TM
1.一种基于集成计算和通信技术TICC 的修改版本的集成并行程序开发和执行平台TM
ITCC -Ppde，美国专利US 7,210,145B2，发明人Chitoor V.Srinivasan教导了以下方法：
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方法(1.1)，对应用A实施并行计算机程序：ITCC -Ppde提供从称作蜂窝的概要软件计算机单元间的交互的概要规范开始的对应用A实施并行计算机程序的方法，这组蜂窝和与其相关联的所有交互规范一起作为应用A的并行程序的概要设计，称作A:DESIGN()，逐渐将A:DESIGN()中的蜂窝和交互改进到它们的最终完整的改进实施，在改进的任何阶段应用A中的并行计算机程序被称作A:implementation()，A:implementation()中的所有蜂窝的集合被称作A:cells()，A:cells()中的每个蜂窝仅通过消息交换与A:cells()中的其它蜂窝交互，每个蜂窝运行在自身专用的硬件CPU(硬件计算单元)中，该CPU不被A:cells()中的任何其他蜂窝共享；
TM TM
方法(1.2)，对于TICC -Ppde唯一的消息交换：在TICC 并行编程范例与所有其他并TM
行编程范例之间的差别在于TICC -Ppde管理A:cells()中的蜂窝间的点对点和组对组通信的方法，使得每个蜂窝自身能与在A:implementation()中发生的所有其他这样的消息交互并行地传递它对它们期望的目的地蜂窝计算的消息，允许以最多几百纳秒级的可精密预测的等待时间将几乎即时保证异步的已同步消息发送到期望的目的地，假设2千兆CPU且没有消息调度或同步会话的需求；
方法(1.3)，形式验证A:implementation()：在改进的各个阶段，包括A:DESIGN()阶段TM
中，TICC -Ppde自动产生直到改进阶段的基于事件的计算模型，该模型被称作ALLEOPs(允许的事件发生模式)，A:DESIGN()的ALLEOPs被称作A:designALLEOPS并且在对于该改TM
进的任何阶段的A:implementation()的ALLEOPs被称作A:ALLEOPS()，TICC -Ppde使用A:designALLEOPS和A:ALLEOPS()来通过形式验证使在改进的任何阶段的设计和实施有TM
效，形式验证的有效标准由用户指定作为因果时态逻辑(CTL)语言中的断言，TICC -Ppde使用A:designALLEOPS或A:ALLEOPS()来查找用户给出的CTL断言的有效性证明，在搜索证明期间与用户交互，用户在必要时提供额外的CTL断言来引导证明搜索；
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方法(1.4)，通过使用TICC -Ppde SMS(自监视系统)的自动自监视来运行全面改进TM
的A:implementation()：与应用A并行地，A:ALLEOPS()还被TICC -Ppde用于全面改进的A:implementation()的自动动态监视，用于A在其使用期限内运行时进行校正操作，以与应用A中发生的计算事件的定时几乎没有干扰地运行，识别并报告错误、未决错误以及先TM
验定义的警报事件模式的发生，该动态监视由TICC -Ppde的通信机制中内建的SMS(自监视系统)自动完成；
(方法1.5)，在大规模并行多计算机硬件系统中运行可任 意升级的
A:implementation()：在任意大量CPU(硬件计算单元)中以80％至100％的效率运行可升级A:implementation()，这样的CPU为，
(i)在具有32或更多个CPU的SMP(共享存储器多处理器)中的CPU，SMP中的CPU使TM
用A:implementation()中安装的TICC -Ppde的软件共享存储器通信路径(sm路径)彼此通信，或
(ii)在计算节点是具有32或更多个CPU的任意DMP(分布式存储器多处理器)中的TM
CPU，DMP中的SMP使用TICC -Ppde的硬件分布式存储器通信路径(dm路径)来彼此通信，TM
dm路径嵌入在称作TICCNET 的局域网中，或
(iii)在作为包含32或更多个CPU的SMP而实施的任意多核芯片中的CPU，该芯片中的所有CPU通过A:implementation()中安装的软件sm路径来彼此通信，或
(iv)在作为包含任意但固定数目的SMP的DMP而实施的多核芯片中的CPU，每个SMP包含16至64个CPU，每个SMP具有自身私有的共享存储器，芯片中的不同SMP使用也与该TM
芯片集成的TICCNET 中的dm路径来彼此通信，或
(v)SCG(超级计算网)中的CPU，SCG中的每个计算节点是SMP或DMP，SCG包含任意但TM
固定数目的这样的SMP和DMP，SCG中的SMP和DMP由局域TICCNET 中的dm路径互连。
方法(1.6)，使用相同的实施方法构建用于具有内置SMS(自监视系统)的实时信息物理并行软件系统的可升级CPPSS:implementation()，该实施方法包括概要设计、连续的改进、通过在改进的每个阶段的正式验证的有效化、以及使用SMS的自动运行时间自监视；
方法(1.7)使用相同的实施方法构建用于具有内置SMS(自监视系统)的异步硬件系统或嵌入式系统，该实施方法包括概要设计、连续的改进、通过在改进的每个阶段的正式验证的有效化、以及使用SMS的自动运行时间自监视；
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2.如权利要求1所述的方法，进一步包括用于指定A:DESIGN()并构建A:TICC -网络的以下方法：
方法(2.1)，指定A:DESIGN()：A:DESIGN()是A:implementation()中的并行计算的控制结构的概要规范，A:DESIGN()隐含地指定了应用A中的所有消息异步和调整以及在A执行的计算中出现的动作和通信事件的因果链，A:DESIGN()具有三个概要软件部件，(i)TM TM
A:TICC -network()，(ii)A:TIPS()和(iii)A:CIPS()，这三个部件和A:TICC -network()中的路径描述如下：
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(i)A:TICC -network()(此后称为网络)是具有节点和分支的图表，分支与节点互连，图表的节点是A:implementation()中的概要蜂窝且图表中的分支是与附接到网络中的蜂窝的软件通信端口(此后称为端口)互连的概要通信路径(此后称为路径)，网络中的所有蜂窝的集合称作A:cells()，网络中的所有端口的集合称作A:ports()，网络中的所有路径的集合称为A:pathways()，A:cells()中的每个蜂窝在其自身分配到的硬件CPU(计算单元)中试图与A:cells()中的所有其他蜂窝并行运行，网络中的每个蜂窝试图通过与网络中的其他蜂窝交换信息来执行计算，所述其他蜂窝通过端口经由连接到这些端口的路径而附接到该蜂窝，这里对蜂窝可以具有的端口的数目没有限制但没有端口附接到多于一个蜂窝，网络中的一些蜂窝从网络操作的环境接收输入，该环境自身在网络中由环境蜂窝代表，(ii)A:pathways：路径将附接到网络中的不同蜂窝的软件端口互连，端口由蜂窝使用来经由连接到它们的路径发送和接收消息，每个端口附接到仅仅一个唯一的称作该端口的父蜂窝的蜂窝，由此防止A:cells()中的蜂窝对端口的争用，每个端口连接到实际上一条路径，由此防止在并行消息传递期间消息干扰，许多端口连接到相同路径使得能进行组对组通信，每个端口连接到与不同蜂窝附接的路径，端口组是与相同路径连接的一个或多个端口的组，连接到相同蜂窝的两个端口不在端口组中，两个不同的端口组不包含共同的端口，路径使得能进行在连接到路径的端口组中的组对组通信，对于端口组可以经由连接到该端口组的自闭合路径发送消息到自身，在所有这样的组对组消息交换中，消息发送端口组总是将调整的联合消息从端口组中的端口的父蜂窝发送到消息接收端口组，来自消息发送端口-组的这样的联合消息总是与消息接收端口组并行地调整并同步传递，组对组通信中消息转发的调整和同步由路径中嵌入的代理自动完成，
(iii)A:TIPS()：蜂窝间的交互由概要线程交互原语(TIP)指定，每个TIP提供关于蜂窝如何感应传递到其任意一个端口的消息、蜂窝如何处理传递的消息并响应传递的消息的TM
概要规范，对于TIP可以产生对于A:TICC -network()中的其他蜂窝的计算，在计算之前从这些其他蜂窝收集响应并将该响应消息发送回去，A:cells()中的每个蜂窝的每个端口具有对其定义的概要TIP，仅仅五种不同类型的TIP对于实施任何并行程序是必要的，蜂窝在其任一个端口感应消息总是使该蜂窝通过执行在该端口定义的全面改进的TIP、扩展TM TM
A:TICC -network()中的几个其他蜂窝的计算、必要时收集来自A:TICC -network()中的蜂窝的响应来计算响应消息，从而处理并响应该消息而不失败，传递到蜂窝的每个端口的每个消息由该蜂窝不失败地感应，由蜂窝在其任何一个端口接收到的每个服务请求消息被该蜂窝不失败地响应，蜂窝执行的计算由此由消息接收驱动，A:DESIGN()中定义的所有概要TIP的集合称作A:TIPS()，
(iv)通过循环地执行在附接到C的端口定义的TIP而由每个蜂窝C执行计算，在C的端口定义的TIP称作C:TIPS()，由每个蜂窝执行的循环计算再次由蜂窝交互协议(CIP)以概要形式指定，对蜂窝C定义的CIP称作C:CIP()，且对A:DESIGN()中的蜂窝定义的所有CIP的集合称作A:CIPS()，
至此为止所有规范都是概要的，概要的规范仅仅识别A:DESIGN()中使用的方法和条件的位置占有者，A:DESIGN()还隐含地指定了在A:cells()中的蜂窝间的消息交换的调整和同步，以及在应用A运行时可能在应用A中发生的动作事件和通信事件的因果链；
方法(2.3)，sm路径的结构：传递消息的每个sm路径(共享存储器路径)S具有S中嵌入的称作虚拟存储器M的唯一软件存储部件，sm路径中嵌入的该虚拟存储器M称作S.vM，没有两个不同的sm路径使用相同的虚拟存储器，虚拟存储器在定义sm路径期间被声明，真实的存储器在编译或运行时间期间被分配给虚拟存储器，S.vM保存被传递到连接到S的一个或多个端口的端口-组中的端口的消息，S.vM还保存由连接到S的端口的父蜂窝写入的消息，此外，S.vM保存计算机程序代码来处理S.vM中的消息并通过连接到S的端口的父蜂窝将新消息写入到S.vM中，每个S.vM具有与其附接的软件代理，没有代理附接到多于一个的虚拟存储器，附接到S的所有代理的集合称作S.agents，S.agents中的代理被S用来路由、调整和同步经由路径S的消息转发以增强消息的安全性，并且被S用来驱动运行TM
ITCC -Ppde的SMS(自监视系统)的机制，每个端口通过连接到与S.vM附接的一个唯一代理而连接到S，与S.agents中的任一代理连接的所有端口构成端口-组pG，对于端口-组可以包含仅仅一个端口，pG中的不同端口附接到不同蜂窝，在任何端口-组中没有相同蜂窝的两个端口，不同端口-组连接到S.agents中的不同代理，C.p是pG中的附接到蜂窝C的端口，连接到C.p的路径S称作C.p.pathway，C.p.pathway＝S，并且C.p.pathway的虚拟存储器称作C.p.vM，C.p.vM＝S.vM＝Pg.vM，pG中的所有端口具有与其相关联的相同虚拟存储器，没有两条路径曾连接到相同端口，与相同蜂窝附接的两个端口C.p和C.q不连接到相同路径除非[C.p，C.q]属于被称作蜂窝的端口矢量的端口的矢量，每个端口C.p仅仅对其父蜂窝C给出了对pG.Vm＝C.p.vM中的数据和方法的访问权，A:cells()中除了连接到路径S的端口的父蜂窝之外的其他蜂窝不能访问S.vM中的数据和方法，路径中交换信号的部件被彼此调谐，该调谐使得路径中的各部件能总是准备好接收和立即响应由路径中的其他部件发送到它的信号，由此很大程度地加速了消息转发，每个端口C.p在建立连接时自动调谐到与其连接的代理，与C.p.vM附接的代理和交换的信号同时也被彼此调谐，同时在C.p被调谐到与C.p附接的代理时C.p及其父蜂窝C被调谐到C.p.vM，在路径连接到其端口时这些调谐自动发生，S:ports()的联合即连接到S的所有端口的集合、以及S:agents即S和S.vM中的所有代理的集合称作路径S的部件，sm路径中的所有部件是软件部件，没有两个sm路径曾共享共同的任意部件，由此消除同时并行消息转发期间的消息干扰，具体实施方式中的图1、17、19和23分别示出了点对点、自我闭环、组对组以及环路径，具体实施方式中的图1和3描述了不具有虚拟存储器的sm路径，这样的sm路径仅仅交换信号而非TM TM
消息，ITCC -Ppde提供用于在A:TICC -network()中安装并修改sm路径的方法；
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方法(2.4)，dm路径的结构：在具有简要描述的附图的列表中的图24中描述了TICC中的dm路径(分布式存储器路径)Di的结构，0≤i＜N，Di连接到SMP中的端口组pGi0，分布式计算网络的SMP[j]由n个SMP构成，0≤j＜N，SMP[j]中的指数j是pGi0中的下标i和0的函数，写作j＝f(i，0)，SMP[j]由此被写作SMP[f(i，0)]，路径Di将SMP[f(i，0)]中的端口组pGi0连接到相同分布式计算网络的其他不同SMP即SMP[f(i，k)]中的其他端口组pGik，1≤k＜mi＜n，f(i，k)≠f(i，0)，每个SMP即SMP[f(i，k)]，0≤j＜mi，在其本地共享存储器中具有虚拟存储器pGik.vm，dm路径Di中的所有虚拟存储器的集合称作Di.vns，并且虚拟存储器pGik.vm也称作Di.vms[k]，Di.vms[k]＝{Di.vm[k]|0≤k＜mi}，存在附接到每个虚拟存储器Di.vms[k]的两个虚拟存储器pGik.vm，a0[i，k]和a1[i，k]，a0[i，k]是软件代理且a1[i，k]是硬件代理，pGik中的所有端口连接并调谐到软件代理a0[i，k]，a1[i，k]连接到硬件信号和Di的数据线，由此硬件信号和数据线将如所述图24中所示的所有代理a1[i，k]互连，0≤j＜mi，从而将SMP[f(i，0)]中的路径片段[pGi0<->a0[i，k]<->a1[i，k]]链接到所有路径片段{a1[i，k]<->a0[i，k]<->pGi0|i≤k＜mi}的集合，片段[pGi0<->a0[i，k]<->a1[i，k]]称作消息发送探测器，片段{a1[i，k]<->a0[i，k]<->pGi0|i≤k＜mi}称作TM
消息接收探测器，每个SMP具有多个消息发送和消息接收探测器来将其连接到TICCNET ，得到的dm路径写为
Di＝[pGi0<->a0[i，0]<->a1[i，k]<-><->{[a1[i，k]<->a0[i，k]<->pGik]|1≤k＜mi}]端口组pGi0通过探测器[pGi0<->a0[i，0]<->a1[i，k]]并经由连接到a1[i，0]的硬件信号和数据线将消息并行地广播到集合{[a1[i，k]<->a0[i，k]<->pGik]|1≤k＜mi}中的消息接收探测器中的代理a1[i，k]，消息接收探测器将该消息同时传递到每个端口组pGik，端口组{pGik|1≤k＜mi}将响应消息以复用模式一个接一个顺序地发送回pGi0，没有两条dm路TM
径共享共同的部件，在TICCNET 中存在数千个这样的不同dm路径Di，0≤i＜n＞1000，TM TM
TICCNET 提供动态安装和拆除这样的dm路径的机制，每个安装的dm路径保留在TICCNETTM
中直到其被拆除并安装了新路径，TICCNET 中的所有dm路径能无彼此干扰地同时并行地TM
交换信息，TICCNET 提供具有500纳秒级的等待时间加信号传送时间的确保高速并行消息TM
传递，ITCC -Ppde提供在A:TICCTM-network()中安装dm路径、拆除已安装路径和/或修改路径的方法，
在应用A中在其所有sm路径和dm路径中的所有代理的集合称作A:agents()，应用A中的所有虚拟存储器的集合称作A:virtualMemories()，应用A中的所有路径的集合c称作A:pathways()；
方法(2.5)，虚拟存储器的结构：每个虚拟存储器M包含四个部件，(i)读存储器M.rd，(ii)写存储器M.wr，(iii)执行存储器M.ex，以及(iv)中间结果存储器M.scp，对于具有虚拟存储器C.p.vM＝M的C.p.pathway，C.p.rd＝M.rd，C.p.wr＝M.wr，C.p.ex＝M.ex，C.p.scp＝M.scp，C.p.rd被C.p的父蜂窝C使用来读取通过C.p.pathway传递到C.p的消息，C.p.wr被C使用来写入新消息并经由C.p.pathway将新消息发送出去，M的读/写存储器在消息传递前切换，C.p.ex被C使用来运行处理C.p.rd和C.p.wr中的消息并将消息写入C.p.wr的方法，对于端口组pG中附接到不同父蜂窝Ci和Cj的任何两个不同端口Ci.p和Cj.p，Ci.p.vM＝Cj.p.vM＝pG.vM＝M，M是该端口组中所有端口的共同虚拟存储器，Cj.p.scp＝＝pG.scp＝M.scp是pG中的端口的父蜂窝使用的共同的中间结果存储器，M.scp由pG中所有端口Ci.p的父蜂窝Ci使用来在并行地处理M中的消息时彼此交换数据，以调整它们各自的计算并发送回联合响应，M对M中驻留的所有计算机程序代码提供TM
执行环境，ITCC -Ppde提供用于在路径中安装虚拟存储器并修改它们的方法；
方法(2.6)，CCP和协议：A:ports()中的每个端口C.p和每条路径C.p.pathway具有TM
对其定义的称作C.p.protocol的软件协议，每个C.p.protocol包含对于ITCC -Ppde唯一的、在具体实施方式的部分1.1中引入的称作CCP(因果通信原语)的特殊编程基元的级联，每个CCP具有X:x→Y的形式，X和Y是蜂窝、端口或路径中的代理，x是开始或结束信号，CCP的级联具有X:x→Y:y→Z的形式，X、Y和Z是相同路径中的所有部件且x、y是信号，对于每种类型的信号可以具有对其定义的子类型，C.p.protocol中的CCP的执行使得C.p.pathway中的部件彼此交换信号，这样交换的信号通过C.p.pathway传播最终建立上下文，所述上下文使得C.p.vM中的消息传递到也与sm路径中的相同C.p.pathway连接的期望的接收端口，所述上下文使得C.p.vM中的消息经由硬件信号和dm路径中的数据线传送到期望的接收端口组的虚拟存储器，协议中出现的CCP可以以如具体实施方式中部分1、TM
图3和4以及部分7、语句(7.1)至(7.4)中描述的其他编程语言语句，嵌入，ITCC -Ppde中的协议不包含数据声明且它们所有都包含CCP，C.p.protocol仅仅由端口C.p的父蜂窝TM TM
调用和执行，ITCC -Ppde提供预封装和编译的协议以经由能在ITCC -Ppde并行程序中使TM
用的所有类型的路径来交换消息，实施者具有责任来以与ITCC -Ppde中使用的协议定义TM
格式一致的方式仅仅定义应用A中可能必须的与众不同的协议，ITCC -Ppde提供用于定义使用CCP的协议的方法；
方法(2.7)，调谐路径中的部件：C.p.pathway中连接到蜂窝C的任何端口C.p的部件交换信号以将虚拟存储器C.p.vM中的消息传递到它期望的接收者，C.p.pathway中的部件总是彼此调谐，调谐使得C.p.pathway中的部件总是准备好接收和立即响应由C.p.pathway中的其他部件发送的信号，调谐消除了对信号交换期间的同步会话的需求，由TM
此很大程度加快了消息交换，在将C.p.pathway连接到C.p时在ITCC -Ppde中自动完成将端口C.p调谐到C.p.pathway中的部件，将C.p调谐到C.p.pathway中的部件使得C.p的父蜂窝也调谐到C.p.pathway中的唯一的虚拟存储器C.p.vM，对于应用A的实施者不必调谐路径中的部件或经由路径调度或同步消息或信号交换，在TIP执行期间自动完成经由路径的调度信号交换，由协议中的CCP自动完成路径部件间的调度信号交换，由路径上的代理完成调整消息分派和同步消息传递，路径中的代理还管理用于在消息传输期间驱动TM
ITCC -Ppde的SMS并增强安全性的信号交换机制，如具体实施方式的部分7中所描述，用TM
于驱动SMS的所有调谐、调整、同步和支持是所有ITCC -Ppde协议的内置特征，在将路径安TM
装并将连接到其在A:implementation()中的各自的端口时，由ITCC -Ppde自动使所有这些能力成为可能，实施者无需做任何事来实施、或调用和执行在任何应用中的任何已安装TM
路径的任何这些特征，ITCC -Ppde提供用于在概要路径中安装路径部件并将这些部件彼此调谐的方法；
方法(2.8)，数据保护和并行缓冲：端口组中的每个端口C.p允许它的父蜂窝访问并使用它的虚拟存储器C.p.vM，当且仅当所述父蜂窝感应到传递到端口C.p的消息或感应到端口C.p准备好将消息发送出去，在必要时，端口矢量Cp＝[C.p1，C.p2，…，C.pn]中的附接到相同父蜂窝的多个端口向父蜂窝C给出对所有虚拟存储器C.pi.vM的同时访问权，
1≤i≤n，由此端口允许他们各自的父蜂窝仅在需要时访问虚拟存储器，对于连接到路径的消息发送端口的父蜂窝和消息接收端口的父蜂窝，不可以都同时使用该路径的虚拟存储器，对于所有未连接到路径的任何父蜂窝，也不可以访问该路径的虚拟存储器，由此防止虚拟存储器中的数据被未授权地访问和使用，由此还防止虚拟存储器中的数据的损毁且保留每个虚拟存储器中数据直到所述数据被它们期望的用户使用，从而A:implementation()中的虚拟存储器提供保护的并行缓冲，支持A:implementation()中的所有异步并行通信，可以设计尺寸范围在10兆字节至1千兆字节的独立硬件共享存储器模块并在编译或运行时间期间动态地将所述模块分配给虚拟存储器，仅在蜂窝的端口对它们的父蜂窝给出了对虚拟存储器的访问权时动态地将运行该蜂窝的CPU连接到虚拟存储器，这样的存储器结构对应用中的所有数据和软件提供了本质的安全性，私密性以及保护，在系统的最底层构建TM
私密性和保护，ITCC -Ppde由此提供了用于任何应用中的自动数据保护的方法；
方法(2.9)，确保高速并行通信：以软件实施的CCP用25至50纳秒来在2千兆赫兹的CPU中执行，这可以将CCP实施作为CPU中的机器指令，作为机器指令实施的CCP仅用大约5纳秒来执行，经由sm路径的点对点通信要求最多仅仅6个CCP执行(包括驱动SMS的代理)，经由sm路径的组对组通信根据每个端口组中的端口的数目要求用到14或更多个CCP执行，经由dm路径的组对组通信根据连接到dm路径的端口组的数目要求30或更多个CCP执行，协议执行不曾调用过在该协议自身中还未定义的任何数据、程序、处理或线程，这样的协议执行仅改变在该协议的路径中已经定义的数据而非其他，由此实际上是没有操作系统或任何其他监视系统可以调度、同步或执行任何协议的任何部分，协议执行在被执行时不曾中断，在C.p的父蜂窝C一完成将要发送的消息写入C.p.vM就仅由C不中断地执行在A:ports()中的每个端口C.p的整个协议C.p.protocol，消息传输的这样的自动立即调度、在交换信号的路径中的部件的相互调谐以及消除对异步通信中的顺序缓冲的需求使得能以最多数百纳米级的等待时间进行确保的非常高速保证瞬时异步通信，在通过2千兆赫兹CPU执行协议和CCP被实施作为机器指令时，sm路径和dm路径二者使得能进行同时异步并行消息转发，在应用中同时发生的这样的异步并行消息转发的数目仅由该应用中安装TM
的不同路径的数目限制，这些数目处于数万或更多的范围内，TICC -Ppde提供了用于确保的自动高速并行通信的方法；
方法(2.10)，与每个端口组中的一个或多个端口的组对组消息交换的自动调整：端口组pG中的端口Ci.p通过共同的组对组路径连接到另一端口组qG中的不同端口Dj.q，0≤i＜n≥0，0≤j＜m≥0，pG.pathway≡qG.pathway，或者qG中端口的所有父蜂窝的集合D不同于pG中的端口的所有父蜂窝的结合C或者pG≡qG为真，每个Ci.p.pathway是pG.pathway中的一部分且每个Dj.q.pathway是qG.pathway≡pG.pathway中的一部分，
0≤i＜n，0≤j＜m，这些路径与具体实施方式的图19或17中的图示类似或者与具有简要描述的图中的图24中的图示类似，端口组pG中的总端口Ci.p的父蜂窝Ci彼此异步且并行地执行协议Ci.p.protocol以将联合服务请求消息m经由pG.pathway发送到qG中的端口Dj.q，父蜂窝Ci在相同组对组pG.pathway上对Ci.p.protocol的同时异步并行的执行是由pG.pathway中的代理自动调整的，所述代理确保正确地一次将联合服务请求消息m从pG中的端口同时异步并行地传递到qG中的每个端口，所述代理仅在端口满足对消息事先定义的安全条件时将该消息传递到该端口，所述代理还将信号发送到SMS(子监视系统)激活SMS来对经由pG.pathway传送的消息安装SMS中的消息分派和消息传递事件，组对组协议Ci.p.protocol在端口Ci.p发出消息m后立即锁定端口Ci.p，由此防止pG中的每个Ci.p发出第二业务请求消息，仅在Ci.p从qG中的所有Dj.q接收到对服务请求消息的联合响应消息m’时才允许pG中的每个Ci.p发送第二业务请求消息，此外要求每个Ci在Ci能发出第二业务请求消息之前在Ci.p感应对m’的接收，m’总是由qG中的Dj.q经由每个Dj.q接TM
收服务请求消息m的相同的组对组路径qG.pathway≡pG.pathway发回，ITCC -Ppde由此提供用于组对组消息交换的自动调整的方法；
TM TM
方法(2.11)，ITCC -Ppde路径的唯一性：ITCC -Ppde提供用于以下6种路径能力的方法：
(i)所有路径能同时彼此并行地输送和传递消息而无相互干扰，
TM
(ii)所有路径包含内置结构来驱动ITCC -Ppde的SMS(自监视系统)，
(iii)所有路径在一准备好消息后就异步地发送消息而在消息发送期间无需消息调度或同步会话，
(iv)在每条路径中交换信号的所有软件或硬件部件总是彼此调谐，调谐使得每个部件总是准备好接收和立即响应从该路径中的其他部件接收到的信号，由此显著加速消息传递，
(v)每条路径从一个端口组中的端口的父蜂窝发送调整的联合消息并同步地并行传递该联合消息到相同端口组中的端口或也连接到相同路径的另一端口组中的端口，(vi)每条路径以数百纳秒级或更少的等待时间以对这些等待时间的精确预期的范围来对端口组中的端口提供确保的高速同步消息传递，假设2千兆赫兹CPU，
TM TM TM
ITCC -Ppde的这6种能力一起使得ITCC -Ppde路径唯一且与包括ITCC 中使用的路TM
径在内的、所有其他计算机通信系统中使用的通信路径不同，ITCC -Ppde提供安装和使用具有以上述唯一的特性的路径的方法；
方法(2.12)，定义A:cells()：用于定义称作蜂窝的软件计算单元的收集的方法，A:cells()是应用A中的所有蜂窝的集合，每个蜂窝是一类蜂窝的实例，蜂窝的类是称作TM
Cell的顶级概要ITCC -Ppde类中的此后称作Cell-Subclass的子类，A:cells()中的每个蜂窝与A:cells()中的所有其他蜂窝并行地运行，每个蜂窝在对于该蜂窝唯一的指定的不TM
同CPU(计算单元)中运行，没有两个蜂窝共享相同CPU，ITCC -Ppde管理所有对蜂窝的CPU分配和蜂窝的激活以在它们各自分配的CPU中运行，蜂窝和通信路径被特定地设计来在多样性的多核芯片中在任意大的数目的CPU中有效运行，蜂窝还被特定地设计来在多样性的TM
多核芯片中运行时间关键信息物理并行软件系统，ITCC -Ppde的设计、验证和自监视技术TM TM
还用于设计、验证和运行任意异步硬件系统中的异步硬件部件，ITCC -Ppde蜂窝是ITCCTM
蜂窝的特定专业化，实施者有责任以与ITCC -Ppde中的Cell-Subclass定义格式一致的方TM TM
式来定义应用A所需的所有ITCC -Ppde蜂窝子类(此后称作Cell-Subclass)，ITCC -PpdeTM
提供方法来定义Cell-Subclass以及在ITCC -network()中安装蜂窝实例；
方法(2.8)，定义A:ports()：软件端口附接到A:cells()中的蜂窝，A:cells()中的蜂窝使用与它们附接的端口来发送/接收消息，每个端口是一类端口的实例，端口的类是TM
称作Port的ITCC -Ppde顶级概要端口中的此后称作Port-Subclass的子类，每个端口附接到A:cells()中的仅仅一个蜂窝C，C.p是附接到蜂窝C的任何端口p，A:ports()是附接到A:cells()中的蜂窝的所有端口的结合，C:ports()是附接到蜂窝C的端口的集合，A:cells()中的每个C的每个C:ports()具有至少一个称作C.g的总端口、至少一个称作C.f的功能端口以及至少一个称作C.i的中断端口，每个C.g是称作总端口的端口的子类的实例，C.g被C用来发出服务请求消息和接收返回的响应，每个C.f是称作功能端口的端口的子类的实例，C.f由C使用来接收和响应服务请求消息，每个C.i是称作中断端口的端口的子类的实例，中断端口本身是功能端口的子类，中断端口C.i被C用来接收和响应从A:cells()中的其他蜂窝接收到的中断消息，对于不由A:cells()中的蜂窝运行的任何TM TM
处理，不可能中断任何蜂窝的活动，ITCC -Ppde包含可能在任何ITCC -Ppde并行程序中TM
使用的所有Port-Subclass的定义，每个端口是Port-Subclass的实例，ITCC -Ppde提供方法来定义Port-Subclass、安装端口实例以及将端口实例附接到蜂窝，实施者有责任以与TM
ITCC -Ppde中的Port-Subclass定义格式一致的方式来仅仅定义对于应用A是特定的但TM
ITCC -Ppde中还未定义的特殊Port-Subclass；
方法(2.9)，定义A:agents()：用于定义软件代理的方法，代理附接到A:pathways()中TM
的路径的虚拟存储器，每个代理是一类代理的实例，代理的类是称作Agent的ITCC -Ppde的顶级概要代理类中的称作Agent-Subclass的子类，每个代理附接到称作该代理的父虚拟存储器的仅仅一个虚拟存储器，由此防止与A:pathways()中的路径的代理争用，TM
A:agents()是附接到A:pathways()中的虚拟存储器的所有代理的集合，ITCC -PpdeTM
包含可能在ITCC -Ppde并行程序中使用的所有Agent-Subclass的定义，每个代理是TM
Agent-Subclass的实例，ITCC -Ppde提供方法来定义Agent-Subclass，安装代理实例TM
并将代理附接到虚拟存储器，实施者有责任以与ITCC -Ppde中的Agent-Subclass定TM
义格式一致的方式来仅仅定义对于应用A是特定的且ITCC -Ppde中还未定义的特殊Agent-Subclass；
方法(2.10)，定义A:virtuaMemories()：用于定义称作虚拟存储器的软件对象，每个虚拟存储器是一类虚拟存储器的实例，虚拟存储器的类是称作VirtualMemory的TM
ITCC -Ppde的顶级概要虚拟存储器类的称作VirtualMemory-Subclass的子类，虚拟存储器的每个实例唯一地与称作该虚拟存储器的父路径的仅仅一个sm路径关联，由此防止与A:pathways()中的sm路径的虚拟存储器争用，每个dm路径将分布式计算系统中的一组SMP互连，每个这样的dm路径包含与连接到该dm路径的SMP一样多的虚拟存储器，A:virtuaMemories()是A:pathways()的路径中嵌入的所有虚拟存储器的集合，TM TM
ITCC -Ppde包含可能在ITCC -Ppde并行程序中使用的所有VirtualMemory-SubclassTM
的定义，ITCC -Ppde提供方法来定义VirtualMemory-Subclass，在路径实例中安装虚拟TM
存储器实例以及将硬件存储器动态分配给虚拟存储器，实施者有责任以与ITCC -Ppde中的VirtualMemory-Subclass定义格式一致的方式来仅仅定义对于应用A是特定的且TM
ITCC -Ppde中还未定义的特殊VirtualMemory-Subclass；
方法(2.11)，定义A:pathways()：每条路径是一类路径的实例，路径的类是称作TM
Pathway的顶级ITCC -Ppde概要类的此后称作Pathway-Subclass的子类，共享存储器环境中的路径仅仅包含软件部件，这样的共享存储器路径称作sm路径，分布式存储器环境中的路径包含软件和硬件部件二者，这样的分布式存储器路径称作dm路径，术语路径用于指TM
sm路径和dm路径二者，应用A中的所有路径的集合称作A:pathways()，ITCC -Ppde对可TM
能在并行编程中使用的路径提供了所有Pathway-subclass的定义，ITCC -Ppde提供方法TM
来定义Pathway-subclass，安装路径实例以及将路径实例连接到与A:ITCC -network()中TM
的蜂窝附接的端口，实施者必须遵照ITCC -Ppde中的Pathway-subclass定义的规则来仅TM
仅定义对于给定应用是特定的且在ITCC -Ppde中还未定义的Pathway-subclass；
TM TM
方法(2.12)，定义A:ITCC -network()：ITCC -Ppde提供方法来安装A:DESIGN()中的Cell-Subclass的概要或全面改进的定义的蜂窝实例，这样安装的蜂窝实例属于A:cells()，提供方法来安装Port-Subclass的概要或全面改进的定义的实例并将端口实例附接到A:cells()中的蜂窝实例，附接到A:cells()中的蜂窝的所有端口实例的集合称作A:ports()，提供方法来安装Pathway-subclass的概要或全面改进的规范的实例并将它们连接到A:ports()中的端口，在应用A的设计中安装的所有这样的路径实例的集合称作A:pathways()，A:pathways()中的发送消息的每个sm路径S具有唯一的实例，称作TM
ITCC -Ppde中的概要或全面改进的虚拟存储器实例的S.vM，S.vM是S中嵌入的虚拟存储器，每个dm路径D包含与该dm路径连接的每个SMP中的一个虚拟存储器，D中嵌入的虚拟存储器的数目等于连接到D的SMP的数目，D.vM是dm路径D中嵌入的所有虚拟存储器的集合，每条路径中的每个虚拟存储器具有附接到它们的、概要或全面改进的Agent-subclass中的唯一的代理实例，附接到A:pathways()中的路径的虚拟存储器的所有这样的代理实例的集合称作A:agents()，A:pathways()中的路径将附接到A:cells()中的蜂窝的端口互连，每个端口连接到实际上一条路径中的实际上一个代理，A:pathways()中的任何sm路径S的部件是S:ports()、S:agents()和S.vM，A:pathways()中的任何dm路径D的部件是D:ports()、D:agents()和D.vM，没有两个不同的路径共享共同的部件，由此防止并行消息交换期间的消息干扰，A:TICC-network()(此后称作网络)是图形，该图形的节点为A:cells()中的蜂窝且该图形的分支是A:pathways()中的将附接到蜂窝的端口互连的路TM TM
径，ITCC -Ppde提供方法来定义A:ITCC -network()；
TM
方法(2.13)，构建A:ITCC -network()：对应用A定义称作配置器(或环境)的Cell-Subclass的一个或多个区分的蜂窝，A:DESIGN()包含每个SMP中的称作配置器(或环境)的Configurator的至少一个实例，根据来自应用A的用户的线索，配置器已被编程TM
以在每个SMP中安装已定义A:ITCC -network()的启动子网，足以启动对该启动子网的蜂窝分配的CPU中运行的应用A，每个SMP中的启动子网中的蜂窝已被编程以使用它们各自的TM TM
初始化程序来并行安装，部分A:ITCC -network()属于该SMP，ITCC -Ppde提供方法来安装该网络中的蜂窝、端口、代理、虚拟存储器以及路径的概要或全面改进的子类的所需实例，TM
提供方法来将它们彼此连接、附接和调谐以满足所有ITCC -Ppde连通性规则，实施者有责任适当地编程蜂窝子类中定义的初始化程序，使得一旦使用每个SMP中的所述启动子网启动应用A时就正确地构建该网络，实施者同样有责任以防止在每个SMP中的并行网络构筑TM
期间发生死锁的方式开发该初始化程序的计算机程序，该网络的并行构建由ITCC -PpdeTM TM
自动调整，ITCC -Ppde提供方法来构建已定义的A:ITCC -network()；
TM TM
方法(2.14)，显示A:ITCC -network()：ITCC -GUI(图形用户接口)用于在显示屏幕TM TM
上显示A:ITCC -network()，每个SMP具有自身专用的显示屏幕，对应用A打开ITCC -GUITM
屏幕使ITCC -GUI在每个SMP的显示屏幕上显示应用A的配置器的图像，用户点击所显示的配置器的图像并从显示的菜单中选择安装选项，使得该SMP中的配置器安装足以启动运TM
行该SMP的启动子网中的初始化程序的A:ITCC -network()的启动子网中的所有蜂窝和TM
路径，每个启动子网中的蜂窝运行在由ITCC -Ppde分配给它的所述SMP的CPU中，由于启TM
动子网中的蜂窝安装A:ITCC -network()中的其他蜂窝和其他路径，因此每个新安装的TM
蜂窝自动由ITCC -Ppde激活以运行在所分配的所述SMP的CPU中，每个这样新安装的蜂窝执行自身的初始化程序以安装所述SMP中存在的所述网络中的另外的蜂窝和路径，由此该网络并行成长直到在所有SMP中构建了整个网络，实施者有责任以避免冲突和死锁的方TM
式定义该初始化程序使得正确构建所需的网络，ITCC -GUI在每个SMP中显示已安装的网络或显示在用户指定的蜂窝上锚定的该网络的一部分，在通篇具体实施方式中描述了用于TM TM
单个SMP中的小应用的这样的网络图像的例子，ITCC -GUI是ITCC -Ppde的内置子系统，TM TM
ITCC -Ppde提供方法来显示任何应用A中的已安装A:ITCC -network()的任何部分；
方法(2.15)，定义A:messages()：消息由A:pathways()中的路径的虚拟存储器保存，TM
每条消息是一类消息的实例，消息的类是称作Message的ITCC -Ppde顶级概要消息类中称为Msg的Msg子类，Msg是指Message的任何Msg子类，每个Msg定义指定了Msg的消息实例m中可能出现的Msg格式和数据格式，每个Msg定义还指定了用于处理消息和创建Msg的新消息实例的方法，A:pathways()中的路径将Msg子类的实例传递到与A:cells()中的蜂窝C附接的端口C.p，对于应用A定义的所有Msg子类的结合称作A:messages()，实施者TM
有责任以与ITCC -Ppde中的消息子类定义格式一致的方式定义应用A所需的所有Msg子TM
类，ITCC -Ppde提供用于定义A:messages()的方法；
方法(2.16)，定义Msg方法：在与A:cells()中的蜂窝C附接的端口C.p的
C.p.pathway中嵌入的虚拟存储器M是C.p.vM，C.p.vM的读存储器是C.p.rd，C.p.wr是写存储器，C.p.rd保存Msg子类Msg的消息实例m，短语C.p.msg()是指消息实例m，C.p.wr保存可能的另一Msg子类Msg’的消息实例m，，C.p.wr:msg()是指消息实例m’，运行C.p的父蜂窝C的CPU执行Msg子类Msg和Msg’中定义的Msg消息，执行存储器C.p.ex向Msg子类中定义的每个Msg方法提供执行环境，Msg子类Msg和Msg’中定义的Msg方法和Msg’方法分别具有格式Msg:()和Msg’:()，其中和分别是所述Msg方法和Msg’方法的唯一的不同名称，自变量和中出现的所有端口C.q附接到端口C.p的父蜂窝C，运行C的CPU分别使用C.p:()和C.p:()来调用并执行C.p.vM中的各自的方法，这些方法使用仅仅在与蜂窝C、端口C.p和在或中出现的其他端口C.q相关联的以下部件中定义的数据和方法，所述部件是(i)蜂窝C，(ii)端口C.p，(iii)虚拟存储器C.p.vM中存在的消息C.p:msg()和C.p.wr:msg()，(iv)自变量或中出现的端口C.q，以及(v)虚拟存储器C.q.vM中存在的消息C.q:msg()和C.q.wr:msg()，执行在任何Msg子类中或蜂窝C的Cell-subclass中定义的任何方法的任何蜂窝C能仅使用在连接到C的端口的路径中的附接到或调谐到C的其他软件部件中定义的数据和其他方法，调谐和附接是传递的对称的关系，该要求将每个蜂窝C与A:cells()中的所有其他蜂窝隔离，与路径连接的消TM
息发送和消息接收端口的父蜂窝从不同时使用该路径的虚拟存储器，ITCC -Ppde提供用于遵循以上给定的规则的Msg方法；
方 法(2.17)，定 义A:pthreads()：在任 意Msg子 类Msg中 定 义 的Msg方 法Msg:()或类似已定义的蜂窝方法C:()称作pthreads(并行线程)，因为这样的方法可能是用不超过10至100纳米来完成2千兆CPU中的执行的短的连续的计算机程序，pthreads由A:cells()中的蜂窝并行执行，对应用A定义的所有这样的pthreads的集合称作A:threads()，A:threads()中的每个pthreads独立于A:threads()中的除了由端口组中的端口的父蜂窝在其共同虚拟存储器M中并行执行的pthreads之外的所有其他pthreads，并使用M.scp来在所述pthreads的并行执行期间交换数据以调整它们各自的并行计算，TIP将pthreads与蜂窝间的所有其他通信隔离，实施者有责任全面改进A:implementation()中的包含pthreads和Msg子类在内的所有概要软件单元，然而A:implementation()的正式有效可能在A:implementation()的改进的任何阶段，TM
ITCC -Ppde提供用于遵循以上给定的规则定义用于pthreads的改进的方法。
3.根据权利要求1或2所述的方法，进一步包括用于通过连续的改进来产生全面改进的A:implementation()的以下方法：
TM
方法(3.1)，定义称作TIP(线程交互协议)的编程概要：ITCC -Ppde提供用于使用TIP来定义A:cells()中的蜂窝间的交互的概要规范，每个TIP在蜂窝C的端口C.p定义，在端口C.p定义的TIP称作C.p:TIP()，存在在附接到A:cells()中的每个蜂窝C的每个端口定义的C.p:TIP()，对蜂窝C定义的所有TIP的集合称作C:TIPS()。对应用A定义的所有TIP的集合称作A:TIPS()，C.p:TIP()概要地指定了蜂窝C如何在其端口C.p接收消息、处理接收到的消息和响应该消息，A:cells()中的蜂窝间的交互仅仅通过经由A:ITCC-network()TM
中的路径交换的消息而发生，ITCC -Ppde与其他类似的基于消息交换的系统之间的本质区TM TM
别在于ITCC -Ppde管理通信的方法，ITCC -Ppde自身中的每个蜂窝传递所有消息而无需消息调度和同步会话，使用2千兆赫兹CPU以最多数百纳秒范围内的精确预计的等待时间来确保非常高速瞬时异步并行消息传递，仅需要5种不同类型的TIP来覆盖所有并行编程的需求，简单TIP具有格式，
异步TIP：C.p:TIP()＝C.p:guard？(){C.p:tip()；} (C.1)
或，同步TIPs：C.p:TIP()＝C.p:guard？()*{C.p:tip()；} (C.2)
C.p是附接到蜂窝C的软件端口，C.p连接到与称作C.p.pathway的路径的虚拟存储器C.p.vM附接的实际上一个代理，C.p:tip()称作TIP-body，在端口C.p的Cp:guard？()或Cp:guard？()*的执行称作由蜂窝C进行的端口的轮询，蜂窝C轮询其端口的顺序称作C的轮询周期，简单TIP立即计算响应的例子是
C.f:TIP() ＝ C.f:mR ？ (){C.f:r().s()；} ＝ C.f:mR ？ (){C.f:r()；C.f:s()；} (C.3)
C.g:TIP() ＝ C.g:pR ？ (){Cg:x().s()；} ＝ C.g:pR ？ (){C.g:x()；C.g:s()；} (C.4)
在以下的方法(3.2)至方法(3.5)中描述了TIP(C.3)和(C.4)的解释，在通篇具体TM
实施方式中出现了各种TIP的许多例子，实施者有责任以与ITCC -Ppde中的TIP定义格式一致的方式对A:ports()中的每个端口定义C.p:TIP()以及应用A的期望的设计要求，TM
ITCC -Ppde提供了定义简单TIP的方法；
方法(3.2)异步保护间隔：语句(C.1)中的C.p:guard？()是具有格式C.p:mR？()(’mR’用于’messageReady’)和C.p:pR？()(’pR’用于’pathwayReady’)中的一种的TM
异步保护间隔，异步保护间隔是作为由ITCC -Ppde提供的内置计算机程序实施的条件，可TM
使用于任何实施，实施者可自由定义他们自己的、对于未在ITCC -Ppde中定义的给定应用A特定的保护间隔，保护间隔总是基于由应用A中的端口交换的信号或信号的子类型，异步保护间隔被A:cells()中的蜂窝C使用来轮询其端口C.p以检查C.p是否具有传递到它的消息或C.p是否准备好发出消息，保护间隔返回真值true或false，仅在保护间隔返回真值true时才执行语句(C.1)中的TIP-body C.p:tip()，在保护间隔返回false时跳过TM
TIP-body，具有异步保护间隔的TIP称作异步TIP，ITCC -Ppde提供用于定义异步保护间隔的方法；
方法(3.3)，同步保护间隔：语句(C.2)中的C.p:guard？()*是同步保护间隔，父蜂窝C仅在C.p:guard？()*返回true时执行TIP-body，否则在端口C.p等待，重复执行C.p:guard？()直到C.p:guard？()*返回真值true，在C.p:guard？()*变成true时执行语句(C.2)中的TIP-body然后进行轮询其下一个端口，同步保护间隔中出现的符号’*’TM
对ITCC -Ppde指示需要这种类型的计算机程序的重复执行来实施保护间隔直到保护间隔TM
返回true，具有同步保护间隔的TIP称作同步TIP，ITCC -Ppde提供用于定义同步保护间隔的方法；
方法(3.4)，在功能端口的简单TIP执行：语句(C.3)中的C.f是附接到蜂窝C的功能端口，C是端口C.f的唯一父蜂窝，C是可以使用C.f的唯一蜂窝，C.f从一个或多个其他端口C’.q接收联合服务请求消息m，C.f接收的消息m存储在虚拟存储器C.f.Vm≡M的只读存储器C.f.rd中，虚拟存储器M嵌入在C.f.pathway中，短语C.f.msg()＝C.f.rd.msg()表示C.f.rd中的消息，传递到C.f的消息C.f:msg()由蜂窝C通过上述语句(C.3)中的C.p:guard？()*的评估来感应，评估返回真值true使得蜂窝C通过执行语句(C.3)中出现的TIP-body C.f:r().s()；＝C.f:r()；C.f.s()来响应C.f:msg()，C.f:r()出现在上述语句(C.3)中，C.f:r()(’r’用于“respond”)是由C使用来处理服务请求消息C.f:msg()和在C.f.vM的写存储器C.f.wr中写入响应消息的pthread(并行线程)，C.f.vM的执行存储器C.f.ex提供该TIP-body的评估的执行环境，实施者自由使用任何名称用于C.f:tip()中的线程r()，实施者使用的名称捕获r()的设计目的，C.f的父蜂窝C在评估C.f:r()后立即评估C.f:s()来调用和执行C.f.protocol以将C.f.wr中的响应消息立即发送到端口C’.q，C.f从该端口C’.q接收到其服务请求消息，该协议的执行使得在消息传递之前切换C.f.vM中的读/写存储器，从而每个C’.q在读存储器C’.q.rd中接收在C.q.wr中写入的响应消息，也可以对C执行C.f:f()而不是C.f:s()从而将C.f.rd中接收的消息可能有些修改地传回到它的发送者，C.f:f()不切换读/写存储器，蜂窝C自己执行与端口C.f关联TM
的协议C.f.protocol来发出或转发该响应消息而无需消息调度或同步会话，ITCC -Ppde提供用于执行在功能端口的所有类型的TIP的方法；
方法(3.5)，在总端口的简单TIP执行：语句(C.4)中的C.g是蜂窝C的总端口，C是C.g的唯一的父蜂窝，C是可以使用C.g的唯一蜂窝，总端口C.g被蜂窝C使用来发出服务请求消息和接收响应消息，蜂窝C仅在C.g.pathway准备好发出如由保护间隔C.g:Pr？()检查的消息时执行(C.4)中的C.g:x()，C.g:x()是由C在C.g.vM的执行存储器C.f.ex中执行的线程的概要，C.g:x()被执行来计算、构筑以及在C.g.wr中写入服务请求消息，并且此后C自身立即执行C.g:s()来调用和执行C.g.protocol以将C.g.wr中的服务请求消息发送到一个或者多个端口C’.p，C.g.vM的读/写存储器在消息传递前被切换使得每个C’.p将服务请求消息接收在其读存储器C.p.rd中，对于C还可以执行C.g:f()而不是C.g:s()从而将C.g.rd中接收的消息可能有些修改地发回到它的发送者，而无需切换读/写存储器，蜂窝C自身执行与端口C.g关联的协议C.g.protocol以发出或转发该消息而无需消息调TM
度或同步会话，ITCC -Ppde提供用于在总端口执行所有类型的TIP的方法；
方法(3.6)，定义5种TIP：这5种TIP是(i)语句(C.1)至(C.4)中引入的简单TIP，(ii)生成TIP，其生成A:cells()中的其他蜂窝中的计算以响应服务请求，生成TIP在具体实施方式的部分4.1和4.2、语句(4.1)至(4.3)以及语句(4.11)至(4.13)中被引入，(iii)服务于在具体实施方式的部分4.2、语句(4.8)至(4.13)中引入的端口矢量的TIP，(iv)具有在具体实施方式的部分4.4，语句(4.14)和(4.16)中引入的非决定性保护间隔和根据经验的保护间隔的TIP，(v)在其TIP-body中包含在具体实施方式的部分4.5、语句(4.18)至(4.23)中引入的其他嵌入的TIP的TIP，任何嵌入的TIP都可以是这5种TIP中的任何一个，因此对于以上所有种类的TIP可以以任何组合出现在单个TIP的TIP-body中，TM TM
这5种TIP是设计和构建任何ITCC -Ppde软件或硬件系统仅需的TIP种类，ITCC -Ppde提供用于定义所有种类的TIP的方法；
方法(3.7)，事务：端口组gG中的端口Ci.p通过Ci.p.protocol的同时调整的并行执行，同步地将联合服务请求消息m传递到端口组qG中的所有端口Dj.q，0≤i＜n，0≤j＜m，由每个Ci进行的Ci.p.protocol的并行执行由pG.pathway中的代理自动调整，每个端口Ci.p在Ci开始执行Ci.p.protocol后立即被锁定，每个端口Dj.q在Dj.q的父蜂窝Dj感应到传递到Dj.q的消息时立即被锁定，由此防止第二业务请求消息发送到Dj.q或Dj.q接收到第二业务请求消息，端口Dj.q仅在第一业务请求消息m已被处理且由父蜂窝Dj通过经由qG中的所有端口发送联合响应消息m’进行响应后才接收第二业务请求消息的传递，端口Ci.p仅在父蜂窝Ci已经感应到由qG发送的联合响应消息后才发送第二业务请求消息，每个父蜂窝Dj与端口组qG中的端口的其他父蜂窝并行地异步执行协议Dj.q.protocol以在相同的组对组路径qG.pathway≡pG.pathway上发送响应消息m’，父蜂窝Dj进行的所述协议的并行执行由qG.pathway中的代理再次调整，所述代理对pG中的每个端口Ci.p确保实际上一次同时传递联合响应消息m’，对于每个Ci，由父蜂窝Ci针对在端口Ci.p接收的响应消息m’的感应构成在Ci.p发送它的业务请求消息m到Dj.q时开始的事务的完成，因此，A:ports()中的每个端口仅在连续的事务完成后才发送连续的业务请求消息，且类似地A:ports()中的每个端口仅在连续的事务完成后才接收连续的业务请求消息，每个端口总TM
是经由该端口接收它的业务请求消息的相同路径来发回响应消息，ITCC -Ppde提供用于所有并行事务的确保顺序完成而无相互干扰的方法；
方法(3.8)，定义事务的正确性：A:ports()中的任何两个端口p和q之间的事务被写作[p(srm(t1))]<->[q(srm(t2))]，[p(srm(t1))]是由端口p在时间t1发送的业务请求消息，[q(srm(t2))]是由端口q在时间t2发回的响应消息，除了在定时限制(t2-t1≤τmax(p，q))为true之外，只有在关系式R(p，q)(srm(t1)，rm(t2))对于所有消息p(srm(t1))和q(srm(t2))也为true时才正确地执行所述事务，R(p，q)是对于端口对(p，q)特定的关系式的名称，τmax(p，q)是在p和q之间的事务完成之前可能发生的延迟的上界，端口p和q仅在正确地执行p和q之间的每个事务时才充分匹配，端口的充分匹配特性依赖于TIP即TM
p:TIP()和q:TIP()，该充分匹配特性也是TICC -Ppde中的重要特性，该充分匹配特性在权利要求中提到多次，在设计时估计与事务相关联的定时和界限且在实施TIP中的pthreadsTM
和条件实施后验证与事务相关联的定时和界限，仅在通过A:TICC -network()中的路径连TM
接的所有端口对充分匹配时全面改进的A:implementation()才正确，TICC -Ppde提供了用于使A:implementation()中的端口对的充分匹配特性的满足有效的方法；
方法(3.9)，定义被称作CIP的概要：由实施者对A:cells()中的每个蜂窝C指定被称作C:CIP()(C的蜂窝交互协议)的计算机程序，C:CIP()指定蜂窝C的初始化程序，在C启动时仅完成一次该初始化，并且该初始化指定了C轮询它的端口C.p并一个接一个循环执行C:TIP()中的C.p:TIP()的顺序，该循环轮询和TIP执行被称作蜂窝C的轮询周期，C计算它的轮询周期，直到作为在C的其中一个中断端口从A:cells()中的其他蜂窝接收到中断消息的结果而C中断其操作或C暂停其操作，仅在C的轮询周期中的连续TIP执行之间暂停C，不可能在其执行期间暂停TIP执行，被暂停的C以后在下一个消息传递到C的任何端口时恢复执行，任何端口C.p的C.p:TIP()的执行不与至C.p的消息传递同步，仅在C.p于轮询周期中被轮询之前C.p已传递消息时才继续由蜂窝C轮询C.p，在一个轮询周期中遗漏的在C.P的消息被在下一个轮询周期中捕获，蜂窝C的每个C:CIP()与A:cells()中的所有其他蜂窝C’的C’:CIP()并行运行，每个蜂窝运行在其自身唯一的和不同的指TM
定的CPU中，A:cells()中的不同蜂窝的轮询周期不必彼此同步，TICC -Ppde提供了如具体实施方式的部分6.6中所述的as hoc同步和调整方法，以在应用A的实施的任何时间点调整和同步A:cells()中的不同蜂窝的轮询周期而不必改变至该时间点的任何改进，A:CIPS()是A:cells()中的每个蜂窝C的所有计算机程序C:CIP()的集合，实施者有责任TM
以与TICC -Ppde中的CIP定义格式一致的方式对A:cells()中的每个蜂窝C定义C:CIP()TM
并定义A:implementation()中的蜂窝C的期望功能，TICC -Ppde提供了用于定义CIP的方法；
方法(3.10)，CIP的轮询周期中的两种可能的执行模式：C.p在其被蜂窝C轮询时返回真值true，使得C跟随两个可能路线动作中的一个，所述两个可能路线动作是(i)立即执行TIP-body C.p:tip()并响应于接收到的消息或(ii)将C.p插入到蜂窝C的分类端口表sortedPortList中，通常基于以运行蜂窝的CPU的本地时钟表示消息传递时间的在端口的时间戳来完成分类，这样的时间戳是由传递消息到端口的协议进行的或者根据蜂窝C本地的任何分类关系进行的至端口的消息传递的时间的集合，在完成轮询和分类所有它的端口后，C对sortedPortsList中的每个C.p以C.p出现在列表中的顺序执行C.p:tip()，C.p在其被蜂窝C轮询时返回真值false，也使得C跟随两种可能的路线动作中的一个，所述两个可能路线动作是(i)如果在C.p的保护间隔是异步保护间隔则跳过端口C.p并立即前进到轮询其下一个端口，或(ii)如果在C.p的保护间隔是同步保护间隔则在端口C.p等待消息达到，在消息达到后执行C.p:tip()然后前进到轮询其下一个端口，对于CIP还可以在TIP的保护间隔返回真值true后立即执行在其一些端口上的TIP-body且将其他端口分类TM
到sortedPortsList中用于后续执行，TICC -Ppde提供了方法来指定CIP进行的TIP的已分类/未分类和同步/异步；
方法(3.11)，定义和使用端口组：端口组是属于A:cells()中的不同蜂窝的端口集，没有两个端口具有共同的任何端口，端口组由将附接到不同蜂窝的不同端口的组连接到路径中的代理来定义，每个组对组路径中的代理在消息发送端口组中的端口的父蜂窝完成将它们各自的贡献写入联合消息后分派由所述父蜂窝联合写的联合消息，分派的消息被同步传递到消息接收端口组中的所有端口，因此在端口组中的端口之间的消息的派送和传递总是同步的，连接端口组的路径中的代理调整所述路径中的所有消息分派和传递，代理还调整SMS(自监视系统)中的对应的消息派送和传递事件的安装，即使在接收到的消息是同步地传递到消息接收端口组中的所有端口时，消息接收端口组中的端口每个父蜂窝也在其自身TM
的时间感应并响应所述消息，因此端口组在TICC -Ppde中提供机制来实施应用A中的并行TM
处理的同步支路和结合，TICC -Ppde提供了机制来定义端口组并安装组对组路径，并提供TM
协议用于在这样的路径上的消息交换，TICC -Ppde提供了用于定义和使用端口组的方法；
方法(3.12)，定义和使用端口矢量：蜂窝具有对其定义的一个或多个端口矢量，每个端口矢量由附接到相同蜂窝的两个或更多端口组成，端口矢量中的所有端口是相同类型、或者都是总端口，或者都是功能端口或中断端口，符号C.p用于指蜂窝C的端口矢量，C.p＝[C.p1，C.p2，…，C.pk]，k≥2，C.p的父蜂窝在它的每个轮询周期中轮询C.p中的端口，每个C.pi连接到不同的路径C.pi.pathway，1≤i≤k，每个C.pi在每个轮询周期中彼此独立地通过从除C之外的不同蜂窝接收消息，1≤i≤k，在每个轮询周期，父蜂窝仅在C.p的所有端口已接收到消息后才响应在端口C.pi接收到的消息，否则父蜂窝在该轮询周期中跳过端口矢量C.p中的端口C.pi，在端口矢量C.p的最简的TIP具有形式
异步C.p:TIP()＝(C.p1:mR？()&C.p2:mR？()&…&…C.pk:mR？()){
C:r(p)；C.p1:s()；…；C.pk:s()；} (C.5)
或同步C.p:TIP()＝(C.p1:mR？()&C.p2:mR？()&…&…C.pk:mR？())*{
C:r(p)；C.p1:s()；…；C.pk:s()；} (C.6)
其中C:r(p)是蜂窝C的私有存储器中定义并执行的pthread，C:r(p)使用在每个端口C.pi接收到的消息，1≤i≤k，接收到的消息存在于不同的虚拟存储器C.pi.vM中，
1≤i≤k，每个C.p:TIP()无条件地响应于C.p中的每个端口，对于C.p:TIP()可以是该
5种TIP中的任何一种，在应用中使用端口矢量以实施并行pthread计算的异步支路和结合并实施如具体实施方式的部分6.6中所述的由蜂窝执行的计算的ad hoc同步和特征，TM
TICC -Ppde提供了用于定义和使用端口矢量的方法；
方法(3.13)，用于组对组事务：A:implementation()中的每条路径被连接到端口组pG中的一个或多个消息发送端口的组合，gp中的每个端口属于不同的父蜂窝，pG中的所有端口被连接到组对组路径pG.pathway中的相同代理a0，pG.pathway将pG中的端口连接到另一个端口组qG中的一个或多个其他端口的组，qG中的所有端口以类似于具体实施方式中的部分7的图19中所示的方式连接到qG.pathway≡pG.pathway中的另一代理a1，还可以是如具体实施方式的图17中所示的pG≡qG和a0＝a1，所述路径总是仅分别在从消息发送端口组pG或qG到消息接收端口组qG或pG这一个方向上发送消息，端口组pG中的端口总是将联合业务消息发送到端口组qG中的端口，qG中的端口总是将联合响应消息通过相同的qG.pathway发回到pG中的端口，因此端口组pG和qG中的端口总是仅仅交换由端口组pG或qG中的端口的所有父蜂窝联合写入和联合同步接收的联合消息，在pG.pathway≡qG.pathway中的代理自动确保在所述路径上的所有这样的联合消息的调整分派和同步传递，代理还对由端口组pG或qG中的每个端口发送或接收的每条消息自动调整SMS(自监视系统)中的对应的消息分派和传递事件的调整安装，qG中的每个端口的父蜂窝在自己的一个轮询周期中的自身的时间感应并响应业务请求消息，不同蜂窝的轮询周期不必彼此同步或不必与消息传递时间同步，qG中的每个端口经由相同的路径qG.pathway≡pG.pathway回应pG中的端口，pG和qG中的所有端口具有与其相关联的相同虚拟存储器pG.vM＝qG.vM，在pG中的端口与qG中的端口之间的消息交换事务仅在pG中的端口的所有父蜂窝已接收并感应到qG中的端口的父蜂窝发送的联合响应消息时完成，当且仅当pG中的每个端口与TM
qG中的每个端口充分匹配时pG与qG充分匹配，因此TICC -Ppde提供了用于定义和使用充分匹配的组对组交互的方法；
TM
方法(3.14)，具有可预期定时的确保及时事务完成：TICC -Ppde通过以下方式使得能在可预期的时间界限进行应用A中的每个事务的及时完成：(i)确保没有蜂窝C曾遗漏感应传递到其任何端口C.p的任何业务请求消息，(ii)在A:cells()中的蜂窝C感应到在端口C.p的业务消息的接收后，激活在C的每个端口C.p的C.p:tip()的TIP-body，(iii)使得对于A:implementation()中的或A:implementation()外的处理或蜂窝在一旦C.p:tip()已被激活时就不能中断C.p:tip()的执行，(iv)确保由在任何端口C.p的业务请求消息的接收启动的每个事务的完成，(v)通过将CPU中的可能由于使用加速技术，例如多指令流执行、预测未来调度、流水线处理和高速缓冲存储器执行，所导致的指令调度延迟消除，来确保可预期及时响应于在A:cells()中的每个蜂窝C的每个端口C.p的每个TM
接收的业务请求，这些加速技术对于在TICC -Ppde并行程序中获得高吞吐量是不必要的，TM
在TICC -Ppde并行程序中通过对小的增益大小并行处理任意缩放来实现高吞吐量，任意C.p:tip()的执行采用不大于10-100纳秒来完成，(vi)事务完成总是仅由TIP执行所导致的，(vii)事务调度和调整总是由对A:cells()中的蜂窝的轮询周期中的端口的排序和对传递到A:cells()中的端口的消息的排序自动导致的，(viii)事务同步总是由组对组事务中的消息传递的自动同步和具体实施方式的部分6.6中所描述的ad hoc同步技术的使用所导致的，(ix)A:implementation()中的所有TIP执行是自同步和自调整的，(x)实TM
施者有责任使用由TICC -Ppde对各种TIP提供的TIP格式来对A:ports()中的每个端口TM
C.p仅定义C.p:TIP()以使得确信由路径连接的每对端口充分匹配，并且与TICC -Ppde中的CIP定义格式和每个C:CIP()的期望的功能一致地定义A:cells()中的每个蜂窝C的TM
C:CIP()，(xi)A:TICC -network()中的所有消息交换是自同步和自调整的，(xii)所有这些特征一起对A:implementation()中的所有事务提供具有可预期定时的确保及时事务完TM
成，TICC -Ppde提供用于确保及时事务完成的方法；
方法(3.15)，调谐保存：确保的且及时的事务完成接下来保持并确保A:pathways()中的每条路径中的部件的相互调谐，这些部件彼此交换信号，在消息传送期间在一个方向上由信号交换引起的路径的部件的状态改变使得该路径中的所有部件准备好在其他方向上的消息传送，并且在该其他方向上的消息传送将该路径中的所有部件的状态自动重新设置成如具体实施方式的部分1.2(F)中所述的、它们的充分调谐的初始化状态，由此总是确保TM
A:implementation()中的高速异步通信而无需同步会话，TICC -Ppde因此提供了用于自动调谐保存的方法；
方法(3.16)，通过端口组中的端口的父蜂窝调整虚拟存储器中的消息的联合处理：端口组pG中的所有端口Ci.p总是具有同步传递到它们的相同的消息，且该消息存在于读存储器Ci.p.rd≡Pg.rd中，该消息和该读存储器是pG中的所有Ci.p共有的，pG中的端口的数目通常不多于10-20个，pG中的端口的父蜂窝并行地执行它们各自的Ci.p:tip()以处理并响应同步传递到所有它们的相同消息，pG中的每个Ci.p的父蜂窝响应在它的其中一个轮询周期中的其自身的适当时机接收到的消息，每个Ci.p的父蜂窝不必同步响应接收到的消息，然而，每个父蜂窝Ci与端口组pG中的所有其他端口的父蜂窝并行地在相同虚拟存储器pG.vM≡Ci.p.vM中执行Ci.p:tip()，虚拟存储器pG.vM≡Ci.p.vM对端口Ci.p的所有父蜂窝Ci提供共同的中间结果存储器pG.scp≡Ci.p.scp以在这样的并行Ci.p:tip()执行期间彼此交换数据，父蜂窝Ci通过在Ci.p:tip()的执行期间通过pG.scp彼此交换所述数据来实现正确调整，实施者有责任对在pG中的端口Ci.p的Ci.p:tip()的pthread写计算机程序以使得这样的调整使用pG.scp，并且实施者有责任在必要的地方安装pthread锁定来保护共同共享的数据的调整的更新，由端口组中的端口的父蜂窝并行执行的这样的pthreadTM
仅是A:pthreads()中的可能相互彼此依赖的pthread，TICC -Ppde因此提供了用于通过蜂窝组中的蜂窝进行的调整的联合并行处理的装置；
方法(3.17)，完成A:implementation()：用于通过A:DESIGN()中的概要TIP和CIP以及A:messages()中的概要Msg子类的连续改进，来完成A:implementation()的方法，这样的改进由实施概要pthread、概要条件和概要Msg子类的计算机程序组成，所有pthread遵TM TM
照TICC -Ppde的规则而定义，定义所有的Msg子类以满足TICC -Ppde的顶级概要消息类中给出的格式，在改进的任何阶段在A:implementation()中定义的所有pthread、条件和Msg子类的集合分别称作A:pthreads()、A:conditions()和A:messages()，在改进的每个阶段A:implementation()包含A:TICC-Network()、A:TIPS()、A:CIPS()、A:messages()、A:pthreads()、A:conditions()和在到该改进的阶段为止定义的A:defmitions()，在以下TM
方法(3.20)中定义了A：definitions()，TICC -Ppde提供了用于连续改进概要规范并完成A:implementation()的方法；
方法(3.18)，与不同蜂窝相关联的TIP的相互独立以及出现在这些TIP中的pthread和条件的相互独立：仅由父蜂窝C执行A:cells()中的蜂窝的端口C.p的每个TIP-body即C.p:tip()、或者端口矢量的TIP-body即C.p:tip()，C.p:TIP()和C.p:TIP()中出现的所有端口附接到相同的父蜂窝C，虚拟存储器C.p.vM提供用于执行C.p:tip()的执行环境，父蜂窝C的私有存储器提供用于执行端口矢量TIP即C.p:TIP()的执行环境，在C.p:tip()或C.p:TIP()的执行期间，蜂窝C仅使用蜂窝C中定义的数据和其他方法、和在C.p:tip()或C.p:TIP()中出现的端口、以及在与C.p:tip()或C.p:TIP()中出现的且被彼此调谐或附接的端口相连接的路径中的软件部件中定义的方法，所执行的pthread仅改变与父蜂窝C相关联的数据以及执行中使用的端口而非其他，由此除了通过中间数据存储器共享数据来调整端口组中的端口的父蜂窝进行的并行执行的pthread外，不同蜂窝进行的所有pthread和TIP执行相互独立，在改进的任何阶段，使用以下方法(3.20)中描述的pthread和条件的输入/输出特性来使所述pthread和条件的计算机程序有效并联合使通过中间数据来共TM
享数据的pthread和条件的计算机程序有效，TICC -Ppde提供方法来利用TIP和pthread的相互独立性以使定义TIP和pthread的计算机程序有效；
方法(3.19)，用于描述软件部件的状态的判定：任何软件部件的状态x由具有 {x.attribute ＝ data}、{x.attribute1 ＜ y.attribute2}、{x.attribute1 ≤ y.attribute2}、{x.attribute1∈y.attribute2}或 等形式的
判定的布尔逻辑组合定义，x和y是蜂窝C、或蜂窝C的端口C.p、或C.p.pathway的任意部件或C.p.rd:msg()或C.p.wr:msg()中的任何数据项，C.p.rd:msg()是C.p.rd中的消息且C.p.wr:msg()是C.p.wr中的消息，状态用于定义输入/输出特性，计算机程序TM
定义pthread，状态还用于定义由计算机程序实施的条件，TICC -Ppde提供方法来表征A:implementation()中的软件部件的状态；
方法(3.20)，pthread和条件的输入/输出特性：对于任何pthread即p()，其特征具有形式
{(t1)&(t1)}[<→p()(t1)>(t2)]
{post-C？()(t2)&m’:C？()(t2)&R(m，m’)(t2)&((t2)≤(t1+τmax(p))} (C.7)pre-C？()和post-C？()是与p()相关联的预条件和后条件，这些条件指定软件部件的状态，在该状态中pthread p()正在被执行，m:C？()是表征由p()处理的输入消息m的条件，m’:C？()是表征由p()处理的输出消息m’的条件，R(m，m’)是应当满足的m和m’之间的关系，’→’是表示p()的执行的符号，p()的执行在pre-C？()和m:C？()成为true时的相同时间t1开始，p()的执行在post-C？()、m’:C？()、R(m，m’)以及(t2)≤(t1+τmax(p)都成为true时的时间t2终止，τmax(p)是可以采用来完成p()的执行的最大时间，(C.7)中的每个条件是一个或更多软件部件的状态的布尔逻辑组合，在该状态中条件被评估，状态如方法(3.19)中所定义，软件部件所有彼此附接或彼此调谐，用于p()的计算机程序仅在每次执行p()时(C.7)中给出的p()的特性保持true时才是正确的，仅在对该计算机程序的评估返回true时并且仅在定义所述条件的判定的布尔逻辑组合为true时用于条件的计算机软件的定义才是正确的，在改进期间定义A:implementation()TM
中的所有pthread和条件的特性的集合，处理称作A:definitions()，TICC -Ppde提供交互工具来表征在实施中使用的所有pthread和方法；
方法(3.21)，蜂窝隔离和程序运动：TIP的重要特性是，在端口定义的TIP的格式独立于连接到这些端口的路径的种类，因此TIP在将通信与计算集成的同时将通信从计算隔离，通过执行计算的相同蜂窝来执行用于所有通信的协议，除了定义用于处理和构建消息的pthread和用于发送消息的协议的计算机程序不同之外，由蜂窝执行来处理和构建消息的计算与由相同蜂窝执行来发送消息的计算之间不存在不同，对于在处理期间使用共同的中间数据存储器联合处理传递到端口组中的所有端口的消息的、不是端口组中的端口的父蜂窝的所有蜂窝，TIP还将A:cells()中的每个蜂窝C执行的计算从由A:cells()中的其他蜂窝执行的计算隔离，在端口的协议总是在该端口的虚拟存储器中执行，用于定义蜂窝C的状态的数据保存在蜂窝C的私有存储器中，且用于定义附接到蜂窝C的端口的状态的数据保存在这些端口各自的虚拟存储器中，因此蜂窝C的虚拟存储器和存储器对使用它们的蜂窝提供私有执行环境，A:cells()中的两个不同蜂窝，其不是端口组中的端口的父蜂窝，仅能同时并行执行处于蜂窝的不同虚拟存储器中或不同私有存储器中的相同pthread或相同协议的副本，端口组中的端口的父蜂窝能同时并行执行该端口组中的所有端口共同共享的相同虚拟存储器中的相同pthread，pthread和协议的执行总是仅仅改变进行这些执行的蜂窝的状态和与协议相关联的路径的状态而非其他，因此将由A:cells()中的所述蜂窝执行的并行计算彼此隔离，蜂窝的隔离使得能以与C1.p和C2.p相关联的不同虚拟存储器来在不同蜂窝C1和C2的两个端口C1.p和C2.p之间进行并行计算系统的程序运动，程序运动通过将虚拟存储器C1.p.vM的整体内容与拷贝到虚拟存储器C1.p.vM的父蜂窝C1的状态TM
一起传输到虚拟存储器C2.p.vM来实现，TICC -Ppde提供工具来确保蜂窝隔离和程序运动TM
在实施中不被干扰所必须的条件，TICC -Ppde中对应用的设计和实施自动实现蜂窝隔离并使得能进行程序运动；
方法(3.22)，蜂窝的依赖和独立端口：A:cells()中的每个蜂窝具有多个总端口、功能端口和中断端口，蜂窝C的端口C.p或端口矢量C.p是仅在C.p:TIP()或C:TIP(C.p)的执行期间执行的计算仅仅依赖于传递到C.p或C.p的消息和C.p或C.p的状态而非其他时是独立的，对于蜂窝C可以具有多于一个这样的端口矢量的独立端口，在所有其他情况下C的端口彼此依赖，对于依赖于端口C.q的端口C.p的最简化C.p:TIP()具有形式C.p:mR？(){C.p:r(C.q).s()}，其中pthread C.p:r(C.q)用于处理和响应于在端口C.p接收到的消息，pthread C.p:r(C.q)具有作为它的自变量的C.q，该自变量使得C.p:r(C.q)能使用C.q的当前状态和C.q.vM中的消息、以及C.p的状态和C.p.vM中的消息同时响应于在C.p接收到的消息，多于一个端口可以出现在这样的响应方法C.p:r(C.q)的自变量中，在依赖端口的TIP的执行如具体实施方式的部分4.5所述被调整，如所述部分4.5所述，在特定情况TM
下可以将依赖的或独立的端口从一个蜂窝移动到该蜂窝的另一个副本，TICC -Ppde提供方法来定义TIP使得容易考虑到所有端口的依赖性；
方法(3.23)，中断处理：没有操作系统能曾经中断由A:cells()中的任何蜂窝执行的计算，蜂窝C仅仅通过在其中断端口的中断消息的接收而被中断，这样的中断消息由A:cells()中的其它蜂窝发送到蜂窝C，在蜂窝C的中断端口的消息在一个轮询周期中仅由蜂窝C服务一次，或每个中断端口发信号通知运行该蜂窝C的CPU在中断消息传递到它时使用CCP(因果通信原语)，且该CPU仅在连续的TIP执行之间响应它，因为10-100纳秒级的低粒度大小的TIP执行这是可以接受的，通过数百纳秒范围的低信息交换等待时间可以进行这样的低粒度大小的执行，因此相对快地注意到中断，即使中断仅在连续的TIP执行期间被注意到，在蜂窝C的中断端口接收中断消息使得蜂窝C执行以下任何一个：(i)在蜂窝C的当前TIP执行结束时暂停蜂窝C的操作，该暂停操作由在蜂窝C的任何端口接收的下一条消息自动恢复，用于蜂窝C中的计算的暂停和恢复的机制由蜂窝C自身自动处理而无需操作系统介入，(ii)动态改变蜂窝C中的TIP执行的顺序，或(iii)终止蜂窝C的操作并释放分配给蜂窝C的CPU，所有这些仅仅发生在连续的TIP执行之间，实施者有责任保证蜂窝TM
C在终止前服务在其端口接收到的所有至今未决的未被服务的业务请求消息，TICC -Ppde提供方法使得没有TIP执行曾被中断并且同时迅速注意到所有中断；
方法(3.24)，被编程的暂停：在蜂窝C的端口C.p的C.p:TIP()中的pthread被编程来在C.p:TIP()执行中间暂停其执行，蜂窝C在暂停它的C.p:TIP()中计算后立即进行轮询它的下一个端口，由于在暂停时不满足进行C.p:TIP()执行中的进程所需的条件而导致这样的被编程的暂停，当所述所需的条件满足时在蜂窝C的保证轮询周期中自动恢复在端TM
口C.p的被暂停的计算，TICC -Ppde提供用于执行这样的被编程的暂停的工具；
方法(3.25)，启动A:implementation()中的并行计算：也被称作配置器蜂窝的用于TM
设置环境的蜂窝还被用于启动应用A中的计算，通过用户点击由TICC -GUI显示的环境蜂窝的图像并从显示的目录中选择启动计算的选项来启动计算，环境蜂窝通过将预定消息发送到A:cells()中的指定启动蜂窝的指定端口来响应这个选择的选项，将所述消息传递到所述指定的蜂窝的协议在消息传递前自动激活所述指定的蜂窝，所述指定的蜂窝在由TM
TICC -Ppde分配给它们的CPU中运行，一旦被激活，如果必要，所述指定的蜂窝初始化自己，，如果必要，在这样的初始化中安装其余的A:TICCTM-network()，此后所述指定的蜂窝中的每个启动它们各自的轮询周期并且在这些轮询周期中感应传递的消息，响应这些消息TM
并使计算生成其余的A:TICCTM-network()，TICC -Ppde提供工具来如上所述启动并行计算；
方法(3.26)，停止并行计算：当A:cells()中的蜂窝正运行于它们各自分配到的CPU中时A:cells()中的特定的指定蜂窝负责终止计算，发送中断消息到环境蜂窝要求环境蜂窝终止计算，这些终止请求到达环境蜂窝的中断端口矢量的不同中断端口，中断消息在不同时间到达所述端口矢量的中断端口，环境蜂窝仅在所有中断端口已经接收到中断消息后才响应在所述中断端口接收到的中断消息，当所述矢量中的所有中断端口已经接收到中断消息时环境蜂窝通过它的其中一个总端口将终止中断消息广播到应用A中的所有其他端口，A:cells()中的每个蜂窝接收终止中断消息，终止自己感应该终止中断消息的接收，每个这样的蜂窝仅在服务了所有在其端口的至今未服务的待决消息并在终止前将响应消息发回环境蜂窝以确收终止中断消息后终止，路径上的代理仅在A:cells()中的接收到终止中断消息的所有蜂窝已经响应了中断消息后将A:cells()中的蜂窝连接到环境蜂窝以调整所有这样的响应并将一条确认消息前传到环境蜂窝，并且如果必要，在从A:cells()的TM
所有其他蜂窝接收到此确认时环境蜂窝终止自身，ITCC -Ppde提供工具来如上所述停止并行计算；
方法(3.27)，定义特权：A:cells()中的每个蜂窝具有能力来在自身上动态安装新的端口C.p，在A:cells()中安装其他的蜂窝C’，并且在所述端口C.q和新安装的蜂窝C’的端口C’.p之间安装路径，蜂窝C发送请求来安装这样的新蜂窝和路径到应用A中的配置器蜂窝，应用可以具有多于一个配置器蜂窝，配置器接收这样的请求以首先检查请求这样的安装的蜂窝是否具有必须的特权来使该安装执行，仅在满足必须的特权时执行服务该安装请求，并且然后将适当的响应回应发出请求的蜂窝，如果不满足必须的特权，则将特权违背通知到发出请求的蜂窝，根据该安装中的端口的数目，新蜂窝或新路径的安装需要大约250至500微秒，在2千兆CPU中新端口的安装需要30至50微秒，配置器在特权被违TM
背时发出特权违背报告，实施者有责任以满足ITCC -Ppde中的特权定义格式的方式定义A:cells()中与端口相关联的蜂窝，该端口将该蜂窝连接到应用A中的配置器，可以预安装各种空闲蜂窝、端口、代理、虚拟存储器和路径并将它们保持在保留池中，以在需要时被如TM
应用A中的配置器使用，由此很大程度加速部件的动态安装，ITCC -Ppde提供工具用于定TM
义与ITCC -network()中的端口相关联的特权；
方法(3.28)，定义安全功能：如具体实施方式的部分7所指定的，路径中的代理仅在端口满足该消息的事先指定的安装条件时将消息传递到端口，如果在该端口违背了指定的安全条件则代理发出安全违背报告，所有消息交换等待时间将这样的安全检查所需的时TM
间包含于其中，应用A的实施者有责任遵循ITCC -Ppde中的规范定义所需的安全功能，TM
ITCC -Ppde提供工具来定义安全功能；
方法(3.29)，从次存储设备和英特网访问外部数据：每个应用A具有A:cells()中的专用于从次存储设备和/或英特网访问数据的特定数目的蜂窝，并且将它们分发到请求该数据的端口的虚拟存储器，或者蜂窝将该数据请求发送到配置器，该配置器在检查请求了该数据的蜂窝的特权后发送对于该数据的请求到专用于获取该数据的蜂窝，或者蜂窝在自身上安装专用的新总端口，设置从这些总端口到专用于获取该数据的蜂窝的路径，用于这样的总端口和路径安装的特权已被预先授予这样的蜂窝，仅在满足了用于所请求的安装功能的、事先指定的安全功能时，蜂窝才经由新建立的路径发送对该数据的请求并获取返回TM
的所需数据，ITCC -Ppde提供工具来访问外部数据；
TM
方法(3.30)，在使用断点运行应用时动态监视该应用：在的确可以使用ITCC -GUI检查SMS(自监视系统)的活动性来监视运行中的程序时，这样的监视不会向用户呈现于由SMS注册的事件相关联的数据，因此用户需要将断点插入到TIP C.p:TIP()中来检查与SMS中注册的事件相关联的数据，这里对于具有形式C.p:TIP()＝C.p:guard？(){C.p:r().s()}的简单TIP描述断点的安装以动态地监视运行中的应用A，如在以下所示的修改的C.p:TIP()中，这样的断点的引入要求将短语C.g:pR？(){C.g:b().s()；}附到C.p:tip()，
修改的C.p:TIP()＝C.p:guard？(){C.p:r().s()；C.g:pR？(){C.g.b(C，C.p).s()；}}C.g是蜂窝C的空闲的未使用的总端口，路径C.g.pathway是在端口C.g与TM
ITCC -GUI的配置器的功能端口之间动态建立的，pthread C.g:b(C，C.p)是断点方法，C.g:b(C，C.p)从虚拟存储器C.g.vM读取蜂窝C和端口C.p的状态以及将蜂窝C和端口C.p的状态写入虚拟存储器C.g.vM，还在执行C.g:b(C，C.p)时将与C.p:TIP()相关联的消息TM TM
写入C.g.vM，蜂窝C将写入到C.g.vM中的消息派送到ITCC -GUI的配置器中，ITCC -GUI的配置器使接收到的数据显示在屏幕上，可以将这样的断点插入到所有种类的TIP中，以此方式使用断点总是中断应用A中发生的事件的定时，因此仅在应用A的测试模式中使用TM
这样的断点，ITCC -Ppde提供工具来在TIP中定义和安装这样的断点；
TM TM
方法(3.31)，用于封装A:ITCC -network()的子网络：ITCC -Ppde提供方法来将与TM
应用A的子系统B相关联的A:ITCC -network()的子网络封装到多个复合蜂窝，应用A的TM TM
子系统B的封装到复合蜂窝中的网络称作B:ITCC -network()，封装B:ITCC -network()的复合蜂窝称作复合蜂窝B，B具有两种端口即内部端口和外部端口，内部端口是附接TM
到B:ITCC -network()中的蜂窝的端口而外部端口是附接到复合蜂窝B的端口，存在TM
B:ITCC -network()的子集包含通过分支连接到内部端口的外部端口，每个内部端口实际上这样连接到B的一个外部端口，可以将复合蜂窝中的端口组中的内部端口通过复合蜂窝B的内部代理连接到B的外部端口，外部端口立即将它们接收的信号发送到它们连接到的TM
内部端口，B:ITCC -network()中的具有连接到B的外部端口的端口的不同父蜂窝并行感应和响应它们从外部端口接收到的信号，B中的没有连接到B的外部端口的所有其他内部TM TM
端口通过ITCC -Ppde的sm路径彼此连接，复合蜂窝B将A:ITCC -network()中的除了连接TM
到B的外部端口的内部端口之外的所有部件从A:ITCC -network()中的其他蜂窝隐藏，在复合蜂窝B的每个外部端口B.p的其余的TIP即B.p:TIP()与在连接到B.p的内部端口定义的其余的TIP即C.p:TIP()相同，这样封装的每个具有自身内置的SMS(自监视系统)的复合蜂窝B用作软件部件，该软件部件可以通过路径将复合蜂窝B的每个外部端口B.p连接到B外部的更大的软件系统中的蜂窝D的端口D.q，确保每对端口(B.p，D.q)充分匹配，而插入到该更大的软件系统，由此将封装的部件插入到更大网络中的能力使得能重新使用TM
软件子系统，具体实施方式的部分2.2中示出了这样的复合蜂窝的例子，ITCC -Ppde提供TM
工具来封装A:ITCC -network()的子网络。
4.根据权利要求1、2或3所述的方法，进一步包括以下属于多核芯片中的CPU的设计的额外方法以有效运行A:implementation()：
方法(4.1)，CPU设计和特定CPU要求的简化：如具体实施方式的部分4.6中所述，TM
ITCC -Ppde通过消除对使用加速技术的需要来简化CPU的设计，加速技术例如为高速缓冲TM
存储器执行、多指令流执行、指令的预测未来调度和流水线处理，但ITCC -Ppde需要在运行A:cells()的蜂窝的每个CPU中的小数目的特定设备，所述特定设备是(i)每个CPU中的硬件时钟，使能至附接到由该CPU运行的蜂窝的端口的消息传递的时间戳，在消息传递到所述端口时完成时间戳，消息并行地传递到所述蜂窝的端口，多个消息同时传递到所述蜂窝的多个端口是可能的，这样的多个消息同时传递到多个端口需要由所述蜂窝的所述多个端口同时询问的硬件时钟的设备来在消息传递时设置时间戳，(ii)需要每个这样的CPU实施CCP(因果通信原语)作为硬件指令，(iii)需要中断处理设备使得每个中断端口可以通过CPU运行所述中断端口的父蜂窝而直接使用CCP(因果通信原语)进行通信，CPU响应接收到的、由仅仅在所述蜂窝的连续TIP执行之间的CCP发送的中断信号，以及(iv)需要每个在单个芯片中具有多个SMP(共享存储器多处理器)的DMP(分布式存储器多存储器)TM TM
多核芯片也包含该芯片中集成的TICCNET ，所述TICCNET 将该芯片中的SMP互连，这些要求不会使得CPU设计复杂，然而会使芯片设计复杂，简化的CPU的设计增加了多核芯片中的TM
可实现的CPU的密度，TICC -Ppde提供的工具用于组织和执行并行计算由此简化CPU设计而不危及执行的效率；
方法(4.2)，开发虚拟存储器组织：仅以不超过1万字至100万字的小私有存储器在SMP中设计每个CPU，但以使用可编程逻辑网络动态连接到任何一个独立硬件存储器模块集的能力来实施每个CPU，这些存储器硬件模块称作SMM(共享存储器模块)，SMM保存在这样的硬件设备的池中，该池中的每个SMM具有1万字至十亿字范围内的存储容量，该池中的每个SMM允许不超过大约16个CPU同时访问它，在编译或运行时完成将SMM分配给虚拟存储器，应用A的A:cells()中的每个蜂窝的每个端口C.p仅在C.p授权蜂窝C访问虚拟存储器C.p.vM时动态将分配给父蜂窝的CPU连接到分配给虚拟存储器C.p.vM的SMM，在终止访问时将CPU从SMM断开连接，并可能将相同的CPU连接到与在蜂窝C的下一个端口的业务相关联的另一个SMM，这个安排使得能以减少的存储器干扰进行高速共享存储器访问、显著最小化具有256或更多数量级的大量CPU的多核芯片中的并行共享存储器软件系统中的存储器争用，对任何应用A提供本质的数据保护、数据保密和系统安全，然而，该安排要求存储器组织具有多条总线，每个SMM一条总线，每个SMM通过独立地运行与其连接的CPU可以被独立地同时寻址，且可编程逻辑网络在运行时间有效地动态改变CPU和SMM之间的连接，SMM从根本上消除在SMP中以数十或数百个十亿字大小的巨大共享主存储器组织CPU的破坏性遗留，简化CPU设计，但使得芯片设计复杂，而同时对更高的效率、软件安全性、私密TM
性和保护做出本质的贡献，TICC -Ppde因此使得能进行任意可升级安全保护的并行计算；
方法(4.3)，异步硬件子系统封装：可以使用设计、实施到改进，正式验证和自监视的TM
相同技术来实施任何异步硬件系统，可以使用TICC Ppde封装技术来将硬件子系统封装到复合蜂窝，每个这样的复合蜂窝具有自身的SMS(自监视系统)，将所有封装的部件对硬件系统中的其他部件隐藏，每个这样的复合蜂窝自己被用作硬件系统部件，在该复合蜂窝的所有外部端口与和其连接的更大系统的端口充分匹配的情景下被插入到该更大的软件系TM TM
统，由此促进具有嵌入式TICCNET 的多核芯片的制造，TICC -Ppde提供的软件封装方法由此也可应用于硬件系统；
5.根据权利要求1、2、3或4所述的方法，还包括以下方法用于正式使
A:implementation()有效：
方法(5.1)，从A:implementation()得到A:ALLEOPS()：方法在A:implementation()的改进的每个阶段自动从A:DESIGN()和A:implementation()中得到在该设计和实施中指定的计算的ALLEOP(允许事件发生模式)模型，这些模型使A:DESIGN()和A:implementation()中隐含的所有事件分类变得清楚，展示所述事件分类的因果链，该模型还展示可能在该设计和实施中指定的计算中出现的事件分类的模型，在A正运行时ALLEOP中的每个事件分类的多个事件实例出现在计算中，ALLEOP中存在两种事件分类，一种称作具有形式X的动作事件分类，动作事件是编程语言的语句的评估、条件的评估或pthread的评估，另一种事件分类称作通信事件分类，该通信事件分类具有用于发送消息的S F
端口C.p的C.p[t(C.p，#)]的形式或用于前传消息的端口C.p的C.p[t(C.p，#)]的形式，D
和用于传递消息到其他端口C’.p的C.p的C’.q[t(C.p，#)]的形式，在通信事件分类中出现的术语t(C.p，#)称作时间地图，每个t(C.p，#)是指时间实例的顺序t1＜t2＜…＜tn，S F D
n≥0，所述事件分类C.p 或C.p 或C’.q 以该顺序出现在A:implementation()的运行中，符号#，0≤#＜n≥0，(n-1)是具有端口C.p的时间地图出现在CIP(蜂窝交互协议)中的总次数，符号X和Y此后用于指任何的所述事件分类，ALLEOP中的动作事件或通信事C(X，Y)
件分类X和Y的一些对通过具有形式X →Y的加权的定向因果链来链接，ALLEOP中的其他事件分类的对由如X(t)→Y中的不加权的因果链来链接，ALLEOP的事件分类的又一些其他对不通过任何因果链链接，具有权重C(X，Y)的因果链如后所述被中断，在A正在运行中时出现ALLEOP中的每种事件分类的多个实例X(t)，t＝t1＜t2＜…＜tn，n≥1，如TM
具体实施方式的部分2中所定义和描述的，TICC -Ppde提供了用于从A:implementation()得到A:ALLEOPS()的方法；
方法(5.2)，得 到端口ALLEOP：方法用于 从C.p:TIP()得到端口ALLEOP 即C.p:ALLEOP()，端口C.p:ALLEOP()是A:TIPS()的C.p:TIP()的模型，C.p:ALLEOP()具有形式
C.p:ALLEOP()＝C.p:ALLEOP-guard？(){C.p:ALLEOP-body()} (C.8)
在具体实施方式的部分2中描述了用于从C.p:TIP()自动得到C.p:ALLEOP()的方法，使用称作BILL-BEN应用的示例应用用于描述上述方法，C.p:ALLEOP()提供A:implementation()的ALLEOP的便利模块化描述；
方法(5.3)，用于构建ALLEOP图表：具体实施方式的部分2的图6A中描述了
BILL-BEN:ALLEOPS()中的所有端口ALLEOP即C.p:ALLEOP()的图表，该图表是以与TM
BILL-BEN:TICC -network()和BILL-BEN:TIPS()中的TIP指定的路径互连一致的方式，通过链接与BILL-BEN:cells()中的不同蜂窝C1和C2的端口C1.p和C2.p附接的端口的ALLEOP对C1.p:ALLEOP()和C2.p:ALLEOP()而获得的，具有加权的定向因果链C(X，Y)→或因果链→不加权，因果链代表了反自反的、传递的和非对称的因果关系，在以下方法(5.4)中描TM
述了用于解释这些定向因果链的方法，由TICC -Ppde自动从A:implementation()得到在与因关联互连的端口ALLEOP中的所有事件类型和与通信事件类型相关联的时间地图，所TM
述图6A的图表是BILL-BEN:ALLEOPS()的代表，TICC -Ppde提供方法来类似地对任何应用A自动从A:implementation()得到并对任何应用A构建与所述图6A中所示的相同的A:ALLEOP()的图表代表；
方法(5.4)，解释ALLEOP图表中的因果链：在方法(5.3)中引入的ALLEOP图表中出C(X，Y)
现的具有形式X →Y的每个加权的定向因果链代表了有条件的因果链，所述ALLEOP图表中出现的具有形式X→Y的每个定向因果链代表了无条件的因果链，这些因果链被解释如下：如果在时间t1事件分类X的事件实例X(t1)的出现导致之后事件分类Y在A:implementation()的运行中在时间t2出现，写作X(t1)→Y(t2)，则在A:ALLEOPS()C(X，Y)
的图表代表中应当存在有条件的因果链X →Y或无条件的因果链X→Y，从而在有条件的因果链的情况下Y(t2)是Y的实例且条件C(X，Y)在时间t2为true或在无条件的因果链并且t2≤t1+τ(X，Y)的情况下Y的实例Y(t2)无条件地出现，τ(X，Y)是在TM
X(t1)→Y(t2)中的两个事件X(t1)和Y(t2)的出现之间的最大允许的延迟，TICC -Ppde中的并行程序的执行特性使得可以以精确定义的时间界限来预计事件执行，上界τ(X，Y)首先由A的实施者从pthread和协议的期望的或测量的运行时间估计且之后在利用完成的TM
A:implementation()确认的，TICC -Ppde提供工具来正确解释ALLEOP图表；
TM
方法(5.5)，构建因果网：在A:implementation()的运行期间由TICC -Ppde的SMS(自监视系统)自动产生的、ALLEOP中的具有因果链的仅仅通信事件分类的事件实例的网络被称作A中运行的因果网，可能在应用A中任何运行中出现的所有可能的因果网的集合的代表被称作A:CausalNet()，在具体实施方式的部分2的图6B和6C中描述了BILL-BEN示例的因果网，A的不同运行由于不同的条件在不同的运行中变成true而产生不同的因果网，不是所有ALLEOP节点都具有在A:implementation()的任何给定运行中的因果链中出现的实例，(A:CausalNet()satisfies A:ALLEOPS())在且仅在以下逻辑条件保持true时才为true，
语句(C.9)断言，当且仅当A:ALLEOPS()中的通信事件分类X[t(C.p，#)]的每个通信事件实例X(t1)以及每个因果链(X(t1)→Y(t2))出现在A:CausalNet()中时，应用A的A:CausalNet()满足A:ALLEOPS()，A:ALLEOPS()的图表中存在具有因果链x[t(C.p，#)]→…→Y[t(C’.q，#)])的通信事件分类Y[t(C’.q，#)]，如此Y(t2)是Y[t(C’.q，#)]的实例且t2≤t1+τ(X[t(C.p，#)]，Y[t(C’.q，#)])，因果链x[t(C.p，#)]→…→Y[t(C’.q，#)]表示存在由因果链链接的一个或更多事件分类的序列从ALLEOP中的事件分类X[t(C.p，#)]导致事件分类Y[t(C’.q，#)]，以精确指定的时间界限预计因果网中出现的事件的能TM
力使得可以使用TICC -Ppde平台来利用自监视应用对信息物理并行软件系统进行设计、TM
研发、实施、有效和运行，从(C.9)的意义上说，TICC -Ppde提供了工具来构建因果网并验证所述因果网满足与其相关联的ALLEOP；
方法(5.6)，从A:ALLEOPS()自动得到A:TRACES()：轨迹通常描述了在程序运行时TM
发生了什么，不同编程规定使用不同格式来描述轨迹，TICC -Ppde中的轨迹不仅描述了A:implementation()运行时可能发生什么，还指定了在应用A的运行中出现的动作事件的语义，语义是由条件指定的，在该条件下在任何给定的运行中可能出现交替事件集的交替，该轨迹还对每个动作事件指定应用A中的逻辑预条件和应用A中的逻辑后条件，该逻辑预条件对于发生的该动作时间应保持true，该逻辑后条件在动作发生后应保持true，如语句(C.7)和具体实施方式的部分3和5所述且如具体实施方式的附录I至III示出的定义中所描述，端口ALLEOP即C.p:ALLEOP()的轨迹称作C.p:trace(tp)，tp是虚拟时间，在该虚拟时间中C.p:trace(tp)的事件可能开始出现在A:implementation()的运行中，TM
TICC -Ppde提供方法来使用A:implementation()中的规范和A:implementation()给出的TM
A:definitions()中的规范自动从A:ALLEOPS()得到A:TRACES()，TICC -Ppde提供工具来从ALLEOP自动得到轨迹；
方法(5.7)，自动从A:TRACES()得到A:ECT-network()：A:ports()中的端口C.p的TM
端口ECT(端口事件特性表)C.p:ECT(tp)由TICC -Ppde从C.p:trace(tp)自动得到，C.p:ECT(tp)代表便于正式提供由A:implementation()的实施者给出的CTL断言(因果暂时语言断言)的列表格式的C.p:trace(tp)中出现的事件，ECT网络是具有指定初始化条件的任何端口ECT集即C.p:ECT(tp)集的网络，遵照A:CIPS()的CIP中定义的轮询顺序和A:ALLEOPS()的C.p:alleop()中定义的消息交换彼此互连，如具体实施方式的部分
6中的表格I至V所示，A:ECT-network()是包含了用于A:ports()中的所有端口C.p的TM
C.p:ECT(tp)的网络，TICC -Ppde提供工具来从轨迹自动得到ECT网络；
TM TM
方法(5.8)，设计验证：TICC -Ppde使用A:TICC -network()中的概要定义来自动得到称作A:designALLEOPS()的ALLEOP模型，A:TIPS() 和A:CIPS()，A:DESIGN()使得A:DESIGN()中隐含的所有动作和通信事件分类以及事件分类的因果链的同步和调整变得清楚，在具体实施方式的部分2中定义并描述了用于从A:DESIGN()得到A:designALLEOPS()的方法，在所述部分2中还定义和描述了用于从A:designALLEOPS()自动得到A:designTRACES()的方法，A:designTRACES()允许用户暂时地将定时和定时界限与所有的事件分类相关联并且验证事件分类的同步和调整以及A:designTRACES()中的时间分类的因果链，A:designECT-network()从A:designTRACES()中自动得到，A:designECT-network()用于正式使设计有效，有效标准由实施者如CTL语言中的断言TM
那样提供，所有这样被有效的CTL断言的集合称作A:requirements()，TICC -Ppde开发了用于A:requirements()中的CTL断言的正式证明，使用A:designECT-network()来使TM
A:DESIGN()有效，TICC -Ppde在正式证明的开发期间与用户交互，用户对在必要时通过提供额外的CTL断言来提供用于证明搜索的引导，在具体实施方式的部分6中描述了用于完成这些的方法，正式有效方法用于在所需要的CTL断言被发现在A:DESIGN()中不是有效的时候交互地产生计数器示例，实施者按照需要使用计数器示例来修改设计并使该设计重新有效，这样的有效还用于确保A:DESIGN()免于死锁和活锁，并确保A:DESIGN()中的进程，在出现死锁时死锁停止应用A中的所有操作，在出现活锁时活锁冻结A的一些子系统以防止它们执行所分配的任务，而其他子系统正常执行它们的任务，进程确保在应用A正在运行中出现的事件分类的事件实例的因果链总是满足如(C.9)中定义的A:designALLEOPS()TM
中的规范，TICC -Ppde提供工具来通过评估ECT网络上的CTL断言从而交互地验证给定的设计；
方法(5.9)，验证pthreads的正确性：用于通过共有中间数据彼此交互的pthread的每个计算机程序集被联合地正式验证为是正确的，用于所有其他pthread的计算机程序被独立地正式验证为是正确的，实施pthread和条件的每个计算机程序被正式验证以确保该计算机程序满足语句(C.7)中给定的输入/输出特性，这是可能的因为每个pthread是仅仅运行大约10至100微妙的短计算机程序，提供A:implementation()的正确性需TM
要A:implementation()中的所有pthread的正确性，TICC -Ppde提供工具来交互地验证pthread；
TM
方法(5.10)，用于证明实施者给定的CTL断言：TICC -Ppde提供方法来开发CTL断言(因果暂时逻辑断言)的交互证明，CTL断言的结构被非正式地定义在具体实施方式的部分
5.2的最后1段中，并且CTL断言的示例出现在具体实施方式的部分6中，CTL断言的特定语法不象对于任何CTL断言的明确解释那么重要，实施者给出的CTL断言通过在ECT网络上评估它们来使有效，在ECT网络上对CTL断言的评估生成与遵照具体实施方式的部分6中定义和描述的匹配标准给出的CTL断言相匹配的ECT网络中的事件的因果链，产生与给定的CTL断言相匹配的ECT网络中的事件实例的因果链的处理称作证明检查处理，证明检查的引导由用户提供，用于这样的交互的证明检查的方法在具体实施方式的部分6中说明，使用ETC网络的有效的CTL断言是A:implementation()的有效特性，因为在证明检查中使用的ECT网络所有都是自动从A:implementation()得到的，有效的CTL断言最终验证由A:implementation()中的路径连接的每对端口的充分匹配特性，由A:implementation()中的路径连接的端口对的充分匹配特性是从以下证明得出的：(i)pthread的正确性的正式证明，(ii)对表示A:CausalNet()中的每个因果网会总是满足如以上语句(C.9)中定义的A:ALLEOPS()的A:implementation()中的进程的正式证明，(iii)对用于A:DESIGN()的A:requirements()中的CTL断言的正式证明，(iv)对A:implementation()免于死锁的的证明，(v)对免于活锁的正式证明，在具体实施方式的部分6中示出了这样的证明的示例，(vi)对进程A:implementation()的正式证明，对A:implementation()的证明最终依赖于TM
所有被有效的CTL断言的集合，TICC -Ppde提供工具来使用ECT网络交互地验证CTL断言；
方法(5.11)，用于对实施者提供引导来识别用于使A:implementation()有效的CTL断言：引导实施者定义使A:implementation()有效所需的CTL断言是由A:requirements()和以下断言(C.9)中指定的要求提供的，A:requirements()是由实施者在设计和实施应用A之前进行的对以CTL语言指定的应用A的要求的逻辑规范，可以在设计和改进期间更新，语句(C.9)提供引导来指定验证A:implementation()的正确性所需的CTL断言：
实施者使用标准(C.10)和关于由路径互连的所有端口对应当充分匹配的要求，来确TM
定它们没有错过使任何所需的CTL断言有效，TICC -Ppde提供方法来通过识别由路径连接TM
的还未被有效为充分匹配的端口来辅助用户，TICC -Ppde还辅助实施者交互地识别用于解释为什么给定的CTL断言在A:implementation()中不是有效的计算器示例，实施者使用计算器示例来按照需要修改A:implementation()并使修改后的实施有效；
方法(5.12)，ad hoc同步和调整：与A:cells()中的两个与不同蜂窝相关联的且出现在A:implementation()的因果网中的两个事件X(t1)和Y(t2)从(t1≤t2)在A:implementation()的特定运行可能为true且(t1＞t2)在其他特定运行中可能为true的角度上说是不可比较的，A:implementation()的正确操作要求两个这样的不可比较的事件X(t1)和Y(t2)被调整或同步，事件X(t1)和Y(t2)的调整意味着它们中的一个应总在另一个出现之后才出现，例如，可以要求在A:implementation()的所有运行中(t1＜t2)应保持true，事件X(t1)和Y(t2)的同步意味着在A:implementation()的所有运行中(t1TM
＝t2)应保持true，TICC -Ppde提供ad hoc方法来调整和同步这样的不可比较的事件而不必改变A:implementation()的任何改进，这样的ad hoc同步和调整方法仅仅需要在出现了不可比较的事件的蜂窝的特定的新安装端口之间建立特定的新路径并以具体实施方式的部分6.6中描述的方式定义或重新定义在与所述蜂窝相关联的端口的TIP，可以还在A:implementation()中的任何两组不相交的不可比较的事件之间进行这样的ad hoc调整TM
和同步，这些ad hoc同步和调整对于TICC -Ppde是唯一的，不可能在任何其他并行编程范TM
例中不对改进进行外延修改而实施，TICC -Ppde提供用于这样的ad hoc同步和调整的方法。
6.根据权利要求1、2、3、4或5所述的方法，还包括以下SMS方法来在应用正在运行时并行于该应用动态地创建和分析因果网：
TM
方法(6.1)，驱动SMS(自监视系统)：以上语句(C.10)提供了用于TICC -Ppded中的操作的基础，路径中嵌入的代理使用CCP(因果通信原语)将信号发送到与SMS的EventBuilder蜂窝(eb蜂窝)附接的端口来在A:implementation()正在运行时在A:implementation()的成长的因果网中动态地安装消息分派和消息传递事件，如具体实施方式的部分7所述，每个eb蜂窝通过与其附接的端口矢量中的不同端口对连接到路径，该端口矢量中的一个端口从该路径中的代理接收表示在该路径中出现消息分派事件的信号，且该端口矢量中的另一个端口从该路径中的另一个代理接收表示在相同路径中的对应的消息传递事件的信号，如具体实施方式的图19中所示，在感应到传递到所述端口矢量中的两个端口的信号时，端口矢量的父eb蜂窝在成长的因果网中安装对应的消息分派和传递事件实例对，这样的因果网更新出现在接收到传递的消息的端口C.p的父蜂窝C正在执行C.p.tip()时，在成长的因果网中安装所述事件实例所花费的时间是执行C.p:tip()所需时间量的五十分之一至一百分之一，每个eb蜂窝能服务大约10至15条路径，允许由于所有蜂窝的轮询周期中的异步执行导致的延迟，由多个eb蜂窝进行的成长的因果网的并行更新是可能的因为每个eb蜂窝将仅在该因果网的不同的未互连分支中安装新通信事件，TM
TICC -Ppde提供工具来自动调整由eb蜂窝和ea蜂窝执行的并行计算，eb蜂窝通过使用CCP交换信号来与ea蜂窝通信；
方法(6.2)，分析成长的因果网中的事件：A:cells()中的EventAnalyzer蜂窝(ea蜂窝)自动检查成长的因果网是否满足A:ALLEOPS()，eb蜂窝在每次它们在因果网中安装新通信事件时发信号通知ea蜂窝，ea蜂窝在每次A:implementation()的成长的因果网中的结构由于不满足以上给出的语句(C.9)而违背A:ALLEOPS()中的结构时报告错误，在成长的因果网中的一些事件违背事件出现的定时的指定上界时报告即将发生的错误，或在识别到成长的因果网中的预定义ALLEOP事件模式的出现时发出警报，一个或多个ea蜂窝专用于监视该成长的因果网发生预定义警告模式，存在至少一个ea蜂窝用于A:implementation()中的每个ea蜂窝，A:cells()包含与确保A:implementation()中的操作所需的蜂窝一样多的eb蜂窝和ea蜂窝而与A:implementation()中的事件的定时无干扰，所有eb蜂窝和ea蜂窝并行操作且并行于A:cells()中的所有其他蜂窝操作而与TM
A:cells()中的任何蜂窝的操作几乎没有干扰，TICC -Ppde提供工具来通过使eb蜂窝和ea蜂窝通过使用CCP交换信号而相互通信来调整由ea蜂窝和eb蜂窝执行的并行计算；
方法(6.3)，自诊断和自修复：SMS提供用于在A:implementation()中最终构建自诊断和自修改设备的基础，ea蜂窝识别错误或即将发生的错误，直接与犯错误的蜂窝通信，并使用包含与犯错误的蜂窝相关联的事件的已被有效CTL断言来诊断和修复犯错误的蜂窝或动态地以新蜂窝来替换它们而不干扰A:TICCTM-network()中的其余的蜂窝的正常操作，在必要时，ea蜂窝通过以预定方式动态地改变并行计算来识别与识别的警报模式对应的预定义警报模式。
7.根据权利要求1、2、3、4、5或6所述的方法，还包括由TICC-Ppde引入的以下12种编程概要，使得能进行概要设计、通过连续改进的设计的实施，编程概要使得具有自动自监视的任意可升级大规模并行计算系统能有效运行，这十二种概要是，
概要(7.1)，蜂窝：蜂窝是并行编程软件系统的计算单元的软件概要，蜂窝使得能进行并行软件系统设计、通过连续改进的实施的概要规范，每个蜂窝运行于专用的CPU(硬件计算单元)中，蜂窝通过彼此交换消息来执行并行计算，使用它们的端口来经由将蜂窝的端口互连的通信路径来发送和接收消息，由应用A中的路径互连的蜂窝的图表被称作TM TM
A:TICC -network()，蜂窝完全是自包括的而不使用操作系统辅助它们的操作，TIC -PpdeTM
提供工具来使得蜂窝自身执行构建A:TICC -network()所需的所有计算，调用并执行pthread来处理和构造它们彼此交换的消息，调用并执行协议来发送/传递消息，以及在接收到中断消息时暂停/恢复它们的操作，而无需来自蜂窝自身中未定义的任何软件的辅助或附接到或调谐到该蜂窝的软件部件的辅助；
概要(7.2)，路径：路径是通信通道的概要，存在两种路径sm路径和dm路径，sm路径将SMP(共享存储器多处理器)中运行的蜂窝的端口互连，dm路径将DMP(分布式存储器多处理器)中运行的蜂窝的端口互连，DMP的计算节点是SMP，SMP或DMP中的每个端口仅附接到一个唯一的、称作该端口的父蜂窝的蜂窝，每个蜂窝具有与其附接的多个端口，蜂窝的每个端口仅连接到一条唯一的路径，附接到不同蜂窝的多个端口连接到相同路径，由此能进行组对组通信，路径包含代理和其中嵌入的虚拟存储器，相同代理或虚拟存储器从不嵌入到多于一条路径，代理在其嵌入的路径上执行消息传输的路由、同步和调整，代理还发送信号到SMS(自监视系统)以安装在其嵌入的路径中出现的消息分派和消息传递事件，对于任何路径P，P:ports()是连接到P的端口的集合，P:agents()和P:virtualMemories()是P中嵌入的代理和虚拟存储器的集合，这些集合P:ports()、P:agents()和P:virtualMemories()的联合是路径P的路径部件，没有两条不同的路径曾具有任何共同的路径部件，由此路径TM TM
使得能在A:TICC -network()中进行同时并行消息交换而无消息干扰，TICC -Ppde提供工TM
具来在应用A运行时在A:TICC -network()中安装蜂窝和路径；
概要(7.3)，虚拟存储器：在安装路径时声明被称作虚拟存储器的软件概要，在应用的编译时间或运行时间将实际的硬件存储器区域或存储器模块分配给虚拟存储器，每条sm路径S仅仅具有嵌入其中的一个唯一的虚拟存储器S.vM，与任何sm路径连接的所有端口Pi存在于相同的SMP(共享存储器多处理器)中，与任何sm路径S连接的所有端口Pi具有与其相关联的相同的虚拟存储器Pi.vM＝S.vM，每条dm路径D将存在于DMP(分布式存储器多处理器)的不同SMP(共享存储器多处理器)即SMP[j]中的端口组pG[j]互连，每条dm路径D具有嵌入其中的多于一个虚拟存储器，一个虚拟存储器pG[j].vM被调谐到每个SMP[j]中的端口组pG[j]，pG[j].vM与pG[j]中的所有qj的qj.vM相同，虚拟存储器pi.vM和qj.vM保存经由所述路径传送的消息，所述虚拟存储器还保存端口pi和qj的父蜂窝分别使用的pthread和方法来处理和创建消息，此外，所述虚拟存储器还保存协议pi.protocol和qj.protocol，以分别在路径S和D上传送消息，虚拟存储器和路径对它们保存的所有pthread、方法和协议提供执行环境，虚拟存储器组织对以下方面做出贡献：数据安全、私密性和完整性，蜂窝执行的并行计算的隔离，并行计算的高效执行以及多核芯片的共享存储器多处理器设计的简化；
概要(7.4)，协议：与每条路径连接的每个端口p具有对其定义的协议p.protocol，仅允许p的父蜂窝执行p.protocol，由端口p的父蜂窝进行的p.protocol的执行使得信号由路径部件交换，由路径部件交换的信号在路径上行进最终建立上下文，在该上下文中，p.vM中的消息在sm路径中被传递到它的期望接收者或在dm路径中经由硬件信号传输线传送到它的期望接收者，dm路径中嵌入的硬件代理还参与到协议执行中来在所述带代理嵌入的dm路径上发送、调整、同步和路由消息，协议使得能够进行仅由应用中的路径数目限制的该应用中的多个同时并行消息交换；
概要(7.5)，CCP(因果通信原语)：CCP用于在路径中的部件之间可编程地交换信号，TM
每个CCP是TICC -Ppde编程语言中的具有形式X:x→Y的语句，X、Y是路径中嵌入的部件，x是由CCP从X到向Y发送的信号，通过部件X、Y发送/接收的信号控制X、Y中嵌入的ndFSM(非确定性的有限状态机)的状态，CCP以软件或硬件执行，硬件CCP被执行作为CUP中的机器指令，每个协议由CCP的串联来定义，这样的串联具有X:x1→Y:x2→Z的形式，TM
X、Y、Z是相同路径中的所有部件，协议中出现的CCP有时嵌入在TICC -Ppde的其他编程语句中，仅花费25至50纳秒来在2千兆赫兹CPU中执行软件CCP，仅花费5纳秒在2千兆赫TM
兹CPU中执行硬件CCP，CCP是TICC -Ppde引入的中心的且最重要的概要，CCP单独负责使TM
TICC -Ppde中的并行程序组织成为可能；
概要(7.6)，调谐和附接：任何交换信号的路径p的所有部件总是彼此调谐，调谐使得每个这样的部件总是准备好接收并立即响应它们从该路径中的其他部件接收到的信号，由此使得能够以最多几百纳秒范围内的等待时间使用2千兆赫兹CPU经由路径P进行确保的高速消息交换，调谐是自反的对称关系，任何蜂窝C仅仅能执行C或连接到与C附接的任何端口的任何路径中嵌入的部件中定义的方法或pthread，C仅仅使用附接C的部件中定义的数据或所述路径的部件中定义的数据，附接是自反的、对称的、传递的关系，调谐和附接对TM
TICC -Ppde中的并行软件系统的模块化面向对象组织做出贡献；
概要(7.7)，端口：端口是软件概要，每个端口p附接到它的唯一的父蜂窝，端口p具有与其相关联的唯一虚拟存储器p.vM，端口p的父蜂窝使用p将p.vM中的消息经由与p连接的路径发送到其他蜂窝并经由相同的路径从其他蜂窝接收消息，每个端口p通过仅在它的父蜂窝准备好使用数据和方法时对它的父蜂窝给出对于数据和方法的访问权来保护p.vM中的数据和方法，每个端口p具有嵌入其中的包括S(发送)和R(接收)2个状态的非确定性有限状态机p.ndFSM，该状态被使用于调整由p的父蜂窝执行的消息发送/接收操作，该状态还被用于控制由p的父蜂窝对虚拟存储器p.vM的访问，在具体实施方式的部分1的图
1至4中描述了该调整和访问控制方法，p的父蜂窝仅在p.ndFSM的状态为S时具有对虚拟存储器p.vM的访问权以经由端口p将消息发送出去，端口p仅在p.ndFSM的状态为R时接收消息，dm路径中的端口包含具有S、S’、R、R’即两个消息发送和两个消息接收状态共四种状态的p.ndFSM，端口不仅对它们的父蜂窝发送和接收消息，端口还控制对于虚拟存储器的访问权且由此保护虚拟存储器中的数据和方法，此外它们使得动态分配给虚拟存储器并在需要时由CPU使用的硬件共享存储器模块的分布式组织成为可能；
概要(7.8)，代理：sm路径中的代理是软件概要，代理嵌入在路径中，每个代理a包含嵌入其中的具有状态S(发送)和R(接收)两个状态的ndFSM即a.ndFSM，代理使用它们的状态来在它们嵌入的路径上路由、同步和调整消息传送，如具体实施方式的部分1、图2至4中所述，代理还发信号到SMS的部件以在运行中的应用的因果网中安装所述代理嵌入到的路径中出现的消息分派和消息传递事件，如具体实施方式的部分6、图19中所述，dm路径包含具有S、S’、R、R’四种状态的硬件代理，代理自动同步和调整所有通信，加强安全并驱动TM
自监视系统，由此在TICC -Ppde中扮演唯一且中心的角色；
概要(7.9)，TIP(线程交互原语)：TIP是指定应用A中的端口p的父蜂窝如何接收和响应传递到p的消息的、或指定父蜂窝如何检查端口p准备好发出消息、构造消息并经由端口将消息发送出去的软件概要，附接到应用A的每个蜂窝的每个端口具有对其定义的TIP，一些TIP嵌入在其他TIP中，在蜂窝的端口定义的所有TIP的集合被该蜂窝使用来执行应用A中的并行计算，存在指定所有并行计算所需的五种TIP，每种中存在两类TIP即同步TIP或异步TIP，TIP提供蜂窝间的交互的紧凑模块化规范，该规范可以如任何计算那样变得复杂，TIP提供的交互的模块化特性促进应用的实施的正式验证和有效；
概要(7.10)CIP(蜂窝交互协议)：CIP是指定蜂窝如何初始化本身、轮询自己的端口、处理传递到自己的端口的消息并且响应该消息、或者创建新消息并将该新消息经由自己的TM
一个或多个端口发送出去的软件概要，CIP提供使得TICC -Ppde中所有的并行计算可能的基本引擎；
TM TM
概要(7.11)，A:TICC -network()：A:TICC -network()是应用A中的并行程序执行的TM
控制结构的软件概要，A:TICC -network()隐含指定了在对应用A的并行程序的执行期间出现的所有计算和通信活动的同步和调整，正如相同的顺序程序可以运行于不同数据结构定义中一样，如果正确地定义了该顺序程序和数据结构，则应用A的相同的pthread的集合TM
A:pthreads()可以运行于不同的A:TICC -network()，如果正确地定义了CIP(蜂窝交互协议)中的初始化规则，则由此使得能够通过改变执行控制结构来继续使能程序优化；
TM TM
概要(7.12)，自监视系统SMS：SMS是对于TICC -Ppde唯一的概要，SMS是TICC -Ppde中使用来在应用A正运行时与该应用并行且与该应用中出现的事件的定时无干扰地监视正运行的应用A的性能以检测和报告性能中的错误、待决的错误以及事件的预定义模式的出现的机制的软件概要，SMS使用被称作eb蜂窝(事件构建器蜂窝)和ea蜂窝(事件分析器蜂窝)来构建并不断地监视运行中的应用的成长的因果网。
TM
8.根据权利要求1、2、3、4、5、6或7所述的方法，还包括TICC -Ppde中引入的五种验证TM
概要，该验证概要能使TICC -Ppde正式使使用权利要求7中的概要执行的并行程序有效，并通过自动自监视运行它们，这五种验证概要是，
概要(8.1)，事件分类：事件分类是应用A正在运行时出现的计算和通信事件的概要，每个事件分类是一对(name，t)，存在动作事件分类和通信事件分类两种事件分类，动作事TM
件分类中的分类名称表示TICC 编程语言的语句，或表示线程，或表示实施应用A的并行程S F D
序中的条件，通信事件分类中的分类名称具有形式p、p 或p 中的一种，其中，p是应用A的端口的名称，上标S表示端口p正在发送消息，上标F表示端口p正在前传消息，以及上标D表示消息正在被传送到端口p，t代表应用A的运行中可能出现的事件分类的事件实例的时间点顺序，t被称作命名的事件分类的时间地图；
概要(8.2)，允许的事件出现模式ALLEOP：ALLEOP代表计算的依赖性的概要，通过事件分类之间的二进制因果关系来表示所述依赖性，ALLEOP是通过代表事件分类对之间的因果关系的有条件或无条件定向箭头彼此连接的事件分类的网络，因果链是由定向箭头(因果关系)连接的事件的顺序，因果关系是反自反的传递的非对称关系，事件类型的因果链的网络捕获在应用A正在运行时应用A的并行程序中出现的计算的事件实例的模式，p:port-ALLEOP()是在p:TIP()中出现的事件分类的所有因果链的集合，C:cell-ALLEOP()是在C:CIP()中出现的事件分类的所有因果链的集合，A:ALLEOPS()是应用A中出现的事件分类的所有因果链的集合；
概要(8.3)，事件实例和轨迹：事件(name，ti)是在应用A正在运行时在时间实例t＝[t1，t2，…，tn，…]出现的事件分类(name，t)的实例，i＝1，2…，n…，n≥0，在n＝0时不存在事件分类(name，t)的实例，各事件分类(X，tx)和(Y，ty)的事件实例对X(ti)和Y(tj)仅在它的对应的事件分类由ALLEOP中的这样的箭头连接时通过表示因果关系的有条件或无条件的定向箭头彼此连接，应用A的任何运行中出现的事件实例的所有可能的因果链的集合被称作A:TRACES()，A:TRACES()是从A:ALLEOPS()自动得到的，p:port-trace(tp)是从p:port-ALLEOP()自动得到的轨迹，C:cell-trace(tc)是从C:cell-ALLEOP()自动得到的；
概要(8.4)，ETC网络：p:port-ECT(tp)是代表以列表形式组织的p:port-trace(tp)中出现的所有事件实例的因果链，p:port-ECT(tp)的网络是应用A中的端口的端口ECTTM TM
集，端口以与A:TICC -network()一致的方式互连，这样的ECT网络促进由TICC -Ppde进行的正式交互证明产生，C:cell-ECT(tc)是与C:cell-trace(tc)对应的ECT网络，A:ECT-network()是与A:TRACES()对应的ECT网络；
概要(8.5)，因果网：p:causalnet(tp)是仅含有p:port-trace(tp)中出现的通信事件实例的因果链的p:port-trace(tp)的概要，C:causalnet(tc)是仅含有C:port-trace(tc)中的通信事件实例的因果链的C:port-trace(tc)的概要，A:causalnet()是仅含有A:TRACES()中的通信事件实例的因果链的A:TRACES()的概要，SMS(自监视系统)在其运行时自动产生应用A的因果网，并行于该运行，自动地监视动态成长的因果网以识别和报告错误、待决的错误以及事件实例的预定义模式的出现。
9.根据权利要求1、2、3、4、5、6、7或8所述的方法，还包括以下方法来提供集成的环境用于应用A的设计、开发、校验以及具有自监视的运行：
TM
TICC -Ppde自身执行对蜂窝的CPU分配，分配给蜂窝的CPU中的蜂窝的激活、并行处理管理、线程管理、通信、中断管理、安全增强、同步和调整，而不必调用操作系统或任何软TM
件来辅助执行这些服务的任何部分，TICC -Ppde仅针对存储器管理、高速缓冲存储器管理和对次存储器和英特网的访问权，使用当前原型实施中的操作系统，通过并行地提供所有TM
所需操作系统业务可以实施由TICC -Ppde中的操作系统当前提供的所有业务，由此提供环境用于集成设计、开发、验证和具有自我监控的并行软件系统的运行。
10.根据权利要求1、2、3、4、5、6、7、8或9所述的方法，还包括以下方法来设计、实施和运行并行编程应用A：
任何应用A的任何并行计算机程序使用任何或所有根据权利要求1至9所述的方法和概要，使用编程的信号交换，以或不以正式有效和自监视、或仅以部分正式有效和部分自监视，来组织和控制以硬件或软件实施的并行软件系统。