JPS62500821A

JPS62500821A - 同時プロセスを作動させる方法及びマイクロコンピュータ

Info

Publication number: JPS62500821A
Application number: JP59504407A
Authority: JP
Inventors: メイ、マイクル　デイヴイツド; シエフアード、ロジヤー　マーク
Original assignee: インモス　リミテツド
Priority date: 1984-11-30
Filing date: 1984-11-30
Publication date: 1987-04-02
Also published as: JPH0533409B2; WO1986003311A1

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】膨潤ｊ」いＬ夫噂しくす」鵠んへ７に及９５−仁２…二り乙で≦しり木発明番、１マイクロコンビュータを含む］ンビュータに関するｂのて・あり、とくに時間に依存するプロセスを実行できるマイクロコンピュータに関Ｊるものぐある。発明の豆ＪわれわれのＥｌ　−ｏツバ持直明細書０１１０６４２には、プロセス（ブがそれの処理時間を複数の同時プロセスの間で共用できるようにするスケジューリング手段を含むマイクロ」ンビコータが記述されＣいる。実行を持っているスケジュールされたプロセスのリンクされたリストを形成できる。現在実行中のプロセスのスケジュールを解除でき、要求があったＩ、１にあるスケジュールされたリストに加えることによりプロセスをスケジュールできる。これは、たとえば、メツセージ伝送が行われる時に２つのプロセスがプログラム・シーケンスの対応する段階であることをめられる場合に、イれら２つのプロセスの間でメツセージの伝送を行う際に生ずることがある。しかし、その特許明細書には、あるプロセスのスケジューリングをそのプロセスに対して指定された時間に従って行うことができるような、時間に依存づるプロセスの使用については記述していない。Ｌｔ立」Ｌ刀本発明の目的は、時間に依存するプロセスの実行に使用す゛る改良したマイクロコンピュータを得ることである。本発明の別の目的は、プロセッサ゛がそれの処理時間を複数のプロセスの間で共用するように複数の同時プロセスをスケジューリングする手段と、１つまたはそれ以上のプロセスのための時間依存パラメータに応答する手段とをイ’Ｔ！ｊる改良したマイクロコンビコータを１１することである。マイクロコンピュータという用語は、集積回路を全体として基にした小型コンビコータに関するものであるが、コンピュータがどれだけ小型であるかということについてのυ１約を課すものではない。発明の概費本発明は、メ七りど、プログラムに従って複数の同時プロヒスを実行するように構成されたプロセスυとを備え、そのプログラムはプロセッサにより逐次実行するだめの複数の命令より成り、前記プログラムは（１）複数のレジスタおよびイれらのレジスタとの間でデータの転送を行うために用いるデータ転送手段と、（２）各命令を受け、プロセッサレジスタの１つにその命令に関連する値をロードする手段と、（３）前記データ転送手段と前記レジスタを受けた命令に応じて制御し、その命令に従ってプロセッサを動作させる制御悉とを備えるマイク

【］コンピュータにおいて、（ａ）　あるプロセスがプロセッサにより実行されるようになった時にそれを指示する手段を含み、複数の同時プロセスの間のプロヒツリ−の処理時間を共用するスケジューリング手段と、（ｂ）（１）１つまたはそれ以上のプロセスを識別して、それらのプロセスがプロセッサにより実行されるようになるまでに所定の時間持つプロセスの少くとも１つのタイマ収１　（ｔｉｍｅｒ　ｃｏｒｒｅｃｔｔｏｎ　ｏｆ　ｐｒｏｃｅｓｓ）を形成する手段と、（２）前記タイマ収集において各プロセスが実行できるようになるスケジューリング時刻を指示づる手段と、（３）　前記タイマ収集に１つまたはそれ以上の別のプロセスを加える手段と、（４）前記タイマ収集からプロヒスを除去する手段と、を含むプロセス時間制ａＸと、を含むマイクロコンピュータを提供するものである。前記タイマ収集中のプロヒスまたは各プロセスのスケジューリング時間に依存して時間順序づけられたシーケンスを形成するために、前記タイマ収集中のプロセスに指令するための手段をなるべく構成する。収集中に最も早いスケジューリング時間を有して、収集中に最初のプロセスを形成する前記タイマ収集中のプロセスを指示するために、アドレス可能なメモリ場所を備えることができる手段をなるべく設ける。ｌｙＪ記メセメモリプロセスに関連する変数を記録するための場所を含む複数のアドレス可能な場所を有する作業域をその各プロセスへなるべく与えるようにし、眞記ブＤセッサレジスタの１つは、現在のブ［Ｊビスの作業域のアドレスを識別する作業域ポインタ値を保持するように構成される。各プロセスの作業域は、タイマ収集中の以模のプロセスのためのポインタ値を保持するリンク手段をなるべく含むようにする。そのリンク手段は、あるプロセスがタイマ収集中にある時に、（の収集中の次のプロセスを指示するために用いられ、それによりプロセスのリンクされたタイマリストを指示する。そのプロセスがそのタイマリスｌ−上の最後のスケジ」−リング時間を有するプロセスであることを指示づるために、特殊な値を保持するために各プロセス作′ ５Ａ域の前記リンク手段をなるべく構成する。各プロセスのスケジューリング時間を指示するために、そのプロセスの作業域はアドレス可能な場所をなるべく含むようにブる。ある好適な実施例においては、このマイク【］二】ンビュータは、複数の優先権のうちの１つを各プロセスに割当てる手段を含み、前記時間制御器は、前記タイマ収集を２つ以上形成する手段を含み、各タイマ収集は、別のタイマ収集中のブ［１ヒスの共通の優先権とは異なる共通の優先権のプロセスを有する。スケジューリング手段は、（１）プロセッサにより実行されている現在のプロセスを指示する手段と、（２）　プロセッサによる実行を待っているスケジュールされた収集を形成する１つまたはそれ以上のプロセスを識別する手段と、（３）前記スケジュールされた収集へ１つまたはそれ以上の別のプロセスを加える手段と、（４）プロセッサにより実行すべき前記スケジュールされた収集中の次のプロセスを指示する次のプロセス指示手段と、をなるべく含むようにし、プロセッサによる前記現在のプロセスの実行を終らせるために、選択された命令と、そのプロセスを現在のブ１コセスにするために前記法のブロヒツリ指示手段とに応答するようにプロセッサ°は構成され、それにより、そのプロセッサはそれの処理時開を複数の同時プロセスの間で共用させるために動作させられる。スケジュールされる収集はなるべく、結合されたリストであるようにもする。２つ以上のスケジュールされた収集におけるブ［１セスの優先権とは異なる共通優先様のプロセスをイ１する。本発明は、相互に接続された複数の前記マイクロコンピュータの回路網も含む。各マイクロコンピュータは通信チ１／ネルを有し、それらの通信チャネルには１つまたはそれ以上の通信リンクが設けられる。ぞれらの通信リンクは別の装置の類似のリンクへ専用に接続され、それにより、種々のマイクロコンピュータにおける同時プａｔ’スの間で同期してメツセージ伝送を行えるようにする。複数の別の時間関連コンポーネントでプロセスを実行するようにマイクロコンピュータをなるべく構成する。そのマイクロコンピュータには、各コンポーネントに関連する時間を指示覆る手段と、各コンポーネントに関連する時間をテストする手段と、あるコンポーネントに関連する最も早い時刻がまだきていないかどうかを決定する手段とが設けられる。あるプロセスを実行づ“る時間の長さを指定する手段と、その時間長に応答して、その時間が経過した後で現在のプロセスの実行を停止す゛ること、およびそれをあるスケジュールされた収集に加えることによりそのプロセスを再スケジュールＪることをプロセッサに行わせる手段とをなるべく設ける。園ｊ目と直重コロｌ用以下、図面を参照して本発明を実施例について詳しく説明する。第１図は本発明を具体化するマイクロコンピュータの主な特徴を示すブロック図、第２図はマイクロコンピュータの一部のブロック図で、この図は便宜上、第２Ａ、２Ｂ図に示される２つの部分に分けられ、この図は中央処理装置レジスタとデータ経路および口術論理装置と、中央処理装置とメモリおよび通信リンクとの間のインターフェイスをとくに示し、第３図は第２Ｂ図の部分を形成するタイマ論理回路を示し、第４図は、マイクロコンピュータにより実行づるだめの高慢失格ブ＋−】１スのスケジ、１−ルされたリストの加工物とブ目１！ツリレジスタの間の関係を示（ハ第５図は第４図に類似するが、１１優先権ブ［］セスが実行されている間の低優先権ブ［目！スのスケジ］−ルされたリストを小し、第６図は再スケジー」−−−ルされる前の所定の時刻を持つ（いる高優先権プロヒスのタイマリストを示し、第８図は本発明に従って通信４゛るマイク

【」−１ンビＪ −夕の回路網を示し、この回路網のマイクロコンピュータの語長は異なり、第９　Ａ　−９Ｄ図は「タイマ人力Ｊ　ｆ！ｌＪ作を実行りるプロレスのための一連のオペ１ノーシ］ンを示し、第１０Ａ〜１０　Ｅ図はプロセスをり、インリスｌ −に挿入するｌ、：めのシーケンスを示し、第１１八へ・１１０図は時間選択（ＴｉｍｅΔ１ｔｅｒｎａｔｉＶｅ　）プロレスのための一連のＡ−ベレーシ１ンを示し、とくにそのプロレスが代りの時間のうちのはやい方をどのようにして決定するかを示し、第１２Ａ〜１２Ｃ図はいくつかの代りの時間（そのうちの１つが既に到達している）の１つの間を選択するプロセスによる一連のオペ１ノージヨンをボし、第１４Δ−・１４１〕図はメツセージチャネルの入力の代りのもの、またはある特定の時間の発生の間で選択するプロセスのための一連のオペレージコンを示し、そのメツセージチャネルは、プロセスが選択を開始した時に通信を行えるようになっており、第１５Ａ〜１５Ｆ図はメツセージチャネルを通じて入力の代りのもの、４または、チャネルがメツセージを入力するようになっておらず１．かつプロセスが代りのものの１つを選択しようと試みている時に発Ｉｊ、、される時間を４ｊ′シないようなある指定された時間の発生を選択するプロレスのための一連の゛イベレーこの例で説明するマイク０］ンビュータは、ブｏ　ｔツｊｌと、ＲＡ　Ｍの（序様のメｔりと、外部通信を行えるようにケるリンクとを１ｉＬ）、１枚のシリコンブーツブで構成された集積回路１４置を含む１、このマイクロコンビ１−・りの主な１ｚ素が第１図に、ｐ−ｔｉ戸相補ＭＯ３技術を用いて１枚のシリ二］ンブツブ１１上に示され−（いる。プロセスの実行の時間υ１＠を行えるようにする！こめに、中央処理装置（ＣＰ　ＬＪ　’）１２にタイマ９が設けられる。中央処理装置はある読出し吉川メｔす（ＲＯＭ）１３ｔ１＠む。この読出し専用７１９番、ｔメモリインター・フェイス１４へ結合される。このメ〔リインターフェイスはインターフェイス制御ロジック１５により制御される。（１：：ＰＵ１２ＧｉＲ術論理装置（Δｌ−ＬＪ　）と、レジスタデータ経路とを含む。それらは第２図に−・層詳−しく示されている。ＣＰＵ１２とメｔリインターフェイス１４はバス１６へ接続される。このバスはブツブ１１上の要素の相り、接続を行う。（ノービス装置１７に複数の人力ビン１８が設けられる。このマイク０コンピユータにはランダム・アクセス・メ〔す（ＲＡＭ）１９とＲＯＭ２０が設けられる。外部メモリなしにブロセッリ゛１２が動作できるように、チップ上のメモリの容けは１にバイト以トではない。チップ上のメモリはなるべく少くとも４にバイトにする。外部メモリ・インターフェイス２３が設けられる。その外部メモリインターフェイスは、希望により設けられる外部メモリへ接続するために、複数のビン２４へ接続される。ネットワークを構成りるために、このマイクロコンピュータを他のコンビ〕−タヘリンクさせることができるようにするために、人力ビン２６と出力ビン２７を有り−る段数のｉｖｌ　ＩＩＱリンク２５が設けられる。第８図に示すように、１つの直列リンクの入力ビンと出力ピンは、それぞれ自身のｌｉｔ線非線用共用向接続により、別のマイクロコンピュータの直り１１リンクの対応する入力ビンと出力ピンへ接続できる。各直列リンクは、プロセス・スケジューリング・ロジックをａする同＋１１１論理装置１０へ接続される。この実施例は、われわれの未決のＰＣＴ特；１出１ｍＰＣＴＧＢ８４１００３７９およびヨーロッパ特許出願順８４３０７５８６．２に記述されているマイクロコンピュータを発展さＵたものである。説明の不必要ｔ【反復を避けるために、そのマイクロコンピュータの構成と動作の十分に詳しいことは以下に述べないが、それらの特許出願におりる説明を９化のためにここに含ませる。この実施例はＴｒａｎｓｐｕｔｃｒ　（インモス・インターノ゛ショプル（ｌＮＨＯ３Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　）　ｐｌｃの商標）マイク０コンピユータを改良したものを提供するしのである。このマイクロコンピュータは、実行を行えるまで指定された時間持っているプロセスのタイマ・データとタイマ・リストに依存してプロセスを実行できるように、タイマ制ｔｉｌ＋を行うものである。このマイクロコンピュータの全体の構成は、前記特許出願において記述されでいるマイクロコンピュータの全体の構成に全体として類似する。以下の説明においては、前記特許出願における実施例に対応する部分には類似の名称が与えられる。メモリは、アドレス可能な場汚を有１゛る複数のプロセス作業域を設ける。それらのアドレス可能な場所はポインタにより指示できる。メツセージ通信はチャネルを介して行うことができる。それらのチャネルは、同じマイクロコンピュータにおけるプロセス闇通信の場合には、アドレス可能なメモリ場所を含むことかぐきる。異なるマイクロコンピュータの間のプロセス間通信を行うために、直列リンクに入力チャネルと出力チャネルが設けられる。それらのチャネルは、メしすに設けられている場所をアドレスするのと類似のやり方でアドレスリ゛ることもできる。」−記の改良を実現１゛るために、マイクロコンピュータの構造および動作を種々変更する必要があり、以下の説明は、それらの改良を行うために変更が含まれているような面について向けられる。前記特許出願の例におりるように、説明されている例の特定の；ｈ長は１６ビツトであるが、８，１６．２４．３２のような語長またはその伯の語長を使用できることがわかるであろう。史に、この場合においては、異なる語長のマイク１ココンピユータの独立している語長とは無関係にそれらのマイクロコンピュータが互いに通信できるように、第８図に承りように！１？、なる語長のマイク［］コンピュータを同じネットワーク中に接続できる。各ポインタは中−の語で、２の補数の符号付き値として処理される。このことは、ポインタ中の最上位のビットが１であると、その最上位のビットは負として取扱われ、残りの全てのビットが正の数を表すことを意味する。最上位のビットがＯであると、ポインタ中の全てのビットは正の値を表すものとしてとられる。これにより、標準比較関数が数値に対して用いられると同様なやり方で、標準比較関数をポインタ値に対して使用できるようにされる。ある特殊イ【動作がめられていることを指示するためにある値が留保されるから、それらの値はポインタとして決しで使用されない。以下の説明においては、それらの値およびその他の鎖を次のように表すために名前が使用される：ＨｏｓｔＮｃｇ　最も負の値（Ｈ８Ｂが１、他のすべてのビットは０）ＨＯ３ｔＰＯ３最も正のＭ＋（Ｈ８Ｂが０１他のすべてのビットは１）Ｈａｃｈ　ｉ　ｎｅＴＲＩＩ［ＩＨａｃｂｉｎｅＦＡＬＳＥ　０ＮＯｔＰｒＯＣＯ３Ｓ、ｌ］　ＭＯ３ｔＮ（！０［ｎａｂｌｉｎｇ、Ｄ　ＨＯ３ｊＮＯｇ＋　１ＷａｉｔｉｎＬｐＨＯ３ｔＮｅｌＪ　＋　２ＲＯａｄＶ、Ｉ）　ｈｏｓｔＮｅｇ　＋　３ＴｉｍｅＳｃｔ、ｐ　ＨｏｓｔＮｅｇ　＋　１ＴｉｍｅＮｏｔＳｅｔ、ｐ　ＨｏｓｔＮｅｇ　＋　２ｆｉｌＩＨｏｓｔＨｅｇ＋　１とＨｏｓｔＮｅｇ　＋　２の二重の使用からあいまいさが起らないように、ＶｉｍｅＳｅｔ、ｐとＴ　ｉｍｅＮｏｔｓｅＬ、　＋１に対する特殊な値はｆｎａｂｌｉｎす、ｐまたは賛ａｉｔｉｎｇ、ｐと同じ場所には決して使用されない。上記特許出願の例にお番」るように、ローカル変数と、ブ［］セスにより取扱われる一時的な値を保１存するために用いられるメモリ中の語はベクトルより成る作業域を各ブｏ　ｔスは有ゴる。プロセス作業域のための設定された場所を示すために作業域ポインタＷＰＴＲが用いられる。各プロレスは［プロセス記述子］により識別できる。その１０セス記迷子の最下位ビットはそのプロセスの優先権を示し、上位１５ビツトはプロセス作業域を識別するメ（す中の語を示す。この例においては、マイク［１コンピユータは２つの可能な優先権のうらの１つを各プロセスに割当てる。高優先権のプロセスには名称ｐｒｉ−Ｑが与えられ、低優先権のプロセスにＧ３Ｌ名称ｐｒｉ＝１が与えられる。したがって、各プロセス記述子は、作業域ポインタＷ　１〕Ｔ　Ｒとプロセス優先権Ｐｒｉの１゛ヒツトワイズ（ｂｉｔｗｉｓｃ）ＯＲＪをとることにより形成される１つの詔を備えることがわかる。同時に、プロセス記述子とＮｏ−ｒ　１のｒビットワイズＡＮＤＪをとることにより、作業域ポインタＷＰＴＲをプロセス記述子から得ることができる。プロセス記述子と１の［ビットワイズＡＮＤＪをとることによりプロセスの侵／ｌ−格を）１することがぐきる。ｃ　ｐ　ｕデータ経路およびレジスタ中央処理ｖ装置１２およびそれの動作は、第２図を参照することにより一層良く理解されるぐあろう。便宜−し、第２図を第２Ａ図と第２Ｂ図に分けたが、レジスタセットとデータ経路を形成するために、第２Ａ図と第２Ｂ図の線図を一緒に結合できることを理解すべきである。ＣＰＵ１２は１′Ｘ術論理装置（△ＬＵ）３０と複数のデータ・レジスタを含む。それらのレジスタＸバスと、Ｙバスど、２バスおよび双り向データ・バスへ接続される。それらのレジスタの動作と、バスへの相互接続は、３２に線図的に表されでいる複数のスイッチにより制御される。それらのスイッチ３２は、ＲＯＭ１３に含まれているマイクロ命令プログラムからとり出される信号により制御される。メ［リインターフェイス１４とデータ・バス３１へ向かう一方向アドレス経路３３を介してＣＰｔＪとメモリの間の通信が行われる。上記特許出願におけるように、各命令は８ビツトで構成される。そのうちの４ビツトは命令のめられている関数を表し、４ピッ１−がデータのために割当てられる。ブＬ１セスのためのプログラム・シーケンスから得た各命令は命令バッファ３４へ与えられ、その命令は復号器３５により復号される。この復号器の出力は条件マルチプレクサ１３６を介してマイクロ命令レジスタ３７へ与えられる。このマイクロ命令レジスタはマイクロ命令ＲＯＭ１３をアドレッシングするために用いられる。命令バッフ？３４と、復号器３５と、条件マルチプレクサ３６と、Ｍ　Ｉ　Ｒ３７と、マイクロ命令ＲＯＭ１３と、スイップ３２との動作は全体として上記特許出願Ｊ３よびヨーロッパ特許明ｍ潟０１１０６４２に記述されているようなものである。この実施例は２組のプロセス、すなわち、優先権０を有するプロセスおよび優先権１を有するプロセス、を処理するように構成されているから、２つのレジスタ・バンクが設けられる。レジスタ・バンク３８が優先権１ブｆ］セスのために設けられ、類似のレジスタ・バンク３９がｎ優先権Ｏプロセスのために設けられる。両方のレジスタ・バンクは類似のレジスタセットを右し、それらのレジスタセットはＸ、Ｙ、ＺバスＪ３よびデータ・バスへ同様に接続される。的中にするために、レジスタおよびそれらのレジスタの接続はレジスタ・バンク３８について３Ｔシク示しているだ【ノである。特定の優先権を割当てられている２つのレジスタ・バンクに加えて、ＣＰｔＪは定数ボックス４ｏど、レジスタ・バンク選択器４１と、第２Ａ、２Ｂ図に示されているいくつかの他のレジスタを含む。それらの他のレジスタは優先４ＩＯプロヒスおよび優先権１プロセスの両方に共通である。それらのレジスタは次の通りである：略　号　し　ジ　ス　タ両優先プロヒスにＪ゛ＨＡ　Ｄ　Ｄ　Ｒ４！１要なメｔリアドレスを有づるメモリアドレスレジスタ４２０＾ＴＡＯＵＴ　９−全バス３１上のメモリにテ゛−夕を与えるレジスタ４３゜１Ｂ　メモリから順に命令を取込む命令ノ＼ツファ３４゜ｒＥＨＰ　Ｒ［Ｇ　一時レジスタ４４゜ＰＲＯＣＰＴｎ　８１−Ｇ　プ［＋　１：’スポインタを保￥ｊするレジスタ４５（優先匪の表示はなし）。Ｐ［ｔＯＣ［１ｒＳＣＲ［Ｇ　プロセス闇述子を右するレジスタ４６ＰＲｆｌ’ ［、ＡＧ　現在実行中のプロヒスの優先度がＯか１かを承り１ヒツトのレジスタ、即ちフラッグ４７゜ブ［１セツサがプロｔ′！スを実行していなければ、１にセラ１ −される。ＰＲＯＣＰＲＩＦＬΔＧ　ブＯｔ！スの優先ｔｑを示１１ビットのレジスタ、叩らフラッグ４８゜ＴＩＭＥ　５ＬＩＣＥ　ＲＥＧ　現在のブ［］セスが一時的に停止するべき時間を保持しているレジスタ８０゜ＣＬＯＣＫ　１１［Ｇ　現在時刻を表承り−るレジスタ８１゜バンク３８内のｗ！ｌ−１α１のレジスタＴＲＥＧ　一時レジスタ４９゜ＩＰＴＲＲＥＧ　レジスタ５１によって示される任意のプロセスの命令ポインタ（ＩＰＴＲ）を保持するレジスタ５０゜ＷＰｒＲＲ［Ｇ　現在のプロセス、あるいは割込みされたブ１］ヒスの作業域ポインタ（ＷＰｒｌ＋）　。ＢＰＴＩ　ＲＥＧ　実行り機中の優先権１のプロセスのリス１〜を最後のブＥ］セスの作業域ポインタを保持ザ−るレジスタ５２゜ＦＰｒｌｌ　ＲＩＧ　実行待機中の優先権１のブ［］ｔ？スのリストの最初のプロセスの作業域ポインタを保持するレジスタ５３゜ＡＲＥＧ　ＡＬ１１３０のためにオペランドを保持し、レジスタ５５．５’６とともにスタックどして設けられた第１のレジスタ５４゜ａｎｔａ　スタックを構成する第２のレジスタ５５゜ＣＲＥＧ　スタックを構成づ−る第３のレジスタ５６゜０ＲＥＧ　命令バッフｉ’３４内の命令に基づいて、データを取込み、一時レジスタどして用いられるオペランドレジスタ５１゜５ＮＰｌ’ＬＡＧ　１にセットされると、現在の命令の終了時に現在のプロセスがデスケジヱールされるべきであることを示す１ビツトのレジスタ、即ちフラッグ５８゜Ｃ０ＰＹＦＬＡＧ　１にセットされると、プロセスが１ブロツクのデータをメモリに、あるいはメモリからコピー中であることを示す１ビツトのレジスタ、即らフラッグ５９゜ＩＮＳ［Ｒ■［ＬＡ′Ｇ　プロセッサがタイマリストにプロセスを挿入しているときにセットされる１ビツトのレジスタ、即らフラッグ８２゜Ｄ　ｔ：　ｔ　［Ｔ　Ｅ　Ｆ　ＬΔＧ　プロセッサがタイマリストからプロセスを消去しているときに１にセラ１−される１ビツトのレジスタ、即ちフラング８３．。ＶへＩＩＤＴＩＨ［Ｆｌ−八Ｇ　特定の優先度のタイマリスト、［にプロセスが存在づれば１にセラｊ−される１ビツトのレジスタ、即ちフラッグ８４゜Ｎ［ＸＴｒｌＨ［Ｉ’ＬＡＧ　特定の優先１１！のタイマリス１−上の１ｄ初のブ【］セスがスフジュールｆ備完了する時間を保持するレジスタ８　ｂ。優先権０プロセスのためのレジスタのバンク３９は、優先ｆ１ブ１コセスのために既に述べたものと同じである。以下の説明においては、接尾数［１］は優先権１バンクに関連ｊｊるレジスタを示し、接尾数［０）はレジスタが優先権Ｏバンクに関連するものであることを示す。優先様が知られていない場合には、プロヒスに対して適切な優先権のレジスタが使用されることを接尾辞［Ｐｒ　ｉ　］が示す。それらのレジスタは、１ピツｌ〜・フラッグ４７．４８゜５８．５９．８２．８３．８４は別として、この場合には語長が全体として１６ビツｉ・のレジスタである。命令バッファは、１度にただ１つの命令を保持するように構成されているものとすると、８ビツト長とすることができる。 △、Ｂ、Ｃレジスタ・スタック５４，５５．５６は、はとんどの０術動作および論理動作のためのソースＪ３よび宛先である。それらはスタックとして組織される。レジスタおよびフラッグに加えて、各バンク３８．３９は妥当時間フラッグ８４と、次の時間レジスタ８５と、クロック・レジスタ８１とからの人力を受けるために構成される。タイマ・ロジック８６については第３図を参照して後で一層訂しく説明する。クロック・レジスタ８１はプロセス・り「］ツク８７から人力を受ける。各レジスタ・バンクのためのタイマ・ロジック８６は第１図のタイマ９を構成する。両方の優先権のプロセスに対して、命令のうらＯＲＥ　Ｇレジスタへ与えられる部分が復号器に達して、適切なマイクロ命令を発り；するのに使用するように、両方のレジスタ・バンク３８．３９の０ＲＥＧ５７は復号器３５に接続される。（’［意の時刻にブ［１セツサが行うべき次の動作を決定する際に、いずれかの優先権プ１］セスのためのそれらのフラッグおよび論理出力の設定を考慮に入れることができるように、両方の優先権バンクのＳＮＰフラッグ５８と、複写フラッグ５９と、挿入フラッグ８２と、削除フラッグ８３と、タイマ・ロジック８６とは条件マルチプレクリへも接続される。あるプロセスの作業域ポインタ（ＷＰＴＲ）が、それからプロセスのローカル変数を７ドレスできるためのベースとして用いられるから、その作ｍｌポインタにより示されている場所からのオフヒラ１〜値を計ｉすることか時に必要である。定数ボックス４０はＹバスに接続され、一定の値をマイク［」命令ＲＯＭ１３の制御の下にそのバスに；ｎくことを可能にする。それらは、プロセス作Ｔ、ｔａ内のオフセット場所を示し、時間スライス期間を与えるのに使用できる。レジスタ・バンク３８または３９の一方または他方の選択を行うために、レジスタ・バンク選択岑４１はＲＰＩフラッグ４７と、Ｐ　ＲＯＣＦ）　ＲＩフラッグ４８と、マイクロ命令ＲＯＭ１３とから入力を受ける。そのレジスタ・バンク選択器からの出力端子は条何マルチスレクサ３６と、復号器３５と、スイッチ３２とに接続される。マイクロ命令ＲＯＭ１３の出力に応じて、選択鼎はＰＲＩフラッグ４７またはＰＲＯＣＰＲＩフラッグ４８により指示されたレジスタ・バンクを選択する。タイマ番ロジック８６は各レジスタ・バンクに類似する。そのうちの１つが第３図に一層詳しく示されている。論理装置ｉ！ｔ８６は引騨器８８を有する。この引算器は次の時間レジスタから１８９を介して入力を受ける。この時間値は引０３８８において、クロック・レジスタ８１から線９０を介しで供給された時間値から引ｉされる。゛その差の最上位ビットが出力線９１を介してインバータ９２へ与えられる。このインバータは信号を線９３を介して論理アンドゲート９４を与える。そのゲートは妥当り間フラッグ８４から線９５を介して入力も受ける。アンドゲート９４は出力をＩ！ｊ！９６を介して条件マルチプレクサへ与える。線９６における信号は「タイマ要求」信号と呼ばれ、タイマリストの１番上からのプロセスが実行できるばかりとなるように、そのプロセスをタイマリストの１ｔｉ上からプロセッサにとらせるように構成される。これについては後で詳しく説明する。第３図に示されている論理図は、２つの条件が同時に整った時のみ「タイマ要求」信号が線９６へ出力されるように構成されることがわかるであろう、最初に妥当時間フラッグＢ　１　＆；Ｌ値１にセラ１〜ぜねばならず、クロック・レジスタ８１により示された時刻は、次の時間レジスタ８５により示された時刻の後またはその時刻に等しくな【Ｊればならない。引口器８８は、次の時間レジスタ８５に含まれている値をクロック・レジスタ８１に保持されている値から引締するために用いられ、その引等の結果が負の数であれば、前記のように２の補数符号付値を使用しているために、最下位ビットは１である。この理由から、線９０は引算により得た最下位ビットを出力するように構成され、引算の結果が正であって、線９１へ０ピツトを与える時に、アンドゲート９４が「タイマ要求」信号を与えるだけであるように、インバータ９２が要求される。プロセス作業域に対するメｔり割当て前記特許出願に記述されている例におけるように、マイクロコンピユータはそれの時間をいくつかのプロセスの間で分割してそれらのプロセスを一緒に実行する。−緒に実行されるプロセスは同時プロはスと呼ばれ、任意のある時間に実行されているプロセスは現在のプロセスと呼ばれる。各同時プロセスは、プ【］セスにより取扱われるローカル変数と一時的な値を保持するための、作業域と呼ばれるメモリの領域を有する。作業域の第１の［］−カル変数のアドレスは作業域ポインタ（ＷＰＴＲ）により示される。これは第４図に示されている。第４図においては、４個の同時プロレス、プロ［スＬ、Ｍ、Ｎ、Ｏが作業［６０゜６１．６２．６３を有する。第４図には作業域６０が３ＴＩ　しく示されており、Ｗ　Ｐ　ＴＲレジスタ５１に保持されているｆＩ＋　ｉ　ｍポインタ、この例では１００００として示されているアドレスを有する単一語場所であるＯ１ｉ！所を示す。このプロセスのための他のローカル変数は、作業域ポインタにより示されている浦から正のオフセット・アドレスとしてアドレスされる。ＯｉＪＡ所からの小さな負のオフセットを有する作業域場所のいずれかが、タイミングおよび通信をスケジューリングする目的のために用いられる。この例においては、ＷＰＴＲにより示されているＯ場所の下側に、５個所の付加語場所６５．６６．６７．６８．６９が負のオフヒツト１．２，３，４．５をそれぞれ有して示されている。それらの場所は次の通りである。オフセット　オフセット名　場所名 −１１ｐｔｒ、ｓ　Ｉｐｔｒ　１ｏｃａｔｉｏｎ−２Ｌｉｎｋ、ｓ　１．ｉｎｋ　１ｏｃａｔｉｏｎ−３５ｔａｔｅ、ｓ　５ｔａｔｅ　１ｏｃａ目０ｎ−４ｒＬｉｎｋ、ｓ　ＩＬｉｎｋ　１ｏｃａｔｉｏｎ−５Ｔｉｍｅ、ｓ　Ｔｉｍｅ　１ｏｃａｔｉｏｎあるプロセスが現在のプロセスでない時に、そのプロセスが現在のプロセスになった時に、そのプロセスにより次に実行すべき命令に対するポインタ（ＩＰＴＲ）を保持するだめに場所６５が用いられる。実行を持っているスケジュールされたブ［］−セスのリンクされたりストｔなわら行列上の次のプロセスの作業域ポインタを格納するために場所６６が用いられる。場所６７は、代りの入力動作を実行するプロセスの状態の指示を含むため、またはデータのブロックを複写づるためのポインタとして用いられる。場所６８は、実行のためにスケジュールされる前の所定の時間持つているプロセスのリンクされたタイマ・リスト上の次のプロセスの作業域ポインタを格納するために用いられ、および代りのタイマ入力動作を実行するプロセスの状態を指示するためにも用いられる。場所６９は、それの経過後にプロセスを実行できるような時間を指示するために用いられる。このメモリはプロセス間通（ｉｉのための詔場所も与え、第３図はそのようなチャネルを丞す。表　記　法マイクロコンビュー夕が動作する方法、とくにそれの機能、オペレーションおよび手続き、についての以下の説明においては、ＯＣＣＡＭ　（インモス・インターナショナル（ＩＮＨＯ３Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　）　ｐｌｃの商標）言語に従って表記法が用いられる。この苫菓番よ、英国において１９８３年にインモス・リミテッド（ＩＮＨＯ８Ｌｉｍ１ｔｅｄ　）により出版Ｊ３よび配布された「ブ０グラミング・マニュア／ｌｚ（Ｐｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ　Ｍａｎｕａｌ）−ＯＣＣＡＭ）Ｊと題する小冊子に記述されている。更に、この表記法はコー０ツバ特訂出１１ｆｉＯ１１０６４２にＫＴ　Ｌ、　＜記述されているが、命中にするためにこの明細書においては繰返えさない。しかし、ＯＣＣＡＭの説明と、］−ロツバ特持直願０１１０６４２に記述されている表記法の説明【：１参考のためにここに含ませる。１″、記の表記法に加えて、以上の記述は下記のようにして定義されるあるメ七り・アクビス手続きを示すものぐある。＾ｔＷＯｒｄ（Ｂａｓｅ、　Ｎ、八）　Ｂａ５ｅからＮ番目の語を示づ−ようにＡをセットする。ＡｔＢｙｔｅ（Ｂａｓｅ、　Ｎ、八）　Ｂａ５ｅからＮバイト目を示１ようにＡをセットする。１１ｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｂａｓｅ、　Ｎ、　Ｘ）　Ｂａ５ｅからＮ番目の語の値にＸをセットする。ＲｌｎｄｅｘＢｙｔｅ（Ｂａｓｅ、Ｎ、Ｘ）　Ｂａ５ｅからＮバイト目の（直にＸをセット１Ｊる。ＷｌｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｂａｓｅ、　Ｎ、　Ｘ）　Ｂａ５ｅからＮ番目の語の値がＸとなるようにセットする。ＷＩｎｄｅｘＢｙｔｅ（Ｂａｓｅ、　Ｎ、　Ｘ）　Ｂａ５ｅからＮバイト目の語の値がＸとなるようにセットする。ＷｏｒｄＯｆｆｓ’ｃｔ（Ｂａｓｅ、　Ｘ、　Ｎ）　ＸとＢａ５ｅとの間の語数をＮにセ以下に種々の手続さｃ　Ｐ　ＲＯＣ＞を示す。下記の９つの手続きはプロセッサの動作の説明において使用される。ＤｅｑｕｅｕｅＲｕｎＳｔａｒｔＮＱＸｔｒ’ｒＯＣＯ９Ｓｔｌ　ａ　ｎ旧ｅＲｕｔｉｌ（ｅｑｕｅｓｔｌｌａｎｄ　ＩｃＲｃａｄｙＲｅｑｕｃｓｔｌｌａｎｄ　ｔｅｌ　ｉｍｅｒＲｅｑｕｅｓｔＢＩＯＣｋＣＯｐｙＳｔＯＤＩｒｉｓｅｒｔ　５ｔｅｐＤｅｌｅｔｅ　５ｔｅｐ手続きｌ　Ｈａｎｄ　１ｅＲｕｎｌｔｅｑｕｅｓ［Ｊと「Ｈａｎｄ　ＩｅＲｅａｄｙＲｅｑｕｅｓｔ　Ｊおよびｒ　ＢＩＯＣｋＣＯｐｙＳｔｅｐ　、１はわれわれの未決のＰＣＴ特訂持直順ＰＣＴＧ８／１１００３７９およびコーロツバ特許出願に詳しく記述されている。それらの手続きの定義は本発明に対して変更されないから、この特許出願においては繰返えさない。手続き［Ｄｅｑｕｅｕｅ　Ｊは優先権「ＰｒｔＪスケジコールされたプ［１セス行列の最前部のプロセスを現在のプロセスにする。ｐｒｉ＝ｉであると、他のプロセスを実行さけるようにするために、イれ（よ、そのプロセスを一時的に停止させねばならない時刻に時間スライス・レジスタ８０をセットする。その時間スライスの良さは、定数の１つとして定数ボックス４０に格納されている一定の時間長により決定される。１、　ＰＲＯＣＤｅ！Ｑｕｅｔｌｅ！　＝２、３ＥＱ３、　ＷｐｔｒＲｅｏ［Ｐｒ１ｌ　：＝　ＦｐｔｒＲｃａ［Ｐｒ１１４、　１Ｆ５、　Ｆ’ｐｔｒＲ（！（ｌ［Ｐｒ１ｌ　＝　Ｂｐｔｒｌｌｅｇ［Ｐｒ１１６、　ＦＥｌｔｒｎＯｆＪ［Ｐｒ１ｌ　：＝　Ｎ０ｔＰｒＯＣＯ３Ｓ、ｐ７　、　Ｔ　Ｉｔ　ＩＩ　Ｃ８、ＩｔＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ｒｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、　１．ｉｎｋ、ｓ。［ｆｔｒＲｅｇ［Ｐｒｉ］）９、　ＲｌｎｄｅｘＷｏｒｄ（１４ｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、　Ｉｐｔｒ、ｓ。ＩｐｔｒＲｅａ［Ｐｒ１ｌ）：１２、　Ｔｉａ＋ｅＳｌｉｃｅｌｌｃｇ　：＝　ＣｌｏｅｋＲｅｇ　＋ＬｃｎｇｔｈＯｆＴｉＩｌｌｃＳｌ　１ｃｅ１３、　Ｐｒｉ　＝　０１４、　５ＫＩＰ　：手続さ［ＲｕｎＪは、それの記述子がＰｒ０ＣＤｅＳＣレジスタに含まれているようなブ［１セスをスケジユールする。これにより優先権０プロ廿スが、既に実行している優先権１のどのプロセスにも優先して実行を直らにＩＪ１］始する。以下の記述において、−で始まる全ての行は甲に説明としてのものであって、定義の構成部分ではない。１、　ＰＲＯＣＲｕｎ　＝２、　３［Ｑ３、Ｐｒｏｃｌ’ｒｉｒｌａｇ　：＝　ＰｒｏｃＤｅｓｃＲｅｇハ　１４、　ＰｒｏｃＰｔｒＲｅｇ　：＝ＰｒｏｃＤｅｓｃＲｃｇ　／＼（Ｎｏｒ　１）５、　１「６、　（Ｐｒｉ　＝　０）　ＯＲ（（ＰｒｏｃＰｒｉｆ’ｌａＯ＝　Ｉ’ｒｉ）　＾ＮＯ（ＷｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ　＜＞　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐ））７、　５ＩＥＱ　−−ａｄｄ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｔｏ　ｑｕｅｕｅ８、　Ｉ［９、ＦｐｔｒＲｅｇ［ＰｒｏｃＰｒｉｒｌａｇｌ　＝　ＮｏｔＰｒｏｅｅｓｓ、ｐｌｏ、　ＦｐｔｒＲｅｇ［ＰｒｏｃＰｒｉｒｌａｇｌ　ニー　ＰｒｏｃＰｔｒｌｅｇｌｌ、　ＴＲＩＩＥ１２、　ＷＩｎｄｃｘ４Ｊｏｒｄ（Ｂｐｔｒｌｅｇ［ＰｒｏｃＰｒｉｒｌａｇｌ。Ｌｉｎｋ、ｓ、ＰｒｏｃＰｔｒ［ｌｅｇ）１３、　８ｐｔｒＲｅｇ［ＰｒｏｃＰｒｔＦｌａｇｌ　：＝　ＰｒｏｃＰｔｒＲｅｇ１４、　ｒＲｌｌＦ１５、　３［Ｑ　−−ｅｉｔｈｅｒ　Ｐｒｉ　ＯｉｎｔｅｒｒｕｐｔｉｎｇＰｒｉ　１．　ｏｒ　Ｐｒｉ　１　ａｎｄ　１ｄｌｅ　ｍ／ｃ１Ｂ、　Ｐｒｉ　：＝　ＰｒｏｃＰｒｉＲａｇ１７、　ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　ＰｒｏｃＰｔｒＲｅｇ１８、　旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｉｐｔｒ、ｓ。ＩｐｔｒＲｅｏ［Ｐｒ１ｌ）１９、　０ｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　Ｏ：手続き［５ｔａｒｔＮｅｘｔＰｒｏｃｃｓｓＪ　ハ現右のプロセスヲテスケジ１−ルし、実行可能な別のプロセスがあれば、次の実行可能なプロセスを選択する。こうすることにより、実行すべき優先権０プロセスがもうなければ、割込まれた優先権１７０ヒスを再開させることができる。５ＮＰｒｌａσがセットされる結果として常に実行される。したがって、このプロセスの最初の行動はそのフラッグをクリヤすることである。１、ＰＲＯＣ５ｔａｒｔＨｅｘｔＰｒｏｃｃｓｓ　＝２、３ＥＱ３、　３ＮＰＦＬａｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　０　−Ｃ１ｅａｒ　Ｔｈｅ　ＳＮＰｌａｇ４、　ＩＦ５、　ＦｐｔｒＲｃｇｌＰｒｉｌ　＜＞　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐｅ、　ｔ＋ｅｑｕｃｕｃｔ１．　（Ｗｐｔｒｌｌｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＝　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐ）　ＡＮＤ１２、　（ＦｐｔｒＲｃｇ［ｆ’ｒｉｌ　＜＞　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐ）１３、　ＤｅＱｕｅｕｅ１４、　ＴＲＵ［１５、３ＫＩＰ１６、　Ｐｒｉ　＝　１１７、　ＷｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　ＮｏｔＰｒｏｃｃｓｓ、ｐ　：手続きｌ−１１ａｎｄｌｅＴｉｍｅＲｃｑｕｃｓｔ　Ｊは、タイマ論理装置８６の１つからね９６におけるタイマ要求の結果として実行される。その要求が優先権Ｏプロヒスに対するものであるとすると、ＴｉｍｃｒＲｅｑｕｅｓｔＯ信号が生じたであろうし、プロセッサはＰｒｏｃＰｒｉ　レジスタをＯにゼットしたであろう。要求が優先権１プロセスに対り−るものであるとすると、１　ｉｍｃｒＲｅｑｕｃｓｔ　１信号が生じたであろうし、ブＯＬツサはＰｒｏｃＰｒｉレジスタをＯにセツトシたであろう。この丁続きは、適切なＴ　Ｐ　Ｔ　ＲＱの内容からレディとなったプロセスを識別する。イの１続きは、適切であればそのブ［１セスをスケジコールし、関連する優先権レベルに対してＴ　Ｐ　Ｔ’　Ｒ語、ＮｅｘｔＴ　ｉｍｅｌｔｅｇおよびＶａｌｉｄＴｉｍｅｒｌａｇを史ＩＰ′ｒ’ｊる。ＰＲＯＣＨａｎｄｌｅＴｉｍｅｒＲｃｑｕｅｓｔ　＝１、　！５［Ｑ２、　−−　ｓｅｔ　ＰｒｏｃｐｔｒＲｃｇ　ｔｏ　ｆｉｒｓｔ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｏｎ　１ｉｓｔ３、　ＲＩｎｄｃｘＷｏｒｄ（丁ｐｔｒ［、ｏｃＯ，ＰｒｏｃＰｒｔ、ＴａｍｇＲａｇ）４、Ｐｒ０ＣＰｔｒＲＱＩｌｌ　：＝　７０１９１１８ｇ５、　−−　ｓｅｔ　ＴｅｍｐＲｃｇ　ｔｏ　Ｔｌ、ｉｎｋ　１ｏｃａｔｉｏｎ　ｏｒ　ｆｉｒｓｔｐｒｏｃｅｓｓ６、Ｒｌｎｄｅｘ）ｌｏｒｄ（ＰｒｏｅＰｔｒＲｃｇ、ＴＬｉｎｋ、ｓ、ＴｅｍｐＩｔｅａ）７、［ｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＰｒｏｅＰｔｒＲｅｇ、ＴＬｉｎｋ、ｓ、Ｔｉａ＋ｅＳｃｔ、ｐ）ａ、−−ｕｐｄａｔｅ　ｔｉｇａｅｒ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｗｏｒｄ９、　旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（ｒｐｔｒＬｏｃＯ，ＰｒｏｃＰｒｉ、　ＴＯＩＤＲＱＱ）１２、　ＴｅｍｐＲｅｇ＝ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐ１３、　−−　Ｙｅｓ。１４、　ＶａｌｉｄＴｉｍｅＦｌａｇ［ＰｒｏｃＰｒｉｌ　：＝　０１５、　ＴｅｍｐＲｅｇ　＜＞　ＮｏｔＰｒｏｅｅｓｓ、ｐ１６、　−−　Ｎｏ；　ｓｅｔ　ｌＬｃｘｔＴｉｍｃＲｃｇ１７、　ＲＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＴｅｍｐＲｅｇ、Ｔｉｍｅ、ｓ。Ｎｃｘｔｒｉｍｃｌｌｃｇ［ＰｒｏＰｒｉｌ）１８、−−　ｃｈｅｃｋ　５ｔａｔｅ　１ｏｃａｔｉｏｎ　ｏｒ　ｐｒｏｃｅｓｓ１９、　ＩｔｌｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＰｒｏｃＰｔｒＲｃｇ、５ｔａｔｅ、Ｓ、ＴｅｍｐＲｅｇ）２０、　１Ｆ２Ｌ　Ｔｅｕｌｌｃｇ　＝　Ｒｅａｄｙ、１）２２、　８にＩＰ２３、　ＴｃｉｐＩｌｅｇ＝Ｗａｉｔｉｎｇ、ｐ２４、　３［Ｑ２５、　旧ｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＰｒｏｃＰｔｒｌｌｃｇ、　５ｔａｔｅ、ｓ、　Ｒｅａｄｙ、ｐ）２Ｇ、　ＰｒｏｃＤｅｓｃＲｃｇ　：＝　ＰｒｏｃＰｔｒＲｅｇ　＼ｔ　ＰｒｏｃＰｒｉ２７、　Ｒｕｎ　：４二記の定義においてはＴｐｔｒＬｏｃＯを参考にした。優先４％１のための１つと優先権０のために１つの、２つのｒＢｒ場所があることがわかるであろう。それらは隣接す′るメモリ場所を占め、優先権０に対してはアドレスＴｐｔｒＬｏｃＯを有する。このようにして、ＩｌＱ達する優先権に応じて、いずれかの場所をＴｐｔｒＬＯＣＯからのＯまたは１のオフセットによりアドレスできる。手続きｒ　Ｉｎ５ｅｒｔＳｔｅｐＪはＩｎｓｃｒＬｒｌａｇ　「Ｐｒ１ｆＪがセットされる結果として実行される。この手続きの反応性能により、現在の優先権レベルに対するタイマリストの正しい位Ｋｌに現在のプロセスが挿入される。Ｂｒｅｇ　［Ｐｒ１ｌレジスタとＣｒｅｇ［Ｐｒ１ｌレジスタが、正しい場所の探索がその時までに達した点を識別する。挿入が行われると、手続きはＩｎｓｅｒｔｒｌａｇ　［Ｐｒ１Ｊをクリヤし、タイマレジスタを適切にリセットし、次のプロセスを実行させる。ＰＲＯＣＩｎ５ｅｒｔＳｔｃｐ　＝ −＾ｒｃｇ［Ｐｒ１ｌは、本プロ［スに関連する時間を保持すする。 −−Ｂｒｅｇ［Ｐｒ１ｌは、次のブ［］ケスのポインタのポインタとして用いられる。 −−Ｃｒｃｇ［Ｐｒ１ｌは、次のプロセスのポインタとして用い３、　Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＜＞　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐ４、　−−　ｐｉｃｋ　ｕｐ　ｔｉｍｅ　ａｓｓｏｃｉａｔｅｄ　ｗｉｔｈ　ｎｅｘｔｐｒＯｃＱｓｓ。５、　Ｒ１ｎｄｅｘ％４ｏｒｄ（Ｃｒｅｏ［Ｐｒ１ｌ、　Ｔｉｍｅ、ｓ、　Ｔｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）６、　Ｃｒｅａ［Ｐｒ１ｌ＝ＮｏＵＰｒｏｃｃｓｓ、ｐ７、　３ＫＩＰ８、　１Ｆ９、　（Ｃｒｅｇ（Ｐｒｉｌ　＜＞　ＨｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐ）　ＡＨロ　（八ｒｅｇ［Ｐｒ１ｌＡｒｒｒＲ１ｒｃａ［Ｐｒ１ｌ）１０、　３［口Ｉｔ、　−−１０Ｖ１３　Ｏｎ　Ｏｎｅ　１ｌｒＯｃｅｓｓ１２、　＾ｔＷｏｒｄ（ＣｒｃｏＬＰｒｉｌ、　ｒＬｉｎｋ、ｓ、　Ｂｒｅｏ［Ｐｒｉｌ）１３　旧ｎｄｃｘ１４ｏｒｄ（Ｂｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ、　Ｏ，Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）１４．　１’１ｔｌｌ［Ｉｓ、　ＳＩ’ＱＩＧ、　−−ｆｏｕｎｄ　ｐｌａｃｅ　ｔｏ　１ｎｓｅｒｔ１７、　Ｉｎ５ｃｒｔｉ’ｌａｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　０１８、　−−１ｉｎｋ　ｉｎ　ｔｈｉｓ　ｐｒｏｃＯｓｓ１９、　ＷＩｒｉｄｅｘＷｏｒｄ（Ｂｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ、０．ＷｐｔｒＲｅｇ（Ｐｒｉｌ）２０、　ＷｌｎｄｃｘＷｏｒｄ（Ｗｐｔｒｌｌｃｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｔｌ１ｎｋ、ｓ。Ｃｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ）２１、　−−　５（ｉｔ　ｔｈｅ　Ｎ０ＸｔＴｉＩｌｅＲｅｃ１２２、　旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＴｐｔｒＬｏｃＯ，Ｐｒｉ、　ｒｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）２３、　Ｒ［ｎｄｅｘ１４ｏｒｄ（ＴｒｅｇｌＰｒｉｌ、ｒｉｍｅ、ｓ。Ｎｃｘｔｒｉｍｅｌｌｅｇ［Ｐｃ１ｌ）２４、　ＶａｌｉｄＴｉｍｅＦｌａｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　１２５、　ＷＩｎｄｅｘ１４ｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、１ｐｔｒ、ｓ。ＩｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ）２６、　３ＮＩ’Ｆｌａｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　１　：手続きｌ’　ＤｃｌｅｔｅＳｔｅｐＪはＤｃｌｅｔｅｒｌａｇ　［Ｐｒ１ｌがセラ１〜される結果として実行される。この手続きの反ｔｏ性能により、現在の優先様レベルに対するタイマから現在のプロセスが削除される。Ｂｒｅｇ　［Ｐｒ１ｌレジスタとＣｒｅｇ　［Ｐｒ１ｌレジスタが、正しい場所の探索がその時までに達した点を識別する。挿入が行われると、手続きはＤｅｌｅｔｅｒｌａｇ　［Ｐｒ１ｌをクリヤし、タイマレジスタを適切にリセットする。ＰＲＯＣＤａ！ｅｔｅｓｔｅｐ　− １、Ｉ［２、Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＜＞　ＷｐｔｐＲｅｇ［Ｐｒ１１３、　３ＥＯ４、−−ｎｏｔ　ｙｅｔ　ｆＯＬＩｎｄ　Ｃ１１ｒｒ（！ｎｔ　ｐｒｏｃｅｓｓ：５ｔｅｐ　Ｏｎ５□　＾ｔＷｏｒｄ（ＣｒｅｇｌＰｒｉｌ、１１．ｉｎｋ、ｓ、Ｒｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）６、　旧ｒｉｄｅｘＷｏｒｄ（Ｂｒｅｇ［Ｐｃ１ｌ、Ｏ，Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）７、　Ｃｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ　＝　ＷｐｔｒＲｅｇｌＰｒｉ１８、　ＳＦＱ　−−ｆｏｕｎｄ　ｐｒｏｃｅｓｓ；　ｄｅｌｅｔｅ　ｆｒｏｍ＋　１ｉｓｔ９４　ロｅｌｅｔｅＦＩａｇ［Ｐ「ｉｌ　：＝　０１０、　ＲＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｗｐ［ｒＲｅｇ［ＰＰ１ｌ、ＴＬｉｎｋ、ｓ。Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）１１、　旧ｎｄｅｘ１４ｏｒｄ（Ｂｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ、０゜Ｃｒｅｏ［Ｐｒ１ｌ）１２、　−−　Ｃｈｅｃｋ　Ｈｔｈｅｒｅ　ａｒｅ　ａｎｙ　ｐｒｏｃｅｓｓｅｓｌｅｆｔ　Ｏｎ　ｑｕｅｕｅ１３、　旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｔｐｊｒｌ−ｏｃｏ、　Ｐｒｉ、　ａｒｅｇ（Ｐｒｉｌ）１４、　ＮＦ１５、　ａｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＝　ＨｏｔＰｒｏｃｃｓｓ、ｐ１６、　−−　Ｎｏ　ｐｒｏｃｅｓｓｅｓ　１ｅｆｔ１７、　ＶａｌｉｄＴｉｍａＦｌａｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　０１８、　ａｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＜＞　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐ１９、　−−　ａｅｔ　ｔｉｍｅ　１ｒｏｎ目ｒＳｔ　ｆｌｒＯｃｅｓｓ２０、　ＲＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＢｒｅｏｆＰｒｉｌ、−Ｔｉｍｅ、ｓ。ＮｅｘｔＴｉｍｃＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ）２１、　ＷＩｎｄＱＸＷＯｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｌ）Ｊｌ’ｒｉｌ、ＴＬｉｎｋ、Ｓ。ｒｉｍｅＮｏｔｓｃｔ、ｐ）ニブ［二１セッサは一連の動作を行う。それらの動作は現在のプロセスのため、または直１ＪＩＩリンク２５あるいはタイマ９により行われた要求のために（１われる。優先権Ｏプロセス優先権０タイマまたは優先権０プロセスを数機う通信ヂＶネルのために行われる動作は［優先権Ｏ動作−１と呼ばれる。ｒＶ＠先１１１　！ｊ＋作」はそれに対応して定義される。現在のプロセスのために実行でさる動作は手続き［５ｔａｒｔＮｅｘｔＰｒｏｅｃｓｓｌ　、［Ｉｎ５ｅｒｔＳｔｅｐＪ　、「ＤｅｌｅｔｅＳｔｅｐｌ　。１’ＢＩＯｃｋｃＯｐＶｓｔＱ［）　Ｊまたは命令をフェッチし、復号し、実行づることである。直列リンクのためにプロセスｌすにより行うことができる動性は手続き「１ｌａｎｄ　ＩｃＲｕｎＲｅｑｕｅｓｔ　ＪおＪ：びｒ　１ｌａｎｄ　１ｃＲｅａｄｙＲｃｑｕｃｓｔ　Ｊである。それらはわれわれの前記未決の特許出願に詳しく記述されている。タイマ０のためにブ「】ｔ？ッザにより実行できる動作は、先に定義した手続き［ＨａｎｄｌｅＴｉｍｅＲｃｑｕａｓｔ　Ｊに記述されている。それらの各動作は一連のマイクロ命令に対応する。それらの動作を構成する任意のシータンスにお

【）る最後のマイクロ命令は［ｔ４ｅｘｔＡｃｔｉｏｎＪである。これによりプロセッサは次に実行すべき動作を選択させられる。［ＮｃｘｔＡｃｔｉｏｎＪマイク【］命令が実行される時にどの動作を次に実行すべきかをプロセッサが判定する方法（１次の通りである。同期制御ロジック１０は、任意の時刻にだかださもないと、ＣｏｐＹＮａｇ　［Ｐｒ１ｌがセットされるとすると、プロセッサは手続き［ＢＩｏｃｋＣｏｐｙＳｔｅｐ　Ｊを実行する。さもないと、優先ｌＰｒ１の現在のプロヒスがあるものとすると、プロセッサは命令の７エツチ、復号および実行を行う。われわれのヨーロッパ特許用細ｆｌ？ｏ１１０６４２に記）ホされているように、命令はフェッチされ、復号され、実？テされる。以後の機能セットについての記述は４つの付加手続きについてのものであるニーＴｉｍｅＳｌｉｃｅＩｎＳＯｒｔｌｎＴｉｌＱｒＬｉＳｔＤｅｌｅｔｅＦｒｏｉＴｉｍｅｒＬｉｓｔ！５ＴｈｉｓＳｃｌａｅｔｃｄＰｒｏｃｃｓｓそれらの手続きの以下の定義においては相対的な時間を参照りる。クロック・レジスタ８１は定期的に１だ＜ｊ　ｒ　ｍｌさせられ、連続り”イクルを通じて、最も負の値から最も正の値まで増加する。最も正の値の次の増加で、そのレジスタは最も負の値へ戻る。以下の説明においては、（Ｙの後のＸ）という表現は、Ｘが時刻Ｙより遅れていることを意味する。（Ｘ＋１）と（Ｘ　＋　Ｈｏ５ｔＰｏｓ）の全ての時間（まＸの後であると定義される。（Ｃ１ｏｃｋ　ｎｅｏ　＋　１　）と（ＣｌｏｃｋＩｔｅｇ　＋　Ｈｏ５ｔＰｒｏｓ）の間の全ての時間は未来にあると考えられ、（Ｃｌｏｃｋ　Ｒｅｇ　ａｎｄ　（−１））と（Ｃ１ｏｃｋ　ｎａｇ＋Ｈｏ５ｔＮｅＯ）の間の全ての時間は過去にあると考えられる。付加手続き定義は次の通りである：１、　ＰＲＯＣＴｉ１ＩｅＳＩｉｅｅ＝２、　１Ｆ３、　（Ｐｒｉ　＝　１）　八Ｎｏ　（（ＣｌｏｃｋＲｅｇ　＾ＦＴＥＲＴｉａ＋ｅＳｌｉｃｃＲｅｇ）　Ｏｌｌ　（ＣＩｏｃｋＲｅｇ　＝　ＴｉｍｅＳｌｉｅｃ））４、　５ＥＱ５、　ＰｒｏｃＤｅｓｃＲｅｇ　：＝　Ｗｐｔｒ　ＶＰｒｉ６、　１’１Ｕｎ７、　５ＮＰ（Ｐｒｉｌ　：＝　１８、　ＴＲＵＥ９、　６にＩＰ１、　ＰＲＯＣＩｎｓｅｒｔｌｎＴｉｍａｒＬｉｓｔ　＝−これは、Ａｒｅｇ［Ｐｒ［ｌによって特定される時間にタイマに挿入される本ブＤセスに基づいてＩｎ５ｅｒｔｓｅｐが繰返し実行されるようにレジスタおよび１ｎｓｅｒｔ　ｒ［ａｇをセットし、その後デスケシコールする。一−Ｂｒｅｇ［Ｐｒ１ｌは次のブ１コヒスのポインタのポインタとして用いられる。一−Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１ｌは、次のブ［Ｊセスのポインタとして用いられる。２．３ＥＱ３、　ＷＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（１４ｐｔｒｌｌｅｇ［Ｐｒ１ｌ、　Ｔｉｍｅ、ｓ。Ａｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）４、　Ｉｎｓｃｒｔｒｌａｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　１！ｉ、　Ａｔ１４０ｒｄ（ｒｐｔｒＬＯｃｏ、　Ｐｒｉ、　Ｂｒ１３（ｌ（Ｐｒｉｌ）６゜　旧ｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＢｒｅｏｒＰｒｉｌ、　ｏ、　Ｃｒｅｇ（Ｐｒｉｌ）：１、　ＰＲＯＣＤｃｌｃｔｃＪｒｏｉＴｉｌｃＬｉｓｔ　＝−これにより現在のプロセスが特定のタイマリス１〜から消去され、ＴＬｉｎｋの場所にＴｉｍｅ）４ｏｔＳｃｔが書込まれることになる。これはレジスタをセットし、繰返しＤｅｌｃｔｅＳｔｅｐを実行することによってなされる。一へｒａｇは用いられない一−Ｂｒｅ（Ｊは次のプロセスのポインタのポインタとして用いられる一−ｃｒｅｇは次のプロセスのポインタとして用いられる。２、６ＥＱ３、　Ｄｃｌｅｔｅｒｌａｏ［Ｐｒ１ｌ　：＝　１４、　ＡｔＷｏｒｄ（ＴｐｔｒｌｏｃＯ，Ｐｒｉ、Ｂｒｅａ［Ｐｒ１ｌ）５、　ＲＩｎｄＯＸＷＯｒｄ（ＢｒＱ（Ｊ［Ｐｒ１ｌ、Ｏ，Ｃｒｅ（ｌ［Ｐｒ１ｌ）：１、ＰＲＯＣｌ５ＴｈｉｓＳｅｌｃｃｔｅｄＰｒｏｃｅｓｓ　＝２、−これはすべての実行不能命令によって用いられる。３、５ＥＱ４、　旧ｎｄｃｘｓｌｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、０．　Ｏｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）５、ＩＦ６、　Ｏｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＝　（−ｔ）７、　３ＥＱ８、　１４ＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｏ。Ａｒｃｏ［Ｐｒ１ｌ）９、　Ａｒｅａ［Ｐｒ１ｌ　：＝　ＨａｃｈｉｎｅＴＲ叶１０、　０ｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＜＞　（−１）１１、　Ａｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　Ｈａｃｈｉｎｅｒ＾［Ｓ［：機能セットヨーロッパ特許明ＩＩ書０１１０６４２におけるように、マイクロコンピュータのための各命令は、機能セットから選択されたｇ１能要素を含む。マイクロコンピュータにより実行される１ｆｉ能には直接機能と、プリフィクシングＩｉ能ｐｆｉｘおよびｎｆｉｘと、１組のオペレーションのうちの１つを選択するためにオペランド・レジスタを使用する間接ｎ能ａｐｒとが含まれる。上記特許出願にＪ３けるように、ｐｆｉｘとｎｆｉｘを除く全ての命令の実行後に０ｒｅ（ｌ［Ｐｒｉ　］がクリヤされる。この出願の改良されため接機能セットおよびオペレーション・セットは次の通りである：０　１ｄｌ　１ｏａｄ　１ｏｃａ１１　ｓｔｌ　５ｔｏｒｅ　１ｏｃａ１２　Ｉｄｌｐ　１ｏａｄ　１ｏｃａｌ　ｐｏｉｎｔｅｒ３　１ｄｎｌ　１ｏａｄ　ｎｏｎ−ｌｏｃａｌ４　５ｔｎｌ　５ｔｏｒｅ　ｎｏｎ−ｌｏｃａ１５　１ｄｎｌｐ　１ｏａｄ　ｎｏｎ−１ｏｃａｌ　ｐｏｉｎｔｅｒ６　ｅｑｃ　ｅｑｕａｌｓ　ｃｏｎｓｔａｎｔ７　１ｄｃ　１ｏａｄ　ｃｏｎｓｔａｎｔ８　ａｄｃ　ａｄｄ　ｃｏｎｓｔａｎｔｏ　３　ｊｕｍｐｌｏ　ｅｊ　ｃｏｎｄｉｔｉｏｎａｌ　ｊｕｍｐＮ　ｃａｌｌ　ｃａｌｌ１２　ａ、ｉｗ　ａｄｊｕｓｔ　ｗｏｒｋｓｐａｃｅ１３　０ｐｌ’　ｏｐｅｒａｔｅ１４　ｐｒｉｘ　ｐｒＯｆｉｘ１５　ｎ４ｉｘ　ｎｅｇａｔｉｖｅ　ｐｒｅｒｉｘｏ　ｒｅｖ、　ｒｅｖｅｒｓｅｔ　ｒｅｔ　「ｃｔｕｒｎ２　ｇｃａｌｌ　ｇｅｎｅｒａｌ　ｃａｌｌ３　ｇａｊｗ　ｇｅｎｅｒａｌ　ａｄｊｕＳｔ　ｗｏｒｋｓｐａｃｅ４　１ｄｐｉ　１ｏａｄ　ｐｏｉｎｔｅｒ　ｔｏ　１ｎｓｒｕｃｔｉ。５　ｂｓｕｂ　ｂｙｔｅ　５ｕｂｓｃｒｉｐｔ６　ｗｓｕｂ　ｗｏｒｋ　５ｕｂｓｃｒｉｐｔ７　ｂｃｎｔ　ｂｙｔｅ　ｃｏｕｎｔ８　ｗｅｎｔ　ｗｏｒｄ　ｃｏｊｎｔ９　ｔｅｎｄ　１ｏｏｐ　ａｎｄｌｏ　ｌｂ　１ｏａｄ　ｂｙｔｅｉｌ　ｓｂ　５ｔＯｒＯｂｙｔｅ１２　ｃｏｐｙ　ｃｏｐｙ　ｍｅｓｓａｇａ１３　ｇｔ　ｇｒｅａｔｅｒｔ　ｔｈａｎｉ４　ａｄｄ　ａｄｄ１５　ｓｕｂ　５ｕｂｔｒａｃｔ１６　ｍ１ｎｔ　ｌｉｎｉＩＩｌｕｍ　ｉｎｔｅｇｅｒ１？　５ｔａｒｔＤ　５ｔａｒｔ　ｌ１ｒｏｅｅｓｓ１８　ｅｎｄｐ　ｅｎｄ　ｐｒｏｃｅｓｓ１９　ｒｌｌｎｐ　ｒｕｎ　ｐｒｏｃｅｓｓ２０　５ｔ０１）Ｄ　５ｔＯＤ　１）ｒＯｃｅｓｓ２１　１ｄｐｒｉ　ｔｏａｄ　ｐｒｉｏｒｉｔｙ２２　ｉｎ　１ｎｐｔｌｔ　ｆｆ１ｅｓｓ＋１（ｌｅ２３　ｏｕｔ　ｏｕｔｐｕｔ　ｍｅｓｓａｇｅ２４　ａｆｔ　ａｌｔ　５ｔａｒｔ２５　ａｌｔｗｔ　ａｆｔ　ｗａｉｔ２６　ａｌｔｅｎｄ　ａｌｔ　ｅｎｄ２７　（３ｎｂＳ　ｅｎａｂｉｅ　５ｋｉｐ２８　ｄｉｓｓ　ｄｉｓａｂｌｅ　５ｋｉｐ２９　ｅｎｂｃ　ｅｎａｂｌｅ　ｃｈａｎｎｅ１３０　ｄｉｓｃ　ｄｔｓａｂｌｅ　ｃｈａｎｎｅ１３１　Ｎｄｔｉｉ＋ｃｒ　１ｏａｄ　ｔｉｇｅｒ３２　ｔｉｎ　ｔｉｍｅｒ　１ｎｐｕｔ３３　ｔａｃｔ　ｔｉｍｅｒ　ａｆｔ　５ｔａｒｔ３４　ｔａｌｔｗｔ　ｔｉｇｅｒ　ａｆｔ　ｗａｉｔ３５　ｃｎｂｔ　ｅｎａｂｌｅ　ｔｉｍｅｒ３６　ｄｉｓｔ　ｄｉｓａｂｌｅ　ｔｉｎｋｅｒコード番号３１へ−３６をｌＮするオペレージコンを除き、十に掲げた全ての機能Ｊ３よびＡペレーシ」ンは前記未決の特−出願においてすでに定義されているから、この明細書においては再び定義はしない。しかし、機能「ｊｕｍｐ　ｌとオペレージ−１ンｌ’　１ｏｏｐ　ａｎｄ　ｌ終り【ま、タイマ９の使用を行えるように再び定義されて４３す、それはいま次のように定義定義：Ｓ［〇八ｔＢｙｔｅ（ＩｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｏｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ。ＩｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ）　ＴｉｍｅＳｌｉｃｃし１的−制御を後方まｆこは前方に移してルーＩに入りまたはループから出ること。割当てられた時間が経過したらブ［］セスをｉｌＴスケジュールさせること。１ｏｏｐ　ａｎｄ定義：　ＳＥＱ１１１ｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｂｒｃｇ［Ｐｒｉｌ、　１．　Ｃｒｃｇ［ＰｒｉＪ）ＣｒＯｇ（Ｐｒｉｌ　ニー　ＣｒｅｇｌＰｒｉ］　−１ＷＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｂｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ、１．　Ｃｒｅｇ［、Ｐｒ１Ｊ１１「Ｃｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ　＞　Ｏ３Ｆ、ＱＲＩｎｄｅｘＷｏｒＪ（Ｂｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ、０゜Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１Ｊ）Ｃｒｃａ［Ｐｒ１ｌ　：＝　Ｃｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＋　１旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｂｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ、０゜Ｃｒｅ（］Ｉ、Ｐｒｉｌ）ＡｔＲｙｔｅ（ｌｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ、−八ｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｉｐｔｌｅｇ［Ｐｒ１ｌ）１’　ＲＵ　ＥＫＩＰ１’ｉｎ＋ｃＳＩｉｅｃ目的：リプリケータを作動させて、割当てられた時間が経過したらプロセスを再スゲジュールＪること。付加機能および“ａｌｔｅｎｄ”は次のとおりである。ムエヱ込功ｍ１ｏａｄ　ｔｉｌｌｅｒ定Ｒ：　Ｓ［ＱＣｒｅｇ［Ｐｒｔｌ　：＝　Ｂｒａｇ［ＰｒｉｌＢｒｃｇ［ｆ’ｒｉＪ　：＝　Ａｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ八ｒｅへ［Ｐｒ１ｌ　：＝　ＣｌｏｃｋＲｅｇ目的：　タイマの現在の値をＡｒｃｇに入れること。目ｍａｒ　１ｎｐｕｔ定へ二１１［２、Ｃｌｏｃｋｌｌｃｇ　ＡＩ’Ｔ［ＲＡｒｅｇ［Ｐｒ１１３、３ＫＩＰ４、月（ＵＥ６．　Ｗｌｎｄｃｘｌｌｏｒｄ（Ｗｐｔｌｅｇ［Ｐｒ１ｌ。５ｔａｔｃ、ｓ、１４ａ口ｉｎｏ、ｐ）７、　Ａｒｃｇ［Ｐｒｉｌ　：＝　八ｒａｇ［Ｐｒ１ｌ　＋　１８、　Ｉｎ５ＯｒｔｌｎＴｉｌＯｒＬｉＳｔ目的二　所定時間後にプロセスをスケジュールすること。選択的タイマ人力の機能ｔｉｍｅｒ　ａｌｔｅｒｎａｔｉＶＱ　５ｔａｒｔ定１ｉ：１．５ＥＱ２、ＷＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、５ｔａｔｃ、ｓ。［ｎａｂｌｉｎ（１，９）３、　旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（Ｉ４ｐｔｒＲｅｏ［Ｐｒ１ｌ、　ＴＬｉｎｋ、ｓ。Ｔ　ｉｍｅＮｏｔｓｅｔ、　Ｄ）目的：　プロセスの状態およびタイマの状態を選択的入力およびタイマを使用可能とするのに先だって初１１化す−ること。ｔｉｍｅｒ　ａｌｔｏｒｎａｔｉＶｅ　Ｗａｉｔ定義：　１．５ＥＱ２、ＷＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、０−１）３、ＲｌｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＩＬｐｔｒＲｃｇ［ｔ）ｒｉｌ、ＴＬｉｎｋ、ｓ。Ｂｒｅｇ）Ｐｒｉｌ）４、ＲＩｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｏ［Ｐｒ１ｌ、Δｒｅ（］［Ｐｒ１ｌ）５、　Ｉ「６、　（ＢｒｅＱｒｒ’ｒｉ１　＝　１ｉ１ｅＳｅｔ、０）　ＡＮＤ（ＣＩｏｃＨｅｑ＾Ｉ”Ｔ［ＲＡｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）７、　Ｓｔ’：Ｑ　−−ｃｌｏｃｋ　ｍａｋｅｓ　ｐｒｏｃｅｓｓ　ｒｅａｄｙ８、　ＷＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ。５ｔａｔｃ、ｓ、Ｒｃａｄｙ、ｐ）９、　１４１ｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅＯ［Ｐｒ１ｌ。Ｔｉｍｅ、ｓ、ＣｔｏｃｋＲｅｇ）１０、　丁Ｒυ［１１、ＳＥＱ　−−ｃｌｏｃｋ　ｄｏｅｓ　ｎｏｔ　ｍａｋｅｐｒｏｃｅｓｓ　ｒｅａｄｙ１２、　Ｒ１ｎｄｅｘＷｏｒｃ！（ＷｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ。５ｔａｔｅ、ｓ、Ｃｒｅａ［Ｐｒ１ｌ）１３、　１Ｆ１４、　ＣｒｃＯｒＰｒｉｌ　＝　ＲｅａｄＶ、１１１５、　ＩＪＩｎｄｃｙｊｌｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｔｉｍｅ、ｓ、ＣｌｏｃｋＲｃｇ）１６、　Ｃｒｃｇ［Ｐｒ目−［ｎａｂｉｉｎｑ、ｐ１７、　３ｒＱ１８、　Ｗｌｎｄｅｘ）１ｏｒｄ（）ｌｐｔｒＲｅｑ［Ｐｒ１ｌ。５ｔａｔｅ、ｓ、Ｗａｉｔｉｎｖ、ｐ）１９、　ｌＦ２Ｏ、Ｂｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＝　ｔｉｍｅｓｅｔ、ｐ２１、　５ＥＱ２２、　＾ｒｃｏＬＰｒｉｌ　：＝Ａｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ　＋　１２３、　ＩｎｓｅｒｔｌｎＴｉｍｃｒＬｉｓｔ２４、　Ｂｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ　＝１ｉｍｅＮｏｔｓｅｔ、ｐ２５、　ＳＩ’、Ｑ２６、　Ｗｌｎｄｃｘｌｌｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｉｐｔｒ、ｓ。ＩｐｔｒＲＱＱ［Ｐｒ１ｌ）２７、　５ＮＰｒｌａ（ｌ［Ｐｒ１ｌ　：＝　１１］的：　複数の可能な入力、例えばタイマ入力、のうちの１つを待つこと。ｅｎａｂｌｅ　ｔｉＩｌｅｒ定義：　１．５ＥＱ２６Ｉ［３、Ａｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ＝ＨａｃｈｉｎｅｒＡＩＳＦ４、　３にＩＰ５、　Ａｒｅａ［Ｐｒ１ｌ　＜＞　Ｈａｃｈｉｎｅｒ＾ＬＳＥ６、　３ｒＯ１１，旧ｎｄｃｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｏｒＰｒｉｌ。ＴＬｉｎｋ、ｓ、　Ｏｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ）８、　１Ｆ９、　０ｒｅＱ［Ｐｌ’ｉｌ　＝　Ｔｉ１ｌｅＨＯｔＳｅｔ、ｐｌｏ、　３ＥＱ１１、　旧ｎｄｃｘＷｏｒｃ１０１ｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、ＴＬｉｎｋ、ｓ。Ｔｉｎ＋ｅＳｃｔ、Ｄ）１２３　旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｏ［Ｐｒ１１．　■ｉｍｅ、ｓ。Ｂｒｃｇ（Ｐｒｉｌ）１３、　０ｒｃｇ（Ｐｒｔｌ　＝　ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐ１４、　８ＥＱ１５、　ＩＩＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｃｇ［Ｐｒ１ｌ、Ｔｉｍｅ、ｓ、Ｏｒｃｇ１７、　０ｒｅｏｒＰｒｉｌ　＾ｒＴ［ｒｌＢｒｏｏ［Ｐｒ１１１８、　Ｉｎｄｅｘ＠ｏｒｄ（讐ＤｔｒＲＯＯ［Ｐｒ１ｌ。Ｔｉｍｅ、ｓ、Ｂｒｃｇ［Ｐｒ１ｌ）１９、　ＩＲＵＩ：２０、　３ＫＩＰ２１、　８ｒｃｏ［Ｐｒ１ｌ　：＝　Ｃｒｃｇｌ、Ｐｒ１ｌ目的：　タイマ入力を可能にすること。ｄｉｓａｂｌｅ　ｔｉｌＱｒ用途：　Ｏｎ　ｅｎｔｒｙ：　＾ｒｃｃ＋　＝　Ｃｏｄｅ　ｏｆｆｓｅｔ。Ｂｒａｇ　＝　Ｂｏｏｌｅａｎ　ｇｕａｒｄＣｒａｇ　＝　Ｔｉｍｅ０＋１　ｅｘ已：　八ｒａｇ　＝　Ｍａｃ旧ｎｅＴＲＩＩＥ　ｉｆ　ｔｈｉｓｗａｓ　５ｅｌｅｃｔｅｄ　ＣＯｍｐＯｎＯｎｔ＾ｒａｇ　＝　Ｈａｃｈｉ＋＋ｅｆＡＩＳＥ　ｏｔｈｅｒｗｉｓｅ定轟＝１１［２、８ｒｃｇｉＰｒｉｌ　＝　ＨａｃｈｉｎｅＦＡＬＳＥ３　八ｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　ＨａＣｈｌｒｌＯＩΔ１．　Ｓ　（４、Ｒｒｅｇ［ｒ’ｒｉＪ　＜＞　ＨａｃｈｉｎｃＦＡＩＳｔ、’＋　、　Ｓ　［Ｑ６、　旧ｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｉ’ｒｉｌ、　Ｔ１．ｉｎｋ、　ｓ。Ｏｒｃｇ　（Ｐｃ　ｉ　ｌ　）１、　１［８、Ｏｒｅｇ　［Ｐｒ　ｉ　）−目１１ＯＮＯｔＳＯｔ、　ｐ９、　Ａｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　ＨａｃｈｉｎｅｒＡＬＳＥｌｏ、　０ｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　＝　ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐｌｉ、　５ＥＱ１２、　旧ｎｄｃｘｌＪｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ。１ｉｉｅ、ｓ、Ｏｒｅｇ［Ｉ’ｒｉＪ）１３、　１Ｆ１４、　Ｏｒｅｇ（Ｐｒｉｌ　＾ｆＴ［ＲＣｒｅｇ［Ｐｒ１ｌｔ５．　ｌ５ＴｈｉｓＳｅｌｃｃｔｅｄＰｒｏｃｅｓｓ１６、　ＴＲｌ１［１７、Ａｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝ＨａｃｈｉｎｅＦΔＬＳＥ１８、　ｒｎｔｌＥ１９、　３ＥＱ２０、　八ｒｅｇ［Ｐｒ１ｌ　：＝　Ｈ，ＩｃｈｉｎｅｒＡＩＳＦ２１、　Ｄｅｌｅｔｃｆ’ｒｏｍＴｉａｉｅｒｌｉｓｔ目的；　＋ｉＪ能なタイマ入力を不可能にすること。複数の選１１１！的タイマ人力のうりの１つを選択−すること。ａｌｔｅｒｎａｔｔｖｃ　ｅｎｄ定へ：　５ＩＩＪ１、　ＲＩｎｄｅｘＷｏｒｄ（ＷｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１ｌ、　０゜Ｏｆｅｇ［Ｐｒ１ｌ）２、　＾ｔＢｙｔｃ（Ｉ吋ｒＲＱ（ｌ［Ｐｒ１ｌ、　ＯｒｅｇｒＰｒｉｌ、　ＩｐｔｒＲｅｇ［Ｐｒ１Ｊ）１］的：　選択的プロセスの選択されたコンポーネントの実行を開始すること。マイク［］命令ＲＯＭ１３は、そのＲＯＭ１３からとりだしたマイク［１命令の結果として上記動作のいずれかをプロしツサを実行させられるような、上記の機能およびオペレージコンの全てに対応するマイクロ命令を含むことがわかるであろう。スケジュールプロセッサはそれの時間を、２秤類の優先権レベルＯと１で実行しでいるいくつかの同時プロセスの間で供用する。優先ＩＩＯプロセスと優先権１ブ［１ヒスが共に実行できるものとすると、優先権０プロセスが優先権１プロセスより優先して常に実行する。任意の時刻にただ１つのプロセスが実際に実（ｊされ、現在のプロセスであるこのプロセスはＷ　Ｉ）　Ｔ　Ｒレジスタ５）１に作業域ポインタ（ＷＰＴＲ＞を右し、Ｉ　Ｐ　Ｔ　Ｒレジスタ５０内の命令ポインタ（Ｉ　ＰＴＲ）が、その特定のブ［１セスに関連するフランジ中の命令シーク−レスから次に実行すべき命令を示す。現在のプロセスでは＜’Ｋ　＜、かつ実行を待っていないブ［ｌセスはどんなプロセスでもデスケシコールされる。あるプロセスがスケジュールされると、それは現在のブ［１セスになるか、実１ｊを持っているプロセスのリストすなわち行列に加えられＣいるがのいずれかである。そのようなスケジュールされたリストはリンクされたリストと１）で形成され、そのプロセスの作ｔｂＸに対す゛るポインタを有する。そのリスト上の任意のプロヒスの命令ポインタ（ＩＰＴＲ）は、第４図に示すように、それの作業域のＩ　Ｐ　Ｔ　Ｒ場所６５に格納される。この場合では、実ｔ”ｘされるのを持つているスケジュールされたプロセスの２つのリス］へをプロセッサは含むことができる。それらのプロセスはそれぞれ各優先権レベルに対するものである。それに加えて、スケジュールされるまで指定された時間を持つデスケジュールされたブ［１ヒスの２つのタイマリスｌ−を含むことができる。ｌ先権に対して１つのタイマリストが設置）られる。第４図は高優先権０のスケジュールされたリストを示し、第５図は、第４図に示寸ようにある優先権Ｏのブ［］ｔ？スが現在のプロセスである時の、低優先権１のスケジュールされたリス１〜を示す。この場合には現在のブ［１セスが高優先権０のプロレスであるから、レジスタ・バンク選択器４１はプロセッサが使用するレジスタをバンク３９内で選択している。したがって、Ｗ　Ｐ　Ｔ　Ｒレジスタ［０］は、第４図に示すように、現在のプロセスＬの作業域６０の０場所に対するポインタを保持する。１１３丁［）レジスタ［０］４；Ｌ、メモリに格納されているブ［１グラム・シーケンス１８１内の次の命令に対するポインタを含む。第４図に示されているレジスタ５４゜５５．５６．５７は次のプロセスＬの実行中に使用すべき別の値を含む。実行を持っている優先権Ｏのプロセスのスケジアールされたリストが、第４図に３つのプロセスＭ。Ｎ、Ｏにより示されている。てれらのプロセスの作業域が６１．６２．６３に線図的に示されている。それらの各作業域はブＩコセスＬに対して示されている作業域に全体として類似する。５３で丞され工いるＦＲＴＲレジスタ［０］は、このリス１〜の先頭のプロレスであるプロセスＭの作業域に対するポインタを含む。プロセスＭの作業域はそれのＩＰＴＲ場所６５に、プロヒスＭが現在のプロセスになった時に実行１ｊべきプログラム・シーケンス中の次の命令に対するポインタを含む。ブ［ｌｔ？スＭのリンク場所６６は、そのリスト１′、の次のプロセスであるプロセスＮの作業域に対するポインタを含む。示されているリスト上の最後のプロセスはプロセスＯである。そのプロセス０は６３で示されている作業域を有する。５２で示されているＢＰＴＲレジスタ［５２１は、この最後のプロセス０の作業域に対するポインタを含む。このプロセス０の作業域６３は前のブロセスＮのリンク場所６６の内容により向けられるが、この場合にはプロセスＯはリスト上の最後のプロセスであるから・プロセス０のリンク場所６６はポインタを含まない。別のプロセスがこのリストに加えられると、その別のプロセスの作業域に対するポインタが１３　Ｐ　Ｔ　Ｒレジスタ内に置かれるから、プロセスＯのリンク場所６６は、そのリストに加えられたその別のプロセスの作業域に対するポインタを含む。優先権１のスケジュールされたリストは全体として類似し、これは第５図に示されている。この場合には、スケジュールされていて、実行を持っている優先権１のプロセスのリストはプロセスＰ、Ｑ、Ｒより成る。Ｓという記号で示されている別の優先権１のプロセスが示されているが、これは現在はデスケジュールされて、リンクされたリストの部分は形成しない。ＦＰＴＲレジスタ［１］は、実行を持っているリス１〜上の最初のプロセスを形成するブ［−］セスＲの作業域に対４るポインタを含む。ＢＰＴＲレジスタ［１］は、スケジュールされたリスト上の最後のプロセスを形成するプロしスＲの作業域に対するポインタを含む。各プロセスＰ、Ｑ、ＲはそれのＩ　ＰＴＲ場所にあるプログラム段階を指ｔ　Ｉ　ＰＴＲを有（る。ぞのプログラムが現在のプロセスに４にっだ時に、その段階から次の命令がとり出される。スケジュールされたリスト上の最後のプロセスを除く各プロセスのリンク場所は、そのリスト上の次のプロセスの作業域に対するポインタを含む。先に定義した手続き［ｃ！ｅｑｕｃＪを用いることにより実行するために、あるプロセスをリストのトップからとり出すことができる。先に定義した手続き［５ｔａｒｔ　ｎｅｘｔ　ｐｒｏｃｅｓｓＪによりある現在のプロセスをデスケジュールできる。第４，５図に示されている２つのスケジュールされたプロセス・リストを動作させるやり方は、前記特許出願において既に記述されているから繰返えさない。しかし、この実施例は、現在のプロセスが低優先権プロセスであるとすると、「時間スライス」と呼ばれるある期間の時間の後でそのプロセスを停止させ、スケジュールされているリスト上の他のプ［ルスに実行すべき機会を与えるように、第５図に示されている行列の終りに再スケジュールできるように、時間を輪切りする性能を与える。第５図に示されているような種類のスケジ」−ルされたリス１〜のトップから低優先権のプロセスがとり出されると、プロセッサは手続きｒｄｕｑｕｃＪを実行し、手続きの定義の１１ｔｊと１２行かられかるように、そのプロヒスが優先権１のプロセスである（これは低優先権のプ［］セスに対する場合である）とすると、１２行に従って、時間スライスレジスタ８０に、り［１ツク・レジスタ８１により示されている現在の時間と請求められた「時間スラ、イスの長さ」時間との和である値がロードされる。時間スライスの良さは任意の時間間隔に適するように選択でき、この場合には１０００個の命令を実行するために必要な時間であるようにとられる。これはもらろＩυ必要に応じて変えることができる。この時間スライスは定数ボックス４０に格納される。低優先楯のプロビスが「飛越しくｊｕｎ＋ｐ）Ｊ　Ｒ能または［ループ・エンド（ｌｏｏｐ　ａｎｄ）Ｊオペレーションを実行すると、飛越し機能およびループ・エンド・オペレーションの定義の終りかられかるように、プロセッサは手続き「晴間スライス」を実行づる。手続き「時間スライス」の上記定義に従って、現在のプロレスの優先権が１で、クロック・レジスタにより示される時間が時間スライス・レジスタ８０により示される時間に等しいか、それＪ：り遅れているとすると、作業域ポインタと現在のプロセスの優先権が手続き記述レジスタ４６にロードされ、優先権１のスケジュールされたリストの終りにプロセスを加えることによりそのプロセスが再スケジュールされるように、手続きｆｒｕｎＪが実行されるかをプロセッサが調べる。プロセスが現在のプロレスの実行を止め、プロセッサによる動作をめるより高い優先権のプロセスまたは要求が無ければ、優先権１のスケジュールされたリストのトップから別のプロセスの実行を開始するように、その手続きはＳ　Ｎ　Ｐ　Ｆ　ｌａす５８を値１にセットもする。この実施例は、第６．７図に示されている種類のタイマ・リストのための用意も行う。第６図は低優先権１のプロセスのリンクされたタイマ・リストを示し、第７図は高優先権０のプロセスの類似のリンクされたリス１−を示す。低優先権のプロセスｔよ第６図に文字Ｔ、Ｕ、Ｖ′ｃ示されており、第７図の高優先権プロセスには文字Ｗ、Ｘ、Ｙが与えられている。それら２つのリストは仝休として類似しているから、第６図のリストだけ詳しく説明する。リス１−中の各プロセスのための作業！１！６０が第６図に示されている。タイマ・リストの前方は、−ｒ　Ｐ　−ｒ　１１と呼ばれるポインタ値を保持する単一語メｔり場所９０により維持される。特定の優先権のタイマ・リストドにプロセスがない時は、その優先権に対するＴＰＴＲは特殊な値ｒ　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓ、ｐＪにセットされる。さもないと、メモリ場所９０に保持されているＴＰＴＲは、そのタイマ・リスト中の全てのプロセスは時間的な順序でリンクされる。各プロセス作業域は、プロセスをスケジュールできる時刻を示す時間場所６９内の値を示す。各プロセス作業域のＴ’Ｌｉｎｋ場所６８は、タイマリスト上の次のプロセスの作業域のＯｊＡ所に対するポインタを含む。リスト上の各プロセス作業域の場所６５は、プロセスがスケジュールされて現在のプロセスとなった時に使用するために、プログラム・シーケンス１８１内の次の命令に対するポインタを格納する。タイマ・リス１〜上にプロセスがある時に妥当時間フラッグ８４に値１にセットされ、そのタイマ・リスｉ−上にプロセスがないと値０を有する。次の時間レジスタ８５は、タイマ・リストの前方におけるプロセスの場所６９からとられる時間を含む。このようにして、関連するタイマ・リスト上のいずれかのプロセスをスケジュールすべぎ最ら早い時刻を示すものをレジスタ８５を含む。リストの後部を示すために、タイマ・リストのために設けられるレジスタはない。タイマ・リスト上の最後のプロセスの作業域は、それの作業域のＩＬ［Ｍに場所６８内に特殊な値ｒ　ＮｏｔＰｒｏｃｅｓｓＦ）　Ｊを＠する。レジスタで（よなくてメモリ場所９０を用いることによりリスｌ−の前方が示される。このようにして、同じやり方でメモリ場所を使用することによりリストの前方が識別される。というのは、リストへの全ての中間的なエントリイが識別され、そうすることにより、別のプロビスを時間的な順序でタイマ・リストへ挿入したり、タイマ・リスト上の別のプロセスを削除するために必要な動作を簡単にするからである。タイマ・リスト上の既存の最初のプロセスの前にブＬ］ヒスが挿入することが必要になることがあること、または、挿入すべきプロセスをスケジュールすべき時刻に応じてリストを半ば通じてプロセスを挿入することが必要になることがあることがわかるであろう。第３図に示されているタイマ・ロジックについての双曲の説明かられかるように、妥当時間フラッグ８４のいずれかが、適切な優先権タイマ・リスト上にブ［］グラムが存在することを示す値にセットされたとすると、第３図に示されているタイマ・ロジックは次の時間レジスタ８５に示されている時聞くリスト上のいずれかのプロセスをスケジューリングするための最初の時間を示づ）をクロック・レジスタにより示される時間と比較し、かつ、その最初のプロセスをスケジューリングするだめの時間に達したとすると、タイマ・ロジックが適切な要求信号を条件マルチプレクサへ与える。そうするとプロセッサはそれらの要求信号に応答して、適切なタイマ・リストから最初のプロセスを除去し、適切な妥当時間フラッグと、次の時間フラッグど、Ｔ　Ｐ　１’　Ｒ場所９０を更新する。そうするとこれはタイマ・リストの新しい状態を反映する。そのプロセスがタイマ・リストにもはやないことを承りために、プロセス作業域のためにのＴＬＮＮＫｊ！Ｂ所６８に値「ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐ　Ｊが書込まれる。イのプロしスが既に現在のプロセスではなくなっているか、またはスケジュールされているリスト」二に既にあるものと仮定すると、それは第４図または第５図に示されているような種類のスケジュールされたリストに加えられるようになり、まＩ、二はスケジュールされたリストがなければ現イ［のプロ［スになる。タイマ・リストのトップからあるプロセスを除去するブ１コセッサの動作は前記定義ｒ　ＩＩａｎｄｌｅＴｔｍｅｒＲｅｑｕｅｓｔＪ　Ｉ、：述べられテイル。タイマ入力命令プロセスは、その時間の杼過後はそのプロセスを△レジスタ５４に再スケジュールせねばく【らないような時間をローディングケることにより［ｒｉｍｅｒｌｎｐｔＲＪを含む命令を実行でき、それからオペレージコン［ｒｉｍｅｒｌｎｐｕｔＪを実行する。最初に、クロック・レジスタにより示されている現在の時間が △１ノジスタにより示されている時間の少かどうかを調べ、もしそうならば、１０ヒスがスケジュールされに：ままであるにうに何の動作も行われない。しかし、この条件が満たされないとり−ると、［Ｔｉ１ｃｒｌｎｐｕｔＪの定義に述べられているシーケンスが起き、特殊な値ｌＷａｉｔｉｎｇ、［）　Ｊがプロセス作業域の状態場所６７に書込まれる。プロセスを再スケジュールすべき時刻はＡレジスタに示されている時刻の後に１べきであるから、Ａレジスタに示されている時刻は１だｔノ進まされて、プロ１ごスを再スケジュールすべき１■２１刻を示１−、プロｐツリーは手続き「Ｉｎ５ｃｒｔｌｎＴｉｎｅｒ１．ｉｓｔ　Ｊを実行する。この手続きにおいては、プロセス作業域の時間場所６９に、プロヒスを再スケジュール・ｔべき時刻を−１込み、プロセスが時間的な順序に従うようにプロセスを適切なタイマ・リストの位置に入れさける。プロセス（）が別のプロレスの実行を開始するように、それはＳＮＰＦｌａｇを値１にセットψることもする。［Ｔｉｍｅｒｌｎｐｕｔ　ｌ命令を実行した命令は、適切な長さの時間が経過した時に再スケジュールされる。選択的タイマ入力命令（＾Ｉ　ｔｏｒｎａ口ｖｅ　Ｔｉｍｅｒ　ＩｎｐｕｔＩｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎｓ）前記未決の特許出願には別のプロセスが記述されている。それら別のプロセスは実行のためのいくつかの別のコンポーネントの１つを選択する。別の各コンポーネントは、対応するプロセスが後続する入力またはス：１ツブより成る。この例はタイマｍ択的プロｔス（ｔｉｍｃｒ　ａｌｔｅｒｎａｔｉｖｅｐｒｏｃｅｓｓ）を実行でき、そのブ［コセスは実行のためにいくつかの別のコンポーネントの１つを選択する。別のタイマの各コンポーネントはメツセージ・チ１？ネル入力（内部チャネルまたは外部チャネルからの）と、対応するプロセスが後続するスキップまたはタイマ入力で構成できる。チャネルがレディであるならばメツセージ・ヂ１１ネル入力コンポーネントを選択でき、前記未決の特許出願に記）ホされているようにス髪“ツブコンボーネンｌ−を常に選択できる。クロック・レジスタ内の値がタイマ入力で指定されている時刻のｒｌＪ　（ＡＦＴＥＲＩＩＦある時に、タイマ入力コンポーネントを選択でさる。この例は、タイマ人力に依存しない別のプロセスを、前記未決の特許出願において既に記述されているやり方と正確に同じやりｈで実行する。その記述はこの明細書においては繰返えさない。現在のプロセスがいくつかの別の］ンボーネン１−を有する時は、１つまたはそれ以上のイーれらのコンポーネントを選択できるかどうかを判定するために各」ンボーネントが調べられる。どのコンポーネントも選択できないとすると、それらのコンポーネントの１つを選択できるまでプロセスがデスケジュールされる。それからプロセスは再スケジュールされ、コンポーネントが再び調べられて、コンポーネントの１つが選Ｉ尺される。メツセージ・チＩｔネル入力コンポーネントとスキップ・］ンボーネントの調査が、前記未決の特ｎ出願に記述されているようにして行われる。全てのコンポーネントが調べられると、プロセス作業域の状態場所６７が２つの特殊な値「［ｎａｂｌ　ｉｎＱ、ＤＪまたは［Ｒｃａｄｙ、ｐ−１の１つを含む。状態場所６７が「Ｒｅａｄｙ、ｌ］　Ｊを含んでいるものとすると、およびその時だけ、それらのコンボーネン１〜の１′つを選択ぐきる。パノイン人カーコンポーネントを調べている間に、ＴＬｉｎｋ６８と時間場所６９が特殊１］的のために使用される。口ｉｎｋ場所６８は２つの特殊なｍ　ｒＴｉａ＋ｅｓｅｔ、Ｄ　Ｉまたは［Ｔ　１ｌｌｅＮＯｔｓｅｔ、　ｐ　ｌのうらの１つをどる。それは、タイマ人力がいヂれム調べられていないことを示す「ＴｉｍｅＮｏｔＳｅｔ、ｐＪに初期化され、最初のタイマ入力が調べられた時にｒ　ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐ　ｌに変る。最初のタイマ入力が調べられると、時間場所６９は指定された時間に初期化される。（の後で、各タイマ人力が調べられると、その時刻が時間場所６９に記録されている時間より早いとりると、時間場所が指定された時へ１１に更新される。したがって、全てのコンポーネントが調べられると、時間場所６９は任意のタイマ人力により指定された最も早い時間を保持する。ＴＬｉｎｋ場所６８が５１　［ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐ　Ｊを含んでおり、かつり［］ツタ・レジスタの値が時間場所６９内の１１行間の後である時のみ、別のプロセスがはタイマ人力コンポーネントを選択できる。全てのコンポーネントが従来べられた後で状態場所６７ど、ＴＬｉｎｋ場所６８と、時間場所６９とを用いて任意の］ンボーネントを選択できるかどうかを、タイマ選択的ブ【コセスが決定する。どのコンポーネントも選択できないとするとプロセスはデスケジュールされ、いずれかのタイマ人力コンポーネントが調べられたとすると、プロセスは適切なタイマ・リスト上に置かれる。選択できる少くとも１つのコンポーネントがあるものとすると、各コンポーネントは再び調べられ、最υノの黄ＩＲｉｊＴ能（（ｍｌンボーネンｌ−が）大板される１、前記未決の特許出願に記述されている９Ｌう（、二、いずれかのが選択されたの（゛あればぞ−の一二］ンボーンンｌ＝を記録Ａるために、ブ［１ｉニス作業ＶＪ、　６０の０場所が使用される。ヂトネル人カー１＞フタ、［メよびスキップ・」ンボーネントの再検査は、ｒｔｔ記未清の特ム１出願に記述されているようにして（ｉわれる。タイ７人力］ンボーヘーネンｉ−の再検査は、ＴＬｉｎｋ揚ＰＪｉ　６８と１１１間場所６９を用いて、次のようにして（ｉわれる。最初のタイマ人力−１ンボーネンｌ−が再検査さる時にタイン選択的ブ「］［スがタイマ・リスト上にないどすると、プロセスがイのタイマ・リストｈ装置かれ、かつイ゛の侵で除去されたか、プロセスがタイマ・リスト上に全く置かれていなかったのかのいヂれかである。曲名の場合には、早いタイマ人力コンポーネントが選択可能になった時刻を時間場所６９番よ含む。後者の場合には、−］ンボーネント・ゾ［」セスを調べたｉ後に時間＠Ｆｌｉ６９は値ｒｃＬＯｃＫ　Ｉ≧ＥＧＪを含む。時間場所は、タイマ人力コンポーネントの全ての再検査に対して同じ値を保持でる。時間場所６９の内容が指定された時刻より「後」である場合のみ、夕・イマ入力コンボーネン１−を選択可能である最初のタイマ入力コンポーネントが再検査される時にタイマ選択的プロセスがタイマ・リスト４Ｆに以前としであるものとすると、選択可能なタイマ入力コンボーネン１−は存在しないが、選択可能なチャネル入力コンポーネントは必ず存在する。この場合には、タイマ人力コンポーネントの最初の再検査はタイマ・リストからプロセスを除去し、ＴＬｉｎｋ場所６８を値「ＴｉｍｅＮｏｔＳｃｔ、ｐＪをセットして、どのタイマ人力コンポーネントの選択も阻止する。この場合には時間場所６９は使用されない。タイマ選択的ブ〔ｌセスを実行する命令は、各タイマ・コンポーネントに対する「タイマ・イネイブル」が後続づ゛る１′タイマ選択的開始（口ｍａｒ　ａｌｔｅｒｎａｔｉｖｅ　５ｔａｒｔ）Ｊである。メツセージ・チャネルが別の槙道中に含まれているならば、プロセッサは各およびあらゆるメツセージ・チャネルに対して「チャネル・イネイブル」の実行も行う。この後に、［タイマ選択的待機（【１Ｉｌｌｅｒ　ａｌｔｅｒｎａｔｉｖｅ　ｗａ目）」が続き、それから各タイマ入力に対する「タイマ・アイスエイプル］と、任意のチャネル入力に対する［ブトネル・ディスエイプル］に続く。タイマ選択的プロセスにより実行される最初の命令は「タイマ選択的開始」オペレージコンであり、このオペレージコンの定義かられかるように、２行目に従って特殊な値［ｅｎａｂｌｉｎｇ、ｐＪがプロセスのために状態場所６７に書込まれ、３行目に従って特殊なＭｊ　「ＴｉｍｅＮｏｊＳｅｔ、ｐＪがプロセス作業域のためにＴｌ１ｎｋ場所６８に書込まれる。前記未決の特ご１出願に記述されているように、任意の升ヤネル入カコンポーネントおよび任意のスキップ・コンポーネントが「チｔ？ネル・イネイブル」オペレージコンおよび［ス゛ヤップ・イネイブル」オペレージコンにより調べられる。ガード値（ｇｕａｒｄ　ｖａｌｕｅ）をＡレジスタにロードし、タイマ・コンポーネントのための指定された時間を８レジスタにロードし、それから［タイマ・イネイブル」オペレージコンを実行することにより、任意のタイマ入力コンポーネントが調べられる。そのオペレージコンの定義に従って、２行と３行は、Ａレジスタ内のガード値が偽であるかどうかを調べる。もしそれが偽であれば、タイマ入力を無視し、その命令は他の効果を有しない。定義の５行目に従ってそのガード値が偽でないとすると、プロセッサは定ｉの７行目から始まるシーケンスを実行する。これは、１１ｉｎｋ　Ｑ所６８から得た値をＯレジスタにロードし、８行目は、９行し１に従ッテその（直が［ＴｉｍｅＮｏｔＳｅｔ、ｐＪか、１３３行目従ってｒ　ＴｉｍｅＳｅｔ、Ｄ　Ｊであるかを試験するための検査を行う。その値が［ＴｉｍｅＮｏｔＳｃｔ、　ｐ　Ｊであることが判ったとすると、値ｒ　ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐ　Ｊが１１１行目従ってＴＬｉｎｋ　＠所に書込まれ、定義の１２行によるめに応じてプロセス作業域のための時間場所６９にｆ３レジスタ中に示されている時間が書込まれる。これは、プロセスにより調べられる最初のタイマ入力コンポーネントに対して起る。調べられる以後のタイマ入力に対しては、１３３行目条件が満されることがある。この場合には１４行［１に従うシーケンスが起る。プロセスのための時間場所６９に記録されでいる時間値がＯレジスタ５７にロードされること、およびその時間値が定義の１７７行目条件に適合するかどうかを調べるためにその時間値を試験することを１５５行目求める。その時間が８レジスタに示されている時間の「後］であるどづると、Ｂレジスタ内の時間がそのプロヒスのための時間場所６９に書込まれる。１９行目と２０行目は、０レジスタ中に示されている時間がＢレジスタ中に示されている時間の「後」でないとすると、どのような動作も行われない。ム）後に、定式の２１（ｊ目にＪ：り要求されて、Ｃレジスタからの（１ｆ１がロードされる。このようにしてプロセスは可能な各タイマ入力を調べ、検査の接ぐ最す早い時間コンポーネントの時間をそれが含むように、プロセスの時間場所６９が更新される。したがって、各タイマ・コンポーネントのための一連の（タイマ・イネイブル）オペレーションが任意のコンポーネントの最す早い時間を効果的に決定し、調べられた任意のコンポーネントの最も早い時間で時間場所６９を順次更新することがわかるであろう。それから、プ［］ヒスはオペレージコン「タイマ選択的待機」を実行する。定義の２行［」に従って、これはプロセス作業域の０場所を−１に初期化し、それから、代りのプロセスのどのコンポーネントが既に選択可能であるかを判定するために試験を行う。定義の３行目と４行目に従って、それはｒｌ、ｉｎｋ場所６８からの値を８レジスタへ読込み、時間場所６９からの（（６を△レジスタへ読込む。５．６行は、プロセスが値［１’１ｎｃＳｃｔ、Ｄ　Ｊを右し、かつ時間場所６９内に示されている時間の「接」の時間をクロック・レジスタが示したとすると、８，９行目に定義されているシーケンスが起ることを要求リ−る特殊な値「１ｔｅａｄｙ、ｌ）　Ｊがプロセスのための状態場所６７に書込よれ、クロック・レジスタに五り示されている現在の時間がプロセスのための時間場所６９に書込まれる。プロセスはデスケジュールされず、それの次の命令へ動きことができる。しかし、定６の６行目の条件が真でなかったとすると、プロセスは定義の１２行目へＵＪ　＜。それはこれをＣレジスタヘローディングすることによりプロセスのための状態場所６７の内容を試験し、これが（ｆｆ　ｒ　Ｒｅａｄｙ、Ｄ　Ｊを含むかどうかを１４行目が試験する。もしそうだとすると、１６行１］に従って、クロック・レジスタにより示されＩいる現在の時間がプロセスのための時間場所６９に書込まれ、プロセスはデスケジュールさない。代りの入ツノのうりの別の入力のためにそれはレディ状態であり、プロセスは次の命令へ動くことができる。しかし、定義の１６行目に従って、プロセスの状態場所から特殊な値「ｅｎａｂｌ　ｉｎｇ、　ｐＪが見出されたとすると、これは、代りの」ンボーネントのいずれもまだレディではなく、１７行【１から始まるシーケンスが起ることを示？！、、特殊な値「ｗａｉｔｉｎｇ、ｐ　Ｊがプロヒスのための状態場所６７に書込まれ、プロセスがタイマ・コンポ−掌ントを持っているかどうかを１９．２０行［１が試験する。２０行ｌ］に従ってプロヒスが値［Ｔｉａ＋ｅＳｅｔ、ｐ　Ｊをイｉ？Ｊるものとすると、プロセスをスケジコールすべき時を指示するためにΔレジスタの内容が１だけ増加させられ、２３行目に従って手続き［Ｉｎ５ｅｒｔ　Ｉｎ　Ｔｉｍｅ　Ｌｉ５ｔ　Ｊが実行される。二そうすると、プロセスが−Ｊ−スケジュールされるが、それを再スケジュールすべき時の指示を含むように、ブ［１セスが適切な優先権タイマ十に置かれることになる。定義の２４行目に従って、ブｌ］セスがどのようなタイマ・コンポーネントも待っていないと１６と、［３レジスクは（Ｕ　ｒ　ＴｉｎｃＨｏｔＳｅｔ、ｐ　Ｊを右することができ、これは、プロセスがタイマ人力ではなくてチャネル入力を依然として持っている場合に起る。この状況においては２５行目に続くシーケンスが起り、プ【］セスに対する命令ポインタがブ１コレス作業域のｉ　Ｐ　’ｒ　Ｒ場所６５に格納され、プロセスがデスケシコールされるようにＳＮＰＦｌａｇが値１にセットされる。したがって、定義にＪ３いては、タイマ入力のためにプロ［スがレディであるかどうかを６〜９行目が試験する。非タイマ入力、たとλ ばチャネル入力のためにプ［１廿スがレディであるかどうかを１３．１４行目が試験するプロセスがレディでないことが見出された時は１６行目オンワード（ｏｎｗａｒｄｓ）を適用する。プロセスがデスケジュールされていないどした時、または後でそのプロセスが再スケジュールされる時にそのプロセスにより実行される次の命令は、各タイマ・コンポーネントに対するオペレーション「タイマ・ディスエイプル」と、任意のスキップ・コンポーネントに対するオペレージコン［スキップ・ディスエイプル］と、任意のチャネル・コンポーネントに対するオペレーション「チャネル・ディスエイプル」を行うであろう。ヂャネル人カニ１ネクタＪ′３よびスキップ・コンポーネントは、前記未決の特許出願に記述されているように、［ヂ１Ｆネル・ディス−「イブル］オペレージ」ンと［ス４−ツブ・アイスエイ１ル１オペレージコンにより再検査される。タイマ選択的ブ［］セスはオペレージコン［タイマ・ディス１イブル］の定義に従ってタイマ入力コンポーネントを再検査する。その代りのコンボーネン１へをプロセスにより選択１べきであるとすると、以後のプログラム命令を置くためにプログラム・シーケンスにおいて必要なオフセットを指示づるために、最初にＡレジスタにコード・オフセットがロードされる。ガードが偽で・なったどすると、プロセスはそのプロセスのためにＴＬｉｎｋ場所６８の内容を調べる。考慮すべき３つのケースがある。第１に、ＴＬｉｎｋ場所は定義の１０行目に従って値「ＴｉｍｅＳｅｔ、Ｄ　Ｊを含むことができ、この場合には、時間場所６９内の時間がＣレジスタ内の指定された時間の「後」であるならば、そのコンボーネン１−は選択可能である。これは定義の１４行目における条ｆ１であり、この条件が満されるものとすると、プロセスは手続きｒ　ｌ５ＴｈｉｓＳｅｌｃｃｔｅｄＰｒｏｃｅｓｓ　Ｊを実行する。その手続きの定義の５．６行目に従って、プロセス作業域の０揚所が値−１を含んでいるか否かをそれ（よ調べる。もし含むとするとこのコンポーネントは選択され、定義の８行目に従って作業域のＯ場所にΔレジスタからコード・オフセットがロードされる。手続き定義の１０行目に従って作業域の０場所が（ｉｒｊ−１を有していなかったとす”ると、コンボーネン１−・プロセスは既に選択され、現在の１は選択できない。プロセスのＴｌ１ｎｋ揚所６８が［Ｔｉｍｅｓｅｔ、ｐ　Ｊまたは［ｒｉｍｅＮｏｔｓｅｔ、ｐｌ以外の値を含んで・いることを「タイマ・ディスエイプル」オペレージ」ンが見出したとすると、こ−れｔよ［タイマ°ディスー１ニイブル］の定義の１８　ｈ　［Ｉの状況に対応４る。これは、ＴＬｉｎｋ揚所６８場所イマ・リスト上の別のプ［１セスに対するボーイ二ノタを含むように、プロレスがそのリスト［−に依然としＣある時に起る（゛あろう。したがって、ブｏ　ｔスがタイマ・リスｉ−上で依然として持つでいるからタイ７・コンポーネントを選択できず、■続き「タイマ・リス１−から削除」によりタイマ・リス！−から除去される。これにＪ、り伯［ＴｉｍｃＮｏｔＳｅｔ、ｐＪがそのプロセスのためのＴＬｉｎｋ場所６８に書込まれる。「タイン・ディスエイプル」オペレージコンは、定りの８行目に従ってＴｌ１ｒ＋に場所が値ｒ　ｒｉｍｅＮｏｔｓｅｔ、ｐＪを含んでいることを見出すことができる。この場合にはＴｔｉｎｋ場所６８が、プロセスがタイマ・リスト上にある間に実行されて以前の「タイマ・ｆイスＪ−イブル」オペレージコンにより、この値にセラ］・された。したがって、Ａレジスタは定義の９行ｌ］に従って１ｌｒｊＨａｃｈｉｎｅ　Ｆ△ＬＳＥにセットサレる。代りのコンポーネントの全てが再検査されると、プロセスはオペレージＥンｒｍ択的終了（Ａｌｔｅｒｎａｔｉｖｅ　Ｅｎｄ　）　Ｊを実行し、その定義に従って、それは、プロセス作業域の０場所に格納されているコード・オフピットをＯレジスタに最初にロー１！シ、それからＩ　ＰＴＲレジスタ内のポインタ値をＯレジスタ内のオフセットにより調整する。これによりブＯｉごスは、選択さＪまた代Ｆ）のブＤｔ＝−スに適切なオフ１゛・ツＩ−でブ■、１：、１５ム・シーケンス中の次の４１令を選１１Ｎさせられる。以トに７　Ｏ（：’スの種々の例につい丁説明重る。Ｌ、　、、、、、、−ｊ− 最初に゛、ブ目１フベがｆ−スケジー１−ルされ−ｉＨいない状況【、′おいで１り１′；、ｙ人力１命令を、１，７行しくいる優先権１ブ目ｔニスについ工゛ｉ１えるつたノーλば、Ａレジスタにある飴、たとエバ、り［］ｙｙ７　・Ｌ’ シス４Ｊが１４ノｒ後Ｊ　１１７）ＩＬｉを含んｌ’イる詩に、継続（することをプロ１！スが望んでいることを示寸１４、を［１−ド１゛きる。り目ツク・レジスタが伯２０を含んでいる時に命令！不実行される４）のと４６と、、ブ１］セスｔ、ｔ［タイマパノ」−１の定義の最初の２行に従つ（、タロツク・レジスタ内のｆｉｔ”［ｈ”＝ヘレーンスタ内に示され［いるものの後Ｉ゛あるかどうかを調べる１、４二の例においではその条件が適用されるから、ブＩ］１！スをデスノｌき２１−リングすることな；、ノにプロセス１よ続行りる。廻−−−？、これは、デスケシ１−−−ルさｈるブ「ルスによる１−タ、イマ人力」のオペレージ」ンを承りもので・、第９Δ〜シ〕１）図を参照する。それらの図は、グ［ＩセスＸの作業域６０に対する種々の語場所にお（〕る変化と種々のレジスタの内容を示すものである。第９Ａ図は「タイマ人力」命令の実行直前の位置を示す、Ａレジスタ５４は、クロック・レジスタ８１内の時間が３０の後である時のみ、プロセスがスケジュールされることを望んでいることを示す（ｌｆｉ３０を含む。クロック・レジスタは現在は時間値２０を含んでおり、妥当時間フラッグ８４がＯにセットされて、優先権１タイマ・リスト上にはプロセスがないことを示す。「タイマ人力」オペ１ノーシコンが実行されると、クロック・レジスタの内容がＡレジスタの内容と比較される。［タイマ入力−１の定義の５４１′Ａンワードから述べられているように、特殊な値１’　ｗａｉｔｉｎｇ、Ｉ）　ＪがプロセスＸの状態場所６７に書込まれ、プロヒスをスケジュールすべき時間をＡレジスタが含むように、Ａレジスタ内の値が増加させられる。°ぞれからそのプロセスはタイマ・リストに挿入され、位置１．１第９Ｂ図に示すようなものぐある。これによりクロック・レジスタはいまは２２に増加させられたことになる。、妥当時間フラッグ８４はいまは値１にセットされて、タイマ・リス１へ上に少くとも１つのプロレスがあることを示す。次の時間レジスタ８５４よ値３１を含む。この値は、タイマ・リスト上の最初のプロセスをスケジュールすべき時間である。ＴＰＴＲ場所９０は、タイマ・リスト・上の最初の（そして唯一の）プロセスであるプロはスＸの作業域ポインタを含む。プロセスＸの作業域はそれの命令ポインタ（Ｉ　ｌ〕Ｔ　Ｒ＞を場Ｆｆｆ！６５に含み、特殊な値［ｗａｉｔｉｎｇ、［Ｉ　Ｊを場所６７に含み、特殊な舶ｒｎｏｔ　ｐｒｏｃＣｓｓ、ｐ　Ｊを場所６８に含んて゛、これがタイマ・リスト上の最後のプロセスであることを示し、場所６９に値３１を含んでブ［］セスを再スケジュールできる時間を示す。１分な時間が杼道しで、クロック・レジスタが値３１に増加した時には、位置は第９Ｃ図に示づようなものである。夕日ツク・レジスタの傾がいまＩｉｔ次の時間レジスタの値に等しく、妥当時間フラッグが鎮１に１″！ツトされるから、夕、イマ・ロジックは時間要求をプロ１！スに対し〔発生する。これによりブ１コセッサが値１を１）ｉ’（ＯＣＰ　ＲＩにロードざけられ、かツ「Ｉ！ａｎｄｌｅｒｉｍｅＲｅｑｕｅｓｔ　Ｊ手続さを実行させる。これによりブＥ］廿スＸがスケジ、１１−）しさせられ、妥当時間フラッグがクリへ７され、１−　Ｐ　’ Ｔ’　Ｒ場所９０がｒ　ｎｏｔ　ｐｒｏｅｅｓｓ、ｐ　、、Ｉにセットされる。、これは第９Ｄ図に示されている位置である。Ｗ−３これは、ブ［１ｔ？スをタイマ・リストの１１シい位置にある時間順序で挿入させるために、挿入フラッグ８２をどのようにり、で用いるかを示すものである。ブ［］ｔ２スｉ］ＬＬ　、それをデスク゛ジュールさせるタイマ入力動作を実行１Ｊる。ブ［１ヒスＰは優先権１プロセスであり、かつ実行している唯一のプロセスひあると仮定する。また、優先権１タイマ・リスト上で侍っている３つの伯のブ［１セスがあるということも仮定づる。（れら３つのプロセスは時間２５を持つでいるプロセスＸど、時間２６を侍っでいるプ［コセスＹと、時ｌｉｄ　２９を持っているブＯｔ！スＺとである。第１０Ａ図はタイマ入力命令を実行する直前の位置を示づ゛。プロセスＰが実行して４３す、Δレジスタが時間２７を含んｒいる。クロック・レジスタがｌＩｊ間２０を含む。タイマ・リストが使用中であることを示す値１に妥当時間フラッグがレス１−され、タイマ・リスト上の最ら速いプロセスに関連する時間が２５である値２５を次の時間レジスタが含む。そのタイマ・リス］〜［に３つのプロヒスがあることがわかる。Ｔ　Ｐ　Ｔ’　ＲＷ所９０はそれらのプロヒスのうちの最初のプロセスであるプロセスＸに対するポインタを含む。プロセスＸのＴＬｉｎｋ　ｕＡ所６８は第２のプロセスに対するポインタを含み、プロセスＹは第３のプロレスＺに対するポインタを含む。プロヒスＺのＴ１．ｉｎｋ場所６８は特殊な値「ＮｏｔＰｒＯＣＯ３Ｓ、Ｄ　Ｊを含む。それは、プロセスＺがタイマ・リスト上の最後のプロセスであることを示す。そのタイマ・リストは早いリストをＲ初にし、最近のプロヒスを最後にして順序づＩｊられていることがわかる。プ０　セスＰがタイマ・リスト入力命令を実行すると、クロック・レジスタとＡレジスタが比較され、クロック・レジスタはまだＡレジスタの「後」ではないから、特殊な値［ｗａｉｔｉｎｇ、ｐ　ＪがプロセスＰの状態場所６７へ書込まれ、Ａレジスタが１だ１）増加させられて手続きｌ’　１ｎｓｅｒｔ　、ｉｎ　ｔｉｍｅｒ　１ｉｓｔ　ｌが実行される。これによって△レジスタ内の値がプロヒスＲの作業域の時間場所６９に害込まされ、Ｂレジスタが丁Ｐ丁Ｒ場所９０における点にセットされ、ＣレジスタがＴ　Ｐ　Ｔ　Ｒ場所９０の内容にセットされる。それからタイマ入力命令が終り、状態場所は第１０図に示プようなものである。挿入フラッグが１１ｒ＋１にセラ］〜されると、プロセッサにより実行される次の動作は手続さ［１ｎｓｅｒｔ　５ｔｅｐ　Ｊである。この手続きの定義かられかるように、これはＴレジスタ４９にブ［〕セスＸに関連する時間（すなわち２５）をロードさゼ、かつそれをプロセスｌ〕に関連する時間（すなわち２８）と比較する。２８は２５の「後］であるから、プロセスＰをタイマ・リストに挿入する正しい場所をまだ見つけておらず、［１ｎｓｅｒｔ　５ｔｅｐ　Ｊ手続きが８レジスタを１０セスＸのＴＬｉｎｋ　ｊ！ｉ所６８に対するポインタにセットさせ、Ｃレジスタがその場所の内容をセットさせられる。それから手続きが終って１ｎｓｅｒｔ　ｆ［ａｇをセットされたままにする。その結果としての状況が第１０Ｃ図に示されている。プロセスの次の動作は手続き［１ｎｓｅｒｔ　５ｔｅｐ　Ｊを再び実行づることである。これはｉｙＪ記したのに類似のやり方で実行され、第１０Ｄ図に示されている状況になる。再び、プロセッサの次の動作は手続き［１ｎｓ１３ｒｔ　５ｔｅｐ　Ｊを実行することである。しかしこの場合には、プロセスＺに関連する時間（すなわち２９）はプロセスＰに関連する時間（ｔなわち２８）の模であるから、プロセッサは挿入フラッグをクリへアし、プロセスＰの作業域ポインタをプロセスＹのＴＬｉｎｋ場所６８へ書込み、プロセスＺの作業域ポインタをプロセスＰのＴＬｉｎｋ場所６８に書込むことにより、プロセスＰをタイマ・リストのプロセスＹとプロセスＺの間に挿入する。それから、プロセッサは次の時間レジスタ８５をタイマ・リスト上の最初のプ［］セスに関連する時間にリセットし、妥当時間フラッグを値１にセットする。最後に、プロセッサはプロセスＰの命令ポインタをプロヒスＰのＩＥ　Ｐ　Ｔ　Ｒ場所６５に店込み、ＳＮＰＦｌａｇ　５８を値１にヒツトして、プロセッサの次の動作としてプロセスＰをデスケジュールさせる。例　４これは２つのタイマ入力コンポーネントを有するタイマ選択的プロセスＸを示す。プロセッサＸが唯一の実行可能なプロセスであり、プロセスＸが優先権１を有し、最初のタイマ入力コンポーネントが２６であり、プロセスＸが優先権１を有し、最初のタイマ入力コンポーネントが２６であり、第２のタイマ・リス１−人カフンボーネントが２５であると仮定する。これは第１１Ａ〜１１０図に示されている。それらはプロセス作業域６０の作業域場所６７〜６９のための引き続く状況を示す。第１１Ａ図は「タイマ選択的１ｔｉｌ始」命令を実行直後の位置を示す。状態場所６７は特殊な値［ｅｎａｂｌｉｎａ、ｐＪを含み、ＴＬｉｎｋ　場所６８が特殊な値ｒ　ＴｉｍｅＮｏｔＳｃｔ、Ｉ）Ｊを含む。最初ノ「タイマ・イネイブル」命令が実行される直前にＡレジスタは値Ｍａｃｈｉｎｅ　ＴＲＩＪ［をを含み、８レジスタはこのタイマ入力に関連する時間すなわち２６を含む。タイマ・イネイブル命令が実行されると、プロセッサはＴ　Ｌ　ｉ　ｎ　ｋ場所６８を読み、以前に調べられたタイマ入力コンポーネントがないことを示す値「ＴｉｍｅＮｏｔＳｅｔ、　Ｄ　Ｊをそれが含んでいることを児出寸。したがって、プロセッサはＴＬｉｎｋ場所６８を特殊な蛸ｒ　Ｔｉ１ｅＳｅｔ、ｐ　Ｊにセツトシ、時間場所６９を値２６にセットする。これは第１１Ｂ図に示されている位置である。第２の「タイマ・イネイブル」命令が実行される直前にＡレジスタは値Ｈａｃｈｉｎｅ丁ＲＵＥを含み、Ｂレジスタは第２のタイマ入力コンポーネントに関連する時間であるｆ（１２５を含む。タイマ・イネイブル命令が実行されると、プロセッサーはＴＬｉｎｋ揚所６８全所６８以前のタイマ入力コンポーネントに関連する最も早い時間を時間場所を含／Ｖでいることを示すｒ　ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐ　Ｊをぞれが含むことを見出す。したがって、プロセッサは時間場所６９を読み、２５であるこのコンポーネントのために指定された時間が、ｆｉｆｆ　２６を含んでいる時間場所から読まれた時間より早いことをセ１定する。したがって、ブｏｔ＝ツサは新しい値を時間場所に書込み、位置は第１１Ｃ図に示づようなものである。例　５第１２Δ〜１２Ｃ図に示されているこの例は、２つのタイマ入力コンポーネントを有するタイマ選択的プロセスＰを示寸。このプロセスｆ）はデスケジュールされない。プロセスＰは唯一の実行可能なプロセスであること、プロセスＰは優先権１プロセスであること、第１のタイマ入力コンポーネント内で指定された時間が２６であり、第２のタイマ入力コンポーネントの時間が２５であることを仮定している。「タイマ選択的開始」命令の実行とタイマ入力コンポーネントの検査は例４において先に述べたようなものであり、「タイマ選択的１！機」命令の実行直前の状況は第１１Ｃ図に示すようなものである。「タイマ選択的待機」の最初の動作は値−１をプロセスＰの作業域６０の０場所に占込むことである。これは複数の代りの〕ンボーネントからコンポーネントを選択４るために使用される場所である。次に、り［］ツク・レジスタ内の時間が時間場所６９内の時間の［後」であるから、デスケジューリングなしにプロしスＰを続行でさること庖゛ブＥ］】ヒラ（）は決定り゛る。したかつ−Ｃ１ブロセツ１すは特殊なＩｆｉ　ｒ　Ｒｅａｄｖ、１）　Ｊを状態場所６７に占込み、り「」ツク・１ノジスタの値が時間場所６９に書込まれる１、この結果として第２Δ図に示されているような状況に仕るが、その図におい−Ｃはクロック・１ノジスタはいまは値３１に進んでいる。、最初の［タイマ・ディスエイプル］のＣ（前の位置が第１２１３図に示さねでいる。Ａレジスタは、「選択的終了」命令から、最初のタイマ人力」ンボーネントに関連するフランジ中の命令のシーケンスまでのオフセットを含み、Ｂレジスタは値Ｍａｃｈｉｎｅ　Ｔ旧１Ｆを含み、Ｃレジスタはこのタイマ・］ンボーネントに関連する２６である時間を含む。イれからプロセスは「タイマ・ディスエイプル」命令を実行する。その命令はＴＬｉｎｋ　ＭＡ所６８を読み、それがｌｉｉ［ＴｉｍｅＳｅｔ、Ｄ　Ｊを含んでいることを判定１Ｊる。したがって、それは偵３０を時間場所から読み、３０は２６の「後」であるから、このタイマ入力コンポーネントは選択可能である。それからプロセッサは、このコンポーネントを選択する手続き「ｌ５ＴｈｉｓＳｃｌｅｃｔｃｄＰｒｏｃｅｓｓ　Ｊを実行する。というのは、プロセス作業域のＯ場所が値−１を依然として含んでいるからである。この結果の状況が第１２Ｃ図に示されている。いまは第２の々イア人力］ンボーネン１−を選択でき１ｒや選択的終了命令が実行されると、プロセスＰに対り゛る作２ｉ１１１は依然として第１２図に示寸ようなものである。？ｊ−−刈第１３Ａ−１３Ｆ図に示され′Ｃ−いるこの例は、２つのタイマ入力＝〕ンボーネントをＩＴ　ｌするタイ７選択的プロｔ！ス１）を示す。この場合にはブＩ］廿スＰ　ｌ；ｔデスケシフールされる。プ１】ヒスＰ４１−・の実行ＩｊＴ能なグ［］ト・スであること、ブ［ＸＩセス【］は優先権１ブＯＩ４スであること、第１のタイン入力］ンボー、ンン１−内で指定された時間が２６であり、第２のタイマ入力」ンボーネン１−の時間が２５であることを仮定し１．いる１、「タイン選択的開始−１命令の実行とタイマ入力］ンボーネ′、ン１−の検査は例４１ｃ　１３いη先に−）本べたようなしのて゛あり、「タイマ選択的終了命令の実行直前の状況は第１１Ｃ図に示１ようなりのである。「タイマ選択的待機］命令の裟初の動作り、を値−１をプロセスＰの作業域００場所に書込むことである。７Ｄセツザは時間場所６９内の値をクロック・１．ノジスタの値と比較し、あるタイマ入力のためにプロセスを続行できないことを見出し、プロセスの状＠場所６７を調べる。（これはｌ”　ｅｎａｂｌ　ｉｎｇ、　ＤＪを含んτ゛いるから、ブＩ］セスはタイマ・リスト」二に置かれてデスケジュールされる。これは第１３Ａ図に示されている位置である。妥当時間フラッグは、１１ｉ１にセットされて、タイマ・リストが空いていないことを示す。次の時間レジスタは、プロしス１〕が実行レディとなるであろう時間である値２６を含む。Ｔ’　ｒ’　Ｔ ’　Ｒ場所９０はプロセスＰの作業域に対するポインタを含み、プロセスＰの口、ｉｎｋ場所６８は、それがリス１〜上のＱ後のプロセスであることを示す特殊な値１°ｎｏｔ　ｐｒｏｃｅｓｓ、ｐ　Ｊを含む。十分な時間が経過すると、例２において記述されているように「タイマ要求」信号をプロセッサへ送る。その信号が作られる状況は第１３１３図に示すようなものである。プロセスが再スケジュールされると位置は第１３　Ｃ図に示されているようなものである。最初の「タイマ・ディスエイプル」命令の実行直前の状況は第１３Ｄ図に示すようなものである。タイマ命令が実行されるとＴｌ１ｎｋ場所６８が読まれ、ｌ”　ＴｉｍｅＳｅｔ、［）　Ｊを含むことを見出す。それからプロセッサはこの時間コンポーネントに関連する時間、２６、を時間場所６９内に示されている時間、これも２６である、と比較する。２６は２６の「後」ではないから、このコンポーネントは選択できない。したがって、プロセッサは値ＨａｃｈｉｎｅＦΔｌ−３［をＡレジスタにロードして命令は終了する。プロセスＰは第２の「タイマ・ディスエイプル」命令を実行する直前の状況は第１３Ｅ図に示すようなものである。この命令が実行されることによりこのコンボーネン］・が選択させられて、第１３Ｆ図に示されているような状況になる。例　７これは１つのタイマ入力コンポーネントと１つのメツセージ・ヂせネル入力フンボーネンＩ−を有するタイマ選択的プロヒスＰを示す。プロセスＰは唯一の実行可能なプロセスであること、それｌｅｔ優先権１を右−リ”ること、指定された時間が４０であることを仮定している。タイマ・リストＦにはブ１］セスはなく、ブヤネル人力］ンボーネントにより参照されているチャネルは最初【よｒＲｅａｄｙＪであり、タイマ入力コンポーネントは選択できない。この例が第１４Δ 〜１４［）図に示されている。プロセスＰは「タイマ選択的開始」命令を実行し、−ぞれのレジスタを適切にロードし、「タイマ・イネイブル」命令を実行ｊ゛る。この結果として第１４Δ図に示されている状況になる。チャネルが［Ｒｅａｄｙ　Ｊであるから、［チャネル・イネイブル」命令の実行後の状況は第１４１３図に示すようなしのである。てれから、フランジは「タイマ選択的待機」命令を実行り゛る。クロック・レジスタ内の時間は値１１をイｊ暖る。この時間は、プロセスＰに対する時間場所６９に丞されている時間４０の後ではない。して、プロセッサは、「値ｒ　Ｒｅａｄｙ、ｐ　Ｊを含んでいる状態場所６７を調べ、したがってクロック・レジスタ内の時間値を時間場所６９に書込む。「タイマ選択的待機」命令の終了後の状況は第１４Ｃ図に示寸ようなものである。「タイマ・ディスエイプル」命令の直前の状況が第１４１）図に示すように実行される。時間場所６９内の時間値１２がコンポーネントに関連する時間の［後」ではないから、タイマ入力コンポーネントは選択されない。それから、ヂャネル入カコンボーネン１〜を選択する［チャネル・ディスエイプル１命令をプロセスが実行する。以上の例から、［タイマ・ディス１イブル］命令が実行されると、プロセスの時間場所６つに格納されている時間が、イれを基にしてタイマ・ディスエイプル命令が実行されるような全てのタイマ入力に対して一定のままである標準時間であることがわかるであろう。これにより、種々のタイマ入力が、引き続く「タイマ・ディスエイプル」命令が実行されるにつれて時間の経過のために変化する時間と比較されることが避けられる。匠−−１これは、時間４０を指定する１つのタイマ入力コンポーネントと、ブ〜ヤネル７０を通る１つのチャネル入力コンポーネントを有するタイマ選択的ブＯｔ？スであるプロセスＰを示す。この例では、タイマ・リス１〜上に最初に２つのプロヒスであると仮定している。それらのプロセスは時間３４．５４を指定する。メツセージ・チャネルは最初は［ｒｅａｄｙ　Ｊではないが、タイマ・リスト上の最初のプロセスがレディになる前に１−ｒｅａｄｙ　Ｊとなる。タイマ選択的プロセスを実行するために、プロセスは「タイマ選択的開始」命令と、一方のタイマ入力コンポーネントのための［タイマ・イネイブル」Ａベレーションと、チャネル７０のための「チャネル・イネイブル」Ａベレーシ」ンを最初に実行する。そうすると位置は第１５Δ図に示されているようなものである。プロセスＰはまだデスケシコールされておらず、［状態Ｊｌｕ所６７が「ｅｎａｂｌｉｎｇ、ｐＪ　Ｉ；Ｚ　初Ｍ　化６れて、プロセスが代りの入力を実行していることを示す。ＴＬｉｎｋ場所６８はｇｔｉｊ−ＴｉｍｅＳｅｔ、ｐ　Ｊにセットされていて、タイマ入力が調べられたことを示す。「時間」場所６９は、調べられた任意のタイマ入力のうちの最も早い時間にセットされている。その最も早い時間は、この場合には４０であって、この時間４０は調べられた唯一のタイマ入力である。タイマ・リストはスケジューリング時間３５　＋’　５５をそれぞれ有する２つのデスケジュールされたプロセスＸとＹを有する。それから、プロセッサはプロセスＰに対する「タイマ選択的待機」命令を実行する。これは、「レディ」であったチャネル入力がなかつたこと、および、クロック・レジスタが第１５Ａ図に時間１１を含むから、プロセスＰがタイマ入力を続ける時間にまだ達しておらず、したがってプロセスＰがタイマ・リストに挿入されて、デスケジュールされることをプロセスＰの「状態」場所６７がら見出すであろう。この結果として第１５８図に示されている位置になる。リンクされたタイマ・リストはいまは時間的な順序で全部で３つのプロセスＸ、Ｐ、Ｙを有する。出力プロセスがそのチトネルを通って出力しようとしているために、ある時間だけＲれてチャネル７０は「レディ」となる。そのチ１アネルはプロセスＰの記述子を含んでいるから、プロセスＰはスケジュールされるようになり、［タイマ・アイスエイプル」命令を実行する前にそれのレジスタをロードして第１５Ｃ図に示すような状況となる。次に、プロセスは「タイマ・ディスエイプル」動作を実行し、これはプロセスＰのためのｒ　ＴＬｉｎｋ　ＩＩＡ所］６８を読み、タイマ・リス］−がタイマ・リスト上の次のプロセスに対する作業域ポインタを含んでいるから、プロセスがタイマ・リスト上に依然としであることを決定する。プロレスＰがそのリスト上に依然としであるから、そのタイマ入力コンボーネン１−のための時間がまだ来ず、したがってタイマ・コンポーネントは選択できない。したがって、ＡレジスタはＨａｃｈｉｎｅｒ＾ＬＳ［にセットされ、手続ぎｌ　ｄｅｌｅｔｅ　ｆｒｏｍ　ｔｉｍｅｒ　ｌ１ｓｔｊが実行される。これによりＤＥＬＥＴＥ　ｒ−：ｃＡａが値１にセットされ、ＢレジスタにＴＰＴＲ場所９０に対するポインタをロードし、ＣレジスタにＴＰＴＲ場所の内容をロードする。てれがら命令が終って第１５Ｄ図に示すような位置を残す。Ｄ　Ｅ　Ｌ−Ｅ　１−　ＥＦ　Ｌ、　Ａ　Ｇが値１にセットされているから、プロセスの次の動作は手続きｌ　ｄｅｌｅｔｅ　５ｔｅｐ　Ｊを実行することである。Ｔ　Ｐ　Ｔ　ｒ＜場所がプロセスＸの作業域ポインタを酋んでいるから、そのポインタは、Ｃレジスタに最初にＤ−ドされるプロセスＸの作業域ポインタであろうし、したがって手続きｒ　ｄｃｌｅｔｃｓｔｅｐ　Ｊの実行においてｒｄＱｌｅｔｅ　５ｔｅｐ　Ｊの定義の２行目の条件が適用されて、ＣレジスタがプロセスＰの作業域ポインタを含まない。したがって、「ｄｅｌｅｔｅ　５ｔｅｐ　Ｊの定義の５．６行目に従って、プロセスは、Ｂにブ１コセスＸのＴＬｉｎｋ場所に対するポインタをロードし、Ｃレジスタに８レジスタにより指された場所の内容、すなわち、プロセスＰの作業域に対するポインタ、をロードすることにより、プロセスはタイマ・リスト中の次のプロセスへ歩進する。これは第１５Ｅ図に示されている状況である。そこから手続き［ｄｅｌｅｔｅ　５ｔｅｐ　Ｊが終了し、ＤＥＬＥＴＥＦＬＡＧが依然としてセットされているから、ブロセツナの次の動作は手続きｒｄｅｌｅｔｅ　５ｔｅｐ　Ｊを再び実行することである。したがって、手続き「ｄｅｌｅｔｅ　５ｔＣｐ　Ｊの７行目の条件が適用され、ＣレジスタがプロセスＰである現在のプロセスの作業域ポインタをいま含むであろうことがいまわかるであろう。これは、リストから削除すべきプロセスがいま見出されており、「ｄｃｌｅｔｅ　ｓｔｅρ」の定義の９行目に従り゛てＤＥＬＥＴＥ　ＦＬＡＧがＯにクリヤされる。これにより、タイマ・リストからのそれ以上の削除スデツブが阻１トされる。ｒｄｅｌｃｔｃ　５ｔｅｐ　Ｊの定義の１０．１１行目に従って、プロセスＰのために丁１．ｉｎｋ場所６８に現在保持されている（ｉｆｌ（すなわち、プロセスＹの作業域に対する作業［）をロードし、それからＣレジスタからの値を、プロセスＸのためのＴＬｉｎｋ　ｇ所である、Ｂレジスタにより示されている場所に書込むことにより、プロセスＰがタイマ・リストから除去される。いいかえると、プロセスＸのＴＬｉｎｋ場所の内容が変えられて、プロセスＰの作業域に対するポインタをプロセスＹの作業域に対するポインタでｄき換える。それから、タイマ行列上に残されているプロセスがあるかどうかを、ｒｄｅｌｅｔｅ　５ｔｅｐ　Ｊ手続きの１３行目に従ってプロヒッザが調べる。その手続きにおいては、ＢレジスタにＴＰＴＲＷ所の内容がロードされる。定義の１５行目に従って、これが値［ｎｏｔ　ｐｒｏｃａｓｓ、ｐ　Ｊを有するものと１Ｊると、リストにはプロ１ごスｔｉｔ残されていない。そこから、１７行１］に従って妥当時間フラッグが零にセットされる。一方、定義の１８行［ｌに従ってｌ’ｎｏｔ　ｐｒｏｃｃｓｓ、ｐ　１以外の値が見出されたと４ −ると、タイマ・リスＩ−，１−に別のプロセスがγｊ’　ｌｆ’ｆ　Ｌ／、定への２０行［Ｉ　ｌ、：従って、［：！レジスタにより示されているプロ１？スの時間場所６９から時間をとることにより次の時間レジスタがル進される１、最後に、タイマ・リストからプロセス１）を削除した後で、Ｉｆｌ　Ｉ’　ＴｉｍｃＮｏｔＳｅｔ、ｐｊが、手続き「ｄｅｌｅｔｅ　５ｔｅｐ　、１の定義の２１行目に従って、プロセスＰの■１１０に場所６Ｂに書込まれる。この結果として第１５Ｆ図に示されている位置になる。ブ０しスＰはもはやタイマ・リストートにないが、依然と１ノで現在スケジュールされているプロセス′Ｃある。したがって、それは「チャネル・アイスエイプル」である次の命令を実行する。これはブ１コセスＰの作業域のＯ場所に値−１を見出し、したがってチャネル７０がプロセスへの入力のために選択される。次の命令［選択的終了１が終った時に］− ドオフセットがプロセスＰのための命令ポインタに加えられて、チｌ’ネル入力の選択に従ってプログラムの正しい部分までプロセスが動くように、プロヒスＰのための作業域のＯ場所に適切なコード・オフセットがロードされる。メツセージ・チャネルまたはタイマからの選択的入力を実行するプロセスのためのプログラムの例このプログラムの例は、フライホイールの１秒間当りの回転数＋　ｉｉｔ　Ｃ１寸ろよ−）に構成されている。プしｌセス４１１ｒｏｔａ口旧１１と呼ばれるヂ１７、ンルと、ｒｒｏｓＪ（これは１秒間当りの回転数７３− 表１（−）と呼黍、【れ６チヤネルどの２つのチャネルを（０じて通仏４るよ）に構成される。−ノライホ？−ルが１回転を絡；（るｒびにブｐンル（ｒｏｔａｔ　１ｏｎｊから人力寸ろよ）に７′ロレス【、を構成される。ゾ［］セスが所定の時間の梵牛（に応答′Ｃきるよ−）に、プロ１？スはタイマ入）ｉ　６受【ノ・５ことがＣきる。この例し二おいでは、所定の時間は１秒間−の連続ｉｌ′ る杆過て・ｄうる１、ブ１１１１セスは、１秒間に′Ｆじた回転数２１ｔ・−ンルｒｒｐｓ：を通じて毎秒出力するように構成される。、ｌ−のプログラムにおい−（は、下記のような付加表記法〃使用され；５：− ブ０レッリのり［ｌツクの現在の値はＮＯＷで表される。０ＣＣａｌｌはプロセス変数：＝ＮＯＷはブ［１［・ツリーのり１］ツクの現在の偵を変数に割当゛Ｃる。［クイン１人力μ上記のように表されるＷＡＩＴ　ＮＯＷ　Ａ　［−丁　ＥＲｔこの入力コンポーネントは、プ【］セッサ、り［］ツクが時間ｔのＡＦ丁［：＃（のｒＸｉ間を保持するまＣ１プロ廿スを進めることがないことを指定する。このプロヒスのためのプログラムは下記の通りである：１゜　ＶＡＲ［：ｎｄＯｆｌｎｔＣ１’Ｖａｌ、　Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ　：２、　３［Ｑ３、　Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ　：＝　０４、　ｒｎｄＯＮｎｔａｒｖａ！　ニー　Ｎ０ＩＩ５、　ＥｎｄＯｆｌｎｔｅｒｖａｌ　：＝　ＥｎｄＯｆｌｎｔｅｒｖａｌ　＋　１００００６、　ＷＨＩｌ、Ｅ　ＴＲＵＥ７、　＾１■ ８、　Ｒｏｔａ口ｏｎ　？　ＡＮＹ９、　ｎｏｔａｔｉｏｎｓ　：＝　Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ　”　１１０、　−＾ＩＴ　ＮＯＷ　八Ｉ’Ｔ［ＲＥｎｄＯｆｌｎｔｅｒｖａｌｌｌ、　５ＥＱ１２、　ｒｓｐ　：　Ｉｔｏｔａｔｉｏｎｓ１３、　Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ　：＝　０１４、　［ｎｄＯｒｌｎｔｅｒｖａｌ　：＝　ｒｎｄｏｆｌｎｔｃｒｖａｌ　＋このプログラムの１行目は、このプロセスが２つの変数を使用することを指定゛する。ぞれらの変数の一方は「Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ　Ｊと呼ばれるもので、１秒間に行われる回転の数を数えるために用いられる。他方の変数［［ｎｄＯＮｎｔｅｒｖａ！　Ｊは、現在の１秒間の終りを示すブロセッリのクロックの値を記録するために使用される。、２行目は、シーケンスを３〜６行に記述されているところに従うことを指定する。３行目においては、回転数のカウントがＯにセットされる。４行目においては、５行目りり１秒間の終りのためのブロレッリのクロックの値を８［Ｃ３できるように、ブロセッザのクロックの現在の値が読まれる。５行目において用いられる値１００００は１秒間におＧＪるプロセッサのクロック増分の回数である。６行目は、７行目と１４行目の間をたどる選択的ブ１］セスを連続して繰返えＪべきことを示１゜７行目はプロセスをタイマ選択的プ［］セスとして識別する。８行目と１０行目は２つの選択的人力を記述する。８行目は、フライホイールが１回転を終った時にブー１１ネルｒ　ｒＯｔａｔｉｏ口］からの信号を人力できる。この入力が選択されるものとすると、９行［１の対応するプロヒスが実行され、このブ［］Ｌ！ス実行により現在の１秒間において数えられた回転数が増加さ１！られる。１０行目におけるタイマ人力は、現在の１秒間が終った時に、選択できる。プロセスへのこのタイマ入力が選択されるものとり−るど、１２．１３．１４行目の対応するプ［１しスが実行される。１２行目は、１つの期間中に生じた回転数のカウントを示づ出力をチャネルｌ” ’ｒｓｐＪを通じで与える。１３行［］は回転カウントをＯリセッ１−シ、１４行目は次の１秒の期間の終りの時間を計ｎする。このブ［］グラム庖実現する命令シーケンスは下記の通りであるニー命令シーケンス　０ＣＣａ鵬によるＶＡＲＥｎｄＯｆｌｎｔｅｒｖａｌ。Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ　：ＥＱ１、　ｌｄｃ　Ｏ７０Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ：＝０２、　ｓ口　４　１　４３．　Ｄｆｉｘ　１　ｔ４　１　ＥｎｄＯｆＩｎｔｅｒｖａｌ　：＝［ｎｄＯｆｌｎｔｅｒｖａｌ＋１００００４、　ｏｐｒ　Ｉｄｔｉｍｃｒ　１３　１５５．５ｔ１３　１３６、１ｄｌ　３　０　３　ＥｎｄＯｆ’［ｎｔｅｒｖａｌ：＝ＯＷ７、　ｐｆｉｘ２　１４　２８、　ｐｆｉｘ７　１４　７９、　ｐｆｉｘｌ　１４　１１０、　ａｄｃ　１００００　８　０１１、　ｓｔｌ　３　１　３１２、　１１：　ＷＩＩＩＬＦＴＲＵ［１３、ｐｆｉｘ２　１４　２　ＡＬＴ１４、　０１）ｒ　ｔａｌｔ　１３　１１５、１ｔｌｌｐ　１　２　１　Ｒｏｔａｔｉｏｎ？＾ＭＹ１６、　ｌｄｃ　１　γ　１１６ａ、　Ｄｆｉｘ　１　１４　１１７、　ｏｐｒ　ｃｎｂｃ　１３　１３１８、１ｄｌ　３　０　３　ＷＡＩＴＮＯＷ＾ＦＴＥＲＥｎｄ（Ｈｌｎｔｅｒｖａｌ１９、　ｌｄｃ　１　７　１２０、　ｐｆｉｘ２　１４　２２１、　０ｐｒ　ｅｎｂｔ　１３　３２２、　ｐｆｉｘ２　ｔ４　２２３、　ｏＢ　ｔａ！ｔｗｔ　１３　２２４、１ｄｌｐ　１　２　１　Ｒｏｔａｔｉｏｎ？ＮＹ２５、　ｌｄｃ　１　７　１２６、　ｌｄｃ　（１２−１２）　７　０２６ａ、　ｐｒｉｘ　１　１４　１２７、　ｏｐｒ　ｄｉｓｃ　１３　１４２８、　１ｄｌ　３　０　３　ＷＡＩＴ　旧」ｒＴｒＲ［ｎｄ０４ｒｎｔｃｒｖａ１２９、　ｌｄｃ　１　７　１３０、　Ｉｄｃ　（Ｌ３−１．２）　７　１０３１、　ｐｆｉｘ２　１４　２３２、　Ｏｐｒ　ｄｉｓｔ　１３　４３２ａ、　１）ｆｉｘ　１　１４　１３３、　ｏｐｒ　ａｔｔｅｎｄ　１３　１０３４、　Ｌ２；３５、　１ｄｌｐ　０　２　０　Ｒｏｔａｔｉｏｎ　？ＮＹ３６、１ｄｌｐ１　２　１３７、　Ｉｄｃ　１　７　１３８、　ｏｐｒ　ｂｃｎｔ　１３　７３８ａ、　ｐｆｉｘ　１　１４　１３９、　ｏｐｒ　ｉｎ　１３　ｅ４０、１ｄｌ　４　０　４　ｆｌｏｔａｔｉｏｎｓ：＝Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ　＋　１什　ａｄｃ　１　８　１４２、　ｓｔｌ　４　１　４４３、　ｊＬ４　９　１４４４、　１．３ニーへＩＴ　Ｎｏ讐　＾ＦＴ［Ｒ１′ｎｄｏｆ［ｎｔｃｒｖａｌＳ［Ｑ４５、　Ｉｄｌｐ４　２　４　ｒｓｐ’！Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ４６、　１ｄｌｐ２　２　２４７、　ｌｄｃ　１　７　１４８、　０１）ｒ　ｂｃｎｔ　１３　７４９、　ｐｆｉｘｌ　１４　１５０、　Ｏｐｒ　０１ｌｔ　１３　７５１、　ｌｄｃ　Ｏ７０Ｒｏｔａｔｉｏｎｓ：＝０５２、　ｓＮ　４　１　４５３、　ｌｄｌ　３　０　３　ＥｎｄＯｆｌｎｔｅｒｖａｌｓＥｎｄＯｆｒｎｔｅｒｖａｌ＋　１ｏｏｏ。５４、　ｐｆｉｘ２　１４　２５５、　ｐｆｉｘ７　１４　７５６、　ｐｆｉｘ　１　１４　１５７、　ａｄｃ　１００００　８　０５８、　ｓｔｌ　３　１　３５９、　１４：６０、　ｎｆｉｘ３　１５　３６１、　Ｊｌ、１　（−５０）　９　１４この命令シーケンスに示すように、１．２行目は回転数カウントをＯに初期化する。３．４行目は、ロード・タイマを動作させてブロセッリ・クロックを読むために、ｐｆｉｘ関数を使用する。６〜１１行目は引き続（ｐｆｉｘ関数と加算定数関数（ａｄｄ　ｃｏｎｓｔａｎｔ　ｆｕｎｃｔｉｏｎ）を用いて、１秒間隔の終りにブロセッザのクロックの値を計算する。タイマ選択的入力信号は１３行目で始まり、１３．１４行目は、「タイマ選択的開始」を動作させるためにｐｆｉｘ関数を使用する。１５行目はポインタをチャネル「ｒｏｔａｔｔｏｎ４にロードし、１６ａ、１７行目は１−チャネル・イネイブル」を動作させるためにｐｆｉｘ関数を使用する。１８行口は変数１’［ｎｄＯｒｌｎｔｅｒｖａｌ　Ｊをロードする。１９行目はガード値をロードし、２０．２１行目は［タイマ・イネイブル］を動作させるためにｐｆｉｘ関数を使用する。２２．２３行目は「タイマ選択的待機」を実行する。２４〜２７行目はチャネル入力を調べる。２４行目はチャネル［ｒｏｔａｔｉｏｎＪを識別する。２５行目はガードｆｉＨａｃｈｉｎｅＴＲＵＥをロードする。２６行［１は、ブｉ７ネル入力が選択される時に必要となる命令Δノセッ１−を【］−ドする。２６ａ、２７行［１はＡベレーシ・」ン［ヂ１７ネル・ディスエイプル］を実行する。２８へ・３２行［１１よタイマ入力を調ぺる。２８行目は変数ｒ　ＥｎｄＯｆｌｎｔｅｒｖａ！　Ｊをロードする。２９行［１はガード（１らをロードし、３０行１」は、プロセスがタイマ人力を選択１−る１・１に必要である命令オフセットをロードし、３１．３２行［１は「タイマ・ｆイスエ・イブル１を大行する。３２ａ。３３行目［選択的終了」を実行りる。３５行目は、ブセネル入力が選択される時に実（了される最初の命令である。４５行目は、タイマ入力が選択される時に実行される最初の命令である。本発明は上記の例の詳細事項に限定されるものではない。１５人昭６２−５００８２１　（２Ｂ）ＡＮｈＪＥＸ　Ｔｏ　τ１ｂ＝　ＹＮＴＥＦ＋ＡＴｒＯＮＡＬ　５ＥＡＲＣ！（ＲＸＰＯＲＴ　ＯＮ

Claims

【特許請求の範囲】１．メモリと、プログラムに従って複数の同時プロセスを実行するように構成されたプロセッサとを備え、そのプログラムはプロセッサにより逐次実行するための複数の命令より成り、前記プログラムは（１）複数のレジスタおよびそれらのレジスタとの間でデータの転送を行うために用いるデータ転送手段と、（２）各命令を受け、プロセッサレジスタの１つにその命令に関連する値をロードする手段と、（３）前記データ転送手段と前記レジスタを受けた命令に応じて制御し、その命令に従ってプロセッサを動作させる制御器とを備えるマイクロコンピュータにおいて、（ａ）あるプロセスがプロセッサにより実行されるようになった時にそれを指示する手段を含み、複数の同時プロセスの間のプロセッサの処理時間を共用するスケジューリング手段と、（ｂ）（１）１つまたはそれ以上のプロセスを識別して、それらのプロセスがプロセッサにより実行されるようになるまでに所定の時間待つプロセスの少くとも１つのタイマ収集（ｔｉｍｅｒ　ｃｏｒｒｅｃｔｉｏｎ　ｏｆ　ｐｒｏｃｅｓｓ）を形成する手段と、（２）前記タイマ収集において各プロセスが実行できるようになるスケジューリング時刻を指示する手段と、（３）前記タイマ収集に１つまたはそれ以上の別のプロセスを加える手段と、（４）前記タイマ収集からプロセスを除去する手段と、を含むプロセス時間制御器と、を含むマイクロコンピュータ。２．請求の範囲第１項記載のマイクロコンピュータであって、収集中のプロセスまたは各プロセスのスケジューリング時間に依存して時間順序づけられたシーケンスを形成するために、前記タイマ収集中のプロセスに指令するための手段を含むマイクロコンピュータ。３．請求の範囲第１項または第２項記載のマイクロコンピュータであって、収集中に最も早いスケジューリング時間を有して、収集中に最初のプロセスを形成する前記タイマ収集中のプロセスを指示するための手段を含むマイクロコンピュータ。４．請求の範囲第３項記載のマイクロコンピュータであって、最も早いスケジューリング時間を有するプロセスを示す前記手段はアドレス可能なメモリ場所であるマイクロコンピュータ。５．請求の範囲第１〜４項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、前記メモリは、プロセスに関連する変数を記録するための場所を含む複数のアドレス可能な場所を有する作業域をその各プロセスへ与え、前記プロヒッサレジスタの１つは、現在のプロセスの作業域のアドレスを識別する作業域ポインタ値を保持するために構成されるマイクロコンピュータ。６．請求の範囲第５項記載のマイクロコンピュータであって、各プロセスの作業域は、プロセスが次に前記現在のプロセスになった時に、そのプロセスのためのプログラム段階を示す手段を含むマイクロコンピュータ。７．請求の範囲第５項または第６項記載のマイクロコンピュータであって、各プロセスのための作業域は、タイマ収集中の以後のプロセスのためのポインタ値を保持するためのリンク手段を含み、そのリンク手段は、あるプロセスがタイマ収集中にある時に、その収集中の次のプロセスを指示するために用いられ、それによりプロセスのリンクされたタイマ・リストを形成するマイクロコンピュータ。８．請求の範囲第７項記載のマイクロコンピュータであって、そのプロセスがそのタイマ・リスト上の最後のスケジューリング時間を有するプロセスであることを指示するために、特殊な値を保持するために各プロセス作業域の前記リンク手段が構成されるマイクロコンピュータ。９．請求の範囲第５〜８項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、プロセスのスケジューリング時間を指示するために、各プロセスの作業域はアドレス可能な場所を含むマイクロコンピュータ。１０．請求の範囲第１〜９項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、複数の優先権のうちの１つを各プロヒスに割当てる手段を含み、前記時間制御器は、前記タイマ収集を２つ以上形成する手段を含み、各タイマ収集は、別のタイマ収集中のプロセスの共通の優先権とは異なる共通の優先権のプロセスを有するマイクロコンピュータ。１１．請求の範囲第１〜１０項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、スケジューリング手段は、（１）プロセッサにより実行されている現在のプロセスを指示する手段と、（２）プロセッサによる実行を待っているスケジュールされた収集を形成する１つまたはそれ以上のプロセスを識別する手段と、（３）前記スケジュールされた収集へ１つまたはそれ以上の別のプロセスを加える手段と、（４）プロセッサにより実行すべき前記スケジュールされた収集中の次のプロセスを指示する次のプロセス指示手段と、をなるべく含むようにし、プロセッサによる前記現在のプロセスの実行を終らせるために、選択された命令と、そのプロセスを現在のプロセスにするために前記次のプロセッサ指示手段とに応答するようにプロセッサは構成され、それにより、そのプロセッサはそれの処理時間を複数の同時プロセスの間で共用させるために動作させられるマイクロコンピュータ。１２．請求の範囲第５項および第１１項記載のマイクロコンピュータであって、各プロセスのための前記作業域は、スケジュールされた収集中の以後のプロセスのための作業域ポインタ値を保持する手段を含み、この手段は、１つのプロセスがそのスケジュールされた収集中にある時に、前記１つのプロセスに続いて実行すべきプロセスを示すために用いられ、それにより、実行を持っているプロセスのリンクされたリストを形成するマイクロコンピュータ。１３．請求の範囲第１２項記載のマイクロコンピュータであって、プロセッサにより実行されている現在のプロセスを示す手段が設けられ、かつ、スケジュールされたリストの最初のプロセスと最後のプロセスを形成するプロセスを示すための手段も設けられるマイクロコンピュータ。１４．請求の範囲第１１項記載のマイクロコンピュータであって、２つ以上のスケジュールされた収集を形成するための手段が設けられ、各スケジュールされた収集は、別のスケジュールされた収集におけるプロセスの優先権とは異なる共通優先権のプロセスを有するマイクロコンピュータ。１５．請求の範囲第１項または第１１項のマイクロコンピュータであって、時間信号を受け、プロセスのスケジューリング時間になった時にタイマ収集からプロセスを除去するための手段が設けられるマイクロコンピュータ。１６．請求の範囲第１５項記載のマイクロコンピュータであって、プロセスがタイマ収集から除去された時に、スケジュールされている収集にプロセスを加える手段が設けられるマイクロコンピュータ。１７．請求の範囲第１〜１６項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、同時プロセスの間でメッセージ伝送を行うための１つまたはそれ以上の通信チャネルを含み、それらのチャネルを通るメッセージ伝送を同期させるために同期手段が設けられるマイクロコンピュータ。１８．請求の範囲第１７項記載のマイクロコンピュータであって、同時プロセスの実行を終らせるため、または同時プロセスの間で同期させるために前記スケジュールされた収集にプロセスを加えるために前記スケジューリング手段は同期手段に応答するマイクロコンピュータ。１９．請求の範囲第１７項よたは第１８項記載のマイクロコンピュータであって、前記通信チャネルは１つまたはそれ以上の通信リンクにより形成され、それらの通信リンクは別の装置の類似のリンクへ専用に接続でき、それにより、種々のマイクロコンピュータにおける同時プロセスの間で同期してメッセージ伝送を行えるようにするマイクロコンピュータ。２０．請求の範囲第１〜１９項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、複数の別の時間関連コンポーネントの１つを実行でき、前記マイクロコンピュータには、各コンポーネントに関連する時間を指示する手段と、各コンポーネントに関連する時間をテストする手段と、あるコンポーネントに関連する時間も早い時刻がまだきていないかどうかを試験する手段とが設けられるマイクロコンピュータ。２１．請求の範囲第２０項記載のマイクロコンピュータであって、前記最も早い時間がまだ起さないとすると、プロセスをデスケジューリングさせ、かつプロセスタイマ収集に加えさせるための手段を含むマイクロコンピュータ。２２．請求の範囲第２０項または第２１項記載のマイクロコンピュータであって、プロセスの状態を示すため、およびプロセスが選択的コンポーネントを有するプロセスであるにとを示すために、プロセスに関連するメモリ場所にロードする手段を含むマイクロコンピュータ。２３．請求の範囲第２２項記載のマイクロコンピュータであって、選択的コンポーネントの１つがレディであるためにプロセスをデスケジュールする必要がないことを示すために１つの特殊な値を、または選択的コンポーネントがレディとなることを待っている間にプロセスがデスケジュールされることを示すために異なる特殊な値を、プロセスに関連する前記メモリ場所にロードする手段が設けられるマイクロコンピュータ。２４．請求の範囲第２０〜２３項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、選択的コンポーネントのいずれもがまだ選択されていないことを示すために、別の特殊な値を、プロセスに関連するメモリ場所にロードする手段と、プロセスが再スケジュールされる時に選択的プロセス・コンポーネントの１つを選択するために、前記別の特殊な値に応答する手段とを含むマイクロコンピュータ。２５．請求の範囲第１〜２４項のいずれかに記載のマイクロコンピュータであって、プロセスはいくつかの選択的コンポーネントの１つを実行でき、それらのコンポーネントのうらの少くとも１つは時間的に関連させられ、それの少くとも１つは通信チャネルを通じて入力を受け、前記マイクロコンピュータは、時間に関連する任意のコンポーネントのうちの最も早い時間がまだ起きていないかだうか、またはどの通信チャネルもまだメッセージを入力する用意ができているかどうかを判定するための手段を含むマイクロコンピュータ。２６．請求の範囲第７項記載のマイクロコンピュータであって、スケジューリング時間を有するタイマ・リストの、時間的な順序である位置に挿入する手段と、タイマ・リストからプロセスを削除し、その削除ののちで残りのプロセスの間にリンクを再び設ける手段とを含むマイクロコンピュータ。２７．請求の範囲第１１項記載のマイクロコンピュータであって、あるプロセスを実行する時間の長さを指定する手段と、その時間長に応答して、その時間が経過した後で現有のプロセスの実行を停止すること、およびそれをあるスケジュールされた収集に加えることによりそのプロセスを再スケジュールすることをプロセッサに行わせる手段とを含むマイクロコンピュータ。