JPS6014371B2 - テキスト処理装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、テキストの内容および型式を自動的に処理お
よび印字する装置であって、印字されるべき文字を入力
する入力装置と、記憶装置と、直列印字装置とＬ下線引
き装置とを有するものに関する。

事務所においては、タイプされたテキストを記録して以
後にそれらを謀まりないこ高速度で印字しかつ適当に処
理できるようにし、印字されたテキストを、中心位置に
合わされた見出しを有しかつ位置合わせされた印字行を
有する頁に完全に整版する必要性が強く感じられている
。

実際、この種の自動的印字装置は例えば個人の標準の手
紙に対しテキストを数度にわたりタイプするのに必要な
時間を滅縮させ、なぜならこれは同じテキストを数度に
わたり扱うのに必要とされる時間を排除するからである
。

更に、事務所においては住所または数行の書体の点だけ
で相違している回覧用手紙または標準の手紙を送る必要
のあることが非常にいまいま生じるので、種々の前に記
録されたテキストの部分を希望する順序で組立てる自動
的印字装置に対する必要が生じている。テキストが原稿
または下刷りの形で印字されかつ同時に穿孔テープに記
録されるようになった種々の自動的印字装置が知られて
いる。これらの既知の装置の１つにおいては、テキスト
は印字された後に訂正されそしてこの訂正は原稿または
下刷りに入れられて作業員がそれを識別できるようにす
る。テープ上に記録されたテープを訂正するため、作業
員は穿孔テープからのテキストの講出しおよび同時的な
印字紙上への印字を命令する。次いで作業員は種々の訂
正が入れられる点で原稿の印字を停止する。このように
して、テキストは穿孔テープに正しい形で再記録され、
次いで印字される。この種の自動的印字装置は、各回毎
に謀まりが現われる点までテキスト全部を再印字する必
要があるので、作業員は訂正をするためテキストの任意
の点を呼出すことはできないという欠点を有する。

このようにして、訂正は非常に骨が折れかつ長い時間の
かかるものとなる。或る距離の点に配置された中央処理
装置の記憶装置中に千−ボードを通してデータを導入し
そしてこのデータが陰極線スクリーン上に可視的に表示
されるようになった他の自動的印字装置が知られている
。

作業員はキーボードの適当なキーを作動することにより
この可視的に表示されたテキストを訂正することができ
る。このようにして中央処理装置の記憶装置の内容は変
えられる。次いでテキストが印字されるべきときには「
処理装置は、正しいテキストの符号化された文字をタイ
プライターに供給する。しかしながら、この印字装置は
処理装置に接続される必要があるために費用がかかると
いう欠点を有する。

更に、印字行の長さ、余裕、挿入および消去はそれらが
中央処理装置のプログラムと関係づけられている限り作
業員にとって制御が困難である。最後に、同じく処理装
置に接続されかつキーボードと「データを可視的に表示
するための陰極線スクリーンと、ワーキング記憶装置と
を備える別の自動的印字装置が知られている。

印字されたテキストは可視的に表示されそしてワーキン
グ記憶装置中に記録される。次いで作業員はその場で訂
正を行ない、テキストが完全であるときにはそれは中央
処理装置に転送され、この中央処理装置は作業員の要求
に従い印字のためそれを再送信する。この印字装置も正
しい点の呼出しが困難であるという理由で実際上費用が
かかるという欠点を有する。

更に、この装置においてはテキストが処理装置のプログ
ラムに記載されている限りテキストになすべき補正の程
度を容易には変えられないという欠点がある。また、事
務所においては書類に対する手操作での探索のための時
間の浪費を避ける目的で容易かつ迅速に調べられ得る記
録を得ることができるという必要性が非常にいまいま起
る。更に、いわゆる“クロス・ィンデックシング”〜す
なわち情況に従って異なるキーワッドの下での書類の記
録またはファイリングに対する必要性が生ずる。例えば
、書類は“直列の数”、“書類の発行日”および“事件
番号”などの３つのキーワードの下にファイルされる。
探索中全く同じ印こ発行された全ての書類を取り出す必
要があるときにはキーワード“発行日”が用いられ、こ
れに反し、全く同じ事件に関係する全ての書類を取り出
す必要があるときにはキ−ワード“事件番号”が用いら
れる。勿論、使用者は自分自身の書類のファイルおよび
探索の要求に関係して種々のキーワードを選ぶことがで
きなければならない。例えば、本発明による装置が個人
事務所または会計事務所で用いられるときはキーワード
のファイリングまたはィンデックシングは異なるである
つｏ ′一連の端末
装置に接続された中央処理装置を備える書類ファイリン
グおよび探索装置が知られている。個々の書類に関する
キーワード‘ま作業員により中央処理装置の記憶装置に
含まれたプログラムに記録される。作業員は書類を探索
したいときにはその書類に関係したデータを中央処理装
置に接続された端末装置を通して中央処理装置に送る。
次いで中央処理装置は探索を行なし、そして結果を端末
装置に送り、この端末装置はスクリーンまたは紙の上に
探索の結果を可視的に表示する。しかしながら、この型
の装置は中央処理装置の使用を必要とするという理由お
よび中央処理装置そのものの購入または貸借のため非常
に費用がかさむという理由で独立的ではないという欠点
を有する。この装置は、更に、与えられたファイルに関
係するキーワードが計算機の所定のプログラムに記録さ
れ、従って使用者は他のファイルを得たいと思うときに
は計算機のプログラムを変えねばならず、それ故新しい
ファイルに関係するデータを記録するのに塾練した技術
者を採用する必要があるという欠点を有する。情報がマ
イクロフィルムに記録されるようになった別の情報探索
装置も知られている。

作業員は書類を探索したいときには希望する書類に関係
するキーワードを中央処理装置に通信する。中央処理装
置は探索を実行しそして書類番号を送り、作業員がマイ
クロフィルムを呼出せるようにする。この型の装置は中
央処理装置の使用を必要とする欠点に加えてマイクロフ
ィルムを投影する装置を必要とするという欠点を有し、
その結果として不経済である。本発明によれば、テキス
ト情報を入力する装置を含む手動入力装置と、前記の入
力されたテキスト情報を記憶する記憶装置と、読出され
たテキスト情報を別々の行に印字する直列印字装置と、
その開始点および終了点が単語スペースと無関係に前記
入力装置によって入力される２つの下線引き信号により
定められるテキストの一部の部分に自動的に下線を引く
装置とを具備し、前記２つの下線引き信号は前記記憶装
置に記憶され、かつ、則記印字装置の１走査中に前記テ
キストの前記部分の全てが印加されるようにせしめかつ
前記の記憶された下線引き信号の制御の下に前記印字さ
れる部分の全部の他の１走査中に前記部分に下線が引か
れるようにせしめる装置が設けられているテキスト処理
装置が提供される。

以下図面を参照しながら本発明を説明する。

以下の説明は下記の順序でなされる。序 文（１１頁） 中央装置（１４頁） 命令の実行（４４頁） 最初の命令の群（５２頁） ２番目の命令の群（６３頁） ３番目の命令の群（路頁） ４番目の命令の群（７８頁） 割込み（８３頁） タイプラィタ制御装置（９３頁） 指令キーボード制御装置（１０１頁） 磁気テープ記憶装置、制御装置（１０２頁）中央装置へ
の命令の導入（１１６頁）テキストの記録（１２８頁） テキストの訂正（１４９頁） 単語の訂正（１５９頁） 訂正されたテキストの印字（１６３頁） 動作の第１の例 ファイルの形式の記録（１７刀頁） ファイルの読出し（１８４頁） ファイルの訂正（１９３頁） 書類の探索（１９６頁） 動作の第２の例 第２の実施例（２１０頁） 序文 本発明による自動的印字袋鷹は処理装置３９およびコア
記憶装置４２を有する中央装置５（第Ｉ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に送るようになった入出力装置１２を有する。タイ
プラィタ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
形で印字することが可能である。磁気テープ記憶装置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は更にタイプライ夕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。
命令キーボート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イタ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誤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ィタまたは命令キ−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−プ記憶
装置７から中央装置５の記憶装置４２に転送されて動作
状態になる。従って、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。

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２川ま実質上は６４メガサィクルの周波数の信
号Ｃ（第４図）を供聯合する発振器２１（第３図）から
構成されている。この信号は６つのフリップフロップＦ
Ｉ−Ｆ６により形成されているシフトレレジスタ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つのフリップフロップＦＩ−Ｆ
６の出力信号は第４図に示されそしてそれぞれ参照記号
ＴＩ−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つのフリツブフ
ロツプＦＩ−Ｆ６の出力はゲー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
でフリップフロップＦＩ‘まフリツプフロツプ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ップ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、フリツプフロッ
プＦＩ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ＦＩ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。従つて、他のフリップフロツプＦＩ−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‘こは３つの入力３０ａ，３０ｂおよび３
０ｃが設けられ、これらはそれぞれタイプラィタ６（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，３１ｂ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３０
ｃ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入力が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よりも優位にあること
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機成する
。

レジスタ３２の出力はチャンネル３３を介してリセット
論理回路３４に接続されている。リセット論理回路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
ツプフロツ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。

ップはクリアされる。このようにして、例えば入力３０
ａ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、すなわちタイプラィタ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はタイプライタ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のフリツプブロツプ、すなわち入力３
０ａ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のフリッブフロップ、すなわち入
力３０ｂに接続されたフリツプフロッブは附勢されたま
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４０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はしジスタ３２と完全
に同じでありかつコア記憶装置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
のどツ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４１に含まれたビットは記憶装置４２の
アドレス解読回路４５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ックスからなる。

各コアマトリックスは３２の行および３２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、読出しま
たは感知導線、および２本のアドレッシング導線である
。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本の感知導線および８本
の禁止導線が存在する。他方、２本のアドレツシング導
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
係したアドレッ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３２特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
ジスタ４１に存在する信号が供給され、かつ３２対のア
ドレッシング導体に順番に接続されている３２の出力を
有する。各コアはそれに交差する２本のアドレツシング
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通しては既知の方
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るために、論理
回路４７は対をなすアドレツ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
が譲超される。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５０１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で読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
０はチャンネル５０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で読出されたデータを送信する。

レジスタ５０は更にチャンネル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・レジスタ５９
に接続されてそれに命令のコードを送り込む。レジス夕
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ｉ
３の出力６２，ないし６２，８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ビット型式コード
‘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
１こ存在する４ビット・コー日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６２，８は指令論理装
置６３に指令を与え、この装麿６３は以後記号ＣＯＭＯ
Ｉ…・・・・・・・・・・・・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、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、または記憶装置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６４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。
レジスタ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つのフリツ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ツプの出力はチャンネル６０‘こ集
められている。レジスタ５９の２番目の４つのフリツプ
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６５，．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を選択された周辺菱贋と接続して中央装
置５と選択された周辺装置との闇でのデータの転送をな
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４
２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める。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４
５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を指令装鷹６３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のフリツプフロップの１つを
附勢する毎に、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‘１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、一連の指令論理回路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６
３Ｂを有する。第５図に詳細に示されているブロック６
３Ａは選ばれた命令がファンクション解読回路６２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６３Ｂ
は選ばれた命令に関係する一系列の動作指令ＣＯＭＯＩ
−ＣＯＭ２７を発生する。更に詳細には、ブロック６３
Ａは入力として解謙回路６２から来る導線６２，一６２
，８（第２図）を有し、これらの導線６２，一６２，８
の各々は１３の命令の１つと関連している。

更に、フロツク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
それぞれ釆る導線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プフロ
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ップ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
６３Ａ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を介してフリツプフロツプＦＡ−ＦＧ
の入力を附勢する。フリップフロップＦＡ一ＦＧの出力
ＭＡ−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
−ＭＧ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ＣＯＭＯＩ−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）も入力としてブロック６３Ｂの回路に入れられ
る。

論理装置６３のブロック６３Ｂ‘こより発生された指令
ＣＯＭＯＩ−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ＣＯＭＯ１一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４８は通し、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タ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
指令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、レジスタ５７（第２図）に存在する文
字および周辺装置６，７，８の１つから釆る文字は処理
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に存在する文字は計数回路８８により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８
１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９０は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４
８に転送される。論理回路４７（第２図）は更にレジス
タ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が存在するとぶこは、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較する。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ｇ７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を通してビット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に等しい。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−ブ記憶装置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。この後に、選ばれた群を構成する命令が中央
装置５により日頃番に実行される。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、“最初の命令の君ぞが記録されている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
てフリップフロツプ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
‘こは、時間ｍＳに作動させたブロック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０００００００倣ま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−プ記憶装置４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４６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
字をテープ記憶装置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６３８のアンド回路ｉ１５（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４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
に記録される。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の重みづけ値フリツプフロツプ
６４が値１をとり、従って信号Ｒ６４を発生し、これは
フロツク６３Ｂのアンド回路１２０（第６図）を開く。

アンド回路１２０は今度はフリツプフロツプ３５（第２
図）を減勢する信号ＲＢＴを発生し、その結果このフリ
ツブフロップ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
ならフリツプフロツプ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に記録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ップ
３５は滅勢されており、云い換えればその出力ＢＴは値
０を有する。指令ＣＯＭＯＩ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
録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５０１こ転送される。
従って、ＢＴ＝０のときには記憶装置４２の読出しが行
なわれる。知られるようにコア記憶装置４２の読出しは
破壊的であるので、選択された素子部で謙世された情報
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６３
Ｂ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５０（第２図）の内容を記憶装置４
２内の素子部であって瞬間ＴＲにおいてそれらが記憶さ
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１２４（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Ｂ
Ｔ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を介してフリツプフロップ
ＦＢを附勢し、そのためこのフリツプフロツプの出力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に移る。状態Ｂの
期間中には全ての命令に対し共通の指令ＣＯＭＯ１，Ｃ
ＯＭ１ ８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夕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
読出しを生じさせ、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に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。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つのビットからなる文字を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。ｂｏｂｌｂ２ｂ３ｂ４ｂ５ｂ
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ｂ４一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。最初の型の命令は３つの文字から構成さ
れ、これらの最初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袋檀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ＣＯＭ０３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読出しを生じさせる。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６３Ｂ
のオア回路１３０（第７図）の出力を附勢する。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６３Ｂ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６
０‘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６３８のアンド回路
３０川ま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に記憶されかつ計数
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８付勢され、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の内容のレジスタ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番目の説出しが実行
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
全てレベル川こあり、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。インバータ
回路１３４を介してこれらの出力はブロック６３Ａのァ
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、インバー夕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Ｍ則こ接続されているのでァンド回路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をリセツトし、その結果とし
て中央装置５は状態Ｂから状態Ｃに移る。状態Ｃは最初
の演算数の読出し‘こ用いられる。

事実、ブロック６３８のアンド回路１４０（第８図）は
瞬間ＴＳに指令ＣＯＭＩＯを発生する。この指令はチャ
ンネル５５のゲート回路亀４１（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１ ４３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０１とあるときには
指令ＣＯＭ１８は発生されずそしてアドレス解読回路４
５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
装置素子部の内容の読出しおよびこの内容の出力レジス
夕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読出し
が行なわれ、これはそれが前に配置されていた素子部に
再書込みされそしてレジスタ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、ァンド回路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。ップＦＣにより附勢されるので、フリツプフロツプ
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がフリツプフロツプ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は最初の演算数が転送されるべき素子部のア
ドレスの議出しに用いられる。事実、時間ＴＳに（第４
図）、ブロック６３Ｂのアンド回路１６５（第９図）は
指令ＣＯＭＯＩを発生し、これはゲート回路６４（第２
図）を開いてレジス夕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謙出された
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。

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、記憶装置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‘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ｂ４＝１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贋アドレスを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じる。前述したように、命令ＴＲ
Ａのコードは状態Ａの期間中に謙出されそしてレジスタ
５９（第２図）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つのインバータを介してビット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
アドレッシングレジス夕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
議出しが行なわれる。

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）がフリツブフロツプＦＤ
により直接発生されそしてこれは読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、それはアンド回路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はオァ回路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読出され
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１６川ま瞬間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、
瞬間ＴＳにおいて（第２図）アンド回路ＤＥ（第５図）
が附勢され、これは直接フリップフロップＦＥをセット
し、その結果として出力ＭＥはしペルーになる。

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６７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
が謙出された記憶装置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Ｄの期間
中に読出されかつレジスタ５０‘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頁レジスタ７１
（第２図）の内容のァドレッシング回路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，はしベル１に
あるのでオア回路１６３（第ｉｏ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）に作用してレジスタ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Ｅ
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番目の文字により識別されるアドレスに対応す
る素子から状態Ｄの期間中に謙出される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豚情ｍＳ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
ときにはフリップフロップ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川Ｔによりインバ
ータ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はアン
ド回路ＤＡを介してフリツプフロツプＦＡを附勢し、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（ＳＣＡ
） 交換命令（ＳＣＡ）はコ−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 により附勢されたアンド回路１７５（第
１０図）が指令ＣＯＭＩ９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ＣＲＦ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ＣＯ
Ｍ２０が発生されるということである。事実、ここで指
令ＣＯＭ０３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は瞬匙ｍｌ（第４図
）にアンド回磯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１７
８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
目の演算数が入れられてい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がァンド回路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の任意の貢内において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のときには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こ０
でｂ７＝１のときにはそれは頁１に属し、ｂ６＝１でｂ
７＝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ｂ
５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６
２，２を発生し、そして、状態○の期間中に出力６２舷
がオア回路１８０（第９図）を附勢しそしてこの回路１
８０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。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
番目の文年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，Ｃ，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。こられの命令
はそれぞれ解読回路６２の出力６２・ｏ，６２・３およ
び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じで
ある。更に詳細には、状態Ａの期間中にこの命令のコー
ドが謙出されそして状態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
中に定数が謙出されるので、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読出すのに用いら
れる状態Ｃを遂行する必要はない。ここでは出力６２，
ｏ？ ６２，８，６２，．の１つが常にレベル川こある
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竃８鰭の入力１８７を附勢し「
また他方の入力亀８９はフリップフロップＦＢにより附
勢され、その結果としてアンド回路１８８‘ま時間ＴＳ
（第亀図）にアンド回路ＤＤを介してフリツプフロップ
ＦＤを附勢する。アンド回路ＤＤは更にフリップフロッ
プＦＢ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の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＝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番目の文字の読出しが行
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
コードの読出しが実行される。この命令は回路６２によ
り確認され、この回路６２はこのときは出力として信号
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
様に命令の３番目の文字の読出しが行なわれる。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）のレジス夕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
読出しが行なわれる。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。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、周辺装置からの文字を受け
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け命令（ＣＯＰ）周辺装
置からの文字の受入れ命令（ＣＯＰ）はコード０１１０
により定められそしてこれ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
に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番目の文字が読出される。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）のアンド回略１３９がオア回路
１３３により附勢され、回路６３の出力６２６，６２７
，６２１ｏ，６２１１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の期間中に読出され
た素子部へ転送する。これらの動作後に、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１９
８（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はインバータ１６９を介して附勢されてい
る。この場合、アンド回路２００‘まフリツプフロップ
ＦＣの出力２０３により能動化させられているアンド回
路２０２を附勢する。アンド回路２０２の出力２０４は
瞬間ＴＳ（第４図）にフリップフロツプ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の期間中に謙出されるこの命
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ｂ７に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１３３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（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 総し命令（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、ない場合でも一方の命
令からもう一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。飛越いま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
Ｅ＝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８：１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に記録された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＋ｂ５・Ｅ 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はしペル
ーにあり、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２１３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２
１８の入力２１７を附勢し、その他方の入力２１９はフ
リップフロップＦＢの出力２２０に接続されている。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つの場合を考えれば、ビ
ットＥがそれぞれ値０および１を有するときには信号Ｃ
Ｖ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、フリップフロップ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
アドレツシングレジス夕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にアンド回
路２２５（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を貢レジ
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Ｃ
ＯＭ０４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はしジスタ３２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命令の
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Ｃ
ＡＰ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ッシングレジス夕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置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。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番目の文字の議出しおよびそれの
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ＣＯＭＯ９
を発生する。

指令ＣＯＭ０８は周辺装置へのレジスタ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の出力６２７ により附勢される回路２
１３（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ツプ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０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 蛾 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４７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
割込み信号瓜Ｔ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…Ｔをブ
ロック６３Ａ（第５図）に導入する。

信号ｍＴ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。次いで、前述したようにフリツプフロ
ツプＦＥの出力Ｍ旧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にフリッブフロツプ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。ツブ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 に後続されている限り、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から状態打こ移る。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、フリッブフロッブ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の出力の両方がレベル１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
実行に対して状態Ｂにおいて信号瓜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２４
１が附勢されたときには、中央装置は状態Ｂから状態Ｆ
に移る。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に転送される。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５７
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の全てのフリッ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４８に、レジス夕
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つのフリッブ
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
釆する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内のビ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１ １図）は指令ＣＯＭ０
４を発生し、この指令は１単位量だけ増されたレジスタ
４１の内容すなわち頁０の素子部０に対応する文字００
００００００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０
０００００００が送り込まれる。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
アンド回路（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
）は更に信号ＲＯを発生し、これは既知の方法でレジス
タ７１（第２図）のフリップフロツプをリセツトし、こ
のようにして頁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頁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）は瞬礎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。チャンネル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に作用してレジス夕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
の期間中にレジスタ９６を用いることが可能である。信
号ＩＮＴが藤情ｍＲ（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、アンド回路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のフリップフロップのリ
セットを生じさせる。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はこの瞬間にフリップフロップＦＧ
の出力ＭＧにより附勢されるアンド回路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、割込みに関連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
って前述したの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、割込みに関係する一連の命令の最後の命令は
常に頁０の素子部２５５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２５５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‘こしジスタ４１
には命令そのものの２度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憶される。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ｂ
５の両方が値１をとるので、指令ＣＯＭ１３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Ｂ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
ラムの継続を生じせる。タイプライタ制御装置 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。

タイプラィタ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、これらの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およびキーポ−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９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イタ６
を選択したときにだけ解読回路６５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‘こ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
５０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は中央装置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
の解続回路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はフリツプフロツブ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
２７７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ップ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２７川こより入れるれた文字は出力チ
ャンネル４６に転送される。導線２７７はしジスタ３０
（第２図）に入力３０ａに接続されそしてレジスタ３０
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ィタ６に対応しかつ回路３
１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
リツプフロツブ２７９のセット回路に作用してゲート回
路２８３を開き、このゲー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２８６に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は常に零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
はチャンネル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ＣＯＭＯ
９を発生する命令ＣＯＰ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を通してこの世力はフリップフロップ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ツプ２７６により瞬間Ｔ
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。隣情ｍＮ‘こおけるアン
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
議出してしまってそれを制御装置９の入力チャンネル５
７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２
７３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２９１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２９６を通して解読回路２８
７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＝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
タイプラィタ６の入力回路１２′に転送される。

ゲート回路３００は制御装置９が受信状態にあり（Ｒ＝
１）かつ文字が印字可能である（Ｗ＝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、その結果中央装置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ＣＤＰ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ずる命令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。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１
１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、このキーボー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、中央袋魔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
プライタ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６
５（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。この指令は既知の方法でキー
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。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議出しおよび篭込みを
制御する。

記憶装置７は開ループをなしかつカートリッジに含まさ
れた磁気テープ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、従って本装直は任意の
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。各記録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なし、し７９（第
１６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ＰＩ……………ＰＮ‘こ加えてテープ３
１０はデータブロックのアドレス１１…・・・………１
２５６を含む１つのトラックＰＯを含む。

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ブ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
れたトラックにおし・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
‘こは１つのアドレスと次のアドレスとの間に７０の文
字から形成される１つのプログラムブロックＢＰＩ……
………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Ｐ１・・・・・・・…・…・ＰＷ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１
２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４７に接続されている。

更に詳細には、２つのチセンネル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
のレジスタ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１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
０に信号を発生し、この信号はテープ記憶装置７の読出
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
するトラックを選択する。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３
１９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に接続され、この回路３３９はしジスタ３１９に時に
応じて含まれる文字に対応する信号を出力３４０に供給
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、この説出装置３４２はテープ３１０１
こ記録されたビットを直列に議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１川ま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１川
こより遂行される動作は長方形ブロックで示され、論理
判定または二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３１０‘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１０１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３５Ｑ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ＣＯＭＯ８
によりｊ 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を既知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をアドレス論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により表わされた議出
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１１・・・・・・・・・・・・・・・１２５
６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）が謙出されたブロ
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５ １の命令ＣＤＰ
を中央装置１ ０のレジスタ３１８（第（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、．読出された
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Ｃ
ＤＣ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５７（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１０
に何ら指令を送らず（第１８図の論理判定３５７）、従
って、制御装置１０は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＝０）、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Ｅ＝１）、
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。この文字が読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は謙出装置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３１９
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
は謙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
（第亀８図の論理判定３６２）。

このフロックの最後の文字の解読は中央装置６により命
令ＣＤＣを用いて行なわれ、この命令ＣＤＣは時に応じ
て読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Ｂ＝
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（第軍７
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命令信号を発生し、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図のフロツク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‘ま最初の状態（第
１８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１Ｑ‘まアドレスの議出しの状態
、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、それは中央装置１０
に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１０１こ命令ＣＡＰを送る。この命令が回路３２５
（第１７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３１９に転送する。同時に、回路３２５はタ
イマー３２６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割込装置３３３に導入する。これら
の動作は第１８図のブロック３６６１こより示されてい
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亀川ま非作動状態に戻り
「第２の場合にはそれは第亀８図のブロック３６６によ
り識別される状態に戻る。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３亀０（第１５図）のトラッ
クＰＯに位置するポログラムブロツクＢＰで・・…・…
・・・…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、また文飾を加え、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４
２に記録されていた順序で実行する。

１群の命令をテープ記憶装置７からコア記憶装置４２に
転送するため、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３８０により表わされ
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読出されそして制
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をして記憶装置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１３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３１０１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ブロックのアドレスを中
央装置５に送ったときにはテープ記憶装置７からコア記
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のアドレッシング回路４５により供Ｖ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議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
ＢＴ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）はまた状態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５０‘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Ｃ
ＯＰ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ころ入
力命令に含まれたテープ３１０に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３，５６（第１８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億装置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つの入力プログラムフロックは記憶装置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Ｐ
Ｏに記録された全ての命令群のうちからタイプラィタ６
のキーボード２７０（第１４図）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ＰＯ（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と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。この群の最初
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９は制御装置９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９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３
９１）。各文字を受信したとき中央装置５はブロック３
９２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はタイプラィ
タ６から来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ＣＦ
Ｒ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９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語まりをなしてしま
ったときには中央装置５は命令ＣＯＰにより制御装置１
Ｗ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・・・・・・・・・・・・・・・１２５
６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。中央装置５はここで記憶装置４２のこの
素子部の議出しを指令し、そして命令ＴＲＡによりそこ
で謙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
る動作を実行することができる。この文字により定めら
れる素子部内には記憶装置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３
９４（第２０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３８１）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。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
プライタ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イタ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機”を指令する。次
いで作業員はタイプラィタによりラベル“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ＢＰ１・…・・・・…・…
ＢＰ２５６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イプされるべきテ
キストの講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のアドレスを供給す
る。この目的のため、テープ３１０のトラネクＰ１・・
・・・・・・・・・…・ＰＮの各々は“テーブルブロッ
ク”と呼ばれる特別のブロックを含む。

このテーブルブロッ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６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Ｐ１・・・
・・・・・・・・・・・・ＰＮ（第１４図）のテーボル
ブロツ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……………Ｂ２５
６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ブルブロックＢＩのビットの最初
の対は同じブロックＢＩに関連しており、２番目の対は
ブロックＢ２と関連しており、以下同様で、２５６番目
の対はブロックＢ２５６と関連している。こられの対の
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タに対し自由であるが
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フ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
防ぐ。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
に全てのテーフルフロツ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力−トリツジのラベルを示す。

“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誌鏡後にテ
ーブルブ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 ０に向けられ
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を講出し状態３
５８（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”命令はテーフルフロックの議出しを制
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は中央装贋５により記憶装置４
２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情報の最初の文字
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−タブロックに続くデータブロックを定める。次い
で中央装置５は、テーブルブロックＢＩの内容に塞いて
、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ＣＤｑこより、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‘こは（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
２３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
るという理由で選ばれた。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ブルブロックの説出
し‘こ移る。

自由であるブロックが２３より大きいか４・さし、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遣４２の素子部に転送して、命令
ＣＤＣ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、中央装魔５はブ
ロック４１６を参照して説明した動作を遂行するが、さ
もなくばそれは次のトラックのテーブルブロックを謙出
すためアドレス議出し状態に飛越る（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によりそれは入力菱暦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）。次いで中央菱鷹５は命令ＣＡＰを用いて
タイプラィタ６の制御装置９に１群の４つのスペース文
字を送ってキャリジを４ステップだけ進ませる。この時
点で作業員は、タイプラィ夕６のキーボード２７０によ
り、中央装置がテキストの次の印字の期間中に印字行す
なわち誓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。中央装魔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”キーを作動しく第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の制御装魔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−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１川ま送信状態になる。命令ＣＯ
Ｐ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が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、中央装魔５が遂行すべき動作と関
連した１群のアルファベット−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
ードを記憶装贋４２の選択された素子部に記録する（ブ
ロック４１７″）。更に詳細には、行の右側限界を定め
るために作業員は印字行を形成することの希望される文
字の数と回数のスペースを伴う“１ステップ戻し”キー
の後に頭文字Ｌのキーを作動する。

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
る順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
とき古こ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
を入れねばならないときには、作業員は更び“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傍
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
のレジス夕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ヤリジ復帰
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
に条件付き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、中央装置５はしジス
タ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
‘ま転送されるべき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５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を用いてタイプラィタ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１
川ま前述したような方法でキーボード２７川こより前に
入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２７０により２番目の印字行を入れ、これ
は前述た方法で記憶装置４２のレジスタ４２′（第２図
）に転送される。このようにして、中央装贋５は「レジ
スタ４２′に記録されかつ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
のレベル４２″への記録およびテープ３１０‘こおいて
のレジスタ４２＾に記録されかつ最初の印字行に対応す
るブロ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。

事実、タイプライタ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
ジス夕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もこ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１川まそれが中央装置５か
ら受けるアドレスを確保するまでテープ３１０に記録さ
れたブロックのアドレスの続出しを順次的に行なう。従
って、これらのアドレスを読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“ラインスベー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番目の印行の記憶装
置４２のレジスタ４２′からしジスタ４２ｒ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４
１７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および４２２（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
の後にキーボード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
と関連たコード確認しそして結局は命令ＴＲＡにより最
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６５ ６６および６方蚤目の文字が記
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４
２のレジスタに記憶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３方費
目の文字は記憶装置４２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ＴＲＡの３番目の文字は常に同じで
あり、従って各テーブルブ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４
２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
供給し、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
気がつき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袋魔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印字の１また
はそれ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、この下線キーに対するコードは下線を引かれる
べき単藷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。テキストの訂正本印字
装置は例えば１またはそれ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層７からコァ記憶装置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＆２５（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に記録され
る。既に記録されてしまっているテキストの任意の点に
ここで入れう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た方法でテープ記憶袋層
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５のコア記憶装置４２への転送を生じさせ
る（ブロック４２６）。この変更信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て、議出しおよ
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のキャリ
ジを初めに戻した後に作業員はキーボード２７０‘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、これらはまた紙字紙に印字される。

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を用いて中央装層はコード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４３
８）。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簿
７の制御装置１０をアドレス議出し状態におく（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Ｐ１・・
・・・・・・・・・・・・・ＰＮＩ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
を令する命令ＣＯＰ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のと全く同
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文字が正確にこれら
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後および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Ｂを作動する。

次し、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Ｂ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。本町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度づ
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ープ３１０‘こ
記録される位置を変えることないこ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５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ＣＯ
Ｐ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初
めが記録されているトラックを選択する（ブロック４４
０）。次いで中央装置５は前述した方法で次々の命令Ｃ
ＯＰ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。

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悪い単語
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２７川こよりラ
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”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０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をアドレス説出し状態におく（
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。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
ロックを謙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）、従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
字の読出しを始めるようにさせる。

各文字の謙出しの後に中央装置５は命令ＣＦＲ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（
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
して謀まりか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
タイプライ夕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４５０）、割込みキーを作動しないでその
代り‘こキーボード‘こ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Ｃ２の素子部に記録
される（ブロック４５５）。

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２７０１こより行
が完了するまで正しい単語ばかりではなく他の単語の全
部も入れなければならない。行の最後の文字に達したと
きには（論理判定４６６）、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
た行の説出しもこ移る。

この目的のため、デ−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。

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謀ま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ード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戴
けＯＢ？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ブ
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
に向けるれた命令ＣＯＰである。

この命令ＣＯＰはしベル１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２７
０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４６
３）。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“正当イピを遂行する（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
る、‘‘印字”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４６
７）。

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、中央装鷹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４６９）。これらの処理動作の後に、次々の命令ＣＡ
Ｐ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‘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Ｅ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に記憶装
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４６７）。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ック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
貢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に貢終了状態を合図する（論
理判定４７５）。

中央装置５は待期状態に入り（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）、それはタイプライタ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る。

さらに詳細には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によりブロックの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）。これはタイプライタ６
の制御装置９に向けられた命令ＣＯＰ（この命令はタイ
プライタ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からタイプラィタ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ペースを後続させてい
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
ＴＲＡを実行し、この命令によりそれは検査された文字
を記憶装置４２の所定の素子部に転送する（ブロック４
７２）。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
により中央装置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のレジスタ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２のレジス外こ転送し、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
状態で印字される（ブロック４６６）。例えばデータブ
ロックの容量が６０文字（Ｎ１ｉ６０）でかつ５７の文
字がそれに含まれている（ＮＩ＝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、ＳＩ・・
・…・・・・・・・・・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〈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
と同じ動作を欲返しながら、行を形成する単語同志間に
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魔に揃えられた状態にて印
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鮫る（第２４図のブロック４
６７）ということが述べられた。中央装置５が例えば信
号“Ｃ”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。これらが異ならると
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のレジス外こ転送し、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に零になった
とき、それは中心合わせされているブロックの内容の印
字を指令する。中央装置５が信号“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にラインスベーシングを
伴わないキャリジ復帰を命ずる指令を送り、その結果と
してキャリジは行の初めの位置に動かされる。この後に
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の素子都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
ライタ６の制御装置９に送られる命令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
線を弓ｌ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‘こ
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。キャ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ベーシングを伴うキャリジ復帰が
自動的に指令される。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級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“テッドキ−”、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。本発明の別の変形例によれば、印字行のアドレス
は４つではなくて２つの文字で形成され得る。

この場合、中央装置５は行が属するテキストを識別する
数を自動的に供給する。更に詳細には、作業員がラベル
“ＲＥＧＩ”を入れたときには、中央装置５はテープ３
１０の最初の自由なブロックを識別する数の印字を指令
する。後続するブロックはこのときは記録されるべきテ
キストの終りに達するまで漸進的に番号をつけられる。
このようにして、作業員が印字行を選択したいときには
、作業員はまずテキストを識別する文字を入れ、次いで
そのテキストの限度内で行を識別する２つの文字を入れ
る。

本発明の更に別の変形例によれば、印字装置の種々のプ
ログラムは単に指令キーボード８を作動することだけに
より作業員が選択可能である。

この場合、ラベル“ＪＯＢ？”も対応するプログラムを
識別する種々のラベル（ＲＥＧ１、ＭＯＤＩ等）もタイ
プラィタ６により印字されない。この自動的印字装置の
更に別の変形例によれば、例えば文字“Ｌ”（行の長さ
）、“Ｓ”（下線）、“Ｂ”（テキストの終り）などの
前述したファンクションの文字は作業員による使用を容
易ならしめる目的で変更され得る。

前述したように、本発明は自動的情報記録および探索装
置として用いられ得る。

これを達成するために作業員はタイプライタ６または指
令キーボード８を通して情報に対する自動的探索に関係
する命令の群を選択する必要がある。更に詳細には、命
令群が４つ存在しそしてそれらはそれぞれファイルの型
式の論出し、ファイルの記録、訂正、および書類の探索
に用いる。書類の探索に用いられるときの本装置の動作
を以下に詳細に説明する。

ファイルの型式（形態）の記録 作業員がファイルを記録装置７に記録したいと思うとき
には作業員はまずファイルの型式を定めること、すなわ
ちファイル中の同一書類を定めるキーワードの組を定め
ることが必要である。

例えば購買事務所に対するファイルを記録したい場合に
は、ファイルの型式は下記のキーワードを含むであろう
。すなわち、書類番号、事件番号、書類の日付け、期限
、商店、材料である。勿論、型式は要件に応じて変わり
得るが、しかしながら同一ファイルに記録された書類の
全てに対しては常に同じにとどまっていなければならな
い。ファイルの型式を記録するため「作業員はキーボー
ド６によりラベルＦＯＲＭを入れるか（第２６図のブロ
ック２５０）または命令ＦＯＲＭに対応するキーボード
８のキーを押し下げる次いで作業員は型式の型を選択す
ることができる。

本発明による袋層は２つの型の型式を与える。すなわち
、４３の文字からなる型式と６０の文字からなる型式で
ある。４３文字の型式を選択するためには作業員は数字
１に対応するタイプラィ夕６のキーを押し下げる。

この数字は“周辺装置からの文字”命令により中央装置
５に送られ、従って中央装置５には論理判定装置５２１
が与えられる。結果として、中央装置５は４３文字の型
式に関係するテープ記憶装置７内のアドレスに対応する
コードを発生する（ブロック５２２）。他方、作業員が
６０文字の型式を選択したいときには、作業員は数字２
に対応するタイプラィタ６のキーを押し下げ、これはテ
ープ記憶装置７の６０文字の型式に関係する命令ＦＯＲ
Ｍの群の最初の文字の番地指定を生じさせる（ブロック
５２３）。これらの動作の後に、中央装置５は前述した
方法でコア記憶装置４２へこのようにして選択された命
令ＦＯＲＭの転送に従事する（ブロック５２４）。命令
ＦＯＲＭを入力として入れた後、中央装置５は命令ＣＯ
Ｐによりタイプラィタ６のキャリジの復帰を指令する（
ブロック５２５）。次いで装置は待期状態に入り（ブロ
ック５２６）、それ故作業員はその型式そのものの最初
のキーワードから開始しながらタイプライタ６で型式を
入れ始める。タイプライタ６で入れられた各文字は記憶
装置４２の対応する素子部に記録され、次いでこれは中
央装置５により比較命令（ＣＦＲ）を用いてキャリジ復
帰と関連した文字と比較される（論理判定５２７）。入
れられた文字がキャリジ復帰文字のときには、中央装置
５はキャリジ復帰を遂行した後に待機状態に戻る。明ら
かなこととして、作業員は印字行の終りにおいて型式を
入れてしまったときにだけキヤリジ復帰を入れる。入れ
られた文字がキャリジ復帰ではないということを検査し
た後、中央装置５は同様にして文字が作表文字ではない
ことを検査する（論理判定５２８）。

入れられた文字が作表文字のときには、中央装置５はや
はりそれが送入過程中の印字行に対して入れられた１抗
費目の作表文字でないことを検査する（論理判定５２９
）。この検査がなされる理由は本発明による装置におい
ては各ファイルに対して１０までのキーワードを入れる
ことができるからである。事実、最初のキーワードから
２番目のキーワードもこ移るため、作業員はタイプラィ
タ６の作表バーに作用する。このようにして、キャリジ
は２番目のキーヮ−Ｗこ対応する位置に動かされ、その
結果作業員はキーポ−ド‘こより２番目のキーワードの
文字を入れることができる。作業員が岬蚤目のキーワー
ド‘こ達したときには中央装置５はそれ以後の文字を受
入れず、中央装置５は入れられた作表文字が１の蚤目の
行であることを確認しそして待機状態に戻る。作業員に
より入れられた作表の数は計数できるようにするため、
中央装置５は論理判定５２８により行なわれる検査に基
づいて記憶装置４２の所定の素子部の内容を増す。

入れられた各作表文字毎に中央装置５は常数比較命令（
ＣＤＣ）によりこの素子部の内容が数１０を越している
かどうかを検査する。作表文字が１頃蚤目のものでない
ときには、中央装置５はそれを記憶装置４２内で前に入
れられた他の文字に続く位置に記憶する（ブロック５３
０）。

他方、作表文字が１０番目のものであるときには中央菱
道５はキャリジ復帰を遂行し（ブロック５２５）そして
以後の文字を受入れない。作業員により入れるれた文字
が作表文字でないときには、中央装置５は前述したのと
同様の方法で入れられた文字が選択されたファイル型式
に対し許された文字の最大数を越していないことを検査
する（論理判定５３１）。更に詳細には、作業員が４年
文字の型式を選択したときには、中央装置５は入れられ
た文字が４４番目のものではないことを検査し、作業員
が６０文字の型式を選択したときにはそれはその文字が
６１番目のものでないことを検査する。今丁度説明した
動作は作業員が“割込み押ボタン”と呼ばれるコンソー
ル８の押ボタンに作用するまで各文字に対し中央装置５
により繰返される。

この押ボタンは前述したように装置の動作に割込みを生
じさせ、そして中央装置が実行すべき次の命令が記録さ
れている記憶装置４２の所定の素子部への飛越し命令（
ＳＡＬ）を遂行するように中央装置５を指令する。

この場合、この命令は比較命令であり、この命令を用い
て中央装置５は前述したように入れられた最後の文字が
選択された型式の文字の数を越さないことを検査する（
論理判定５３５）。事実、作業員は印字行が完了する前
およびそれが完了した後に割込み押ボタンを作動するこ
とができる。入れられた最後の文字が４４番目のもので
ないときには中央装置５はキヤリジ復帰を遂行し（ブロ
ック５２５）、その結果として入れられた行全体が記憶
装置４２から消去される。これは勿論作業員が謀まりを
なしてしまったことに気がつきそして誤まった行を書き
直したいときに起こる。入れられた最後の文字が４４番
目のものであるときには、中央装置５は命令ＣＯＰによ
りテープ記憶装置７の制御装置１０を記録状態におく（
プロツク５３６）。

この状態において、テープ記憶装魔７の制御装置１０は
記録テープの最初のトラックのブロック０を選択しそし
てその中に記憶装贋４２に記録された型式を記憶する。

この後、中央装置５はこのフロックの議出しを指令しそ
してその内容を記憶装置４２に記録されかつ入れられた
型式と対応する文字と比較する（ブロック５３７）。こ
の比較は記憶装置７に型式を記録する期間中何らかの謀
まりが生じてしまう可能性を避けるためになされる。記
憶装置７から読出された文字が入れられたものと等しい
ときには（論理判定５３８）、中央装置５はタイプラィ
タ６にラベル“ＯＫ”を印字することを指令し（ブロッ
ク５３９）、この文字が等しくないときにはそれはラベ
ル“ＥＲＲＯＲ’の印字を指令する（ブロック５４０）
。

このようにして、作業員は型式がテープ記憶装置７に正
しく記録されないのを防ぐ。これらの動作後、得られる
結果は結局作業員がテープの最初のトラックのブロック
０に作業員が後に記録したいと思う型式のファイルを記
録したということである。

ファイルの議出し（ＦＩＬＥ） 作業員がファイルの型式を記録してしまった後、作業員
はファイルそのものを記録し始めることができる。

これを行なうため、作業員はタイプライタ６のキーボー
ドによりラベルＦＩＬＥを入れるかまたはファイルの記
録と関係したコンソール８のキーを押し下げる（第２７
図のブロック５４６）。前述したように、これはラベル
ＦＩＬＥと関係した命令をテープ記憶装置７からコア記
憶装置４２に転送させる（ブロック５４７）。次いで中
央装置５は記憶装置４２に記録された群ＦＩＬＥの最初
の命令を実行し始める。

この命令は制御装置１０に向けられた選択命令ＣＯＰで
あり、これはトラック１のブロック○の議出しを指令し
、このブロックには前述したようにファイルの型式が記
録されている。次いでこの型式は記憶装置４２の所定の
レジスタに転送される（ブロック６４８）。型式が記憶
装置４２に転送されてしまった後に、中央装置５はタイ
プラィタ６に命令ＣＯＰを送り、この命令によりそれは
図面に示されていない装置に対し指令を発し、この図面
に示されていない装置は作業員により前に選択された全
ての作表停止信号を既知の方法でクリアするようになっ
ている（ブロック５４９）。

全ての作表停止信号がクリアされかつキヤリジが行の初
めの位置に戻されてしまったときには中央装置５は次々
の“周辺装置への文字”命令（ＣＡＰ）によりタイプラ
ィタ６に対しその型式の文字を送る（ブロック５５０）
。同時に、中央装置５は命令ＣＦＲにより送られた文字
の数を最初のキーワードを形成する文字の数と比較する
（論理判定５５１）。比較の結果等しいとき（肯定の結
果が得られたとき）には「すなわち最初のキーワードが
印字されてしまったときには、中央装置５は２つのスペ
ースを送ることを指令し、そしてその後に命令ＣＯＰに
よりタイプラィタ６の作表停止信号を設定する装置に指
令を発する（ブロック５５２）。この後、中央装置５は
２番目のキーワードを印字し始め、次に３番目のキーワ
ードを印字し始め、以下同様に最後のキーワードまで印
字する。中央装置５が型式の最後のキーワードの印字を
指令したときには（論理判定５５５）、それはキャリジ
復帰指令を送りそして待期状態に入る（ブロック５５６
）。

このようにして型式全体の印字が得られるとともにその
型式そのものに属する作表停止信号の設定が得られる。
この時点で、作業員はタイプラィタ６のキーボードで個
々の文字を入れながらファイルのキーワードを記録し始
めることができる。

時に応じて文字が命令ＣＤＰにより中央装置５に送られ
、中央装置５はそれらに対し一連の検査を遂行する。普
通は、これらの検査は命令ＣＦＲにより、すなわち入れ
られた個々の文字を命令ＦＩＬＥの群に含まれかつ記憶
装置４２の所定の素子部に記録された文字と比較するこ
とにより達成される。従って、中央装置５は入れられた
文字がキャリジ復帰文字であるかどうかを検査する（論
理判定５５７）。

比較の結果が肯定のものであるときには、それはブロッ
ク５５６により表わされる状態に戻る。次いで中央装置
５は入れられた文字が作表文字であるかどうかを検査す
る（ブロック５５８）。この作表文字は作業員がキーワ
ード‘こ割り当てられた文字の部分だけを用いたとき作
業員により入れられたものである。更に詳細には、送入
過程中のキーワードが例えば“商店名”であるとき、す
なわちそれが９つの文字からなるときには、作業員はキ
ーワードの９つの文字のうちの８つだけを用いながらこ
のキーワードと対応して単語“ＯＬＩＶＥＴＴＩ”を入
れる。この場合、記号“１”の後に作業員は作表しバ一
を作用し、このようにして作表文字を中央装置５に送る
。この場合、中央装置６は記号“１”により占められて
いる素子部に続く記憶装置４２の素子部にスペース文字
を導入する。勿論、作業員が５つの文字の単語を入れて
しまったと仮定したら、中央装置５は４つのスペースを
導入してしまうであろう。これを行なうために中央装置
５は入れられた各文字を作表文字と比較する。比較の結
果が肯定のものであるときには、中央装置５は作業員に
より入れられた作表文字に続く単語の完成のために失な
われている文字と同数のスペースを送る（ブロック５５
９）。最後に、中央装置５は入れられた文字が“１ステ
ップ戻し”文字であるかどうかを検査する（論理判定５
６０）。

比較の結果が肯定のものであるときには、それは作業員
により入れられた次の文字が記録されるべき記憶装置４
２の素子部のアドレスを１単位量だけ減じ、その結果謀
まった形で入れられた文字を訂正することが可能である
（ブロツク５６１）。作業員により入れられた文字が“
キャリジ復帰’’、“作表”および“１ステップ戻し”
と異なるときには、それは記憶装置４２の特定の素子部
に記録される（ブロック５６５）。

次いで中央装置５は入れられた文字がキーワードの最後
の文字であるかどうかを検査する（論理判定５６６）。
比較の結果が肯定のものであるときには中央装置５はタ
イプラィタ６に作表コードを送り（ブロック５６７）、
その結果キヤリジは次のキーワードの初めと一致する位
置に移動する。このようにして、作業員は１つのキーワ
ードを形成する文字の数について余分な文字を導入する
ことはできない。次いで中央装贋５は入れられた文字が
行の最後の文字でないことを検査する（論理判定５６８
）。

比較の結果が否定のものであるときには中央装置５は待
期状態に戻り、検査の結果が肯定のものでありかつ作業
員が文字がファイルの最後のものであることを前述した
方法で連絡しないときには（論理判定５６９）、中央装
置５は選択命令ＣＯＰによりテープ記憶装置７に選択指
令を送る（ブロック５７０）。制御装置１０は最初の自
由なブロックを選択しそして入れられた文字をそこに記
憶する（ブロック６７１）。入れられた行の記録が行な
われつつある間に中央装置５はブロック５５６により表
わされる状態に戻り、その結果作業員は次の印字行を入
れることができるということに注目すべきである。

テープ記憶装置７およびタイプラィタ６による交互の割
込みを用いて２つの動作の同時性が達成される。簡単に
云えば、作業員が新しい文字を入れる毎に、割込みが自
動的に中央装置５に送られ、その結果記憶装置７に前に
入れられた行の記録は中断される。

従って中央装置５は新しく入れられる文字を受入れるこ
とができる。同じ動作が後続する行に対しても繰返され
、従ってこれらはそれぞれ対応するデータブロックに記
録される。データブロックの番地指定は前述した方法で
次のデータブロックのアドレスを各ブロックに記録する
ことにより行なわれる。従業員がファイルの記録を終了
してしまったときには、作業員は例えば記号“！”に対
応するキーなどのタイプラィタ６の所定のキーを作動す
る。

次いで中央装置５は選択命令ＣＯＰを送り、これはテー
プ記憶装置７の制御装置１０をデータブロック議出し状
態におく（ブロック５７５）。各ブ。ックの謙出し期間
中中央装置５はそのブロックの文字に対してパリティ検
査を遂行しそしてこのようにして得られたパリティ検査
用文字をそのブロックに記録されたパリティ検査用文字
と比較する（論理判定５７６）。この最後の文字はブロ
ック全体をコア記憶装置４２からテープ記憶袋層７の転
送の際に既にブロックに記録されてしまっている。比較
の結果が否定のものであるときには、これは読出しの誤
りが発せられてしまっていることを意味しそして中央装
置５はこのときはブロック全体の印字を指令し（ブロッ
ク５７１）「その結果作業員は謀まりを知ることができ
、結局後述するような方法で変更を行なう。比較の結果
が肯定のものであるときには、中央装置は読出されたブ
ロックがファイルの最後のものでないことを検査し（論
理判定５７８）、それに記号“！”に対応する文字が記
録されていないことを検査する。

この検査の結果が否定のものであるときには「中央装置
は次のブロックの謙出し‘こ移り、この検査の結果が肯
定のものであるときには中央装置５は制御装置１川こト
ラック１のブロック０の選択を命ずる命令ＣＯＰを送る
。

このブロックが選択されたときには、中央装置５は前に
記録されたファイルに対応する行により占められている
記憶装置７の最後のブロックのアドレスをそれに転送す
る（ブロック５７９）。

この後に、中央装置５はラベル“ＯＫ”の印字を指令す
る（ブロック５８０）。このようにして、作業員はファ
イル全体の読出しが正しく行なわれたことを視覚的に知
らされる。ファイルの訂正（ＣＯｌＲ） 作業員がファイルを訂正した後に作業員は前に印字され
た印字紙を再読出ししながらファイルそのものの検査を
遂行する。

作業員は記録段階中に見のがしたり誤まりを検出したと
きにはタイプラィタ６に新しい印字紙を挿入しそしてラ
ベルＣＯｌＲを入れるかまたは命令ＣＲＩＲと関係した
コンソール８の押ボタンを作動して（第２８図のブロッ
ク５８５）、テープ記憶装置７からコア記憶装置４２へ
の命令ＣＯｌＲの転送を生じさせる（ブロック５８６）
。次いで中央装置５は命令Ｃ○ｍの実行を始める。最初
の命令は記憶装置７の制御装置１０１こ向けられた選択
命令ＣＯＰである。この命令によりトラック１のブロッ
ク０が選択され、これは前述したようにファイルの型式
を含む。型式はこのようにしてコァ記憶装置４２に転送
されそして印字紙に印字され（ブロック５８７）かつ同
時に作表停止信号が再び前述した方法で設定される。作
業員は謀まりのある行を新しい行で置き換えたいときに
はタイプラィタのキーボードで記号Ｍを入れる（第２８
図のブロック５８８）。次いで作業員はキーボードで謀
まった形で訂正されるべき行を入れ、これはこのように
して記憶装置４２のレジスタに記録される。作業員が印
字行または書体の行の印字を終了してしまったときには
中央装置５はトラック１のブロック川こ続くブロックを
読出し始め、同時にそれを作業員に入れられたブロック
と比較する。テープに記録されたブロックが謙出されそ
してこれは中央装置が入れられたブロックと記録された
ブロックとが等しいことを検出するまでこのようにして
次々と比較される（ブロック５９０）。この時点で中央
装置５はテ−プの停止を指令しそして例えばランプを点
灯することなどにより作業員に新しい印字行を入れられ
得ることを知らせる。次いで作業員は新しい行を正しい
形で入れそしてこれはこのようにして謀まっていた行に
置き換って記録される（ブロック５９１）。作業員が或
る連続番号の範囲内でファイルの初めから書類の全部を
消去したいときには、作業員は記号‘‘Ａ”を入れ（ブ
ロック５９２）、然る後作業員がとどめようと希望する
最初の書類に関係する全てのキーワードを入れる（ブロ
ック５９３）。次いで中央装置５は入れられた書類に関
係するブロックの選択を指令しそしてこのブロックのア
ドレスを記憶装置４２に記憶する。前述したように、各
データブロックには次のデータブロックのアドレスも記
録される。従って、このアドレスが変えられたときには
、ファイルの読出しをこの新しいアドレスにより定めら
れるブロックから開始することができる。この後、中央
装置５はトラック１のブロック０の選択を指令しそして
前に記録されたものに置き換るものとして作業員が入れ
たブロックに関係するアドレスをそれに転送する（ブロ
ック５９５）。このようにして、次々の探索期間中ト作
業員により選択されたものに続く書類だけが考慮に入れ
られる。作業員がファイルの終りまでの範囲内で或る書
類に続く書類の全てを除去したいときには、作業員は記
号“１”を入れ（ブロック５９６）そしてその後に作業
員がとどめようと希望する最後の書類に関係するキーワ
ードを入れる（ブロック５９７）。

次いで中央装置５は入れられた書類に対応するデータブ
ロックを選択し（ブロック５９８）そしてそれと関係し
たアドレスを記憶装置４２に記録する。この後、中央装
置５はトラック１のブロック０を選択し、このブロック
は前述したようにファイルの最後のブロックのアドレス
を含む。この後、それはファイルの最後のブロックのア
ドレスに置き換るように作業員により選択された新しい
アドレスを入れる（ブロック５９９）。このようにして
、次々の探索の期間中ファイルの初めと作業員により入
れられた新しいファイルの終りのアドレスとの間のアド
レスだけが考慮に入れうれる。書類の探索（ｈＯＯＫ） 作業員が前に記録されたファイルから書類を探索したい
ときには作業員は書類そのものを識別するために書類を
ファイルに挿入したときに用いたのと同じキーワードの
全てを用いることができる。

この場合、印字装置は探索される書類の参照番号を後述
するような方法で与える。しかしながら、作業員が書類
に関するキーワードの全てを正しく億えてし、ないとき
には、作業員は或るいくつかのキーワードだけを装置に
連絡することができ、そして結局は装置は連絡したキー
ワードに対応するファイル中の全ての書類の細目を与え
る。更には作業員は１つのキーワード‘こ関し確信がな
くてもよい。例えばキーワードが“発行日”であるとき
には作業員は書類が発行された月が５月であったか或い
は６月であったか確信がない場合があろう。この場合作
業員は最大３つまで複数の別案を入れることができる。
当然のこととして、探索の終りに装置によって与えられ
る誓類番号は探索されるべき書類に関し作業員により与
えられた情報の項目‘こついての正確さが大きい程少な
くなる。探索の初めに作業員はテープ記憶装置７に探索
しようと書類が記録されていると推定するファイルに対
するリールを入れる。

次いで作業員はタイプライタ６によりラベルｈｏｏｋを
入れるかまたは命令ＬＯＯＫと関係するキーボード８の
ボタンを作動して（第２９図のブロック６００）、命令
ＦＯＲＭをテープ記憶装置７からコア記憶装置４２に車
病送する。全ての命令が記憶装置４２に記録されたとき
には、中央装置５はこれらの命令の最初のものを実行し
始める。この最初の命令はテープ記憶装置７の制御装置
１０に向けられた選択命令ＣＯＰである。この命令はト
ラック１のブロックのうち前述したようにファイルの型
式が記録されているブロック０の選択を生じさせる。ブ
ロック０が選択されたときには中央装置５は型式をコア
記憶装置４２に転送する。それはこのときは命令ＦＩＬ
Ｅについて説明したようにタイプライタ６に存在する作
表停止情報をクリアすることを指令すると同時に記憶装
置４２に記録された型式に関係する作表停止情報を設定
することを指令する。この後、中央装置５は型式の印字
を指令し、その後キャリジの復帰を指令する。この時点
で作業員は探索しようとする１つまたは複数の書類に関
係するキーワードを導入し始める。

各文字を入れた後に中央装置５は、入れられた文字の数
と記憶装置４２に記録された型式の対応するキーワード
を構成している文字の数とを比較しながら、それがキー
ワードの最後の文字であるかどうかを検査する（論理判
定６０３）。この文字がキ−ワードの最後のものでない
ときには中央装置５はタイプラィタ６のキーボードを作
動可能な状態にし、その結果作業員は次の文字を入れる
ことができる（ブロック６０４）。次いで中央装置５は
次々の命令ＣＦＲにより入れるれた文字に対し一連の検
査を遂行する。

中央装置はまず入れるれた文字が作表文字ではないこと
を検査する（論理判定６０５）。作業員が作表文字を入
れるには２つの場合がある。すなわち、文字の数が型式
の対応するキーワードを構成している文字の数より少な
いようなキーワードを入れる場合と、探索のためそのキ
ーワードを用いようとしない場合とである。後者の場合
は明白なこととして作業員が送入過程中のキーワードに
関係する情報を億えてし、ないときに生じる。例えばキ
ーワードが“発行日”のときには作業員は探索されるべ
き書類が発行された日付けを億えてし、ないであろう。
中央装置５が作表カードを確認したときには、それはタ
イプラィタ６にキーワードの完成に必要な文字の数と同
数のスペースを送り（ブロック６０６）、それと同時に
記憶装置４２に等しい数のスペース文字を送る。

この後、中央装置５は入れられた文字がキャリジ復帰文
字であるかどうかを検査する（論理判定６０７）。

この検査の結果が肯定のものであるときには、それは同
時的にタイプライタ６のキヤリジの復帰および前に入れ
られかつ記憶装置４２に記録されている全ての文字の消
去を指令する（ブロック６０８）。このようにして、作
業員は入力に謀まりをなしたと気がついたときには１つ
の完全な印字行を消去することができる。中央装置５が
入れられた文字は作表文字でもなければキャリジ復帰文
字でもないことを確認したときは、それはそれを記憶装
置４２の特定のレジス外こ記録する（ブロック６０９）
。中央装置５が入れられた文字がキーワードの最後の文
字であることを確認したときには（論理判定６０３）、
それは前に入れるれたキーワードが型式の最後のもので
はないことを検査する（論理判定６１０）。

これは当然に次々の命令ＣＦＲにより達成され、この命
令ＣＦＲにより中央装置５は入れられた印字行を記憶装
置４２に記録された型式の行と比較する。入れられたキ
ーワードが最後のものでないときには、中央装置５はタ
イプライタ６に作表文字を送り（ブロック６１ １）、
その結果としてキャリジは次のキ−ワードに対応する位
置に動かされる。キャリジが行の終りに配置されたとき
には中央装置５は自動的にキヤリジ復帰指令を送る（ブ
ロック６１２）。この時点で、探索されるべき書類に対
応するキーワードは、図面には示されずに一般的に参照
記号Ｒ′により示されている記憶装置４２′のレジスタ
に記憶されている。

レジスタＲ′の素子部のアドレスは予め定められ、従っ
て、それに記録された文字は後述するように探索期間中
中央装置５の管理下に配置され得る。作業員は更に、最
大３つまで、前に入れられたものの別案のキーワードを
導入する可能性を有する（論理判定６１３）。

これを行なうため、次の行において、作業員は別案を与
えることを希望しないキーワードを再び入れ、しかもこ
の間に作業員はこの新しいキーワードを別案を入れよう
とした部分に入れる。このようにして、例えば作業員が
探索される書類の発行日を億えていないときは作業員は
キーワード“発行日”の下に入れられた日付けに対して
の別案である日付けを前の行に入れる。作業員が３番目
の別拳を入れたいときにも同じ動作が遂行される。前述
したのと同様にして、別奏してのキ−ワードが記憶装置
４２の更に２つのレジスタＲ″およびＲ′′′に記録さ
れ、次いでこれらは探索動作中中央装置５の管理下にお
かれる。

この後、中央装置５はタイプラィタ６のキーボードの鎖
錠（ブロック６１４）およびコンソールにあるランプの
点灯（ブロック６１５）を指令する。

この時点で、キーワードの送入段階の終りとなり、これ
らのキ‐−ワードは中央装置５の記憶装置４２の所定の
レジスタＲ′，Ｒ″およびＲ…に記録された状態に配置
される。作業員が探索の開始を指令したいときには、作
業員はコンソール８の割込みキーを押し下げ、これはテ
ープを始動させる（ブロック６２０）。

この瞬間にテープはトラック１のブロック０が読出しヘ
ッドに一致した位置となるように配置され、その結果中
央装置５はファイルの最初のアドレスの議出しを指令し
（ブロック６２１）、これは前述したようにトラック１
のブロック川こ記録される。この後、中央装置５はこの
ようにして選択されたブロックの文字の謙出しを開始さ
せ（ブロック６２２）、それらを図面には示されていず
かつ参照記号Ｍにより示されている記憶装置４２のレジ
ス外こ転送する。

次いで中央装置５は作業員により入れられかつレジスタ
Ｒ′に記録された文字がスペース文字でないことを検査
する（論理判定６２３）。作業員により入れられた文字
がスペースであるときには中央装置５は記憶装置４２の
レジスタＭに記録された対応する文字との比較が肯定の
ものであると判断する。事実、作業員がキーワードの全
ての文字を用いなかったときはキーワードを全く用いな
かったときには、中央装置５はあたかも作業員がファイ
ルの対応するキーワードに全く同じのキーワードを入れ
たかの如く動作する。これが必要である理由は比較は作
業員により実際に入れられたキーワードだけに対して行
なわれなければならないからである。この文字がスペー
ス文字でないときには、中央装置５はそれをレジスタＭ
の対応する文字と比較する（論理判定６２４）。

比較の結果が肯定のものであるときには、中央装置は次
の文字の比較を続け、比較の結果が否定のものであると
きには中央装置５は記憶装置４２の１素子部に不一致を
合図する文字を記録し（ブロック６２５）、次いで後続
する文字の比較を続ける。このブロックの最後の文字に
達したときには（論理判定６２７）、中央装置６は記憶
装置４２の１素子部にファイルのブロックがこのレジス
外こ記録されかつ作業真により入れられたブロックと等
しいか否かを記録する。作業員が探索の送入段階中に３
つの別業を入れたときには中央装置５はファイルの各ブ
ロックすなわちレジスタＭの内容をまず作業員により入
れられかつレジスタＲ′に記録された最初のブロックと
比較し、次にレジスタＲ″と比較し、最後にレジスタＲ
′′′と比較する。このようにして、ファイルのブロッ
クが作業員により入れられた３つのうちの少なくとも１
つと等しいと確認されたときには比較の結果は肯定的の
ものであると考えられる。このファイルのブロックが作
業員により入れられたもののうちの１つに等しくないと
きには、中央装置はファイルの終りに達したかどうかが
検査される（論理判定６２８）。

この検査の結果が肯定のものであるときには記号“Ｆ”
の印字が指令され、その結果として作業員は探索された
書類が記憶装置７に挿入されたカートリッジに記録され
ていずそしてそれを他のものに置き換えることができる
ことを知らされる。比較の結果が肯定のものであるとき
には中央装置５は次のブロックのアドレスの議出しを指
令する（論理判定６３０）。このブロックが前に読出さ
れたものに隣接するものであるときには、中央装置５は
ブロック６２２で表わされる状態に戻り、そしてテープ
を停止させることないこ文字の論出しを始める。このブ
ロックが謙出されたものに隣接しないときには中央装置
５は読出されるべきブロックの選択を指令し（ブロック
６３１）、結果としてこのブロックが議出しヘッドと一
致する状態にテープを位置決めする。これらの動作は中
央装置５がファイルのブロックが作業員により入れられ
かつ記憶装置４２のレジスタＲ，Ｒ″およびＲ′′′に
記録されたもののうちの１つと等しいことを確認するま
で繰返される。

これが生じたときには、テープの停止が指令される（ブ
ロック６３２）。次いで中央装置５は印字された行の数
を印字可能な行の最大数と比較しながら印字紙の終りに
達していないことを検査する。この比較は命令ＣＦＲに
より行なわれ、ここで最初の演算数は印字された行の数
でありそして２番目の演算数は印字可能な行の最大数で
ある（論理判定６３３）。この比較の結果が否定のもの
であるときには中央装魔５はファイルのブロックの印字
を指令し、その結果として作業員は探索された書類の全
てのキーワードを読出すことができる（ブロック６３４
）。この後、中央装置５は後続するブロックの議出しを
続けながらブロック６２２により表わされる状態に戻る
。比較の結果が肯定のものであるときには中央装置５は
印字の停止を指令し（ブロック６３５）、その結果作業
員は印字紙を交換することができる。この後、作業員は
割込みキーを押し下げ、これは新しい印字紙に対しての
中断された印字の再開を生じさせる。入れられたキーワ
−ド‘こ対応する全ての書類が印字されたときには中央
装置５はラベル“ＥＮＤ”の印字を指令し、その結果と
して作業員は探索の終りを妨げられる。本情報探索装億
は更に事務所の通信文の送達を自動化するのに用いられ
る。

事実、同じ手紙を或る数だけ或るいくつかの宛名人に送
る必要性がしばいま生ずる。これは例えば或る範囲の利
用者に手紙を送ることにより促進運動を始めるときに生
ずる。これを達成するため、作業員は例えば‘‘顧客の
型”、“応答期日”などの適当なキーワードにより利用
者が識別されるようになったファイルを記録する。然る
後、前述した命令の群を用いて作業員はテープ記憶装置
の特定のブロックに標準の手紙を記録する。作業員が１
群の宛名人を選択したいときには、作業員は前述した方
法でこの群を識別させるキーワードを入れそして次に前
述した方法で印字されるべき手紙の最初の行が記録され
ている記憶装置７のブロックを選択する。

この後、本装置は作業員により入れられたキーワードに
基いて宛名人を探索しそしてそれらを記憶装置４２に転
送し、然る後に作業員により入れられたアドレスに基い
て印字されるべき手紙を記憶装置４２にも転送する。

この後、作業員は最初の印字紙をタイプラィタ６に導入
しそして最初の手紙の印字を指令し、従ってこれは選択
された最初のアドレスを含む。

最初の手紙の印字が完了したとき、作業員は新しい印字
紙をタイプラィタ６を導入し、然る後２番目の手紙の印
字を指令し、宛名人の表がつきるまで以下同様である。
このようにして、完全に自動的な方法で通信文を送るこ
とができ、相当大きな時間が節約される。更にファイル
の型式を例えばキーワ−ドを適当に符号化することなど
により前述したのと異なる方法で記録することができる
。

事実宛名人の表は各手紙が１つのキーワードを表わすよ
うになっている特定の組合せの手紙を各顧客に関係づけ
ることによって記録され得る。この場合、宛名人の選択
は同一の手紙が割り当てられている全ての宛名人に対す
る探索を指令することにより行なわれる。本発明の範囲
内で種々の変形または改変がなされ得ることが理解され
よう。

例えば、装置の全ての作動命令をテープ３１０‘こ記録
する代りに、それらを静的談出費用記憶装置（ＲＯＭ）
に記録することができる。この記憶装置は任意の型のも
のにされ得、例えば集積回路技術によりつくることがで
き、そして中央装置５に含まされ得る。これは当然のこ
ととしてプログラムの呼び出し時間を短かくするのに、
そして結局必要なサービスの実行を迅速ならしめるため
になされ縛る。第２の実施例 別の実施例によれば、装置５を２つの磁気テープ記憶装
置７および７′（第３０図）に接続することができる。

テープ記憶装置７および７′は前述したのと同じ型で等
価のものである。結果として、制御装置１川ま、その出
力チャンネル３４０および入力チャンネル３４３がただ
１つの記憶装置ではなくてテープ記憶装置７および７′
の両方に接続されるという点だけにおいて前記した対応
する制御装置と異なる。動作の点から云えば、これは前
述した動作に対して何らの差異も生じさせず、なぜなら
制御装置１０は２つの記憶装置７および７′に同時には
接続されるのではなくてどちらかに接続されるからであ
る。これを達成するため、２つの記憶装置７および７′
の各々が１つのアドレスにより識別され、これにより、
中央装置５が記憶装置７のアドレスを確認したときには
記憶装置７との接続がなされる。他方、それが記憶装置
７′のアドレスを確認したときには記憶装置７′との接
続がなされる。作業員がテキストまたは或る数の文節を
記録したいと欲するときには作業員はカートリッジを記
憶装置７に入れそして指令キーボ−ド８を介してテキス
トが記録されるべきテープの領域を選択する。

前述したように中央装置５は印字行またはタイプラィタ
６のキーボードにより作業員によって入れられた書込み
が記録されるべきブロックのアドレスを自動的に供聯合
しそして自動的にテープ記憶装置７をタイプライタ６の
キーボード‘こ接続する。このようにして作業員は複写
書物内の種々の文節に対応するアドレスを認識して以後
それらを印字したいときにそれらの文節そのものの議出
しを指令できる。作業員は更に手紙を送ろうとする者の
アドレスの表を次々と記録できる。このようにして、作
業員は標準の文飾および或名人のアドレスの両方が記録
されているファイルを準備する。作業員が複数の宛名人
に対し一連の同様の手紙を印字したいときには作業員は
前にテープ記憶装置７′に記録されたカーリッジを導入
する。

次いでファンクションキーボード８およびタイプライタ
６を介して作業員は前述した方法で手紙に入れようとす
る文節を順番に選択する。作業員はタイプラィタ６に一
枚の紙を導入しそしてタイプラィタ６のキーボード（第
３１図のブロック６５０）によりラベルＲＥＧＩを入れ
る。前述したように、これは記録しようとする命令の記
憶装直４２への転送を生じさせると共に同時にラインス
ベーシングを伴うキャリジの復帰を生じさせる。次いで
作業員は文字Ｋに対応するキー（ブロック６５１）を作
動し、中央装置５は対応するコードを確認しかつ指令Ｋ
と関連した命令の最初のもの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）を遂行する。こ
れらの命令の最初のものはタイプラィタ６に向けられた
命令ＣＯＰであり、これはラインスベーシングコード（
ブロック６５２）でキヤリジの復帰を生じさせる。

この後、作業員は手紙（ブロック６５３）に入れようと
する最初の文節の最初および最後のアドレスを入れるこ
とができる。次いで中央装置５はこのようにして選択さ
れた文節を記憶装置７′からコア記憶装置４２に転送す
る。同時に、この文節はタイプラィタ６（ブロック６５
４）により印字される。作業員が文節の印字を希望しな
いときには、作業員は指令キーボード８の割込みキーを
押下げる（論理判定６５５）。これは中央装置５をテー
プから読出された文字をタイプラィタ６に送らないよう
に条件づける。この文節の印字と同時に下記の方法でこ
の文節の記憶装置４２からテープ記憶装置７（ブロック
６５６）への転送が生じる。すなわち、中央装置５は記
憶装置７′から最初の行を記憶装置４２に転送する。行
全体が転送されたときには、それはその行の印字を開始
しかつ同時にそれを記憶装置７に転送する。最初の行の
印字と同時に中央装置５は記憶装置７′から２番目の行
を転送す．る。種々の動作間の同期は前述した割込み機
構により得られる。選択された文節の転送が終了した後
に中央装置５は待期状態（ブロック６５９）に移る。

作業員に対してはここで２つの可能性がある。すなわち
記憶装置７′から記憶装置７への別の文節の転送を選択
するかまたは新しい文節を入れるかである。最初の場合
には前述したのと同じ動作が繰返され、すなわちブロッ
ク６５３への復帰がなされ、第２の場合には中央装置５
は記憶装置７のタイプライタ６との接続およびタイプラ
イタ６（ブロック６６１）のキーボードにより作業員に
より入れられた文節の記憶装置７への記録が行なわれる
ように努める。この文節は前に記憶装置７′から読出さ
れた文節に続いて記録されそして記憶装置７に記録され
る。このようにして、作業員は、記憶装置７′から永久
的文節を取り出しかつ新しい文節を直接タイプライタ６
のキーボードにより入れることにより印字しようとする
手紙の完全なテキストを記憶装置７に記録することがで
きる。作業員がテキストの記入を完了してしまったとき
には（論理判定６６２）、作業員はタイプラィタ６のキ
ーボード‘こよりアドレスを手紙が送られるべき最初の
宛名人（ブロック６６３）の居住位置および名前が記録
されている記憶装置に入れ、この際このアドレスは作業
員が前に記録した複写書物から取られる。結果として、
中央装置５はこのようにして入れるれたアドレスを選択
しそして待期状態に入る。次いで作業員は印字紙を変え
そしてファンクションキーボード８の割込みキーを押し
下げる。前述したように、これは最初の宛名人（ブロッ
ク６６４）の名前およびアドレスの印字を生じさせる。
中央袋贋５がアドレスの終りを確認したときにはそれは
下記の方法で記憶装置７（ブロック６６５）に記録され
た手紙の最初の行を議出し続ける。コードが各アドレス
の終りに記録される。中央菱直５がこのコードを確認し
たときには、それは記憶装億４２の所定の素子部への飛
越し命令（ＳＡＬ）を実行する。この素子部にはテープ
記憶装置７に向けられた選択命令ＣＯＰが記録されてい
る。この命令ＣＯＰは中央装置５とテープ記憶装置７と
の間の接続を生じさせる。この接続がなされてしまうと
中央装置５は同選択命令ＣＯＰにより、印字されるべき
標準の手紙の最初の行が記録されている記憶袋鷹７内の
アドレスを選択する。この行が選択されてしまうと、中
央装置５は次々の命令ＣＤＰにより記憶装置４２へのこ
の行の文字の転送を指令すると共に同時にタイプライタ
６による印字を指令する。後続する行に対しても同じ動
作が実行される。手紙の印字と同時に、中央装置５はテ
ープ記憶装置７′内の２番目のアドレスの選択を指令す
る。

割込み機構により２つの動作の同時性が得られる。この
理由で、タイプラィタ６による標準の文字の印字が終了
してしまったときには２番目の宛名人のアドレスは既に
選択されてしまっておりそして中央装置５により謙出さ
れる準備を済ませている。中央装置５が標準の手紙の終
了コードを確認したときには、それを印字を停止させ、
その結果作業員はタイプラィタ６に２枚目の紙を導入す
ることができる。作業員が再び割込みキーを押し下げる
と中央装置５は前述した方法で２番目のアドレスの印字
を指令すると同時に記憶装置７に作用して印字されるべ
き手紙の最初の行が磁気テープに対する読出へッドと対
応する位置に配置されるようにし、その結果として、ア
ドレスの印字後に中央装置５は前述した方法での手紙の
印字を指令する。表が終りになるまで他のアドレスに対
しても同じ動作が繰返される。中央装置５が最後のアド
レスを確認したときには（論理判定６６６）、それは待
期状態（ブロック６６７）に戻る。前述したことから、
２つのテープ記憶装置７および７′の使用は書類の印字
を迅速ならしめることが知られよう。

実際、このようにして、テキストの文節の全ては固定し
たものも可変のものも記億装置７に次々と記録され、結
果として、個々の文節を探索することによる時間の損失
は除去される。更に、複数の宛名人に対し指定された手
紙の反復的印字の場合に、本発明による装直はアドレス
が印字されつつある間に手紙の本文が自動的に議出し位
置にもたらされ、或いは逆に手紙の本文が印字されつつ
ある間にアドレスが自動的に議出し位置にもたらされ、
従って印字速度を増す。

２つのテープ記憶装置を有する装置の別の利点は、１つ
の力−トリツジになされた記録を他のカートリッジに再
生できるという事実にある。

これは複数の同じカートリッジを同時に用いる複数の印
字装置が装備されるようになった事務所で用いるのに特
に有益である。これを達成するために作業員は何らのア
ドレスも指定することないこキーＫを作動する。前述し
たように、これは記憶装置７′に入れられたカートリッ
ジの内容を記憶装置７に入れられたカートリッジに転送
させる。

【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議出し
を行なう装置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。第２６図はファイルの形式
の記録に関係する流れ図である。第２７図はファイルの
記録に関係する流れ図である。第２８図はファイルの訂
正に関係する流れ図である。第２９図は書類に対する探
索に関係する流れ図である。第３０図は本発明による装
置の別の実施例のブロックダイヤグラムである。第３１
図は第３０図の機能の流れ図である。５：中央装置、６
：周辺装置内のタイプラィタ、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
：磁気テープ記憶装置の制御装置、１１：制御装置、１
２：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：交換回路、９８：比較回路。 第１図 第３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１５図 第１６図 第１３図 第１４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 第２６図 第２８図 第２７図 第３０図 第２９図 第３１図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ テキスト情報を入力する装置を含む手動入力装置８
   ，１２と、前記の入力されたテキスト情報を記憶する記
   憶装置４２，７と、読出されたテキスト情報を別々の行
   に印字する直列印字装置６と、その開始点および終了点
   が単語スペースと無関係に前記入力装置によって入力さ
   れる２つの下線引き信号により定められるテキストの一
   部の部分に自動的に下線を引く装置５，９とを具備し、
   前記２つの下線引き信号は前記記憶装置４２，７に記憶
   され、かつ、前記印字装置６の１走査中に前記テキスト
   の前記部分の全てが印字されるようにせしめかつ前記の
   記憶された下線引き信号の制御の下に前記印字される部
   分の全部の他の１走査中に前記部分に下線が引かれるよ
   うにせしめる装置が設けられているテキスト処理装置。 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、前記テキストの部分を含む完全な印字行は該部分
   に下線を引くために該部分を走査する前に印字され、印
   字および下線引きのための印字装置６の両走査は完全な
   １行の走査であり、２つの下線引き信号はそれぞれ当該
   部分の開始点および終了点と一致して記憶された下線引
   き開始信号および下線引き終了信号であるようにしたテ
   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、記憶装置４２，７は第１の記録
   媒体４２を含むと共に第２の記録媒体７を含み、該第１
   の記録媒体４２は印字装置６および入力装置８，１２に
   選択的に接続可能であり、文字を第１の記録媒体４２か
   ら第２の記録媒体７に選択的に転送するために転送装置
   が設けられ、これにより第２の記録媒体７には入力装置
   ８，１２で入力された文字および第１の記録媒体４２か
   ら選択的に転送された文字が記録されるようにしたテキ
   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、記憶装置４２．７は第１の記録媒体４２を含むと
   共に第２の記録媒体７を含み、該第１の記録媒体４２は
   印字装置６および入力装置８，１２に選択的に接続可能
   であり、文字を第１の記録媒体４２から第２の記録媒体
   ７に選択的に転送するために転送装置が設けられ、これ
   により第２の記録媒体７には入力装置で入力された文字
   および第１の記録媒体４２から選択的に転送された文字
   が記録され、前記第１および第２の記録媒体４２，７は
   １つのアドレスによってそれぞれ識別され１行のテキス
   ト情報をそれぞれ記憶する複数のブロツクに分割され、
   前記転送装置は前記入力装置８，１２によって作動され
   て前記第１の記録媒体４２から予め定めたアドレスを選
   択しかつそのアドレスによって識別されるブロツクを第
   ２の記録媒体７に記録するようにしたテキスト処理装置
   。