JPS6014370B2 - テキスト処理装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 目次 凶 技術分野 曲 従来技術 ■ 発明の目的 ■ 発明の概要 ‘Ｅ｝ 実施例の概要 ‘Ｆ’実施例の説明 （ｉ）序文 （ｉｌ） 中央装置 （ｉｉｉ｝ 命令の実行 ｛ィ’最初の群の命令 １ 転送（ＴＲＡ） ２ 交換（ＳＣＡ） ３ 比較（ＣＦＲ） ４ 論理積（ＡＮＤ） ５ 排他的論理和（ＯＲＥ） ６ 自由な転送（ＴＲＬ） ‘ｏ｝ ２番目の群の命令 １ 定数の転送（ＴＲＣ） ２ 常数の自由な転送（ＴＬＣ） ３ 常数の比較（ＣＤＣ） し一 ３番目の群の命令 １ 周辺装置からの文字の受入れ命令 （ＣＯＰ） ２ 周辺装置への文字の送り出し命令 （ＣＡＰ） ３ 鰯し船（肌） 〇 ４番目の群の命令 ＧＷＬ 割込み Ｍ タイプライタ制御装置 Ｍ 指令キーボード制御装置 ＷｉＤ磁気テープ記憶装置制御装置 ＭｉＤ中央装置への命令の導入 ｑ力テキストの記録 Ｍ テキストの訂正 （ｘｉ）単語の訂正 （ｘｉｉ）訂正されたテキストの印字 に）発明の変更例 凶 技術分野 本発明は、印字されるべき文字を入力する手動入力装置
、記憶装置、印字装置、及びこれらを制御する制御装置
を備えたテキスト処理装置に関し、特に右マ−ジン合せ
で代表されるテキスト行揃え（にｘｔ瓜ｓｔｉｆｉｃａ
ｔｉｏｎ）機能を有するテキスト処理装置に関する。

｛Ｂ｝ 従来技術 この種のテキスト処理装置として、田Ｍ Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｄｉｓｃｌｏｓｕｒｅ Ｂｕｌｌ
ｅｔｉｎ Ｖｏｌ．１２、Ｎｏ．１２１９７位王５月
第２２５４〜第２２５５頁に記載されたものが知られて
いる。

これによれ‘よ、テ−プに記憶されているテキスト行情
報を構成する文字信号とスペース信号を１行ずつバッフ
ァを介して行揃え論理部に送る。行揃え論理部は送られ
てきた１入力行の長さを内部に設定してある行長と比較
し、印字行が設定行長となるように、入力行に含まれる
各スべ−スの長さを拡大する。かかる行揃え論理部の制
御の下でバッファから印字装置に文字信号とスペース信
号が送られ、印字装簿には行揃えされたテキスト情報が
印字される。しかしながら、上記の例で代表される従来
技術には、夫々の印字行を異なる行長に従ってジャステ
ィファイ（行揃え）することができないという欠点があ
った。

これは、上記の従来例でいえば、行揃え論理部に内部設
定される行長は夫々の行ごとに定められるものではなく
、全ての行に共通なものであることによる。■ 発明の
目的 本発明の目的は上記欠点を除去し、夫々の行ごとに異な
る行長を定めることが可能であって、印字するときには
印字動作が行長を変更するための操作によって中断され
ることなく連続的に実行できるようにしたフレキシブル
な行揃え機能を持つテキスト処理装置を提供することで
ある。

■ 発明の概要 上記目的を達成するため、本発明によれば文字信号およ
びスペース信号を含むテキスト情報の各行を入力する手
段、テキスト情報の夫々の行について、その印字行に含
まれるスペースユニットの数として定義される行長情報
を入力する手段、およびテキスト印字行揃え信号を入力
する手段を有する手動入力装置と、入力情報を記録媒体
上に記憶し、そしてそれらを予め定めた順序で謙出す第
１の記憶装置と、前記第１の記憶装置からの情報を受け
取って印字しようとするテキストの１入力行を託臆する
第２の記憶装置と、前記第２の記憶装置から文字信号お
よびスペース信号を順次受取って１行の文字を印字する
印字装置と、前記入力装置および印字装置ならびに前記
記憶装置と関連づけられかつ印字行揃え信号に応答する
制御装置とを具備し、前記制御装置はテキストの１入力
行に実際に含まれる文字信号とスペース信号に関するス
ペースユニットの数を計数する計数装置、この計数装置
から出力される数を行長を定める数と比較する比較装置
、この比較装置に応答し、計数装置から出力される数が
行長を定める数よりも４・さし、ときには前記第２の記
憶装置に記憶された印字しようとする前記１入力行に含
まれる１スペース信号の隣りに１スペースユニットの幅
のスペースを与える１つのスペースユニット信号を記憶
させる装置、この装置により１つのスペースユニット信
号が記憶されるごとに前記計数装置をインクリメントす
る装置を含み、前記計数装層の各インクリメント後再び
前記比較装置は計数装置から出力される数と行長を定め
る数とを比較し、さらに前記制御装置は前記計数装置か
ら出力される数が行長を定める数と等しくなったときに
前記第２の記憶装置に記憶された信号に従って１行を印
字するように前記印字装置を作動する装置を含むように
したテキスト処理装置が提供される。

上述の行長情報を入力する手段により、印字行の行長が
行ごとに設定されるのである。

風 実施例の概要 後述する実施例において、上記手動入力装置はタイプラ
ィタ６で構成され、第１の記憶装置は磁気テープ記憶装
置７で構成され、そのデータブロックの夫々には１行分
のテキスト情報が収容される。

また、第２の記憶装置はコア記憶装置４２で構成され、
印字装置はタイプラィタ６で構成され、制御装置は中央
装置５で構成される。タイプライタ６のキーボードに対
し、バックスベースキー、続いてＬキーを操作すること
により、中央装置は続いて入力されるスペースキーの操
作回数を計数して、スペースユニットの数として定義さ
れる印字行長を求め、これを第２の記憶装置の所定の素
子部に記録する。

この素子部に一時記憶された行長を定める数は、後に、
第１の記憶装置としてのテープ記憶装置のデータブロッ
クの所定（第４番目）の素子部にファンクション文字の
ひとつとして転送される。こうして行長を設定した後、
作業員はタイプラィタ６のキーボードを用いて記録され
るべきテキストの行の文字を入力する。

これにより、文字信号およびスペース信号を含むテキス
ト情報の１行分が第１の記憶装置のレジス夕に一時記憶
される。行が完了したら、作業員はキヤリジ・リターン
を行う。

これは、中央装置の解読装置（ＣＤＣ）により確認され
る。この確認に応答して、上記計数装置はキーボードを
介して実際に入力された文字数を計数する。これにより
「１入力行の行長が求められる。同時に中央装置はこの
１入力行のテキスト情報を最終的記録すべき第１の記憶
装置のデータブロックをサーチする。サーチ完了後、第
２の記憶装置に一時記憶された一行分のテキスト情報を
このデータブロックに転送する。以上の動作をくり返す
ことにより、第１の記憶装置の夫々のデータブロックに
は夫々の入力行のテキスト情報が記録される。

ここにおいて、各データブロックの第１の所定（４番目
）の素子部にはその入力行に対応する印字行の行長を定
める文字が記録され、第２の所定（５番目）の素子部に
はその入力行に実際含まれているスペースユニットの数
（入力行長）を表わす文字が記録される。所望の訂正を
行った後、テキストの印字を行うが、印字に先立って、
行揃え処理が行ごとに自動的に実行される。まず、第１
の記憶装置の各データブロックから一行ずつテキスト情
報が第２の記憶装置の第１のレジスタに転送される。い
ま第１のレジスタに記憶された１行のテキスト情報が、
Ａ Ｐａｔｅｎｔｉｓ餅ａｎｔｅｄｏｎ比ｅｐｒｅｓｅ
ｎｔで始まる文だとし、各単語間のスペースが１だとし
、入力行長を表わすスペースユニットの数ＮＥ（第１レ
ジスタの所定の素子部に転送されている）が４５、印字
行長を表わすスペースユニットの数Ｎ１（第１レジスタ
の別のある素子部に転送されている）が５０と仮定する
。中央装置は比較装置を用いて印字行長を表わす数ＮＩ
と入力行長を表わす数ＮＥとを比較する。

ＮＩ＞ＮＥならば各文字が１スペース文字であるかどう
かを判別しつつ、第１レジスタの内容を１文字ずつ第２
のレジスタに転送する。この例の場合、最初の文字Ａが
、まず、第２のレジスタの対応する泰子部に転送される
。次の文字は１スペース文字である。この場合、中央装
置はこの１スペース文字を第２のレジスタのＡを記憶し
てある素子部の隣りの素子部に転送し、さらに、この素
子部の隣りの素子部に１スペース文字を転送することに
より、スペースを長くする。さらに後続する素子部には
順次Ｐ以下の文字を第１のレジスタから転送する。この
結果、第２のレジスタには第１のレジスタと比較して次
のようなテキスト情報が収められる。

Ａ Ｐａｔｅｎｔｉｓｇａｎｔｅｄ ｏｎｔｈｅ ｐｒ
ｅｓｅｎｔＡ Ｐａｔｅｎｔ ｉｓ釘ａｎｔｅｄｏｎ
ｔｈｅ ｐｒｅｓｅｎｔ上が最初第１のレジス外こ収め
られたテキスト情報の頭部であり、下が第２のレジスタ
に転送後のテキスト情報の頭部である。

転送後のものは文字ＡとＰ間のスペースが１スペース分
長くなっており、したがってその行長も１スペースユニ
ットの幅だけ長い。そこでＮＥの値を１だけインクリメ
ントする。この例の場合、更新されたＮＥの値は４６と
なる。続いて、再び上記の処理をくり返す。

ＮＩ＝５０、ＮＥ＝４６であるからＮＩ＞ＮＥである。
そこで、各文字が１スペース文字であるかどうかを判別
しつつ、第２レジスタの内容を１文字ずつ第１のレジス
外こ転送する。この結果、第１のレジスタには次のよう
なテキスト情報が収められる。Ａ Ｐａｔｅｎｔ
ｌｓ亀ａｎｔｅｄ ｏｎｔｈｅ ｐｒｅｓｅｎｔこの例
の場合当初のＮＥの値、即ち入力行長の値は４５であり
、印字行長ＮＩの値は５０であるから、転送後の行長が
印字行長と等しくなるまでに５回の転送がなされる。

この５回目の転送後のテキスト情報を、当初のテキスト
情報とを比較して示すと次のようになる。

Ａ Ｐａｔｅｎｔ ｉｓ 餌ａｎｔｅｄ ｏｎｔｈｅ
ｐｒｅｓｅｎｔＡ Ｐａｔｅｎｔ ｉｓ 稗ａｎ
ｔｅｄ ｏｎ ｔｈｅＰｒｅｓｅｎｔ下のテキスト
情報は、その行長ＮＥが、印字行長ＮＩと等しい。

したがって、このテキスト情報を印字装置であるタイプ
ラィタに送って印字することにより、設定した印字行長
の長さの行がプリントされる。以上の説明から明らかな
ように、本発明によれば、行ごとに印字行長が設定され
るから、右マ−ジンを行ごとに所望の位置に合わせるこ
とができる。

行長はスペースユニットの数として定義され、行揃え処
理は、単語間の夫々のスペースに対し、順次１スペース
ユニットを単位として１単位ずつスペースを付加する方
式であるから高速で実行できる。したがって、印字動作
が連続的に行なえ、かつその際行ごとに所望の長さの行
長が与えられるという形式で行揃えがなされるという利
点がある。以下、図面を参照して本発明の実施例を詳述
する。

（Ｆ｝ 実施例の説明 （ｉ）序文 本発明による自動的印字装置は処理装置３９およびコァ
記憶装置４２を有する中央装置５（第１図）を備える。

中央装置５はタイプラィタ６、磁気テープ記憶装置７、
および命令キーボード８を含む１群の周辺装置に接続さ
れている。タイプラィタ６はそれ自体の制御装置９を通
して中央装置５に接続され、制御装置９はタイプラィタ
６から来る命令およびデータを適当な形で中央装置５へ
、またはその逆に送るようになっている。タイプライタ
６は既知の型のものであって、中央装置５から来る文字
を符号化および復号化しかつ関連した命令をタイプラィ
タ６に送るようにな，つた入出力装置１２を有する。タ
イプライタ６は中央装置５の入出力装置である。

事実、以後の説明から明らかとなるように、タイプライ
タ６により、テキストを入れかつそれらを中央装置５の
記憶装置４２に送り、自動的印字装置により達成される
べき処理動作を選択し、処理されたテキストをその最終
形で印字するこをが可能である。磁気テープ記燈装置７
はそれ自体の制御装置１０を通して中央装置５にも接続
されている。

記憶装置７は印字装置に対して指令する全ての命令を含
むようになっており、これらの命令は時に応じて選択さ
れそして中央装置５の記憶装置４２に転送される。記憶
装置７は更にタイプラィタ６により入れられたテキスト
の磁気的記録を含むようになっている。これらのテキス
トは時に応じて作業員により取り出されそしてタイプラ
ィタ６により印字する目的で中央装置５に入れられる。
命令キーボード８は別の制御装置１１を介して中央装置
５に接続されかつ装置の特定の群の命令とそれぞれ関係
した複数のキーを有する。

従ってこれらのキーによりタイプラィタ６を使用するこ
とないこ対応する群の命令を選択することができる。第
１の周期中には、処理されるべきテキストがタイプライ
タ６で入れられ、このタイプライタ６は同時にテキスト
そのものの印字を行なうと共に入出力装置１２および制
御装置９を通して中央装置５の記憶装置４２にそれを転
送する。

そこからテキストは記録されるべきものとして制御装置
１０を通してテープ記憶装置７に転送される。作業員は
ここで行または文節を付加または変更することおよび行
の長さを変更しそしてタイプの謀まりを訂正することに
よりテキストを補正または変更することができる。この
作業を行なうために作業員はなそうと希望する変更に対
応する命令の群をタイプライタまたは命令キーボード８
により選択する。各群の命令は例えば４つの記号からな
るレーベルにより識別され、容易に選び出されるように
なっている。

この作業の結果として、選ばれた群の命令はテープ記憶
装置７から中央装置５の記憶菱贋４２に転送されて動作
状態になる。従つて、選ばれた命令を実行する中央装置
５はテキストを処理した後それをテープ記憶装置７に転
送する。このようにしてテキストは希望する形で記録さ
れ、次いでタイプラィタにより印字される。前述した動
作はテープ記憶装置７に記録されている１組の命令を中
央装置５により実行することにより達成される。

仙 中央装置 中央装置５は該中央装置５そのもの内でのデータの流れ
に対し必要なタイミング信号を供給するようになったタ
イミング回路すなわちタイマー２０（第２図）を含む。

タイマー２０は実質上は６メガサィクルの周波数の信号
Ｃ（第４図）を供給する発振器２１（第３図）から構成
されている。この信号は６つのフリッブフロップＦ，一
Ｆ６により形成されているシフトレジスタ２２（第３図
）に作用し、このシフトレジスタ２２はそれぞれ２マイ
クロ秒の持続時間を有する１２の周期中にその全サイク
ルを遂行する。６つのフリツプフロツプＦ，一Ｆ６の出
力信号は第４図に示されそしてそれぞれ参照記号Ｔ，一
Ｔ６で示されている。

タイミングに必要な信号を得るために６つのフリップフ
ロップＦ，一Ｆ６の出力はゲ−ト回路を介して互に結合
されており、これらのゲート回路の出力は中央装置５の
タイミング信号を構成する。例えば信号ＴＳを得る目的
でフリッブフロップＦ，はフリップフロップＦ３と結合
されている。

更に詳細には、ィンバータ２３（第３図）を介してフリ
ップフロツブＦ３の直接出力はアンドゲート回路２４の
一方の入力に供給され、フリップフロップＦ，の出力は
回路２４の他方の入力に供給される。従って、回路２４
の出力ＴＳはフリップフロツプＦ，およびＦ３の出力が
それぞれ１および０のときレベル“１”にある。他方、
これと別の場合には出力ＴＳはしベル“０”にある。従
って、他のフリップフロップＦ，一Ｆ６の出力を適当に
結合することにより第４図に示された他の全てのタイミ
ング信号が得られることは明白である。中央装置５は更
に３ビットの容量を有しかつ３つのフリップフロップか
らなるレジスタ３０（第２図）を有する。レジスタ３０
１こは３つの入力３０ａ，３０ｂおよび３０ｃが設けら
れ、これらはそれぞれタイプラィタ（第１図）、外部記
憶装置７および作動用キーボード８に接続されている。
レジスタ３０（第２図）には更に３つの出力３１ａ，３
１ｂおよび３１ｃが設けられ、これらはしジスタ３０の
対応する入力３０ａ，３０ｂまたは３０ｃを附勢した周
辺装置を示す１つの８ビット型式文字のコードを８ビッ
トの容量を有するレジスタ３２に送り込むようになった
論理回路３１に対する同数の入力を構成する。更に詳細
には、中央装置５による命令の実行中には周辺装置６，
７または８はデータまたは命令を中央装置５に送るため
この実行を中断することができる。

この目的のため、このときには周辺装置６，７または８
はしジスタ３０の対応する入力３０ａ，３０ｂまたは３
０ｃを附勢し、従って対応する８ビット型式文字を供給
する論理回路の入力３１ａ，３１ｂまたは３１ｃを附勢
する。更に、それぞれの入力３１ａ，３１ｂおよび３１
ｃを同時に附勢する２つの周辺装置の場合には、論理回
路３１はこれら２つの周辺装置のうちから他方に対し優
位にあるものを選択しかつ出力として与えられた優先順
序に従いこの装置に対応する８つのビットの形状を供給
するようになっている。この目的のため、論理回路３１
は実質上は３つの入力および８つの出力を有する結合回
路で構成されている。これらの８つの出力の電圧値は入
力３０ａ，３０ｂおよび３０ｃの各々に対応する８つの
ビットの形状を選択的に構成する。３つの入力３１ａ，
３１ｂおよび３１ｃは更に、よく知られた方法で、より
高い優先順序をもつ力が０レベルにあるときにだけこれ
らの入力３１ａ，３１ｂおよび３１ｃの各々が８つのビ
ットの対応する組合せを条件づけるような仕方で論理回
路３１に接続されている。

例えば、入力３１ｂは入力３１ａがレベル“０”にある
ときに限り論理回路３１からの出力としてそれに関係し
た８つのビットの組合せを与えることができる。これは
明らかに入力３１ａが入力３１ｂよりも穣位にあること
を要する。同じことは入力３１ｃを入力３１ｂと比較し
た場合にあてはます。前述したように、論理回路３１の
出力はしジスタ３２に対するのと同数の入力を構成する
。

レジスタ３２の出力はチャンネル３３を介してリセツト
論理回路３４に接続されている。リセツト論理回路３４
は３つの出力３４ａ，３４ｂ，３４ｃを有し、これらの
出力の各々はしジスタ３２からチャンネル３３を通して
この回路に送られる８つのビットの組合せに関係してお
り、それ故、リセット論理回路３４はチャンネル３３に
存在する８つのビットの組合せに対応する出力を時に応
じて附勢するようになっている。出力３４ａ，３４ｂお
よび３４ｃの各々はしジスタ３０を形成する３つのフリ
ッブフロップに対しての対応するりセット回路に接続さ
れ、そのため、これらの出力の１つが附勢されたときに
はしジスタ３０の対応するフリップフロップはクリアさ
れる。

このようにして、例えば入力３０ａおよび３０ｂという
ようにレジスタ３０への入力として２つの信号が同時に
存在するときには、論理回路３１はしジスタ３２中へ入
力３１ａと関連している優先順序のより高い周辺装置、
すなわちタイプライタ６に対応する８ビット型式文字を
送り込む。結果として、この文字はチャンネル３３を通
して論理回路３４に送られ、この回路３４はタイプラィ
タ６に対応する出力３４ａだけを附勢する。従って、よ
り高い優先順序の周辺装置に対応するレジスタ３０のフ
リツプフロツプ、すなわち入力３０ａに接続されたフリ
ップフロップはクリアされる。このようにして、より高
い優先順序の周辺装置と関係した動作が行なわれた後に
、より低い優先順序の周辺装置に対応するレジスタ３０
のフリップフロップ、すなわち入力３０ｂに接続された
フリツプフロップは附勢されたままにとどまる。従って
、レジスタ３２にはそれに対応する８ビット型式文字が
送り込まれ、その後に前述した動作が繰返され、その結
果常に所定の優先順序に従って中央装置５は周辺装置を
考慮に入れる。レジスタ３２の出力は更にチャンネル４
０を通して別のレジスタ４１に接続されている。このレ
ジスタ４１はしジス夕３２と完全に同じでありかつコァ
記憶装置４２の入力レジスタを形成している。レジスタ
４１に記憶されている文字はチャンネル４３を通して計
数回路４４に転送される。この計数回路４４の動作は公
知のものでありかつこの回路はチャンネル４３を通して
それに導入された文字を１単位量だけ増すようになって
いる。計数回路４４の出力はしジスタ３２の入力に接続
されている。このようにして、レジスタ４１の内容はそ
れにチャンネル４０を通して８つのビットの形状が送り
込まれたときにはいつでも１単位量だけ増される。後に
より詳しく説明するように、これは進行中のプログラム
のデータまたは命令が含まれている記憶装置４２の素子
部を順次的に呼出せるようにする。入力レジスタ４１１
こ含まれたビットは記憶装置４２のアドレス解読回路４
５にも転送される。

レジスタ４１に存在する８つのビットの形状に基づいて
解読回路４５は記憶装置４２のコアの１つを選択するよ
うになっている。コア記憶装置４２は１０２４の８ビッ
ト型式文字の容量を有しそしてそれぞれ頁と呼ばれると
ころの４つの領域に分けられ、各頁は２５６文字の容量
を有する。各頁はそれぞれ０、１、２および３というコ
ード番号により識別される。記憶装置４２の素子部を識
別するためには従って１０のビットが必要であり、すな
わち、頁を識別するための２つのビットと、識別された
頁の範囲内の素子部を識別するための８つのビットが必
要である。記憶装置４２は８つの面に配置された８つの
同じ構成のコアマトリツクスからなる。

各コアマトリックスは３２の行および３２の列から形成
されていて合計で１０２４のコアからなり、それ故各マ
トリックスは１０２４ビットの容量を有する。知られた
ように、記憶装置４２の各コアは４本の導線により横切
られている。すなわち、書込みまたは禁止導線、議出し
または感知導線、および２本のアドレツシング導線であ
る。更に詳細には、各禁止または感知導線は各面の全部
のコアを直列に通過し、従って８本の感知等線および８
本の禁止導線が存在する。他方、２本のアドレッシング
導線は直角に配置されていて各コアと交差する。各アド
レッシング導線は８つのマトリックスの同じ行および同
じ列に配置された全部のコアを直列に通過する。更に詳
細には、コアマトリツクスの最初の行および最初の列と
関係したアドレツシング導線は各マトリックスの最初の
行および最初の列に配置された全部のコアを直列に通過
する。従って、全部で３あげのアドレッシング導線が存
在する。解読回路４５は任意の既知の型の組合せ回路で
構成され得、従って詳細には説明しない。更に詳細には
、解読回路４５は８本の入力導線を有していてこれらに
レジス夕４１に存在する信号が供給され、かつ３２対の
アドレツシング導体に順番に接続されている３２の出力
を有する。各コァはそれに交差する２本のアドレッシン
グ導線が同時に附勢されたときに選択される。各対のア
ドレッシング導線は解読回路４５の８本の入力導線に存
在する信号の特定の形状に従って附勢され、このように
して、０状態にされた８つのコアの対応する群を選択す
る。周辺装置６，７，８の１つからこのようにして選択
された記憶装置４２のコアに来る情報を導入するために
、これらの周辺装置は８本の導線により形成されている
チャンネルを通して後述する記憶装置入力論理回路４７
の入力に接続されている。この論理回路４７の出力は伝
送チャンネル４８を形成する８本の導線により形成され
ている。これらの導線は記憶装置４２の８つのマトリッ
クスの各々の対応する禁止導線に接続されている。０を
書込むことの希望されるコアに対応する禁止導線を通し
て、選択されたコアの状態の切換えまたは変更を生じさ
せないように電流が送られ、これに対し、１を書込むこ
との希望されるコアに対応する導線を逸しては既知の方
法で状態の変更が行なわれる。

同様に、コアに記憶された情報を読出すために、論理回
路４７は対をなすアドレッシング導体に対し書込み中に
送られたのと逆の電流を送り、その結果０が記録された
コアにだけ切換が生ずる。

従って、０が記録されたコアを通る感知導線にだけ電圧
が誘起される。８本の感知導線は記憶装置４２の出力チ
ャンネル４９を通して出力レジスタ５川こ接続される。

記憶装置４２で謙出されかつ出力レジスタ５０に記録さ
れた情報は異なった意味を有し得る。実際、これは周辺
装置６，７，８に送られるべきデータ、または以後に用
いられるべき記憶装置アドレス、または後に記憶装置４
２で謙出された他のデータと比較されるべきものまたは
記憶装置４２内の他のアドレスに転送されるべきものと
して一時的に記憶されるべきデータ、または１組の命令
を遂行する期間中に中央装置５により実行されるべき命
令のコード‘こ関係する。この目的のため、レジスタ５
０１まチャンネル５１を通して周辺装置に接続されてそ
れらに対し記憶装置４２で読出されたデ‐夕を送信する
。

レジスタ５川ま更にチャンネル５５を通してレジスタ４
１に接続されてそれに次に用いられるべき記憶装置アド
レスを送り込む。レジスタ５０は更にチャンネル５６を
通して８ビット・レジスタ５７に接続されてそれに一時
的に記憶されるべきデータを送り込む。更に、レジスタ
５０はチャンネル５８を通して８ビット・レジス夕５９
に接続されてそれに命令のコードを送り込む。レジスタ
５７に一時的に記憶されるべきデータはしジスタ５０か
ら離れてレジスタ３２から来る。この目的のため、レジ
スタ３２の出力はチャンネル６６を通してレジスタ５７
の入力に接続されている。レジスタ５９は出力チャンネ
ル６０を通して解読回路６２に接続され、この解読回路
６２は中央装置５により用いられる命令の数と同数の１
３の出力６２，ないし６２，３を有する。

解読回路６２は回路３１に関して説明した型の組合せ回
路である。後に詳述するように、各命令は１つの８ビッ
ト型式コ−ドーこより識別される。

このコードの最初の４つのビットは１つの命令を残りの
１２のものから区別し、２番目の４つのビットはいわゆ
る“アドレス変更信号”を構成し、その意味は後述され
る。回路６２は１３の出力導線のうちでチャンネル６０
‘こ存在する４ビット・コ−ド‘こより表わされる命令
に対応する１つの出力導線を附勢する。

解読回路６２の出力６２，ないし６２，３は指令論理袋
層６３に指令を与え、この装置６３は以後記号ＣＯＭＯ
１・・・・・・・・・・・・ＣＯＭ２７で指示される一
連の指令を後述する方法で供給し、これらの一連の命令
は中央装置５内でのデータの転送を制御する。更に詳細
には、これらの指令は第２図に円で示されているゲート
回路を開き、従ってｔ これらの回路が挿入されている
伝送チャンネルに沿って情報を１つのレジスタから他方
のレジスタへ、または記憶装層４２（第２図）からそれ
に接続されたレジスタ５０，５７，５９のうちの１つへ
転送するのを可能ならしめて、それぞれの命令を実行す
る。第２図において、各ゲート回路の近くにはその特定
の作動命令が示されている。

例えば、指令ＣＯＭＯＩはゲート回路Ｓ４を開き、この
ゲート回路６４はしジスタ３２の内容をチャンネル４０
を通してレジスタ４１に転送するのを可能ならしめる。
レジス夕５９はそれぞれ４つのフリツプフロツプから形
成された２つの部分に分けられている。

最初の４つのフリップフロップに対しては命令の型を定
める命令のコードの最初の４つのビットが送られる。こ
れらのフリツプフロップの出力はチャンネル６０に集め
られている。レジスタ５９の２番目の４つのフリツブフ
ロップに対しては変更信号を構成するビットが送られる
。これらのフリップフロップの出力はチャンネル６１に
集められている。変更信号のビットは命令の型に従って
異なった意味を有する。

更に詳細には、変更信号のビットは周辺装置６，７，８
のうち情報、または命令により表わされる指令、または
与えられたアドレスが属する記憶装置の頁が導かれる１
つの周辺装置を識別することができる。更に、変更信号
のビットはアドレスまたはデータが１単位だけ増される
べきことを指示することができる。最初の場合、変更信
号のビットはチャンネル６４′に存在しそして回路６２
と同じ型の解読回路６５により用いられ、これは３つの
出力Ｓ５．，６５２，６５３のうちの１つを附勢する変
更信号の内容を基礎にして周辺装置を選択する。

このようにして、チャンネル５１を通してこの解読回路
はしジスタ５０を選択された周辺装置と接続して中央装
置５と選択された周辺装置との間でのデー夕の転送をな
さしめる。変更信号のビットが記憶装置の頁を指示する
場合には、ゲート回路１２１は指令論理装置６３により
開かれ、その結果として変更信号の最初の２つのビット
はチャンネル７０を通して２ビットの容量を有するレジ
スタ７１に送られ、従ってこのレジスタ７１は記憶装置
４２の頁のアドレスを記憶する。

レジスタ７１の内容およびレジスタ４１の内容は１つの
完全な記憶装置アドレスを形成し、この記憶装置アドレ
スは前述したように記憶装置４２の１０２４の素子部を
定める１０のビットから形成される。レジスタ７１およ
び４１の内容は互に互に変更または静止させられ、なぜ
なら２つのレジスタ５９および３２に個々に入れられた
ビットはそれぞれのチャンネル７０および４０を通して
それらに送り込まれるからである。この可能性は例えば
レジスタ７１の内容を一定に保ちながら記憶装置４２の
同一頁のデータを指定するのを可能ならしある。頁の番
号は後述するようにチャンネル７１を通して解読論理回
路４５中に導入され得る。指令論理装置６３はしジスタ
５９に記憶されかつチャンネル７５によりそれに伝送さ
れた変更信号のビットによって条件づけられるようにも
なっている。導線７６は更に論理回路３１を指令装置６
３に接続する。このようにして、周辺装置６，７，８が
割込みを行なってレジスタ３０のフリップフロップの１
つを附勢する裏に、論理回路３１は導線７６に信号を発
する。この信号は次いで指令論理装置によりその割込み
そのものに関係する指令を発生するのに用いられる。中
央装置５が命令を実行中にある動作状態には“機械作動
状態”の名が与えられる。

各機械作動状態は２マイクロ秒の持続時間を有しかつ時
間信号ＴＳにより定められ、その過程が第４図に示され
ている。このようにして定められた各機械作動状態にお
いて、一連の指令が指令論理装置６３（第２図）により
その入に存在する信号の関数として発生され、これらは
前述したように個々の命令を意味する。更に詳細には、
これらの命令は中央装置５により一連の複数の機械作動
状態により実行される。各状態において中央装置５によ
り遂行されるべき動作が一義的に定められている。この
目的のため指令論理装置６３は２つのブロック６３Ａお
よび６３Ｂを有する。第５図に詳細に示されているブロ
ック６３Ａは選ばれた命令がファンクション解読回路６
２により送られた入力信号に基づいて遂行される一系列
の機械作動状態を決定する。それぞれの機械作動状態に
対しての第６図ないし第１２図に示されているブロック
６３８は選ばれた命令に関係する一系列の動作指令ＣＯ
ＭＯＩ−ＣＯＭ２７を発生する。更には、ブロック６３
Ａは入力として解読回路６２から来る導線６２．一６２
，３（第２図）を有し、これらの導線６２，一６２，３
の各々は１３の命令を１つと関連している。

更に、ブロック６３Ａは入力としてレジスタ５９の別の
一連の４つのフリツプフロツプおよびレジスタ３１から
それぞれ来る導線７５および７６、および記憶装置入力
論理回路４７から来る導線１００を有する。各機械作動
状態はブロック６３Ａに含まれた一連のフリッブフロッ
プＦＡ−ＦＧの対応する出力ＭＡ−ＭＧの附勢により定
められる。各機械作動状態は２マイクロ秒の持続時間を
有するのでフリップフロツプＦＡ−ＦＧの各々は２マイ
クロ秒に等しい時間間隔の間附勢された状態にとどまら
なければならない。これを達成するために、ブロック６
３Ａにはタイミング信号ＴＳが導入され、これはアンド
回路ＤＡ−ＤＧを介してフリップフロップＦＡ−ＦＧの
入力を附勢する。フリツプフロップＦＡ−ＦＧの出力Ｍ
Ａ一ＭＧはブロック６３Ｂを条件づけて各状態中に個々
の命令に関連した指令が発生されるようにする。更に詳
細には、ブロック６３Ｂを構成しているところの第６図
ないし第１２図に示された各回路は対応する信号ＭＡ−
Ｍ Ｇにより附勢されると共にブロック６３Ａへの同じ
入力信号により条件づけられる。機械作動状態の範囲内
で多数の指令ＣＯＭＯ１一ＣＯＭ２７のタイミングをと
る必要が生じるので、タイミング回路２０（第３図）に
より発生されたタイミング信号ＴＲ，ＴＩおよびＴＭ（
第４図）も入力としてブロツツク６３Ｂの回路に入れら
れる。

論理装置６３のブロック６３８により発生された指令Ｃ
ＯＭＯＩ−ＣＯＭ２７は更に記憶装置４２の入力論理回
路４７（第２図）に作用する。

この論理回路４７も入力として２つのチャンネル８０お
よび８１を有し、これらの各々は８ビットの容量を有す
る。チャンネル８０はしジスタ５０を源とし、チャンネ
ル８１はしジスタ５７を源とする。論理回路４７は更に
入力としてチャンネル８２を有し、このチャンネル８２
は２ビットの容量を有しかつレジスタ７１を源とする。
チャンネル８０，８１および８２はしジスタ５０，５７
および７１の内容を入力論理回路４７に転送して、それ
らがそこで指令論理回路６３により発生された対応する
指令ＣＯＭＯＩ−ＣＯＭ２７に従って処理されるように
する。８つのビットの組合せにより表わされるこれらの
処理動作の結果は、出力チャンネル８４を通して、アド
レツシングレジス夕４１に含まれたアドレスにより識別
される記憶装置４２の素子部に送られる。

更に詳細には、論理回路４７は指令ＣＯＭ０３、ＣＯＭ
１４およびＣＯＭ１７の１つがそれに作用したときその
入力に存在するデータを単に出力チャンネル４８に転送
する。

事実、指令ＣＯＭ０３はゲート回路８５（第１３図）に
作用し、その結果としてレジス夕５０から来るチャンネ
ル８０に存在するビットはチャンネル４８に転送される
。２つのゲート回路８６および８７にそれぞれ作用する
ＣＯＭ１４およびＣＯＭ１７はそれぞれチャンネル８１
および４６に存在するビットの出力チャンネル４８への
転送を決定する。

このようにして、レジス夕５７（第２図）に存在する文
字および周辺装置６，７，８の１つから来る文字は処理
されることないこ記憶装置４２に導入される。他方、指
令ＣＯＭ０６が論理回路４７に作用したときには、入力
チャンネル８０‘こ存在する文字は計数回路８８１こよ
り１単位量だけ増され、次いでゲート回路８９を通して
出力チャンネル４８に転送される。指令ＣＯＭＩ９が発
生されたときには入力チャンネル８１に存在する８つの
ビットが交換回路９０に導入され、この回路９川ま公知
の方法で最初の４つのビットを２番目の４つのビットと
交換する。このようにして得られた新しい文字はゲート
回路９１を通して出力チャンネル４８に転送される。論
理回路４７（第２図）は更にレジス夕５０の内容をレジ
スタ５７の内容と比較することができる。

更に詳細には、指令ＣＯＭ２０が存在するときには、公
知の構成の比較回路９８が作動されて２つのレジスタ５
０および５７からチャンネル８０および８１を通して入
来するそれらの内容を比駁する。比較回路９８により行
なわれる比較は２つのレジスタ５０および５７に存在す
る文字が同じであるか異なるかを意味する。この比較の
結果は比較回路９８により発生されるビットＥにより表
わされそして導線９５を通して送られる。このビットは
２つのレジスタ５０および５７に存在する文字が等しい
ときには１に等しく、それらが異なるときには０に等し
い。ビットＥは導線９５を通して１ビットの容量のレジ
スタ９６（第２図）に送り込まれる。

レジスタ９６の内容は指令ＣＯＭ２６が発生されたとき
にはしジスタ９６と同じ構成のレジスタ９７に送り込ま
れる。逆に、指令ＣＯＭ１３は逆の転送を生じさせる。
導線１００を適してビットＥは特定の命令の実行中指令
論理装置６３の動作を条件づけることができる。更に、
指令ＣＯＭ２１が存在するときには、アンド回路９２（
第１３図）は入力チャンネル８０および８１にそれぞれ
存在する８つのビット間の論理積を発生する。

この動作の結果は１つの８ビット型式文字により構成さ
れ、これはゲート回路９３を通して出力チャンネル４８
に転送される。他方、指令ＣＯＭ２２が存在するときに
は、回路９４は入力チャンネル８０および８１にそれぞ
れ存在するビット間の排他的論理和を発生する。知られ
たように、この論理動作の結果は２つのビットが異なる
ときには１に等しく、これらのビットが等しいときには
０‘こ等しい。この結果は次いでゲート回路９９を通し
て出力チャンネル４８に転送される。前述したように、
中央装置５の動作を条件づける全ての群の命令が後述さ
れる形状において磁気テープ記憶装置７（第１図）に記
録される。

これらの命令の群が中央装置５によって実行されるよう
にするためには、これらはこの記憶装置７からコア記憶
装置４２（第２図）へ一時に１つずつ転送されなければ
ならないｃこの後に、選ばれた群を構成する命令が中央
装置５により”項番に実行される。命令の群をテープ記
憶装置７からコア記憶装置４２に転送するため“最初の
命令の群”と呼ばれる特定の群の命令が用いられる。こ
の命令の群は６４の文字からなりそして外部記憶装置７
内で磁気テープにより予め定められた２つの位置に記録
される。記憶装置７の制御装置１０は、後述するような
方法で、“最初の命令の君ゞが記録されている２つの記
憶装置アドレスを確認するようになっている。

これらのアドレスが確認されたときには、それは下記方
法で“最初の命令の群”の転送を開始する。定常時は中
央装置５は非動作状態にあり、そのためその全てのレジ
スタはクリアされている。タイマー２０（第２図）が信
号ＴＳを発生すると、アンド回路ＤＡ（第５図）を介し
てフリツプフロツプＦＡの出力ＭＡはしベル１にさせら
れ、その結果中央装置５は状態Ａに置かれる。このとき
には、時間町Ｓに作動されたブロック６３Ｂのアンド回
路１１２（第６図）はゲート回路６４（第２図）を開く
指令をＣＯＭＯＩを発生してレジスタ３２の内容のレジ
スタ４１への、従って解読回路４５への転送を生じさせ
る。更に、出力ＭＡは直接指令ＣＯＭ１８（第６図）を
発生し、この指令はゲート回路１１３（第２図）を開い
てレジスタ７１の内容を回路４５に転送する。中央装置
５の全部のレジスタがクリアされているが故の記憶装置
４２のアドレス００００００００力ミこのときには解読
回路４５に送り込まれる。対応する記憶素子部の内容は
今は出力レジスタ５０に転送される。テープ記憶装置７
の制御装置１０はこの間に既に中央装置５に送られるべ
き文字を選択してしまっておりそしてこの文字を後述す
る方法で入力チャンネル６４に送り込む。

ブロック６３Ｂのアンド回路１１４（第６図）は指令Ｃ
ＯＭ１７を発生し、この指令は回路４７のゲート８７（
第１３図）を開いてチャンネル４６に存在する最初の文
字をテ−プ記憶装置７からコア記憶装置４２内の素子部
のうち解読回路４５により指示される素子部に転送させ
る。

時間間隔ＴＳに続く瞬間ＴＲ（第４図）において、ブロ
ック６３Ｂのアンド回路１１５（第６図）は指令ＣＯＭ
０４を発生し、この指令はゲート回路１１６（第２図）
を開いて、計数回路から１単位量だけ増されたレジスタ
４１の内容をレジスタ３２に転送する。

このようにして、レジスタ３２へはビットの形状０００
００００１が送り込まれて記憶装置４２のアドレスを単
位量だけ増す。次いで中央装置５は記憶装置７の制御装
置１０の動作を制御して、それが記憶装置４２に導入さ
れるべき次の命令を選択しかつチャンネル４６に入れる
ようにする。次いで前述したのと同じ動作が繰返されて
、次々の情報が記憶装置４２の素子部０００００００１
に記憶される。このようにして、最初の命令の群の６４
の文字が記憶装置４２の最初の６４の素子部に記録され
る。各機械作動状態は２マイクロ秒の持続時間を有する
ので、最初の命令の群全体の転送は１２８マイクロ秒の
持続時間を有する。レジスタ３２の内容が２進値６４に
達すると、レジスタ３２の重みづけ値フリップフロップ
６４が値１をとり、従って信号Ｒ６４を発生し、これは
ブロック６３Ｂのアンド回路１２０（第６図）を開く。

アンド回路１２０は今度はフリップフロツプ３５（第２
図）を減勢する信号ＲＢＴを発生し、その結果このフリ
ツブフロツプ３５の出力ＢＴは値０をとる。同時に、レ
ジスタ３２はブロック６３Ｂのアンド回路１２１（第６
図）により発生される信号Ｒ４によりクリアされ、なぜ
ならフリツプフロップ３５の出力信号ＢＴは０だからで
ある。従って、この瞬間に、中央装置５（第２図）の全
てのレジスタがクリアされたという結果および最初の命
令の群が記憶装置４２に記憶されたという結果が得られ
る。この群は次の命令を記憶装置４２に送り込む命令を
含む。後続する命令の全ては状態Ａから始まる。

しかしながらこれらの命令に対してはフリツプフロツプ
３５は減勢されており、云い換えればその出力ＢＴは値
０を有する。指令ＣＯＭＯ ＩおよびＣＯＭ１８（第６
図）が再び発生されたとき、レジスタ３２および７１に
記憶されている記憶装置４２の素子部のアドレスが解読
回路４５（第２図）に転送される。従ってこの素子部の
内容が読出されそして出力レジスタ５川こ転送されらる
。従って、ＢＴ＝０のときには記憶装置４２の講出しが
行なわれる。知られるようにコア記憶装置４２の謙出し
‘ま破壊的であるので、選択された素子部で読出された
情報を再書込みする必要がある。この目的のため、信号
ＢＴにより開かれるブロック６３Ｂのアンド回路１２３
（第６図）は指令ＣＯＭ０３を発生し、これは論理回路
４７のゲート回路８５（第１３図）を閉じてレジスタ５
０（第２図）の内容を記憶装置４２内の素子部であって
瞬間ＴＲにおし、てそれらが記憶されていたのと同じ素
子部に転送する。指令ＣＯＭ０４はしジスタ３２に１単
位量だけ増されたレジスタ４１の内容を転送する。ブロ
ック６３Ｂ（第６図）のアンド回路はィンバータを介し
て信号ＢＴにより制御されて、瞬間ＴＳに続く瞬間ＴＲ
に指令ＣＯＭ０５を発生する。この指令はゲート回路１
２４（第２図）を開いて、命令の最初の文字を表わすレ
ジスタ５０の内容をレジスタ５９に転送し、その結果、
状態Ａの期間中に命令の最初の文字が読出される。同じ
くィンバータ（第５図）を介して信号ＢＴにより制御さ
れるブロック６３Ａのアンド回路１２４は瞬間ＴＳにア
ンド回路ＤＢを介してフリップフロツブＦＢを附勢し、
そのためこのフリップフロップの出力Ｍ旧はレベル１に
なる。

同時に、フリップフロップＦＡは減勢され、その結果と
して中央装置５は状態Ａから状態Ｂ‘こ移る。状態Ｂの
期間中には全ての命令を対し共通の指令ＣＯＭＯ１、Ｃ
ＯＭ１８およびＣＯＭ０３が発生され、これらの指令は
前述したようにレジスタ３２の内容により識別される記
憶装置４２の素子部の内容を出力レジスタ５０１こ転送
しかつその後にこれらの内容を記憶装置４２の同じ素子
部に書込むようにさせる。

状態Ｂの期間中のこれらの動作は命令の２番目の文字の
論出しを生じさせ、なぜならレジスタ３２に記憶された
アドレスは状態Ａの期間中に１単位量だけ増されてしま
っているからである。状態Ｂの期間中には更にまだ命令
のコードを含んでいるレジスタ５９の内容に基づいてブ
ロック６３Ｂ‘こより個々の命令に関係する指令が発生
される。

このコードの最初の４つのビットはチャンネル６０を介
して解読回路６２に送られ、この回路６２は入力として
入れられた４つのビットにより表わされる命令に対応す
る出力を附勢する。後に知られるようにこの世力は命令
そのものの実行のために必要な時間全体にわたり附勢さ
れたままにとどまり、従ってブロック６３Ａにより生ぜ
しめられる種々の機械作動状態の期間中論理装置６３に
より指令の発生を条件づける。（ｉｉｉ） 命令の実行 中央装置５による個々の命令の実行について説明する。

任意のプログラムの実行に対し１３の命令が与えられ、
そしてこれらはそれぞれ８つのピツトからなる文字を２
つまたは３つ組合せたものにより形成される。各命令の
最初の文字は命令そのものを特徴づけるのに用いられそ
して下記の形式を有する。ｂｏｂｌｂ２０３ｂ４ｂ５ｂ
６ｂ７ 最初の４つのビットｂｏ−ｂ３は命令のコードを表わし
「２番目の４つのビットｂ４−ｂ７は変更信号を表わす
。

命令はそれを形成している文字の数に関して実質上２つ
の型を有する。最初の型のものは命令を定め、２番目お
よび３番目の文字はそれぞれコア記憶装置４２の素子部
であって命令そのものが作用する素子部のアドレスを定
める。

これらの素子部の内容は以後演算数と呼ばれる。更に詳
細には、命令の２番目の文字により定められるアドレス
を有する演算数は最初の演算数と呼ばれ、命令の３番目
の文字により定められるアドレスを有する演算数は２番
目の演算数と呼ばれる。２番目の型の命令は２つの文字
から構成され「それらの最初のものは命令を定め、２番
目の文字は記憶装置４２内の演算数の素子部のアドレス
を定める。

第２の型の命令は外部命令と呼ばれ、なぜなら後述する
ようにそれらは中央装置５からそれに接続された周辺装
置６，７，８の１つに、またはその逆に指令または情報
を転送するのを可能ならしめるからである。１３の命令
はそれらの実行に必要な機械作動状態に関して４つの群
に分けられ、以下にそれを詳細に説明する。

｛ィ｝ 最初の命令の群最初の命令の群に対しては５つ
の状態Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｅの順序により中央装置５によ
り実行される命令が属している。

それらの実行に必要な時間は、従って、１０マイクロ秒
である。これらの命令とは、転送（ＴＲＡ）、交換（Ｓ
ＣＡ）、比較（ＣＦＲ）、論理積（ＡＮＤ）、排他的論
理和（ＥＸＯＲ）、自由な転送（ＴＲＬ）でありそして
後に示されている第１表および第ロ表を参照しながら後
に個々に詳細に説明される。

１ 転送（ＴＲＡ） コード１０００により識別される転送命令は命令の２番
目の文字により定められるアドレスから３番目の文字に
より定められるアドレスへの最初の演算数の転送を行な
う。

前述したように、記憶装道４２の素子部のアドレスは各
記憶装置素子部が頁の番号およびその頁内の素子部の数
により識別されるようなものになっている。実際、命令
は１つのプログラムの命令に関係する演算数の全部のア
ドレスが正確には“現在の頁”と呼ばれるところの記憶
装置の同一頁に配置されるような状態に構成されている
。更に、１つのプログラムの実行中、後述するように、
頁０に属するアドレスを有する演算数または命令が参照
される。従って演算数または命令は“現在の頁”または
“頁０”のどちらかに属する。命令の演算数が属してい
る記憶装置の頁に関係するコードーこは下記の方法で変
更信号のビットｂ４およびｂ６が供給される。

ビットｂ４ｉｌのときには、命令の２番目の文字（最初
の演算数のアドレス）により定められる記憶装置素子部
は現在の頁に属し、ビットｂ４＝０のときには、それは
頁０に属する。ビットｂ６＝１のときには３番目の文字
（２番目の演算数のアドレス）により定められる記憶装
置素子部は現在の頁に属し、ｂ６；０のときにはそれは
頁０に属する。更に、１つのプログラムの実行中、１つ
の命令の実行後に２つの演算数の記憶装置アドレスを１
単位量だけ増したり増さなかったりすることが必要であ
る。

この結論はビットｂ５およびｂ７がとる値によって表わ
される。ビットｂ５＝１のときには最初の演算数のアド
レスは命令の実行後に１単位量だけ増され、ｂ５＝０の
ときにはそれは変えられないままである。同じことがそ
れぞれｂ７＝１またはｂ７＝０のときに２番目の演算数
のアドレスの場合に生ずる。前述したように、命令ＴＲ
Ａのコードは状態Ａの期間中に読出されそしてレジスタ
５９（第２図）を通して解読回路６２に送られる。

状態Ｂの期間中、この解読回路は命令のコードの解読を
行ない、この間に指令ＣＯＭＯ１、ＣＯＭ１８およびＣ
ＯＭ０３が発生され、これらの指令は命令の２番目の文
字、すなわち最初の演算数のアドレスの謙出しを生じさ
せる。この命令のコードと対応して、解読回路６２は出
力６２，（第２図および第７図）を附勢し、従ってブロ
ック６３８のオア回路１３０（第７図）の出力を符勢す
る。命令の変更信号のビットｂ５が値１を有するときに
は、レジスタ５０（第２図）に記憶されている命令の２
番目の文字は１単位量だけ増されている記憶装置４２に
再書込みされなければならない。

この場合には、ブロック６３８のアンド回路１３１（第
７図）の入力は全てレベル１にあるので、回路１３１は
指令ＣＯＭ０６を発生する。この指令は回路４７のゲー
ト８９（第１３図）を開き、その結果としてレジスタ５
０１こ含まれた文字はチャンネル８０を通して回路９８
に送られ、この回路９８は１単位量だけ増される。これ
は次いでチャンネル４８を通して記憶装置４２に転送さ
れる。他方、変更信号のビットｂ５が０のときには、ア
ンド回路１３１（第７図）の出力は０レベルにあり、そ
の結果として指令ＣＯＭ０６は発生されない。

状態Ｂの期間中において、ブロック６３Ｂのアンド回路
３００は今度は附勢されているので、指令ＣＯＭ０４が
瞬間ＴＲに発生されてゲート回路１１６（第２図）を開
き、前述したように、レジスタ４１に記憶させかつ計数
回路４４により１単位量だけ増されたアドレスのレジス
タ３２への転送を生じさせる。同じ瞬間ＴＲに（第４図
）、ブロック６３Ｂの別のアンド回路１３２（第７図）
の出力が附勢され、その結果として指令ＣＯＭ１５が発
生される。この指令はゲート回路１４６（第２図）を開
き、これはしジスタ５０の内容のレジス夕５７への転送
を生じさせる。状態Ｂの期間中には、従って、最初の演
算数のアドレスを表わす命令の２番目の読出しが実行さ
れそしてこれは次いでレジスタ５７に転送されてしまう
。ビットｂ５が１に等しいときにはこのアドレスは更に
１単位量だけ増されて記憶装置に再書込みされてしまう
。ここで中央装置５の状態Ｃへの移転が生じる。

この目的のため、状態Ｂの期間中解読回路６２の出力６
２７，６２，ｏ，６２，．および６２，３（第５図）は
全てレベル０にあり、なぜなら命令ＴＲＡに対応する出
力６２．だけが附勢されているからである。ィンバータ
回路１３４を介してこれらの出力はブロック６３Ａのア
ンド回路１３３の対応する入力を附勢する。更に、回路
６２の出力６２６も０レベルにあるので、インバータ１
３５を介してブロック６３Ａのオア回路１３７の入力１
３６が附勢される。このようにして、ブロック６３Ａの
アンド回路１３３が附勢されそしてこれはブロック６３
Ａの別のアンド回路１３９の入力１３８を附勢する。こ
のアンド回路１３９の他方の入力はフリップフロップＦ
Ｂの出力ＭＢに接続されているのでアンド回路ＤＣが瞬
間ＴＳに附勢され、その結果としてフリツプフロツプＦ
Ｃは出力ＭＣをレベル１に置く。同時に、アンド回路Ｄ
ＣはフリップフロップＦＢをリセットし、その結果とし
て中央装置５は状態８から状態Ｃに移る。状態Ｃは最初
の演算数の議出しに用いられる。

事実、ブロック６３Ｂのアンド回路１４０（第８図）は
瞬間ＴＳに指令ＣＯＭ】０を発生する。この指令はチャ
ンネル５５のゲート回路１４１（第２図）を開いてレジ
スタ５０からアドレツシングレジス夕４１への最初のア
ドレスの転送を生じさせる。最初の演算数のアドレスが
現在の頁に属するときには、命令ＴＲＡの変更信号のビ
ットｂ４が値１を有するのでアンド回路１４３（第８図
）の入力１４２が附勢される。

更に回路１４３の入力１４４がィンバータを介して附勢
され、なぜなら解読回路６２の出力６２６がレベル０に
あるからである。従ってアンド回路１４３は指令ＣＯＭ
１８を発生し、これは前述したように貢レジスタ７１（
第２図）の内容のアドレス解読回路４５への転送を指令
する。他方、ビットｂ４がレベル０にあるときには指令
ＣＯＭ１８は発生されずそしてアドレス解読回路４５に
ビットは送り込まれず、その結果選択される記憶装置の
頁は頁０である。

同時に、最初の演算数のアドレスにより選択された記憶
装置素子部の内容を議出しおよびこの内容の出力レジス
タ５０への転送が行なわれる。

瞬間ＴＲに（第４図）、アンド回路１４５（第８図）が
附勢されて指令ＣＯＭ１５が発生される。この指令はゲ
ート回路１４６（第２図）を開いてレジスタ５０からし
ジスタ５７への最初の演算数の転送を生じさせる。最後
に、指令ＣＯＭ０３が別のアンド回路１４６（第８図）
により発生されそしてこれは読出されてしまったのと同
じ情報の記憶装置４２の素子部への書込みを指令する。
このようにして、状態Ｃにおいて最初の演算数の論出し
が行なわれ、これはそれが前に配置されていた素子部に
再書込みこれそしてレジスタ５７に転送される。次いで
中央装置５の状態Ｄへの移転が行なわれる。

事実、解読回路６２の出力６２，は値１を有するので、
ブロック６３Ａのオア回路１４７（第５図）が附勢され
、結果として、アンド回路１４９の入力１４８が附勢さ
れる。アンド回路１４９の他方の入力１５０がフリップ
フロツプＦＣにより附勢されるので、フリツプフロップ
ＦＤが瞬間ＴＳにアンド回路ＤＤにより附勢される。同
時にアンド回路ＤＤがフリップフロッブＦＢをリセット
し、その結果として中央装置５は状態Ｃから状態Ｄに移
る。状態Ｄは錫初の演算数が転送されるべき素子部のア
ドレスの謙出しに用いられる。事実ｔ時間ＴＳに（第４
図）、ブロック６３Ｂのアンド回路１５５（第９図）は
指令ＣＯＭＯＩを発生し、これはゲート回路６４（第２
図）を開いてレジスタ３２の内容をレジスタ４１に転送
する。レジスタ３２の内容は状態Ｃの期間中に１単位量
だけ増されてしまっているので、アドレツシングレジス
夕４１へは状態Ｃの期間中にこれらの内容が読出された
素子部に続く記憶装置素子部のアドレスが送り込まれる
。変更信号のビットｂ６が１のときには現在の頁がアン
ド回路１５６（第９図）により指令ＣＯＭ１８によって
選択される。

事実、この場合には解読回路６２の出力６２，２および
６２，３はしベル０にありそして２つのインバー夕を介
してビットｂ６と共にアンド回路１５６を附勢する。回
路１１３（第２図）を介して指令ＣＯＭ１８は今は頁レ
ジスタ７１の内容をアドレツシングレジス夕４５に転送
する。レジスタ７１の内容は先行する状態中に変えられ
てしまっていないのでこれらは現在の頁を定める。ビッ
トｂ６が０のときにはアンド回路１５６（第９図）によ
り指令ＣＯＭ１８は発生されないので、アドレツシング
回路４５にビットは送り込まれず、頁０の選択を生じさ
せる。

同時に、命令の３番目の文字、すなわち最初の演算数が
転送されるべき素子部のアドレスにより選択された記憶
装置素子部の読出しが行なわれる。

次いでこれらの内容は出力レジスタ５０に転送される。
更に指令ＣＯＭ０３（第９図）がフリツプフロップＦＤ
により直接発生されそしてこれは謙出されたアドレスが
選択された素子部に再書込まれるようにする。変更信号
のビットｂ７が１のときには、それはァンド回路１５７
（第９図）の入力を附勢する。

出力６２，２はしベル０にあるので他方の入力も附勢さ
れ、その結果としてアンド回路１５７はオア回路１５８
を、従ってアンド回路１５９を附勢する。このときには
アンド回路１５９は指令ＣＯＭ０６を発生し、これは前
述したように、選択された記憶素子部にそこで謙出され
かつ１単位量だけ増されたアドレスを再書込みするよう
に記憶装置入力回路４７（第２図）を条件づける。状態
○の期間中にアンド回路１６０は瞬間ＴＲにおいて指令
ＣＯＭ０４を発生し、これは前述したようにレジスタ３
２（第２図）の内容を１単位量だけ増させる。最後に、
瞬情ｍＳにおいて（第２図）アンド回路ＤＥ（第５図）
が附勢され、これは直接フリツプフロツプＦＥをセット
し、その結果として出力Ｍ旧はレベル１になる。

アンド回路ＤＥは更にフリップフロップＦＤをリセット
し、その結果として中央装置は状態Ｄから状態Ｅに移る
。状態Ｅは状態Ｃの期間中にレジスタ５７に記憶されて
しまっている最初の演算数を状態Ｄの期間中にアドレス
が読出された記憶装置４２の素子部に転送するのに用い
られる。

事実、瞬間ＴＳに指令ＣＯＭＩＯがブロック６３Ｂのア
ンド回路１６１（第１０図）により発生されそしてこれ
はゲート回路１４１（第２図）に作用して状態○の期間
中に読出されかつレジスタ５０１こ送り込まれたアドレ
スのレジスタ４１への転送を生じさせる。ビットｂ６が
１のときにはアンド回路１６２（第１０図）は指令ＣＯ
Ｍ１８を発生し、これは前述したように貢レジスタ７１
（第２図）の内容のアドレッシング回路４５への転送を
生じさせる。転送命令に対応する回路６２の出力６２・
はしペルーにあるのでオア回路１６３（第１０図）が附
勢され、従って、アンド回路１６４が附勢される。この
ようにして指令ＣＯＭ１４が発生され、これは前述した
方法で記憶装置入力回路４７（第１３図）に作用したレ
ジスタ５７に含まれた最初の演算数の解読回路４５によ
り選択された記憶装置素子部への転送を生じさせる。従
って、状態Ｂの期間中に最初の演算数が状態Ｂの期間中
に謙出された命令の２番目の文字により制御されるアド
レスに対する素子から状態○の期間中に読出される３番
目の文字により識別されるアドレスに対応する素子部へ
転送される。前述した動作に続く瞬間ＴＳにおいて（第
４図）、周辺装置６，７，８のうちの１つによる割込み
が介在しないときにはフリツプフロツプＦＥ（第５図）
はアンド回路１６７の入力１６６を附勢する。

他方の入力１６８は割込みを示す信号ｍＴ‘こよりイン
バー夕１６９を介して附勢され、なぜならそれは値０を
有するからである。アンド回路１６７の出力２０４‘ま
アンド回路ＤＡを介してフリップフロツプＦＡ附勢し、
その結果として中央装置は状態Ｅから状態Ａに移りそし
て次の命令の実行が開始させられ得る。２ 交換（ＳＣ
Ａ） 交換命令（ＳＣＡ）はコード１０１０により識別されそ
してこれは２番目の文字により定められる素子部内で謙
出された最初の文字の３番目の文字で定められる素子部
へのの転送を行ない、最初の命令の最初の４つのビット
を２番目の４つのビットと交換する。

この命令の変更信号は命令ＴＲＡの変更信号と同じ意味
を有する。命令ＳＣＡは解読回路６２により確認され、
この回路６２は出力として信号６２２を発生する。

この命令は前述した命令ＴＲＡが実行されたのと全く同
じ方法で実行される。ただ１つの相違は状態Ｅの期間中
に出力６２２により附勢されたァンド回路１７５（第１
０図）が指令ＣＯＭＩ ９を発生するということである
。この指令は前述した方法で記憶装置入力回路４７に作
用してレジスタ５７（第２図）の内容の選択された記憶
装置素子部への転送を生じさせて「 ２つの群のビット
を交換する。３ 比較（ＣＦＲ） 比較命令（ＣＦＲ）はコード１００１により識別されそ
してこれは最初の演算数と２番目の演算数との間でビッ
ト毎に比較を行ない、その結果は中央装置５のレジスタ
９６（第２図）に送り込まれるビットＥにより表わされ
る。

この命令の変更信号は先の命令の変更信号と同じ意味を
有する。命令ＣＦＲは回路６２により確認され、この回
路６２はこのときは出力６３３に信号を発生する。命令
ＣＦＲは命令ＴＲＡと同様の方法で実行される。単なる
相違は状態Ｅの期間中に指令ＣＯＭ０３およびＣＯＭ２
０が発生されるということである。事実、ここで指令Ｃ
ＯＭ０３がアンド回路１７６（第１０図）により発生さ
れそしてこれは選択された記憶装置素子部へのレジスタ
５０の内容の書込み、すなわち２番目の演算数の書込み
を生じさせる。指令ＣＯＭ２０は瞬間Ｔ１（第４図）に
アンド回路１７７（第１０図）により発生され、そして
前述したようにレジスタ５０および５７の内容同志の比
較を行なうように記憶装置入力回路４７（第２図）を条
件づけそして２つの内容が同じときにはビットＥ＝１が
レジスタ９６に送り込まれる。４ 論理積（ＡＮＤ） 命令ＡＮＤはコード１１１１により識別されそしてこれ
は最初の演算数と２番目の演算数との間でのビット毎の
論理積を与える。

この命令の変更信号は先の命令の変更信号と同じ意味を
有する。命令ＡＮＤは回路６２により確認され、この回
路６２はこのときには出力として信号６２４を発生する
。この命令は命令ＣＦＲと全く同様の方法で実行される
。単なる相違は状態Ｅの期間中に出力６２４がアンド回
路１７８（第１０図）を附勢しそしてこのアンド回路１
７８が指令ＣＯＭ２１を発生するということである。こ
れは前述したように記憶装置入力回路４７に作用してレ
ジスタ５０と５７の内容間の論理積を与えるようにする
。８つの文字により表わされるこの比較の結果は前に２
番目の演算数が入れるれてし、た記憶装置素子部に転送
される。

これは状態Ｅの期間中に２番目の演算数がレジスタ４１
に存在するという事実により可能にされる。５ 排他的
論理和（ＯＲＥ） 命令ＯＲＥはコード１１１０により識別されそしてこれ
は最初の演算数と２番目の演算数との間のビット毎の排
他的論理和を与える。

この動作の結果は記憶装置４２内の２番目の演算数の素
子部内に記憶される。この命令に関しても変更信号は先
の命令の変更信号と同じ意味を有する。命令ＯＲＥは回
路６２により識別され、この回路６２はこのときは出力
として信号６２５を発生しかつ命令ＡＮＤと同様に作用
する。

単なる相違は状態Ｅの期間中出力６２５がアンド回路１
７９（第１０図）を附勢しそしてこの回路１７９が指令
ＣＯＭ２２を発生するということである。前述したよう
にこの指令は記憶装置入力回路に作用して排他的論理和
機能が達成されるようにする。６ 自由な転送（ＴＲＬ
） 自由な転送命令（ＴＲＬ）はコード１０１１により識別
されそしてこれは命令ＴＲＡの場合とは異なって記憶装
置４２の任意の頁内において２番目の文字により識別さ
れる素子部から３番目の文字により識別される素子部へ
の最初の演算数の転送を行なう。

転送が行なわれる頁は変更信号のビットｂ６およびｂ７
により識別される。ｂ６＝ｂ７＝０のときもこは３番目
の文字により定められるアドレスは頁０に属し、ｂ６＝
０でｂ７＝１のときにはそれは頁１に属し、ｂ６＝１で
ｂ７＝０のときにはそれは頁２に属し、ｂ６＝ｂ７＝１
のときにはそれは頁３に属する。変更信号のビットｂ４
およびｂ５は命令ＴＲＡの変更信号のビットｂ４および
ｂ５と同じ意味を有する。命令ＴＲＬは回路６２により
識別され、この回路６２はこのときには出力として信号
６２，２を発生し、そして、状態Ｄの期間中に出力６２
，２がオア回路１８０（第９図）を附勢しそしてこの回
路１８０が指令ＣＯＭ２７を発生するということを除け
ば命令ＴＲＡと同じ方法で実行される。

この指令ＣＯＭ２７はゲート回路１８５（第２図）に作
用して解読回路４５に最初の演算数が転送されるべき記
憶装置の頁のアドレスを表わす変更信号のビットｂ６お
よびｂ７を転送する。｛ｏ｝ ２番目の命令の群 この群に対しては、最初の演算数を表わしかつ命令の２
番目の文字により表示される定数に関する命令が属して
いる。

これらの命令とは、定数の転送（ＴＲＣ）、定数の自由
な転送（ＴＬＣ）、および定数の比較（ＣＤＣ）である
。これらの命令は中央装置５により状態Ａ，Ｂ，Ｄ，Ｅ
の順序によって実行される。従ってこれらの実行に必要
とされる時間は８マイクロ秒である。これらの命令はそ
れぞれ解読回路６２の出力６２，ｏ，６２，８おぴ６２
，．と関連している。これらは状態Ｃが行なわれないこ
とを除けば命令（ＴＲＡ）、（ＴＲＬ）および（ＣＦＲ
）と実質上同じ方法で実行される。

事実、状態ＡおよびＢにおいて遂行される動作は対応す
る最初の命令の群によって実行される動作と全く同機で
ある。更に詳細には、状態Ａの期間中にこの命令のコー
ドが議出されそして状態Ｂの期間中にここでは定数を表
わす２番目の文字が読出される。ここでは状態Ｂの期間
中に定数が謙世されるので、最初の群の対応する命令に
より記憶装置４２内の最初の演算数を謙出すのに用いら
れる状態Ｃを遂行する必要はない。ここでは出力６２，
ｏ，６２，３，６２，．の１つが常にレベル１１こある
のでオア回路１８６（第５図）が附勢される。

この回路はアンド回路１８８の入力１８７を附勢し、ま
た他方の入力１８９はフリップフロップＦＢにより附勢
され、その結果としてァンド回路１８８は時間ＴＳ（第
４図）にアンド回路ＤＤを介してフリツプフロツプＦＤ
を附勢する。アンド回路ＤＤは更にフリップフロップＦ
Ｂをリセットし、対応するりセット回路に作用し、その
結果状態Ｂから直接状態○への変更が生ずる。１ 定数
の転送（ＴＲＣ） 定数転送命令（ＴＲＣ）はコード１１００により識別さ
れそしてこれは命令２番目の文字により表わされる常数
の命令の３番目の文字により識別される素子部への転送
を行なう。

この常数を変更信号のビットｂ５の制御の下に命令の実
行後に１単位量だけ増すか或いは増さないかすることが
できる。ｂ５＝０のときには常数は変えられないままで
あり、ビットｂ５＝１のときには常数は１単位量だけ増
される。３番目の文字により定められる記憶装置アドレ
スを変更信号のビットｂ７の制御の下に１単位量だけ増
すか或いは増さないかすることができる。

ｂ７＝０のときにはこのアドレスに変えられないままに
され、ｂ７三１のときにはこのアドレスは１単位量だけ
増される。変更信号のビットｂ４は常に０であって使用
されないということに注目すべきである。

従って、３番目の文字によって表わされるためにアドレ
スが属する記憶装置の頁を定めるために変更信号のビッ
トｂ６が用いられる。ｂ６＝０のときにはこのアドレス
は頁０に属し、ｂ６＝１のときにはこのアドレスは現在
の頁に属する。命令ＴＲＣは回路６２により確認され、
この回路６２はこのときには出力として信号６２，ｏを
発生する。

前述したように、この信号は中央装置５を直接状態Ｄに
移す。この状態の期間中命令ＴＲＡに対して説明したの
と同じ動作すなわち命令の３番目の文字の議出しが行な
われる。状態Ｅの期間中には命令ＴＲＡに対してと同様
に３番目の文字により定められるアドレスへの常数の転
送が行なわれる。２ 常数の自由な転送（ＴＬＣ） 常数の自由な転送に対する命令（ＴＬＣ）はコード０１
００により定められそしてこれは２番目の文字により定
められる常数の３番目の文字により定められるアドレス
への転送を行なう。

この命令の変更信号は命令ＴＲＬの変更信号と同じ意味
を有する。状態ＡおよびＢの期間中には命令ＴＲＣに対
して説明したのと同じ動作、すなわち命令および常数の
コードの議出しが実行される。この命令は回路６２によ
り確認され、この回路６２はこのとき‘ま出力として信
号６２，３を発生する。

前述したようにこの信号は中央装置５を状態Ｂから直接
Ｄに移す。この状態の期間中には命令ＴＲＬの場合と同
機に命令の３番目の文字の議出しが行なわれる。状態Ｅ
の期間中には命令ＴＲＡに対してと同様に３番目の文字
により定められるアドレスへの常数の転送が行なわれる
。３ 常数の比較（ＣＤＣ） 常数の比較に対する命令（ＣＤＣ）はコード１１０１に
より識別されそしてこれは最初の演算数により表わされ
る常数と２番目の演算数の間でのビット毎の比較を行な
う。

この比較の結果はこれら２つの演算数が同じであるとき
にはビットＥ＝１により表わされ、それが異なるときに
はビットＥ＝０により表わされる。このビットは中央装
置５（第２図）のレジスタ９６に入れられる。命令ＣＤ
Ｃの変更信号は命令ＴＲＣの変更信号と同じ意味を有す
る。

命令ＣＤＣは回路６２により確認され、この回路６２は
このときは出力として信号６２，を発生し、その結果と
して中央装置５は状態Ｂから状態Ｄに移る。この状態の
期間中には命令ＣＦＲの場合と同様に２番目の演算数の
議出しが行なわれる。最後に、状態Ｅの期間中にはこの
常数と２番目の演算数との間での比較が行なわれる。し
一 ３番目の命令の群 この群に対しては中央装置５（第２図）により状態Ａ，
ＢおよびＣの順序により実行される命令が属している。

従ってこれらの実行に必要とされる時間は６マイクロ秒
である。これらの命令とは、周辺装簿からの文字を受け
る命令（ＣＤＰ）、周辺装置への文字の送り出しの命令
（ＣＡＰ）および飛越し命令（ＳＡＬ）である。これら
の命令はただ１つのアドレスを有し、従って２つの文字
により形成される。

最初の文字はその群および関連する変更信号の限度内で
の命令の型を特徴づけるコードを含む。２番目の文字は
演算数の記憶装置アドレスを含む。

１ 周辺装置からの文字の受入れ命令 （ＣＤＰ） 周辺装置からの文字の受入れ命令（ＣＤＰ）はコード０
１１０により定められそしてこれは変更信号ビットｂ６
およびｂ７により定められる周辺装置から２番目の文字
により定められる記憶装置アドレスへの演算数の転送を
行なう。

変更信号のビットｂ４は２番目の文字により定められる
アドレスが属する記憶装置の頁を定める。ｂ４＝０のと
きにはこのアドレスは頁０に属し、ｂ４＝１のときには
それは現在の頁に属する。更に、ビットｂ５＝０のとき
‘こはこのアドレスは命令の実行後に変えられないまま
であり、ビットｂ５＝１のときにはこのアドレスは１単
位量だけ増される。状態Ａの期間中において命令ＣＤＰ
は回路６２により確認され、この回路はこのときは出力
として信号６２８を発生する。

状態Ｂの期間中に最初および２番目の群の命令の場合と
同様に命令の２番目の文字が謙出される。この命令の２
番目の文字は変更信号のビットｂ６およびｂ７により定
められる周辺装置６，７または８により送信される文字
が記録されるべき記憶装置４２の素子部を識別させる。
次いで中央装置は状態Ｂから状態Ｃに移り「なぜならブ
ロック６３Ａ（第５図）のアンド回路で３９がオア回路
１３３により附勢され「回路６３の出力６２６，６２７
，６２，ｏ，６２，．および６２，３は零だからである
。

状態Ｃの期間中に出力６２８はアンド回路１９７（第８
図）を附勢し、このアンド回路１９７は指令ＣＯＭ１７
を発生し、この指令ＣＯＭ１７は記憶装置入力回路４７
においてチャンネル４６（第２図）に存在する文字を記
憶素子部４２の素子部のうち状態Ｂの期間中に謙出され
た素子部へ転送する。これらの動作時に、中央装置５は
状態Ａに戻る。

事実、出力６２８ はしベル１にあるので、オア回路１
９８（第５図）は常に附勢されている。結果として、ア
ンド回路２００の１つの入力１９９は附勢され、その他
方の入力２０１はィンバータ１６９を介して附勢されて
いる。この場合、アンド回路２０川まフリツプフロツプ
ＦＣの出力２０３により能動化させられているァンド回
路２０２を附勢する。アンド回路２０２の出力２０４は
瞬間ＴＳ（第４図）にフリップフロップＦＡを附勢し、
その結果として中央装置は状態Ｃから状態Ａに移る。２
周辺装置への文字の送り出しの命令 （ＣＡＰ） 周辺装置への文字の送り出し命令（ＣＡＰ）はコード０
１１１により識別されそしてこれは２番目の文字により
アドレスが定められる演算数の変更信号のビットｂ６お
よびｂ７により定められる周辺装置への転送を行なう。

これらのビットは命令ＣＤＰの対応するビットと同じ意
味を有する。状態Ａの期間中にこの命令は回路６２によ
り確認され、この回路６２はこのときは出力として信号
６２９を発生する。状態Ｂの期間中に説出されるこの命
令の２番目の文字はここでは変更信号のビットｂ６およ
びｂ７１こより定められる周辺装置へ送られるべき文字
のアドレスを識別させる。

この命令に関しても中央装置はブロック６３Ａ（第２図
）のオア回路亀３３が附勢されたという事実により状態
Ｂから状態Ｃに移る。状態Ｃの期間中に、状態Ｂの期間
中に選択されたアドレスの文字の議出しおよび同時にな
されるレジスタ５０（第２図）への記憶が行なわれる。
更に、出力６２９はアンド回路１９５（第８図）を附勢
し、この回路１９５は指令ＣＯＭ０８を発生する。この
指令は選択された周辺装置に送られてそれに中央装置５
から送られる文字を受信する準備をさせる。これらの動
作の後、中央装置５は命令ＣＤＰの場合と同様に状態Ａ
に戻る。３ 趣し命令（肌） 飛越し命令（ＳＡＬ）はコード００１０により識別され
そしてこれは２つの命令が実行されつつあるプログラム
の過程中において相続し、てし、ない場合でも１方の命
令からもう１つの命令に移るのを可能ならしめる。

命令ＳＡＬの２番目の命令は中央装置５により遂行され
るべき次の命令の記憶装置のアドレスを示す。状態Ａお
よびＢの期間中には先の命令に対し説明したのと同じ動
作が命令ＳＡＬに対し遂行される。

他方、変更信号のビットｂ６およびｂ７は命令ＴＲＬお
よびＴＬＣに対してと同様にこの命令の２番目の文字に
より定められる素子部が属する頁を定める。この記憶装
置素子部にはここではその後に実行されるべき命令の最
初の文字が含まれている。飛越しは条件付きの場合も無
条件の場合もある。

例えば「 命令ＣＤＣにより行なわれる比較において、
結果は中央装置５のレジスタ９６（第２図）に送り込ま
れるビットＥにより表わされる。このときには命令ＳＡ
Ｌは実行過程のプログラムの特定の配列に従ってビット
８：０またはビットＥ＝１のどちらかにより条件付けら
れる。飛越し命令の実行を条件付けるビットＥの値はこ
の命令の変更信号のビットｂ４およびｂ５により識別さ
れる。更に詳細には、２つの場合が存在する。すなわち
、Ｅ：０のときに生ずる値Ｅ＝０により条件付けられる
命令ＳＡＬに対してのｂ４＝ｂ５＝０の場合、および、
値Ｅ＝１により条件付けられる飛越し命令に対してのｂ
４＝０でｂ５＝１の場合である。状態Ｂの期間中に読出
されかつレジスタ５０‘こ記録された２番目の文字はこ
こでは飛越しが行なわれるべき記憶装置アドレスを示す
。

ブロック６３Ａは下記の関数を表わす出力信号ＣＶをよ
く知られた方法で発するようになった論理回路１０５（
第５図）を有する。

ＣＶ＝ｂ４十ｂ５・Ｅ十ｂ５１Ｅ 従って、ＣＶはｂ４＝ｂ５＝Ｅ＝０であるかまたはｂ４
＝０でｂ５＝Ｅ＝１のときに１である。

飛越し条件が検証されないとき、すなわち上記の２つの
場合においてそれぞれＥ＝１およびＥ＝０のときには、
信号ＣＶ＝０である。このときにはブロック６３Ａのア
ンド回路２１０が附勢され、なぜなら２つの入力２１１
および２１２はしベル１にあり、回路６２の出力６２６
が附勢されているからである。結果として、オア回路２
１３を介してアンド回路２１０はアンド回路２１５の入
力２１４を附勢し、そしてその他方の入力２１６はィン
バータ１６９により附勢される。この場合、アンド回路
２１５はアンド回路２１８の入力２１７を附勢し、その
他方の入力２１９はフリップフロツプＦＢの出力２２０
‘こ接続されている。結果として、アンド回路２１８の
出力２２１は瞬間ＴＳに導線２０４を通してフリツプフ
ロップＦＡをセットする。従って、飛越し条件が検証さ
れないときには中央装置５は状態Ｂから状態Ａに戻り、
その結果として飛越し命令は実行されない。他方、飛越
し条件が検証されたときには、すなわち、前に挙げた２
つの場合を考えなければ、ビットＥはそれぞれ値０およ
び１を有するときには信号ＣＶはしベル１にある。従っ
てこの信号はオア回路１３７を附勢しそしてアンド回路
１３７を介してアンド回路１３９の入力１３８を附勢す
る。この回路の他方の入力は中央装置５が状態Ｂにある
限りフリップフロップＦＢにより附勢される。結果とし
て、フリツプフロップＦＣは瞬間ＴＳにアンド回路ＤＣ
を通して附勢される。このときは中央装置は状態Ｂから
状態Ｃに移り、この期間に指令ＣＯＭＩＯがアンド回路
１４０（第８図）により発生されそしてこの指令はアド
レッシングレジス夕４１へのレジスタ５０（第２図）の
内容の転送を指令する。

このようにして、飛越しが行なわれるべき記憶装置アド
レスがレジスタ４１に記憶される。瞬間ＴＩにァンド回
路２２６（第８図）は指令ＣＯＭ１２を発生し、この指
令はゲート回路２２１（第２図）を開いて、このアドレ
スが属する頁を指示するビットｂ６およびｂ７を頁レジ
スタ７１に転送する。アンド回路２２６は更に指令ＣＯ
ＭＩ Ｉを発生し、これは計数回路４４（第２図）を禁
止するようになっている。このようにして、アンド回路
２２７が瞬間ＴＲに指令ＣＯＭ０４を発生したときには
、レジスタ４１に記憶されている同じアドレスには、レ
ジスタ４１に記憶されている同じアドレスはしジスタ３
２に送り込まれ、これは次の命令が実行され始めるアド
レスを指示する２番目の文字である。状態Ｃの期間中に
実行される命令が完了してしまうと、中央装置５は命令
ＣＤＰおよびＣＡＰの場合について説明したように状態
Ａに移る。

このときには続く状態Ａの期間中に命令の２番目の文字
および変更信号のビットｂ６およびｂ７により定められ
るアドレスがアドレツシングレジス夕４１および７１に
送り込まれる。無条件飛越いま例えばいずれかの周辺装
置が実行過程中にあるプログラムに割込むときに行なわ
れる。

例えば、割込みは中央装置５により周辺装置に送られた
命令ＣＡＰにより指示される動作を周辺装置が実行した
とき、または周辺装置が命令ＣＤＰにより中央装置５に
文字を導入するときに生ぜしめられる。この割込みによ
り、中央装置５は記憶装置素子部に飛越し命令を記憶す
る必要があり、この飛越し命令は割込みの前にプログラ
ムにより考慮に入れられた最後のアドレスに戻るのを可
能ならしめる。従ってこの飛越し命令はビットＥの値に
より条件付けられない。これはこの場合はそれぞれ値１
および０をとる変更信号のビットｂ４およびｂ５により
識別される。このときは回路１０５（第５図）の出力信
号ＣＶはビットＥの値がどうであれ常にレベル１にある
。この場合、条件が検証される条件付き飛越し命令に対
して前に説明したのと同じ動作が中央装贋５により遂行
される。更に、“復帰飛越し”命令と呼ばれる無条件飛
越し命令が存在し、その意味を以下に説明する。この命
令は変更信号のビットｂ４およびｂ５により識別され、
これらのビットの両方は値１をとる。信号ＣＶはこの場
合常にレベル１にあり、その結果として条件が検証され
る条件付き飛越し命令に対して前に説明したのと同じ動
作が中央装置により遂行される。９ ４番目の命令の群 ４番目の命令の群に対しては中央装置５により状態Ａお
よびＢの順序により実行される命令が属している。

この群にはまた前述したように飛越し条件が検証されな
いときには条件付き飛越し命令も属する。この群には更
に周辺装置への指令の送り出し命令（ＣＯＰ）も属して
おり、この命令はコード０１０１により識別されそして
これは命令ＣＤＰおよびＣＡＰについて説明した方法で
変更信号のビットｂ６およびｂ７により定められる周辺
装置に２番目の文字により定められるコードを有する指
令を転送する。

変更信号のビットｂ４およびｂ５はこの命令によっては
使用されず、従って常にレベル０にあることに注目すべ
きである。状態Ａの期間中にはここでは回路６２により
命令の解読が行なわれ、この回路６２は出力６２７を附
勢する。

状態Ｂの期間中、選択された周辺装置へ送信されるべき
指令を表わす命令の２番目の文字の論出しおよびそれの
レジスタ５０への転送が行なわれる。出力６２７ によ
り附勢される２つのアンド回路２３０および２３１（第
７図）はここでそれぞれ指令ＣＯＭ０８およびＣＯＭＯ
９を発生する。

指令ＣＯＭ０８は周辺装置へのレジス夕５０の内容の転
送を生じさせ、指令ＣＯＭＯ９は直接周辺装置に送られ
て中央装置から来る文字が指令であって書込み文字では
ないことを指示させる。これらの動作の実行後に、瞬間
ＴＳに回路６２に出力６２７により附勢される回路２１
３（第５図）は条件が検証されない飛越し命令に対して
前に説明したのと同じ方法でフリップフロップＦＡをセ
ットし、その結果として中央装置は状態Ｂから状態Ａに
移る。

各命令の特性は下記の要約の表にまとめて示されており
、第１表には、各命令に対する記号、対応する名前、そ
の命令と関連したコード、回路６２の対応する出力、ビ
ットｂ４およびｂ５およびそれらの意味が示されている
。

第ロ表には、中央装置５により各命令が実行される機械
作動状態、命令が属する群、ビットｂ６およびｂ７の値
およびそれらの意味が示されている。船 船 船 白 船 ｑＷ 割込み 前述したように、前述した命令のうちの１つの実行中割
込み指令が中央装置５（第２図）に接続された周辺装置
のいずれか１つから中央装置５に達する。

現在の命令を実行する目的で実行過程中のプログラムの
実行に割込みが行なわれそして別の一連の命令が実行さ
れる。割込みを達成するのに用いられる機械作動状態は
状態ＦおよびＧであり、従って割込みは４マイクロ秒間
に達成される。周辺装置６，７および８のうちの１つが
割込み信号ＮＴを送ったときには、論理回路３１（第２
図）は導線７６を附勢し、この導線７６は信号瓜Ｔをブ
ロック６３Ａ（第５図）に導入する。

信号瓜Ｔが送られた瞬間に最初または２番目の群の命令
（これは状態Ｅで終了する）が実行過程中にあるときに
は、中央装置５はこの状態に達してしまうまでこの命令
を実行し続ける。次いて、前述したように、フリツプフ
ロツプＦＥの出力ＭＥが附勢されかつアンド回路２３３
の入力２３２が附勢され、この回路の他方の出力２３４
が信号ＩＮＴにより附勢される。従ってアンド回路ＤＦ
を介して回路２３３は瞬間ＴＳにフリツプフロツプＦＦ
を附勢し、その結果中央装置は状態Ｅから状態Ｆ‘こ移
る。信号ＩＮＴが送られた瞬間に３番目の群の命令（そ
の実行は状態Ｃで終る）が実行過程中にあるときには、
割込みはこの状態に達したときにだけ遂行される。

事実、フリツプフロツプＦＣの出力ＭＣが附勢され、結
果としてアンド回路２４８の入力２０３が附勢される。
この回路の他方の入力２３５はアンド回路２３６が附勢
されたときにだけ附勢される。これは導線７６およびオ
ア回路１９８の出力の両方がレベル１にあるときにだけ
起こる。このオア回路は、その入力が命令ＳＡＬ、ＣＡ
ＰおよびＣＤＰに対応する出力６２６ ，６２８，６２
９ に接続されている限り、状態Ｃで終る命令が実行過
程中にあるときに附勢される。このようにして、状態Ｃ
で終らない命令の実行が信号ｍＴにより状態Ｃにおいて
割込みを行なわれるということは決して生じない。アン
ド回路２４８がアンド回路ＤＦを介して附勢されたとき
には中央装置は状態Ｃから状態Ｆ‘こ移る。同様に、状
態Ｂで終る４番目の群の命令が実行過程中にあるときに
は信号ｍＴはこの状態に達したときにだけ作用する。

事実、フリップフロップＦＢの出力２２０はアンド回路
２４１の入力２４０を附勢し、その他方の入力２４２は
アンド回路２４３により附勢される。回路２４３は信号
ＩＮＴおよびオア回路２１３の出力の両方がしペルーに
あるときにだけ附勢される。これは条件の検証されない
飛越し命令すなわち命令ＣＯＰが実行過程中にあるとき
にだけ起る。このようにして、状態Ｂで終らない命令の
実行に対し状態Ｂにおいて信号川Ｔにより割込みが行な
われる可能性は妨げられる。従って、アンド回路２４１
が附勢されたときには、中央装置は状態Ｂから状態Ｆ‘
こ移る。各場合において、状態Ｆの期間中に既知の方法
で先行する状態中に選択された記憶装置素子部の議出し
が行なわれ、これはあたかも中央装置５が状態Ａに戻っ
てしまったと同じである。この素子部の内容は前述した
方法で出力レジスタ５０‘こ転送される。このときには
アンド回路２４５（第１１図）は瞬間ＴＭ（第４図）に
指令ＣＯＭ２５を発生し、この指令はゲート回路２４６
（第２図）に作用してレジスタ３２の内容をレジスタ５
７に転送する。

これらの内容は実行過程中の最後の命令の記憶装置アド
レスに対応する。同時に、指令ＣＯＭ２５はしジスタ４
１の全てのフリツプフロツプをレベル１に置き、それぞ
れのセット回路に作用する。このようにして、素子部２
５５が選択され、なぜならレジスタ４１の信号形状１１
１１１１１１は正確にこの素子部に対応するからである
。この素子部が属する頁は頁０であり、なぜならレジス
タ７１の内容はアドレッシング回路４５に転送されずゲ
ート回路１１３は閉じているからである。

事実、状態Ｆの期間中にゲート回路１ １３を開く指令
ＣＯＭ１８は発生されず、その結果として信号形状００
がレジスタ７１に存在するからである。フリツプフロツ
プＦＦの出力Ｍ『はこのときは直接指令ＣＯＭ２３（第
１１図）を発生し、この指令は記憶装置入力回路４７（
第２図）に作用して、出力チャンネル４８１こ、レジス
タ７１に含まれるビットを後続させた文字００１０１１
を送り込む。

この目的のため、論理回路４７は例えば６つのフリップ
フロップにより形成される回路１０１（第１３図）を含
み、これらのフリツプフロツプはビット形状００１０１
１がそれらの出力に得られるように指令ＣＯＭ２３によ
り条件づけられる。このビット形状に対して回路１０１
は更にレジスタ７１から入力チャンネル８２を通して入
来する２つのビットを加える。次いでこれらの８つのビ
ットの形状は出力チャンネル４８に転送される。出力チ
ャンネル４８は記憶装置４２（第２図）の入力を構成し
、その結果これらの８つのビットの形状はしジスタ４１
に含まれたアドレスにより選択された記憶装置４２の素
子部に書込まれる。このアドレスは前述したように頁０
の素子部２５５に対応する。前述したように、文字００
１０１１は“復帰飛越し”命令を定め、他方、レジスタ
７１内のどットは現在の頁を定める。瞬間ＴＲ（第４図
）に、アンド回路２４７（第１１図）は指令ＣＯＭ０４
を発生し、この指令は１単位量だけ増されたレジスタ４
１の内容すなわち頁０の素子部０に対応する文字０００
０００００をレジスタ３２に送り込む。従って、状態Ｆ
の期間中に頁０の素子部２５５に復帰飛越し命令が書込
まれそしてァドレッシングレジス夕３２にアドレス００
００００００力ミ送り込まれる。これらの動作に続く瞬
間ＴＳ（第４図）に中央装置は状態Ｇに進み、なぜなら
ァンド回路（第５図）が附勢されるからである。

状態Ｇの期間中別のアンド回路２５０（第１２図）が瞬
情ｍＳに指令ＣＯＭＯＩを発生し、この指令はしジスタ
４１に対してのレジスタ３２の内容すなわち頁０の素子
部０に対応するアドレスの転送を指令する。瞬間ＴＳに
続く瞬間ＴＮ（第４図）にアンド回路２５１（第１２図
）に更に信号ＲＯを発生し、これは既知の方法でレジス
タ７１（第２図）のフリツブフロツプをリセットし、こ
のようにして貢０を選択する。フリップフロツプＦＧの
出力ＭＧは更に直接指令ＣＯＭ１４（第１２図）を発生
し、この指令は前述した方法で回路４７に作用して、実
行過程中の最後の命令の記憶装置内のアドレス（このア
ドレスはしジスタ５７（第２図）に含まれている）を記
憶装置４２の頁０の素子部０に転送する。従って、今丁
度説明した動作により、頁０の素子部２５５には、割込
みが生じた瞬間に実行過程中にある命令のアドレスが属
する頁への復帰飛越しに対する命令が編集されてしまっ
ている。

このアドレスは更に貢０の素子部０に記憶されてしまっ
ている。これらの動作の後に、別のアンド回路２５２（
第１２図）は瞬情ｍＭ（第４図）に続く瞬間ＴＲに指令
ＣＯＭ２６を発生する。

この指令はゲート回路２５３（第２図）に作用してレジ
スタ３２に論理回路３１の内容を転送し、云い換えれば
割込みを生じさせた周辺装置６，７または８に対応する
アドレスをレジスタ３２に送り込む。チヤンネル３３を
通してレジスタ３２の内容は同時にリセツト論理回路３
４に送り込まれる。更に、指令ＣＯＭ２６はゲート回路
２５５に作用してレジスタ９６からの有り得べき比較ビ
ットＥをレジスタ９７に転送し、これはそこに割込みの
全持続時間にわたり記憶される。事実、例えば割込みが
命令ＣＦＲまたはＣＤＣを含むときには割込みそのもの
の期間中にレジス夕９６を用いることが可能である。信
号ＩＮＴが瞬情拍Ｒ（第４図）に続く瞬間ＴＩに周辺装
置６，７，８のうちの２つ以上により命令の過程中に発
生されたときには、アソド回路２５６（第１２図）は指
令ＣＯＭ２４を発生してゲート回路２５７（第２図）を
開く。

従ってこれは割込みを生じさせた優先順位のより高い周
辺装置に対応するレジスタ３０のフリツプフロップのリ
セツトを生じさせる。このようにして、この周辺装置に
より導入された割込みに対応するプログラムの実行後に
、優先順位のより低い周辺装置に対応する有り得べき別
の割込みをもう一度導入することができる。これらの動
作後に、中央装置５はこの瞬間にフリツプフロツプＦＧ
の出力ＭＧにより附喫されるアンド回路ＤＡ（第５図）
が附勢される限り瞬間ＴＩに続く瞬間ＴＳに状態Ａに戻
る。

従って、割込みに関係する一連の命令のうちアドレスが
レジスタ３２に記憶されてしまっている最初の命令の実
行が始められる。結果として、中央装置５が割込みの終
りにある状態Ａの期間中になかんずく指令ＣＯＭＯＩが
発生され、この指令は実行されるべき最初の命令に対応
するアドレスをレジスタ３２からしジスタ４１に転送す
るのを可能ならしめる。次いでこの命令は割込みに関係
する一連の命令の他の命令と共に命令そのものの型に従
って前述したと同じ条件の下に遂行される。割込みによ
り中断された命令の実行を中央装置５により再開始する
ために、割込みに関係する−蓮の命令の最後の命令は常
に頁０の素子部２２５のアドレスへの無条件飛越しを命
ずる命令である。

この素子部には前述したように素子部松５に続く頁０の
素子部０に記憶された命令の２番目の文字により定めら
れるアドレスへの復帰飛越しを命ずる命令の最初の文字
が記憶されている。次いで復帰飛越し命令が前述した方
法で中央装置５により遂行され、事実、中央装置５を割
込みの時点でそれがとっていたのと同じ条件に戻す。

更に正確には、復帰飛越し命令の終りにレジスタ４１に
は命令そのものの２番目の文字により定められるアドレ
ス、すなわち中央装置５が割込みの時点で占めていたの
と同じアドレスが記録される。更に、復帰飛越し命令の
状態Ｂの期間中には、変更信号のビットｂ４およびｂ５
の両方が値１をとるので、指令ＣＯＭ１ ３がアンド回
路２５８（第７図）により発生される。この指令はゲ−
ト回路２５９（第２図）に作用してビットＥをレジスタ
９７からしジスタ９６に転送する。レジスタ９６には従
って割込みの瞬間にそこに存在したビットＥが記憶され
ている。復帰飛越し命令が完了してしまったら状態Ａへ
の復帰が行なわれ、これは割込みにより中断されたプロ
グラムの継続を生じさせる。Ｍ タイプラィタ制御装置 タイプラィタ６の制御装置９（第１図および第１４図）
はタイプライタ６と中央装置５との間でのデータおよび
指令の交換を制御するようになっている。

タイプライタ６の入出力装置１２は制御装置９から印字
される文字のコードおよびファンクション文字のコード
を受信する入力装置１２′を有する。これらのコードは
８つのビットにより形成され、それらの６つのビットは
文字を定めるのに用いられ、それらの１つのビットは大
文字および小文字を定めるためのシフトビットであり、
１つのビットは例えばパリティビットとして用いられ得
る。文字の６つのビットは、既知の方法で、文字または
ファンクションの選択を行なうための一連の６つの電磁
石に作用する。装置１２は更に制御装置９に向けてそれ
ぞれキーボード２７０およびキーボード２７１により既
知の方法で入れられる７つの文字およびファンクション
のコードを送信するようになった出力装置１２″を有す
る。

これらのコードの伝送は第１４図には示されていない任
意の既知の型の６つのスイッチの切換により行なわれる
。制御装置３を中央装置５に接続するファンクション導
線６５は解読回路６５が前述した方法でタイプラィタ６
を選択したときにだけ解読回路６６により附勢される。

データは更に中央装置５の記憶装置入力回路４７に接続
された出力チャンネル４６および中央装置５の出力レジ
スタ５０に接続された入力チャンネル５１を通して中央
装置５と交換される。入力チャンネル５１はしジスタ５
０に存在するデータを制御装置９の８ビット型レジスタ
２７３に転送する。

制御装置９の動作は中央装置５により中央装置５からの
書込み文字または指令を受信するため外部命令ＣＯＰお
よびＣＡＰによって、および中央装置５に文字を送信す
るため命令ＣＤＰによって制御される。更に正確には、
制御装置９に中央装置５により命令ＣＯＰを用いて送信
または受信状態に置かれ得る。事実、前述したように、
命令ＣＯＰは２つの指令ＣＯＭ０８およびＣＯＭＯ９を
発生し、これらの指令は導線２６９を通して制御装置９
の解読回路２７４に送られる。この回路２７４は既知の
方法で受信指令の解読を行なう。この指令が指令ＣＯＭ
０８であるときには、回路２７４は出力ＣＯＭ０８′を
附勢し、それが指令ＣＯＭＯ９であるときにはそれは出
力ＣＯＭＯ９′を附勢する。これらの出力は制御装置９
をそれぞれ送信状態および受信状態におく。中央装置５
が命令ＣＤＰにより制御装置９からの文字を受信するこ
とを提案するときには、それは制御装置９に対し命令Ｃ
ＯＰを送り、この命令ＣＯＰは指令ＣＯＭ０８を発生す
る。

この指令は制御装置９を選択する導線６５２に存在する
信号と共にアンド回路２７５を附勢し、このアンド回路
２７５はフリツプフロツプ２７６のリセット回路に作用
してそれに制御装置９が送信状態にあることを指示する
ようにさせる。作業員がキーボード２７０の文字キーを
作動したときには出力装置１２″は既知の方法で導線２
７７を通してアンド回路２７８を附勢し、このアンド回
路２７８は更にフリツプフロツプ２７６により信号を供
給されている。

アンド回路２７８の出力信号はフリツプフロツプ２７９
のリセツト回路に作用してゲート回路２８０を開き、そ
の結果キーボード２７０‘こより入れられた文字は出力
チャンネル４６に転送される。導線２７７はしジスタ３
０（第２図）の入力３０ａに接続されそしてレジスタ３
０内において前述した方法で中央装置５の動作の中断を
生じさせる。このときには中央装置５は導線３０ａによ
り識別されるところのタイプライタ６に対応しかつ回路
３１により解読される記憶装置アドレスまで飛越しを行
なう。このアドレスには命令ＣＤＰの最初の文字が含ま
れており、その結果として中央装置５はチャンネル４６
に存在する文字を受信するようになされている。作業員
がキーボード２７１（第１４図）のファンクションキー
を作動したときにはキーボードは導線２８５に信号を発
し、これは導線２７７と同じ方法で中央装置５に割込み
信号の送信を生じさせる。

従って、これはチャンネル４６に存在するファンクショ
ンの文字を受信するように準備させられる。導線２８５
は更にアンド回路２８２を附勢し、このアンド回路はフ
リップフロツブ２７９のセット回路に作用してゲート回
路２８３を開き、このゲ−ト回路はチャンネル２８４を
出力チャンネル４６と通信している状態におく。キーボ
ード２７１は更に導線２８６１こ作動されたファンクシ
ョンキーに対応する信号を発生する。

この信号は解読回路２８７に作用し、回路２８７は作動
されたキーに対応するコードを供給する。このコードは
８つのビットから形成され、これらのビットのうちビッ
トｂ４，ｂ５およびｂ６は常に奏であってファンクショ
ンの文字と印字され得る文字とを区別する。このコード
はチャンネ２８４を経てかつゲート回路２８３を通して
出力チャンネル４６に送られる。指令の文字を制御装置
９に送信したいときには、中央装置５は指令ＣＯＭＯ９
を発生する命令ＣＡＰをチャンネル５７を通してそれに
送る。

この指令は解読回路２７４により解読され、この回路２
７４はこのときは出力ＣＯＭＯ９′を附勢する。アンド
回路２９０を通してこの出力はフリツプフロップ２７６
のセット回路に作用し、これは制御装置９を受信状態に
おく。この状態はフリップフロップ２７６により瞬間紅
Ｎ‘こおいて活性化させられているアンド回路２９１の
出力信号Ｒにより識別される。隣間即Ｎにおけるアンド
回路２９１の活性化が行なわれる理由は、命令ＣＡＰの
期間中のこの瞬間に中央装置５は前述したように既に記
憶装置４２内において周辺装置に送られるべき文字を論
出してしまってそれを制御袋贋９の入力チャンネル５７
に接続されたレジスタ５０（第２図）に記憶してしまっ
ているからである。命令ＣＡＰの実行に際し、チャンネ
ル５７に存在する文字は中央装置５によりレジスタ２７
３に転送される。この文字が前述したように０のビット
であるｂ４，ｂ５およびｂ６により識別されるファンク
ションの文字であるときには、レジスタ２７３に接続さ
れているこれらのビットに対する解読回路２９９は信号
Ｙを発生し、これに反し、この文字が印字される文字で
あるときには解読回路２７４はよく知られた方法で信号
Ｙではなくて信号Ｗを発生する。最初の場合、ゲート回
路２９５が開かれ、その結果としてレジスタ２７３に存
在する文字がチャンネル２３６を通して解読回路２８７
に送られる。

この回路２８７は出力２９７に信号を発生し、この信号
は信号Ｙにより開かれているゲート回路２９８を通して
タイプライタ６の入力回路１２′に送られる。ゲート回
路２９５および２９８は受信状態が得られ（Ｒ＝１）か
つ文字がファンクションの文字である（Ｙヒ１でＷ＝０
）ときにだけ開かれることに注目すべきである。レジス
タ２７３に存在する文字が印字可能であるときには信号
Ｗがゲート回路３００を活性化し、その結果この文字は
タイプライタ６の入力回※１２′に転送される。

ゲート回路３００は制御菱魔９が受信状態にあり（Ｒ＝
１）かつ文字が印字可能である（Ｗこ１でＹ：０）のと
きにだけ開かれることに注目すべきである。単一の文字
に対し前述したことはされる後続文字受信および送信さ
れる後続文字の両方に対してあてはまる。

入力回路１２′が１つの文字を受信する毎に、それは導
線３０１に信号を発生し、これは入力３０ａを介して中
央装置５に割込みを導入し、その結果中央菱直５は別の
文字を送る準備を済ませる。

割込みにより識別されるところの記憶装置素子部の内容
に基いて、中央装置５は今は次の命令により１つの指令
または文字を送ることができる。

例えば制御装置９が送信状態にあるときには中央装置５
は送信が継続するように命令ＣＯＰを送るか、或いは制
御装置９を受信状態におくように受信を命する命令ＣＯ
Ｐを送るかすることができる。勿論、文字は次の命令Ｃ
ＡＰにより中央装置５から送られる。Ｍ 指令キーボー
ド制御装置 指令キーボード８は多数の指令を対応する制御装置１１
を通して中央装置５に送るのに用いられる。

更に詳細には、このキーボ−ドは印字機構の全ての装置
に電力を供給するための図示されていない一般的スイッ
チを有する。これは更によく知られた始動ボタンを有し
、この始動ボタンは前述した方法で中央装置５の記憶装
置４２に最初の命令群を入力として送入するような仕方
で装置の動作を開始させる。これらの命令は更に、後述
する方法で他の任意の命令群を記憶装置４２に入力とし
て送入するようになった“入力”命令と呼ばれる特定の
群の命令を記憶装置４２に入力として入れるのを可能な
らしめる。キーボード８は更に中央装置５から来る指令
により点灯される指示ランプを有する。この目的のため
、中央装置５とキーボード８との間の指令の交換は命令
ＣＯＰを介して行なわれるという理由で、これはタイプ
ラィタ６の制御装置９に対して説明したのと同じ方法で
キーボード８に作用する。更に詳細には、解読回路６５
（第２図）により命令ＣＯＰはキーボード８を選択し、
これは、命令ＣＯＰの２番目の文字により表わされかつ
全てレベル１にある８つのビットにより形成される特定
の指令だけを受入れる。この指令は既述の方法でキーボ
ード８に作用して指示ランプを点灯させる。キーボード
８は回路３０（第２図）の入力３０ｃに接続された割込
みキーの作動により中央装置５に対してただ１つの割込
み信号だけを送るようになっている。

このときには割込みキーは中央装置５を前述したように
キーボードから発する割込みに関連した一連の命令を遂
行する状態に条件づける。ＷｉＤ磁気テープ記憶装置制
御装置 テープ記憶装置７の制御装置１０は記憶装置７でのアド
レス、プログラムおよびデータの読出しおよび書込みを
制御する。

記憶装置７は閉ループをなしかつカートリッジに含まさ
れた磁気テ−プ３１０（第１５図）により構成されてい
る。

カートリッジは交換可能であり、従って本装置は任意の
数のカートリッジを含み得る。テープ３１０は一連の並
列のトラックＰ１，Ｐ２・・・・・・・・・・・・ＰＮ
を有し、ここにデータがブロックＢ１・…・・・・…・
Ｂ２５６をなして直列に記録され、これらの各ブロック
は一行の印字に対応する。各ブロックは記録がなされて
いない消去領域と呼ばれる領域により隣りのブロックか
ら分離されている。各記憶装置ブロックは固定長を有し
かつ８つのビットからそれぞれなる文字を８０なる数だ
け含む。

各ブロックの文字は順番に固定番号０ないし７９（第１
６図）をつけられている。文字６なし、し７８は対応す
る行の印字に関係するデータを記録するのに用いられ、
文字０なし、し５はファンクションの文字として用いら
れる。更に詳細には、最初のファンクションの文字はト
ラックＰ１・・…・・・・・・・ＰＮのうちで次の文字
が記録されるべきブロックを含む１つのトラックを選択
するのに中央装置５により用いられる常数を含む。選択
されたトラックの限度内でのこのトラックのアドレスは
２番目の文字により定められ、これに対し、カートリッ
ジそのものは３番目の文字により識別される。４番目の
文字は各行が含み得る文字の数を示す。

この数は後述するように印字行の長さを伸長または減少
するように作業員により選択可能である。５番目の文字
は印字行に実際に含まれた文字の数を示す。

６番目の文字はその行に遂行されるべきファンクション
、例えば中心合わせ、下線を引くことなどのコードを示
す。

７堺蚤目の文字は残りの７９の文字に関係する縦方向パ
リティ検査用文字である。

データトラックＰ１・・・・・・・・・ＰＮに加えてテ
ープ３１０はデ−タブロツクのアドレス１１…………１
２５６を含む１つのトラックＰＯも含む。

各アドレスブロック１１・・・・・・・・・１２５６は
２５の文字から形成され、それらのうちの１つだけがデ
ータブロックまたはプログラムフロックのアドレスを含
むのに用いられる。この文字は８つのビットを含むので
、選択されたトラックにおいて１つのデータブロックを
残りの２５５から定めるだけで充分である。各アドレス
ブロックの残りの２４の文字はファンクションの文字と
して用いられる。これらの文字の最初の３つは特にアド
レスブロックおよびプログラムブロックをそれぞれ識別
するのに用いられる２つの常数を表わす。事実、−トラ
ックＰＯには１つのアドレスと次のアドレスとの間に７
０の文字から形成される１つのプグラムＢＰ１・・……
・…ＢＰ２５６が記録され、ここに印字機構の動作命令
の文字が記録されている。各アドレスブロック１１……
……１２５６はテープの進行方向においてそれに幾何学
的に続くデータのブロックを選択するのに用いられる。

例えば、トラックＰＩ…・・・……ＰＮ‘こ記録されて
いるデータブロックＢ２はアドレスブロック１２により
選択される。従って、データブロックを一義的に選択す
るために、それが属するトラックをまず選択しそして次
にそのトラックの限度内でそのブロックそのものを残り
の２５５のブロックから選択しなければならない。制御
装置１０は入力チャンネル５１（第１７図）を通して中
央装置５のレジスタ５０（第２図）に接続されると共に
出力チャンネル４６を通して記憶装置４２の入力回路４
７に接続されている。

更に詳細には、２つのチャンネル５１および４６は２つ
のゲート回路３１６および３１７を通して制御装置１０
のレジス夕３１８に接続されている。レジスタ３１８は
それに記憶されたビットを２つのゲート回路３２０およ
び３２１を介してシフトレジスタ３１９と交換すること
ができる。レジスタ３１８は更にレジスタ３１８から受
信されたビットに対応して複数の指令を発生するように
なった解読回路３２５にこれらのビットを送信する。解
読回路３２５はタイマー３２６に作用し、このタイマー
３２６は制御装置１０の動作を制御する時間信号を発生
する。解読回路３２５は更に導線３２７に存在する信号
により作動され得、この導線３２７の信号はキーボード
８の始動ボタンが作動されたときレベルーにある。

解読回路３２５はゲート回路３２８を介して４位置レジ
スタ３２９に接続され、このレジスタ３２９は導線３３
０１こ信号を発生し、この信号はテープ記憶装置７の謙
出へツドに作用してそのレジスタに含まれたビットに対
応するトラツクを選択する。レジスタ３１９は更に別の
解読回路３３５に接続され、この回路３３５はしジスタ
３１９にアドレスが存在するときにはその出力３３６に
信号を発生する。

出力３３６に存在するこの信号は回路３３７に作用し、
この回路３３７は附勢されたときには中央装置５の回路
３０（第２図）の入力３０ｂに割込み信号を送る。レジ
スタ３１９はゲート回路３３８により信号整形装置３３
９に後続され、この回路３３９はしジスタ３１９に時に
応して含まれる文字に対応する信号を出力３４０１こ供
給するようになっている。

これらの信号は記憶装置７の書込装置（図示せず）によ
り用いられる。レジスタ３１９は既知の型の読出装置３
４２に接続され、この謙出装置３４２はテープ３１０１
こ記録されたビットを直列に講出しかつそれらを導線３
４３を通して前記レジスタに送信するようになっている
。中央装置５と制御装置１０との間のデータの交換は中
央装置５により発生された命令ＣＯＰ、ＣＤＰ、ＣＡＰ
により行なわれる。

制御装置１０は最初はリセット状態すなわち非作動状態
にある。この状態は第１８図に記号で示されており、こ
の第１８図は中央装置５および制御装置１０の両方によ
り遂行される一連の動作を図式的に示す。制御装置１０
により遂行される動作は長方形ブロックで示され、論理
判定またはこ者択一動作はひし形で示されている。中央
装置５により遂行される動作は矢印により示され、これ
は制御装置１０を一作動状態から別の作動状態に移すの
を可能ならしめるようにゲート回路を開くのを記号で表
わす。記憶装置７のテープ３１川こ情報を書込み或いは
それから謙出すため中央装置５は前述した方法で制御装
置１川こいわゆる“選択”命令ＣＯＰを送る。

命令の最初の文字においてｂ６＝０でかつｂ７＝１のと
きには選択された周辺装置は記憶装置７であり、これら
のビットは中央装置５の解読回路６５（第２図）に作用
して導線６５２（第２図および第１７図）を附勢し、こ
れは制御装置１０（第１７図）のアンド回路３５０の入
力を附勢する。アンド回路３５０の他方の入力は状態Ｂ
の期間中に命令ＣＯＰにより発生される指令ＣＯＭ０８
により附勢される。このようにして、ゲート回路３１６
が開かれ、その結果チャンネル５１に存在する命令の２
番目の文字がレジスタ３１８に導入される。この２番目
の文字は同時に解読回路３２５に導入され、この回路３
２５はいわゆる選択文字を確認したときには導線３５２
に信号を発生してテープ３１０を始動させる。この選択
文字はビットｂ５，ｂ６，ｂ７が値００１を有するとい
う事実によって識別される。同時に、解読回路３２５は
既知の方法で信号Ｌを発生し、この信号はゲート回路３
２８を開いてレジスタ３２９に解読回路に存在する文字
の最初の４つのビットを転送する。

これらのビットはテープ３１０のトラックＰ１・………
・・ＰＮのうちから１つのトラックを選択するのに用い
られる。レジスタ３２９はここで導線３３０に、トラッ
クを選択するため既知の方法で記憶装置７により用いら
れる信号を送る。更に、信号Ｌは読出回路３４２を既述
の方法でアドレスを読出す状態に予め準備させる。

回路３４２は読出される最初のアドレスブロックの最初
の文字のビットをレジスタ３１９に直列に送る。これら
の動作は記号的にブロック３５３（第１８図）により表
わされている。キーボード８の始動ボタンを作動するこ
とにより制御装置１０をアドレス講出し状態におくこと
も等しく可能である。

このボタンまたはキーは選択命令ＣＯＰを擬似するよう
な仕方で回路３２５に作用する。回路３２５はこのとき
は前述したのと同じ動作を行ない。その結果として制御
装置１０は同様にブロック３５３により表わされた論出
し状態をとる。前述したように、テープ３１０のアドレ
スブロック１，…・・・・・…・１２５６は最初の３つ
の文字が対応する常数を表わすときに識別される。

従って、解読回路３３５（第１７図）が読出されたブロ
ックがアドレスブロックであることを確認したときには
、それは回路３３７を附勢し、この回路３３７は中央装
置５（第２図）の回路３０の入力３０ｂの割込み指令を
送る。これらの動作は記号的にブロック３５４および３
５５（第１８図）により表わされている。中央装置５は
ここで割込みを実行する。この割込みは中央装置５をし
て記憶装置４２（第２図）の素子部のうち命令ＣＤＰが
記録されている記憶装置７に対応する素子部への飛越し
命令を実行させる。

中央装置５はこのときはチャンネル５１の命令ＣＤＰを
中央装置１０のレジスタ３１８（第１７図）に送る。こ
の命令は回路３２５により解読され、この回路３２５は
制御装置１０をアドレス送信状態におく信号Ｍを発する
（第１８図のブロック３５６）。信号Ｍは更にゲート回
路３２１および３１７を開いて、謙出されたアドレスが
レジスタ３１９からしジスタ３１８へ、そしてそこから
チャンネル４６および記憶装置入力回路４７（第２図）
を介してコア記憶装置４２の所定の素子部に転送される
ようにする。中央装置５はこのときは命令ＣＤＣを実行
し、これによって中央装置５は制御装置１０から受信さ
れたアドレスをブロックのアドレスを表わすレジスタ５
７（第２図）内に記憶された内容と比較する。

これら２つの文字間の比較の結果が否定のものであると
きには（ビットＥ：０）、中央装置５は制御装置１川こ
可ら指令を送らず（第１８図の論理判定３５７）、従っ
て「制御装置１川ま前述した方法で次のアドレスを送り
、第１８図のブロック３５４，３５５，３５６に記載さ
れた動作が繰返される。前記２つの文字間の比較の結果
が肯定のものであるときには（ビットＥ＝１）「 中央
装置５は議出しまたは書込みを命ずる命令ＣＯＰを送る
。勿論÷論理判定３５７は条件付き飛越し命令を用いて
達成される。事実、条件が検証されないときには（ビッ
トＥこ０入中央装置５は前述したように状態Ａに戻る。
他方、それが検証されたときには（ビットＥＥｌ）、中
央装置５は命令ＣＯＰの最初の文字が記録されている記
憶装置アドレスへの飛越し命令を実行する。指令の型（
書込みまたは議出し）は命令ＣＯＰの２番目の文字によ
り定められ「 この命令ＣＯＰは回路３２５により解読
される。この文字が議出し指令を示すときには回路３２
５は信号Ｌを発生し「 この信号Ｌは読出装置３４２を
作動して選択されたブロックの最初の文字のビットの直
列読出しを生じさせ、謙出されたビットはしジスタ３１
９に転送される（第１８図のブロック３５８）。このレ
ジスタが満たされたときには、それは回路３３７を附勢
し、この回路３３７は割込み信号を中央装置５に送る（
第１８図のブロック３６０）。命令ＣＤＰにより中央装
置は読出された文字を制御装置１０から記憶装置４２（
第１８図のブロック３６１）に転送する。このようにし
て、選択されたブロックの全ての文字が記憶装置４２に
転送される。中央装置が読出された文字が選択されたブ
ロックの最後のものであるということを検出したときに
は、それは制御装置１０にいわゆる終了命令ＣＯＰに送
る（第１８図の論理判定３６２）。

このブロックの最後の文字の解読は中央装置５により命
令ＣＤＣを用いて行なわれ、この命令ＣＤＣは時に応じ
て謙出される文字の連続番号を表わす常数とブロック内
の文字の最大数を表わす常数との比較を生じさせる。こ
の比較の結果が肯定のものであるときには（ビットＥ＝
１）、中央装置５は議出しのための命令ＣＯＰの発生に
対して用いられたのと全く同じ処理により終了命令ＣＯ
Ｐを発生する。制御装置１０の解読回路３２５（第１７
図）は終了命令ＣＯＰの２番目の文字を解読しそして図
面には示されていない指令信号を発生し、この指令信号
は既知の方法で制御装置１０を終了命令ＣＯＰに対応す
る状態に移行させる（第１８図のブロック３６３）。

この文字がテープの停止を伴ってブロックの議出しの終
りを指示したときには制御装置１０は最初の状態（第１
８図）に戻る。

ブロックの議出しの終りを指示しているにもかかわらず
次のブロックの議出しが開始されたときには、制御装置
１０はブロック３５８により表わされる状態に戻る。こ
の文字がブロックの読出の終りを指示すると同時に読出
されたブロックに続かないブロックの議出しが開始され
たときには、制御装置１０はアドレスの論出しの状態、
すなわちブロック３５４により表わされる状態へ戻る。
中央装置５がデータを選択されたブロックに記録または
書込むことを提案する場合には、それは制御装層１０１
こ書込みを命ずる命令ＣＯＰを送る（論理判定３５９）
。

この命令は回路３２５（第１８図）により解読され、回
路３２５は結果として信号日により回路３３７を附勢す
る。回路３３７は中央装置５に割込みを送り（第１８図
のブロック３６５）、中央装置５は前述した方法で制御
装置１０に命令ＣＡＰを送る。この命令が回路３２５（
第１８図）により確認されたときには、それは信号Ｋを
送り、この信号Ｋはゲート回路３２０を開いてレジスタ
３１８から書込まれるべきまたは記録されるべき文字を
レジスタに転送する。同時に、回路３２５はタイマー３
２６を附勢し、このタイマー３２６は時間信号ＴＨによ
りシフトレジスタ３１９内のビットをシフトさせてそれ
らを直列に書込装置３３９に導入する。これらの動作は
第１８図のブロック３６６により示されている。文字全
体が記録されてしまったとき、書込装置は既知の方法で
信号Ｊを発生し、この信号Ｊは回路３３７により割込み
を送るようにさせる（ブロック３６７）。

結果として、中央装置５は前述した方法で終了命令ＣＯ
Ｐまたは命令ＣＡＰを送ることができる（論理判定３６
８）。最初の場合には制御装置１０は非作動状態に戻り
、第２の場合にはそれは第１８図のブロック３６６によ
り識別される状態に戻る。舷ｉＩＤ中央装置への命令の
導入 前述したように、本自動印字装置の動作はテキストにつ
いて遂行されるべき特定の処理動作にそれぞれ関係する
命令の群により制御される。

これらの命令の群はテープ３１０（第１５図）のトラッ
クＰＯに位置するプログラムフロツクＢＰＩ…・・・・
・・・・・ＢＰ２５６に記録される。更に詳細には、テ
キストについて遂行され得る処理動作はテキストの形式
に関する処理動作または常数に関する処理動作のどちら
かである。型式に関する処理動作は一印字行の文字を選
択的に増すかまたは減らすのを可能ならしめ、云い換え
れば得られる行の正当化であり、更に別言すれば行の右
側限界を揃えること、１行またはそれ以上の行において
１つまたはそれ以上の単語だけ下線を引くのを増し、或
いは印字行の長さに関して１つまたはそれ以上の単語だ
け中心の方に合わせるのを可能ならしめる。

他方、内容に関する処理動作は１行またはそれ以上の行
だけ消去し、新しい行また文節を加え、或いは誤まりの
訂正を行なうのを可能ならしめる。説明した処理動作の
各々は対応する群の命令により定められ、これらの命令
は効力を発揮するためにはテープ記憶装置７から中央装
置５（第２図）のコア記憶装置４２に転送されねばなら
ず、中央装置５は次いでそれらをそれらが記憶装置４２
に記録されていた順序で実行する。

１群の命令をテープ託億装置７からコア記憶装置４２に
転送するため、作業員はキーボード８の始動押ボタンを
作動する。次いで解読回路３２５（第１７図）が前述し
た方法で作動されそしてテープ記憶装置７の制御装置１
０を議出し状態３５８（第１８図）におく。中央装置５
はこのときは第１９図のブロック３８０１こより表わさ
れる非作動状態を離れる。記憶装置７（第１図）のトラ
ックＰＯに記録されたアドレスがここで譲出されそして
制御装置１０を通して中央装置５に送られる。

各アドレスには割込みが先行しているので、これは中央
装置５にして記憶装置４２（第２図）の素子部のうち前
述したように割込みそのものにより定められるアドレス
の素子部への飛越し命令を実行させる。このアドレスに
は命令ＣＤＣが記録され、この命令により中央装置５は
回路９８（第亀３図）において制御装置１０から来るア
ドレスとしジスタ５７に記憶されたアドレスとを比較す
る。レジスタ５７に記憶されたアドレスは全て０である
８つのビットにより形成されているので、制御装置１０
がテープ３１０‘こ記録されかつ８つの０のビットによ
り識別される最初のプログラムフロツクのアドレスを中
央装置５に送ったときにはテープ記憶装置７からコァ記
憶装置４２へのこのブロックの転送が生ずる。最初の命
令の入力としての送入は記号的にブロック３８１（第１
９図）により表わされている。このブロックの文字が記
録されている記憶装置４２の素子部のアドレスは記憶装
置４２のァドレッシング回路４５により供給される。前
述したように、最初のブロックに記録された命令の群は
最初の命令であり〜 これは中央装置５をして後続する
命令を後記する方法で記録させる。中央装置５は状態Ａ
の期間中最初の命令の読出しを遂行しそしてこの状態へ
の滞留はフリップフロップ３５（第２図）の出力信号Ｂ
Ｔにより定められる。この信号が０のときには、すなわ
ち最初の群の命令が記憶装置４２内に完全に書込まれた
と，きには、中央装置５は最初の命令の群に含まれた命
令の実行に転ずる（第１９図のブロック３８２）。この
瞬間において、中央装置５（第２図）はまだ状態Ａにあ
りそしてアドレス解読回路４５には最初の命令群の最初
の命令により占められている素子部に続く素子部のアド
レスが記録されている。

中央装置５が最初の命令群の最初の命令を実行するため
状態Ｂに移ると、この最後の命令の素子部の内容は出力
レジスタ５川こ転送され、次いで指令ＣＯＭ１５（第７
図）が発生されるという理由で、レジスタ５７（第２図
）に転送される。最初の命令群の最初の命令は命令ＣＯ
Ｐであり、この命令により中央装置５は制御装置１０を
議出し状態３５８（第１８図）におく。中央装置５はこ
のときは制御装置１０により供給されたアドレスを前に
記憶されたレジスタ５７（第２図）の内容と比較する。
これらの内容はテキストについて遂行される特定の処理
動作に関連した別の命令群に関係しているところの入力
命令に含まれたテープ３１０‘こ記録されたブロックの
アドレスである。このアドレスが中央装置５により確認
されたときには、それによって識別されたブロックのテ
ープ記憶装置７からコア記憶装置４２への転送が行なわ
れる。入力命令のブロックを記録するため中央装置５に
より遂行される動作は記号的にブロック３８２（第１９
図）により表わされそして前述したブロック３５４，３
５５および３５６（第も８図）により記号的に表わされ
たものと同じである。このようにして記憶装置４２に書
込まれる命令のブロックは前述したように同じく入力命
令のブロックである第２のブロックのアドレスを含む。

次いで前述したように記憶装置４２内へのこの第２のブ
ロックの書込みが行なわれる。中央装置５はここではブ
ロック３８３（第１９図）により記号的に表わされる作
動状態にある。この状態において最初の命令群および２
つの入力プ。グラムブロックは記憶装置４２に書込まれ
てそこに存在する。入力ブロックはなかんずく“選択”
命令と呼ばれる特定の命令群の記憶装置４２への書込み
を可能ならしめ、この選択命令はテープのトラックＰＯ
に記録された全ての命令群のうちからタイプライタ６の
キーボード２７０（第１４図）で発信された特定の命令
群を選択するのを可能ならしめる。

ブロック３８３（第１９図）により表わされる入力送入
状態の後に、中央装置５はブロック３８４により記号的
に表わされる論理判定と出くわす。

この論理判定は中央装置５が一般的命令群または選択命
令の群について有する可能性を表わす。この論理判定は
最初の入力ブロックの初めに記録された条件付き飛越し
命令により表わされる。この条件付き飛越し命令により
中央装置５はここでキーボード２７０で作業員により入
れられる命令群に対応するトラックＰＣ（第１５図）に
記録されたプログラムブロックのアドレスを前述した方
法で選択するように命令ＣＯＰを含む記憶装置４２の素
子部への飛越しを実行し、これにより、中央装置５はブ
ロック３８６（第１９図）により示される一般的命令を
入力として送入する状態におかれる。

この飛越しにより中央装置５は“選択”命令と関連した
命令ＣＯＰを含む記憶装置４２の素子部への飛越しを実
行することができる（第１９図のブロック３８５）。中
央装置５は作業者がキーボード２７０で特定の処理動作
を入れたかまたは入れなかったかいう事実に従って一方
または他方の素子部への飛越し命令を遂行する。作業者
が何ら処理動作を入れなかったときには、中央装置５は
“選択”のための命令ＣＯＰを含む記憶装置素子部への
飛越し命令を実行する。この素子部のアドレスは飛越し
命令の２番目の文字により表わされる。この君羊の最初
の命令はタイプラィタ６を制御装置９に向ける命令ＣＯ
Ｐである。この命令により中央装置５は制御装置９を受
信状態におき、次いで後続する命令ＣＡＰによりタイプ
ラィ外こラベルＪＯＢ？を送る。これらの動作はブロッ
ク３８８（第２０図）により記号的に表わされている。
制御装置９はこのときは入力装置１２′（第１４図）に
このレベルを印字するための指令を送り、これは従って
印字紙に現われる。この後、次の命令ＣＯＰにより中央
装置５は制御装置９をブロック３８９（第２０図）によ
り記号的に表わされる送信状態におく。次いで作業員は
タイプラィタ６のキーボード２７０（第１４図）により
希望する命令群を形成するラベルまたは文字の群を入れ
る。

制御装置１０は制御装置１０の説明において既に説明し
たように各文字の後に割込みを導入する。中央装置５が
現在とっている状態はブロック３９０（第２０図）によ
り表わされる。然る後、制御装置１０により送信される
各文字は記憶装置４２の素子部に記憶されている（ブロ
ック３９１）。各文字を受信したとき中央装置５はブロ
ック３９２により表わされる論理判定を行なわねばなら
ず、これによりそれはラベルが完全に送られてしまった
かどうかを検査される。更に詳細には中央装置５はタイ
プライタ６から釆る最後の文字がラベルの４番目の文字
であるかどうかを検査する。普通は、この論理判定は命
令ＣＦＲによりなされる比較動作の結果により条件付け
られる飛越し命令により表わされる。この命令を実行に
うつす方法は前述した論理判定に対するものと同じであ
る。受信された最後の文字がラベルの４番目の文字でな
いときには中央装置５はタイプラィタの制御装置１０に
命令ＣＯＰを送り、この命令によりそれは制御装置１０
をブロック３８９で表わされる送信状態におく。

次いで中央装置５への次の文字の送り込みが得られ、そ
の結果中央装置５はブロック３８９により表わされる状
態に戻る。４番目の文字が送られたときには中央装置５
は送られた文字がテープ３１０のトラックＰＯに記録さ
れたラベルのうちの１つに対応するかどうかを検査する
（ブロック３９３）。勿論、命令ＣＦＲにより比較が行
なわれ、これは選択されたラベルが確認されるまで何度
も繰返される。作業員がラベルを入れるキーを打つとき
に誤まりをなしてしまったときには中央装置５は命令Ｃ
ＯＰにより制御装置１ ０‘こ対しラベルＪＯＢ？を印
字することを再び指令し（ブロック３８８）、その結果
として作業員はラベルを再送入する。

ラベルが正しく入れられてしまった場合には、中央装置
５は入れられた命令群の最初のブロックの記憶装置７内
のアドレス１１・・・・・・・・・…１２５６が記録さ
れている記憶装涜４２の素子部への飛越し命令を実行す
る。中央装置５‘まここで記憶装置４２のこの素子部の
読出しを指令し、そして命令ＴＲＡによりそこで読出さ
れたアドレスを入力命令の群の飛越し命令の２番目の文
字の群の飛越し命令の２番目の文字に対応する記憶装置
４２の素子部へ転送する。このようにして、中央装置５
はブロック３８６（第１９図）により表わされる動作を
実現することができる。この文字により定められる素子
都内には記憶装置４２に転送されるべき記憶装置７内の
命令の最初のブロックのアドレス１１…………１２５６
が含まれている。これらの動作はブロック３９４（第２
０図）により表わされている。従って、キーボードで入
れられた各ラベルに対応して命令の最初のブロックのア
ドレスは入れられたラベルに従って変えられ得、その結
果記憶装置７内のラベルにより選択された対応するブロ
ックは記憶装置４２に転送され得る。この後、中央装置
５は第１９図を参照して説明されかつ記号的にブロック
３８６（第１９図および第２０図）により表わされてい
る動作によりこの選択されたブロックを記憶装置４２に
転送する。結論として、印字装置が始動したときにはま
ず記憶装置４２への最初の命令（第１９図のブロック３
８１）の転送が行なわれ、この命令はテープ記憶装置７
から入力命令を取り出し（ブロック３８３）、そして最
後に入力命令は作業員によりラベルが選択されていない
ときには記憶装置４２に選択命令を入力として入れる（
ブロック３８５）。これらの命令が入力として入れられ
たときにはラベルＪＯＢ？の印字が行なわれる（第２０
図のブロック３８８）。結果として、ラベルをタイプす
ることにより作業員は一群の動作命令を選択する。この
“選択”命令は種々の動作命令群に割り当てられたもの
のうちからこの群のアドレスを選択しそしてそれを入力
命令に供給する（ブロック３９４）。最後に、入力命令
は選択された命令群を記憶装置４２に入力として入れブ
ロック３８６、その結果としてそれらは中央装置５によ
り実行される。Ｇ力 テキストの記録 テキストを記録したいときには、作業員は印字紙をタイ
プラィタ６（第１図）のプラテンに配置しそしてキーボ
ード８の始動押ボタンを作動する。

中央装置５はこのようにして第１９図および第２０図を
参照して説明した方法で記憶装置４２（第１２図）に最
初の命令、入力命令および選択命令を書込むように条件
付けられる。この後、選択命令はタイプラィタ６による
ラベル“ＪＯＢ？”の印字を制御する。次いで中央装置
は既知の方法で命令ＣＯＰによりタイプライタ６に“ラ
インスベーシングを伴う初めへの復帰”を指令する。次
いで作業員はタイプライタによりラベル“ＲＥＧＩ”を
入れ（第２１図のブロック４１０）、これは中央装置５
を、テープ３１０のブロックＢＰＩ…………Ｂ２５６の
いわゆる“記録”命令の群を選択し（ブロック４１１）
かつそれを記憶装置４２に転送するように条件づける。

これらの命令は限界の調整を予め設定しかつテープ記憶
装置７内の後にタイプラィタによりタンプされるべきテ
キストの謙出しを制御するようになっている。事実、記
録命令は、中央装置５に対し、複写または印字されるも
のがそれぞれ記録されるべきテープ３１０（第１４図）
のブロックＢＩ…………Ｂ２５６のアドレスを供聯合す
る。この目的のため、テープ３１０のトラックＰ１・・
・・・・・・…・ＰＮの各々は“テー７ルフロツク”と
呼ばれる特別のブロックを含む。

このテ−ブルブロツクは各トラックの所定の位置にあり
そして印字装置の動作中全体にわたり不変に維持される
アドレスを用いて中央装置５により下記に述べるような
方法で接近可能である。例のため各トラックＰＩ…・・
…・・・・ＰＮ（第１４図）のテーブルブロックはそれ
ぞれのブロックＢＩであると仮定しよう。このテーブル
ブロックは６７の８ビット型式文字で形成され、従って
最初の６４の文字は合計で５１２ビットを含む。これら
のビットは対をなすように群に分けられ、それらの各々
はデータブロックＢ２…………Ｂ２５６に割り当てられ
ている。更に詳細にはトラックＰＩに記録されているテ
ーフルフロツクＢＩのビットの最初の対は同じブロック
Ｂ亀に関連しており、２番目の対はブロック８２と関連
しており、以下同様で、２５６蟹目の対はブロックＢ２
５６と関連している。これらの対の２つのビットは４つ
の形状をとることができるので、これらの形状の各々に
は対応するブロックに関する１つの情報項目が関連して
いる。

更に詳細には、これらの情報項目の意味は下記の表にま
とめられている。最初の組合せは、ブロックは自由で記
録可能であり、従ってデータによって占められ得ること
を示す。

２番目の組合せは、ブロックは占められているがそこに
含まれたデータを消去することにより記録可能なことを
示す。

３番目の組合せはブロックがデー外こ対し自由であるが
しかし例えばテープ３１０の磁性材料の変化または摩耗
により記録不可能であることを示す。

これは台なしにされたブロックに記録されているという
理由でテキストのいずれかの行が失なわれてしまうのを
妨ぐ。最後の組合せは例えばテーブルブロックの場合な
どのようにその内容を変更するのが望まれない場合には
ブロックを記録することができないのを指示するために
用いられる。テーブルブロックの最初の６４の文字の後
に全てのテーブルブロックに対し同じである別の３つの
文字からなる群が記録されている。

これらの文字の最初のものは選択命令ＣＯＰを示し、こ
の指令は前述したようにテープ３１０のトラックＰ１・
・・…・…・・ＰＮを選択するようになっている。この
命令は後述するように最初の自由で記録可能なブロック
を含むトラックを選択するのに用いられる。３つの文字
の群の２番目の文字は最初の自由で記録可能なブロック
のアドレスを示し、３番目の文字はこのブロックが属す
るテープカートリッジのラベルを示す。

“指示情報”と呼ばれる最初の２つの文字はテープの最
初の自由で記録可能なフロックのアドレスを示すのに充
分であり、３番目の文字は複数のカートリッジが同時に
用いられる場合に用いられそしてこでは考慮に入れられ
ない。勿論、指示情報は後述する方法で各記録後にテー
フルフロック内で更新される。“記録”命令の最初のも
のはテープ記憶装置の制御装置１ ０１こ向けられた選
択命令ＣＯＰであり、これによってテープ３１０のトラ
ックＰＩは選択されて制御装置１０を議出し状態３５８
（第１８図）におく、トラックＰＩのテーブルブロック
ＢＩに対応するアドレス（前述したように変更不可能で
ある）が確認されたときには、“記録”命令はテーブル
ブロックの読出しを制御する。

この状態はブロック４１２（第２１図）により記号的に
表わされている。従ってトラックＰＩに対応するテーフ
ルフロックＢＩは中央装置５により記憶装置４２の領域
に転送される。“記録”命令に含まれた飛越し命令はこ
のときは中央装置をして指示状報の最初の文字が記録さ
れている記憶装置４２の素子部への飛越しを実行するよ
うにさせる。

この素子部はテーブルブロックがいかなるものであれ常
に同じであり、なぜなら指示情報を定める文字はテーブ
ルブロック内で固定位置を有し、これらの文字は知られ
たように常に記憶装置４２の同じ領域に記録されるから
である。指示情報の最初の文字は最初の自由で記録可能
なブロックを含むトラックの選択を命ずる命令ＣＯＰで
あるので、このブロックのアドレスが記憶装置４２の次
の素子部に記録され、その結果テープ記憶装置７の最初
の自由で記録可能なブロックがこのようにして識別され
る。

この状態はブロック４１３（第２１図）により記号的に
表わされている。選択命令ＣＯＰによりテープ記憶装置
７の制御装置１０は第１８図について前述したところと
同様にアドレス議出し状態におかれる（ブロック４１４
）。

次いで指示情報により識別される自由で記録可能なブロ
ックの選択が第１８図を参照して説明した方法で行なわ
れる（第２１図のブロック４１５）。自由なブロックの
アドレスから始まって、中央装置５は次に下記の方法で
一連の２３の自由で記録可能なブロックを選択する。

命令ＴＲＣによりそれは１単位量だけ増された指示情報
により指示されるアドレスを記憶装置４２の素子部に転
送する。この新しいアドレスは指示情報により定められ
るデータブロックに続くテータブロツクを定める。次い
で中央装置５は、テーブルブロックＢＩの内容に基いて
、このアドレスにより定められるデータブロックが自由
で記録可能であるかどうかを検査する。事実、それは、
命令ＣＤＣにより、このアドレスに対応するデータブロ
ックのビットが両方共値０を有するかどうかを検査する
。この新しいアドレスにより識別されるブロックが占め
られてしまっているときには比較の結果はビットＥ＝０
を与える。このときは中央装置５は命令ＴＲＣを実行し
、これを用いてそれは１単位量だけ増されている占めら
れたブロックのアドレスを記憶装置４２の別の素子部に
転送する。次いで前述したのと同じ動作が繰返されてこ
の最後のアドレスを有するブロックが自由で記録可能で
あるかどうかを評価する。この比較の結果が肯定のもの
であるときには（ビットＥ＝１）、中央装置５はこの新
しいアドレスを記憶装置４２へ２段階で記録する。最初
の段階において中央装置５は命令ＴＲＬが記録されてい
る記憶装置素子部への条件付き飛越し命令を実行する。
２番目の段階においてこの命令を用いてそれは指示情報
により指示されるアドレスに続くアドレスをテーブルブ
ロックにより占められている最後の素子部に続く記憶装
置素子部に転送し、このようにして探索されつつある２
３のブロックの２番目のブロックを記録する。

今丁度説明した動作はまとめてブロック４１６（第２１
図）により表わされている。この動作はテープ３１０の
互に離れた位置に配置された残りのブロックに対し繰返
される。

このようにして、中央装置５は一群の自由で記録可能な
ブロックを選択する。このようなブロックの数２３はこ
れが普通はタイプ印字紙になされる書込行の平均数であ
るとし、理由で選ばれた。自由で記録可能なブロックの
数が２３より小さいときには中央装置５は、次の選択命
令ＣＯＰにより、常に２３の自由なブロックを供給する
ように次のトラックに属するテーフルフロックの謙出し
に移る。

自由であるブロックが２３より大きいか小さいかを決定
するために中央装置５は指示情報により定められるブロ
ックに続くデータブロックに対応するテーブルブロック
のビットを記憶装置４２の素子部に転送して、命令ＣＤ
Ｃを用いてこれらのビットが全て０であるかどうかおよ
びその数が４６であるかどうかを検査する。そうである
ときには（論理判定４２５）、すなわち少なくとも２３
の自由なブロックがあるときには、中央装置５はブロッ
ク４１６を参照して説明した動作を遂行するか、さもな
くばそれは次のトラックのテーフルブロックを読出すた
めアドレス読出し状態に飛趣る（ブロック４１４）。こ
の後、中央装置５は命令ＣＯＰによりタイプラィタ６の
制御装置９を受信状態におく。

次いで、次の命令ＣＡＰによりそれは入力装魔１２′（
第１４図）に最初の自由なブロックのアドレスを送る。
入力装置１２′はこのときはタイプライタ６に対し前述
した方法でこのアドレスをラベルＲＥＧＩの下の紙の左
端に印字することを指令する（第２１図のブロック４１
７）。指示情報の最初の文字に記録された選択命令ＣＯ
Ｐを用いて中央装置５はテープ記憶装置の制御装置１０
を自由なアドレスの選択および受信の状態におく（ブロ
ック４１８）。次いで中央装置５は命令ＣＡＰを用いて
タイプラィタ６の制御装置９の１群の４つのスペース文
字を送ってキヤリジを４ステップだけ進ませる。この時
点で作業員は、タイプラィタ６のキーボード２７０１こ
より、中央装置がテキストの次の印字の期間中に印字行
すなわち書込行に遂行しなければならない動作に対応す
るコードを入れることができる。中央装置５が遂行する
ことのできる動作は行の右側限界、中心合わせおよび下
線を引くことの決定を含む。これらの動作に対応するコ
ードを入れるため、作業員はキーボード２７０の“１ス
テップ戻し”キーを作動し（第２１図の論理判定４１７
′）、これはタイプライタ６のキヤリジを１ステップだ
け戻す。

次いでタイプラィタ６の制御装置９は命令ＣＤＰを用い
て中央装置５に“１ステップ戻し”に対するコードを送
る。

中央装置５は命令ＣＦＲの制御の下に記憶装置入力回路
４７の回路９８（第１３図）によりこのコードを確認す
る。これに応じて中央装置５は命令ＣＤＰを制御装置１
０に送り、制御装置１０は送信状態になる。命令ＣＤＰ
の２番目の２番目の文字は制御装置１０から来る文字が
記録されるべき記憶装置４２の素子部のアドレスであり
、この文字は印字行のアドレスか記録された素子部に続
く記憶装置素子部に記録されない。この後作業員は、キ
ーボード２７０で、中央装置５が遂行すべき動作と関連
した１郡のアルファベット一数字キーの１つのキーを作
動する。

制御装置１０はこのときはこのキーに対応するコードを
中央装置５に送りそして中央装置５はこのコ−ドを記憶
装置４２の選択された素子部に記録する（ブロック４１
７″）。更に詳細には、作業員は、行の右側限界（右マ
ージン）を定めるため、バックスベース（１ステップ戻
し）キー及びＬキーを操作し、さらに、１印字行の文字
数に等しい回数だけスべ−シングを行う。

中央装置５は印字された文字Ｌを受入れそしてそれを前
述した方法で記憶装置４２の所定の素子部に転送する。
文字Ｌをこのようにして記録させる命令ＣＤＰに続く命
令は命令ＣＦＲが記録されている記憶装置４２の別の素
子部への飛越し命令である。この命令により中央装置５
は文字Ｌを印字装置の有り得べき指令の文字と比較する
。この文字が確認されたときには、中央装置５は、別の
飛越し命令を用いて、一連の命令ＴＲＣにより制御され
る＾頃次的動作により文字Ｌ‘こ続いてとり出されたス
ペース文字の計数を行なう。次いで、各時間毎に、１単
位量だけ増されたスペース文字を表わす常数の転送が行
なわれる。この常数に対して例えば０００００００００
などの特定の値が選択されたときには計数の終りにおい
て最終常数はその印字行に対し入れられた文字の数に対
応する。更にこの命令ＴＲＣにより中央装置５はこの数
を記憶装置４２の所定の素子部に転送し、その結果とし
て行の長さは記憶装置４２内において記録されたままに
とどまる。

作業員が例えば表題の中心合わせ、下線などの他の指令
を入れね‘まならないときには、作業員は再び“１ステ
ップ戻し”を入れそしてそれに伴って以後それぞれのア
ルファベット一数字キーを作動する。

前述したのと同じ方法で、このアルファベット一数字の
文字に対応するコードが行のアドレスが記録されている
素子部に続く素子部ではなくて記憶装置４２の対応する
素子部に記録される。指令と関連する文字Ｌまたは他の
アルファベット一数字の文字の書込みがあるとキャリジ
は“１ステップ戻し”のスペースを回復しそして行の最
初の位置にある。

作業員はここでキーボード２７０（第１４図）により記
録されるべきテキストの行の文字を入れ、これは次いで
紙上のこの行が記録されるべきフロックのアドレスの僕
で４ステップだけ離れた位置に印字される。

これらの文字は今度は前述した方法により記憶装置４２
のレジスタ４２′（第２図）に直列に転送される。この
記憶装置４２のレジスタ４２′（第２１図のブロック４
１９）はこの転送に保存されたものである。行の終りに
おいて作業員はラインスベーシングを伴うキャリジ復帰
のためのキーを作動し、その結果としてキャリジは初め
に戻る。更に、関連するコードが命令ＣＤＣを用いて中
央装置５により確認され、この命令ＣＤＣは普通のよう
に条件付し、飛越し命令を用いて中央装置５を次の動作
状態におく。この動作状態において、中央袋直５はしジ
ス夕４２′（第２図）に記録された行を記憶装置４２の
レジスタ４２′に転送し、ファンクションの文字に関し
てその中のデータブロックを完了し、そして完了したブ
ロックが最終的に記憶されるべきテープ３１０のブロッ
クに対する探索を開始する。

更に詳細には、命令ＴＲＡを用いて中央装置はブロック
の最初の３つの文字にトラック選択、次の自由なブロッ
クのアドレス、およびテープ３１０に対応するラベルに
対する命令ＣＯＰを転送して、後続する処理動作、例え
ば与えられたテキストの種々の行を順番に書込むための
動作のこれらのブロックでの順序を定める。事実、これ
らの３つのファンクションの文字は記憶装置４２の所定
の素子部に前もって記録されているので（第２１図のブ
ロック４１６）、命令ＴＲＡは転送されるべき３つのフ
ァンクションの文字を取出すべき素子部のアドレスを定
める命令の２番目の文字を変えることないこ任意のデー
タブロックに対し用いられ得る。またこれらのデータブ
ロックはその後記憶装置の同じ素子部に記録されるので
命令ＴＲＡの３番目の文字も常に同じである。その後に
実行される別の命令ＴＲＡを用いて中央装置５はデータ
ブロックの４番目の素子部に、記憶装置４２に記録され
てしまっているところのそのブロックが含むことのでき
る印字文字の数を転送する。

次いで中央装置５は次の命令ＴＲＡを用いて各データブ
ロックの５番目の素子部に実際に入れられた文字の数を
転送する。この数は前述したスペースの数に対するもの
と同様の方法で中央装置６により計数される。しかしな
がら、この後者の場合には計数を開始させる指令は文字
“ラインスベーシングを伴うキャリジ復帰”により与え
られる。次いで中央装置５はブロックの６番目の素子部
にその行で遂行されるべき動作（中心合わせ、下線を引
くことなど）のコードを転送する。

最後に、中央装置５はデータブロック全体から生ずるパ
リティ検査用文字を既知の方法で計算しそしてそれをブ
ロックそのものの７番目の素子部に転送する。今丁度説
明した動作は簡単にブロック４２０（第２１図）で表わ
されている。今丁度説明したブロックの完了と同時に、
中央装置５は選択命令ＣＯＰを用いてタイプライタ７の
制御装置１０をテープ３１０を謙出す状態におく（第１
８図のブロック３５８）。

このようにして、制御装置１０‘ま前述したような方法
でキーボード２７０１こより前に入れられた印字行が記
録されるべきブロックのアドレスを記憶装置７内におい
て探索する。制御装置１０がこのアドレスを探索してい
る間に作業員はキーボード２７川こより２番目の印字行
を入れ、これは前述した方法で記憶装置４２のレジスタ
４２′（第２図）に転送される。このようにして、中央
装置５は、最初の印字行に対応するブロックの完了と同
時に２番目の印字行に対応するブロックのしベルス４２
′への記録およびテープ３１０においてのレジスタ４２
″に記録されかつ最初の印字行に対応するブ。

ックが記録されるべきブロックの探索を行なって、時に
応じてデータブロックの完了の中断を行なう。タイプラ
ィ夕６の制御装置９またはテープ記憶装置７の制御装置
１０が１つの文字を中央装置５に送ったときには「それ
らは前述したように中央装置５に割込みを導入する。中
央装置５はこのときは２つの制御装置９および１０のう
ちの１つから来る文字を受入れるためしジスタ４２″に
記録されたデータブロックについての進行の完了を中断
する。次いで中央装置５は進行の完了を再開始する。更
に詳細には、中央装置５のレジスタ４２＾の内容が記録
されるべきブロックを制御装置１０がテープ３１０にお
いて探索する時間はテープにおけるブロックの位置によ
って変る。

この時間は最大でも作業員がキーボード２７０‘こより
次の行を入れるのに要する平均時間に等しい程度である
。前述したように、制御装置１０はそれが中央装置５か
ら受けるアドレスを確認するまでテープ３１０‘こ記録
されたブロックのアドレスの論出しを順次的に行なう。
従って、これらのアドレスを謙出すのに要する最大時間
はテープの送り速度およびテープそのものの長さによっ
て定まる。作業員が２番目の印字行の送入が完了したと
き、作業員は再び“ラインスべ−シングを伴うキャリジ
復帰”に対するキーを作動する。

結果として、中央装置５は記憶装置４２のレジスタ４２
″の最初の印字行に対応する完了したデータブロックの
テープ記憶装置７への転送および２番目の印字行の記憶
装置４２のレジスタ４２′からしジスタ４２″への転送
を遂行する。この後、中央装置５は第２１図のブロック
４１７および４１８により示される記録状態に戻る。作
業員はここで３番目の行を入れることができ、その結果
として前述した動作が繰返される。これらの動作はブロ
ック４２１（第２１図）により記号的に示されている。

作業員が最終的にテキストの記入を完了してしまったと
きには作業員は中央装置５にテキストの終りを連絡する
。

この目的のため、最後のアドレスの印字後に、作業員は
“１ステップ戻し”キーを作動しそしてその後にキーボ
−ド２７０の頭文字Ｅに対するキーを作動する（論理判
定４２３）。次いで中央装置５はこのキーと関連したコ
ードを確認しそして結局は命令ＴＲ〜こより最後の印字
行と関連したブロックの最初の３つの文字をテーブルブ
ロックの６ふ ６６および６万蚤目の文字が記憶されて
いる記憶装置４２の素子部に転送する。テーブルブロッ
クは前述したように作業員がキーボード２７０によりラ
ベルＲＥＧＩを入れてしまった後に記憶装置４２のレジ
ス外こ記録されてしまっており、その結果として指示情
報はこのようにして更新されそして再び最初の自由で記
録可能なブロックのアドレスを含み（第２１図のブロッ
ク４２４）、従って、次のテキストを記録したときには
中央装置５は前述した方法で再びこのブロックのアドレ
スを供給する。

命令ＴＲＡの２番目および３７番目の文字は記憶装置４
２に記録されたテーブルブロックが何であれ常に同じで
ある。事実、テーブルブロックは常に記憶装置４２の同
じ素子部に記録されるので、２番目の文字により識別さ
れる素子部の内容を転送すべきアドレスを表わす命令Ｔ
ＲＡの３番目の文字は常に同じであり、従って各テーフ
ルフロックに対して有効である。同様に、この命令の２
番目の文字は常に不変に維持され、なぜなら自由なブロ
ックのアドレスは常に記憶装置４２の同じ素子部に記録
されるからである。従って、中央装置５は最初の自由で
記録可能なブロックのアドレスを供孫舎し、テキストの
行毎の記録を制御し、次のデータブロックのアドレスお
よび行そのものが印字されるときにそのブロックに記録
される印字行に対して遂行されるべき動作の型のコード
を各データブロックに挿入し、そして各記録後に指示情
報の値を更新することは明らかである。

更に、１行の印字の期間中に作業員がタイプの誤まりに
気がついたときには作業員は“１ステップ戻し”キーを
作動することを注目すべきである。

このキーと関連した指令の文字は中央装置５により確認
されそしてこの指令と関連している割込みは前述したよ
うに中央装置によりアドレスを増すのを禁止し、その結
果としてその後に入れられた文字が前記記憶装置４２に
記録された文字にとって代る。作業員が１印字行の１ま
たはその以上の単語に下線を引くことを提案するときに
は、作業員はこの行に対応するアドレスの印字後に“１
ステップ戻し”キーを作動しそして次に記号Ｓに対応す
るキーを作動する。

次いで作業員は行のテキストを記録し、そして下線の引
かれるべき単語に達したときには作業員はスペースキー
の代りに下線キーを作動する。次いで作業員は下線を引
かれるべき単語を記録する。この単語の終りにおいて作
業員は再びスペースキーの代りに下線キーを作動する。
−従って、この下線キーに対応するコードは下線を引か
れるべき単語の初めおよび終りを識別するような状態に
記憶装置４２の素子部に記録される。（Ｘ）テキストの
訂正 本印字装置は例えば１またはその以上の行を付加または
除去することなどによりテキストの内容を訂正できる。

作業員は前に印字したテキストに１つまたはそれ以上の
行を挿入したいときにはタイプラィタ６のキーボード２
７０によりラベルＲＥＧＩを入れる。このラベルは中央
装置５により確認されそして第１９図について前述した
方法でテープ記憶装置７からコア記憶装置４２に１群の
“記録”命令を転送する。これらの動作はまとめてブロ
ック４２５（第２２図）により示されている。次いでテ
キストに挿入されるべき行または行の群は前述したよう
なテキストの記録と同様の方法で記憶装置７に記憶され
る。既に記録されてしまっているテキストの任意の点に
ここで入れられる行を挿入するために作業員はキーボー
ド２７０によりラベルＭＯＤＩを入れる。

更に詳細にはこのラベルは前述した方法でテープ記憶装
置内において“変更”または訂正命令と呼ばれる１群の
命令の中央装置４５のコア記憶装置４２への転送を生じ
させる（ブロック４２６）。この変更記号はデータブロ
ックのアドレスの順序を変更するように作用して、読出
しおよび印字段階（これらは後述される）の期間中それ
らは記録されたのと異なる順序で記憶装置７から謙出さ
れるようにする。

事実、各データブロックは最初および２番目の文字に次
のデータブロックのアドレスを含むということが述べら
れた。

変更命令は次のデータブロックのアドレスを変更するよ
うにこれらの命令の内容に作用する。これを達成するた
め、ラベルＭＯＤＩを入れかつタイプライタ６のキヤリ
ジを初めに戻した後に作業員はキーボード２７川こてア
ルファベット一数字キー、例えば記号“１”に対するキ
ーを作動し、これに続いて４つのラベルが入れられる。
これらのラベルの最初のものは、テキストの論出しの期
間中に印字紙に印字されかつ作業員が新しいテキストを
入れるのときの原稿となるテキストの行に対応するアド
レスを表わす。２番目のラベルは挿入の最初の行のアド
レスを表わし、これはまた紙字紙に印加される。

３番目および４番目のラベルはそれぞれ挿入の最後の行
のアドレスおよび前に記録されたテキストの印字を再開
始すべきアドレス（これは普通新しい行が挿入される行
に続く行のアドレスである）を表わす。

これらの４つのアドレスは前述した方法でコア記憶装置
４２の対応する素子部に記録される。中央装置５はここ
で入れられた指令コード１を確認する（ブロック４２７
）。このコードはこの場合は挿入コード１であるので、
命令ＣＦＲを用いて中央装置はコード１と関連した所定
の記憶装置素子部への飛越し命令を実行する（ブロック
４３８）。この素子部にはコード１と関連している変更
信号の群の最初の命令が記録されている。この最初の命
令は選択のための命令ＣＯＰであり、これはテープ記憶
装置７の制御菱魔１０をアドレス講出し状態におく（ブ
ロック４２８）。このようにして、挿入を入れることの
希望される点、すなわちデータブロックのアドレスの点
である、入れられた４つのアドレスの最初のものに対応
するデータブロックの選択が行なわれる（第２２図のブ
ロック４２９）。後続する命令ＣＤＰを用いてこの最初
のブロックは前述したようにコア記憶装置４２の素子部
の対応する群に転送される。

命令ＴＲＡを用いて中央装置５は、ここで、入れられた
２番目のアドレス、すなわち挿入の最初の行のアドレス
を、次のデータブロックのアドレスを識別させるところ
の選択されかつ今丁度記憶装置４２に転送されたデータ
ブロックの２番目の文字が記録されている記憶装置４２
の素子部に転送する（第２２図のブロック４３０）。

勿論、挿入の最初の行のアドレスが選択されたブロック
のアドレスが記録されているのと同じトラックＰＩ…・
…・・・・・ＰＮ‘こ属さないときには、中央装置５は
更にこのデータブロックの最初の文字に挿入の最初の行
にアドレスが属しているトラックの選択を命ずる命令Ｃ
ＯＰを転送する。これらの転送動作は記号的にブロック
４３０で示されている。コード１に続くアドレスが記録
されている記憶装置４２の素子部は予め定められており
、最初のアドレスの選択されたブロックが記録されてい
る素子部が固定のものであると全く同様である。このた
めに、今丁度説明した命令ＴＲＡの２番目および３番目
の文字はそれらの丈字が正確にこれらの素子部のアドレ
スに関係する限り常に同じ形状を有する。その後に、別
の選択命令ＣＯＰを用いて、中央装置５は再びテープ記
憶装置７の制御装置１０をアドレス読出し状態におく（
ブロック４３１）。

従って、入れられた３番目のアドレス、すなわち挿入の
最後の行のアドレスに関連したデータブロックが選択さ
れる（ブロック４３２）。前述したのと同じ動作により
他の命令ＴＲＡは、選択されたブロックの最初および２
番目の文字が記憶されている記憶装置素子部への、コー
ド１の後に入れられた４番目のアドレスすなわち古いテ
キストの印字の再開始されることの希望されるアドレス
の転送を制御する。作業員がテープ３１０からそこに記
録された書込みの１行または行の群を除去したいときに
は、作業員はラベルＭＯＤＩの後キーＥを作動する。

次いで作業員は先行する行のアドレスおよび作業員が除
去しようと欲する行の群に続く行のアドレスにそれぞれ
対応する２つのラベルを入れる。中央装置５はここで前
述した方法でコードＥを確認しそしてコードＥと関連す
る命令の最初のものを含む対応する記憶装置素子部への
飛越しを実行する（ブロック４３９）。この命令は選択
命令ＣＯＰであって、これはテープ記憶装置７の制御装
置１０をアドレス議出し状態におく（ブロック４３５）
。従って、除去されるべき行の群の最初の行に先行する
行のアドレスに対応するデータブロックが選択される。
次いで中央装置５はこのブロックの最初および２番目の
文字に除去されるべき行の群の最後の行に続く行に対応
するアドレスを転送する。このようにして、除去される
べき群に先行する行に対応するデータブロックにはその
群に続く行に対応するデータブロックのアドレスが記録
されている。

結果として、これらのブロックがテープ記憶装置７から
取り出されたときには、中央装置５は作業員が前もって
除去した行の群だけ飛越す。作業員が前もって記録され
た行の群をテキストの終りに付加したいときには作業員
はラベルＭＯＤＩを入れ、然る後キーＴを作動し、これ
にはテキストの最後の行のアドレスおよび作業員がテキ
ストそのものを終らせたいと思う行の群の最初の行のア
ドレスの送入が続く。

中央装置５はコードＴを確認しそして対応する命令の最
初のものを含む記憶装置素子部に進む（ブロック４４３
）。前述した方法で中央装置５は最初のアドレスにより
識別されるデータブロックの最初の２つの文字に２番目
のアドレスを挿入する。本印字装置によって提供される
設備は例えば１群の異なった個人的手紙または回覧状で
あって標準の形式を有し全ての手紙に対し個々に１度ず
つ記録されるようになったものを終了させるのに特に有
益である。従って、データブロックがテ−ブ３１０‘こ
記録される位置を変えることなしにデータブロックのア
ドレツシング文字に排他的に作用することによりテキス
トが変更または訂正されることは明らかである。後述す
るように、これらのブロックはテープ記憶装置７から取
り出されそして中央装置に導入され、然る後に作業員に
より希望される順序でタイプラィタ６により印字される
。挿入されるべきまたは付加されるべき行の群の範囲内
の行に対応するデータブロックのアドレスの順序は変え
られず、従ってこれらの行はそれらが前に入れられた順
序で印字されることに注目すべきである。最後に、作業
員が１つ行を前に記録した別の行で置き換えたいと欲す
るときには、作業員はラベルＭＯＤＩを入れた後にキー
Ｓを作動し、これには置き換えられるべき印字行のアド
レスおよび新しい印字行のアドレスの送入が続く。中央
装置６はコードＳを確認しそして対応する命令の最初の
ものが記録されている記憶装置素子部への飛越しを実行
する（ブロック４４４）。最初の命令は選択命令ＣＯＰ
であり、この命令を用いて中央装置５は置き換えまたは
交換されるべき印字行に対応するデータブロックのアド
レスが記録されているトラックを選択する（ブロック４
４０）。次いで中央装置５は前述した方法で次々の命令
ＣＯＰにより記憶装置４２にこのデータを転送する（ブ
ロック４４１）。

同じ方法で、中央装置５は新しい印字行に対応するデー
タブロックを記憶装置４２に転送する。中央装置５はこ
こで一連の命令ＴＲＡを実行し、この命令によりそれは
２番目のブロックの全ての文字を最初のブロックの文字
が記録された記憶装置４２の素子部に転送する。このよ
うにして置き換えられるべき行の文字の新しい行の文字
による置き換えが生ずる。これら２つのブロックが記録
される記憶装置４２の素子部は固定されているので、中
央装置５は置き換えを行なうために同一の命令ＴＲＡを
用いることができ、ここで変更信号は各時間毎に２つの
演算数のアドレスの１単位量だけ増す。このようにして
、新しい行のデータブロックを構成する全ての文字を順
番に呼び出すことができると同時にこれらの文字を置き
換えられるべき文字により占められている素子部に順次
的に転送することができる。これらの動作は図式的にブ
ロック４４２で示されている。従って、上述した動作に
より作業員は処理動作が行の全数に関係するならば要求
に応じてテキストを処理することができる。

（ｘｉ）単語の訂正 作業員が記録されたテキストを再読したときに思い単語
を検出したときには作業員はこれらの誤まりを訂正する
ように中央装置５を条件づけることができる。

更に詳細には、作業員は作動キーボード８の始動キーを
押し、これは前述したようにラベルＪＯＢ？の印字を生
じさせる。この後、作業員はキーボード２７０によりラ
ベルＦＡＳＴを入れ、これは中央装置５により確認され
そして結局いわゆる“訂正’１命令の群を記憶装置４２
の所定の素子部に入れる（第２３図のブロック４４５）
。然る後、作業員は訂正しようと欲する印字行のアドレ
スに対応するラベルを入れる。このアドレスは前述した
方法で所定の記憶装置素子部に記録される。訂正命令の
最初のものは選択命令ＣＯＰであり、これはテープ記憶
装置７の制御装置１０をアドレス議出し状態におく（ブ
ロック４４６）。

入れられたアドレスが確認されたときには、それにより
識別されるデータブロックはテキストの訂正のため前述
したのと同じ方法で記憶装置４２の所定の素子部に転送
される（ブロック４４７および４４８）。然る後中央装
置５は６番目の文字から開始して、すなわちデータブロ
ックの５つのファンクションの文字を飛越してデータブ
ロックを読出す状態に予め調整される（ブロック４４９
）。この予めの調整はデータブロックの６番目の文字が
記録されている記憶装置素子部への飛越し命令によりな
される。行の最初の単語が正しいときには（論理判定４
５０）、作業員はここでキーボードの割込みキーを作動
し、これは前述したように次の記憶装置素子部の内容の
読出しを生じさせて（ブロック４５１）、中央装置が文
字の議出しを始めるようにさせる。

各文字の議出しの後に中央袋贋５は命令ＯＦＲによりこ
の文字がスペース文字であるかを検査する。ここで２つ
の演算数はスペース文字および謙出された文字であるく
論理判定４５２）。読出された文字がスペース文字でな
いときには、中央装置５はタイプラィタ６の制御装置９
に向けられた命令ＣＯＰが記録されている記憶装置４２
の素子部への飛越し命令を実行する。前述したように、
命令ＣＯＰは読出された文字の印字を生じさせ、結果と
して誤りが検出された行の最初の単語が印字される。読
出された文字がスペース文字のときには中央装置５はタ
イプラィタ６の制御装置９に命令ＣＯＰを送り、この命
令ＣＯＰは制御装置１２′（第１４図）に作用して前述
した方法で印字を停止する（ブロック４５４）。印字さ
れたものに続く単語が正しい単語のときには、作業員は
再びキーボード８の割込みキーを作動し、これはスペー
ス文字が記録されている素子部に続く素子部の議出しを
生じさせそして中央装置５はブロック４５１で表わされ
る状態に戻る。

このようにして、選択された行を形成する単語は個々に
印字される。作業員は印字された単語に続く単語が謀ま
った単語であることに気がついたときは（論理判定４５
０）、割込みキーを作動しないでその代りにキーボード
により正しい単語を入れそしてこれは命令ＣＯＰにより
中央装置５に送られ、然る後謀まった単語が記録されて
いた記憶装置４２の素子部に記録される（ブロック４５
５）。

正しい単語を形成する文字の数が謀まつた単語のそれよ
り大きいときには作業員はキーボード２７川こより行が
完了するまで正しい単語ばかりではなくて他の単語の全
部も入れなければならない。行の最後に文字に達したと
きには（論理判定４５６）、すなわちデータブロックの
最後の自由な素子部が占められてしまったときには、中
央装置５はテープ記憶装置においてこのように訂正され
た行の読出し‘こ移る。

この目的のため、データブロックの最後の文字により占
められている素子部に続く素子部は選択命令ＣＯＰを含
み、この命令ＣＯＰは制御装置１ ０を受信状態におく
。然る後、訂正されたデータブロックは第１８図に関し
テキストの記録の場合について説明したのと同様の方法
でそれが前に記録されたのと同じ記憶装置７内の位置に
転送される。従って、作業員がブロックに記録可能な文
字の最大数を越す文字を導入しないならば作業員は今丁
度説明した動作によりテキストについていかなる訂正も
行なえる。

（ｘｉｉ）訂正されたテキストの印字 作業員がテキストの内容に全ての訂正または変更をなし
てしまいかつ関連した誤りの訂正を行なってしまった後
に作業員は″正しい複写″にこの訂正されたテキストの
印字を指令することができる。

これを達成するため、作業員は作動キーボ−ド８の始動
キーを作動し、これは前述したようにラベルまたは記載
ＪＯＢ？の印字を生じさせる。次いで作業員はキーボー
ド２７０（第１４図）によりラベルＥＤＩＴを入れ、こ
れは中央装置５により確認される。結果として、“印字
”命令と呼ばれる１群の命令がテープ記憶装置からコア
記憶装置４２に転送される。これらの動作は図式的にフ
ロック４６０（第２４図）により示されている。ラベル
ＥＤＩＴの後に作業員はキーボード２７０‘こより印字
されるべきテキストの最初の頁の最初の行のアドレスに
対応するラベルを入れる。この動作は記号的にブロック
４６０′（第２４図）により表わされている。印字命令
の群の最初の命令は作動キーボード８の制御装置１ １
に向けられた命令ＣＯＰである。

この命令ＣＯＰはしベルＩにある８つのビットから形成
された２番目の文字を有し、そして前述したようにキー
ボード８の指示ランプを点灯させる。作業員はこのよう
にして印字紙を変えなければならないという警告を受け
る。作業員はここでタイプライタ６のプラテンに″正し
い複写紙″を挿入しそして割込みキーを作動する。この
ようにして導入された割込みはランプを消しそしてキー
ボード８と関連した記憶装置素子部への飛越し命令を中
央装置５に実行させる。この素子部内には記憶装置７の
制御装置１０に向けられた選択に対する命令ＣＯＰが記
録されている。この選択命令ＣＯＰはキーボード２７０
で入れられたアドレスを記憶装置４２の所定の素子部に
送り込みそして中央装置１０をアドレス議出し状態にお
く。記憶装置４２にこのように記録されたアドレスが確
認されたときには（ブロック４６２）、このようにして
識別されたデータブロックはテープ３１０から記憶装置
４２の素子部の所定の群に転送される（ブロック４６３
）。命令ＣＦＲにより中央装置５は記憶装置４２に転送
されたブロックの６番目の文字を議出し、この６番目の
文字はその行に対し遂行されるべき特定の動作を指示す
る（論理判定４６４）。

６番目の文字が０のときには、中央装置５は後述する方
法で行のいわゆる″正当イゼを遂行する（ブロック４６
５）。

然る後、次々の命令ＣＡＰにより文字はタイプライタ６
の制御装置９に送られ（ブロック４６６）、これは前述
した方法で行そのものの印字に従事する。ブロックの６
番目の文字が０でないときには、中央装置５はこの文字
を、″印字ｒ命令の群と共に、その行に遂行されるべき
種々の動作と関連しかつ記憶装置４２の所定の素子部に
記録される有り得べき文字と比較する（ブロック４６７
）。

遂行されるべき動作が行の文字の中心合わせまたは下線
を引くことの場合には、中央袋贋５は後述する方法でこ
れらのファンクションを遂行する（ブロック４６８およ
び４６８′）。これらの処理動作の後に、次々の命令Ｃ
ＡＰにより文字は印字されるべきものとしてタイプラィ
タ６の制御装置９に送られる。各行の終り１こおいて中
央装置５は次のブロックがテキスト終了文字Ｂを含むか
どうかを検査する（ブロック４６９）。

この文字が確認されないときには、中央装置５は記憶装
置４２を介して印字された行が頁の最後のものであるか
どうかを決定する（ブロック４７５）。それが最後の行
でないときには、中央装置５は先行するブロックの最初
の３つの文字により識別されるアドレスを有する次のデ
ータブロックに対してブロ「ツク４６１から説明された
のと同じ動作を繰返し、その結果中央装置５は記録され
た頁の全ての行の印字を順次的に遂行する。各ブロック
の最初の３つの文字が記録される記憶装置４２の素子部
は常に同じであり、なぜなら全てのブロックは先行する
ブロックにより占められているのと同じ素子部に順次的
に記録されるからであるということを注目すべきである
。このようにして各ブロックをアドレツシングする動作
は第１８図について説明した方法で常に同じ命令で行な
われる。他方、頁の最後の行が印字されてしまったとき
には記憶装置４２は中央装置５に頁終了状態を合図する
（論理判定４７５）。

中央装置５は侍期状態に入り（ブロック４６８）そして
キーボード８の制御装置１ １に向けられた命令ＣＯＰ
により指示ランプを再び点灯させる。作業員はこのよう
にして印字紙を変えねばならないことを警告される。更
に、中央装置５は新しい頁の最初の行のアドレスを記憶
装置４２に入力として入れる（ブロック４６０″）。印
字紙を変えた後作業員は再び割込みキーを押し下げ、そ
の結果として新しい頁を印字する動作が繰返される。中
央装置５が最後にテキスト終了文字Ｅを確認したときに
は（論理判定４６９）、それはタイプラィタ６の停止を
生じさせ、その結果として装置は停止または非作動状態
に戻る（ブロック４７６）。

行の正当化のため各ブロックは印字行の長さに関係する
ファンクションの文字を含むことが述べられた。

更に詳細には、４番目の文字は以後ＮＩで示されるとこ
ろのブロックが含み得る文字の数を指示し、５番目の文
字はブロックに実際に含まれた文字の数ＮＥを指示する
。データブロックが中央装置５に転送され（第２４図の
ブロック４６３）かつデータブロックの６番目の文字が
０のときには（ブロック４６４）、中央装置５は命令Ｃ
ＦＲによりブ。ックの４番目および５番目の文字を比較
する（第２５図の論理判定４７０）。これらの文字が等
しいときには７番目の文字から上方へのブロックの印字
が開始され、その結果としてファンクションの文字は印
字されない（ブロック４６６）。これはタイプラィタ６
の制御装置９に向けられた命令ＣＯＰ（この命令はタイ
プラィタ６の制御装置９を受信状態におく）および文字
を記憶装置４２からタイプライタ６の制御装置９に転送
する命令ＣＡＰにより達成される。事実、命令ＣＡＰの
２番目の文字は各ブロックの７番目の文字に対応する記
憶装置４２内のアドレスを指示する。ブロックの４番目
および５番目の文字間の比較の結果が否定のものである
ときには（ビットＥ：０）、中央装置５は命令ＣＤＣを
用いてブロックの７番目の文字から始まってこのデータ
ブロックの文字は単一スペース文字でないこと（論理判
定４７１）を検査する。

この文字が単一スペース文字でないとき、すなわちそれ
が印字文字であるかまたは別のスべ−スを後続させてい
るときには（ビットＥ＝０）、中央装置５は命令ＴＲＡ
が記録されている記憶装置４２の素子部への飛越し命令
ＳＡＬを実行し、この命令ＴＲＡによりそれは検査され
た文字を記憶袋魔４２の所定の素子部に転送する（ブロ
ック４７２）。この文字がスペース文字であるときには
、中央装置５はそのスペース文字を転送してしまった後
にもう１つの命令ＴＲＡが記録されている記憶装置素子
部への飛越し命令を実行する。

このもう１つの命令ＴＲＡにより最初のスペース文字が
転送された素子部に続く記憶装置素子部へのもう１つの
スペース文字の転送が行なわれる（ブロック４７３）。
次いでブロック４７２について前述したようにこのデー
タブロックを完成する文字の後続する素子部への転送が
行なわれる。データの転送を完了した後に中央装置５は
ファンクションの文字を対応する素子部に転送する。特
に、文字ＮＥが１単位量だけ増されて転送される（ブロ
ック４７４）。従って、これらの動作により中央袋贋５
はデータブロックを記憶装置の第１のレジスタからその
第２のレジス夕に転送させてしまうが、しかし最初のス
ペース文字の後に別のスペース文字を挿入する。

このようにして印字行は１スペースに相当する長さだけ
長くされる。この後、中央装置５は再び文字ＮＩおよび
ＮＥを比較する（ブロック４７０）。

これらの文字が等しくないときにはそれはブロックを第
２のレジスタから第１のレジスタに転送し、この間第１
の単一スペースである２番目の確認されたスペース文字
に続く位置に別のスペース文字を挿入する。中央装置５
は文字ＮＥが文字ＮＩと等しくなるまでこの動作を何度
も繰返す。これが生じたときには行は右端が揃えられた
状態で印加される（ブロック４６６）。例えばデータブ
ロックの容量が６０文字（ＮＩ＝６０）でかつ５７の文
字がそれに含まれている（ＮＥ＝５７）ときには中央装
置５は下記の表に示されているように３段階で正当化を
遂行する。

ここで、ＮＤはＮＩとＮＥとの間の差であり、Ｓ１…・
・・・・・…Ｓ５はそれぞれ行の最初の単語と２番目の
単語の間、２番目の単語と３番目の単語の間、…・・…
・…のスペースの数である。印字行に存在する全てのス
ペース文字の後に１つのスペース文字を挿入した後で差
ＮＤがまだ０と異なるときには中央装置５は２つの相続
くスペースを識別させるように単語間のスペースについ
て比較の項を増す。このようにして、それは、第２５図
について前述したのと同じ動作を繰返しながら、行を形
成する単語同士間に１つのスペース文字を挿入する。従
って、これらの動作により各行は右端が所定の位置に揃
えるれた状態にて印字される。単語間のスペースに２ス
ペースを加えたても行の長さに達しないとき、例えばテ
キストが行の終りに達するまでに長い部分を残している
ような文章の終りの場合には、正当化過程は停止する。

前述したように、行終了位置は文字ＮＩを変えることに
より変えられ得る。文字ＮＩを適当に変えることにより
、例えばテキストに数字を挿入するためのスペースを残
すことができ、或いはテキストを複数の平行な欄に印字
することができる。ブロックの６番目の文字が０のとき
には中央装置５は命令ＣＦＲによりこの文字を有り得べ
きファンクションの文字と比較する（第２４図のブロッ
ク４６７）ということが述べられた。中央装置５が例え
ば記号℃″で表わされた中心合わせ用文字を確認したと
きには、それは正当化の場合と同様に適当な命令の制御
の下に文字ＮＩとＮＥとを比較する。これらが異なると
きには、それは同様の方法でデータブロックを記憶装置
４２の第１のレジスタから第２のレジスタに転送し、こ
の間に２つのスペース文字を挿入し、この際一方のスペ
ース文字はデータブロックの７番目の文字の前に、他方
のスペース文字は情報により占められている最後の文字
の後に挿入する。各転送後にそれは文字ＮＥを２単位量
だけ増す。ＮＩとＮＥとの間の差が最終的な零になった
とき、それは中心合わせされているブロックの内容を指
令する。中央装置５が記号“Ｓ”で表わされる下線文字
を確認したときには、それはブロックに記録された行の
印字を指令する。

次いで、命令ＣＯＰによりそれはタイプラィタ６の制御
装置９にラインスべ−シングを伴わないキャリジ復帰を
命ずる指令を送り、その結果としてキヤリジは行の初め
の位置に動かされる。その後に中央装置５は命令ＣＤＣ
により行の最初の部分に対応する記憶装置４２の素子部
内に下線文字が記録されているかどうかを検査する。

この文字が記録されているときには中央装置５はタイプ
ラィ夕６の制御装置９に送られらる命令ＣＯＰにより下
線文字の印字を指令し、この印字は中央装置５が各下線
文字の印字の後に遂行される次々の命令ＣＤＣを用いて
下線を引かれるべき単語の終りに記録された下線文字を
確認するまで続けられる。中央装置５がこの最後の文字
を確認したときにはそれは制御装置９に対して次々にス
ペース文字を送り、これによってそれは次の下線文字を
確認するまでキャリジを動かす。

これが生じたときには中央装置５は後続する単語に下線
を引くことについて前述したのと同じ動作を遂行する。
勿論、１つの下線文字がブロックの初めに記録されかつ
１つの下線文字がブロックの終りに記録されたときには
、中央装置５は前述した方法でそれに対応する行全体に
下線を引く。キヤリジが行の終りに達したときには前述
した方法でラインスべ−シングを伴うキャリジ復帰が自
動的に指令される。Ｃ）発明の変更例本発明の一変形に
よれば、指令Ｓを印字行の記録の前にラベルＲＥＧＩに
対応する命令に合体することができる。

この場合、下線文字は下線を引かれるべき単語の終りを
指示するためだけに用いられ、それ自体存在する下線文
字としては用いられない。この場合印字は先の場合に対
し説明した条件の下に行なわれる。本発明の他の一つの
変形例によれば、下線文字が、例えば各ビットの８番目
のビットを用いることなどにより下線を引くことないこ
文字のコードと異なるコードを文字に割り当てるような
状態に下線を引かれるべき文字の印字を条件づけるよう
にすることができる。

この場合、正しい複写の印字中中央装置５はこれらの文
字を既知の方法で解読し「 この際各文字に対し順次的
に下線記号の印字、１ステップの戻りおよび次に文字を
指令する。下線記号がいわゆる“デッドキー”、すなわ
ちスベーシングを指令しない印字月キーと関連している
ときには、各下線文字復の１ステップ戻しの指令は抑制
される。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明による印字装置のブロックダイヤグラム
である。 第２図は第１図の装置の中央装置のブロックダイヤグラ
ムである。第３図は第２図の中央装置のタイミング回路
のブロックダイヤグラムである。第４図は第３図の回路
により発生されるタイミング信号の図である。第５図は
第２図の中央装置の動作状態を発生する回路を示す。第
６図ないし第１２図は第２図の装置の等しい数の動作状
態に対応する命令回路を示す。第１３図は第２図の中央
装置の入力回路を示す。第１４図は第１図の装置の入力
および出力装置に対する制御装置のブロックダイヤグラ
ムである。第１５図は第１図の装置の磁気テープの長さ
を示す。第１６図は第１５図のテープの詳細を示す。第
１７図は第１図の装置の磁気テープの記録および講出し
を行なう菱鷹の制御装置のブロックダイヤグラムである
。第１８図は第１７図の制御装置の動作の流れ図である
。第１９図および第２０図は第１図の装置への命令の書
込みの流れ図である。第２１図はテキストの記録に関係
する流れ図である。第２２図はテキストの形式の変更に
関係する流れ図である。第２３図はテキストの行の訂正
に関係する流れ図である。第２４図はテキストの印字に
関係する流れ図である。第２５図はテキストの行の正当
化に関係する流れ図である。５：中央装置、６：周辺装
置のタイプラィタ、７：磁気テープ記憶装置、８：キー
ボード、９：タイプラィタの制御装置、１０：磁気テ−
フ。 記憶装置の制御装置、１１：制御装置、１２：入出力装
置、３９：処理装置、４２：コア記憶装置、２０：タイ
マー、２１：発振器、２２：シフトレジスタ、２３：イ
ンバータ、２４：アンドゲート回路、３０：レジスタ、
４４，８８：計数回路、４５，６２：解読回路、４７：
記憶装置入力論理回路、６３：指令論理装置、９０：交
換回略、９８：比較回路。第３図 第１図 第２図 第４図 第５図 第６図 第７図 第８図 第９図 第１０図 第１１図 第１２図 第１３図 第１４図 第１５図 第１６図 第１７図 第１８図 第１９図 第２０図 第２５図 第２１図 第２２図 第２３図 第２４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 文字信号およびスペース信号を含むテキスト情報の
   各行を入力する手段２７０、テキスト情報の夫々の行に
   ついて、その印字行に含まれるスペースユニツトの数（
   ＮＩ）として定義される行長情報を入力する手段（２７
   ０、バツクスペースキー、Ｌキー、スペーシングキー）
   、およびテキスト印字行揃え信号（６番文字＝０）を入
   力する手段（２７０、バツクスペースキー、Ｌキー）を
   有する手動入力装置６と、入力情報を記録媒体３１０上
   に記憶し、そしてそれらを予め定めた順序で読出す第１
   の記憶装置７と、前記第１の記憶装置からの情報を受け
   取つて印字しようとするテキストの１入力行を記憶する
   第２の記憶装置４２と、前記第２の記憶装置から文字信
   号およびスペース信号を順次受取つて１行の文字を印字
   する印字装置６と、前記入力装置６および印字装置６な
   らびに前記記憶装置７，４２と関連づけられかつ前記印
   字行揃え信号（６番文字＝０）に応答する制御装置５と
   を具備し、前記制御装置はテキストの１入力行に実際に
   含まれる文字信号とスペース信号に関するスペースユニ
   ツトの数を計数する計数装置（４２のレジスタ）、この
   計数装置から出力される数（ＮＥ）を行長を定める数（
   ＮＩ）と比較する比較装置（ＣＦＲ、４７０）、この比
   較装置に応答し、計数装置から出力される数が行長を定
   めるよりも小さいときには前記第２の記憶装置４２に記
   憶された印字しようとする前記１入力行に含まれる１ス
   ペース信号の隣りに１スペースユニツトの幅のスペース
   を与える１つのスペースユニツト信号を記憶させる装置
   （ＣＤＣ、４７１、ＴＲＡ、４７３）、この装置により
   １つのスペースユニツト信号が記憶されるごとに前記計
   数装置をインクリメントする装置４７４を含み、前記計
   数装置の各インクリメント後再び前記比較装置は計数装
   置から出力される数と行長を定める数とを比較し、さら
   に前記制御装置５は前記計数装置から出力される数が行
   長を定める数と等しくなつたときに前記第２の記憶装置
   に記憶された信号に従つて１行を印字するように前記印
   字装置を作動する装置（ＣＡＰ、４６６）を含むように
   したテキスト処理装置。 ２ 特許請求の範囲第１項記載のテキスト処理装置にお
   いて、前記第１の記憶装置はそれぞれ１行分のテキスト
   情報を収容可能な複数のブロツクに分割される磁気テー
   プから成り、前記行長を定める数は各ブロツクの予め定
   めた第１の位置に第１の文字として記録され、テキスト
   入力行に実際に含まれる文字信号とスペース信号に関す
   るスペースユニツトの数は各ブロツクの予め定めた第２
   の位置に第２の文字として記録されるようにしたテキス
   ト処理装置。 ３ 特許請求の範囲第１項記載のテキスト処理装置にお
   いて、前記第１の記憶装置はそれぞれ１行分のテキスト
   情報を収容可能な複数のブロツクに分割される磁気テー
   プから成り、前記行長を定める数は各ブロツクの予め定
   めた第１の位置に第１の文字として記録され、テキスト
   入力行に実際に含まれる文字信号とスペース信号に関す
   るスペースユニツトの数は各ブロツクの予め定めた第２
   の位置に第２の文字として記録され、前記行長を定める
   数は手動入力装置により可変に設定可能であり、その結
   果として各印字行の形式は選択的に変更可能であるよう
   にしたテキスト処理装置。 ４ 特許請求の範囲第１項記載のテキスト処理装置にお
   いて、前記第１の記憶装置はそれぞれ１行分のテキスト
   情報を収容可能な複数のブロツクに分割される磁気テー
   プから成り、前記行長を定める数は各ブロツクの予め定
   めた第１の位置に第１の文字として記録され、テキスト
   入力行に実際に含まれる文字信号とスペース信号に関す
   るスペースユニツトの数は各ブロツクの予め定めた第２
   の位置に第２の文字として記録され、前記行長を定める
   数は手動入力装置により可変に設定可能であり、その結
   果として各印字行の形式は選択的に変更可能であるよう
   にし、前記入力装置は各行の文字信号とスペース信号の
   入力後に行終了信号（キヤリジ復帰）を入力する装置を
   含み、前記計数装置（４２のレジスタ）は各行の入力中
   に作動されてその入力行のスペースユニツトの数を計数
   し、前記制御装置５は前記行終了信号を確認するように
   なつた解読装置（ＣＤＣ）とこの解読装置により行終了
   信号が確認された場合に、前記計数装置の出力を前記ブ
   ロツクの前記第２の位置に記憶させる装置（ＴＲＡ、４
   ２１）とを含むようにしたテキスト処理装置。