JPH0640308B2

JPH0640308B2 - 情報処理装置

Info

Publication number: JPH0640308B2
Application number: JP58244538A
Authority: JP
Inventors: 孝石川
Original assignee: Pentel Co Ltd
Current assignee: Pentel Co Ltd
Priority date: 1983-12-27
Filing date: 1983-12-27
Publication date: 1994-05-25
Anticipated expiration: 2009-05-25
Also published as: JPS60138643A

Description

【発明の詳細な説明】（１）産業上の利用分野本発明は一階述語論理型言語を高速処理可能な情報処理
装置に関するものである。

（２）先行技術近年、述語論理式をプログラムと見なし、証明するとい
うことを計算することと見なした一階述語論理式が提案
されている。例えば一階述語論理型言語をホーン節に限
ると証明過程が再帰呼出しや繰返しによる計算過程に素
直に対応することに基づいてＰＲＯＬＯＧ［Kowalski,
R.:“Predicate Logic as Programming Language”,Pro
c・IFIP 74,pp.569-574(1974)］等が開発されている。

ＰＲＯＬＯＧは非決定的処理とその並列処理可能性によ
つて次世代のコンピユータにおける言語として注目され
ているが、その実行手順はバツクトラツキングと呼ぶ試
行錯誤制御機構によつて実現され、現在このバツクトラ
ツキング制御機構はハードウエアでは未だ実現されてお
らず、ソフトウエアによつて実現されており、プログラ
ム実行の大部分はこのソフトウエアによる制御オーバー
ヘツドとなり、実用的処理速度を得られないでいる。

このためＰＲＯＬＯＧを実行するためのハードウエアと
して、いくつかの提案がなされているが、構成が複雑で
ある割には並列処理の効果が小さく、また、変数の値の
同期等については未解決であるという問題があつた。

（３）発明の目的本発明は上述従来技術の問題点に鑑みなされたものでそ
の目的とする所は、一階述語論理型言語を並列処理し、
バツクトラツキングのオーバーヘツドを軽減し、高速処
理を行なう情報処理装置を提供することにある。

（４）実施例以下、図面を参照して本発明に係る一実施例について詳
細に説明する。

第１図は本発明の一実施例情報処理装置のブロツク構成
図である。

第１図図示の如く本実施例装置は、データ伝送手段であ
るコモンバス３に接続された複数の単位処理手段である
入出力処理装置１とｎ個の単位処理装置２−_１，２
−_２，…，２−ｎとからなる。コモンバス３は、単位処
理装置（以下ＵＰｍと略す）２−ｍにプログラムをロー
ドする場合や、入出力処理装置（以下ＩＯＰと略す）１
とＵＰｍ（２−ｍ）相互間での通信に用いる。本実施例
装置では処理装置相互間での通信方法として、送信権移
譲手段である制御ライン４により各処理装置に順次送信
権を移譲して行く送信権サイクル方式を用いている。

また５は操作者が質問を入力するキーボード（ＫＢ）、
６は処理経過等を表示する表示装置（ＣＲＴ）、７はプ
ログラム等の格納されている外部記憶装置（以下ＤＩＳ
Ｋと称す）、８は処理経過や処理結果等を出力するプリ
ンタである。

次にＩＯＰ１の詳細を第２図に示す。図中５〜８は第１
図に示した構成と同一である。

ＩＯＰ１の機能は主に操作者からの質問の受け付け、質
問に対する答えの出力（表示）、プログラムのロード等
であり、コモンバス３とインタフエース１３を介して接
続されたローカルバス１１にＣＰＵ１０、メモリ１２、
Ｉ／Ｏ制御部５０が接続されており、Ｉ／Ｏ制御部５０
にはキーボード５とＣＲＴ６とが接続されている。また
ローカルバス１１にはＤＩＳＫ７及びプリンタ８も接続
されている。上記インタフエース１３には第１図の制御
ライン４に相当する先頭のＵＰ_１（２−_１）への制御ラ
イン４０１と最後のＵＰｎ（２−ｎ）よりの制御ライン
４ｎ０とが接続され、送信権移譲手段が制御される。

次にＵＰｍ（２−ｍ）の詳細を第３図に示す。

ＵＰｍ（２−ｍ）の機能は目標を受け取り、その目標に
対する答を返すことであり、各ＵＰｍ（２−ｍ）はコモ
ンバス３にＵＰインタフエース２ｍ３を介して接続され
たローカルバス２ｍ１にＵＰＣＰＵ２ｍ０、ＵＰメモリ
２ｍ２が接続された構成であり、ＵＰインタフエース２
ｍ３には前のＵＰ_ｍ−１よりの制御ライン４（_ｍ−１）
ｍと、次のＵＰ_ｍ＋１よりの制御ライン４ｍ（_ｍ＋１）
とをもつ。

但し、ｍ＝１の場合には前のＵＰ（ｍ＝０）はＩＯＰ１
となり、ｍ＝ｎの場合には次のＵＰ（ｍ＝_ｎ＋１）はＩ
ＯＰ１である。

各処理装置（ＩＯＰ，ＵＰｍ）内のコモンバス３とのイ
ンタフエース（１３，２ｍ１）の詳細を第４図に示す。

インタフエース１３とＵＰインタフエース２ｍ１は同様
の構成となつており以下ＵＰインタフエース２ｍ１を例
として説明する。

インタフエース部はバス制御部３１、送信バツフア３
２、受信バツフア３３、コモン切換部（以下ＳＷＣと称
す）３４、ローカル切換部（以下ＳＷＬと称す）３５、
自ＵＰ番号を設定するＵＰ番号設定部３６、行先指定を
比較する比較部３７、ゲート３８により構成されてい
る。

バス制御部３１には前のＵＰ_ｍ−１より制御ライン４（
_ｍ−１）ｍが入力され、また次のＵＰ_ｍ＋１への制御ラ
イン４ｍ（_ｍ＋１）が出力されている。但し、ＩＯＰ１
の前のＵＰはＵＰｎ（２−ｎ）であり、次のＵＰはＵＰ
_１（２−_１）である。

次にコモンバス３を介しての各処理装置間のデータ授受
を説明する。

第５図はデータ授受の際のデータフレームの通信フオー
マツトを示す図であり、５１はデータフレームの行先Ｕ
Ｐ番号を示す行先でこのＵＰ番号が負の場合には行先指
定なしであり、全てのＵＰがこのデータフレームを受信
する。５２は発信元ＵＰ番号を示す発信元であり、５３
は目標番号、５４は機能コードであり、“Ｙ”は目標に
対する答が“ＹＥＳ”、“Ｎ”は“ＮＯ”を示し、
“？”の場合にはこのデータフレームが目標であること
を意味する。また“Ｌ”は送られてきたデータフレーム
がプログラム文であることを示すため、このデータフレ
ームをプログラム文としてプログラム文保持手段である
メモリ（１２，２ｍ２）にロードする。

また５５は述語、５６は通信データ本体ＴＥＸＴ、５７
はデータの終りを示すＥＯＦである。

データ授受は制御ラインより送信権を委譲された各処理
装置がインタフエース（１３，２ｍ３）を介してコモン
バス３上にデータを送受信する。

このインタフエース（１３，２ｍ３）の動作を第６図の
フローチヤートを参照してまず説明する。

ＵＰｍのインタフエース２ｍ３を例に説明すると、ます
ステツプＳ１で前のＵＰ即ちＵＰ_ｍ−１より制御ライン
４（_ｍ−１）ｍを通して送信権を委譲されたか否か監視
し、送信権の委譲のない場合にはステツプＳ２に進み、
コモンバス３上に第５図に示すデータフレーム（受信デ
ータ）があるか否か調べ、受信すべきデータフレームの
ない場合にはステツプＳ１に戻り、送信権の委譲される
のを待つ。コモンバス３上にデータフレームのある場合
にはステツプＳ３に進み、第５図に示す行先５１がＵＰ
番号設定部３６での設定値、即ち自ＵＰ宛のデータフレ
ームか否か、又は行先５１が負であり行先指定なしか否
かを比較部３７で比較する。比較部３７での比較の結果
行先５１が自ＵＰ宛又は負の場合にはステツプＳ４でコ
モンバス３上のデータフレームをゲート３８を介して受
信バツフア３３に順次格納する。行先５１が正で他ＵＰ
宛の場合にはゲート３８が許可されずデータフレームを
受信バツフア３３に格納せずステツプＳ１に戻る。

ステツプＳ１でＵＰ_ｍ−１より制御ライン４（_ｍ−１）
ｍにより送信権を移譲されたときにはステツプＳ５に進
み、送信バツフア３２又は受信バツフア３３にデータが
あるか否か調べ、データのある場合にはステツプＳ６で
ＳＷＣ３４を送信バツフア３２とコモンバス３が接続さ
れる様に、ＳＷＬ３５を受信バツフアとローカルバス２
ｍ１が接続される様に切り換える。そしてステツプＳ
７、Ｓ８とステツプＳ９，Ｓ１０とを並列にて処理す
る。

まずステツプＳ７にて送信バツフア３２のＵＰＣＰＵ２
ｍ０により格納されたデータフレームをコモンバス３に
送出し、送信バツフア３２のデータを全て送出するとス
テツプＳ８で送信バツフア３２の内容をクリアしステツ
プＳ１１に進む。ステツプＳ７と同時にステツプＳ９に
より受信バツフア３３に受信データフレームのある場合
にはこの受信データフレームをＵＰメモリ２ｍ２に転送
し、ステツプＳ１０で受信バツフア３３をクリアし、次
のデータフレーム受信に備える。そしてステツプＳ１１
に進む。

ステツプＳ１１ではＳＷＣ３４とＳＷＬ３５を切り換え
コモンバス３と比較部３７、ゲート３８を介して受信バ
ツフア３３を、ローカルバス２ｍ１と送信バツフア３２
とを接続し、ステツプＳ１２で制御ライン４
ｍ（_ｍ＋１）により次のＵＰ_ｍ＋１に送信権を移譲し、
ステツプＳ１に戻る。

ステツプＳ５で送信権を移譲された時に送信バツフア３
２及び受信バツフア３３に共にデータのない場合にはス
テツプＳ１２に進み、直ちに次にＵＰ_ｍ＋１に送信権を
移譲する。

以上の説明はＵＰｍのインタフエース２ｍ１を例に説明
したが他のＵＰ及びＩＯＰ１のインタフエースにおいて
も動作は同様である。

次にＩＯＰ１より各ＵＰｎに対してのプログラムのロー
ドを説明する。

ＩＯＰ１はまずＤＩＳＫ７に記録されているプログラム
文をメモリ１２に読み込む。そして最初のプログラム文
をインタフエース１３の送信バツフア（第４図の３２に
相当）に転送し、ＵＰｎよりの送信権移譲を待つ。そし
て送信権が移譲された時にコモンバス３上に送出する。
そして送出が終了すると送信権をＵＰ_１に移譲し、次の
プログラム文のある場合にはそのプログラム文を送信バ
ツフアに送り、送信権が移譲されるのを待ち、移譲され
ると送信バツフア内のプログラム文を送出する。これを
繰り返し、全てのプログラム文を順次送出する。

この場合のデータフレームフオーマツトはプログラム文
番号を行先ＵＰ番号として行先５１にセツトし、ＦＣ５
４を“Ｌ”とする。

コモンバス３上に送出されたプログラム文は行先５１に
て指定された各ＵＰにて受信され、プログラムとしてＵ
Ｐメモリ２ｍ２にロードされる。

文番号に対応した各ＵＰにプログラム文がロードされる
と操作者よりの質問の入力を待つ。

そして質問が入力されるとＩＯＰ１は質問に対して論理
演算処理を実行し、（当面の）目標をコモンバス３に出
力する。質問が述語の連言（論理積）の場合の論理演算
処理は、先頭の述語を当面の目標とし、この目標に対す
るユニフイケーシヨンが成功すれば、その結果をもとの
質問に代入し、次の述語を次の目標として次の目標が無
くなるまで同様に処理する。述語がなくなるまで処理が
進めば質問は真であり、その時のユニフイケーシヨン結
果が質問中の変数の値を与える。質問が１つの述語から
なる場合は、連語の特別な場合である。

ＩＯＰ１が送信する目標のデータフオーマツトは、行先
５１は負、発信元５２は“０”、目標番号５３は
“０”、ＦＣ５４は“？”、述語５５は目標の述語、Ｔ
ＥＸＴ５６は目標の引数とする。ＩＯＰ１はこのデータ
フレームを作成し、送信権が移譲された時にコモンバス
３上に送出する。

質問と目標及び対応するデータフレームとの関係は、履
歴保持手段であるメモリ１２の実行履歴リストに保持
し、以後のプログラム文の実行処理に備える。

コモンバス３に送出された目標は全てのＵＰにより受信
され、各ＵＰは送信権を受けとつた以外の時に受信バツ
フア３２より目標をＵＰメモリ２ｍ２のワークエリアに
転送し、ワークエリアの受信データを順に（複数の場合
もある）述語と自らのプログラム文の頭部とを比較しパ
ターンマツチングを行なう。このマツチングは、論理型
言語におけるユニフイケーシヨンのアルゴリズムによつ
て行う。

パターンが適合したときは、相当する文が事実であると
きは、ＦＣ５４を“Ｙ”とし、マツチした引数の値をＴ
ＥＸＴ５６として送信バツフア３２に書く。このとき、
行先５１は目標を発したＵＰ（又はＩＯＰ）の番号と
し、発信元５２を自らのＵＰ番号設定部３６での設定値
とする。

また、担当する文が規則であるときには、文の本体に対
して論理演算処理を実行し、（当面の）目標を送信バツ
フア３２に書く。この論理演算処理は、前述の質問に対
する処理と同じである。このとき、発信元５２は自らの
ＵＰ番号、目標番号５３は目標ＵＰ（スタツク）の番
号、ＦＣ５４は“？”、述語５５は述語、ＴＥＸＴ５６
は引数とする。そして次に送信権を受けとつたときにコ
モンバス３に出力する。

送受信した目標及び対応するデータフレームとの関係
は、履歴保持手段であるメモリ１２の実行履歴リストに
保持し、以後のプログラム文の実行処理に備える。

受信データの中に自ＵＰに対する返事があるときは、返
事に対応する目標を履歴保持手段である実行履歴リスト
で目標番号の照会によつて検索して保留になつている論
理演算処理を再開する。ＦＣ５４が“Ｙ”であれば、ユ
ニフアイされた変数の値を代入したあと次の目標があれ
ばそれを通信データとして送信バツフア３２に書き、な
ければ論理演算処理のもとになつた目標を発したＵＰに
対する返事をＦＣ５４を“Ｙ”とした通信データとして
送信バツフア３２に書く。論理演算が保留になつている
ときに、さらに担当する目標を受けとると、途中まで論
理演算を実行した論理演算処理の実行履歴である保留に
なつている論理演算を、リスト、即ち、当該保留になつ
ている論理演算の実行履歴を保持する実行履歴リストに
記録し、新しい目標の論理演算処理を実行する。一階述
語論理における証明をプログラムの実行と考える計算モ
デルでは、証明の途中で生成された論理式のリストがプ
ログラムの実行リストとなる。

本実施例では、各目標は目標番号によつて参照できる様
に構成してあるので、他のプロセツサが行なつた証明結
果を容易に参照することが出来る。履歴保持手段である
目標（論理演算処理）の実行履歴リストは、目標番号
（データフオーマツト、目標番号５３）によつて目標を
識別するようになつており、返事を受けとると該当する
目標を実行履歴リストで検索してその処理を再開する。

以上の処理において、１つのＵＰが扱うデータフレーム
は、送信、受信ともに複数でありうる。これは複数の目
標が保留になつていると、送信権が移譲される間に返事
が同時に複数返されることがあるからである。

以上の過程をくり返すことによつて、ＩＯＰ１の論理演
算処理が終了すると、ＩＯＰ１はその答え（目標に対す
るユニフイケーシヨン結果）をＣＲＴ６に出力する。

上述のＩＯＰ１による論理演算処理の詳細を第７図の論
理演算処理実行フローチヤートを参照して以下に説明す
る。

まずステツプＳ２０でキーボードＫＢ５よりの質問を読
み込み、質問文の左端の述語式を得る。そしてステツプ
Ｓ２１でこの述語式を各ＵＰへの目標として送信バツフ
アに書き込み、送信権を獲得した時にコモンバス３に送
出する。この時のデータフオーマツトは行先５１を負と
し宛先が決まつていないことを示し、発信元５２をＩＯ
Ｐ１を表わす“０”、目標番号５３は最初のときは
“０”、ＦＣ５４を目標を意味する“？”とする。

そして、目標に対するユニフイケーシヨンの失敗をタイ
ムアウト方式ではなく、答“Ｎ”によつて受け取る場合
には、ステツプＳ２２で各ＵＰよりの受信確認を受け取
る。一定時間を経過しても“Ｙ”の答を受け取らない場
合に、“Ｎ”と判断するタイムアウト方式では、受信確
認及び以下の処理は不要である。

そしてＵＰからの受信確認を受けとる毎に、目標番号に
対するＵＰ数を１つインクリメントする。そしてステツ
プＳ２３で目標番号に対するＵＰ数が“０”か否か調べ
“０”の場合には後述するステツプＳ３１に進む。
“０”でない場合にはステツプＳ２５に進みＵＰからの
答えを受けとる。そして目標番号に対するＵＰ数を１だ
けデクリメントし、もし答えが“ＹＥＳ”なら履歴保持
手段である実行履歴リスト中の目標番号に対する答えリ
ストに追加する。

その後、ステツプＳ２６に進み答えリストに答えがある
か調べ、答えリストに答えがあればステツプＳ２７に進
み、残りの質問があるか否か調べ、残りの質問がなけれ
ばステツプＳ２９で答えをＣＲＴ６に表示し、論理演算
処理を終了する。残りの質問がある場合にはステツプＳ
２８で答えリストの最初の答え（その変数の値）を残り
の質問文に代入して次の質問とし、目標番号を１つイン
クリメントしてステツプＳ２０に戻る。この時代入の済
んだ答えは答えリストより削除する。

ステツプＳ２６で答えリストに答えがない場合にはステ
ツプＳ３０に進み、目標番号に対するＵＰ数が“０”か
否か調べ、“０”でない場合にはステツプＳ２４に戻
り、答えの返るのを待つ。ＵＰ数が“０”の場合には目
標に対する答えのないことを示すためステツプＳ３１に
進む。

ステツプＳ３１では前の質問があるか否か調べる。これ
は目標番号が“０”か否かで判別する。そして目標番号
が“０”で前の質問のない場合にはステツプＳ３２に進
み、ＣＲＴ６に答えＮＯを表示して処理を終了する。目
標番号が“０”でない（すなわちもとの質問ではない）
ときに、その目標番号に対するＵＰ数が“０”でかつ答
えリストに答えがないときはステツプＳ３３に進み、目
標番号を１だけ減らし、前の質問に戻り、ステツプＳ２
６に進み答えリストを調べる。ここでさらに答えがな
く、かつＵＰ数が“０”のときには目標番号が“０”に
なるまで順次戻る。

ここではＩＯＰ１を例に説明したが各ＵＰも同様の処理
を他のＵＰに対して行い、論理演算処理を実行する。

次に目標を受け取つた場合の目標の実行を第８図
（Ａ），（Ｂ）のフローチヤートを参照して説明する。
第８図（Ａ）は目標受信処理を示すフローチヤートであ
り、ステツプＳ５０でＩＯＰ１又は他のＵＰよりの目標
フレームは行先５１が負であるため全てのコモンバス３
接続装置で受信され、受信バツフア３３に格納される。
そしてＵＰメモリ２ｍ２に転送され、ステツプＳ５１に
て目標の述語と自ＵＰで受け取つたプログラム文の述語
が一致するか否か調べられる。一致しない場合にはステ
ツプＳ５２に進み、受信した目標をクリアし、ステツプ
Ｓ５０に戻り次の目標の送られてくるのを待つ。目標の
述語と自らの述語が一致すればステツプＳ５３に進み、
受信した目標を履歴保持手段であるＵＰメモリ２ｍ２の
目標リストに追加する。そしてステツプＳ５４で発信元
に対して受信確認応答を発信する。この時のデータフレ
ームは行先５１を受信フレームの発信元５２と同一に、
発信元５２をＵＰ番号設定部３６の自ＵＰ番号に、目標
番号５３及びＦＣ５４は受信フレームと同一とする。そ
してステツプＳ５０に戻る。

このようにして受信した目標を順次処理待ち目標リスト
に追加して行く。

ここで自分自信が目標となるときは通信を行わず直接目
標リストに書き込む。

次にこの目標リストを読み込み、目標を実行する処理を
第８図（Ｂ）の目標実行フローチヤートを参照して説明
する。

まずステツプＳ６０において、目標リストより読み込
む。（読み込んだ目標は目標リストより削除する。）そ
してステツプＳ６１で担当する文の頭部の引数と目標の
引数をマツチし、ステツプＳ６２でマツチングが取れた
か否か調べる。このマツチングは、論理型言語における
ユニフイケーシヨンのアルゴリズムによつて行う。

引数のマツチングのとれない時には処理が不可能なため
ステツプＳ６３で答えをＮＯとし、行先５１を目標の発
信元番号とし、発信元を自ＵＰ番号として返信し、ステ
ツプＳ６０に戻り次の目標リストの目標に対する処理を
行う。

ステツプＳ６２で引数のマツチングがとれたときはステ
ツプＳ６４に進み、担当する文が事実か否か調べる。文
が事実のときはステツプＳ６５で文をそのまま値として
引数のならびの変数に代入し、ステツプＳ６６で答をＹ
ＥＳとして他はステツプＳ６３と同様のフオーマツトに
て返信する。そしてステツプＳ６０に戻る。

ステツプＳ６４で事実でない（担当する分が規則）時に
はステツプＳ６７に進み、マツチした引数の値を本体に
代入し、質問文を生成する。続いてステツプＳ６８でこ
の質問文に対して前述第７図に示したＩＯＰ１の論理演
算処理と同様の処理を行い、そしてステツプＳ６９で得
られた答えが“Ｙ”なら、求められた変数の値を目標に
代入して発信し、もし答えが“Ｎ”なら、ＮＯの返事を
発信する。この場合の行先、発信元はステツプＳ６３と
同様である。

この様に目標の実行にあたり、受信確認を応答したＵＰ
がそれぞれ実行し、答えを返すことになり、受信確認の
ない場合には答えられない目標となる。

この結果ある目標に対する答えは複数答えリストに記録
され、バツクトラツキングがあれば直ちに答えリストよ
り次の答を引き出し、この答えに従つて実行することが
できる。

以上説明した如きの本実施例おける並列処理は、以下に
説明するようにＯＲ並列性が存在するプログラムにおい
て、特に有効である。即ち、例えば述語Ｐを頭部にもつ
クローズが複数ある時、逐次処理ではそれらのクローズ
を１つづつ順に調べるので、クローズの数だけ時間がか
かつてしまう。これに対して、上述した本実施例では、
この処理を並列に実行することができるのでこのために
かかる時間はクローズの数によらず一定である。

一階述語論理プログラムの実行においては、その計算時
間の多くがユニフイケーシヨンの処理に費やされること
が知られており、述語の検索にかかる時間は比較的少な
い。本実施例では、述語の探索をいわばブロードキヤス
ト送信によつて行うが、処理全体におけるデータの送受
信の頻度は小さく（即ち、ほとんどの時間はユニフイケ
ーシヨンを行っているので）、通信のオーバーヘツドは
処理全体としてみれば、問題にはならない。

また、すべてのプロセツサがアクテイブというわけでは
なく、他のプロセツサの答を待つているプロセツサもか
なりあるので、通信量はプロセツサ数の指数オーダーに
はならない。

１つのプロセツサに１つのクローズしか割当てていない
ことの大きな利点は、上述のように通信の頻度が結果と
して少なく、かつＯＲ並列性が必要な場面で、その効果
を十分に引き出せる点にある。これに対して、１つのプ
ロセツサに複数のクローズを割当てる方式では、１つの
プロセツサ内で必要なクローズが存在すれば通信量は減
るはずであるが、一般にこのようにプログラムを構成す
ることはできず、また１つのプロセツサですべての処理
をするのでは並列性も出なく、ＯＲ並列性も生かすこと
ができない。従つて、以上説明した本実施例はＯＲ並列
をすなおに引き出せるという点で有効である。

（５）発明の効果以上説明した様に本発明によれば、PROLOG等の一階述語
論理型言語の個々の文の処理を予め各処理単位に割り振
つておくため、述語の検索やプログラム文の割り当てに
対するオーバーヘツドを軽減し、高速処理を可能とする
とともに、更に、単位処理手段から他の単位処理手段へ
のデータの授受を、一定の優先順位で宛先を指定せず受
信側の単位処理手段で処理データの選択を行なうよう構
成することにより、どの単位処理手段にどのプログラム
文があるかという選択を不用とし、更なる一層の効率化
を可能としている。

この場合にも、並列処理のための特別の制御構造を設け
なくても、プロセス数の爆発の無い、処理効率の向上し
た情報処理装置を提供できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例情報処理装置のブロツク構成
図、第２図は第１図に示す本実施例装置のＩＯＰの詳細を示
すブロツク構成図、第３図は第１図に示す本実施例装置のＵＰの詳細を示す
ブロツク構成図、第４図は本実施例装置のインタフエース部の詳細を示す
ブロツク構成図、第５図は本実施例装置のデータ授受の場合のデータフレ
ームのフオーマツトを示す図、第６図は第４図に示すインタフエース部の動作を示すフ
ローチヤート、第７図は本実施例装置の論理演算処理を示すフローチヤ
ート、第８図（Ａ）は本実施例装置の目標の受け取り処理を示
すフローチヤート、第８図（Ｂ）は本実施例装置の目標の実行処理を示すフ
ローチヤートである。図中、１……ＩＯＰ、２ｍ……ＵＰｍ、３……コモンバ
ス、４，４０１〜４ｎ１……制御ライン、５……キーボ
ードＫＢ、６……ＣＲＴ、７……ＤＩＳＫ、８……プリ
ンタ、１０……ＣＰＵ、１１，２ｍ１……ローカルバ
ス、１２……メモリ、１３，２ｍ３……インタフエー
ス、３１……バス制御部、３２……送信バツフア、３３
……受信バツフア、３４……ＳＷＣ、３５……ＳＷＬ、
３６……ＵＰ番号設定部、３７……比較部、３８……ゲ
ート、５０……Ｉ／Ｏ制御部、２ｍ０……ＵＰＣＰＵ、
２ｍ２……ＵＰメモリである。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】一階述語論理言語のプログラム文を実行処
理する複数の単位処理手段と、一定の優先順位に従い前記単位処理手段に順次送信権を
移譲する送信権移譲手段とを有する情報処理装置であつ
て、前記各単位処理手段は、送信権を獲得した該単位処理手段から他の任意の単位処
理手段に対してデータの授受を行うデータ伝送手段と、前記プログラム文を保持する文保持手段と、独立して一階述語論理言語のプログラム文を実行処理す
るために前記文保持手段に保持のプログラム文の実行履
歴を保持する履歴保持手段とを備え、前記一階述語論理言語の各プログラム文の処理の分担を
予め前記複数の単位処理手段に割り当て、該単位処理手
段は割り当てられたプログラム文を前記文保持手段に保
持し、前記各単位処理手段で前記プログラムを実行した
結果生じた質問や答えを他の単位処理手段に発すること
により一階述語論理言語を並列分散処理可能としたこと
を特徴とする情報処理装置。