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　平成　５年特許願第　９２２７９号「分散共有仮想メモリーとその構成方法」拒絶査定不服審判事件〔平成　６年　１月２８日出願公開、特開平　６−　１９７８５〕について、次のとおり審決する。
【結　論】
　本件審判の請求は、成り立たない。
【理　由】
１．手続の経緯・本願発明
　本願は、平成５年３月２５日（パリ条約による優先権主張１９９２年３月２７日、米国）の出願であって、その請求項１に係る発明（以下「本願発明」という。）は、平成１４年９月２６日付け手続補正書によって補正された明細書及び図面の記載からみて、本願の特許請求の範囲の請求項１に記載された次のとおりのものである。　
　
 「第１のノードのための方法であって、
　前記第１のノードは少なくとも１つの第１のプロセッサーと、第１のユーザープロセスと、メモリーサイクルを有する第１のオペレーティングシステムと、第１のアドレスにある第１の共有メモリーロケーションと、を有し、
　前記第１のノードは、複数の第２のノードに接続され、
　それぞれの前記第２のノードは少なくとも１つの第２のプロセッサーと、第２のオペレーティングシステムと、仮想アドレスにあり且つ少なくとも１つのページテーブルにある第２の共有メモリーロケーションと、を有するものであって、
　前記第１のユーザープロセスが前記少なくとも１つの第１の共有メモリーロケーションに更新値を割り当て、前記少なくとも１つの第２の共有メモリーロケーションに更新値を供給することに応じて、下記のステップを有する方法：
　（ａ）前記第１の共有メモリーロケーションに更新値を書き込むステップ、
　（ｂ）前記ページテーブルにアクセスし、前記第１のアドレスにより仮想アドレスを獲得するステップ、
　（ｃ）前記仮想アドレス及び前記更新値を含む書き込みパケットを生成するステップ、
　（ｄ）前記更新値に基づいて少なくとも１つのコマンドを有するコマンドパケットを自動的に生成するステップ、
　（ｅ）前記書き込みパケットを前記第２のノードのそれぞれに送るステップ、
　（ｆ）前記コマンドパケットを前記第２のノードのそれぞれに送るステップ、
　（ｇ）前記第２のノードのそれぞれで前記コマンドパケットを受け取るステップ、
　（ｈ）前記第２のノードのそれぞれで前記コマンドパケットを実行するステップ、
　ここで、ステップ（ａ）〜（ｆ）は、前記第１のオペレーティングシステムの動作から独立して生じ、ステップ（ａ）〜（ｄ）は前記メモリーサイクル内で自動的に生じ、
　前記受け取り及び前記実行は、前記第２のオペレーティングシステムの動作から独立して自動的に生じる。」
　
２．引用例
　これに対して、原査定の拒絶の理由に引用された、本願の優先権主張の日前である平成３年５月１４日に頒布された「中條拓伯外３名、ネットワーク結合型並列計算機上の仮想共有メモリシステムにおける無矛盾化プロトコルの性能評価とハードウェアによる実現、並列処理シンポジウムＪＳＰＰ’９１論文集、Ｐ．４５〜５２」（以下「引用例」という。）には、次の事項が図面と共に記載されている。
　
（１）「そこで，仮想空間のバックアップに，従来の磁気ディスク装置の代わりに半導体メモリを用い，１ヵ所で集中管理を行わず，共有空間を分割し，要素プロセッサ（ＰＥ）のメモリ上に分散させた形態の仮想共有メモリシステムを提案する．」（４５頁左欄１３行〜同頁同欄１７行）
　
（２）「ネットワーク結合型並列計算機システムは，大量のプロセッサ数に対応するため，相互結合網により結合され，メッセージパッシングによってプロセッサ間通信を行ない，システム全体としては密結合のように共有メモリ空間を仮想的に有しているというものである．」（４５頁右欄９行〜同頁同欄１４行）
　
（３）「本システムでは，仮想空間の実体をセグメント単位に分割し，それぞれのセグメントは，システムを構成する個々のＰＥに割当て，そのメモリ（共有セグメントと呼ぶ）上に配置する．セグメントはページ単位に分割し，ページ管理をそのセグメントを所有するＰＥに行わせるといった形態の仮想共有メモリシステムを考える．このように，セグメント内のページを管理するＰＥ上のメモリ・コントローラ（ＭＣ）をセグメント管理者（Segment Manager）と呼ぶ．本システムにおけるネットワーク結合型仮想共有メモリシステムの概念を図１に示す．」（４６頁左欄１行〜同頁同欄１１行）
　
（４）「ネットワーク結合型仮想共有メモリのアドレス空間はセグメント単位に各ＰＥ上に分散配置し，ページ単位によって分割し管理される．セグメントとページという要素に，変位という要素を加えた，三つの要素からネットワーク仮想共有メモリ上のアドレスは決定される．この仮想アドレスを専用ハードウェアにより物理アドレスに変換しローカル・バッファメモリにアクセスを行なう．」（４６頁左欄１４行〜同頁同欄２１行）
　
（５）「３．１　ローカル・バッファメモリ上のページ属性
　ローカルバッファ上のページ属性については以下に示す組み合せを用いる．
　
１） 有効／無効　(Valid/Invalid)
　そのページがアクセス可能であるときValid，アクセスできないときInvalidとなる．
　
２） リード／ライト　(Read/Write)
　リードミスにより読み込んできたページはRead状態とする．Read状態のページは複数のＰＥのローカル・バッファ上にコピーが存在する可能性がある．また，ライトアクセスにより書き込みを行なったページをWrite状態とする．Write状態のページはただ１つのＰＥ上にのみ存在し，複数のＰＥ上には存在しないように制御を行なう．従って，Read状態のページに対して書き込みは，他のＰＥ上に存在するすべてのそのページのコピーを無効化した後，Write属性にしてからでないと行えない．
　
３） ロック／アンロック　(Lock/Unlock)
　（略）
　
　以上の三つの条件の組み合せにより八つの状態が作られるが，無効なページに対して，リード／ライト，ロック／アンロックの属性を考えても無意味なので，ローカル・バッファ内のページ属性は以下の五つの状態が定義できる．
　
  Invalid   I属性
  Valid / Read / Lock  RL属性
  Valid / Read / Unlock  RU属性
  Valid / Write / Lock  WL属性
  Valid / Write / Unlock  WU属性」（４６頁左欄３２行〜同頁右欄２３行）
　
（６）「３．２　共有セグメントメモリ上のページ属性
　共有バスを持たないシステムにおいて，ＰＥ台数が多数の場合，すべてのＰＥのアクセスを一括監視することは困難である．したがって，本システムでは共有セグメントのそれぞれのページにも属性を付加し，各ＰＥで管理する必要がある．共有セグメント内の各ページは次の二つの属性を持つ．
　READ
  WRITE
　リードアクセスが行なわれたページはREAD属性となる．READ属性のページの内容は最新であり，また複数のＰＥのローカル・バッファ上にそのコピーが存在することが可能である．ライトアクセスが行なわれたページはWRITE属性となる．WRITE属性のページの内容は既に最新ではなく，その内容の最新の情報をもつページはネットワーク上の唯一のＰＥのローカル・バッファに存在する．」（４６頁右欄２５行〜同頁同欄４１行）
　
（７）「３．３　ページ管理テーブル
　共有セグメント内のページはテーブルによって管理される．テーブル内には以下の情報が格納されており，ＰＥからのアクセスを制御する．
（１）accessフィールド
　ページのREAD/WRITE属性を保持するフィールドである．READ属性の場合そのページの内容は最新であり，WRITE属性の場合は最新でない．
（２）pesetフィールド
　ＲＥＡＤ属性をもつページはネットワーク上の複数ＰＥのローカル・バッファに存在する可能性がある．それらのページに対し無効化をおこなう場合ページ管理者からそのページのコピーをもつすべてのＰＥへ無効化要求を発する必要がある．そこで，それぞれのページのコピーを，どのＰＥが保持しているかをpesetフィールドで管理しなければならない．」（４６頁右欄４３行〜４７頁左欄８行）
　
（８）「３．４　ページングの方法
　ＣＰＵが読み出し，又は書き込みアクセスを行ったとき，対応するページがローカル・バッファ内で有効(Valid)の場合，アクセスがヒットしたといい，それ以外の場合をミスしたという．すなわち，ＭＰＵからのアクセスは次の四つに分類される．
　（ａ）リードヒット
　（ｂ）ライトヒット
　（ｃ）リードミス
　（ｄ）ライトミス
　上記のアクセス以外にページングを行なっていくうちに，ローカルバッファ内に未使用のページが無くなった場合，及び同一ページの他のコピーを使用できなくするとき，それぞれ次のことを行なう．
　（ｅ）ページアウト
　（ｆ）無効化
　それぞれのアクセスの詳細について以下に述べる．」（４７頁左欄１４行〜同頁同欄３０行）
　
（９）「（ｂ）ライトヒット
…（中略）…
　ＲＵ属性のページは他のローカル・バッファに同一コピーが存在する可能性がある（この場合は当然他のローカル・バッファのページ属性もＲＵである）．そこでデータの統一性をとるために他のコピーをすべて無効化しなければならない．そのためセグメント管理者に対して無効化要求メッセージ（Invalid Request Message）を送信する．セグメント管理者は，同一ページに対する同時アクセスの調停を行うために，要求を受け入れたＰＥに対してのみ，無効化応答メッセージ（Invalid Acknowledge Message）を返送する．その後，無効化メッセージ（Invalid Message）を，pesetフィールド内のアクセスが認められたＰＥ以外のすべてのＰＥに送信した後，共有セグメントのページはWRITE属性に変更する．ライト・アクセスを行ったＰＥはローカル・バッファ内のそのページに書き込みを行うことができるようになる．」（４７頁右欄５行〜同頁同欄２８行）
　
（１０）「（ｃ）リードミス
　まずバーストリードアクセスの場合には，…（中略）…リードアクセスしたＰＥはページフォールトを起こすために，そのページをもつ共有セグメントのセグメント管理者に対してリード要求メッセージ（Read Request Message）を送信し，ページインする必要がある．しかし，プロトコルにおいては共有セグメントの内容は必ずしも最新とは限らないため要求したセグメント内のページの属性によって以下のようにセグメント管理者の処理が異なる．
Ｉ．READ属性
（略）
II．WRITE属性
　この場合，そのページのコピーを持つＰＥによって内容が書き換えられている．したがって，セグメント管理者はその最新の情報をもつコピーの所有者に対してリードバック・メッセージ（Read Back Message）によって返送要求を行う．また，セグメント内のそのページ属性はREADに変更し，セグメント管理者はpesetフィールドに，コピーを持つ２つのＰＥのＩＤをセットする．リードバック・メッセージを受け取ったＰＥは，そのページをセグメント管理者とリード要求を発したＰＥに転送し，ページ属性をＷＵからＲＵに変更する．リード要求を行ったＰＥはページを受け取った後，属性をランダムアクセスならＲＵ，バーストアクセスならＲＬとし，以後リードヒットアクセスと同様の制御を行なう．」（４７頁右欄４４行〜４８頁左欄２８行）
　
（１１）「（ｅ）ページアウト（リプレイス）
　リードミス，ライトミスが生じ，ローカルバッファ内の未使用のページが無い場合，最も不必要なページを共有セグメント内にページアウト（Purge out）する必要がある．どのページをページアウトするかはＬＲＵ（Least Recently Used），またはＮＲＵ（Not Recently Used）アルゴリズムを用いる．このときページアウトするページの属性によって動作が異なる．
　ＲＵ属性の場合，共有セグメント内のページと内容が一致しているので，書き戻す必要はない．ただし，そのセグメントのpesetフィールドから，そのＰＥのＩＤを削除する必要があるため，セグメント管理者にリードパージメッセージ（Read Purge Message）を転送して，その操作を依頼する．
　ＷＵ属性の場合，共有セグメント内のページとは内容が異なり，ページアウトするそのページが最新の情報をもっているので，共有セグメントへ書き戻す必要がある．この場合，セグメント管理者にはライトパージメッセージ(Write Purge Message)を転送する．このメッセージは書き戻すべきページも含んでおり，メッセージを受け取ったセグメント管理者はpesetフィールドを空にして，ページ属性はREADに戻す．」（４８頁右欄１１行〜同頁同欄２３行）
　
（１２）「本システムでは自己ＰＥのページ管理とともにプロトコル制御を行う部分を独立ユニットとした．このページ管理・プロトコル制御部分をプロトコルコントローラ（Protocol Controller）と呼ぶ．」（４９頁左欄１３行〜同頁同欄１６行）
　
（１３）「ＤＡＴ（Dynamic Address Translator）はＣＰＵにアクセスされた仮想アドレスをＬＢＭ（Local Buffer Memory）上の実アドレスに変換を行う．」（５０頁左欄１行〜同頁同欄４行）
　
（１４）「ＰＢ（Put Buffer），およびＧＢ（Get Buffer）はプロトコルコントローラとパケット通信専用ハードウェアであるストリームコントローラ（Stream Controller - SC）の間でデータを一次格納するためのバッファであり，通常プロトコルコントローラはＧＢにメッセージが転送されて来るのを常に監視している．
　ＤＭＡＣはＭＰＵと独立にバスを制御し，メモリとＰＢ，ＧＢ間で直接データ転送を行い，これによりＭＰＵのデータ転送命令によるデータ転送に比べ，転送速度を向上させることができる．」（５０頁左欄１２行〜同頁右欄４行）
　
（１５）「ただし，リードバックメッセージによるデータ転送は共有セグメントに対するものをデータバックメッセージ，ローカルバッファに対するものをリードバックページデータメッセージとして区別した．」（５０頁右欄８行〜同頁同欄１２行）
　
（１６）「それぞれのメッセージのフォーマットを図５に示す．１語１８ビットで，下位１６ビットをデータとして用いている．上位２ビットのうちＤ１７はメッセージの先頭語を表わすのに用いられており，ストリームコントローラにより付加，解析，及びその削除を行なわれる．したがってプロトコルコントローラが転送，及び解読を行なうのは下位１６ビットのみである．ページデータメッセージ，及びライトパージメッセージはそれ自身にページデータを含むメッセージであり，その他のメッセージはページデータは含まない．
　ページデータを含むメッセージの場合，そのデータ長を知るために先頭wordの上位６ビットを用いている．先頭wordの下位１０ビットで転送先ＰＥを示す．第２wordの上位６ビットを用いてメッセージの種類を，下位１０ビットで転送元ＰＥをそれぞれ識別する．第３wordの下位１０ビットにはページのオフセットが示されている．第４wordはリードバックメッセージとシフト要求メッセージにのみ存在し，要求元ＰＥが示される．これらのメッセージは，それぞれのフォーマットにしたがいプロトコルコントローラにより作成，解読される．」（５１頁左欄１行〜同頁同欄２１行）
　
  したがって、引用例には、
「第１の要素プロセッサ（ＰＥ）のための方法であって、
　前記第１の要素プロセッサ（ＰＥ）は少なくとも１つの第１のＭＰＵと、仮想アドレスにあるローカル・バッファと、を有し、
　前記第１の要素プロセッサ（ＰＥ）は、複数の第２の要素プロセッサ（ＰＥ）に接続され、
　それぞれの前記第２の要素プロセッサ（ＰＥ）は少なくとも１つの第２のＭＰＵと、仮想アドレスにある共有セグメントと、セグメント管理者と、を有するものであって、
　前記少なくとも１つのローカル・バッファに書き込みを行い、前記少なくとも１つの共有セグメントに最新のページデータを転送することに応じて、下記のステップを有する方法：
　（ア）無効化要求メッセージを作成するステップ、
　（イ）無効化要求メッセージを前記セグメント管理者に送信するステップ、
　（ウ）前記ローカル・バッファに書き込むステップ、
　（エ）最新のページデータを含むリードバックページデータメッセージを作成するステップ、
　（オ）ライトミスによるページアウトに基づいて、当該ページアウトする第１の要素プロセッサ（ＰＥ）のＩＤをpesetフィールドから削除する操作を依頼するリードパージメッセージを作成するステップ、
　（カ）前記リードバックページデータメッセージを前記セグメント管理者及び前記第２の要素プロセッサ（ＰＥ）に送るステップ、
　（キ）前記リードパージメッセージを前記セグメント管理者に送るステップ、
　（ク）前記セグメント管理者で前記リードパージメッセージを受け取るステップ、
　（ケ）前記セグメント管理者で前記リードパージメッセージを実行するステップ、
　ここで、プロセッサとは独立したユニットであり、ページ管理・プロトコル制御を行うプロトコルコントローラを有している。」（以下「引用発明」という。）が記載されていると認められる。
　
３．対比
　本願発明と引用発明とを比較する。
　
　引用発明の「要素プロセッサ（ＰＥ）」は、本願発明の「ノード」に相当し、以下同様に「ＭＰＵ」は「プロセッサー」に、「ローカル・バッファ」は「第１の共有メモリーロケーション」に、「共有セグメント」は「第２の共有メモリーロケーション」に、「書き込みを行い」は「更新値を割り当て」に、「転送」は「供給」に、「リードバックページデータメッセージ」は「書き込みパケット」に、「作成」は「生成」に、それぞれ相当する。
　また、引用発明の「セグメント管理者」は、「第２の要素プロセッサ（ＰＥ）」の一部であるから、本願発明の「第２のノード」に相当する。さらに、引用発明の「最新のページデータ」は、更新値を含んでいることは明らかであるから、本願発明の「更新値」に相当する。加えて、引用発明の「ライトミスによるページアウト」は、更新値がライトミスによるページアウトを生起させるのか否かに基づいているものといえるため、引用発明の「ライトミスによるページアウトに基づいて」は、本願発明の「更新値に基づいて」に相当する。一方、引用発明の「当該ページアウトする第１の要素プロセッサ（ＰＥ）のＩＤをpesetフィールドから削除する操作」は、本願発明の「コマンド」の一種に相当するため、引用発明の「リードパージメッセージ」は、本願発明の「コマンドパケット」に相当する。
　
　また、ユーザープロセス及びメモリーサイクルを有するオペレーティングシステムをプロセッサが備えていることは、コンピュータの技術分野において技術常識である。したがって、引用例には、ＰＥがユーザープロセス及びメモリーサイクルを有するオペレーティングシステムを備えていることが記載されていると認められる。
　さらに、引用例記載のメッセージの作成、及びリードパージメッセージを受け取ってからＩＤ削除までの動作は、それぞれ何らの介入無く行われていることから、自動的に行われていると認められる。
　
　したがって、両者は、
「第１のノードのための方法であって、
　前記第１のノードは少なくとも１つの第１のプロセッサーと、第１のユーザープロセスと、メモリーサイクルを有する第１のオペレーティングシステムと、第１の共有メモリーロケーションと、を有し、
　前記第１のノードは、複数の第２のノードに接続され、
　それぞれの前記第２のノードは少なくとも１つの第２のプロセッサーと、第２のオペレーティングシステムと、仮想アドレスにある第２の共有メモリーロケーションと、を有するものであって、
　前記第１のユーザープロセスが前記少なくとも１つの第１の共有メモリーロケーションに更新値を割り当て、前記少なくとも１つの第２の共有メモリーロケーションに更新値を供給することに応じて、下記のステップを有する方法：
　（ａ）前記第１の共有メモリーロケーションに更新値を書き込むステップ、
　（ｃ’）前記更新値を含む書き込みパケットを生成するステップ、
　（ｄ）前記更新値に基づいて少なくとも１つのコマンドを有するコマンドパケットを自動的に生成するステップ、
　（ｅ）前記書き込みパケットを前記第２のノードのそれぞれに送るステップ、
　（ｆ’）前記コマンドパケットを前記第２のノードに送るステップ、
　（ｇ’）前記第２のノードで前記コマンドパケットを受け取るステップ、
　（ｈ’）前記第２のノードで前記コマンドパケットを実行するステップ、
　前記受け取り及び前記実行は、自動的に生じる。」
で一致し、以下の点で相違する。
　
相違点１
　本願発明では、第１のアドレスにある第１の共有メモリーロケーションと、仮想アドレスにあり且つ少なくとも１つのページテーブルにある第２の共有メモリーロケーションと、を有し、（ｂ）ページテーブルにアクセスし、第１のアドレスにより仮想アドレスを獲得するステップを有しているのに対し、
　引用発明では、仮想アドレスにある第１の共有メモリーロケーションと、仮想アドレスにある第２の共有メモリーロケーションと、を有し、ページテーブルを有していない点。
　
相違点２
　本願発明では、
　（ａ）前記第１の共有メモリーロケーションに更新値を書き込むステップ、
　（ｃ）前記仮想アドレス及び前記更新値を含む書き込みパケットを生成するステップ、
　（ｅ）前記書き込みパケットを前記第２のノードのそれぞれに送るステップ、
を有するのに対し、
　引用発明では、
　（ア）無効化要求メッセージを作成するステップ、
　（イ）無効化要求メッセージを前記第２のノードに送信するステップ、
　（ａ）前記第１の共有メモリーロケーションに更新値を書き込むステップ、
　（ｃ’）前記更新値を含む書き込みパケットを生成するステップ、
　（ｅ）前記書き込みパケットを前記第２のノードのそれぞれに送るステップ、
を有する点。
　
相違点３
　本願発明では、コマンドパケットを第２のノードのそれぞれに送り、第２のノードのそれぞれにおいて、コマンドパケットを受け取り、実行するのに対し、
　引用発明では、第１のノードは、１つの第２の共有メモリーロケーションに更新値を供給し、コマンドパケットを１つの第２のノードに送り、１つの第２のノードにおいて、コマンドパケットを受け取り、実行する点。
　すなわち、コマンドパケットの送り先、受け取り主体及び実行主体が、本願発明では、複数の第２のノードであるのに対し、引用発明では、１つの第２のノードのみである点。
　
相違点４
　本願発明では、ステップ（ａ）〜（ｆ）が第１のオペレーティングシステムの動作から独立して生じ、受け取り及び実行が第２のオペレーティングシステムの動作から独立して生じるのに対し、
　引用発明では、プロセッサとは独立したユニットであり、ページ管理・プロトコル制御を行うプロトコルコントローラを有しているが、上記のステップ並びに受け取り及び実行が、それぞれオペレーティングシステムの動作から独立して生じるか否か、明確に記載されていない点。
　
相違点５
　本願発明では、ステップ（ａ）〜（ｄ）は前記メモリーサイクル内で自動的に生じるのに対し、引用発明では、そのような構成を有していない点。
　
４．当審の判断
  上記各相違点について検討する。
　
相違点１について
　プロセッサーからメモリーロケーションに対するアクセスについて、仮想アドレスを用いる手法と、物理アドレスを用いる手法の両者があることは周知である。よって、プロセッサーからメモリーロケーションに対するアクセスについて、仮想アドレスを用いる手法から物理アドレスを用いる手法に変更することは、当業者にとって格別の困難性はない。
　そして、引用発明において、第１のプロセッサーから第１の共有メモリーロケーションに対するアクセスについて仮想アドレスを用いる手法から、第１のアドレス（物理アドレス）を用いる手法（第１のアドレスにある第１の共有メモリーロケーションを有する構成）に変更すると、第２の共有メモリーロケーションに書き込むために必要な仮想アドレスを取得するために、少なくとも１つのページテーブルが必要となり、前記ページテーブルにアクセスし、第１のアドレスにより仮想アドレスを獲得するステップが必要となることは、当然のことである。
　
相違点２について
　分散共有メモリの技術分野においては、共有メモリーロケーションに更新値の書き込みが行われた場合、共有データの整合性を保持するための手法として、以下の２つの手法が周知である（例えば、特開平３−２８８９５５号公報第２頁左下欄第２〜１１行目参照。）。
（Ａ） 更新値を書き込まれた第１の共有メモリーロケーションを有する第１のノードは、更新値が書き込まれると、第２の共有メモリーロケーションを有する複数の第２のノードのそれぞれへ更新された仮想アドレスと更新値を供給する手法（例えば、特開昭５８−１９２１６０参照。）。
（Ｂ）更新値を書き込まれた第１の共有メモリーロケーションを有する第１のノードは、更新値が書き込まれると、第２の共有メモリーロケーションを有する複数の第２のノードのそれぞれへ無効化要求メッセージを送信し、その後、第２のノードがその更新値を必要としたときに、第１のノードが第２のノードへ更新値を供給する手法（例えば、特開平３−２８８９５５号公報参照。）。
　（Ａ）の手法は本願発明の手法であり、（Ｂ）の手法は引用発明の手法である。これら２つの手法について、（Ａ）の手法を（Ｂ）の手法に変更すること、及びその逆に変更することは、当業者にとって格別の困難性はない。
　したがって、引用発明において、（Ｂ）の手法であるステップ（ア）、（イ）、（ａ）、（ｃ’）及び（ｅ）を、（Ａ）の手法に変更することにより、本願発明のステップ（ａ）、（ｃ）及び（ｅ）を有する構成とすることは、当業者が容易に想到し得たものである。
　
相違点３について
　引用発明では、分割された１つのセグメントを１つの第２のノードが管理しているため、１つの第２のノードにのみコマンドパケットを送り、受け取り、実行させる構成となっている。一方、安全性を高める等の理由により、ある１つのものを複数の装置で管理する技術は慣用技術である。したがって、引用発明において、分割された１つのセグメントを複数の第２のノードが管理するように構成することにより、本願発明のように、第２のノードのそれぞれにコマンドパケットを送り、第２のノードのそれぞれがコマンドパケットを受け取り、実行するように構成することは、当業者が容易に想到できたものである。
　
相違点４について
　引用発明では、プロセッサ（オペレーティングシステムを含む。）と独立しているプロトコルコントローラが、第１の共有メモリーロケーションへの更新値を書込み、書き込みパケット及びコマンドパケットの生成及び送信、コマンドパケットの受け取り及び実行を行っている。したがって、ステップ（ａ）〜（ｆ）を第１のオペレーティングシステムの動作から独立して生じるように構成し、並びに、受け取り及び実行を第２のオペレーティングシステムの動作から独立して生じるように構成することは、当業者が容易に想到できたものである。なお、引用発明においてプロセッサが行っているＬｏｃｋ／Ｕｎｌｏｃｋを変更する処理は、本願発明の上記ステップ（ａ）〜（ｆ）には含まれていない。
　
相違点５について
　メモリーサイクル内で自動的に生じるステップとして、ステップ（ａ）からいずれのステップまでを含むようにするのか（ステップ（ａ）〜（ｃ）とするのか、本願発明の構成とするのか、又はステップ（ａ）〜（ｅ）とするのか等。）については、どのような構成としても技術的効果に特別な相違を得られないことから、当業者が適宜なし得る設計的事項であるといえる。したがって、ステップ（ａ）〜（ｄ）をメモリーサイクル内で自動的に生じるように構成することに格別の困難性はない。
　
５．むすび
  したがって、本願発明は、引用発明に基いて当業者が容易に発明をすることができたものであるので、特許法第２９条第２項の規定により特許を受けることができない。
  よって、他の請求項について検討するまでもなく、結論のとおり審決する。