクロコード・ルーチンの呼出しを
惹起することができるが、ＥＯＳまたはユーザ・プログ
ラムのいずれもＫＯＳにより制御される資源を直接操作
することができない。 −ＫＯＳは受動的である。これはＥＯＳからの呼出し、
マイクロコード呼出し、および事象信号に応答するが、
それ自体についての動作は一切開始しない。 −ＫＯＳはＥＯＳを除く全てのシステムのユーザから認
識不能である。ＫＯＳはプロセス６１０の論理的挙動に
は影響を及ぼさず、プロセス６１０がＣＳ１０１１０に
関して実行する速度に関してのみユーザに通知可能であ
る。
【１１５５】前述の如く、ＫＯＳは物理的および仮想の
資源の双方を管理する。この物理的な制御およびある仮
想資源はＫＯＳ内部においてのみ認識可能であり、仮想
資源の他のものはＥＯＳに対して与えられる。各仮想資
源は２つの主な部分、即ち仮想資源の条件を含む１組の
データベースと、仮想資源を操作する１組のルーチンを
有する。１つの資源に対して組をなすルーチンは、資源
の管理ルーチンと呼ばれる。このルーチンはＫＯＳ手順
４０３０８であり、あるいはＫＯＳマイクロコード４０
３１３である。前述の如く、ある場合には、ＫＯＳは別
個のプロセス６１０を用いてその資源を管理する。
【１１５６】本文のオブジェクトのため、ＫＯＳにより
管理される資源は２つの主なグループに該当する。即
ち、オブジェクトと関連するものおよびプロセス６１０
と関連するものである。以下においては、最初にオブジ
ェクトと関連する資源、次いでプロセス６１０と関連す
るものについて論議する。
【１１５７】Ｂ．オブジェクトおよびオブジェクトの管
理（図４０４） 仮想資源と呼ばれるオブジェクトはＫＯＳにより規定さ
れ、ＥＯＳおよびＫＯＳによって操作される。ＥＯＳに
より知られるオブジェクトは次の５つの特性を有する。
即ち、 −オブジェクトの持続期間の間中オブジェクトを識別し
てこのオブジェクトがどの論理的割当て装置（ＬＡＵ）
に帰属するかを規定する。 −オブジェクトを記述してそれに対するアクセスを制限
する１組の属性。 −ビットのアドレス指定可能な内容。本実施例において
は、この内容は長さが０乃至（２＊＊３２） −１ビットの範囲内にある。この内容におけるどのビッ
トもオフセットによってアドレス指定可能である。 −オブジェクトは形成可能である。 −オブジェクトは破壊可能である。
【１１５８】あるＣＳ１０１１０におけるデータおよび
手順６０２の全てはオブジェクトに含まれる。あるＣＳ
１０１１０に関して実行中のどのプロセス６１０もある
ＵＩＤオフセット・アドレスを用いて、プロセス６１０
が実行中のＣＳ１０１１０に対しアドレス可能などのＣ
Ｓ１０１１０に関するあるオブジェクトにおけるデータ
または手順６０２にアクセスを試みることができる。こ
のようにいずれかのプロセス６１０によりアクセス可能
なオブジェクトは、全ての現在および将来のＣＳ１０１
１０に対して一義的であることを保証されるＵＩＤを有
するものである。このような一義的なＵＩＤを有するオ
ブジェクトは、ＣＳ１０１１０に関して実行中のプロセ
ス６１０に対して少なくとも潜在的にアクセス可能な単
一のアドレス空間を形成する。以下において詳細に説明
するように、実際にプロセス６１０がこの単一のアドレ
ス空間におけるあるオブジェクトをアクセス可能である
かどうかは、プロセス６１０がこのオブジェクトに対す
るアクセス権を有するかどうかに依存する。そのＵＩＤ
が一義的でない他のオブジェクトは、ＣＳ１０１１０ま
たは一義的でないＵＩＤが実際には一義的であるＣＳ１
０１１０のグループに関して実行中のプロセス６１０に
よってのみアクセス可能である。ある時点においてある
ＣＳ１０１１０に対しアクセス可能な２つのオブジェク
トが同じＵＩＤを有することはできない。
【１１５９】オブジェクトに関する以下の論議は、最初
に、ＥＯＳにより直接認識され、またユーザ・プログラ
ムにより間接的に認識される如きオブジェクトについて
述べ、次いでＫＯＳに対して現われる如きオブジェクト
について述べる。
【１１６０】図４０４は如何にしてオブジェクトがＥＯ
Ｓに対して現われるかを示している。このオブジェクト
は３つの部分を有する。即ち、ＵＩＤ４０４０１と、属
性４０４０４と、内容４０４０６とである。このオブジ
ェクトの内容は、論理的割当て装置（ＬＡＵ）４０４０
５に存在している。ＵＩＤ４０４０１は２つの部分を有
する。即ちオブジェクトが存在するのはどのＬＡＵ４０
４０５であるかを表示するＬＡＵ識別子（ＬＡＵＩＤ）
４０４０２と、ＬＡＵ４０４０５におけるオブジェクト
を指定するオブジェクト連続番号（ＯＳＮ）４０４０３
である。
【１１６１】このＥＯＳは、ＬＡＵ４０４０５において
オブジェクトのＵＩＤ４０４０１を与えるオブジェクト
を形成することができ、またオブジェクトを破壊するこ
とができる。更に、ＥＯＳはオブジェクトの属性４０４
０４の読出しおよび変更が可能である。あるＣＳ１０１
１０に関して実行中のどのプロセス６１０もオブジェク
トのＵＩＤ４０４０１を指定することによりあるオブジ
ェクトにおける情報およびこの情報が始まるオブジェク
トにおけるビットを照合することができる。最も高いレ
ベルにおいて、ＣＳ１０１１０の各アドレスはこのよう
にあるオブジェクトを指定するＵＩＤ４０４０１と、ビ
ット数を情報が開始するオブジェクトに規定するオフセ
ットとからなる。以下において詳細に説明するように、
ＫＯＳはこのようなＵＩＤオフセット・アドレスを、Ｊ
Ｐ１０１１４において使用するためＡＯＮオフセット・
アドレスと呼ばれる中間的な形態、およびＭＥＭ１０１
１２に対してコピーされた情報を照合する際に使用され
るページ番号変位アドレスに変換する。
【１１６２】オブジェクトの物理的構成および操作は専
らＫＯＳにより制約される。例えば、オブジェクトおよ
びその属性は実際にＥＤ１０１２４において記憶され
る。あるプログラムがあるオブジェクトの一部を照合す
る時、ＫＯＳはこのオブジェクトの前記部分をＥＤ１０
１２４からＭＥＭ１０１１２にコピーし、もしＭＥＭ１
０１１２における前記部分が変更されるならば、ＥＤ１
０１２４におけるこのオブジェクトのコピーを更新す
る。ＥＯＳおよびユーザ・プログラムは、ＥＤ１０１２
４におけるあるオブジェクトの場所、またＭＥＭ１０１
１２におけるあるオブジェクトの一部のコピーの場所を
制御することはできず、従ってＫＯＳによってのみオブ
ジェクトへのアクセスが可能である。
【１１６３】ＥＯＳはオブジェクトの物理的構成の制御
が不可能であるが、これはＫＯＳにオブジェクトをより
有効に管理させる情報をＫＯＳに与えることができる。
このような情報はヒントと呼ばれる。例えば、もしある
プロセス６１０がオブジェクトにおける情報を照合する
だけで、ＫＯＳは一般に１つのオブジェクトの一部をＭ
ＥＭ１０１１２にコピーする。しかし、ＥＯＳはプロセ
ス６１０の実行の予定を立て、従っていくつかのオブジ
ェクトが近い将来必要となることを予測することができ
る。ＥＯＳはこの情報をＫＯＳに対して送ることがで
き、ＫＯＳはこの情報を用いてオブジェクトのどの部分
がＭＥＭ１０１１２にコピーするかを判定することがで
きる。
【１１６４】ａ．オブジェクトおよびユーザ・プログラ
ム（図４０５） 前述の如く、ユーザ・プログラムはオブジェクトの操作
が可能であるが、このオブジェクトは一般に直接ユーザ
・プログラムにとって認識できない。その代り、ユーザ
・プログラムは可変名前の如き記号その他の照合の記号
を用いてオブジェクト自体を照合するためのオブジェク
トまたはファイル名前に記憶されたデータを照合する。
名前空間の論議は、既に、如何にしてＣＳ１０１１０の
コンパイラが手順６０２におけるステートメントに現わ
れる書込名前を名前、即ちＮＴＥ３０４０１の指標に翻
訳するか、如何にして名前解明マイクロコードがＮＴＥ
３０４０１を論理記述子２７１１６に解くか、また如何
にしてＡＴＵ１０２２８が論理記述子２７１１６を変数
により示されるデータが存在するオブジェクトの部分の
コピーを含むＭＥＭ１０１１２における場所に翻訳する
かについて提示した。
【１１６５】ＵＩＤ４０４０１へのファイル名前の翻訳
はＥＯＳによって達成される。ＥＯＳは、パス名と呼ば
れるシステムのファイル名とこのファイルのデータを含
むオブジェクトのＵＩＤ４０４０１間の関係を確保する
ファイル名翻訳テーブルを保持し、これによりパス名を
オブジェクトと関連付ける。パス名は、ＣＳ１０１１０
のユーザに対するファイルを識別する一連のＡＳＣＩＩ
文字である。あるＣＳ１０１１０における各パス名は一
義的でなければならない。図４０５はファイル名翻訳テ
ーブルを示す。同図においては、あるユーザがＥＯＳに
対してパス名４０５０１を与える時、ＥＯＳはファイル
名翻訳テーブル４０５０３を用いてパスワードパス名４
０５０１をこのファイルを保有するオブジェクト４０５
０４に対するＵＩＤ４０４０１に翻訳する。ＣＳ１０１
１０におけるあるオブジェクトは、このように２つの方
法、即ちそのＵＩＤ４０４０１またはパス名４０５０１
により識別することができる。あるオブジェクトがその
ファイル全体において唯１つのＵＩＤしか持たないが、
このオブジェクトは多くのパス名４０５０１を有するこ
とができる。あるオブジェクトのパス名４０５０１を変
更に必要な全てのことは、ファイル名翻訳テーブル４０
５０３におけるオブジェクトのエントリ４０５０２にお
ける他のパス名に対する代替である。あるオブジェクト
がその持続期間中に異なるパス名４０５０１を有すると
いう事実の１つの結果は、あるプログラムがオブジェク
トの識別のため１つのパス名４０５０１を用いる時、Ｃ
Ｓ１０１１０のあるユーザが、単に以前パス名４０５０
１を保有したオブジェクトであってプログラムにおいて
新たなパス名４０５０１を表わすオブジェクトを与える
ことにより、またこのプログラムにおいて現われるパス
名４０５０１を処理すべく次のオブジェクトを与えるこ
とによるだけでプログラムに異なるオブジェクトを処理
させることができる。
【１１６６】本実施例においては、１つのオブジェクト
は唯一のファイルを保有することができ、その結果パス
名４０５０１は常にあるオブジェクト全体を照合するの
である。他の実施例においては、パス名４０５０１は１
つのオブジェクトの一部を照合することができ、またか
かる実施例においては、ファイル名翻訳テーブル４０５
０３はパス名４０５０１をファイルの始めを規定するＵ
ＩＤオフセット・アドレスと関連させる。
【１１６７】ｂ．ＵＩＤ４０４０１（図４０６） ＵＩＤ４０４０１はＣＳ１０１１０におけるオブジェク
トその他のエンテティの識別が可能である。ＵＩＤ４０
４０１によって識別されるどのエンテティもその持続期
間中１つのＵＩＤしか持たない。図４０６は、１つのＣ
Ｓ１０１１０のＵＩＤ４０４０１を示す詳細図である。
ＵＩＤ４０４０１は８０ビットの長さであり、２つのフ
ィールドを有する。３２ビットの長さのＬＡＵＩＤ４０
４０２は論理的割当て装置の識別子（ＬＡＵＩＤ）であ
る。これはオブジェクトを含むＬＡＵ４０４０５を規定
する。ＬＡＵＩＤ４０４０２は更に２つのサブフィール
ド、即ちＬＡＵグループ番号（ＬＡＵＧＮ）４０６０７
と、ＬＡＵ連続番号（ＬＡＵＳＮ）４０６０５に分割さ
れる。ＬＡＵＧＮ４０６０７は１つのグループをなすＬ
ＡＵ４０４０５を規定しまたＬＡＵＳＮ４０６０５はこ
のグループにおけるＬＡＵ４０４０５を規定する。ＣＳ
１０１１０の購入者は、メーカからＬＡＵＧＮ４０６０
７を入手することができる。メーカは、購入者に提供さ
れたＬＡＵＧＮ４０６０７を他のＣＳ１０１１０に対し
ては割当てしないことを保証し、このためこれらＬＡＵ
ＧＮ４０６０７は全てのＣＳ１０１１０に対して一義的
であるＵＩＤ４０４０１を形成するため使用することが
できる。４８ビットの長さであるフィールド４０６０４
はオブジェクトの連続番号（ＯＳＮ）である。これはＬ
ＡＵ４０４０５におけるオブジェクトを規定する。
【１１６８】ＵＩＤ４０４０１はＫＯＳ手順６０２によ
って生成される。手順６０２には２つのものがあり、そ
の１つはオブジェクトを識別するＵＩＤ４０４０１を生
成し、他のものはＣＳ１０１１０における他のエンテテ
ィを識別するＵＩＤ４０４０１を生成する。前者の手順
６０２はオブジェクト生成ＵＩＤ手順と呼ばれ、後者は
非オブジェクト生成ＵＩＤ手順と呼ばれる。オブジェク
ト生成ＵＩＤ手順６０２は、ＫＯＳ形成オブジェクト手
順６０２によってのみ呼出される。オブジェクト形成手
順６０２はオブジェクト生成ＵＩＤ手順６０２にＬＡＵ
ＩＤ４０４０２を与えオブジェクト生成ＵＩＤ手順６０
２はオブジェクトに対するＵＩＤ４０４０１を戻す。本
実施例においては、ＵＩＤ４０４０１はアーキテクチャ
・クロックのその時の値を取ることにより形成され、Ｍ
ＥＭ１０１１２のある場所に保持され、アーキテクチャ
・クロックのその時の値からＯＳＮ４０４０３を形成
し、ＯＳＮ４０４０３をＬＡＵＩＤ４０４０２に連結す
る。
【１１６９】非オブジェクト生成ＵＩＤ手順６０２は、
オブジェクトを規定しないＵＩＤ４０４０１を提供する
ためＥＯＳにより生成することができる。非オブジェク
トＵＩＤ４０４０１は一義的なラベルが要求される場合
は常にＣＳ１０１１０において使用することができる。
例えば以下において詳細に説明するように、ＣＳ１０１
１０から使用可能な全ての仮想プロセッサ６１２は非オ
ブジェクトＵＩＤ４０４０１を有する。全てのこのよう
な非オブジェクトＵＩＤ４０４０１は単一のＬＡＵＧＮ
４０６０７を有し、このため、ＥＯＳはアーギュメント
としてＬＡＵＳＮ４０６０５のみを提供するだけで良
い。非オブジェクト生成ＵＩＤ手順６０２はＬＡＵＳＮ
４０６０５を特別のＬＡＵＧＮ４０６０７と連結し、こ
のためＬＡＵＩＤ４０４０２はアーキテクチャ・クロッ
クから得たＯＳＮ４０４０３と共に生成される。他の実
施例においては、オブジェクトと非オブジェクトの両Ｕ
ＩＤ４０４０１に対するＯＳＮ４０４０３はカウンタの
如き他の手段によって生成することができる。
【１１７０】ＣＳ１０１１０はまた空白ＵＩＤ４０４０
１と呼ばれる特別なＵＩＤ４０４０１を有する。この空
白ＵＩＤ４０４０１は０のビットしか含まず、ＣＳ１０
１１０におけるエンテティを示すことができないＵＩＤ
値を必要とする情況において使用される。
【１１７１】ｃ．オブジェクトの属性 あるプログラムがあるオブジェクトについて処理可能な
ことはオブジェクトの属性４０４０４によって判定され
る。２つの種類の属性、即ちオブジェクトの属性と制御
の属性が存在する。オブジェクトの属性はオブジェクト
の内容について記述し、制御の属性はオブジェクトに対
するアクセスを制御する。オブジェクトは、たとえ内容
４０４０６を持たない場合でさえ属性４０４０４を有
し、ある場合にはオブジェクトは専らその属性４０４０
４に対して存在することができる。
【１１７２】本論のオブジェクトのため、オブジェクト
の属性には２つの種類が存在する。即ち、サイズの属性
および形式の属性である。
【１１７３】オブジェクトのサイズの属性は、オブジェ
クトがその時保有するビット数を表示する。あるオブジ
ェクトの内容４０４０６に対する照合毎に、ＫＯＳはア
クセスされたデータがオブジェクトの終りを越えて拡張
しないことを確実にするため検査する。もしそうであれ
ば、この照合は打切られる。
【１１７４】形式の属性は、どんな種類の情報をオブジ
ェクトが有するか、またこの情報がどのように使用する
ことができるかを示す。形式の属性には３つの種類があ
る。即ち、元の形式属性、拡張形式属性および検査領域
属性である。あるオブジェクトの元の形式属性は、この
オブジェクトがデータオブジェクトか、手順オブジェク
ト６０８か、拡張形式管理か、Ｓインタプリタかを示
す。それらの名前が示唆するように、データオブジェク
トはデータを含み、手順オブジェクト６０８は手順６０
２を保有する。拡張形式管理（ＥＴＭ）は、その手順オ
ブジェクト６０８が専ら拡張形式オブジェクトと呼ばれ
るオブジェクトに関して操作を実施することができる特
別の形式の手順オブジェクト６０８である。拡張形式オ
ブジェクト（ＥＴＯ）は、その元の形式属性に加えて拡
張された形式属性を有するオブジェクトであるが、その
詳細については、以下における拡張形式属性の論議を参
照されたい。ＳインタプリタはＳ言語に対するインタプ
リタを含むオブジェクトである。本実施例においては、
このインタプリタはタスク指名テーブルおよびマイクロ
コードからなるが、他の実施例においてはインタプリタ
はそれ自体高水準の言語で書くことができる。長さの属
性と同様に、元の形式属性は、ＫＯＳがあるプログラム
があるオブジェクトを正確に使用中であることを保証す
ることを可能にする。例えば、ＫＯＳが手順６０２に対
する読出しを実行する時、この手順は読出しにより指定
されるオブジェクトが手順オブジェクト６０８であるか
どうかを検査する。もしそうでなければ、この読出しは
失敗する。
【１１７５】ｄ．属性およびアクセス制御 残るオブジェクトの属性および制御属性は全てＣＳ１０
１１０のアクセス制御システムの一部である。このアク
セス制御システムについては以下において詳細に論議さ
れるが、本項においては、オブジェクトの論議に本質的
な程度に限って説明する。ＣＳ１０１１０においては、
オブジェクトに対するアクセスは、プロセス６１０が手
順オブジェクト６０８に含まれるＳＩＮを取出し、オブ
ジェクトからのデータを読出し、またはある場合におい
ては、プロセス６１０が制御を手順６０２に対して転送
する時に生じる。このアクセス制御システムは、プロセ
ス６１０が試みつつあるアクセスを実施する権利を有す
るかどうかを検査する。ＣＳ１０１１０においては２種
類のアクセス、即ち元のアクセスおよび拡張アクセスが
存在する。元のアクセスは、アクセス制御システムがプ
ロセス６１０によるオブジェクトに対する照合毎に検査
するアクセスであり、拡張アクセスはユーザの要素によ
ってのみ検査されるアクセスである。元のアクセス検査
はオブジェクト毎に実施され、拡張アクセス検査はＥＯ
Ｓに関してのみ実施され、ＥＴＭに含まれる手順６０２
によってのみ実施することができる。
【１１７６】アクセス制御システムが検査する手段は、
プロセス６１０の主題およびオブジェクトのアクセス制
御リスト（ＡＣＬ）である。各プロセス６１０は４つの
ＵＩＤ４０４０１からなる主題を有する。これらのＵＩ
Ｄ４０４０１は下記のものを定義する。即ち、 −プロセス６１０がそのため形成されたユーザ。このＵ
ＩＤ４０４０１は主題の主な要素と呼ばれる。 −プロセス６１０自体。このＵＩＤ４０４０１はプロセ
スの構成要素と呼ばれる。 −プロセス６１０がその時実行中の領域。このＵＩＤ４
０４０１は領域構成要素と呼ばれる。 −ユーザが規定した主題のサブグループ。このＵＩＤ４
０４０１はタッグ要素と呼ばれる。
【１１７７】領域は、グループをなす手順オブジェクト
６０８またはＥＴＭの１つにおいて手順６０２を実行中
のプロセス６１０により潜在的にアクセス可能なオブジ
ェクトのグループである。各手順オブジェクト６０８ま
たはＥＴＭは実行領域（ＤＯＥ）属性を有する。この属
性はＵＩＤ４０４０１であり、プロセス６１０がこの手
順オブジェクト６０８またはＥＴＭにおけるある手順６
０２の実行中、ＤＯＥ属性のＵＩＤ４０４０１はプロセ
ス６１０の主題における領域の構成要素である。このＤ
ＯＥ属性は、このため、手順オブジェクト６０８から手
順６０２を実行中のプロセス６１０によってアクセス可
能なオブジェクトのグループを規定する。このグループ
のオブジェクトは手順オブジェクト６０８の領域と呼ば
れる。以上の定義より明らかになるように、主題の領域
の構成要素は手順６０２に対する呼出し、あるいはこれ
からの戻しと同時に変更することができる。タッグ要素
はユーザが望む時は常に変化することができるが、一
方、プロセス６１０の持続期間においては変化しない。
【１１７８】アクセス制御システムの他の反部を構成す
るＡＣＬはオブジェクトの属性である。各ＡＣＬは一連
のエントリ（ＡＣＬＥ）からなり、各ＡＣＬＥは２つの
部分、即ち主題のテンプレートと１組のアクセス特権を
有する。主題のテンプレートは１つのグループの主題を
規定し、１組のアクセス特権は、このグループに属する
手段のオブジェクトに対するアクセスの種類を規定す
る。１つのオブジェクトに対するアクセスが適正である
かどうかの検査のため、ＫＯＳがＡＣＬを検査する。こ
れにより、もしその主題テンプレートがこのアクセスを
欲するプロセス６１０のその時の主題と整合すること、
またその組をなすアクセス特権がプロセス６１０により
要求されるアクセスの種類を含むことを見出すならば、
アクセスを許容する。例えば、１つの手順オブジェクト
６０８が２つのエントリを有するＡＣＬを有することが
でき、その一方の主題テンプレートはどの主題のアクセ
スでも許容し、その組をなすアクセス特権は実行のアク
セスしか許容せず、また他方のその主題テンプレートは
１回のみの主題アクセスを許容しその組をなすアクセス
特権は読出し、書込みおよび実行のアクセスを許容す
る。このようなＡＣＬはＣＳ１０１１０のどのユーザで
も手順オブジェクト６０８において手順６０２を実行す
ることを許容するが特定のユーザに帰属して指定された
グループの手順６０２を実行する特定のプロセス６１０
のみが手順オブジェクト６０８における手順６０２を検
査しあるいはこれを修正することができる。
【１１７９】ＡＣＬには２種類のものがある。全てのオ
ブジェクトは元のアクセス制御リスト（ＰＡＣＬ）であ
り、ＥＴＯは更に拡張されたアクセス制御リスト（ＥＡ
ＣＬ）を有する。ＡＣＬＦのこの主部は全てＡＣＬＥに
おいて同じであり、２つの種類のリストはこれが制御す
るアクセスの種類において異なる。ＰＡＣＫにより制御
されるアクセスはＫＯＳにより規定され、かかるアクセ
スを行なうための試み毎にＫＯＳにより検査され、ＥＡ
ＣＬにより制御されるアクセスはユーザによって規定さ
れ、ユーザがＫＯＳにその実施を望む時にのみ検査され
る。
【１１８０】ｅ．オブジェクトの構成 １．序論（図４０７，図４０８） ＣＳ１０１１０のユーザは、今述べた許りのオブジェク
トとそれ自体を関連させることのみを必要とする。ある
プロセス６１０が１つのオブジェクトを照合するために
は、このオブジェクトのＬＡＵ４０４０５はプロセス６
１０が実行中であるＣＳ１０１１０からアクセス可能で
なければならず、プロセス６１０はオブジェクトのＵＩ
Ｄ４０４０１を知らねばならず、またプロセス６１０の
その時の主題は所要の方向でオブジェクトに対するアク
セス権を持たねばならない。プロセス６１０は、如何に
してオブジェクトの内容４０４０６および属性４０４０
４がＣＳ１０１１０の物理的素子に記憶されるかについ
ても、あるいはＣＳ１０１１０が内容４０４０６および
属性４０４０４をプロセス６１０にとって使用可能にす
るため用いる方向についてもこれを知る必要はない。
【１１８１】他方、ＫＯＳは、オブジェクトをＣＳ１０
１１０を構成する物理的素子に関して構成しなければな
らない。その際、ＫＯＳは次の２組の物理的な制限を考
慮に入れなければならない。即ち、 −論理的には、全てのＣＳ１０１１０は単一の論理メモ
リーを持つが、システムにおけるメモリーの物理的構成
は階層的であり、あるＣＳ１０１１０は比較的小さなＭ
ＥＭ１０１１２に対する迅速なアクセスを行ない、遅い
比較的大きなＥＤ１０１２４に対しては遥かに遅いアク
セスを行ない、他のアクセス可能なＣＳ１０１１０に関
してはＬＡＵ４０４０５に対して非常に遅いアクセスを
行なう。 −ＵＩＤ４０４０１、および更に主題さえもＪＰ１０１
１４の内部データ経路およびＪＰ１０１１４のレジスタ
において効率的に処理するには大き過ぎる。
【１１８２】ＫＯＳがこれらの物理的制限を克服する手
段は実施態様において異なる。ここでは、本実施態様に
おいて用いられる手段の概論を最初に述べ、次いでこの
手段の詳細な論議を行なう。
【１１８３】メモリーの物理的制約は、仮想記憶システ
ムによって克服される。この仮想記憶システムはプロセ
ス６１０の実行により必要とされるオブジェクトの各部
のコピーをＭＥＭ１０１１２に自動的に送りＭＥＭ１０
１１２からオブジェクトの変更された部分を再びＥＤ１
０１２４に自動的にコピーすることによって、１つのレ
ベルの論理的メモリーを形成する。このように、オブジ
ェクトは主としてＥＤ１０１２４に存在するが、このオ
ブジェクトの各部のコピーは１つのプロセス６１０がこ
れを照合する時ＭＥＭ１０１１２において使用可能とな
る。オブジェクトの各部をＭＥＭ１０１１２に送る代り
に、必要に応じて、仮想記憶システムはこれらの部分が
ＭＥＭ１０１１２のどこに配置されるかを追跡し、プロ
セス６１０がＭＥＭ１０１１２に存在する１つのオブジ
ェクトの一部を照合する時、仮想記憶システムはこの照
合をＭＥＭ１０１１２における１つの物理的場所に翻訳
する。
【１１８４】比較的小さなオブジェクトの記述子および
主題の記述子に対するＪＰ１０１１４の要求は、ＪＰ１
０１１４内部の活動状態のオブジェクト番号（ＡＯＮ）
および活動状態の主題番号（ＡＳＮ）と呼ばれる内部の
記述子の使用により満たされる。ＵＩＤ４０４０１がＭ
ＥＭ１０１１２からＪＰ１０１１４のレジスタに移動さ
れる毎に、このＵＩＤはＡＯＮに翻訳され、またＡＯＮ
がＪＰ１０１１４のレジスタからＭＥＭ１０１１２に移
動される毎に逆方向の翻訳が生じる。同様に、仮想プロ
セッサ６１２に束縛されたプロセス６１０のその時の主
題は４つのＵＩＤ４０４０１から小さな整数ＡＳＮに翻
訳され、仮想プロセッサ６１２がＪＰ１０１１４に束縛
される時、仮想プロセッサ６１２のプロセス６１０に帰
属する主題に対するＡＳＮはＪＰ１０１１４のレジスタ
に置かれる。ＵＩＤ４０４０１から予めＡＳＮへの、ま
たその逆の翻訳、および主題からＡＳＮへの翻訳はＫＯ
Ｓによって行なわれる。
【１１８５】ＫＯＳがＵＩＤ４０４０１をＡＯＮへ、ま
たその逆に翻訳する時、ＫＯＳはＡＯＴ１０７１２を使
用する。ＡＯＴ１０７１２のあるオブジェクトに対する
エントリ（ＡＯＴＥ）はオブジェクトのＵＩＤ４０４０
１を含み、ＡＯＴ１０７１２におけるＡＯＴＥの指標は
このオブジェクトのＡＯＮである。このため、あるオブ
ジェクトのＡＯＮが与えられると、ＫＯＳはＡＯＴ１０
７１２を用いてオブジェクトのＵＩＤ４０４０１を決定
することができ、またオブジェクトのＵＩＤ４０４０１
が与えられると、ＫＯＳはＡＯＴ１０７１２を用いてオ
ブジェクトを決定することができる。もしこのオブジェ
クトは最近照合されなかったならば、このオブジェクト
に対してはＡＯＴＥは存在せず、このためこのオブジェ
クトのＵＩＤ４０４０１に対するＡＯＮは存在しない。
もしＵＩＤ４０４０１をＡＯＮに変換する試みがオブジ
ェクトが不活動状態であることを明らかにするならば、
不活動状態のオブジェクトの障害が生じ、ＫＯＳはこの
オブジェクトを活性化しなければならず、即ちこのオブ
ジェクトにＡＯＮを割当ててこれに対しＡＯＴＥを形成
しなければならない。
【１１８６】ＫＯＳはＡＳＴ１０９１４を用いて主題を
ＡＳＮに翻訳する。あるプロセス６１０の主題が変化す
る時、ＡＳＴ１０９１４はプロセス６１０に新たな主題
のＡＳＮを提供する。ある主題はこの時これと関連した
ＡＳＮを持たない。このような主題は不活動状態の主題
と呼ばれる。主題が不活動状態ならば、主題を１つのＡ
ＳＮに転換する試みは、構成をして主題を活性化させ、
即ち主題に１つのＡＳＮを割当ててＡＳＴ１０９１４に
おける主題に対するエントリを行なう。
【１１８７】プロセス６１０によるプログラムの有効な
実行を達成するため、ＫＯＳはプロセス６１０の実行に
よって頻繁に使用される情報を加速する。下記の如く２
段階の加速が存在する。即ち、 −情報を保有するテーブルはＭＥＭ１０１１２に結線さ
れ、即ち仮想記憶システムは決して他のオブジェクトに
対するテーブルに留保されたＭＥＭ１０１１２の空間を
使用しない。 −ＪＰ１０１１４における特殊なハードウェア素子はテ
ーブルにおける情報の部分を保有する。
【１１８８】ＭＨＴ１０７１６と、ＡＯＴ１０７１２と
ＡＳＴ１０９１４は加速の第１段の事例である。前述の
如く、これらのテーブルは常にＭＥＭ１０１１２に存在
する。アドレス翻訳装置（ＡＴＵ）１０２２８は第２段
の事例である。前述の如く、ＡＴＵ１０２２８は最も後
に使用されたＭＨＴ１０７１６のエントリのコピーを含
むハードウェア・カッシェである。ＭＨＴ１０７１６の
ように、これは、ＡＯＮオフセット・アドレスと対応す
るＵＩＤオフセット・アドレスが照合するデータのコピ
ーを保有するＭＥＭ１０１１２の場所にＡＯＮオフセッ
ト・アドレスを翻訳する。ＡＴＵ１０２２８はＫＯＳの
論理的アドレス翻訳（ＬＡＴ）マイクロコードによって
保持される。
【１１８９】図４０７は、ＡＴＵ１０２２８と、ＭＥＭ
１０１１２と、ＭＨＴ１０７１６と、ＫＯＳ ＬＡＴマ
イクロコード４０７０４間の関係を示している。ＪＰ１
０１１４がメモリー照合を行なう時、ＡＯＮオフセット
・アドレス４０７０５をＡＴＵ１０２２８に送る。もし
ＡＴＵ１０２２８がＡＯＮオフセット・アドレス４０７
０５に対するＭＨＴ１０７１６のエントリのコピーを保
有するならば、これは対応するＭＥＭ１０１１２のアド
レス４０７０６を即時生成してこのアドレスをＭＥＭ１
０１１２に転送する。もしコピーが存在しなければ、Ａ
ＴＵ１０２２８は、ＪＰ１０１１４においてＬＡＴマイ
クロコード４０７０４を生じるＡＴＵミス事象信号を生
じる。ＫＯＳ ＬＡＴマイクロコード４０７０４は、Ｍ
ＨＴ１０７１６からのＡＯＮオフセット・アドレスと対
応するＭＨＴのエントリを行ない、このエントリをＡＴ
Ｕ１０２２８に置いて戻る。次にＪＰ１０１１４は照合
操作を反復する。この時、この照合に対するエントリが
存在し、ＡＴＵ１０２２８はＡＯＮアドレスをＭＥＭ１
０１１２に保持されたデータのコピーのアドレスに転換
する。
【１１９０】ＫＯＳテーブル、ハードウェア・カッシェ
および今述べたマイクロコード間の関係は、ＣＳ１０１
１０の本実施例の場合に典型的である。このテーブル
（この場合は、ＭＨＴ１０７１６）は情報の主ソースで
あり仮想メモリーの管理プロセスにより保持されるが、
カッシェがこのテーブルの各部を加速してカッシェから
の事象信号により生じるＫＯＳマイクロコードによって
保持される。
【１１９１】ＡＯＴ１０７１２、ＡＳＴ１０９１４およ
びＭＨＴ１０７１６はＣＳ１０１１０の本実施例の典型
である別の特徴を共有する。即ち、テーブルは所要の翻
訳を実施するテーブルのエントリがハッシュ機能および
ハッシュ・テーブルによって見出されるように構成され
る。このハッシュ機能は、大きなＵＩＤ４０４０１また
は主題またはＡＯＮを小さな整数に翻訳する。この整数
は、ハッシュ・テーブルにおけるエントリの指標であ
る。このハッシュ・テーブルのエントリの内容は適宜Ａ
ＯＴ１０７１２またはＡＳＴ１０９１４またはＭＨＴ１
０７１６に対する指標であり、またこれらのテーブル
は、このハッシュ・テーブルにより与えられる指標と対
応するエントリが所要の翻訳を実施することができるエ
ントリであるか、あるいはＫＯＳが所要のエントリを見
出すことを可能にする情報を保有するように保持される
のである。更に、このテーブルにおけるエントリはこれ
が翻訳する値を保有する。その結果、ＫＯＳはこの値を
ハッシュして、エントリを見出し、次いでこのエントリ
がハッシュされた値に対する１つであるかどうかを形成
することができる。もしそうでなければ、ＫＯＳは迅速
にハッシュ・テーブルにより見出されたエントリか適正
なエントリになることができる。
【１１９２】図４０８は、如何にして本実施例における
ＡＳＴ１０９１４においてハッシュ操作が作用するかを
示している。本実施例においては、主題４０８０１、即
ちその時の主題の主体、プロセスおよび領域要素がハッ
シュ機能４０８０２に入れられる。ハッシュ機能４０８
０２は、ＡＳＴＨＴ１０７１０におけるエントリの指標
を生じる。ＡＳＴＨＴエントリ４０５０４は更にＡＳＴ
１０９１４におけるエントリ（ＡＳＴＥ）４０８０６の
指標を保有する。これらのＡＳＴＥ４０８０６の指標は
ＡＳＮである。ＡＳＴＥ４０８０６は、主体と、プロセ
スと、いくつかの主題およびＡＳＴＥ４０８０６を指示
するリンク・フィールドの領域要素とを含んでいる。Ａ
ＳＴＥ４０８０６はそのリンク・フィールドに０を含
み、これはＡＳＴＥ４０８０６で始まるＡＳＴＥＳのチ
ェーンにおける最後番号リンクであることを表示する。
もしある主題のハッシュ操作がＡＳＴＥ４０８０６を生
じるならば、ＫＯＳはＡＳＴＥ４０８０６における主題
をハッシュされた主題と比較し、もしこれが同じであれ
ば、ＡＳＴ１０９１４におけるＡＳＴＥ４０８０６の指
標は主題のＡＳＮとなる。もしこれらが同じでなけれ
ば、ＫＯＳはＡＳＴＥ４０８０６を見出すためＡＳＴＥ
４０８０６におけるリンクを使用する。これはＡＳＴＥ
４０８０６における主題をハッシュされた主題と比較
し、もしこれらが同じならば、ＡＳＴＥ４０８０６のＡ
ＳＮの指標は主題のＡＳＮとなり、さもなければ、ＡＳ
ＴＥ４０８０６はこのチェーンにおける最後のエントリ
となり、その結果ＡＳＴＥ４０８０６およびハッシュさ
れた主題に対するＡＳＮは存在しない。
【１１９３】以下においては、ＥＤ１０１２４における
オブジェクトの構成から始め、次いでＣＳ１０１１０の
活動状態のオブジェクト管理システム、アクセス制御シ
ステムおよび仮想メモリー・システムに及ぶ本実施例に
おける各オブジェクトの構成について詳細に論述するこ
とにする。
【１１９４】２．ＥＤ１０１２４におけるオブジェクト
（図４０９，図４１０） 前述の如く、オブジェクトは
ＬＡＵ４０４０５に収集される。各ＬＡＵ４０４０５
は、その内容が論理的割当て単位登録簿（ＬＡＵＤ）と
呼ばれるテーブルである。その名前が示唆するように、
ＬＡＵＤはＬＡＵ４０４０５におけるオブジェクトの登
録簿である。ＬＡＵＤを保有するオブジェクトを含むＬ
ＡＵ４０４０５における各オブジェクトは、このＬＡＵ
Ｄにおけるエントリを有する。図４０９は、ＥＤ１０１
２４、ＬＡＵ４０４０５、ＬＡＵＤおよび各オブジェク
ト間の関係を示している。ＬＡＵ４０４０５は多数の記
憶素子４０９０４に存在する。ＬＡＵ４０４０５におけ
るＬＡＵＤオブジェクト４０９０２はＬＡＵＤ４０９０
３を含む。２つのＬＡＵＤＥ４０９０６が示される。そ
の１つはＬＡＵＤオブジェクト４０９０２の属性とその
内容の場合を含み、他方はＬＡＵＤ４０９０３を含むＬ
ＡＵＤオブジェクト４０９０２の属性とその内容の場所
を含む。
【１１９５】ＫＯＳは、ＬＡＵ４０４０５に帰属するＬ
ＡＵＤを見出す活動状態のＬＡＵテーブル（ＡＬＡＵ
Ｔ）と呼ばれるテーブルを使用する。図４１０は、ＡＬ
ＡＵＴ４１００１、ＡＬＡＵＴエントリ４１００２、Ｌ
ＡＵ４０４０５およびＬＡＵＤオブジェクト４０９０２
間の関係を示している。ＣＳ１０１１０にアクセス可能
な各ＬＡＵ４０４０５はＡＬＡＵＴ４１００１における
ＡＬＡＵＴエントリ４１００２を有する。ＬＡＵ４０４
０５に対するＡＬＡＵＴエントリ４１００２は、ＬＡＵ
４０４０５のＬＡＵＩＤ４０４０２とＡＯＮオフセット
・アドレス４０７０５のＬＡＵＤオブジェクト４０９０
２のＵＩＤ４０４０１を含む。従って、あるオブジェク
トのＵＩＤ４０４０１が与えられると、ＫＯＳはＵＩＤ
４０４０１のＬＡＵＩＤ４０４０２を用いてＬＡＵ４０
４０５に対するＡＬＡＵＴエントリ４１００２を見出す
ことができ、またＡＬＡＵＴエントリ４１００２を用い
てＬＡＵ４０４０５のＬＡＵＤ４０９０３を見出すこと
ができる。一旦ＬＡＵＤ４０９０３が見出されると、オ
ブジェクトのＵＩＤ４０４０１ ＯＳＮ部分４０４０２
は適正なＬＡＵＤＥ４０９０６を提供し、ＬＡＵＤＥ４
０９０６はオブジェクトの属性とその内容の場所を含ん
でいる。ＬＡＵＤ４０９０３およびこれを操作する手順
６０２は、不活動状態のオブジェクト管理プログラムと
呼ばれるＫＯＳの一部に帰属する。この不活動状態のオ
ブジェクト管理プログラムの以下の論議は、オブジェク
トの内容がＥＤ１０１２４において示される方法から始
め、次いでＯＳＮ４０４０３を詳細に論議し、不活動状
態のオブジェクト管理手順６０２により実施される諸操
作についての論議で終る。
【１１９６】ａ．ａ．ＥＤ１０１２４における１つのオ
ブジェクトの内容の提示 一般に、あるオブジェクトの内容がＥＤ１０１２４にお
いて示される方法は完全にＥＤ１０１２４に依存する。
もしＬＡＵ４０４０５がディスクからなるならば、オブ
ジェクトの内容はディスク・ブロックに記憶される。Ｋ
ＯＳがオブジェクトの内容を見出すことができる限り、
記憶域が連続または非連続であることは何の差ももたら
さない。
【１１９７】本実施例においては、オブジェクトの内容
はＩＯＳ１０１１６に関して実行するデータ・ゼネラル
社の進歩した拡張オペレーティング・システム（ＡＯ
Ｓ）の手順により形成されるファイルに記憶される。こ
れらの手順はＫＯＳに対するオブジェクトの内容を保有
するファイルを管理する。将来のＣＳ１０１１０におい
ては、ＥＤ１０１２４に関するオブジェクトの内容の表
示はＫＯＳの一部によって管理される。
【１１９８】ｂ．ｂ．ＬＡＵＤ４０９０３（図４１１，
図４１２） 図４１１は、ＬＡＵＤ４０９０３の概念図である。ＬＡ
ＵＤ４０９０３は３つの部分を有する。即ち、ＬＡＵＤ
ヘッダ４１１０２と、マスター登録簿４１１０５と、Ｌ
ＡＵＤエントリ（ＬＡＵＤＥ）４０９０６である。ＬＡ
ＵＤヘッダ４１１０２およびマスター登録簿４１１０５
はＬＡＵＤ４０９０３における固定された場所を占め、
従って常にＡＬＡＵＴ４１００１において与えられるＬ
ＡＵＤ４０９０３のＵＩＤ４０４０１から見出すことが
できる。ＬＡＵＤＥ４０９０６の場所は固定されず、個
々のオブジェクトに対するエントリがマスター登録簿４
１１０５から見出すことができる。
【１１９９】最初にＬＡＵＤヘッダ４１１０２について
述べればＬＡＵＤヘッダ４１１０２は、ＬＡＵＤ４０９
０３が帰属するＬＡＵ４０４０５に帰属するＬＡＵＩＤ
４０４０２と、ＬＡＵＤ４０９０３のＯＳＮ４０４０３
を含む。以下において更に詳細に説明するように、ＫＯ
ＳはＬＡＵＤ４０９０３に対するＬＡＵＤＥ４０９０６
を見出すためＯＳＮ４０４０３を使用することができ
る。
【１２００】次にマスター登録簿４１１０５について見
れば、マスター登録簿４１１０５はオブジェクトのＯＳ
Ｎ４０４０３をオブジェクトのＬＡＵＤＥ４０９０６の
場所に翻訳する。マスター登録簿４１１０５はＬＡＵ４
０５０５における各オブジェクトに対する１つのエント
リ４１１０８を保有する。各エントリは２つのフィール
ド、即ちＯＳＮフィールド４１１０６およびオフセット
・フィールド４１１０７を有する。ＯＳＮフィールド４
１１０６はエントリ４１１０８が帰属するオブジェクト
に対するＯＳＮ４０４０３を保有し、オフセット・フィ
ールド４１１０７はＬＡＵＤ４０９０３におけるオブジ
ェクトのＬＡＵＤＥ４０９０６のオフセットを保有す
る。ＫＯＳはＯＳＮ４０４０３を増加することによって
エントリ４１１０８に指令し、従ってあるＯＳＮ４０４
０３を含むエントリ４１１０８を見出すため２進数探索
手段を使用することができる。一旦エントリ４１１０８
が見出されると、ＬＡＵＤ４０９０３のＯＳＮ４０４０
３と組合されたエントリ４１１０８のオフセット・フィ
ールド４１１０７はオブジェクトのＬＡＵＤＥ４０９０
６のＵＩＤオフセット・アドレスを生じる。
【１２０１】一旦ＫＯＳがＬＡＵＤＥ４０９０６の場所
を知ると、このＫＯＳはオブジェクトの属性４０４０４
とその内容４０４０６の場所を判定することができる。
図４１１はＬＡＵＤＥ４０９０６の全体的な構造の概略
のみを示している。ＬＡＵＤＥ４０９０６は３つの構成
要素、即ちＬＡＵＤＥ４０９０６に存在する固定サイズ
４１１０９のフィールドのグループと、一方はオブジェ
クトのＰＡＣＬに帰属するエントリを含む４１１３９と
他方はオブジェクトのＥＡＣＬを含む４１１４１の２つ
の可変サイズの構成要素とを有する。
【１２０２】ＬＡＵＤの構成要件の前の記述が示唆する
ようにＬＡＵＤＥ４０９０６およびエントリ４１１０８
はＬＡＵ４０４０５におけるオブジェクトの数と共に変
化する。更に、オブジェクトのＥＡＣＬおよびＰＡＣＬ
に対して必要とされる空間量はオブジェクトによって変
化する。ＫＯＳはこの問題を各ＬＡＵＤ４０９０３にお
いて自由空間４１１２３を含ませることによって処理し
ている。１つのオブジェクトが形成される時、あるいは
あるオブジェクトのＡＣＬが拡張される時、不活動状態
のオブジェクト管理プログラムは、単に自由空間４１１
２３が存在しなければＬＡＵＤ４０９０３を拡張し、も
し自由空間４１１２３が存在するならば、不活動状態の
オブジェクト管理プログラムは自由空間４１１２３から
必要な空間を取り、オブジェクトが削除されあるいはオ
ブジェクトのＡＣＬが短縮されるならば、不活動状態の
オブジェクト管理プログラムは不必要な空間を自由空間
４１１２３に戻すのである。
【１２０３】図４０２は単一のＬＡＵＤＥ４０９０６の
詳細な表示である。図４１２は、ＣＳ１０１１０の全て
の実施態様に対して共通のＬＡＵＤＥ４０９０６の各フ
ィールドを示しており、実施態様により変化するフィー
ルドは無視されている。図４１２の上部から始めて、構
造変更フィールド４１２０９はＫＯＳがＬＡＵＤＥ４０
９０６のどのバージョンを処理しつつあるかを判定する
ことができる情報を保有する。サイズ・フィールド４１
２１１はＬＡＵＤＥ４０９０６が帰属するオブジェクト
のサイズ属性を保有する。このサイズ属性はその時オブ
ジェクトに含まれるビット数を規定する。固定フィール
ド４１２１３はＫＯＳの固定である。プロセス６１０の
論議において詳細に説明するように、固定フィールド４
１２１３は一時に唯１つのプロセス６１０がＬＡＵＤＥ
４０９０６を読出しあるいは書込むことを許容し、従っ
て別のプロセス６１０がＬＡＵＤＥ４０９０６の読出し
中である間１つのプロセス６１０がＬＡＵＤＥ４０９０
６を変更することのないようにする。ファイル記述子４
１２１５は、ＬＡＵＤＥ４０９０６が帰属するオブジェ
クトの内容４０４０６を含むファイルに対するシステム
記述子を保有する。ファイル記述子４１２１５の形態
は、実施例毎に変化し得、本実施例においては、これは
ＡＯＳシステム・ファイル記述子である。ＵＩＤフィー
ルド４１２１７はＬＡＵＤＥ４０９０６のオブジェクト
に帰属するＵＩＤ４０４０１を含んでいる。元のタイプ
・フィールド４１２１９はオブジェクトの元のタイプを
規定する値を含む。このオブジェクトは、データオブジ
ェクト、手順オブジェクト６０８およびＥＴＭまたはＳ
インタプリタオブジェクトである。ＡＯＮフィールド４
１２２１は、ＬＡＵＤＥ４０９０６のオブジェクトが活
動状態にある時、即ちＡＯＴ１０７１２におけるエント
リを有する時のみ有効値を有する。もしこのオブジェク
トがＥＴＯであれば、拡張タイプ属性フィールド４１２
２３がＥＴＯのＥＴＭのＵＩＤ４０４０１を含む。さも
なければ、これは空白のＵＩＤ４０４０１を含む。同様
に、もしオブジェクトが手順オブジェクト６０８または
ＥＴＭであれば、実行領域属性フィールド４１２２５は
オブジェクトの実行領域属性を保有する。
【１２０４】ＬＡＵＤＥ４０９０６の残る部分はアクセ
ス制御システムに帰属し、その論議において詳細に説明
する属性変更番号フィールド４１２２７は、このＬＡＵ
ＤＥ４０９０６がＡＣＬＥのどのバージョンを含むかを
示す値を保有し、ＰＡＣＬサイズ・フィールド４１２２
９およびＥＡＣＬサイズ・フィールド４１２３１は各Ａ
ＣＬのサイズを含み、ＰＡＣＬオフセット・フィールド
４１２３３およびＥＡＣＬオフセット・フィールド４１
２３５は別のＰＡＣＬＥ４１１３９およびＥＡＣＬＥ４
１１４１のＬＡＵＤ４０９０３におけるオフセットを含
み、また固定ＰＡＣＬＥ４１２３７は常にＬＡＵＤＥ４
０９０６に含まれるＰＡＣＬの部分を含む。
【１２０５】３．活動状態のオブジェクト（図４１３） 活動状態のオブジェクトは、そのＵＩＤ４０４０１がこ
れと関連したＡＯＮを有するオブジェクトである。本実
施例においては、各ＣＳ１０１１０は１組のＡＯＮを有
する。ＫＯＳは、如何なる時点においてもＣＳ１０１１
０におけるＡＯＮが単一のＵＩＤ４０４０１を表わすよ
うにこれらのＡＯＮをＵＩＤ４０４０１と関連させる。
ＦＵ１０１２０の内部においては、ＡＯＮはＵＩＤのＣ
Ｓ１０１１０を表わすため使用される。本実施例におい
ては、ＡＯＮは１４ビットによって表わされる。１１２
ビットのＵＩＤオフセット・アドレス（ＵＩＤ４０４０
１に対して８０ビット、およびオフセットに対しては３
２ビット）がこのように４６ビットのＡＯＮオフセット
・アドレスによってＦＵ１０１２０の内部に表わされる
（ＡＯＮに対して１４ビット、オフセットに対しては３
２ビット）。
【１２０６】ＣＳ１０１１０は、ＵＩＤ４０４０１にお
けるよりも遥かに少ないＡＯＮを有する。ＫＯＳは、Ｃ
Ｓ１０１１０によって照合されつつあるオブジェクトに
おいてＣＳ１０１１０のＡＯＮを多重化し、従って、Ｕ
ＩＤ４０４０１と同様にＡＯＮを要求する。あるＡＯＮ
は如何なる時も単一のＵＩＤ４０４０１を表わすが別の
時点においては、ＵＩＤ４０４０１はこれと関連する異
なるＡＯＮを持つこともできる。
【１２０７】図４１３は、ＡＯＮおよびＵＩＤ４０４０
１間の関係の概念的な表示を提供する。各ＣＳ１０１１
０は２＊＊８０のＵＩＤ４０４０１に対する潜在的なア
クセスを有する。しかし、これらのＵＩＤのあるものは
オブジェクト以外のエンテティを表わし、他のものは決
してどんなエンテティとも関連しない。各ＣＳ１０１１
０はまたこれに対し使用可能な１組のＡＯＮ４１３０３
を有する。本実施例においては、この組のＡＯＮは２＊
＊１４までの値を持つことができる。ＡＯＮは内部的に
しか使用されないため、各ＣＳ１０１１０は同じ組のＡ
ＯＮ４１３０３を持つことができる。組をなすＡＯＮ４
１３０３におけるどのＡＯＮ４１３０４はオブジェクト
のＵＩＤ４１３０１の組における単一のＵＩＤ４０４０
１と関連することができる。別の時点では、ＡＯＮ４１
３０４は異なるＵＩＤ４０４０１と関連することができ
る。
【１２０８】前述の如く、ＫＯＳはＡＯＮ４１３０４を
ＵＩＤ４０４０１と関連させる。これはＡＯＴ１０７１
２によってそのように作用する。ＡＯＴ１０７１２にお
ける各ＡＯＴエントリ（ＡＯＴＥ）４１３０６はＵＩＤ
４０４０１をＡＯＮ４１３０４と関連させる。ＡＯＮ４
１３０４は、ＵＩＤ４０４０１を含むＡＯＴＥ４１３０
６の指標である。ＡＯＴＥ４１３０６が変更されるまで
ＵＩＤ４０４０１を含むＡＯＴＥ４１３０６の指標であ
るＡＯＮ４１３０４はＵＩＤ４０４０１を表わす。ＡＯ
Ｔ１０７１２もまた、ＵＩＤ４０４０１をＡＯＮ４１３
０３に、またその逆方向に転換させる。図４１３は、Ｕ
ＩＤオフセット・アドレス４１３０８およびＡＯＮオフ
セット・アドレス４１３０９に対するプロセスを示す。
ＡＯＴＥ４１３０６は、ＡＯＮオフセット・アドレス４
１３０９におけるＡＯＮ４１３０４をＵＩＤオフセット
・アドレス４１３０８におけるＵＩＤ４０４０１と関連
させ、アドレス４１３０８および４１３０９は同じオフ
セット４１３０７を有する。その結果、ＡＯＮオフセッ
ト・アドレス４１３０９はＪＰ１０１１４内部のＵＩＤ
オフセット・アドレス４１３０８を表わす。両アドレス
は同じオフセットを使用するため、ＡＯＮオフセット・
アドレス４１３０９はそのＡＯＮ４１３０４をＵＩＤオ
フセット・アドレス４１３０８のＵＩＤ４０４０１に転
換することによってＵＩＤオフセット・アドレス４１３
０８に転換することができ、ＵＩＤオフセット・アドレ
ス４１３０８は逆のプロセスによってＡＯＮオフセット
・アドレス４１３０９に転換することができる。両方の
場合に、この転換は適正なＡＯＴＥ４１３０６を見出す
ことによって実施される。
【１２０９】オブジェクトが活動状態になるプロセスは
オブジェクト活性化と呼ばれる。ＵＩＤオフセット・ア
ドレス４１３０８は、そのＵＩＤ４０４０１が帰属する
オブジェクトが活動状態にならなければ、ＡＯＮオフセ
ット・アドレス４１３０９に転換することはできない。
もしプロセス６１０が不活動状態のオブジェクトに帰属
するＵＩＤ４０４０１を用いる如き転換を実施すること
を試みるならば、不活動状態のオブジェクト障害が生じ
る。ＫＯＳは、オブジェクト管理プロセスと呼ばれる特
殊なＫＯＳプロセスがオブジェクトを活性化するまで、
ＪＰ１０１１４からの転換を試みたプロセス６１０を取
除くことによってこの障害を処理する。オブジェクトが
活性化された後、プロセス６１０はＪＰ１０１１４に戻
ってＵＩＤ４０４０１からＡＯＮ４１３０４への転換を
完了することができる。 活動状態のオブジェクトを管
理するＫＯＳの部分は、活動状態オブジェクト管理プロ
セス（ＡＯＭ）と呼ばれる。ＡＯＭの各部は手順６０２
であり、その各部はマイクロコード・ルーチンである。
ＡＯＭの高水準言語の構成要素は、プロセス６１０によ
ってのみ生じ得る。ＫＯＳのオブジェクト管理のプロセ
ス６１０は活動状態のオブジェクト管理に含まれる諸機
能のほとんどを実施する。
【１２１０】ａ．ａ．ＵＩＤ４０４０１からＡＯＮ４１
３０４への転換 一般に、ＣＳ１０１１０においては、ＭＥＭ１０１１２
およびＥＤ１０１２４に記憶されるアドレスはＵＩＤオ
フセット・アドレスとして記憶される。ＦＵ１０１２０
がＭＥＭ１０１１２における場合に転換することができ
るアドレスの唯一の形態はＡＯＮオフセットの形態であ
る。その結果、あるアドレスがＭＥＭ１０１１２からＦ
Ｕ１０１２０のレジスタにロードされる毎に、このアド
レスはＵＩＤオフセット・アドレスからＡＯＮオフセッ
ト・アドレスに転換しなければならない。あるアドレス
がＦＵ１０１２０のレジスタから再びメモリーに対して
移動される毎に、逆方向の転換が実施されなければなら
ない。
【１２１１】このような転換は如何なる時でも生じ得
る。例えば、実行中の仮想プロセッサ６１２は、この仮
想プロセッサ６１２によって実行中のプロセス６１０が
間接的なメモリー照合を実施する時にこのように転換を
実施する。間接的なメモリー照合は、最初に１つのポイ
ンタを取出し、即ちその値が他のデータ項目のアドレス
であるデータ項目を取出し、次いでこのポインタに含ま
れるアドレスを用いてこのデータ項目自体を取出す照合
である。ＣＳ１０１１０においては、ポインタはＵＩＤ
オフセット・アドレスを表わす。仮想プロセッサ６１２
は、このポインタをＭＥＭ１０１１２から取出し、これ
をＦＵ１０１２０のレジスタに置き、このポインタによ
り表わされたＵＩＤ４０４０１をこれと関連するＡＯＮ
４１３０４に転換し、その結果のＡＯＮオフセット・ア
ドレスを用いてこのアドレスにより指定される場合にお
けるデータをアクセスすることによって、間接メモリー
照合を実施する。
【１２１２】しかし、ほとんどのこのような転換は、仮
想プロセッサ６１２の状態が保管もしくは復元される時
に生じる。例えば、１つのプロセス６１０の仮想プロセ
ッサ６１２がＪＰ１０１１４から取出され、別のプロセ
ス６１０の仮想プロセッサ６１２がＪＰ１０１１４に対
し束縛される時、ＪＰ１０１１４から取出されつつある
仮想プロセッサ６１２の状態はメモリーに記憶され、ま
たＪＰ１０１１４に束縛された仮想プロセッサ６１２の
状態はＪＰ１０１１４のレジスタに移動される。唯一の
ＵＩＤオフセット・アドレスがメモリー内に記憶される
ため、ＪＰ１０１１４から取出されつつある仮想プロセ
ッサ６１２の状態における全てのＡＯＮオフセット・ア
ドレスがＵＩＤオフセット・アドレスに転換されねばな
らない。同様に、ＪＰ１０１１４に対して束縛されつつ
ある仮想プロセッサ６１２の状態におけるＵＩＤオフセ
ット・アドレスの全てが、これらがＦＵ１０１２０のレ
ジスタにロードできる前にＡＯＮオフセット・アドレス
に転換されなければならない。
【１２１３】Ｃ．アドレス制御システム オブジェクトに対する序論において述べたように、プロ
セス６１０があるオブジェクトにおいてデータまたはＳ
ＩＮをアクセスする毎に、ＫＯＳアクセス制御システム
は、プロセス６１０が試みつつあるアクセスの種類を実
施する権利をプロセス６１０のその時の主題が有するか
どうかを検査する。もしプロセス６１０のその時の主題
が適正なアクセスを行なわなければ、アクセス制御シス
テムはプロセス６１０が実施を試みつつあったメモリー
操作を打切る。以下の論議は、主題から始め、次いで主
題のテンプレートに進み、最後にアクセス検査の加速の
ため使用される手段に至るアクセス制御システムの構成
の詳細について述べる。
【１２１４】ａ．主題 プロセス６１０の主題はプロセス６１０の状態の一部で
あり、プロセスオブジェクトと呼ばれるオブジェクトに
おけるプロセス６１０に帰属する他の状態と共に保有さ
れる。プロセスオブジェクトは、オブジェクトの論議に
続くプロセス６１０の詳細な論議において詳しく取扱わ
れる。主題が前述の如く４つの構成要素、即ち主体の構
成要素、プロセスの構成要素、領域の構成要素およびタ
ッグの構成要素を有するが、ＣＳ１０１１０の本実施例
におけるアクセス制御システムは最初の３つの構成要素
にのみ諸数値を割当てアクセスの検査時にはタッグの構
成要素は無視する。
【１２１５】本実施例においては、プロセス６１０の主
題の構成要素を構成するＵＩＤ４０４０１は、ＵＩＤ４
０４０１により表わされるエンテティに関する情報を含
むオブジェクトのＵＩＤ４０４０１である。主体の構成
要素のＵＩＤ４０４０１は、主体オブジェクトと呼ばれ
るオブジェクトを表わす。主体オブジェクトは、プロセ
ス６１０が検査されたユーザについての情報を保有す
る。例えばこの情報は、ユーザがＣＳ１０１１０の資源
に対してどんなアクセス権を有したかに関連し、あるい
はＣＳ１０１１０のユーザの使用の記録を保有する。プ
ロセスの構成要素のＵＩＤ４０４０１はプロセスオブジ
ェクトを表わすが、領域構成要素のＵＩＤ４０４０１は
領域オブジェクトと呼ばれるオブジェクトを表わす。こ
の領域オブジェクトは、その主題が領域オブジェクトの
ＵＩＤ４０４０１をその領域の構成要素として有するど
のプロセス６１０に対してもアクセス可能でなければな
らない情報を保有する。ＣＳ１０１１０の他の実施例
は、主題のタッグ構成要素を使用することになる。これ
らの実施例においては、タッグの構成要素のＵＩＤ４０
４０１は、このタッグ構成要素のＵＩＤにより表わされ
る主題のグループを構成する主題のリスト如き情報を少
なくとも保持するタッグオブジェクトのＵＩＤ４０４０
１である。
【１２１６】ｂ．領域 前述の如く、主題の領域構成要素は、アクセス要求がな
される時そのコードが実行中である手順オブジェクト６
０８またはＥＴＭに帰属する実行属性の領域である。主
題の領域構成要素は、このように、主題が帰属するプロ
セス６１０にそのＡＣＬがＤＯＥの属性と整合する領域
構成要素を含む主題テンプレートを有するＡＣＬＥを有
するオブジェクトのグループに対する潜在的なアクセス
を与える。このグループのオブジェクトは、手順オブジ
ェクト６０８またはＥＴＭのＤＯＥの属性によって規定
される領域である。プロセス６１０が手順オブジェクト
６０８または与えられたＤＯＥ属性を有するＥＴＭから
の手順６０２を実行する時、プロセス６１０はこのＤＯ
Ｅの属性によって規定される領域において実行されると
言われる。以上のことから推論されるように、異なる手
順オブジェクト６０８またはＥＴＭは同じＤＯＥ属性を
有し得、またオブジェクトはこれらを多くの異なる領域
の構成部とするＡＣＬＥを有することができる。
【１２１７】手順オブジェクト６０８のあるグループと
オブジェクトの別のグループ間の関係の確立に際して、
ある領域はＣＳ１０１１０を使用するプログラマがある
与えられたオブジェクトが読出され、実行され、あるい
はある組の手順６０２によってのみ修正されること保証
することを可能にする。このように、領域はＣＳ１０１
１０において保護されたサブシステムを構成するために
使用することができる。このような保護が施されたサブ
システムの一例はＫＯＳ自体であり、ＫＯＳテーブルを
含むＣＳ１０１１０内のオブジェクトは全てその領域テ
ンプレート要素がＫＯＳ領域を表わすＤＯＥのみと整合
するＡＣＬを有する。このＤＯＥを有する手順オブジェ
クト６０８およびＥＴＭのみがＫＯＳ手順６０２を含む
ものであり、また従ってＫＯＳ手順６０２のみがＫＯＳ
テーブルの操作が可能である。
【１２１８】１つのオブジェクトが１つ以上の領域に帰
属するため、プログラマは領域を用いてアクセスの階層
を確立することができる。例えば、もし第１の領域にお
けるあるオブジェクトが第１の領域と第２の領域の双方
に帰属し、また第２の領域のオブジェクトの全てがまた
第１の領域に帰属するならば、そのＤＯＥが第１の領域
を規定する手順オブジェクト６０８に含まれるプロセス
６１０ ２は、これもまた第２の領域に帰属するものを
含む第１の領域における如何なるオブジェクトでもアク
セス可能であるが、そのＤＯＥが第２の領域を規定する
手順オブジェクト６０８からの手順６０２は第２の領域
におけるオブジェクトのみをアクセス可能であるのであ
る。
【１２１９】ｃ．アクセス制御リスト 前述の如く、アクセス制御システムは、１つのオブジェ
クトに対するアクセスを行なうプロセス６１０に帰属す
る主題とプロセス６１０が欲するアクセスの種類を比較
して、このアクセスが適正なものかどうかを判定する。
ＡＣＬの以下の論議は最初に主題のテンプレートを取扱
い、次いでＰＡＣＬおよびＥＡＣＬを取扱う。
【１２２０】１．主題のテンプレート（図４１６） 図４１６は、主題テンプレート、ＰＡＣＬエントリ（Ｐ
ＡＣＬＥ）およびＥＡＣＬエントリ（ＥＡＣＬＥ）を示
している。最初に主題のテンプレートについて見れば、
主題テンプレート４１６０１は４つの構成要素、即ち主
テンプレート４１６０６と、プロセス・テンプレート４
１６０７と、領域テンプレート４１６０９と、タッグ・
テンプレート４１６１１とからなる。各テンプレートは
２つのフィールド、即ちフレーバ・フィールド４１６０
３とＵＩＤフィールド４１６０５とを有する。フレーバ
・フィールド４１６０３は、これが帰属するテンプレー
トがアクセスを試みるプロセス６１０に対する主題の対
応する構成要素を整合する方法を示す。フレーバ・フィ
ールド４１６０３は３つの値の内の１つを有しそれがど
れであれまたどのグループであれこれと整合する。もし
フレーバ・フィールド４１６０３がいずれとも整合する
値を有するならば、どの主題の構成要素のＵＩＤ４０４
０１でもテンプレートと整合し、アクセス制御システム
はＵＩＤフィールド４１６０５の検査は行なわない。も
しフレーバ・フィールド４１６０３が値整合１を有する
ならば、対応する主題の構成要素はＵＩＤフィールド４
１６０５に含まれるものと同じＵＩＤ４０４０１を持た
ねばならない。もしフレーバ・フィールド４１６０３が
最終的に値整合グループを有するならば、ＵＩＤフィー
ルド４１６０５は、与えられた主題構成要素が整合する
主題構成要素のグループについての情報を含むオブジェ
クトのＵＩＤ４０４０１を含む。
【１２２１】２．根源アクセス制御リスト（ＰＡＣＬ） ＰＡＣＬは図４１６に示されるようにＰＡＣＬ４１６１
３からなる。各ＰＡＣＬＥ４１６１３は２つの部分、即
ち主題テンプレート４１６０１とアクセス・モード・ビ
ット・フィールド４１６１５とを有する。アクセス・モ
ード・ビット・フィールド４１６１５における値は、１
１種類のアクセスを規定する。この１１種類は２つのグ
ループ、即ち根源データ・アクセスと根源非データ・ア
クセスに該当する。根源データ・アクセスはオブジェク
トの内容４０４０６に主題が行なうことができることを
制御し、根源非データ・アクセスは主題が属性４０４０
４に行なうことができることを制御する。
【１２２２】３種類の根源データ・アクセス、即ち読出
しアクセス、書込みアクセスおよび実行アクセスが存在
する。もしある主題が読出しアクセスを行なうならば、
これはオブジェクトに含まれるデータを検査可能であ
り、もし主題が書込みアクセスを行なうならば、オブジ
ェクトに含まれるデータの変更が可能であり、もしこれ
が実行アクセスを行なうならばオブジェクトにおけるデ
ータを手順６０２として処理してこれを実行することを
試みることが可能である。主題はこのような種類のアク
セスあるいはこれらの種類の如何なる組合せも行なわな
い。１つのオブジェクトに対する照合毎に、ＫＯＳはこ
の照合を行なう主題が所要の根源データ・アクセスを行
なうかどうかを検査する。
【１２２３】あるオブジェクトに対する根源非データ・
アクセスは、オブジェクトの属性４０４０４の設定また
は読出しのためのみに必要となり、またこれら操作が行
なわれる時のみ検査される。非データ・アクセスの種類
は属性４０４０４の種類と対応する。即ち、 属性 アクセスの種類 オブジェクトの属性 オブジェクトの属性の取得 オブジェクトの属性の設定 根源の制御 根源属性の取得 属性 根源制御属性の設定 拡張制御属性 拡張制御属性の取得 拡張制御属性の設定 ＥＴＭアクセス ＥＴＭとして使用 ＥＴＯの形成 オブジェクトの属性に対するアクセス権は主題が前に述
べたオブジェクト属性を取得してこれを設定することを
可能にする。根源および拡張制御属性に対するアクセス
権は、主題が夫々１つのオブジェクトのＰＡＣＬおよび
ＥＡＣＬを取得してこれを設定することを可能にする。
【１２２４】オブジェクトはそのＰＡＣＬにおいてどん
な数のＰＡＣＬＥ４１６１３でも持つことができる。あ
るオブジェクトのＰＡＣＬにおける最初の５つのＰＡＣ
ＬＥ４１６１３はオブジェクトに対するＬＡＵＤＥ４０
９０６の固定ＰＡＣＬＥフィールド４１２３７に含ま
れ、残りはＬＡＵＤＥ４０９０６のＰＡＣＬオフセット
・フィールド４１２３３において指定された場合におけ
るＬＡＵＤ４０９０３に記憶される。
【１２２５】３．ＡＰＡＭ１０９１８および機密保護カ
ッシェ１０２３４ 根源非データ・アクセス権は、ユーザがこのようなアク
セス権を要求するＫＯＳルーチンを生じる時のみ検査さ
れ、拡張アクセス権はユーザがこのような桁送りを要求
する時のみ検査される。一方、根源データ・アクセス権
は、仮想プロセッサ６１２がプロセス６１０の実行中に
メモリー照合を行なう毎に検査される。従って、根源デ
ータ・アクセス権検査のＫＯＳ構成は速度および効率に
重点を有する。この構成に対しては２つの部分、即ちＭ
ＥＭ１０１１２におけるＡＰＡＭ１０９１８と、ＪＰ１
０１１４における機密保護カッシェ１０２３４が存在す
る。ＡＰＡＭ１０９１８はＫＯＳマイクロコードにとっ
て既知であるＭＥＭ１０１１２の場所に存在する。ＡＰ
ＡＭ１０９１８は、活動状態のオブジェクトに帰属しか
つその主題テンプレート４１６０１が１つのオブジェク
トの主題に整合するＰＡＣＬＥ４１６１３からコピーさ
れた根源データ・アクセス情報を保有する。機密保護カ
ッシェ１０２３４は更に、その仮想プロセッサ６１２が
その時ＪＰ１０１１４に対し束縛されるプロセス６１０
の活動状態の主題と、プロセス６１０により照合される
活動状態のオブジェクトに対するＡＰＡＭ１０９１８に
おける情報のコピーを保有する。ＣＳ１０１１０におけ
る根源データ・アクセス検査は機密保護カッシェ１０２
３４から開始し、もしこの情報が機密保護カッシェ１０
２３４に含まれなければＡＰＡＭ１０９１８に進行し、
またもしここに含まれなければ、最終的にはオブジェク
トのＰＡＣＬに至る。以下の論議はＡＰＡＭ１０９１８
から始める。
【１２２６】図４２１はＡＰＡＭ１０９１８を示す。Ａ
ＰＡＭ１０９１８は二次元のアレイとして構成される。
このアレイの行の索引はＡＯＮ４１３０４であり、その
列の索引はＡＳＮである。ＣＳ１０１１０の各ＡＯＮ４
１３０４に対しては１つの行があり、各ＡＳＮに対して
は１つの列がある。図４２１においては、唯１行と１列
が示されている。ＡＯＮ４１３０４ｊにより表わされる
オブジェクトに対するＡＰＡＭ１０９１８におけるどの
根源データ・アクセス情報も行４２１０４に含まれ、列
４２１０５はＡＳＮｋにより表わされる主題に対するＡ
ＰＡＭ１０９１８におけるどんな根源データ・アクセス
情報でも保有する。ＡＰＡＭエントリ（ＡＰＡＭＥ）４
２１０６は行４２１０４および列４２１０５の交点に存
在し、このためその主題テンプレート４１６０１がＡＳ
Ｎｋにより表わされる主題と整合するＡＯＮ４１３０４
ｊによって表わされるオブジェクトに帰属する前記ＰＡ
ＣＬＥ４１６１３からの根源データ・アクセス情報を保
有する。
【１２２７】ＡＰＡＭＥ４２１０６の展開図がＡＰＡＭ
１０９１８の表示の下方に示されている。ＡＰＡＭＥ４
２１０６は４つの１ビット・フィールドを有する。この
ビットは、ＡＰＡＭＥ４２１０６の列指標により示され
る主題がＡＰＡＭＥ４２１０６の行指標により示される
オブジェクトに対して行なう根源データ・アクセスの種
類を表わす。 −フィールド４２１０７は有効ビットである。もしこの
有効ビットがセットされると、ＡＰＡＭＥ４２１０６は
列により示される主題と行により示されるオブジェクト
に対するどんな根源データ・アクセス情報でも保有す
る。ＡＰＡＭＥ４２１０６における残りのフィールドは
単に有効ビット４２１０７がセットされるだけで有意義
となる。 −フィールド４２１０９は実行ビットである。もしこれ
がセットされると、ＡＰＡＭＥ４２１０６の主題はＡＰ
ＡＭＥ４２１０６のオブジェクトに対する実行アクセス
を行なう。 −フィールド４２１１１は読出しビットである。もしこ
れがセットされると、ＡＰＡＭＥ４２１０６の主題はＡ
ＰＡＭ４２１０６のオブジェクトに対する読出しアクセ
スを行なう。 −フィールド４２１１３は書込みビットである。もしこ
れがセットされると、ＡＰＡＭＥ４２１０６の主題はＡ
ＰＡＭＥ４２１０６のオブジェクトに対する書込みアク
セスを行なう。
【１２２８】フィールド４２１０９乃至４２１１３にお
けるビットのどんな組合せでもセットすることができ
る。もしこれらのフィールドの全てが０にセットされる
と、ＡＰＡＭＥ４２１０６はこれが表わす主題がこれが
表わすオブジェクトに対するアクセスを行なわないこと
を示す。
【１２２９】ＡＳＮにより表わされる主題が初めてＡＯ
Ｎ４１３０４により表わされるオブジェクトを照合する
と、ＫＯＳはＡＳＮおよびＡＯＮに対してＡＰＡＭＥ４
２１０６をセットする。ＡＰＡＭＥ４２１０６がセット
されるまで、有効ビット４２１０７は０にセットされ
る。ＡＰＡＭＥ４２１０６がセットされると、有効ビッ
ト４２１０７は１にセットされ、フィールド４２１０９
乃至４２１１３は、その主題テンプレート４１６０１が
主題と整合するオブジェクトのＰＡＣＬＥ４１６１３に
おける根源データ・アクセス情報に従ってセットされ
る。あるオブジェクトが非活動状態におかれる時、オブ
ジェクトのＡＯＮ４１３０４に帰属する行における全て
のＡＰＡＭＥ４２１０６における有効ビット４２１０７
は０にセットされ、同様に、主題が非活動状態におかれ
る時、主題のＡＳＮに帰属する列における全てのＡＰＡ
ＭＥ４２１０６における有効ビット４２１０７は０にセ
ットされる。
【１２３０】４．機密保護カッシェ１０２３４および機
密保護検査（図４２２） 機密保護情報の加速における最終段はＪＰ１０１１４に
おける機密保護カッシェ１０２３４である。機密保護カ
ッシェ１０２３４が機能する方法の詳細がハードウェア
の論議において示されるが、本論においては、機密保護
カッシェ１０２３４がアクセス桁送りを行なう方法、機
密保護カッシェ１０２３４とＡＰＡＭ１０９１８とＡＯ
Ｔ１０７１２間の関係、およびＫＯＳの保護カッシェ・
マイクロコードが機密保護カッシェ１０２３４を保持す
る方法について論議される。
【１２３１】図４２２は、機密保護カッシェ１０２３４
と、ＡＯＴ１０７１２と、ＡＰＡＭ１０９１８と、機密
保護カッシェ１０２３４を保持するＫＯＳマイクロコー
ド４２２０７のブロック図である。ＪＰ１０１４４は論
理記述子２７１１６を用いてメモリー照合を行なう毎
に、同時に論理記述子２７１１６と、機密保護カッシェ
１０２３４とＡＴＵ１０２２８に対してメモリー操作の
種類を示す信号４２２０８を表わす。機密保護カッシェ
１０２３４における保護カッシェ・エントリ４２２１５
は、根源データ・アクセス情報と、その仮想プロセッサ
６１２がその時ＪＰ１０１１４に束縛されるプロセス６
１０のその時の主題によって前に照合されたオブジェク
トに対する長さ情報を保有する。メモリーの照合毎に機
密保護カッシェ１０２３４はＭＥＭ１０１１２に対して
有効／無効信号４２２０５を送出する。もし機密保護カ
ッシェ１０２３４が論理記述子２７１１６のＡＯＮフィ
ールド２７１１１に含まれるＡＯＮ４１３０４に対する
エントリ４２２１５を持たないか、保護カッシェ・エン
トリ４２２１５が主題プロセス６１０により要求される
タイプのアクセスを持たないことを示すか、あるいは論
理記述子２７１１６のＯＦＦフィールド２７１１３およ
びＬＥＮフィールド２７１１５の和がオブジェクトのそ
の時のサイズを越えるならば、機密保護カッシェ１０２
３４が無効信号４２２０５を送出する。この信号はＭＥ
Ｍ１０１１２をしてメモリー照合の打切りを生じさせ
る。さもなければ、機密保護カッシェ１０２３４が無効
信号４２２０５を送出し、ＭＥＭ１０１１２がメモリー
照合を実行する。
【１２３２】機密保護カッシェ１０２３４が無効信号４
２２０５を送出する時、これはＤＳＴ２０２５６に対す
る照合を行なうため使用した論理記述子２７１１６と、
ＳＣＲ２７０１８に対するメモリー指令と、もしこれが
書込み操作であればＤＡＴ２０２５８に対するＤＴをラ
ッチし、同時に２つの事象信号の内の１つをＫＯＳマイ
クロコードに対して送出する。照合を実施中のプロセス
６１０が適正なアクセス権を持たないか、あるいは照合
されたデータがオブジェクトの終りを越えて拡張する時
に、違法アクセス事象信号４２２０８が生じる。違法ア
クセス事象信号４２２０８は、ＫＯＳアクセス制御シス
テムの手順６０２に対するマイクロコード対ソフトウェ
ア呼出し４２２１７（呼出しの論議において説明する）
を実施するＫＯＳマイクロコード４２２１５を生じＤＳ
Ｔ２０２５６、ＳＣＲ２７０１８、プロセス６１０のＡ
ＳＮ（レジスタＧＲ１０３６０に含まれる）、およびも
し必要ならばＤＡＴ２０２５８の内容を手順６０２に対
して送る。これらの手順６０２はＥＯＳを保護機能の侵
害について通知し、この時ＥＯＳはこれに対処する。
【１２３３】機密保護カッシェ１０２３４においてＡＯ
Ｎ４１３０４に対する保護カッシェ・エントリ４２２１
５が存在しない時、カッシェ・ミス事象信号４２２０６
が生じる。カッシェ・ミス事象信号４２２０６はＫＯＳ
マイクロコード４２２０７を生じ、これは、ＡＯＴ１０
７１２およびＡＰＡＭ１０９１８から得た情報からの未
着の保護カッシェ・エントリ４２２１５を構成する。も
しＡＰＡＭ１０９１８がその時の主題のＡＳＮおよび照
合中のオブジェクトのＡＯＮに対するエントリを含まな
ければ、保護カッシェ・ミス・マイクロコード４２２０
７は、オブジェクトに対するＬＡＵＤＥ４０９０６にな
るＫＯＳアクセス制御システムの手順６０２に対するマ
イクロコード対ソフトウェア呼出しを実施して、その主
題テンプレート４１６０１がＡＰＡＭ１０９１８に対す
る照合を試みる主題と整合するオブジェクトに帰属する
ＰＡＣＬＥ４１６１３からの所要の根源データ・アクセ
ス情報をコピーする。この時ＫＯＳアクセス制御システ
ムの手順６０２はそれ自体が戻るカッシェ・ミス・マイ
クロコード４２２０７に戻る。オフセット・フィールド
４１１０７が事象信号によって生成されたため、戻しは
ＪＰ１０１１４をして保護カッシェ・ミスを生じたメモ
リー照合を再び検査する。もし機密保護カッシェ１０２
３４が最後の保護カッシェ・ミスの結果としてラッチさ
れたならば、このミスは反復せず、もし所要の情報がＡ
ＰＡＭ１０９１８に存在しなかったため機密保護カッシ
ェ１０２３４はロードされなければ、このミスは反復し
ないが、情報が前のミスの結果ＡＰＡＭ１０９１８に置
かれたため、ＫＯＳマイクロコード４２２０７がこの時
機密保護カッシェ１０２３４におけるＫＯＳマイクロコ
ード４２２１５を構成する。ＫＯＳマイクロコード４２
２０７が戻る時、メモリーの照合が再び試みられるが、
この時機密保護カッシェ１０２３４は情報を含みミスは
反復しない。
【１２３４】ＫＯＳマイクロコード４２２０７は新たな
保護カッシェ・エントリ４２２１５を生じ、これを下記
の如く機密保護カッシェ１０２３４にロードする。即
ち、ミスを生じたメモリー照合が実行される時ＤＳＴ２
０２５６にラッチされた論理記述子２７４１１６からの
ＡＯＮ４１３０４と、ＧＲ１０３６０に含まれたその時
の主題のＡＳＮを用いて、カッシェ・ミス・マイクロコ
ードは、ＡＳＮにより表わされる主題とＡＯＮ４１３０
４により表わされたオブジェクトに対するＡＰＡＭＥ４
２１０６を見出し、ＡＰＡＭＥ４２１０６の内容をＪＰ
Ｄバス１０１４２に対するソースとして作用するＪＰ１
０１１４のレジスタに対してコピーする。これはまたオ
ブジェクトに対するＡＯＴＥ４１３０６を見出すためＡ
ＯＮ４１３０４を使用し、サイズ・フィールド４１５１
９の内容をＪＰＤバス１０１４２に対するソースである
別のＪＰ１０１１４に対してコピーする。これは次に、
連続するマイクロ命令において実行される３つの特殊な
マイクロ指令を用いて保護カッシェ・エントリ４２２１
５をラッチする。最初のマイクロ指令は保護カッシェ・
エントリ４２２１５のＴＳ２４０１０をＤＳＴ２０２５
６にラッチされた論理記述子２７１１６のＡＯＮ４１３
０４でラッチし、第２のマイクロ指令はオブジェクトの
サイズを機密保護カッシェ１０２３４のエクステント・
フィールドにロードし、また第３のマイクロ指令は同じ
方法でＡＰＡＭＥ４２１０６の指令をロードする。
【１２３５】別のマイクロ指令は機密保護カッシェ１０
２３４における全てのエントリ４２２１５を無効化す
る。フラッシングと呼ばれるこの操作は、１つのオブジ
ェクトが非活動状態にされる時、またはその時の主題が
代る時に実施される。その時の主題は、仮想プロセッサ
６１２がＪＰ１０１１４との束縛から解除される時は常
に、また呼出し側の手順６０２または戻し中の手順６０
２が実行する領域と異なる領域において実行する手順６
０２に対する呼出しまたはこれからの戻しを実施する時
は常に変化する。呼出しの場合、および仮想プロセッサ
６１２の束縛解除の場合、カッシェのフラッシュはＫＯ
Ｓ呼出しによって実施されてマイクロコードを指名しオ
ブジェクトの非活性化の場合には、これはカッシェ・フ
ラッシュ・マイクロコードを生じる特殊なＫＯＳＳＩＮ
を用いてＫＯＳ手順により実施されるのである。
【１２３６】Ｄ．プロセス １．プロセス６１０および仮想プロセッサ６１２の同期 プロセス６１０と、これが束縛される仮想プロセッサ６
１２が同時にＣＳ１０１１０に関して実行することがで
きるため、ＫＯＳは相互に依存するプロセス６１０を同
期させるための装置を提供しなければならない。例え
ば、もしプロセス６１０Ｂがある操作を実施し終るまで
プロセス６１０Ａが進行できなければ、Ｂの実行が完了
するまでＡの実行を延期するための機構が存在しなけれ
ばならない。一般に、次の４種類の同期処置が必要とな
る。即ち、 −１つのプロセス６１０は停止して、あるタスクが進行
する前にこのタスクを完了する別のプロセス６１０を待
機することができねばならない。 −プロセス６１０は別のプロセス６１０にあるメッセー
ジを送り、これが進行する前に返答を待機しなければな
らない。 −プロセス６１０があるデータ・ベースを共有する時、
１つのプロセス６１０は、最初のプロセス６１０がこの
データ・ベースを用いて完了するまでこのデータ・ベー
スから他のプロセス６１０を実行することができねばな
らない。 −１つのプロセス６１０は、別のプロセス６１０に割込
む、即ち第２のプロセス６１０をしてある動作を実施さ
せることができねばならない。
【１２３７】ＫＯＳは各種の同期操作のための内部機構
を有し、また更にＥＯＳに対する同期機構を供給する。
ＫＯＳは仮想プロセッサ６１２とＫＯＳのプロセッサ６
１０を同期させる内部機構を使用し、ＥＯＳは他の全て
のプロセス６１０を同期させるためＫＯＳによって供給
される機構を使用する。この内部機構は下記の如くであ
る。即ち、 −事象カウンタ、待機エントリおよび待機テーブル。以
下において詳細に説明するように、事象カウンタと待機
エントリはある操作を完了するため１つのプロセス６１
０を停止させて別のプロセス６１０を待機させる。事象
カウンタおよび待機エントリはまたプロセスの割込みを
構成するためにも使用される。待機エントリは待機テー
ブルに構成される。 −メッセージのキュー。メッセージ・キューは１つのプ
ロセス６１０があるメッセージを他のプロセス６１０に
送って回答を待つことを可能にする。メッセージ・キュ
ーは事象カウンタおよびキュー・データ構造により構成
されている。 −ロック。ロックは１つのプロセス６１０があるデータ
・ベースまたはコードのあるセグメントからの他のプロ
セス６１０を実行することを可能にする。ロックは、事
象カウンタおよびシーケンサと呼ばれる素子から構成さ
れる。
【１２３８】ＫＯＳは事象カウンタと、待機エントリ
と、メッセージ・キューをＥＯＳにより使用可能にす
る。これはロックを生じることなくシーケンサを生じそ
の結果ＥＯＳはそれ自体のロックを構成することができ
る。以下の論議は、事象カウンタ、待機エントリ、メッ
セージ・キュー、シーケンサおよびロックの論理的特性
を規定しかつこれについて説明する。本実施例における
それらの構成については、プロセス６１０と仮想プロセ
ッサ６１２の構成に沿って記述する。
【１２３９】ａ．事象カウンタ４４０８０１、待機エン
トリ４４０８０４および待機テーブル（図４４８，図４
４９） 事象カウンタ、待機エントリおよび待機テーブルはＫＯ
Ｓの同期システムの基本的な構成要素である。図４４８
は、事象カウンタおよび待機エントリを示している。図
４４９は本実施例の待機テーブルであるプロセス事象テ
ーブル４４７０５の簡単な図を示している。最初に図４
４８について見れば、事象カウンタ４４８０１は増加の
みが可能な値を保有するメモリーの領域である。本実施
例の１つにおいては、ページ誤りではないＫＯＳシステ
ムに対する事象カウンタ４４８０１は常にＭＥＭ１０１
１２に存在し、他の事象カウンタ４４８０１は、あるプ
ロセス６１０がこれらを照合せず、従ってＶＭＭシステ
ムとしてこれらをＭＥＭ１０１１２にロードさせなけれ
ばＥＤ１０１２４に記憶される。事象カウンタ４４８０
１に含まれる値は事象カウンタ値４４８０２と呼ばれ
る。本実施例においては、事象カウンタ４４８０１は６
４ビットのデータを保有し、その内６０ビットが事象カ
ウンタ値４４８０１を構成する。事象カウンタ４４８０
１は変数と呼ばれ、あるいは事象カウンタ４４８０１の
場所を保有する１２８ビットのＵＩＤポインタと呼ばれ
る。このＵＩＤポインタは事象カウンタ４４８０３と呼
ばれる。
【１２４０】待機エントリ４４８０４は待機テーブルに
おけるエントリの一構成要素である。本実施例において
は、２つの待機テーブル、即ちプロセス事象テーブル４
４７０５および仮想プロセッサ待機テーブル（ＶＰＡ
Ｔ）４５４０１が存在する。ＶＰＡＴ４５４０１は常に
ＭＥＭ１０１１２に存在する。既に述べたように、図４
４９はＰＥＴ４４７０５を示す。ＰＥＴ４４７０５とＶ
ＰＡＴ４５４０１の双方については後で詳細に説明す
る。各待機エントリ４４８０４は、事象カウンタ名前４
４８０３と、事象カウンタ値４４８０２と、プロセス６
１０または仮想プロセッサ６１２を識別するバック・リ
ンク４４８０５とを含む。このように、待機エントリ４
４８０４は、事象カウンタ４４８０１と、事象カウンタ
値４４８０２と、プロセス６１０または仮想プロセッサ
６１２間の関係を確保する。
【１２４１】次に図４４９について見れば、本実施例に
おいては、ユーザのプロセス６１０に対する全ての待機
エントリ４４８０４はＰＥＴ４４７０５に保有される。
ＰＥＴ４４７０５はまた他の情報も保有する。図４４９
は、待機エントリ４４８０４を示すＰＥＴ４４７０５の
部分のみを示している。ＰＥＴ４４７０５は特定の事象
カウンタ４４８０１に帰属する待機エントリ４４８０４
の迅速な位置決めを可能にするよう構成されている。Ｐ
ＥＴエントリ（ＰＰＴＥ）４４９０９は、これがＰＥＴ
４４７０５におけるリストに組合されることを可能にす
るリンクを含んでいる。ＰＥＴ４４７０５には４つの種
類のリストが存在する。即ち、 −事象カウンタ・リスト：これらのリストは、その事象
カウンタ名前４４８０３が１つの値に対してハッシュを
行なう事象カウンタ４４８０１に対する全てのＰＰＴＥ
４４９０９をリンクする。 −待機リスト：これらのリストは、あるプロセス６１０
が待機中である事象カウンタ４４８０１に対する全ての
ＰＰＴＥ４４９０９をリンクする。 −割込みリスト：これらのリストは、あるプロセス６１
０に対するある割込みを惹起させる事象カウンタ４４８
０１に対する全てのＰＰＴＥ４４９０９をリンクする。 −自由リスト：前記リストの１つにおいて使用されない
ＰＰＴＥ４４９０９が自由リストに存在する。
【１２４２】ある待機リストまたはある割込みリストに
存在する各ＰＰＴＥ４４９０９もまたある事象カウンタ
・リストに存在する。
【１２４３】最初に事象カウンタ・リストについて述べ
ればある事象カウンタ・リストにおける全てのＰＰＴＥ
４４９０９は１つの値に対してハッシュを行なう事象カ
ウンタ名前４４８０３を保有する。この値はハッシュ機
能４４９０１により生成され、次いでＰＥＴハッシュ・
テーブル（ＰＥＴＨＴ）４４９０３における指標として
使用される。ＰＥＴＨＴ４４９０３におけるこのエント
リは、事象カウンタ・リストのヘッドであるこのＰＰＴ
Ｅ４４９０９のＰＥＴ４４７０５において指標を含む。
ＰＥＴＥリスト４４９０４はこのような１つの事象カウ
ンタ・リストを表わす。このように事象カウンタ名前４
４８０３が与えられるとＫＯＳは事象カウンタ４４８０
１に帰属する全ての待機エントリ４４８０４を迅速に見
出すことができる。
【１２４４】本実施例においては、事象カウンタ４４８
０１の構成よび待機エントリ４４８０４を含むテーブル
は、プロセス６１０とこのプロセス６１０が束縛される
仮想プロセッサ６１２の双方を生じる。後で説明するよ
うに、プロセス６１０に帰属する多くの事象カウンタ４
４８０１および待機エントリ４４８０４は、プロセスの
仮想プロセッサ６１２に帰属する少数の事象カウンタ４
４８０１と待機エントリ４４８０４に対して多重化され
る。仮想プロセッサ６１２に帰属する事象カウンタ４４
８０１に対する待機エントリ４４８０４はＶＰＡＴ４５
４０１に含まれる。
【１２４５】ｂ．事象カウンタ４４８０１および待機エ
ントリ４４８０４の同期操作 ＫＯＳにより提供されるプロセス６１０の同期操作の最
も簡単な形態は、事象カウンタ４４８０１と待機エント
リ４４８０４のみを使用する。連携動作はこのように生
じる。即ち、プロセス６１０ＡはＫＯＳに待機操作を実
施することを要求し、即ち１つ以上の待機エントリ４４
８０４を確保すること、およびこの待機エントリの１つ
が満たされるまでプロセス６１０Ａを延期させることを
要求する。待機操作の要素においては、プロセス６１０
Ａはこれがどんな事象カウンタ４４８０１を待機中であ
るか、またこれらの事象カウンタ４４８０１が満たされ
るべきその事象カウンタ値４４８０２に対してどんな事
象カウンタ値４４８０２を持たなければならないかを規
定する。ＫＯＳが待機エントリ４４８０４を確保した
後、これはプロセス６１０Ａを延期する。プロセス６１
０Ａが延期させられる間、他のプロセス６１０がＫＯＳ
にプロセス６１０Ａの待機エントリ４４８０４において
規定された事象カウンタ４４８０１に関する拡張操作を
実施することを要求する。プロセス６１０が事象カウン
タ４４８０１に関する拡張操作を要求する毎に、ＫＯＳ
は事象カウンタ４４８０１を増進させて事象カウンタ４
４８０１の事象カウンタ４４８０１を検査する。最後に
は、事象カウンタ４４８０１はプロセス６１０の待機エ
ントリ４４８０４の１つを満たし、即ちプロセス６１０
Ａに対するその待機エントリ４４８０４に規定された事
象カウンタ値４４８０２と等しいかあるいはこれより大
きな値に達する。この時点において、ＫＯＳはプロセス
６１０Ａが実行を再開することを許容する。プロセス６
１０Ａが実行を再開する時、これはその待機エントリ４
４８０４の全てを削除するのである。
【１２４６】Ｅ．仮想プロセッサ６１２（図４５３） 前述の如く、仮想プロセッサ６１２はプロセス６１０が
ＭＥＭ１０１１２に対するアクセスを行なう手段として
論理的に規定することができる。物理的には、仮想プロ
セッサは、仮想プロセッサ６１２をＪＰ１０１１４に対
して束縛しまたこれらプロセッサをＪＰ１０１１４から
解除するＫＯＳマイクロコードがこの束縛および解除操
作の実施を要求する情報を保有するＭＥＭ１０１１２の
領域である。図４５３は仮想プロセッサ６１２を示す。
仮想プロセッサ６１２に帰属するＭＥＭ１０１１２の領
域は仮想プロセッサ６１２の仮想プロセッサの状態ブロ
ック（ＶＰＳＢ）６１４である。ＣＳ１０１１０におけ
る各仮想プロセッサ６１２は１つのＶＰＳＢ６１４を有
する。これと共に、ＶＰＳＢ６１４はＶＰＳＢアレイ４
５３０１を構成する。仮想プロセッサの管理システム内
部においては、各仮想プロセッサ６１２はＶＰＳＢアレ
イ４５３０１における仮想プロセッサ６１２のＶＰＳＢ
６１４の指標であるそのＶＰＳＢアレイ４５３０１によ
り既知である。仮想プロセッサ６１２はマイクロＶＰリ
スト（ＭＶＰＬ）４５３０９に含まれるリストによって
管理される。各仮想プロセッサ６１２はＭＶＰＬ４５３
０９におけるエントリ（ＭＶＰＬＥ）４５３２１を有
し、また仮想プロセッサ６１２が状態を変化する時、仮
想プロセッサ管理マイクロコードはこれをＭＶＰＬ４５
３０９における１つのリストから別のリストに移動す
る。
【１２４７】ＶＰＳＢ６１４は２つの種類の情報を保有
する。即ち、ＶＰＳＢ６１４の仮想プロセッサ６１２に
束縛されるプロセス６１０と帰属する手順オブジェクト
９０１からの情報と、仮想プロセッサ６１２の管理のた
め仮想プロセッサ管理システムにより使用される情報で
ある。手順オブジェクト９０１からの最も重要な情報は
下記の如きものである。即ち、 −プロセス６１０の主なプロセスＵＩＤ４０４０１、お
よび −プロセス６１０のスタックオブジェクト４４７０３の
ためのＡＯＮ４１３０４。（ＶＰＳＢ６１４は、プロセ
ス６１０が仮想プロセッサ６１２に束縛される限りスタ
ックオブジェクト４４７０３に帰属するＡＯＮ４１３０
４が変化しないことをＫＯＳが保証するため、ＡＯＮ４
１３０４を使用する。） プロセス６１０のＳＳオブジェクト１０３３６のＡＯＮ
４１３０４が与えられると、仮想プロセッサ管理システ
ムは、プロセス６１０の仮想プロセッサ６１２がＪＰ１
０１１４に束縛される時ＪＰ１０１１４に帰属するレジ
スタに移動されるプロセス６１０の状態の部分を見出す
ことができる。同様に、仮想プロセッサ６１２がＪＰ１
０１１４から解除される時仮想プロセッサ管理システム
はＪＰ１０１１４の内容をＳＳ１０３３６における適正
な場所に移動することができる。
【１２４８】ａ．仮想プロセッサの管理（図４５３） ＥＯＳは仮想プロセッサ６１２に関する６つの操作を実
施可能である。即ち、 −要求ＶＰ操作はＥＯＳがＫＯＳから仮想プロセッサ６
１２を要求することを許容する。 −解放ＶＰ操作はＥＯＳが仮想プロセッサ６１２をＫＯ
Ｓに戻すことを許容する。 −束縛操作はプロセス６１０を仮想プロセッサ６１２に
束縛する。 −解除操作はプロセス６１０の仮想プロセッサ６１２か
ら解除する。 −実行操作はＫＯＳがプロセス６１０の仮想プロセッサ
６１２をＪＰ１０１１４に束縛することを許容する。 −停止操作はＫＯＳがプロセス６１０の仮想プロセッサ
６１２をＪＰ１０１１４に対し束縛することを阻止す
る。上記の操作リストから判るように、ＥＯＳはＪＰ１
０１１４に対する仮想プロセッサ６１２の実際の束縛に
対する直接的な影響を持たない。この操作は、ディスパ
ッチャと呼ばれるＫＯＳマイクロコードの一構成要素に
よって実施される。ディスパッチャのマイクロコードは
次の４つの事柄の１つが生じる時は常に実行される。即
ち、 −その仮想プロセッサ６１２がその時ＪＰ１０１１４に
対して束縛されるプロセス６１０が待機操作を実行する
こと。 −その仮想プロセッサ６１２がその時ＪＰ１０１１４に
対して束縛されるプロセス６１０が、他のあるプロセス
６１０に対する事象カウンタ４４８０１を満たす拡張操
作を実行すること。 −ＩＮＴＴＭＲ２５４１０またはＥＧＧＴＭＲ２５４１
２が桁あふれを生じて、ディスパッチャ・マイクロコー
ドを生じる事象信号を生じること。 −ＩＯＪＰバス１０１３２が活動状態になって、ディス
パッチャ・マイクロコードを生じる事象信号を生じるこ
と。ＩＯＳ１０１１６は、ＩＯＪＰバス１０１３２がＪ
Ｐ１０１１４に対するＭＥＭ１０１１２に対してデータ
をロードする時ＩＯＪＰバス１０１３２を活動状態にさ
せる。
【１２４９】ディスパッチャ・マイクロコードはこれら
の事象の１つにより生じる時、ＭＶＰＬ４５３０９にお
けるリストを検査してどの仮想プロセッサ６１２が次に
実行するかを判定する。本論のオブジェクトにおいて
は、２つのリスト、即ち実行中のリストおよび妥当なリ
ストのみが重要である。本実施例においては、実行中の
ＭＶＰＬＥ４５３２１が先行する実行中のリストが１つ
のＭＶＰＬＥ４５３２１、即ちその時ＪＰ１０１１４に
対して束縛される仮想プロセッサ６１２を表わすものの
みを含む。多重ＪＰ１０１１４の実施例においては、実
行中のリストは１つ以上のＭＶＰＬＥ４５３２１を持つ
ことができる。妥当リスト・ヘッド４５３１３が先行す
る妥当リストはＪＰ１０１１４に対して束縛することが
できる仮想プロセッサ６１２を表わすＭＶＰＬＥ４５３
２１を保有する。妥当リストにおけるＭＶＰＬＥ４５３
２１はＥＯＳにより優先順位が割当てられたプロセス６
１０により指令される。ＫＯＳディスパッチャ・マイク
ロコードが生じる時は常に、その仮想プロセッサ６１２
のＭＶＰＬＥ４５３２１が実行リストにあるプロセス６
１０の優先順位を、その仮想プロセッサ６１２のＭＶＰ
ＬＥ４５３２１が妥当リストの先頭にあるプロセス６１
０の優先順位と比較する。もし後者のプロセス６１０が
高い優先順位を持つならば、ＫＯＳディスパッチャ・マ
イクロコードは、前者のプロセス６１０の仮想プロセッ
サ６１２に帰属するＭＶＰＬＥ４５３２１を妥当リスト
に置き、また後者のプロセス６１０の仮想プロセッサ６
１２に帰属するＭＶＰＬＥ４５３２１を実行リストに置
く。次にディスパッチャ・マイクロコードは前者のプロ
セス６１０に帰属するＪＰ１０１１４における状態を前
者のプロセス６１０のＳＳ１０３３６に移動することに
より、また後者のプロセス６１０に帰属するＪＰ１０１
１４の状態を後者のプロセス６１０のＳＳ１０３３６か
らＪＰ１０１１４に移動することによってプロセス６１
０をスワップする。
【１２５０】ｂ．仮想プロセッサ６１２および同期操作
（図４５４） 同期操作があるプロセス６１０に関して実施される時、
この操作の結果の１つは仮想プロセッサ６１２に関する
同期操作である。例えば、プロセス６１０に対する待機
エントリ４４８０４を満たす拡張操作は、プロセス６１
０の仮想プロセッサ６１２に対する第２の待機エントリ
４４８０４を満たす拡張操作を生じる。同様に、仮想プ
ロセッサ６１２に関して実施された同期操作は、その結
果仮想プロセッサ６１２のプロセス６１０に関する同期
操作を行なうことができる。例えば、もし仮想プロセッ
サ６１２がファイル入出力を生じるある操作を実施する
ならば、仮想プロセッサ６１２のプロセス６１０は入出
力操作の完了を待機しなければならない。
【１２５１】図４５４は、これにより処理レベル同期操
作が仮想プロセッサ・レベルの同期操作を惹起しかつそ
の逆の結果も生じる手段を示している。本論は最初に、
処理レベルの同期操作を仮想プロセッサ６１２に対して
転送する構成要素、およびこれらの操作が行なわれる方
法について記述する。次いで、仮想プロセッサ・レベル
の同期操作をプロセス６１０に対して転送する構成要素
およびこれら構成要素の作用について記述する。
【１２５２】第１の組の構成要素はＶＰＳＢＡ４５３０
１とＶＰＡＴ４５４０１からなる。ＶＰＳＢＡ４５３０
１は本例においては２つのＶＰＳＢ６１４を有するもの
として示されるが、その１つはあるユーザ・プロセス６
１０にされた仮想プロセッサ６１２に帰属するものであ
り、もう１つはＫＯＳプロセス管理プロセス６１０に束
縛されたある仮想プロセッサ６１２に帰属するものであ
る。ＶＰＡＴ４５４０１は待機エントリ４４８０４の仮
想プロセッサ・レベル・テーブルである。各待機エント
リ４４８０４が１つのＶＰＡＴエントリ（ＶＰＡＴＥ）
４５４０３に含まれる。１つのプロセス６１０に束縛さ
れる各仮想プロセッサ６１２はＶＰＡＴ４５４０１にお
ける４つのＶＰＡＴＥ４５４０３の１つのＶＰＡＴチャ
ンク４５４０２を有し、このため如何なる時も４つまで
の事象カウンタ４４８０１を待機することができる。仮
想プロセッサ６１２のＶＰＡＴチャンク４５４０２の場
所は、仮想プロセッサ６１２のＶＰＳＢ６１４に保持さ
れる。ある拡張操作が仮想プロセッサ６１２に帰属する
待機エントリ４４８０４のどれかを満たす時、仮想プロ
セッサ６１２のＶＰＡＴチャンク４５４０２の待機エン
トリ４４８０４における全てが削除される。ＰＥＴ４４
７０５におけるように、ある事象カウンタ４４８０１を
待機中の待機エントリ４４８０４を含むＶＰＡＴＥ４５
４０３は１つのリストにおいて一緒にリンクされる。
【１２５３】ユーザのプロセス６１０に対して束縛され
た仮想プロセッサ６１２に対するＶＰＡＴＥ４５４０３
はユーザプロセス６１０の専用事象カウンタ４５４０５
に対する待機エントリ４４８０４を含むことができる。
専用事象カウンタ４５４０５はプロセス６１０の手順オ
ブジェクト９０１に含まれる。これは、プロセス６１０
に帰属するＰＥＴリストに関するＰＰＴＥ４４９０９に
おける待機エントリ４４８０４が満たされる毎に拡張さ
れる。これらの構成要素は下記の如く作用する。即ち、
ＫＯＳがプロセス６１０に関して１つの待機操作を実施
する時、これはＰＥＴ４４７０５とＶＰＡＴ４５４０１
の双方において待機エントリ４４８０４を行ない、プロ
セス６１０の仮想プロセッサ６１２をＭＶＰＬ４５３０
９における延期されたリストに置く。前述の如く、ＰＥ
Ｔ４４７０５における待機エントリ４４８０４は、待機
エントリ４４８０４を生じた待機操作に指定された事象
カウンタ４４８０１を待機する。ＶＰＡＴ４５４０１に
おける待機エントリ４４８０４はプロセス６１０の専用
事象カウンタ４５４０５を待機する。ＰＥＴ４４７０５
におけるプロセス６１０に帰属する待機エントリ４４８
０４が満たされる毎に、プロセス６１０の専用事象カウ
ンタ４５４０５が増進させられる。専用事象カウンタ４
５４０５の増進はＶＰＡＴ４５４０１におけるプロセス
６１０のプロセス６１０に対する事象カウンタ４４８０
１を満たし、その結果、ＫＯＳは仮想プロセッサ６１２
のＶＰＡＴＥ４５４０３を削除してＭＶＰＬ４５３０９
における仮想プロセッサ６１２のＭＶＰＬＥ４５３２１
を延期されたリストから妥当リストに移動する。
【１２５４】仮想プロセッサ６１２が同期操作をプロセ
ス６１０に対して転送することを可能にする構成要素は
下記の如くである。即ち、対外信号オブジェクト（ＯＳ
Ｏ）４５４０９と、多重化された対外信号事象カウンタ
４５４０７と、ＰＥＴ４４７０５である。ＯＳＯ４５４
０９は、ユーザのプロセス６１０が待機中の諸操作を実
施する時、ＫＯＳＦＵ１０１２０マイクロコードが増進
させる事象カウンタ４４８０１を保有する。ＯＳＯ４５
４０９における事象カウンタ４４８０１はＰＥＴ４４７
０５における事象カウンタ４４８０１によって待機され
る。ＫＯＳＦＵ１０１２０マイクロコードがＯＳＯ４５
４０９における事象カウンタ４４８０１を増進させる度
に、これはまた多重化された対外信号事象カウンタ４５
４０７を増進する。これは、ＫＯＳプロセス６１０に束
縛された仮想プロセッサ６１２に帰属するＶＰＡＴ４５
４０１における待機エントリ４４８０４によって待機さ
れる。ＫＯＳプロセス管理プロセス６１０に束縛された
仮想プロセッサ６１２が再びＪＰ１０１１４に束縛され
る時、ＫＯＳプロセス管理プロセス６１０はＯＳＯ４５
４２３における事象カウンタ４４８０１に帰属する全て
のＰＰＴＥ４４９０９を検査する。もし事象カウンタ４
４８０１における事象カウンタ４４８０１の増進がＰＰ
ＴＥ４４９０９のプロセス６１０を満たすならば、この
プロセス６１０の専用事象カウンタ４５４０５は前述の
如く増進され、プロセス６１０は再び実行することがで
きる。
【１２５５】ユーザ入出力操作は、構成要素が如何にし
て一緒に作用するかを示している。各ユーザ入出力チャ
ネルがＯＳＯ４５４０９における１つの事象カウンタ４
４８０１を有する。あるプロセス６１０が１つのチャネ
ルにおけるあるユーザ入出力操作を実施する時、ＥＯＳ
入出力ルーチンが、ＯＳＯ４５４０９におけるこのチャ
ネルの事象カウンタ４４８０１に対するプロセス６１０
に帰属するＰＥＴ４４７０５のリストにおいて１つの待
機エントリ４４８０４を確立する。入出力操作が完了す
ると、ＩＯＳ１０１１６はＭＥＭ１０１１２においてＪ
Ｐ１０１１４に対するメッセージを置いてＩＯＪＰバス
１０１３２を活動状態にする。ＩＯＪＰバス１０１３２
の活動状態は、ＫＯＳマイクロコードを生じるある事象
信号を生じる。このマイクロコードはＩＯＳ１０１１６
からのメッセージを検査してどのチャネルが呼出される
かを判定し、次いでＯＳＯ４５４０９および多重化され
た対外信号事象カウンタ４５４０７におけるこのチャネ
ルに対する事象カウンタ４４８０１を増進させる。この
対外信号事象カウンタ４５４０７はＶＰＡＴ４５４０１
におけるプロセス管理プロセス６１０の仮想プロセッサ
６１２に対する待機エントリ４４８０４を満たし、プロ
セス管理プロセス６１０は実行を開始する。プロセス管
理プロセス６１０はＯＳＯ４５４０９を検査して、プロ
セス管理プロセス６１０が最後に実行してからＯＳＯ４
５４０９におけるどの事象カウンタ４４８０１が増進さ
れるかを判定し、またこれがこのような事象カウンタ４
４８０１を見出す時、これはこの事象カウンタ４４８０
１に対するＰＥＴ４４７０５における事象カウンタ・チ
ェーンを検査する。もしこれがこの増進操作が事象カウ
ンタ・チェーンにおける待機エントリ４４８０４を満た
したことを見出すならば、これは待機エントリ４４８０
４に規定されるプロセス６１０に帰属する専用事象カウ
ンタ４５４０５を増進させ、これにより前述の如くこの
プロセス６１０に実行を再開させるのである。
【１２５６】Ｆ．プロセス６１０のスタック操作 ＣＳ１０１１０に対する説明の本項においては、プロセ
ス６１０のＭＡＳ５０２およびＳＳ５０４が操作される
方法について記述する。前述の如く、ＣＳ１０１１０に
おいては、プロセス６１０のＭＡＳ５０２およびＳＳ５
０４がいくつかのオブジェクトに含まれている。本実施
例においては、５つのオブジェクトが存在する。即ち、
１つはマクロスタック（ＭＡＳ）（ＭＡＳオブジェクト
１０３２８乃至１０３２４）の各定義域に対するもの、
１つは機密保護スタック（ＳＳ）（ＳＳオブジェクト１
１３３６）に対するものである。他の実施例において
は、プロセス６１０のＭＡＳ５０２はユーザ規定の定義
域に対するオブジェクトを保有し得る。あるプロセス６
１０のＭＡＳ５０２およびＳＳ５０４が多くのオブジェ
クトに含まれるが、これらは単一の論理スタックとして
機能する。いくつかのオブジェクトへの分割は２つの事
柄、即ち、手順６０２により照合される１つのオブジェ
クトが手順６０２の実行領域を有することを要求する機
密保護システムの定義域構成要素と、マイクロ機械の状
態とＫＯＳによってのみ操作することができる状態に対
するユーザ・プログラムに対しアクセス不能なある場所
に対する要求である。
【１２５７】スタック操作は、下記の情況の下に生じ
る。即ち、 −手順６０２が生じるか、あるいは戻しＳＩＮが実行さ
れる時。手順６０２の呼出しは１つの呼出しＳＩＮによ
って行なわれる。呼出しは、呼出された手順６０２にお
ける最初のＳＩＮに対する制御の転送を生じ、戻しＳＩ
Ｎは呼出しＳＩＮに続く呼出し手順６０２におけるＳＩ
Ｎに対して戻す制御の返送を生じる。 −非局所ＧＯ−ＴＯのＳＩＮが実行される時。この非局
所ＧＯ−ＴＯは前にプロセス６１０により呼出されかつ
その呼出しが未だ終了していないある手順６０２におけ
る任意の位置に対する制御の転送を生じる。 −ある条件が生じる時。即ち、あるプログラムにおける
あるステートメントの実行が実行プロセス６１０を前に
確保されたハンドラ手順６０２の実行を要求する状態に
置く時。 −あるプロセス６１０が割込みされる時、プロセス６１
０に対するある割込みエントリ４５７１８が満たされる
時。
【１２５８】スタック操作において呼出された機構のほ
とんどは呼出しおよび戻しにおいて使用され、従ってこ
れらの操作は詳細に処理され、他の操作は呼出しおよび
戻しとは異なるもののみである。本論は最初に呼出しお
よび戻し操作について紹介し、次いでスタックについて
詳細に説明し、最後に呼出しおよび戻しその他の操作に
ついて詳細に分析する。
【１２５９】１．呼出しおよび戻しの概要 あるプロセス６１０が１つのプログラムを実行する時、
これは呼出しおよび戻しＳＩＮを実行する。ある呼出し
ＳＩＮは１つの手順６０２の呼出しを開始し、ある戻し
ＳＩＮはこの呼出しを終了する。一般に、１つの呼出し
ＳＩＮは下記の事柄を行なう。即ち、 −これは、呼出しＳＩＮを含む手順６０２のプロセス６
１０の実行の状態を保管する。この状態に含まれている
のは、呼出しＳＩＮが完了した後手順６０２の実行を継
続するため必要な情報である。この状態の部分は手順６
０２のマクロ状態呼出しと呼ばれる。 −これは、手順６０２と呼ばれる実行を開始することを
プロセス６１０が要求する状態を生じる。 −これは、呼出された手順６０２のコードにおける最初
のＳＩＮに制御を転送する。戻しＳＩＮ操作はその反対
を行なう。即ち、これは呼出された手順６０２の状態を
解放し、この保管された呼出し側の手順６０２の状態を
復元し、呼出しＳＩＮに続く呼出し側の手順６０２にお
けるＳＩＮに対して制御を転送する。ある手順６０２の
呼出しは、制御を手順６０２に転送する呼出しＳＩＮの
実行から、呼出しＳＩＮを含んだ手順６０２に対して再
び制御を返送する戻しＳＩＮの実行まで継続する。１つ
のプロセス６１０によるある手順６０２のある呼出しに
帰属する状態は、手順６０２の呼出し状態と呼ばれる。
【１２６０】呼出しおよび戻し操作が多く異なる方法で
構成することができるが、これら操作をスタックを用い
て構成することが有利である。ある呼出しがある手順６
０２に対する呼出し状態を生じる時、この呼出し状態プ
ロセス６１０のスタックの最上位に対して加えられる。
１つの手順６０２の呼出し状態を含む１つのスタックの
領域はフレームと呼ばれる。ある呼出された手順６０２
は別の手順６０２を読出すことができるため、また更に
別の手順６０２を読出すことができるため、スタックは
多数のフレームを持つことができ、各フレームはプロセ
ス６１０による手順６０２の呼出しから生じる呼出し状
態を含み、各フレームはこれが提供する呼出しが続く限
り継続する。呼出された手順６０２がその呼出し側に戻
る時、これが実行するフレームは解放され、呼出し側は
そのフレームについての実行を再開する。その時１つの
プロセス６１０により実行中の手順６０２は、このよう
に常にプロセス６１０のＭＡＳ５０２の最上位のフレー
ムに関して実行するのである。
【１２６１】ＣＳ１０１１０における呼出しおよび戻し
は、プロセス６１０の状態の保存のためスタックを使用
する他のコンピュータ・システムにおける場所と同様な
論理的挙動を示す。１つのプロセス６１０が１つの呼出
しＳＩＮを実行する時、このＳＩＮはマクロ状態として
ＡＢＰのその時の値と、呼出し側の手順６０２の実行が
継続すべきＳＩＮの場所と、手順６０２のＳ言語に対す
るＳインタプリタを保有するＳインタプリタオブジェク
トに帰属する呼出し側の手順６０２の名前テーブル１０
３５０とＵＩＤ４０４０１に対するポインタの如き情報
を保管する。この時呼出しＳＩＮは呼出された手順６０
２に対するスタック・フレームを形成し、適正なＡＢＰ
値と、呼出された手順６０２の名前テーブル１０３５０
の場所と、そのＳインタプリタオブジェクトに帰属する
ＵＩＤ４０４０１を取得し、新たに形成されたスタック
・フレームに関する新たに生じた手順６０２の実行を開
始する。この戻しＳＩＮ操作は、スタック・フレームを
削除し、呼出しＳＩＮの間保管されたマクロ状態からＡ
ＢＰ値および名前インタプリタ情報を取得し、次いで制
御を呼出し側の手順６０２の実行が継続すべきＳＩＮに
対して転送する。
【１２６２】しかし、呼出しおよび戻し操作が構成され
る方法はＣＳ１０１１０のアクセス制御システムにより
大きく影響を受ける。広義において、ＣＳ１０１１０に
は２つの種類の呼出しおよび戻し操作がある。即ち、Ｋ
ＯＳにより仲介されるものと、そうでないものである。
以下の論議においては、前者の種類の呼出しおよび戻し
操作は仲介された呼出しおよび戻し操作と呼び、また後
者は近隣呼出しおよび戻し操作と呼ばれる。ＣＳ１０１
１０により実行されるほとんどの呼出しおよび戻し操作
は近隣呼出しおよび戻しであり、仲介呼出しおよび戻し
は、典型的にはユーザ手順６０２がＥＯＳ手順６０２を
呼出し、更にこれらがＫＯＳ手順６０２を呼出す時に実
行される。仲介呼出しは、ＣＳ１０１１０のこれらの諸
機器を誤使用から保護しながらＣＳ１０１１０の機器を
ユーザプロセス６１０から使用可能にし、従って一般に
現在の技術におけるシステム呼出しと同じオブジェクト
に役立つものである。以下の論議において判るように、
仲介呼出しは、近隣呼出しに勝るＣＳ１０１１０のオー
バーヘッドを必要とするが、余分のオーバーヘッドは本
技術におけるシステム呼出しによって一般的に必要とさ
れるものよりは少ない。
【１２６３】仲介呼出しおよび戻しはＳインタプリタ、
名前空間およびＫＯＳマイクロコードを生じる。Ｓイン
タプリタおよび名前空間マイクロコードは呼出しに関与
する名前を解釈し、また単にＳインタプリタに対してア
クセス可能なマクロ状態の部分を修正するのみである。
残るマクロ状態は、呼出しＳＩＮの過程において生じる
ＫＯＳマイクロルーチンによって修正される。仲介呼出
し操作は、プロセス６１０の主題が呼出し操作の発生時
に実行アクセスを行なうオブジェクトに含まれるどんな
手順６０２に対しても行なうことができる。仲介呼出し
および戻し操作は、以下の情況において行なわれなけれ
ばならない。即ち、 −呼出された手順６０２は呼出し側の手順６０２により
使用されるものからの異なる手順環境記述子（ＰＥＤ）
３０３０３を有する。このような呼出しは交差ＰＥＤ呼
出しと呼ばれる。 −呼出された手順６０２が呼出し側の手順６０２からの
異なる手順オブジェクト６０８に存在する時。このよう
な呼出し操作は交差手順オブジェクト呼出しと呼ばれ
る。 −呼出された手順６０２の手順オブジェクト６０８が呼
出し側の手順６０２の手順オブジェクト６０８の領域と
異なる実行（ＤＯＥ）属性の領域を有し、従ってその呼
出し状態を呼出し側の手順６０２により使用されるもの
と異なるＭＡＳオブジェクトにその呼出し状態を置かね
ばならない時。このような呼出し操作は交差領域呼出し
と呼ばれる。
【１２６４】前述の全ての呼出し操作において、この呼
出しの完了のため必要とされる情報はＳインタプリタに
対しては使用できず、その結果ＫＯＳ仲介操作が呼出し
の完了のため要求される。近隣呼出しおよび戻し操作は
単に２つのマクロ状態の構成要素、即ちその時のＳＩＮ
に対するポインタおよびＦＰのＡＢＰしか修正しない。
これらの構成要素の双方は、呼出された手順６０２が同
じＰＥＤ３０３０３を有する限りＳインタプリタに対し
て使用可能であり、即ち同じ名前テーブル１０３５０お
よびＳインタプリタまたは呼出し側の手順６０２を使用
し、また呼出し側の手順６０２と同じシラブル・サイズ
を有する名前を有する。この呼出しおよび戻しＳＩＮは
各Ｓ言語に特有のものであるが、これらはその一般的な
挙動において相互に相似する。以下の論議は専らこの一
般的な挙動について述べ、仲介呼出しおよび戻し操作を
中心とする。この論議は最初に１つのプロセス６１０に
帰属するＭＡＳ５０２およびＳＳ５０４、および呼出し
および戻し操作に含まれる手順オブジェクト６０８の各
部について述べ、次いで呼出しおよび戻し操作の構成に
ついて述べる。
【１２６５】２．マクロスタック（ＭＡＳ）５０２（図
４６７） 図４６７は、プロセス６１０のＭＡＳ５０２に帰属する
オブジェクトの概略を示す。同図の説明の後には、ＭＡ
Ｓオブジェクトの各部の詳細な説明を含む他の図面の説
明が続く。
【１２６６】最小規模において、ＭＡＳオブジェクト４
６７０３は、これを構成する他の素子に対して留保され
た未使用の記憶装置４６７２７と共にＫＯＳ ＭＡＳヘ
ッダ１０４１０を構成する。もしプロセス６１０が、そ
のＤＯＥがＭＡＳオブジェクト４６７０３に対するアク
セスを要求するものである手順オブジェクト６０８にお
いて含まれた手順６０２の呼出しから未だ戻らなけれ
ば、ＭＡＳオブジェクト４６７０３は更に１つのスタッ
ク・ベース４６７０３および少なくとも１つのＭＡＳフ
レーム４６７０９を更に構成する。
【１２６７】各４６７０９はＭＡＳオブジェクト４６７
０３により要求されるＤＯＥ属性を有する手順オブジェ
クト６０８において含まれる手順６０２の１つの仲介さ
れた呼出しを表わし、また更にこの手順６０２の手順オ
ブジェクト６０８を共有する手順６０２の近隣呼出しを
表わすことができる。最上位のＭＡＳフレーム４６７０
９は、ＭＡＳオブジェクト４６７０３により要求される
ＤＯＥ属性を有する手順６０２の呼出しの最も新しいグ
ループを表わし、また最下位のＭＡＳフレーム４６７０
９はこれからプロセス６１０が未だ戻らない呼出しの最
も早いグループを表わす。他の領域の実行を含む手順６
０２の呼出しのためのフレームは、他のＭＡＳオブジェ
クト４６７０３に含まれる。以下において詳細に説明す
るように、異なるＭＡＳオブジェクト４６７０３におけ
るＭＡＳフレーム４６７０９はポインタによりリンクさ
れる。
【１２６８】ＭＡＳ領域スタック・ベース４６７０３は
２つの主な部分、即ちＭＡＳオブジェクト４６７０３を
操作するＫＯＳマイクロコードにより使用される情報を
含むＫＯＳ ＭＡＳヘッダ１０４１０と、ＭＡＳオブジ
ェクト４６７０３の領域に関する情報と、静的情報即ち
ＭＡＳオブジェクト４６７０３に関するＭＡＳフレーム
４６７０９を有する手順６０２により使用される呼出し
より長く持続する情報を保有する領域毎の情報を有す
る。ＭＡＳフレーム４６７０９もまた２つの主な部分、
即ちＭＡＳフレーム４６７０９の操作のためＫＯＳによ
り使用される情報を含むＫＯＳフレーム・ヘッダ１０４
１４と、その呼出しがＭＡＳフレーム４６７０９により
表わされる手順６０２のグループを実行する時、Ｓイン
タプリタから使用可能な情報を保有するＳインタプリタ
部分４６７１３とを有する。
【１２６９】読出しおよび戻し操作を行なう時、前記Ｓ
インタプリタおよびＫＯＳマイクロコードはＭＡＳオブ
ジェクト４６７０３における場所に対するポインタのグ
ループを使用する。これらのポインタは下記のものから
なる。即ち、 −ＭＡＳオブジェクトＵＩＤ４６７１５、ＭＡＳオブジ
ェクト４６７０３のＵＩＤ４０４０１である。 −ＭＡＳオブジェクト４６７０３における最初のＭＡＳ
フレーム４６７０９に帰属するＫＯＳフレーム・ヘッダ
１０４１４の始めを見出す最初のフレーム・オフセット
（ＦＦＯ）４６７１９。 −ＭＡＳオブジェクト４６７０３における最上位のＫＯ
Ｓフレーム・ヘッダ１０４１４の始めを見出すフレーム
・ヘッダ・ポインタ（ＦＨＰ）４６０７０２。 −スタック最上位オフセット（ＳＴＯ）４６７０４、即
ち未使用の記憶装置４７７２７における最初のビットを
表示するＭＡＳオブジェクトＵＩＤ４６７１５からの３
２ビットのオフセット。ここで判るように、これら全て
のポインタがＫＯＳ ＭＡＳヘッダ４６７０５における
フィールドに含まれる。
【１２７０】ａ．ａ．ＭＡＳベース１０４１０（図４６
８） 図４６８は、ＭＡＳ領域ＫＯＳ ＭＡＳヘッダ１０４１
０の詳細を示す図である。最初に同図に含まれるＫＯＳ
ＭＡＳヘッダ４６７０５の詳細図について説明する
と、以下の如きフィールドが含まれる。即ち、 −ＫＯＳ ＭＡＳヘッダ４６７０５のフォーマットに関
する情報を含むフォーマット情報フィールド４６８０
１。 −フラッグ・フィールド４６８０３。これらのフラッグ
の内、唯１つ、即ち領域の活動状態フラッグ４６８０４
が本論において重要である。このフラッグは、ＭＡＳオ
ブジェクト４６７０３が帰属するプロセス６１０が、そ
の呼出し記録がＫＯＳ ＭＡＳヘッダ４６７０５が帰属
するＭＡＳオブジェクト４６７０３に保有される最上位
のＭＡＳフレーム４６７０９を構成する手順６０２の呼
出し操作を実行中である時、「真の」状態にセットされ
る。 −ＦＦＯフィールド４６８０５。全てのＫＯＳ ＭＡＳ
ヘッダ４６７０５およびＭＡＳフレーム４６７０９は、
ＭＡＳオブジェクト４６７０３における前および後のヘ
ッダを見出すオフセットを含むフィールドを有する。１
つのＫＯＳ ＭＡＳヘッダ４６７０５においては、前の
ヘッダは部分せず、このフィールドは０にセットされ
る。 −ＦＦＯフィールド４６８０５。このフィールドは以降
のヘッダを見出す。ＫＯＳ ＭＡＳヘッダ４６７０５に
おいては、次のヘッダがＭＡＳオブジェクト４６７０３
における最初のフレーム・ヘッダであるため、このフィ
ールドはＦＦＯ４６７１９を含む。 −ＳＴＯフィールド４６８０７。このフィールドはＳＴ
Ｏオフセット４６７０４を含む。 −プロセスＩＤフィールド４６８０９。即ち、ＭＡＳオ
ブジェクト４６７０３が帰属するプロセス６１０に対す
る手順オブジェクト９０１に帰属するＵＩＤ４０４０
１。 −領域環境情報ポインタ・フィールド４６８１１。この
フィールドに含まれるポインタは領域固有情報を含む領
域を見出す。本実施例においては、この領域はＫＯＳ
ＭＡＳヘッダ１０４１０の一部であるが、しかし他の実
施例においてはこれは別のオブジェクトに保有すること
ができる。 −信号側ポインタ・フィールド４６８１３。このフィー
ルドに含まれるポインタは、あるプロセス６１０がＭＡ
Ｓオブジェクト４６７０３が帰属する領域において実行
中このプロセス６１０の実行が１つの条件を生じさせる
時にＫＯＳが生じる１つの手順６０２を見出す。 −ＡＡＴポインタ・フィールド。フィールド３０２１１
におけるこのポインタがＭＡＳオブジェクト４６７０３
に対するＡＡＴ３０２０１を見出す。ＡＡＴ３０２０１
については第３章に詳細に説明した。 −フレーム・ラベル・シーケンサ・フィールド４６８１
９。このフィールドはシーケンサ４５１０２を含む。シ
ーケンサ４５１０２は、非論理的ＧＯ−ＴＯ命令が実行
される時ＭＡＳフレーム４６７０９を見出すため使用さ
れるラベルを生成するために使用される。
【１２７１】次に、領域環境情報ポインタ・フィールド
４６８１１により見出される領域環境情報４６８２１の
詳細な点については、下記のフィールドが存在する。即
ち、 −ＫＯＳフォーマット情報フィールド４６８２３。 −下記のフラッグを含むフラッグ・フィールド４６８２
５。即ち、 −プロセス６１０がＭＡＳオブジェクト４６７０３が帰
属する領域に対して継続中の割込みを行なう時「真」の
状態にセットされた継続割込みフラッグ４６８２７。 −プロセス６１０がもはやＭＡＳオブジェクト４６７０
３が帰属するものと等しい実行の領域を有する手順６０
２を実行できない時「真」の状態にセットされた領域デ
ット・フラッグ４６８２９。 −エントリ・フラッグ４６８３３に関する呼出し検査、
および出口フラッグ４６８３５に関する呼出し検査。前
者のフラッグは、手順６０２が領域のＭＡＳオブジェク
ト４６７０３に関する実行を許容される前に領域のデー
タ・ベースを検査する手順６０２をＫＯＳが呼出すべき
時「真」の状態にセットされ、後者は、ＫＯＳがそのＤ
ＯＥとして領域を有する手順６０２からの出口において
このような手順６０２を呼出すべき時「真」の状態にセ
ットされる。 −領域に対して誤ったクリーンアップ・ハンドラが存在
する時、誤りハンドラの非空白フラッグ４６８３５がセ
ットされる。クリーンアップ・ハンドラについては以下
において説明する。 −割込みマスク・フィールド４６８３９は、ＭＡＳオブ
ジェクト４６７０３の領域におけるプロセス６１０に対
してセットされた割込みのどれが満たされるかを判定す
る。 −領域ＵＩＤフィールド４６８４１はＭＡＳオブジェク
ト４６７０３が帰属する領域に対するＵＩＤ４０４０１
を保有する。 −フィールド４６８４３乃至４６８４９は、手順６０２
に対するポインタまたは手順６０２に対するポインタの
テーブルである。このように見出された手順６０２は、
ＭＡＳ５０２が操作される時生じる情況を取扱う。これ
らのフィールドの使用は、その使用を要求する諸操作の
説明が進に伴なって明らかになろう。
【１２７２】ｂ．ｂ．領域毎のデータ領域４６８５３
（図４６８） 領域毎のデータ領域４６８５３が、ＭＡＳオブジェクト
４６７０３の領域において実行中の手順６０２の呼出し
に帰属するＭＡＳフレーム４６７０９において保持でき
ないがこれらの要素に対して使用可能でなければならな
いデータを含む。領域毎のデータ領域４６８５３は２つ
の構成要素、即ち記憶領域４６８５４とＡＡＴ３０２０
１を有する。記憶領域４６８５４はＭＡＳオブジェクト
４６７０３に関する読出しを含む手順６０２により使用
される静的データと、このような手順６０２によって使
用されるＳインタプリタにより使用されるデータとを保
有する。関連するアドレス・テーブル（ＡＡＴ）３０２
０１は記憶領域４６８５４におけるデータを見出すため
使用される。ＡＡＴ３０２０１の詳細な論議は第３章に
含まれる。
【１２７３】記憶領域４６８５４においては２種類のデ
ータ、静的データおよびＳインタプリタ・データが記憶
される。
【１２７４】静的データは静的データ・ブロック４６８
６３に記憶される。静的データ・ブロック４６８６３は
２つの部分、即ち連係ポインタ４６８６５および静的デ
ータ記憶域４６８６７からなる。連係ポインタ４６８６
５は静的データ記憶域４６８６７には含まれない静的デ
ータ、例えばプロセス６１０よりは長く持続しないデー
タに対するポインタであり、静的データ記憶域４６８６
７が帰属する手順６０２が生じる外部手順６０２に対す
るポインタである。静的データ記憶域４６８６７は、手
順６０２を実行するプロセス６１０よりも長く持続しな
い手順６０２により使用される静的データに対する記憶
域を含む。
【１２７５】Ｓインタプリタ・データは、ＭＡＳオブジ
ェクト４６７０３に関して実行中の手順６０２によって
使用されるＳインタプリタにより必要とされるデータで
ある。Ｓインタプリタ・データは、静的データ・ブロッ
ク４６８６４と同様にＡＡＴ３０２０１を介して見出さ
れるＳインタプリタ環境ブロック（ＳＥＢ）４６８６４
に記憶される。静的データ・ブロック４６８６４の内容
はＳインタプリタに依存する。
【１２７６】ｃ．ｃ．ＭＡＳフレーム４６７０９の詳細
について（図４６９） 図４６９はＭＡＳオブジェクト４６７０３における典型
的なフレームを示している。各ＭＡＳフレーム４６７０
９は、そのＤＯＥの属性がＭＡＳオブジェクト４６７０
３に関する実行のため必要なものである手順オブジェク
ト６０８において含まれる手順６０２の仲介された呼出
しにより生じる仲介フレーム４６９４７を保有する。仲
介フレーム４６９４７は、手順６０２の隣接呼出しによ
り生じる隣接フレーム４６９４５が続く。仲介フレーム
４６９４７は２つの部分、即ちＫＯＳマイクロコードに
より操作されるＫＯＳフレーム・ヘッダ１０４１４と、
Ｓインタプリタおよび名前空間マイクロコードにより操
作されるＳインタプリタ部分とを有する。隣接フレーム
４６９４５はＫＯＳフレーム・ヘッダ１０４１４は持た
ない。図４６９を詳細に照合すれば明らかになるよう
に、本実施例における仲介フレーム４６９４７はマクロ
状態を含まない。本実施例においては、これらのフレー
ムに対するマクロ状態はＳＳ１０３３６に書込んで保持
されるが、別の実施例においては、マクロ状態は仲介フ
レーム４６９４７において記憶することができる。隣接
フレーム４６９４５は、隣接呼出しにより操作すること
ができるマクロ状態の部分を含み、このマクロ状態の場
所は隣接呼出しＳＩＮに依存する。
【１２７７】次に、ＫＯＳフレーム・ヘッダ１０４１４
について述べれば、下記の如きフィールドが存在する。
即ち、 −ＭＡＳフレーム４６７０９のフォーマットに関する情
報を含むＫＯＳフォーマット情報フィールド４６９０
１。 −フラッグ・フィールド４６９０２。このフィールドは
下記のフラッグを含む。即ち、 −交差領域呼出しフラッグ４６９０３の結果。このフラ
ッグは、もしこのＭＡＳフレーム４６７０９に先行する
ＭＡＳフレーム４６７０９が別のＭＡＳオブジェクト４
６７０３に存在するならば真である。 −シグナラであることの照会フラッグ４６９０５。この
フラッグは、もしＭＡＳフレーム４６７０９がシグナラ
の手順６０２の呼出しによって生じたならば、真にな
る。 −戻らないフラッグ４６９０７。このフラッグは、もし
プロセス６１０がこのＭＡＳフレーム４６７０９が生成
された呼出しに対して戻るべきでないならば、真とな
る。 −フラッグ４６９０９乃至４６９１５は、処理中の条件
において使用された種々のリストおよび非局所ＧＯ−Ｔ
ＯがＭＡＳフレーム４６７０９に存在するかどうかを表
示する。 −前のフレーム・オフセット・フィールド４６９１７
と、次のフレーム・オフセット・フィールド４６９１９
と、フレーム最上位オフセット・フィールド４６９２１
は、ＭＡＳオブジェクト４６７０３における前のＭＡＳ
フレーム４６７０９に対するＫＯＳフレーム・ヘッダ１
０４１４が開始する場所と、ＭＡＳオブジェクト４６７
０３における次のＭＡＳフレーム４６７０９に対するヘ
ッダが開始する場所と、ＭＡＳフレーム４６７０９の最
上位を越える最初のビットの場所を夫々提供するオフセ
ットである。 −フィールド４６９２３乃至４６９２７は、ＭＡＳフレ
ーム４６７０９のＳインタプリタ部分４６７１３におけ
るリストを見出すオフセットである。ＫＯＳは諸条件お
よび非局所ＧＯ−ＴＯを処理するこのようなリストを確
保する。それらの使用については夫々の見出しにおいて
詳細に説明する。 −フィールド４６９２９乃至４６９３３は、呼出しがＭ
ＡＳフレーム４６７０９により示される手順６０２に関
する情報を含む。フィールド４６９２９は手順６０２に
より要求されるアーギュメント番号を含み、フィールド
４６９３３は手順６０２のＰＥＤ３０３０３に対する解
を有するポインタを保有する。これら両方のフィールド
は主としてデバッギングのために使用される。 −動的バック・ポインタ・フィールド４６９３１は、Ｍ
ＡＳフレーム４６７０９が異なるＭＡＳオブジェクト４
６７０３に含まれる時プロセス６１０のＭＡＳ５０２に
帰属する前のＭＡＳフレーム４６７０９に対する解を有
するポインタを含む。この場合、フラッグ４６９０３は
真にセットされる。前のＭＡＳフレーム４６７０９が同
じＭＡＳオブジェクト４６７０３に含まれる時、動的バ
ック・ポインタ・フィールド４６９３１はある空白ＵＩ
Ｄ４０４０１を含むポインタを含み、交差領域呼出しフ
ラッグ４６９０３は偽にセットされる。 −フレーム・ラベル・フィールド４６９３５は、制御を
ＭＡＳフレーム４６７０９により表わされる呼出しに対
して制御を転送する非局所ＧＯ−ＴＯが確保される時に
生じるフレームラベルに対するものである。このラベル
は、ＫＯＳ ＭＡＳヘッダ１０４１０におけるフレーム
・ラベル・シーケンサ４６８１９によって生成される。
ＭＡＳフレーム４６７０９におけるＳインタプリタ部分
４６７１３は、Ｓインタプリタの制御下にあるＭＡＳフ
レーム４６７０９の各部からなる。Ｓインタプリタ部分
４６７１３は更に２つの主なサブデビジョン、即ち仲介
フレーム４６９４７と隣接フレーム４６９４５からな
る。仲介フレーム４６９４７と隣接フレーム４６９４５
のＳインタプリタ部分４６９４９の正確な形態は、問題
となるフレームを生成した呼出しＳＩＮに依存する。し
かし、全ての隣接フレーム４６９４５と仲介フレーム４
６９４７のＳインタプリタ部分４６９４９は、連係ポイ
ンタ１０４１６とこのフレームにおける局所データをセ
ットするための同じアーギュメントを有する。連係ポイ
ンタ１０４１６は、呼出しにおいて使用された実際のア
ーギュメントの場合に対するポインタであり、また局所
記憶装置１０４２０は呼出しの間のみ存在するデータを
含む。全ての仲介フレーム４６９４７および隣接フレー
ム４６９４５において、連係ポインタ１０４１６は局所
記憶装置１０４２０に先行する。更に、仲介フレーム４
６９４７または隣接フレーム４６９４５がプロセス６１
０のＭＡＳの最上位のフレームである時、即ちプロセス
６１０がこのフレームに関して実行中、ＦＰは常に局所
記憶装置１０４２０の始めを指示し、連係ポインタ１０
４１６の始めは常にＦＰからの既知の変位状態にある。
連係ポインタ１０４１６に対する照合は、従ってＦＰか
らの負のオフセットとして表わすことができ、また局所
記憶装置１０４２０に対する照合は正のオフセットとし
て表わすことができるのである。
【１２７８】更に、Ｓインタプリタ部分４６７１３は、
非仲介呼出しに対するＳインタプリタ・フレームと同様
に非局所ＧＯ−ＴＯおよび諸条件を実行するためＫＯＳ
により使用される情報のリストを含むことができる。こ
のＫＯＳにより使用される情報リストは、リスト領域４
６９４３に含まれる。リスト領域４６９４３の正確な場
所は、その呼出しが仲介フレーム４６９４７により表わ
される手順６０２に対するＳＩＮおよび名前テーブルを
生成するコンパイラにより判定される。手順６０２のソ
ース・テキストがリスト領域４６９４３における記憶を
要求するステートメントを含む時、このコンパイラは局
所記憶装置１０４２０に所要の記憶量を配するＳＩＮを
生成する。ＫＯＳルーチンはこの時リスト領域４６９４
３にリスト形成し、リストの種類に応じてリスト領域４
６９２３、または４６９２５、または４６９２７にリス
トのヘッドのオフセットを配する。これらのリストおよ
びその用途については後で詳細に説明する。
【１２７９】３．ＳＳ５０４（図４７０） 図４７０はプロセス６１０に帰属するＳＳ５０４の概略
を示している。ＳＳ５０４はＳＳオブジェクト１０３３
６に保持される。ＳＳ１０３３６はＫＯＳマイクロコー
ドのルーチンによってのみ操作される。Ｓインタプリタ
または名前空間マイクロコード、あるいはプロセス６１
０によって実行されつつある手順６０２のいずれもＳＳ
１０３３６に保有される情報をアクセスすることができ
ない。
【１２８０】ＳＳ１０３３６は２つの主な構成要素、即
ちＳＳベース４７００１およびＳＳフレーム４７００３
からなる。最初にＳＳフレーム４７００３の全般的な構
造について見れば、あるプロセス６１０が仲介呼出しを
実行する度にＫＯＳマイクロコードはプロセス６１０に
帰属するＳＳ１０３３６において新たなＳＳフレーム４
７００３を形成し、またプロセス６１０が仲介戻し操作
を実行する度にＫＯＳマイクロコードはＳＳ１０３３６
からその時の最上位のＳＳフレーム４７００３を除外す
る。このように、プロセス６１０の５０３に関する各仲
介フレーム４６９４７毎に１つのプロセス６１０に帰属
するＳＳ１０３３６に関する１つのＳＳフレーム４７０
０３が存在するのである。
【１２８１】ＳＳフレーム４７００３は２種類のフレー
ム、即ち通常のフレーム１０５１０および交差領域フレ
ーム４７０３９を有する。交差領域フレーム４７０３９
はプロセス６１０が交差領域呼出しを実行する時は常に
形成され、他の全ての仲介呼出しの場合は、通常のフレ
ーム１０５１０が形成される。交差領域フレーム４７０
３９はＳＳフレーム４７００３を１つの領域における呼
出しのシーケンスに帰属するＳＳフレーム４７００３の
グループ４７０３７に分割する。グループ４７００３に
おける最初のＳＳフレーム４７００３は領域に入った呼
出しに対する交差領域フレーム４７０３９であり、ＳＳ
フレーム４７００３の残部はこの領域における一連の呼
出しに対する通常のフレーム１０５１０である。これら
のグループのＳＳフレーム４７００３は１つのＭＡＳオ
ブジェクト４６７０３に仲介されたフレーム４６９４７
のグループと対応する。
【１２８２】ａ．ａ．ＳＳベース４７００１（図４７
１） ＳＳベース４７００１は４つの主な部分、即ち機密保護
スタック１０５１２、プロセス・マイクロ状態４７０１
７、ＪＰ１０１１４に対する記憶領域４７０３３および
初期化フレーム・ヘッダ４７０３５からなる。機密保護
スタック１０５１２は下記の情報を含んでいる。即ち、 −ＳＳベース４７００１およびフィールド４７００９は
フラッグおよびフォーマット情報を含み、これらのフィ
ールドの正確な内容は本論においては重要ではない。 −前のフレームオフセット値フィールド４７０１１はＳ
Ｓ１０３３６におけるヘッダにおける標準的なフィール
ドであり、本例においては前のフレームが存在しないた
めこれは０に記憶される。 −機密保護スタックの第１のオフセット・フィールド４
７０１３はＳＳ１０３３６における第１の交差領域フレ
ーム４７０３９のオフセット、即ち初期化フレーム・ヘ
ッダ４７０３５を含む。 −プロセスＵＩＤフィールド４７０１５はＳＳ１０３３
６が帰属するプロセス６１０のＵＩＤ４０４０１を含
む。 −交差領域フレーム・フィールド４７０１６の番号はＳ
Ｓ１０３３６における交差領域フレーム４７０３９の番
号を含む。
【１２８３】プロセス・マイクロ状態４７０１７は、Ｓ
Ｓ１０３３６が帰属するプロセス６１０を実行する時Ｋ
ＯＳマイクロコードによって使用される情報を含む。フ
レーム４７０１９，４７０１２および４７０２２はＳＳ
１０３３６における場所のオフセットを含む。フレーム
４７０１９はＳＳ１０３３６における第１の自由ビット
の場所であるＳＳＴＯの値を含み、フレーム４７０２１
はＳＳ１０３３６における最上位フレームの場所である
ＳＳＦＯの値を含み、最後に４７０２２はＳＳ１０３３
６の最上位の交差領域フレーム４７０３９の場所である
ＸＤＦＯを含んでいる。
【１２８４】プロセス・マイクロ状態４７０１７におけ
る問題の他のフレームは、下記のものからなる。即ち、
記憶域フィールド４７０２３におけるオフセットはＳＳ
１０３３６の記憶領域４７０３３における場所のオフセ
ットを含み、領域番号フィールド４７０２５はその時プ
ロセス６１０により実行されつつある手順の６０２のＤ
ＯＥに対する領域数を含んでいる。領域ＵＩＤおよび領
域番号間の関係については領域の論議において説明す
る。ＶＰＡＴオフセット・フィールド４７０２７は、プ
ロセス６１０が束縛される仮想プロセッサ６１２に帰属
するＶＰＡＴチャンク４５４０２のＶＰＡＴ４５４０１
におけるオフセットを保有する。ＳＩＮポインタフィー
ルド４７０２９は領域番号フィールド４７０２５より規
定される領域に帰属するシグナラ（処理中の状態におい
て使用される手順６０２）に対する解明されたポインタ
を保有し、追跡情報フィールド４７０３１は後で述べる
この領域の追跡テーブルに対する解明されたポインタを
保有する。
【１２８５】ＪＰ１０１１４のレジスタ内容４７０３３
に対する記憶域は、仮想プロセッサ６１２がＪＰ１０１
１４から取り出される時に使用される。この状態が生じ
ると、仮想プロセッサ６１２がＪＰ１０１１４に対する
場所が解除されるため、あるいはＣＳ１０１１０が停止
されるため、またはＣＳ１０１１０が障害を生じたため
に、仮想プロセッサ６１２に対して特定の情報を保有す
るＪＰ１０１１４レジスタの内容は記憶領域４７０３３
にコピーされる。仮想プロセッサ６１２がＪＰ１０１１
４に対して戻される時、これらのレジスタの内容は再び
これがやってきたＪＰ１０１１４のレジスタにロードさ
れる。
【１２８６】最終に、初期化フレーム・ヘッダ４７０３
５はＳＳ１０３３６の生成において使用されたダミー・
フレーム・ヘッダとなる。
【１２８７】ｂ．ｂ．ＳＳフレーム４７００３（図４７
１） 交差領域フレーム４７０３９および通常のフレーム１０
５１０の論議から始めると、図４７１はこれらの構造を
詳細に示している。通常のフレーム１０５１０は３つの
主な部分、即ち通常のＳＳフレーム・ヘッダ１０５１４
と、マイクロ状態１０５１６と、マイクロ状態１０５２
０からなる。通常のＳＳフレーム・ヘッダ１０５１４
は、通常のＳＳフレーム・ヘッダ１０５１４が帰属する
通常のフレーム１０５１０を操作するためＫＯＳマイク
ロコードにより使用される情報を保有する。マクロ状態
１０５１６は、呼出しの実行を再開するため必要なフレ
ームの仲介された呼出しおよび他の情報に対するＡＢＰ
の値を含む。マイクロ状態１０５２０はＦＵ１０１２０
およびＦＵ１０１２２のレジスタからのマイクロ機械状
態を保有する。このマイクロ機械状態の量は情況に依存
するが、本例においては、あるマイクロ機械状態が全て
の仲介呼出しと同時に保管され、更に、もしあるプロセ
ス６１０があるマイクロコード対ソフトウェア呼出しを
実行するならば、この呼出しの時点で存在するマイクロ
機械状態が保管され、最後に最上位のＳＳフレーム４７
００３に帰属するマイクロ状態１０５２０は、ＦＵ１０
１２０のＧＲＦ１０３５４またはＥＵ１０１２２のレジ
スタおよびスタック機構１０２１６の容量を越える時こ
れから転送された情報を保有することができる。マイク
ロ状態１０５２０のこの点に関する詳細に関しては、第
２章におけるＦＵ１０１２０のマイクロ機械の論述を参
照されたい。ＳＳ１０３３６の論議は、通常のＳＳフレ
ームヘッダ１０５１４およびマイクロ状態０５１６３に
関して詳細を尽くすことにする。
【１２８８】ａ．ａ．ａ．通常のＳＳフレーム・ヘッダ
１０５１４（図４７１） −通常のＳＳフレームヘッダ１０５１４のフォーマット
を識別するフォーマット情報４７１０３。 −本論において問題となる１つのフラッグを含むフラッ
グ・フィールド４７０１０５、即ちフレーム・タイプ・
フラッグ４７０１０７。即ち、通常のフレーム１０５１
０においてはこのフィールドは「障害」に記憶される。 −オフセット・フィールド４７１０９乃至４７１１３。
即ちオフセット・フィールド４７１０９は前の交差領域
フレーム４７０３９または通常のフレーム１０５１０の
オフセットを含み、フィールド４７１１１は以降の交差
領域フレーム４７０３９または通常のフレーム１０５１
０のオフセットを含み、フィールド４７１１３は次の交
差領域フレーム４７０３９に先行する最後の交差領域フ
レーム４７０３９または通常のフレーム１０５１０のオ
フセットを含んでいる。 −フィールド４７１１７は、交差領域フレーム４７０３
９または通常のフレーム１０５１０による仲介呼出しの
表示が実行中である領域に対するその時の領域番号を保
有する。 −フィールド４７１１９は先行する交差領域フレーム４
７０３９のオフセットを保有する。 −フィールド４７１２１はマイクロ状態１０５２０にお
ける重要な場所に対するオフセットを保有する。
【１２８９】ｂ．ｂ．ｂ．マイクロ状態の詳細な構造
（図４７１） 次のフィールドはマクロ状態１０５１６において重要で
ある。即ち、 −シラブル・サイズ・フィールド４７１２５はＫの値、
即ち呼出しが実行中である手順６０２に帰属するＳＩＮ
における名前のサイズを保有する。 −名前テーブル・フィールド４７１２７の終りは、呼出
しが実行中である手順６０２に帰属する名前テーブル１
０３５０における最後の名前の場所を保有する。 −フィールド４７１２９乃至４７１４３は、呼出しによ
り実行中の手順６０２を含む手順オブジェクト９０１に
おける場所に対するポインタ、および手順６０２により
使用中のデータを含む場所に対する解明されたポインタ
である。フィールド４７１２９は手順６０２のＰＥＤ３
０３０３に対するポインタを保有し、もし手順６０２が
外部手順６０２であれば、フィールド４７１３１はゲー
ト１０３４０における手順６０２のエントリに対するポ
インタを保有し、フィールド４７１３５は呼出に対する
ＦＰのＵＩＤオフセット値を保有し、フィールド４７１
３５は手順６０２のＳインタプリタにより使用されるＳ
ＥＢ４６８６４に対するポインタを保有する。フィール
ド４７１３７はＳＤＰのＵＩＤオフセット値を含み、フ
ィールド４７１３９はＰＢＰのそれを含む。ＳＩＰフィ
ールド４７１４１は手順６０２のＳインタプリタオブジ
ェクトに対するポインタを含み、また最後にＮＴＰは手
順６０２のＭＴ１０３５０に対するポインタである。 −フィールド４７１４５は、ＳＳフレーム４７００３が
帰属する仲介された呼出しからの戻りと同時に実行され
るべきＳＩＮに対するＰＣを保有している。
【１２９０】ｃ．ｃ．ｃ．交差領域ＳＳフレーム４７０
３９（図４７１） 交差領域ＳＳフレーム４７０３９は２つの観点において
通常のフレーム１０５１０とは異なり、即ちこれらは別
の構成要素である交差領域状態１０５１３を有し、また
領域フレーム・ヘッダ４７１５７におけるフィールドは
通常のＳＳフレームヘッダ１０５１４におけるものとは
異なる意味を有する。
【１２９１】交差領域状態１０５１３は、その呼出しが
終了した手順６０２のものとは異なる手順６０２のそれ
とはそのＤＯＥが異なる手順６０２に対する戻り操作が
適正な領域に戻りつつあることを検査するため、ＫＯＳ
呼出しマイクロコードが使用する情報を保有する。交差
領域状態１０５１３における問題のフィールドはＧＯＴ
Ｏタッグ４７１５５を含み、これが新たな領域のＭＡＳ
オブジェクト４６７０３における第１の自由ビットの場
所を与え、これは新たなＭＡＳオブジェクト４６７０３
における最上位の仲介フレーム・ヘッダ４６７０９の場
所を保有する。
【１２９２】交差領域フレーム・ヘッダ４７１５７は、
通常のＳＳフレーム・ヘッダ４７１０１０における３つ
のフィールドが存在する。これらのフィールドはフラッ
グ・フィールド４７１０７であり、これは交差領域フレ
ーム・ヘッダ４７１５７においては常に真の値、即ち先
行する交差領域フレーム・オフセット・フィールド４７
１６１を有し、ＳＳ１０３３６における先行する交差領
域フレーム４７０３９のオフセットを保有し、また次の
交差領域フレーム４７０３９の場所を含む次の交差領域
フレーム・オフセット・フィールド４７１５９を含む。
この２つの最後のフィールドは、通常のＳＳフレームヘ
ッダ１０５１４において夫々フィールド４７１１１およ
びオフセット・フィールド４７１０９と同じ場所を占め
る。
【１２９３】ＳＳフレーム４７００３の以上の説明から
判るように、本実施例におけるＳＳ１０３３６は次の３
種類の情報を保有している。即ち、マクロ状態、交差領
域状態およびマイクロ状態である。他の実施例において
は、ＳＳ１０３３６における情報は、別個のスタック構
造、例えば別個のマイクロ状態において記憶することが
でき、また交差領域スタック即ちＭＡＳオブジェクト４
６７０３にその時記憶される情報はＳＳ１０３３６に記
憶され、あるいはその逆となる。
【１２９４】４．呼出しおよび戻し操作に関する手順オ
ブジェクト６０８の各部（図４７２） どのプロセス６１０がそのＭＡＳオブジェクト４６７０
３およびＳＳ１０３３６に関して新たなフレームの構成
および関与する手順６０２に対する制御の転送を要求す
るかの情報は、呼出された手順６０２の手順オブジェク
ト６０８に保有される。図４７２は、ある呼出しにおい
て使用される情報を示す手順オブジェクト６０８の概要
図である。図４７２は図１０３および図３０３に含まれ
る情報を拡張し、これらの図面に示されるフィールドは
本文に使用した名称および番号を有する。
【１２９５】手順オブジェクトヘッダ１０３３６から始
めると、この領域は呼出しにおいて使用される情報の２
つの項目を保有する。即ち、手順オブジェクト６０８に
おけるアーギュメントの場所を与えるフィールド４７２
０１におけるオフセットと、手順オブジェクト６０８に
おけるゲート番号を指定するフィールド４７２０３にお
ける値である。ゲートは外部手順６０２、即ち、他の手
順オブジェクト６０８に含まれる手順６０２により生成
可能な手順６０２の呼出しを可能にする。手順オブジェ
クト６０８のゲートは、外部のエントリ記述子領域１０
３４０に含まれている。２種類のゲートが存在する。即
ち、手順オブジェクト６０８に含まれる手順６０２に対
するもの、および他の手順オブジェクト６０８に含まれ
る手順オブジェクト６０８を介して呼出し可能な手順６
０２に対するものである。手順オブジェクト６０８に含
まれる手順６０２に対するゲート局所ゲート４７２０５
と呼ばれる。局所ゲート４７２０５は、手順６０２に対
するエントリ記述子４７２２７の手順オブジェクト６０
８におけるオフセットを保有する内部エントリ・オフセ
ット（ＩＥＯ）フィールド４７２０７を保有する。もし
手順６０２が手順オブジェクト４７２に保有されなけれ
ば、そのゲートはリンク・ゲート４７２０６である。リ
ンク・ゲート４７２０６はバインダ領域ポインタ（ＢＡ
Ｐ）フィールド４７２０８を保有する。ＢＡＰフィール
ド４７２０８は、更に別の手順オブジェクト６０８にお
けるあるゲートに対するポインタを保有するバインダ領
域３０３２３におけるある領域の場所を保有する。バイ
ンダ領域３０３２３におけるポインタは解明可能であ
り、あるいは解明不可能である。もし手順６０２がこの
手順オブジェクト６０８に含まれるならば、ゲートは局
所ゲート４７２０５であり、さもなければ、これは別の
リンク・ゲート４７２０６である。
【１２９６】手順環境記述子（ＰＥＤＳ）１０３４８
は、手順オブジェクト６０８に含まれる手順６０２に対
するＰＥＤ３０３０３を保有する。手順６０２に対する
マクロ状態のほとんどはそのＰＥＤ３０３０３に見出す
ことができる。ＰＥＤ３０３０３は既に説明したが、理
解を容易にするため、ここでその内容を述べよう。即
ち、 −Ｋフィールド３０３０５は手順６０２の名前のサイズ
を保有する。 −最も大きな名前（ＬＮ）フィールド３０３０７は、Ｓ
Ｓ１０３３６で始まるｉを保有し、この領域は呼出しに
おいて使用される２つの項目の情報を含む。即ち、手順
オブジェクト６０８においてアーギュメント情報アレイ
１０３５２の場所を与えるフィールド４７２０１におけ
るオフセットと、手順オブジェクト６０８におけるゲー
トのこれを指定するフィールド４７２０３における値で
ある。ゲートは外部の手順６０２の呼出しを可能にす
る。即ち、他の手順オブジェクトに含まれる手順６０２
により呼出すことができる手順６０２は静的データ・ブ
ロック４６８６３に入る。このように、手順６０２の呼
出しのためには、ＳＤＰ ＡＢＰはＳＤＰＰフィールド
３０３１３を介して得られる。即ち、 −ＰＢＰフィールド３０３１５は、その時のＰＣが計算
されるポインタである。手順６０２を生じる時、この値
はＰＢＰ ＡＢＰとなる。 −Ｓインタプリタ環境プロトタイプ・ポインタ（ＳＥＰ
Ｐ）フィールド３０３１６はＳＥＢプロトタイプ・フィ
ールド３０３１７の場所を保有する。手順６０２が生じ
る時、フィールド３０３１６は、ＳＤＰＰフィールド３
０３１３が呼出しの静的データを見出すのと同じ方法で
ＡＡＴ３０２０１をしてＳＥＢ４６８６４を見出す。
【１２９７】手順６０２のＰＥＤ３０３０３はその内部
のエントリ記述子４７２２７から見出すことができる。
ＰＥＤ３０３０３はいくつかの手順６０２によって共有
することができる。
【１２９８】勿論、この場合には共有されたＰＥＤ３０
３０３に含まれる値はこれを共有する全ての手順６０２
に対するものと同じである。後で詳細に説明するよう
に、本実施例においては、もし呼出し側の手順６０２が
１つのＰＥＤ３０３０３と共有しなければ、呼出しは仲
介されなければならない。呼出し側の手順６０２は、こ
れを１つのＰＥＤ３０３０３を共有する手順６０２のみ
に対する隣接呼出しを行なうことができる。
【１２９９】問題となる手順オブジェクト６０８の次の
部分は内部エントリ記述子１０３４２である。手順オブ
ジェクト６０８に含まれる各手順６０２は１つのエント
リ記述子４７２２７を有する。エントリ記述子４７２２
７は４つの重要なフィールドを含む。即ち、 −ＰＢＰオフセット・フィールド４７２２９は、手順６
０２のコードにおける最初のＳＩＮが見出されるＰＢＰ
からのオフセットを保有する。 −フラッグ・フィールド４７２３０は、手順６０２が呼
出される時形成されるフラッグを保有する。４つのフラ
ッグが重要である。即ち、 −アーギュメント情報アレイ存在フラッグ４７２３５。
これはもし手順６０２がアーギュメント情報アレイ１０
３５２におけるエントリを有するならば「真」にセット
される。 −ＳＥＢフラッグ４７２３７は、もしＳＥＰＰ４７２２
５が非空白状態であれば、即ち手順６０２がそのＳイン
タプリタに対するＳＥＢ４６８６４を有するならば、
「真」にセットされる。 −形成しないアクセス・フラッグ４７２３９は、もしＫ
ＯＳ呼出しマイクロコードが手順６０２の生成のため使
用された実際のアーギュメントに関する機密保護検査を
実施しなければ、「真」にセットされる。 −ＰＥＤオフセット・フィールド４７２３１は、手順オ
ブジェクト６０８の始めから手順６０２のＰＥＤ３０３
０３のオフセットを保有する。 −フレーム・サイズ・フィールド４７２３３は、手順６
０２の呼出しのためのＭＡＳフレーム４６７０９の局所
記憶部分１０４２０の最初のサイズを保有する。
【１３００】呼出しのための重要な他の領域はＳＥＢプ
ロトタイプ領域４７２４１、静的データ領域プロトタイ
プ３０３１７、バインダ領域３０３２３およびアーギュ
メント情報アレイ１０３５２である。ＳＥＢプロトタイ
プ領域４７２４１およびＰＢＰフィールド３０３１５
は、夫々手順６０２に対するＳＥＢ４６８６４と静的デ
ータ・ブロック４６８６３の形成に使用される情報を保
有する。これらの領域はＭＡＳ毎のオブジェクト４６７
０３に基づいて形成される。あるプロセス６１０がある
領域において１つの手順６０２を最初に実行する時、手
順６０２に対して必要な静的データ・ブロック４６８６
４および静的データ・ブロック４６８６３は、領域に帰
属するＭＡＳオブジェクト４６７０３またはＭＡＳオブ
ジェクト４６７０３からアクセス可能な別のオブジェク
トのいずれかにおいて形成される。従って、静的データ
・ブロック４６８６４と静的データ・ブロック４６８６
３はＭＡＳオブジェクト４６７０３が存在する限り維持
する。
【１３０１】ＳＤＰＲ３０３１７は２種類の情報を保有
する。即ち、静的データ・リンク３０３１９と静的デー
タ初期化情報３０３２１である。ＳＤＰＲ３０３１７
９はバインダ領域３０３２３における場合を保有し、こ
の領域は更にデータの場所または外部の手順６０２を生
じるため解明可能なポインタを保有する。静的データ・
ブロック４６８６３がある手順６０２に対して形成され
る時、バインダ領域３０３２３における情報が用いられ
て連係ポインタ４６８６５を形成する。静的データ初期
化情報３０３２１は、静的データ記憶域４６８６７にお
いて静的データを形成してこれを初期化するため必要な
情報を保有する。
【１３０２】リンク・ゲート４７２０６およびＳＤＰＲ
３０３１７ ９の論議において記述したように、バイン
ダ領域３０３２３は、データおよび外部手順６０２の場
所を生じるため第３章に記述した如く解明可能なポイン
タを保有する。
【１３０３】アーギュメント情報アレイ（ＡＩＡ）１０
３５２は、手順６０２を生じる主題が手順６０２におけ
るアーギュメントの使用を可能にする呼出しにおいて使
用された実際のアーギュメントに対してアクセスを行な
うかどうかを形成するためＫＯＳ呼出しマイクロコード
により使用される情報を保有する。この所謂「トロイの
木馬検査」は、ある呼出しがある主題の領域の構成要素
を変化させ得るため必要である。このように、あるデー
タ項目に対するある特定の種類のアクセスを欠く主題
は、再び、そのＤＯＥが呼出し側の主題自体が欠くアク
セス権をこれに与える１つの手順６０２に対するアーギ
ュメントとしてデータ項目を送ることによって前記アク
セスを得ることができる。
【１３０４】手順オブジェクト６０８における各局所ゲ
ート４７２０５はアーギュメント情報アレイ１０３５２
において１つの要素を有する。これらのアーギュメント
情報アレイ要素（ＡＩＡＥ）６０８４５の各々は下記の
ものを示すフィールドを有する。即ち、 −フィールド４７２４７において局所ゲート４７２０５
が帰属する手順６０２を生じるため必要なアーギュメン
トの最小数。 −フィールド４７２４９において手順６０２の呼出しに
使用することができるアーギュメントの最大数。 −呼出し側の主題が、フィールド４７２５１において手
順６０２を読出すため実際のアーギュメントに対して呼
出し側の主題が持たねばならないアクセス権。
【１３０５】フィールド４７２５１はそれ自体、手順６
０２の呼出しのため使用する実際のアーギュメントに対
して呼出し側の主題が持たねばならないアクセスの種類
を指定するアレイである。手順６０２に対する正規の各
アーギュメントはアクセス・モード・アレイ・エントリ
（ＡＭＡＥ）４７２５５を有する。ＡＭＡＥ４７２５５
の順序は、手順６０２の正規のアーギュメントの順序と
対応する。最初の正規のアーギュメントは第１のＡＭＡ
Ｅ４７２５５、第２のＡＭＡＥ４７２５５、第３のＡＭ
ＡＥ４７２５５等を有する。ＡＭＡＥ４７２５３は４ビ
ットの長さである。ＡＭＡＥ４７２５３には２つの形態
がある。即ち、根源アクセス形態４７２５５と拡張アク
セス形態４７２５７である。前者の形態においては、最
も左のビットが０に記憶されている。残る３つのビット
は読出し、書込みおよび実行アクセスを指定する。もし
あるビットがｏｎであるならば、呼出しを実施する主題
は、ＡＭＡＥ４７２５３に対応する正規のアーギュメン
トに対して実際に使用されるデータ項目を保有するオブ
ジェクトに対して根源アクセスの種類を持たねばならな
い。拡張アクセス形態４７２５７においては、最も左の
ビットは１に記憶され、残りのビットは手順６０２に対
して必要な拡張アクセスを表わすよう定義される。これ
らのビットの定義は手順６０２毎に変化する。
【１３０６】５．仲介呼出しの実行 呼出しに関与させられるＭＡＳオブジェクト４６７０３
と、ＳＳオブジェクト１０３３６と、手順オブジェクト
６０８の各部について記述したが、本論は仲介呼出し操
作について記述する。最初に、仲介呼出しＳＩＮの概説
を行ない、次に本実施例における仲介呼出しの構成につ
いて、簡単な仲介呼出しから始め、交差手順オブジェク
ト呼出しおよび交差領域呼出しに続く。本論はソフトウ
ェア対マイクロコード呼出しの記述で終る。
【１３０７】ａ．ａ．仲介呼出しＳＩＮ 仲介呼出しＳＩＮの正確な形態はＳ言語に特定される
が、全ての仲介呼出しＳＩＮは４つの情報項目を含まね
ばならない。即ち、 −操作のためのＳＯＰ −ＳＩＮにより生成されるべき手順６０２に対するポイ
ンタに対し評価する名前。 −呼出しに用いた実際のアーギュメント番号を規定する
リテラル値（定数）。
【１３０８】呼出しにおいて使用される実際のアーギュ
メントに対するポインタに対して評価する名前リスト。
もし手順６０２がアーギュメントを要求しなければ、前
記リテラル値は０となり、また実際のアーギュメントを
表わす名前のリストは空になろう。
【１３０９】本実施例においては、呼出された手順６０
２が呼出し側の手順６０２とは異なるＰＥＤ３０３０３
を有する時は常に、仲介呼出しおよび戻しＳＩＮが使用
される。この場合、呼出しはＦＰおよびＰＣ以外のマク
ロ状態を保管して再計算しなければならず、ＫＯＳ呼出
しマイクロコードによる仲介を必要とする。ＫＯＳ呼出
しマイクロコードが呼出しを仲介する方法は、呼出しが
簡単な仲介呼出しか、または交差手順オブジェクト呼出
しか、または交差領域呼出しかに依存する。
【１３１０】ｂ．ｂ．簡単な仲介呼出し（図２７０，図
４６８，図４６９，図４７０，図４７１，図４７２） 仲介呼出し制御ＳＩＮが実行される時、Ｓインタプリタ
・マイクロコードは最初に呼出された手順６０２の場所
を表わす名前を評価する。名前は局所ゲート４７２０５
に対するポインタ、または別の手順オブジェクト６０９
においてはゲート４７０７に対するポインタ、または本
手順オブジェクト６０８においてはエントリ記述子４７
２２７に対するポインタに対して評価することができ
る。名前が評価される時、Ｓインタプリタ呼出しマイク
ロコードは評価された名前をアーギュメントとして使用
してＫＯＳ呼出しマイクロコードを呼出す。このマイク
ロコードは最初に、その時の呼出しのＳＳフレーム４７
００３において今まで空白の状態で残されたマクロ状態
１０５１６において充満状態となる。このマイクロコー
ドは、仲介呼出しを実行中のプロセス６１０の仮想プロ
セッサ６１２がＪＰ１０１１４に対し束縛される間、こ
れらのフィールドが維持されるＦＵ１０１２０において
レジスタからこれらフィールドに対する値を得る。
【１３１１】ＫＯＳ呼出しマイクロコードがＳインタプ
リタ呼出しマイクロコードから受取ったかどうかを判定
する次のステップは外部手順に対するポインタである。
この判定を行なうため、ＫＯＳ呼出しマイクロコード
は、ポインタのＡＯＮ４１３０４の呼出しを行なう手順
６０２に対する手順オブジェクト６０８のＡＯＮと比較
する。もしこれらが異なれば、この呼出しは以下に述べ
る交差手順オブジェクト呼出しである。簡単な仲介呼出
しの場合は、フォーマット・フィールドはこの場所がエ
ントリ記述子４７２２７であることを表示する。ＫＯＳ
呼出しマイクロコードは、エントリ記述子４７２２７の
場所を保管しかつその時のＭＡＳオブジェクト４６７０
３に関して新たな仲介フレーム４６９４７および呼出さ
れた手順６０２に対するＳＳ１０３３６に関する新たな
通常のフレーム１０５１０を増大させることによって継
続する。ＫＯＳ呼出しマイクロコードがこれを行なう
時、これはＫＯＳフレーム・ヘッダ１０４１４における
フィールド４６９１７と４６９１９、および通常のＳＳ
フレーム・ヘッダ１０５１４におけるフィールド４７１
０９と４７１１１を、ＭＡＳオブジェクト４６７０３お
よびＳＳオブジェクト１０３３６に対するフレームの付
加によって必要とされる値にセットする。
【１３１２】新たな仲介フレーム４６９４７はこの時呼
出しにおいて使用される実際のアーギュメントに対する
連係ポインタ１０４１６に対する用意があり、そのため
ＫＯＳ呼出しマイクロコードはＳインタプリタ呼出しマ
イクロコードに戻り、これによりＳＩＮを分析してアー
ギュメント数を規定するリテラル値を得、このリテラル
値を保管する。次にＳインタプリタ呼出しマイクロコー
ドは各アーギュメント名前を分析し、これを評価し、か
つその関係を連係ポインタ１０４１６に置く。連係ポイ
ンタ１０４１６が完了した時、Ｓインタプリタ呼出しマ
イクロコードはこの新たなＦＰの場所を連係ポインタ１
０４１６の最上位の場所から計算して、ＦＰに対して留
保されたＦＵ１０１２０のレジスタにおける場所に対す
るポインタを置く。この時、Ｓインタプリタ呼出しマイ
クロコードもまたスタック最上位オフセット・フィール
ド４６８０７にスタックの最上位の新たな場所を置くの
である。
【１３１３】次に、Ｓインタプリタ呼出しマイクロコー
ドはＫＯＳ呼出しマイクロコードを呼出して、ＭＡＳフ
レーム・フレーム４６９２９においてアーギュメント番
号を指定するリテラル値を置き、ＦＨＰ４６７０２の新
たな値を計算し、これをその値に対して留保されたＦＵ
１０１２０のレジスタに置き、最終に呼出された手順６
０２のエントリ記述子４７２２７とＰＥＤ３０３０３か
ら呼出された手順６０２を実行するため必要な状態を得
る。前述の如く、Ｓインタプリタ呼出しマイクロコード
はエントリ記述子４７２２７の場所を保管している。こ
の場所を用いて、ＫＯＳ呼出しマイクロコードはフィー
ルド４７２３３からの局所データに必要な記憶域のサイ
ズを得て、その記憶量を新たなＭＡＳフレーム４６７０
９に加算する。次に、ＫＯＳ呼出しマイクロコードはＰ
ＥＤオフセット・フィールド４７２３１を用いて手順６
０２に対するＰＥＤ３０３０３を見出す。ＰＥＤ３０３
０３は手順６０２に関する必要な情報の残りを保有し、
ＫＯＳ呼出しマイクロコードはＰＥＤ３０３０３の場所
をＰＥＤポインタ・フィールド４６９３３にコピーし、
次いでＫフィールド３０３０５と、ＬＮフィールド３０
３０７と、ＳＤＰＲ３０３１７とＰＢＰフィールド３０
３１５の値をＦＵ１０１２０における関連するレジスタ
にコピーする。次に、第３章に説明したように、ＫＯＳ
呼出しマイクロコードはＳＩＰフィールド３０３０９に
おけるポインタをあるダイアレクト番号に翻訳し、これ
をＦＵ１０１２０のレジスタＲＤＩＡＬ２４２１２に置
き、これと同時に、ＳＤＰＲ３０３１７３ ３における
ポインタを解明することによりＳＤＰを駆動し、またＳ
ＤＰＲ３０３１７ ６におけるポインタを解明すること
により静的データ・ブロック４６８６４に対するポイン
タを駆動する。これらの操作を実施して、ＫＯＳ呼出し
マイクロコードはＳインタプリタ要求しマイクロコード
に戻り、これにより新たなＰＣを得ることにより、即ち
取出すべき次のＳＩＮが呼出された手順６０２の最初の
ＳＩＮとなるようにＦＵ１０１２０における命令ストリ
ームリーダ２７００１におけるレジスタをリセットする
ことにより呼出しを完了する。Ｓインタプリタ呼出しマ
イクロコードは、ＰＢＰから呼出された手順６０２の最
初のＳＩＮのオフセットを含むエントリ記述子４７２２
７におけるフィールド４７２２９からＰＣを変更するた
め必要な情報を得る。
【１３１４】本実施例においては、仲介された呼出しＳ
ＩＮにより生成されたあるＦＵ１０１２０の状態は、手
順６０２の呼出し期間中５０４に保持される。保管され
た状態は、もし呼出された手順６０２が実行を開始する
前に呼出しが失敗するならば、プロセス６１０が仲介呼
出しを再び試みることを許容する。仲介戻しＳＩＮが実
行される時、これはＣＡＬＬ ＳＩＮＴから保持された
状態に関する実行を再開する。仲介された戻しは呼出し
よりも遥かに簡単である。この呼出しを実施した呼出し
の実行を再開するため必要な情報の全てが呼出し側のＳ
Ｓフレーム４７００３におけるマクロ状態１０５１６に
保持されるため、戻し操作はその時のＭＡＳオブジェク
ト４６７０３およびＳＳ１０３３６から呼出された呼出
しフレームをポップし、マクロ状態１０５１６の４７１
２３を呼出し側のＳＳフレーム４７００３から適正なＦ
Ｕ１０１２０のレジスタに対してコピーし、ＳＩＰ値４
７１４１をダイアレクト番号に翻訳し、呼出し操作の実
行を再開する。このポップ操作は、ポインタがこの時新
たな最上位のフレームにおける相当場所を指示するよう
に、元の最上位フレームにおける場所を指示したＭＡＳ
オブジェクト４６７０３およびＳＳ１０３３６における
ポインタを更新以外は一切生じない。
【１３１５】ｃ．ｃ．ＳＥＢ４６８６４を要求する手順
６０２の呼出し（図２７０，図４６８，図４６９，図４
７０，図４７１，図４７２） もし手順６０２が静的データ・ブロック４６８６４を要
求するならば、この事実は手順６０２のエントリ記述子
４７２２７におけるフラッグ・フィールド４７２３７に
より表示される。このような手順６０２に対するＰＥＤ
３０３０３はＳＥＰＰフィールド４７２２５を含み、そ
の値は解明不能なポインタである。手順６０２およびＳ
ＥＰＰフィールド４７２２５に対して静的データ・ブロ
ック４６８６４が形成される方法は、ＳＥＰ即ち静的デ
ータ・ブロック４６８６４の場所を含むポインタに転換
され、ＳＳ１０３３６における呼出しマクロ状態の一部
として保管され、静的データ・ブロック４６８６３が形
成される方法に類似し、ＳＥＰＰフィールド４７２２５
５に含まれる解明不能なポインタがＳＤＰに転換され
る。静的データ・ブロック４６８６４を要求するある手
順６０２が最初にＭＡＳオブジェクト４６７０３に関し
て呼出される時、静的データ・ブロック４６８６４は手
順６０２に対して形成され、ＳＥＰＰフィールド４７２
２５ ５における解明不能なポインタと静的データ・ブ
ロック４６８６４の場所を関連させるＡＡＴＥ４６８５
７が生成される。この場所は、ＭＡＳオブジェクト４６
７０３に関して手順が実行中のＳＥＰの値である。手順
６０２の以降の呼出しと同時に、ＡＡＴＥ４６８５７は
ＳＥＰＰフィールド４７２２５におけるこの値をＳＥＰ
に転送するよう作用する。
【１３１６】ｄ．ｄ．交差手順オブジェクト呼出し（図
２７０，図４６８，図４６９，図４７０，図４７１，図
４７２） 外部手順６０２を呼出す仲介呼出しは交差手順オブジェ
クト呼出しと呼ばれる。前述の如く、ＫＯＳ呼出しマイ
クロコードは、常にある仲介呼出しＳＩＮにおける呼出
された手順６０２を表わす名前がこの呼出しが外部の手
順６０２に対することをあるゲートの場所に対して解く
ことを前提とする。新たに呼出された外部手順６０２が
呼出し側の手順６０２と同じＤＯＥを有する限り、交差
手順オブジェクト呼出しは、呼出された手順６０２のエ
ントリ記述子４７２２７が見出される方法においてのみ
簡単な仲介呼出しと異なる。一旦ＫＯＳ呼出しマイクロ
コードが前述の如く、仲介呼出しが交差手順オブジェク
ト呼出しであると判定すると、これは次に交差領域呼出
しであるかどうかを判定する。そのためには、ＫＯＳ呼
出しマイクロコードは呼出された手順６０２の手順オブ
ジェクト６０８のＤＯＥ属性をその時の主題の領域構成
要素と比較する。ＫＯＳ呼出しマイクロコードは手順オ
ブジェクト６０８のＡＯＮ４１３０４を用いてそのＡＯ
ＴＥ４１３０６のフィールド４１５２１から手順オブジ
ェクト６０８のＤＯＥを得、またこれはあるＦＵ１０１
２０のレジスタに記憶されたその時の主題に対するＡＳ
Ｎを用いて、１０９１４からのその時の主題の領域構成
要素を得る。もしこのＤＯＥとその時の領域構成要素が
異なるならば、この呼出しは以下に述べる交差領域呼出
しであり、さもなければ、この呼出しはその手順オブジ
ェクト６０８における呼出された手順６０２に対する評
価された名前により指定されるゲート４７２０５または
４７２０６を見出す。もしこのゲートが局所ゲート４７
２０５であれば、この呼出しはエントリ記述子オフセッ
ト・フィールド４７２０７を用いて呼出された手順６０
２に帰属するエントリ記述子４７２２７を見出し、次い
で簡単な仲介呼出しの議論において説明した如く進行す
る。
【１３１７】もしゲートがリンク・ゲート４７２０６な
らば、ＫＯＳ呼出しマイクロコードは４７２４５からリ
ンク・ゲート４７２０６と対応するポインタを得、これ
を解いて別な局所ゲート４７２０５またはリンク・ゲー
ト４７２０６に対するポインタを得るが、これは以上に
説明した外部手順６０２の呼出しの反復のためＫＯＳ呼
出しマイクロコードが使用する。この反復操作は、新た
に見出されたゲートが局所ゲート４７２０５であるまで
継続し、これと同時に呼出しは前述の如く簡単な仲介呼
出しに進行する。
【１３１８】ｅ．ｅ．交差領域呼出し（図２７０，図４
０８，図４１８，図４６８，図４６９，図４７０，図４
７１，図４７２） もし呼出された手順６０２の手順オブジェクト６０８が
呼出し側の手順６０２の手順オブジェクト６０８のＤＯ
Ｅ属性と異なるＤＯＥ属性を有するならば、この呼出し
は交差領域呼出しである。ＫＯＳ呼出しマイクロコード
が仲介呼出しが交差領域呼出しであることを判定する手
段については前に説明したが、もしこの呼出しが交差領
域呼出しであれば、ＫＯＳ呼出しマイクロコードは、呼
出しがなされる領域に対するＭＡＳオブジェクト４６７
０３を消勢し、トロイの木馬論議を実施し、主題切換
え、ＳＳ１０３３６に交差領域フレーム４７０３９と置
き、新たなＭＡＳオブジェクト４６７０３に関して仲介
フレーム４６９４７を行なって簡単な仲介呼出しの論議
において説明したように継続できる前に、新たな領域に
対するＭＡＳオブジェクト４６７０３を見出してこれを
活性化しなければならない。
【１３１９】交差領域呼出しマイクロコードは最初に、
領域活動状態フラッグ４６８０４を誤りにセットするこ
とによってその時のＭＡＳオブジェクト４６７０３を活
性化する。次のステップは、トロイの木馬アーギュメン
トの検査である。トロイの木馬アーギュメント検査を行
なうため、交差領域呼出し操作は交差領域呼出しにおい
て使用される実際のアーギュメントに対するポインタを
持たねばならない。その結果、交差領域呼出し操作は最
初に非交差領域呼出しの如く継続し、元のＭＡＳオブジ
ェクト４６７０３に関する仲介フレーム・ヘッダ１０４
１４を形成し、Ｓインタプリタ・マイクロコードに戻
し、これが実際のアーギュメントの名前を評価し、連係
ポインタ１０４１６のポインタを仲介フレーム・ヘッダ
１０４１４に置く。しかし、この呼出しを実施する呼出
しに対するマクロ状態は、ＫＯＳフレーム・ヘッダ１０
４１４と連係ポインタ１０４１６が元のＭＡＳオブジェ
クト４６７０３に置かれる前にＳＳ１０３３６に置かれ
ている。その結果、呼出し側の手順６０２は戻りの後実
行を再開する時、これは交差領域呼出しマイクロコード
により構成されるものより先行するＭＡＳフレーム４６
７０９と同時に再開することになる。
【１３２０】一旦実際のアーギュメントに対するポイン
タが使用可能となると、交差領域呼出しマイクロコード
はトロイの木馬検査を実施する。手順オブジェクト６０
８の論議において述べまた図４７２において示したよう
に、この検査の実施に必要な情報はアーギュメント情報
アレイ１０３５２に含まれる。手順オブジェクト６０８
における各論理ゲート４７２０５はＡＩＡＥ４７２４５
を有する。論理ゲート４７２０５の手順における正規の
各アーギュメントＡＩＡＥ４７２４５のフィールド４７
２５１におけるエントリを有し、また前者のアーギュメ
ントのＡＭＡＥ４７２５３は、正規のアーギュメントの
実際のアーギュメントに対してどんな種類のアクセスが
呼出された手順６０２において要求されるかを表示す
る。
【１３２１】フィールドＡＩＡ ＯＦＦ４７２０１は手
順オブジェクト６０８におけるアーギュメント情報アレ
イ１０３５２の場所を含んでおり、この情報および手順
オブジェクト６０８における論理ゲート４７２０５のオ
フセットを用いて、交差領域呼出しマイクロコードが論
理ゲート４７２０５に対するＡＩＡＥ４７２４５を見出
す。ＡＩＡＥ４７２４５における最初の２つのフィール
ドは、呼出しにおける最小数のアーギュメントおよび最
大数のアーギュメントを含む。交差領域呼出しマイクロ
コードは、実際のアーギュメントがこれらの値の間に該
当するかどうかを検査する。もしそうであれば、交差領
域呼出しマイクロコードはアクセスが許された個々のア
ーギュメントの桁送りを開始する。各アーギュメントの
ポインタ毎に、交差領域呼出しマイクロコードはＬＡＲ
マイクロコードを呼出してポインタのＵＩＤに対するそ
の時のＡＯＮ４１３０４を得、プロセス６１０のその時
の主題（即ち、呼出し側の主題）に対するＡＯＮ４１３
０４とＡＳＮを用いて、アーギュメントのＡＩＡＥが根
源アクセス（４７２５５）または拡張アクセス（４７２
５７）を夫々規定するかどうかに従ってＡＰＡＭ１０９
１８とＡＮＰＡＴ１０９２０のいずれかにおけるエント
リを見出す。もしＡＰＡＭ１０９１８またはＡＮＰＡＴ
１０９２０からの情報がプロセス６１０のその時の主題
が呼出された手順６０２において要求される方法におけ
るアーギュメントにアクセスする権利を有することを確
認するならば、「トロイの木馬」マイクロコードは次の
アーギュメントに行く。もしその時の主題が全てのアー
ギュメントに対して必要なアクセスを行なうならば、ト
ロイの木馬検査は成功し、また交差領域呼出し操作は継
続する。さもなければ、この検査は失敗し、以下に述べ
るように、交差領域呼出し操作はマイクロコード対ソフ
トウェア呼出し操作を実施する。
【１３２２】次に、交差領域呼出しマイクロコードはＳ
Ｓ１０３３６に交差領域状態１０５１３を置く。ＳＳ１
０３３６の論議において説明したように、交差領域状態
１０５１３は前のＭＡＳオブジェクト４６７０３に関す
る呼出し側のフレームへ戻るため必要な情報を含む。こ
れが終ると、交差領域呼出しマイクロコードは主題を変
更する。その時の主題のＡＳＮを用いて、交差領域呼出
しマイクロコードはＡＳＴ１０９１４からその時の主題
を得て、呼出された手順６０２の手順オブジェクト６０
８に対する属性４１２２５を含む主題の領域構成要素を
置換し、ＡＳＴ１０９１４を用いてこのように得た新た
な主題を新たなＡＳＮに翻訳する。このＡＳＮは次に適
当なＦＵ１０１２０のレジスタに置かれる。
【１３２３】主題が変更された後、交差領域呼出しマイ
クロコードは領域テーブル４１８０１を用いて呼出され
た手順６０２のＤＯＥを領域番号に翻訳する。交差領域
呼出しマイクロコードは次に、交差領域呼出しを行なう
プロセス６１０に帰属する仮想プロセッサ６１２に対す
るＶＰＳＢ６１４におけるＭＡＳ ＡＯＮ４６２１１の
アレイに対する指標として領域番号を使用する。領域と
対応するエントリは、この領域に対するＭＡＳオブジェ
クト４６７０３のＡＯＮ４１３０４を含む。
【１３２４】適正なＭＡＳオブジェクト４６７０３を見
出して、交差領域呼出しマイクロコードは新たな領域の
ＭＡＳオブジェクト４６７０３に帰属するＫＯＳ ＭＡ
Ｓヘッダ１０４１０におけるＳＴＯフィールド４６８０
７を用いて、最後のＭＡＳフレーム４６７０９の最上位
を見出す。これは次に、ＦＵ１０１２０のあるレジスタ
における前の呼出しにおいて使用された４６７０２の値
を保管し、仲介フレーム・ヘッダ１０４１４をＭＡＳオ
ブジェクト４６７０３の最上位に加算し、新たな仲介フ
レーム・ヘッダ１０４１４を指示する新たなＦＨＰ４６
７０２を計算する。次に、ＫＯＳ交差領域呼出しマイク
ロコードはＦＨＰ４６７０２の元の値をＳＳ１０３３６
のＦＨＰ値フィールド４７１５１に、またＳＴＯ４６７
０９の元の値（前のＭＡＳオブジェクト４６７０３に関
する最後の完全なＭＡＳフレーム４６７０９の最上位を
指示する）を交差領域状態１０５１３のフィールド４７
１５３に置き、下記の如く仲介ＫＯＳフレーム・ヘッダ
１０４１４に充填し、交差領域呼出しフィールド４６９
０３の結果は真にセットされ、前のフレーム・オフセッ
ト・フィールド４６９０３は０にセットされ、動的バッ
ク・ポインタ・フィールド４６９３１はＦＨＰ４６７０
２の保管された値にセットされる。このように、動的バ
ック・ポインタ・フィールド４６９３１は前のＭＡＳオ
ブジェクト４６７０３に関する最上位の仲介フレーム４
６９４７のヘッダを指示する。残るフィールドの値は、
交差領域呼出し操作が前のＭＡＳオブジェクト４６７０
３において形成した仲介ＫＯＳフレーム・ヘッダ１０４
１４からコピーされる。
【１３２５】次に、交差領域呼出しマイクロコードは、
前のＭＡＳオブジェクト４６７０３の最上位から新たな
仲介フレーム４６９４７に対して正規のアーギュメント
に対するアーギュメント・ポインタをコピーしてＦＰを
計算する。交差領域呼出しマイクロコードはＳインタプ
リタ呼出しマイクロコードに戻すことにより完了し、こ
れにより簡単な仲介呼出しについて説明したように呼出
し操作を完了する。
【１３２６】新たなＭＡＳオブジェクト４６７０３に対
する転送において関与する仕事を除き、交差領域戻し操
作は仲介呼出しからの他の戻し操作と類似する。交差領
域状態１０５１３のフィールド４７１５１からの元のＦ
ＨＰ４６７０１と、交差領域状態のフィールド４７１５
３から元のＳＴＯ４６７０４はＦＵ１０１２０のレジス
タに置かれる。次に、終了しつつある呼出しに帰属する
フレームは、ＳＳ１０３３６から、また呼出された手順
６０２の領域に帰属するＭＡＳオブジェクト４６７０３
からポップされ、ＭＡＳオブジェクト４６７０３は領域
活動状態フラッグ４６８０４を誤りにセットすることに
よって不活性化される。次に、ＫＯＳ交差領域戻しマイ
クロコードは元のＦＨＰ４６７０１と元のＳＴＯ４６７
０４を用いて、戻りの過程にあるＭＡＳオブジェクト４
６７０３およびこのＭＡＳオブジェクト４６７０３にあ
る最上位の仲介フレーム４６９４７を見出す。戻りの過
程にあるＭＡＳオブジェクト４６７０３は活性化され、
最後に戻しの過程にある呼出しに帰属するマクロ状態１
０５１６の内容反復的ＦＵ１０１２０の適当なレジスタ
に置かれて、呼出し操作の実行が再開する。
【１３２７】ｆ．ｆ．失敗した交差領域呼出し操作（図
２７０，図４６８，図４６９，図４７０，図４７１，図
４７２） 以上述べたように、交差領域呼出し操作は、呼出し側の
呼出し操作が呼出しを開始する時から呼出された手順６
０２が実行を開始する時の間のいくつかの時点において
失敗を生じ得る。失敗と同時に、交差領域呼出しマイク
ロコードはマイクロコード対ソフトウェア呼出しを実施
する。この呼出しにより生じたＫＯＳ手順６０２は交差
領域呼出し操作の失敗の理由を処置して交差領域呼出し
操作を再開することができる。このことは、ＣＳ１０１
１０における交差領域呼出しの構成がＦＵ１０１２０の
十分な状態を保管して、交差領域呼出し操作を実行中の
プロセス６１０が呼出し操作および交差領域呼出し操作
が開始した仲介呼出しＳＩＮに戻ることを許容するため
可能である。失敗と同時に、呼出しのＭＡＳフレーム４
６７０９は交差領域状態１０５１３におけるフィールド
４７１５３とフィールド４７１５１の値から見出すこと
ができ、また仲介呼出しＳＩＮはＦＵ１０１２０の状態
に保管された情報を用いることによって見出すことがで
きる。
【１３２８】６．隣接呼出し操作（図４６８，図４６
９，図４７２） 前述の如く、隣接呼出しを介して呼出された手順６０２
は呼出し側の手順６０２と同じＰＥＤ３０３０３を持た
ねばならない。ＰＥＤ３０３０３の一部でない唯一のマ
クロ状態値はＰＣおよびＦＰであり、従って、隣接呼出
し操作は、呼出しを実施する呼出し操作のＰＣおよびＦ
Ｐを保管してこれらの値を新たな呼出し操作のため計算
するだけで良い。更に、前の呼出し操作の隣接フレーム
４６９４７の最上位を見出すことを容易にするため、隣
接呼出し操作はＳＴＯ４６７０４を保管する。隣接戻し
操作は、この保管された値を単に復元するだけである。
ＰＥＤ３０３０３からコピーされあるいはこれを介して
得たマクロ状態値は呼出し操作のシーケンスの間は変化
せず、従ってＳＳ１０３３６において保管する必要はな
い。隣接呼出し操作はＳＳフレーム４７００３を持たな
い。
【１３２９】本発明は、その主旨または特有の特性から
逸脱することなく更に他の特定の形態において実施する
ことができる。このため、本文に示した実施態様はあら
ゆる観点から例示的なものであって限定的なものと考え
るべきではなく、本発明の範囲は本文の記述によらずに
頭書の特許請求の範囲に示され、特許請求の範囲の相当
する意味ならびに範囲内に含まれる全ての変更は従って
本発明に包含されるものとする。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の概略説明図。
【図２】本発明の概略説明図。
【図３】本発明の概略説明図。
【図４】本発明の概略説明図。
【図５】本発明の概略説明図。
【図６】本発明の概略説明図。
【図７】本発明の概略説明図。
【図８】本発明の概略説明図。
【図９】本発明の概略説明図。
【図１０】本発明の概略説明図。
【図１１】本発明の概略説明図。
【図１２】本発明の概略説明図。
【図１３】本発明の概略説明図。
【図１４】本発明の概略説明図。
【図１５】本発明の概略説明図。
【図１６】本発明の概略説明図。
【図１７】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図１８】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図１９】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図２０】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図２１】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図２２】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図２３】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図２４】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図２５】本発明の全体的構造および作用の説明図。
【図２６】主要サブシステムの説明図。
【図２７】主要サブシステムの説明図。
【図２８】主要サブシステムの説明図。
【図２９】主要サブシステムの説明図。
【図３０】主要サブシステムの説明図。
【図３１】主要サブシステムの説明図。
【図３２】主要サブシステムの説明図。
【図３３】主要サブシステムの説明図。
【図３４】主要サブシステムの説明図。
【図３５】主要サブシステムの説明図。
【図３６】主要サブシステムの説明図。
【図３７】主要サブシステムの説明図。
【図３８】主要サブシステムの説明図。
【図３９】主要サブシステムの説明図。
【図４０】主要サブシステムの説明図。
【図４１】主要サブシステムの説明図。
【図４２】主要サブシステムの説明図。
【図４３】主要サブシステムの説明図。
【図４４】主要サブシステムの説明図。
【図４５】主要サブシステムの説明図。
【図４６】主要サブシステムの説明図。
【図４７】主要サブシステムの説明図。
【図４８】主要サブシステムの説明図。
【図４９】主要サブシステムの説明図。
【図５０】主要サブシステムの説明図。
【図５１】主要サブシステムの説明図。
【図５２】主要サブシステムの説明図。
【図５３】主要サブシステムの説明図。
【図５４】主要サブシステムの説明図。
【図５５】主要サブシステムの説明図。
【図５６】主要サブシステムの説明図。
【図５７】主要サブシステムの説明図。
【図５８】主要サブシステムの説明図。
【図５９】主要サブシステムの説明図。
【図６０】主要サブシステムの説明図。
【図６１】主要サブシステムの説明図。
【図６２】主要サブシステムの説明図。
【図６３】主要サブシステムの説明図。
【図６４】主要サブシステムの説明図。
【図６５】主要サブシステムの説明図。
【図６６】名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタの
説明図。
【図６７】名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタの
説明図。
【図６８】名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタの
説明図。
【図６９】名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタの
説明図。
【図７０】名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタの
説明図。
【図７１】名前空間、Ｓインタプリタおよびポインタの
説明図。
【図７２】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図７３】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図７４】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図７５】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図７６】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図７７】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図７８】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図７９】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８０】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８１】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８２】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８３】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８４】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８５】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８６】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８７】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８８】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図８９】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図９０】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図９１】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図９２】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図９３】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【図９４】中心的オペレーティング・システムの説明
図。
【符号の説明】
１０１：コンピュータ・システム（ＣＳ）、１１２：メ
モリー（ＭＥＭ）、１１４：ジョブ・プロセッサ（Ｊ
Ｐ）、１１６：入出力システム（ＩＯＳ）、１２０：取
出し装置（ＦＵ）、１２２：実行装置（ＥＵ）、１２
９：ＭＩＯバス、１３０：ＩＯＭバス、１３１：ＩＯＭ
Ｃバス、１３２：ＩＯＪＰバス、１４０：ＭＯＤバス、
１４２：ＪＰＤバス、１４６：ＰＤバス、１４８：ＦＵ
Ｅバス、４０２：ユーザ言語命令、４０４：機械語命
令、４０６：マイクロコード命令、４０８：機械のハー
ドウェア、４１０：機械語スタック機構、４１２：ユー
ザ言語命令、４１４：ＳＯＰ、４１６：マイクロコード
命令、４１８：ＣＳ１０１ハードウェア、４２０：ＭＡ
Ｓ、４２２：マイクロコード・スタック機構、４２４：
ＭＩＳ、４２６：ＭＯＳ、４２８：ＳＩＮマイクロコー
ド、４３０：モニター・マイクロコード、５０２：ＭＡ
Ｓ、５０４：ＳＳ、５０６：ＧＲＦ、５０８：汎用レジ
スタ、５１０：ｍＣＳ、５１４：ＳＯＰスタック、６０
２：手順、６０４：ユーザ手順オブジェクト、６０６：
静的データ領域、６１０：プロセス、６１２：仮想プロ
セッサ、６１４：ＶＰＳＢ、７０１：ユーザ、７０２：
コンパイラ、７０３：バインダ、７０４：ＥＯＳ、７０
５：Ｓ言語インタプリタ・マイクロコード、７０６：Ｋ
ＯＳソフトウェア、７０８：ＫＯＳアーキテクチャ・イ
ンターフェース、７０９：ユーザ・インターフェース、
７１０：ＫＯＳ・マイクロコード、７１１：インターフ
ェース、７１３：書込み可能制御ストア、７１５：名前
インタプリタ・マイクロコード、９０１：手順オブジェ
クト、９０２：スタックオブジェクト、１００１：呼出
しマイクロコード、１００２：ＰＣ装置、１００４：レ
ジスタ、１００６：手順オブジェクト、１００８：マイ
クロスタックオブジェクト、１０１０：機密保護スタッ
クオブジェクト、１０１４：ＦＵレジスタ、１０１１
０：コンピュータ・システム（ＣＳ）、１０１１２：Ｍ
ＥＭ、１０１１４：ＪＰ、１０１１６：ＩＯＳ、１０１
２０：取出し装置（ＦＩＵ）、１０１２２：実行装置
（ＥＵ）、１０１２４：２次記憶装置、１０１４２：Ｊ
ＰＤバス、１０１４４：ＭＯＤバス、１０２１０：プロ
セス構造、１０２２０：アドレス指定装置、１０２６
６：名前カッシェ装置（ＮＣ）、１０２２８：アドレス
翻訳装置（ＡＴＵ）、１０２３４：カッシェ保護装置
（ＰＣ）、１０３５０：ＮＴ、１０３５８：戻り制御ワ
ード・スタック、１０４１０：ＭＡＳベース、１０５１
４：通常のフレーム・ヘッダ、１０５１６：マイクロス
タック、１０９１８：ＡＰＡＭ、１１０１０：ＦＵＳＤ
Ｔ、１１０１２：Ｓインタプリタ・テーブル、２０２１
０：記述子プロセッサ（ＤＥＳＰ）、２０２１２：メモ
リー・インターフェース、２０２１４：取出し装置制御
（ＦＵＣＴＬ）、２０２１６：ＡＯＮプロセッサ、２０
２１８：オフセット・プロセッサ（ＯＦＦＰ）、２０２
２０：長さプロセッサ、２０２２４：名前バス、２０２
２８：ＯＦＦＳＥＴバス、２０２３２：ＡＯＮＧＲＦ、
２０２３４：ＯＦＦＧＲＦ、２０２３６：ＬＥＮＧＲ
Ｆ、２０２３８：オフセット・セレクタ（ＯＦＦＳＥ
Ｌ）、２０２４０：オフセット・マルチプレクサ（ＯＦ
ＦＭＵＸ）、２０２４２：ＯＦＦＡＬＵ、２０２４４：
ＯＦＦＡＦＵＳＡ、２０２４６：ＢＩＡＳ、２０２４
８：ＡＯＮセレクタ、２０２５２：長さＡＬＵ、２０２
５４：ＮＴ、２０２５６：記述子トラップ、２０２５
８：データ・トラップ、２０２６２：取出し装置、２０
２６４：取出し装置、２０２６６：タスク指名テーブ
ル、２０２６８：命令コード・レジスタ、２７００３：
ＳＯＰデコーダ、２７０１５：名前翻訳装置、２７０１
７：メモリー照合装置、２７０１９：機密保護装置、２
７０２１：ＣＰＣ、２０２７２：ＩＰＣ、２０２７４：
ＥＰＣ、２０２８４：事象ロジック、２０２８８：アド
レス・ゼネレータ、２０２９４：状態ロジック、２０２
９６：タイマー、２０３１０：制御ロジック、２０３１
２：入出力装置、２０３１４：乗算ロジック、２０３１
６：指数ロジック、２０３１８：乗算制御装置、２０３
２０：テスト兼インターフェース・ロジック、２０３２
２：オペランド・バッファ、２０３２４：最終結果出力
マルチプレクサ、２０３４０：次のアドレス・ゼネレー
タ、２０３４２：指令キュー、２０３４４：Ｓインタプ
リタ・テーブル、２０３４６：マイクロコード制御復号
レジスタ、２０４１０：データ移動器、２０４１２：入
出力制御プロセッサ、２０４４０：入力データ・バッフ
ァ、２０４４２：出力データ・バッファ、２０４４４：
優先順位分解兼制御装置、２０９１０：ＩＯポート、２
１０１０：ＪＯポート、２１１１０：ＪＩポート、２３
８１２：ＯＦＦＭＵＸＲ、２３８１４：ＦＥＸＴ、２３
８１６：ＯＦＦＭＵＸＦＳ、２３８１８：ＯＦＦＳＣＡ
ＬＥ、２３８２０：ＯＦＦＩＥＳＥＮＣ、２３８２２：
ＯＦＦＭＵＸＯＳ、２４３１０：次のアドレス・ゼネレ
ータ、２５５１４：事象制御記憶装置、２５５１６：指
令キュー事象アドレス制御記憶装置、２７０２１：ＤＢ
バス、４０４０１：ＵＩＤ、４０９０３：ＬＡＵＤ、４
１３０４：ＡＯＮ、４４８０１：事象カウンタ、４４０
８４：待機記入兼待機テーブル、４６８５３：データ領
域、４６７０９：ＭＡＳフレーム、４７００１：ＳＳベ
ース、４７００３：装置フレーム、４７０３９：交差領
域装置フレーム。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (31)優先権主張番号 ２６６４０８ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６４０９ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６４１３ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６４１４ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６４１５ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６４２１ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６４２４ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６５２１ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６５２４ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６５３２ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (31)優先権主張番号 ２６６５３９ (32)優先日 1981年５月22日 (33)優先権主張国 米国（ＵＳ） (72)発明者 ブレット・エル・バッチマン アメリカ合衆国マサチューセッツ州02116, ボストン，ウエスト・キャントン・ストリ ート 214，スウィート ４ (72)発明者 リチャード・エイ・ベルガード アメリカ合衆国カリフォルニア州95070, サラトガ，グレンモント・ドライブ 21250 (72)発明者 デービッド・エッチ・バーンスタイン アメリカ合衆国マサチューセッツ州01721, アシュランド，ベイ・コロニー・ドライブ 41 (72)発明者 リチャード・グレン・ブラット アメリカ合衆国マサチューセッツ州01778, ウエイランド，ブルック・トレイル・ロー ド ９ (72)発明者 ジェラルド・エフ・クランシー アメリカ合衆国カリフォルニア州95070, サラトガ，ジャカランダ・センター 13069 (72)発明者 エドワード・エス・ガブリン アメリカ合衆国マサチューセッツ州01773, リンカーン，ビーバー・ポンド・ロード, アールエフディー ４ (72)発明者 ロナルド・ハンス・グルナー アメリカ合衆国ノースカロライナ州27514, キャリー，ダブリン・ウッド・ドライブ 112 (72)発明者 ローレンス・エッチ・カッツ アメリカ合衆国オレゴン州97045，オレゴ ン・シティ，サウス・フォーレスト・リッ ジ・ロード 10943 (72)発明者 クレイグ・ジェームズ・マンディ アメリカ合衆国ノースカロライナ州27511, キャリー，キャッスルウッド・ドライブ 136 (72)発明者 マイケル・エス・リッチモンド アメリカ合衆国ノースカロライナ州27312, ピッツボロー，フェアリントン・ポスト・ ボックス 51 (72)発明者 スチーブン・アイ・シュレイマー アメリカ合衆国ノースカロライナ州27514, チャペル・ヒル，エレン・プレイス 1208 (72)発明者 スチーブン・ジェイ・ウォラッチ アメリカ合衆国カリフォルニア州95070, サラトガ，グリーン・メドー・レイン 12436 (72)発明者 ウォルター・エイ・ウォラッチ・ジュニア ー アメリカ合衆国ノースカロライナ州27607, ラレイ，メッドフィールド・ロード 1336 (72)発明者 ダグラス・エム・ウェールズ アメリカ合衆国ノースカロライナ州27514, チャペル・ヒル，ロビン・ロード 106 (72)発明者 トーマス・エム・ジョーンズ アメリカ合衆国ノースカロライナ州27514, チャペル・ヒル，リード・ロード 300 (72)発明者 ジョン・エフ・ピラット アメリカ合衆国ノースカロライナ州27609, ラレイ，レーベンハースト・ドライブ 1308 (72)発明者 デービッド・エル・ハウズマン アメリカ合衆国ノースカロライナ州27511, キャリー，セルウィン・レイン 1213 (72)発明者 デービッド・エイ・ファーバー アメリカ合衆国ノースカロライナ州27707, ダーハム，レイクウッド・アベニュー 1700

Claims (3)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 記憶装置内における記憶場所を特定する
    アドレスを含むメモリーコマンドに応答してデータ項目
    を記憶しかつ供給する記憶装置と、一連のデータ項目の
    処理を実行しながら、処理中のデータ項目の命令に応答
    してデータ項目を供給しかつ受け取り、また前記メモリ
    ーコマンドを供給する為に、前記記憶装置に接続されて
    いる処理装置とを含むデジタル計算機システムにおい
    て、前記データ項目は、更に前記アドレスの内の特定さ
    れたアドレスを指示するポインタを含み、該ポインタ
    は、前記特定されたアドレスが得られるべき前記データ
    項目を含む未決定のポインタを含み、前記未決定のポイ
    ンタを前記特定されたアドレスに決定する手段であっ
    て、(１) 前記未決定のポインタの正規の未決定ポイン
    タと、(２) 任意の前記正規の未決定ポインタを受け取
    り、前記含まれるデータ項目を用いて前記特定されたア
    ドレスを得るための、前記一連のデータ項目の内のポイ
    ンタ決定シーケンスと、(３) 前記各ポインタを前記特
    定されたアドレスに変換するために前記ポインタに応答
    する、前記処理装置に含まれる、ポインタ変換手段と、
    (４) 任意の前記シーケンスの実行を開始しかつ終了す
    るために、前記処理装置の動作に応答する、前記処理装
    置に含まれる、コール・リターン操作実行手段と、を設
    け、該コール・リターン操作実行手段は、前記受け取っ
    た未決定のポインタを前記ポインタ決定シーケンスに供
    給することによって、前記ポインタ変換手段が前記正規
    の未決定のポインタを受け取ったとき、前記ポインタ変
    換手段に応答して前記処理装置に前記ポインタ決定シー
    ケンスを実行させ、前記ポインタ決定シーケンスから返
    った前記特定されたアドレスを前記ポインタ変換手段へ
    供給することを特徴とする、デジタル計算機システム。
  2. 【請求項２】 記憶装置内における記憶場所を特定する
    アドレスを含むメモリーコマンドに応答してデータ項目
    を記憶しかつ供給する記憶装置と、処理中のデータ項目
    の一連の命令に応答してデータ項目を供給しかつ受け取
    り、また前記メモリーコマンドを供給する為に、前記記
    憶装置に接続されている処理装置とを含むデジタル計算
    機システムにおいて、 前記データ項目は、前記アドレスの内の特定されたアド
    レスを指示するとともに前記特定されたアドレスが得ら
    れるべき前記データ項目を各々含む正規の未決定ポイン
    タを含み、 前記処理装置は、任意の前記シーケンスの実行を開始し
    かつ終了するように前記処理装置を強制するために、前
    記処理装置の動作に応答する、コール・リターン操作実
    行手段を含み、 前記正規の未決定ポインタを前記特定されたアドレスに
    決定する方法であって、(１) 前記処理装置内に任意の
    前記正規の未決定ポインタを受け取り、(２) 前記受け
    取った正規の未決定ポインタを前記コール・リターン操
    作実行手段に供給し、(３) 前記コール・リターン操作
    実行手段に、前記受け取った正規の未決定ポインタに含
    まれるデータ項目を用いて前記受け取った正規の未決定
    ポインタに対する特定されたアドレスを得て該特定され
    たアドレスを返すための、前記一連のシーケンスの内の
    ポインタ決定シーケンスの実行を開始させ、(４) 前記
    特定されたアドレスを前記コール・リターン操作実行手
    段から受け取る、ステップからなる方法。
  3. 【請求項３】 記憶装置内における記憶場所を特定する
    アドレスを含むメモリーコマンドに応答してデータ項目
    を記憶しかつ供給する記憶装置と、処理中のデータ項目
    の一連の命令に応答してデータ項目を供給しかつ受け取
    り、また前記メモリーコマンドを供給する為に、前記記
    憶装置に接続されている処理装置とを含むデジタル計算
    機システムにおいて、 前記データ項目は、前記アドレスの内の特定されたアド
    レスを指示するとともに前記特定されたアドレスが得ら
    れるべき前記データ項目を各々含む関連する未決定ポイ
    ンタを含み、 前記処理装置は、任意の前記シーケンスの実行を開始し
    かつ終了するように前記処理装置を強制するために、前
    記処理装置の動作に応答する、コール・リターン操作実
    行手段を含み、 前記関連する未決定ポインタを前記特定されたアドレス
    に決定する方法であって、(１) 前記処理装置内に任意
    の前記関連する未決定ポインタを受け取り、(２) 前記
    受け取った関連する未決定ポインタを用いて、前記受け
    取った関連する未決定ポインタによって前記受け取った
    関連する未決定ポインタと前記特定されたアドレスとを
    関連づける前記データ項目の関連アドレステーブル内の
    エントリーを位置決めし、(３) 前記受け取った関連す
    る未決定ポインタに対する前記関連アドレステーブルエ
    ントリーから、特定されたアドレスを得る、ステップか
    らなる方法。
JP7266762A 1981-05-22 1995-09-14 デジタル計算機システム及びポインター決定方法 Pending JPH08278917A (ja)

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