JP2000267894A - タイムアウト処理システム、処理方法及び記録媒体 - Google Patents
タイムアウト処理システム、処理方法及び記録媒体Info
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- JP2000267894A JP2000267894A JP11071153A JP7115399A JP2000267894A JP 2000267894 A JP2000267894 A JP 2000267894A JP 11071153 A JP11071153 A JP 11071153A JP 7115399 A JP7115399 A JP 7115399A JP 2000267894 A JP2000267894 A JP 2000267894A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 予め定められた時間内に処理が行われなかっ
た旨をサーバからクライアントに通知するタイムアウト
処理を、システムの負荷が増大せずかつ処理が複雑にな
らないように行う。 【解決手段】 親スレッドである要求スレッドをクライ
アント２から受信したときにその子スレッドをサーバ１
内で生成する。この生成した子スレッドであるタイマ処
理部１３によってタイムアウト処理を行う。この場合、
タイマ処理部１３を生成したときに要求スレッドは待ち
状態に移行し、この状態の解除により要求処理の終了の
旨及びタイムアウトの旨のいずれか一方を通知する。待
ち状態への移行に応答してフラグを記入し、このフラグ
の内容を参照することによって要求スレッドの状態を確
認する。このフラグは、状態記憶部１４に記憶する。
た旨をサーバからクライアントに通知するタイムアウト
処理を、システムの負荷が増大せずかつ処理が複雑にな
らないように行う。 【解決手段】 親スレッドである要求スレッドをクライ
アント２から受信したときにその子スレッドをサーバ１
内で生成する。この生成した子スレッドであるタイマ処
理部１３によってタイムアウト処理を行う。この場合、
タイマ処理部１３を生成したときに要求スレッドは待ち
状態に移行し、この状態の解除により要求処理の終了の
旨及びタイムアウトの旨のいずれか一方を通知する。待
ち状態への移行に応答してフラグを記入し、このフラグ
の内容を参照することによって要求スレッドの状態を確
認する。このフラグは、状態記憶部１４に記憶する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明はタイムアウト処理シ
ステム、タイムアウト処理方法及びタイムアウト処理プ
ログラムを記録した記録媒体に関し、特にサーバ・クラ
イアントシステムにおけるタイムアウト処理システム、
タイムアウト処理方法及びタイムアウト処理プログラム
を記録した記録媒体に関する。
ステム、タイムアウト処理方法及びタイムアウト処理プ
ログラムを記録した記録媒体に関し、特にサーバ・クラ
イアントシステムにおけるタイムアウト処理システム、
タイムアウト処理方法及びタイムアウト処理プログラム
を記録した記録媒体に関する。
【０００２】
【従来の技術】クライアント・サーバ構成のシステムに
おいて、サーバがクライアントから要求を受信し、その
応答を返す場合、サーバの結果処理において、何らかの
理由により結果を送信できない場合がある。この場合、
クライアントでは、応答待ち状態となり、処理が停止し
たままになってしまう。
おいて、サーバがクライアントから要求を受信し、その
応答を返す場合、サーバの結果処理において、何らかの
理由により結果を送信できない場合がある。この場合、
クライアントでは、応答待ち状態となり、処理が停止し
たままになってしまう。
【０００３】この状態を回避するために、サーバは要求
された処理に対するタイムアウト時間を予め定めてい
る。そして、このタイムアウト時間内に処理が行われな
かった場合には、クライアントに要求がタイムアウトし
たことを伝え、クライアントの停止状態を解除する。こ
れにより、サーバが送信できない場合でも、クライアン
トは応答待ち状態にならず、処理が停止したままになる
ことはないのである。
された処理に対するタイムアウト時間を予め定めてい
る。そして、このタイムアウト時間内に処理が行われな
かった場合には、クライアントに要求がタイムアウトし
たことを伝え、クライアントの停止状態を解除する。こ
れにより、サーバが送信できない場合でも、クライアン
トは応答待ち状態にならず、処理が停止したままになる
ことはないのである。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来のタイム
アウト処理方式では、タイムアウトを監視するプロセス
あるいは専用のスレッド（ｔｈｒｅａｄ）を用意してタ
イムアウトの管理を行っていた。つまり、クライアント
からの要求をマルチスレッドで処理し、その応答をクラ
イアントに返すサーバの処理において、サーバが何らか
の異常により、応答がクライアントに返らない場合を想
定し、サーバでの処理にタイムアウト時間を定め、タイ
ムアウトした際には要求元のクライアントにその旨を応
答するのである。
アウト処理方式では、タイムアウトを監視するプロセス
あるいは専用のスレッド（ｔｈｒｅａｄ）を用意してタ
イムアウトの管理を行っていた。つまり、クライアント
からの要求をマルチスレッドで処理し、その応答をクラ
イアントに返すサーバの処理において、サーバが何らか
の異常により、応答がクライアントに返らない場合を想
定し、サーバでの処理にタイムアウト時間を定め、タイ
ムアウトした際には要求元のクライアントにその旨を応
答するのである。
【０００５】ここで、サーバにタイムアウト監視用のプ
ロセスを用意した場合、要求受信時及び処理終了時に
は、タイマプロセスと処理プロセスとの間でデータのや
り取りが行われる。この場合、サーバに複数のクライア
ントが接続しているようなシステムにおいて、要求処理
が集中した場合には、プロセス間通信によりシステムの
負荷が増大するという欠点がある。また、複数の要求を
並行して処理するため、１つのタイマプロセスで一度に
複数の管理を行う必要があり、タイマ処理が複雑になる
という欠点がある。
ロセスを用意した場合、要求受信時及び処理終了時に
は、タイマプロセスと処理プロセスとの間でデータのや
り取りが行われる。この場合、サーバに複数のクライア
ントが接続しているようなシステムにおいて、要求処理
が集中した場合には、プロセス間通信によりシステムの
負荷が増大するという欠点がある。また、複数の要求を
並行して処理するため、１つのタイマプロセスで一度に
複数の管理を行う必要があり、タイマ処理が複雑になる
という欠点がある。
【０００６】一方、専用スレッドによってタイマの監視
を行う場合、１つの方法として、要求ごとに生成される
スレッドとタイムアウト時間とを管理するテーブルを共
有領域に設けてタイマの管理を行う方法がある。この方
法は、特開平８−０２６３３２５号公報に記載されてい
る。
を行う場合、１つの方法として、要求ごとに生成される
スレッドとタイムアウト時間とを管理するテーブルを共
有領域に設けてタイマの管理を行う方法がある。この方
法は、特開平８−０２６３３２５号公報に記載されてい
る。
【０００７】この方法では、要求処理を行うときにスレ
ッドとタイムアウト時間とを対応付けてテーブルに登録
し、処理終了後このレコードを削除する。そして、タイ
マ処理の専用スレッドでテーブルを定期的に監視し、タ
イムアウトしているスレッドに対してタイムアウトを通
知するのである。
ッドとタイムアウト時間とを対応付けてテーブルに登録
し、処理終了後このレコードを削除する。そして、タイ
マ処理の専用スレッドでテーブルを定期的に監視し、タ
イムアウトしているスレッドに対してタイムアウトを通
知するのである。
【０００８】この場合、テーブルの管理が必要となり、
サーバに要求処理が集中した場合には、テーブルのサイ
ズが大きくなりテーブルを定期的に監視する処理に負担
がかかるという欠点がある。
サーバに要求処理が集中した場合には、テーブルのサイ
ズが大きくなりテーブルを定期的に監視する処理に負担
がかかるという欠点がある。
【０００９】本発明は上述した従来技術の欠点を解決す
るためになされたものであり、その目的はシステムの負
荷が増大せず、かつ、処理が複雑になることのないタイ
ムアウト処理システム、タイムアウト処理方法及びタイ
ムアウト処理プログラムを記録した記録媒体を提供する
ことである。
るためになされたものであり、その目的はシステムの負
荷が増大せず、かつ、処理が複雑になることのないタイ
ムアウト処理システム、タイムアウト処理方法及びタイ
ムアウト処理プログラムを記録した記録媒体を提供する
ことである。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明によるタイムアウ
ト処理システムは、予め定められた時間内に処理が行わ
れなかった旨をサーバからクライアントに通知するタイ
ムアウト処理を行うタイムアウト処理システムであっ
て、親スレッドである要求スレッドをクライアントから
受信したときにその子スレッドを生成する手段と、この
生成した子スレッドによって前記タイムアウト処理を行
う手段とを含むことを特徴とする。
ト処理システムは、予め定められた時間内に処理が行わ
れなかった旨をサーバからクライアントに通知するタイ
ムアウト処理を行うタイムアウト処理システムであっ
て、親スレッドである要求スレッドをクライアントから
受信したときにその子スレッドを生成する手段と、この
生成した子スレッドによって前記タイムアウト処理を行
う手段とを含むことを特徴とする。
【００１１】本発明によるタイムアウト処理方法は、予
め定められた時間内に処理が行われなかった旨をサーバ
からクライアントに通知するタイムアウト処理を行うタ
イムアウト処理方法であって、親スレッドである要求ス
レッドをクライアントから受信したときにその子スレッ
ドを生成するステップと、この生成した子スレッドによ
って前記タイムアウト処理を行うステップとを含むこと
を特徴とする。
め定められた時間内に処理が行われなかった旨をサーバ
からクライアントに通知するタイムアウト処理を行うタ
イムアウト処理方法であって、親スレッドである要求ス
レッドをクライアントから受信したときにその子スレッ
ドを生成するステップと、この生成した子スレッドによ
って前記タイムアウト処理を行うステップとを含むこと
を特徴とする。
【００１２】本発明によるタイムアウト処理プログラム
を記録した記録媒体は、予め定められた時間内に処理が
行われなかった旨をサーバからクライアントに通知する
タイムアウト処理をコンピュータに行わせるためのプロ
グラムを記録した記録媒体であって、前記プログラム
は、コンピュータに、親スレッドである要求スレッドを
クライアントから受信したときにその子スレッドを生成
するステップと、この生成した子スレッドによって前記
タイムアウト処理を行うステップとを含むことを特徴と
する。
を記録した記録媒体は、予め定められた時間内に処理が
行われなかった旨をサーバからクライアントに通知する
タイムアウト処理をコンピュータに行わせるためのプロ
グラムを記録した記録媒体であって、前記プログラム
は、コンピュータに、親スレッドである要求スレッドを
クライアントから受信したときにその子スレッドを生成
するステップと、この生成した子スレッドによって前記
タイムアウト処理を行うステップとを含むことを特徴と
する。
【００１３】要するに本タイムアウト処理方法では、要
求スレッドからスレッドを生成して、その子スレッドで
タイムアウト処理を行っている。そして、要求スレッド
の待ち状態解除によって、要求処理が終了したことある
いはタイムアウトしたことを通知している。また、各処
理の共有領域として状態記憶部を設け、状態記憶部にフ
ラグを記入することと、状態記憶部を参照してフラグを
確認することで状態を識別している。さらに、状態記憶
部にフラグを記入する場合にロックをかけ、フラグを参
照した際にロックをかけることで重複を回避している。
求スレッドからスレッドを生成して、その子スレッドで
タイムアウト処理を行っている。そして、要求スレッド
の待ち状態解除によって、要求処理が終了したことある
いはタイムアウトしたことを通知している。また、各処
理の共有領域として状態記憶部を設け、状態記憶部にフ
ラグを記入することと、状態記憶部を参照してフラグを
確認することで状態を識別している。さらに、状態記憶
部にフラグを記入する場合にロックをかけ、フラグを参
照した際にロックをかけることで重複を回避している。
【００１４】
【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の一形態につ
いて図面を参照して説明する。なお、以下の説明におい
て参照する各図においては、他の図と同等部分には同一
符号が付されている。
いて図面を参照して説明する。なお、以下の説明におい
て参照する各図においては、他の図と同等部分には同一
符号が付されている。
【００１５】図１は本発明によるタイムアウト処理方法
を実現するためのタイムアウト処理システムの実施の一
形態を示すブロック図である。同図において、本例のク
ライアント・サーバシステムは、クライアント２とサー
バ１とから構成されている。クライアント２の数は単数
に限定されるものではなく、複数であっても良い。
を実現するためのタイムアウト処理システムの実施の一
形態を示すブロック図である。同図において、本例のク
ライアント・サーバシステムは、クライアント２とサー
バ１とから構成されている。クライアント２の数は単数
に限定されるものではなく、複数であっても良い。
【００１６】サーバ１は、クライアント２から要求３を
受取り、その要求に該当する処理を行った後、その結果
である応答４をクライアント２に返す機能を有する。こ
の機能を実現するために、サーバ１は要求受付プロセス
１０１と処理プロセス１０２とを備えている。なお、要
求受付プロセス１０１と処理プロセス１０２とは、ソケ
ット１０３で接続されている。
受取り、その要求に該当する処理を行った後、その結果
である応答４をクライアント２に返す機能を有する。こ
の機能を実現するために、サーバ１は要求受付プロセス
１０１と処理プロセス１０２とを備えている。なお、要
求受付プロセス１０１と処理プロセス１０２とは、ソケ
ット１０３で接続されている。
【００１７】要求受付プロセス１０１は、クライアント
２からの要求３を受信し、その結果をクライアント２に
送信するプロセスである。一方、処理プロセス１０２
は、受信したクライアント２の要求３に対する処理を実
行するプロセスである。
２からの要求３を受信し、その結果をクライアント２に
送信するプロセスである。一方、処理プロセス１０２
は、受信したクライアント２の要求３に対する処理を実
行するプロセスである。
【００１８】要求受付プロセス１０１は、クライアント
と要求／応答の送受信を行う部分であり、処理プロセス
１０２は、要求に該当する処理を実行する部分である。
タイムアウト処理は、要求受付プロセス１０１に実装さ
れる。
と要求／応答の送受信を行う部分であり、処理プロセス
１０２は、要求に該当する処理を実行する部分である。
タイムアウト処理は、要求受付プロセス１０１に実装さ
れる。
【００１９】要求受付プロセス１０１では、クライアン
ト２からの要求３を複数のスレッドによって並列に処理
する。要求受付プロセス１０１の要求部１１は、クライ
アントから要求を受信し、要求ごとにスレッド（以下、
要求スレッドと呼ぶ）を生成する。この要求スレッドで
は、処理プロセス１０２に要求を送信し、処理を依頼す
る。要求受付プロセス１０１の応答部１２は、要求部１
１から依頼した処理の結果を処理プロセス１０２から受
信するとともに、その結果に基づいて、クライアントに
応答を返送する。
ト２からの要求３を複数のスレッドによって並列に処理
する。要求受付プロセス１０１の要求部１１は、クライ
アントから要求を受信し、要求ごとにスレッド（以下、
要求スレッドと呼ぶ）を生成する。この要求スレッドで
は、処理プロセス１０２に要求を送信し、処理を依頼す
る。要求受付プロセス１０１の応答部１２は、要求部１
１から依頼した処理の結果を処理プロセス１０２から受
信するとともに、その結果に基づいて、クライアントに
応答を返送する。
【００２０】ここで、本タイムアウト処理では、要求ご
とに生成される要求スレッドからスレッドを生成し、生
成したスレッドで処理のタイムアウトを監視する。以下
の説明においては、要求スレッドを「親スレッド」、こ
の親スレッドから生成されたスレッドを「子スレッド」
と呼ぶことがある。なお、図１中のタイマ処理部１３
は、この子スレッドに相当する。
とに生成される要求スレッドからスレッドを生成し、生
成したスレッドで処理のタイムアウトを監視する。以下
の説明においては、要求スレッドを「親スレッド」、こ
の親スレッドから生成されたスレッドを「子スレッド」
と呼ぶことがある。なお、図１中のタイマ処理部１３
は、この子スレッドに相当する。
【００２１】要求スレッドは、処理プロセス１０２に処
理を依頼すると、タイマ処理用の子スレッドを生成した
後、スレッド待ち状態に遷移する。応答部１２は、処理
プロセス１０２から結果データを受取ると、要求スレッ
ドの待ち状態を解除する。
理を依頼すると、タイマ処理用の子スレッドを生成した
後、スレッド待ち状態に遷移する。応答部１２は、処理
プロセス１０２から結果データを受取ると、要求スレッ
ドの待ち状態を解除する。
【００２２】一方、要求受付プロセス１０１のタイマ処
理部１３、すなわち子スレッドでは、スレッドが起動さ
れるとタイマを開始する。タイマが終了すると、要求ス
レッドの存在の有無を確認し、要求スレッドが存在する
場合には、スレッドの待ち状態を解除する。したがっ
て、要求スレッドは、処理が正常に行われた場合には、
応答部１２によって待ち状態が解除され、処理がタイム
アウトした場合には、タイマ処理部１３によって待ち状
態が解除されることになる。
理部１３、すなわち子スレッドでは、スレッドが起動さ
れるとタイマを開始する。タイマが終了すると、要求ス
レッドの存在の有無を確認し、要求スレッドが存在する
場合には、スレッドの待ち状態を解除する。したがっ
て、要求スレッドは、処理が正常に行われた場合には、
応答部１２によって待ち状態が解除され、処理がタイム
アウトした場合には、タイマ処理部１３によって待ち状
態が解除されることになる。
【００２３】応答部１２、タイマ処理部１３では、要求
スレッドの待ち状態解除時は、要求受付プロセス１０１
の状態記憶部１４にそれぞれに対応するフラグを記入す
る。要求スレッドでは、待ち状態が解除されると、状態
記憶部１４を参照し、フラグを確認し、処理が正常に行
われたか、タイムアウトしたかを識別する。
スレッドの待ち状態解除時は、要求受付プロセス１０１
の状態記憶部１４にそれぞれに対応するフラグを記入す
る。要求スレッドでは、待ち状態が解除されると、状態
記憶部１４を参照し、フラグを確認し、処理が正常に行
われたか、タイムアウトしたかを識別する。
【００２４】以上のように、スレッドの停止・解除によ
り、処理の終了、あるいはタイムアウトを要求スレッド
に通知し、その確認を共有の領域をアクセスすることで
行うのである。
り、処理の終了、あるいはタイムアウトを要求スレッド
に通知し、その確認を共有の領域をアクセスすることで
行うのである。
【００２５】以上の動作をクライアントからの要求の流
れで見ると、要求３は、要求受付プロセス１０１で受信
され、処理プロセス１０２で処理された後、その処理結
果を含む応答４が要求受付プロセス１０１によって返さ
れるということになる。
れで見ると、要求３は、要求受付プロセス１０１で受信
され、処理プロセス１０２で処理された後、その処理結
果を含む応答４が要求受付プロセス１０１によって返さ
れるということになる。
【００２６】ここで、要求受付プロセス１０１は、クラ
イアント２からの要求を複数のスレッドによって並列に
処理するマルチスレッドプロセスである。この要求受付
プロセス１０１は、クライアント２の要求３を受信する
受信部１１と、クライアント２に応答４を返信する応答
部１２とを備えている。これら受信部１１及び応答部１
２は、クライアント２との間で送受信を行う一方で、処
理プロセス１０２との間で要求データ３１／結果データ
３２の送受信を行う。
イアント２からの要求を複数のスレッドによって並列に
処理するマルチスレッドプロセスである。この要求受付
プロセス１０１は、クライアント２の要求３を受信する
受信部１１と、クライアント２に応答４を返信する応答
部１２とを備えている。これら受信部１１及び応答部１
２は、クライアント２との間で送受信を行う一方で、処
理プロセス１０２との間で要求データ３１／結果データ
３２の送受信を行う。
【００２７】また、要求受付プロセス１０１は、要求３
の処理時間を監視するタイマ処理部１３をも備えてい
る。なお、状態記憶部１４は、受信部１１、応答部１２
及びタイマ処理部１３から夫々アクセス可能な共有の領
域であり、１つのフラグ領域から構成されている。
の処理時間を監視するタイマ処理部１３をも備えてい
る。なお、状態記憶部１４は、受信部１１、応答部１２
及びタイマ処理部１３から夫々アクセス可能な共有の領
域であり、１つのフラグ領域から構成されている。
【００２８】以上の３つの処理部（受信部１１、応答部
１２、タイマ処理部１３）と１つの共有領域（状態記憶
部１４）とで構成される要求受付プロセス１０１によっ
て行われるタイムアウト処理について図２、図３及び図
４を用いて説明する。図２は本実施例における受信部１
１の動作を示すフローチャート、図３は応答部１２の動
作を示すフローチャート、図４はタイマ処理部１３の動
作を示すフローチャートである。
１２、タイマ処理部１３）と１つの共有領域（状態記憶
部１４）とで構成される要求受付プロセス１０１によっ
て行われるタイムアウト処理について図２、図３及び図
４を用いて説明する。図２は本実施例における受信部１
１の動作を示すフローチャート、図３は応答部１２の動
作を示すフローチャート、図４はタイマ処理部１３の動
作を示すフローチャートである。
【００２９】図２において、受信部１１は、要求がある
かどうかを監視し（ステップＳ１１）、クライアント２
から要求３を受信すると（ステップＳ１２）、要求スレ
ッドを生成する（ステップＳ１３）。この要求スレッド
は、１つの要求に対して１つ生成される。要求スレッド
は、要求３の内容に基づいて処理プロセス１０２で処理
に必要な要求データ３１を構築し、ソケット１０３を介
して送信する（ステップＳ１４）。そして要求スレッド
は、タイマ処理部１３に相当する子スレッドを生成する
（ステップＳ１５）。その後、要求スレッドは、待ち状
態に遷移する（ステップＳ１６）。
かどうかを監視し（ステップＳ１１）、クライアント２
から要求３を受信すると（ステップＳ１２）、要求スレ
ッドを生成する（ステップＳ１３）。この要求スレッド
は、１つの要求に対して１つ生成される。要求スレッド
は、要求３の内容に基づいて処理プロセス１０２で処理
に必要な要求データ３１を構築し、ソケット１０３を介
して送信する（ステップＳ１４）。そして要求スレッド
は、タイマ処理部１３に相当する子スレッドを生成する
（ステップＳ１５）。その後、要求スレッドは、待ち状
態に遷移する（ステップＳ１６）。
【００３０】図３に移り、応答部１２は、受信があるか
どうかを監視する（ステップＳ２３）。そして、要求デ
ータ３１に対する結果データ３２が処理プロセス１０２
から送られてくると（ステップＳ２４）、結果データ３
２を基に応答４を構築し（ステップＳ２５）、クライア
ント２に応答４を返信する（ステップＳ２６）。
どうかを監視する（ステップＳ２３）。そして、要求デ
ータ３１に対する結果データ３２が処理プロセス１０２
から送られてくると（ステップＳ２４）、結果データ３
２を基に応答４を構築し（ステップＳ２５）、クライア
ント２に応答４を返信する（ステップＳ２６）。
【００３１】このとき、処理の重複を防ぐため状態記憶
部１４にロックをかける（ステップＳ２７）。そして、
状態記憶部１４に応答処理が終了したことを示すフラグ
を記入し（ステップＳ２８）、要求スレッドの待ち状態
を解除する（ステップＳ２９）。なお、状態記憶部１４
のロックの解除は、要求スレッドが待ち状態が解除され
た後、要求スレッドによって行われる（図２中のステッ
プＳ１９）。
部１４にロックをかける（ステップＳ２７）。そして、
状態記憶部１４に応答処理が終了したことを示すフラグ
を記入し（ステップＳ２８）、要求スレッドの待ち状態
を解除する（ステップＳ２９）。なお、状態記憶部１４
のロックの解除は、要求スレッドが待ち状態が解除され
た後、要求スレッドによって行われる（図２中のステッ
プＳ１９）。
【００３２】図４に移り、タイマ処理部１３は、要求ス
レッドから生成される子スレッドである。このスレッド
が起動されるとタイマの動作を開始する（ステップＳ３
０）。そして、タイムアウト時間経過すると（ステップ
Ｓ３１）、要求スレッド（親スレッド）の存在の有無を
確認する（ステップＳ３２）。
レッドから生成される子スレッドである。このスレッド
が起動されるとタイマの動作を開始する（ステップＳ３
０）。そして、タイムアウト時間経過すると（ステップ
Ｓ３１）、要求スレッド（親スレッド）の存在の有無を
確認する（ステップＳ３２）。
【００３３】要求スレッドが存在する場合、応答部１２
のときと同様に、状態記憶部１４にはロックをかける
（ステップＳ３２→Ｓ３３）。そして、状態記憶部１４
にタイムアウトしたことを示すフラグを記入し（ステッ
プＳ３４）、要求スレッドの待ち状態を解除する（ステ
ップＳ３５）。その後、自スレッドを終了する（ステッ
プＳ３６）。要求スレッドが存在しない場合には、その
まま自スレッドを終了する（ステップＳ３２→Ｓ３
６）。
のときと同様に、状態記憶部１４にはロックをかける
（ステップＳ３２→Ｓ３３）。そして、状態記憶部１４
にタイムアウトしたことを示すフラグを記入し（ステッ
プＳ３４）、要求スレッドの待ち状態を解除する（ステ
ップＳ３５）。その後、自スレッドを終了する（ステッ
プＳ３６）。要求スレッドが存在しない場合には、その
まま自スレッドを終了する（ステップＳ３２→Ｓ３
６）。
【００３４】図２に戻り、要求スレッドでは、応答部１
２でクライアント２への応答処理が終わった後、あるい
は、タイマ処理部１３でタイマがタイムアウトした後、
待ち状態が解除される（ステップＳ１７）。要求スレッ
ドでは、待ち状態が解除されると、状態記憶部１４のフ
ラグを確認する（ステップＳ１８）。また、この確認
後、ロックを解除しておく（ステップＳ１９）。
２でクライアント２への応答処理が終わった後、あるい
は、タイマ処理部１３でタイマがタイムアウトした後、
待ち状態が解除される（ステップＳ１７）。要求スレッ
ドでは、待ち状態が解除されると、状態記憶部１４のフ
ラグを確認する（ステップＳ１８）。また、この確認
後、ロックを解除しておく（ステップＳ１９）。
【００３５】状態記憶部１４において記入されているフ
ラグの種類によって処理が正常に終了したか、タイムア
ウトかしたか判断する。処理がタイムアウト場合には、
クライアント２にその旨を応答する（ステップＳ２０→
Ｓ２１）。その後、スレッドを終了する（ステップＳ２
２）。処理が正常に終了していた場合は、そのままスレ
ッドを終了する（ステップＳ２０→Ｓ２１）。
ラグの種類によって処理が正常に終了したか、タイムア
ウトかしたか判断する。処理がタイムアウト場合には、
クライアント２にその旨を応答する（ステップＳ２０→
Ｓ２１）。その後、スレッドを終了する（ステップＳ２
２）。処理が正常に終了していた場合は、そのままスレ
ッドを終了する（ステップＳ２０→Ｓ２１）。
【００３６】さらに、処理が正常に行われた場合及びタ
イムアウトした場合の動作の流れについて説明する。図
５は、サーバにおいて、クライアントからの要求が正常
に処理され、結果がクライアントに応答された場合の動
作の流れを示す図である。一方図６は、処理がタイムア
ウトした場合の動作の流れを示す図である。
イムアウトした場合の動作の流れについて説明する。図
５は、サーバにおいて、クライアントからの要求が正常
に処理され、結果がクライアントに応答された場合の動
作の流れを示す図である。一方図６は、処理がタイムア
ウトした場合の動作の流れを示す図である。
【００３７】まず図５を用いて、サーバでの処理が正常
に行われた場合の動作の流れを説明する。サーバ１で
は、受信部１１でクライアントからの要求を受信すると
（ステップＳ１２）、要求スレッドを生成する（ステッ
プＳ１３）。要求スレッドでは、クライアントからの要
求を要求データとして、処理プロセス１０２に送信する
（ステップＳ１４）。その後、タイムアウト処理を行う
スレッド（子スレッド）を生成し（ステップＳ１５）、
待ち状態に遷移する（ステップＳ１６）。
に行われた場合の動作の流れを説明する。サーバ１で
は、受信部１１でクライアントからの要求を受信すると
（ステップＳ１２）、要求スレッドを生成する（ステッ
プＳ１３）。要求スレッドでは、クライアントからの要
求を要求データとして、処理プロセス１０２に送信する
（ステップＳ１４）。その後、タイムアウト処理を行う
スレッド（子スレッド）を生成し（ステップＳ１５）、
待ち状態に遷移する（ステップＳ１６）。
【００３８】応答部１２では、処理プロセス１０２から
送られてくる処理結果を受信する（ステップＳ２４）。
結果データを処理した後（ステップＳ２５）、クライア
ントに応答を返信する（ステップＳ２６）。そして、状
態記憶部１４にロックをかけ（ステップＳ２７）、処理
が終了したことを示すフラグを記入する（ステップＳ２
８）。その後、受信部１１に応答処理が終わったことを
伝えるために、要求スレッドの待ち状態を解除する（ス
テップＳ２９）。
送られてくる処理結果を受信する（ステップＳ２４）。
結果データを処理した後（ステップＳ２５）、クライア
ントに応答を返信する（ステップＳ２６）。そして、状
態記憶部１４にロックをかけ（ステップＳ２７）、処理
が終了したことを示すフラグを記入する（ステップＳ２
８）。その後、受信部１１に応答処理が終わったことを
伝えるために、要求スレッドの待ち状態を解除する（ス
テップＳ２９）。
【００３９】受信部１１では、応答部１２から待ち状態
の解除指示を受信すると（ステップＳ１７）、状態記憶
部１４のフラグの確認を行う（ステップＳ１８）。処理
が終了したことを示すフラグであることを確認し、要求
スレッドを終了する（ステップＳ２１）。状態記憶部１
４のフラグを確認した後（ステップＳ１８）、ロックを
解除しておく（ステップＳ１９）。
の解除指示を受信すると（ステップＳ１７）、状態記憶
部１４のフラグの確認を行う（ステップＳ１８）。処理
が終了したことを示すフラグであることを確認し、要求
スレッドを終了する（ステップＳ２１）。状態記憶部１
４のフラグを確認した後（ステップＳ１８）、ロックを
解除しておく（ステップＳ１９）。
【００４０】応答部１２の結果の受信処理と並行して、
タイマ処理部１３、すなわち要求スレッドから生成され
た子スレッドでは、タイマの動作を開始する（ステップ
Ｓ３０）。タイムアウト時間経過後（ステップＳ３
１）、要求スレッド（親スレッド）の有無を確認する。
応答部１２の応答処理の終了によって待ち状態が解除さ
れ、スレッドが終了しているため（ステップＳ２９）、
対象の要求スレッドはここでは存在しない。よって待ち
状態の解除処理は行わず、自スレッドを終了しタイマ処
理を終了する（ステップＳ３６）。
タイマ処理部１３、すなわち要求スレッドから生成され
た子スレッドでは、タイマの動作を開始する（ステップ
Ｓ３０）。タイムアウト時間経過後（ステップＳ３
１）、要求スレッド（親スレッド）の有無を確認する。
応答部１２の応答処理の終了によって待ち状態が解除さ
れ、スレッドが終了しているため（ステップＳ２９）、
対象の要求スレッドはここでは存在しない。よって待ち
状態の解除処理は行わず、自スレッドを終了しタイマ処
理を終了する（ステップＳ３６）。
【００４１】次に図６を用いて、サーバでの処理がタイ
ムアウトした場合の動作の流れを説明する。この場合
は、上述した図５の動作の流れにおいて、応答部１２
で、処理プロセス１０２からの結果データが送られてこ
ない場合である。
ムアウトした場合の動作の流れを説明する。この場合
は、上述した図５の動作の流れにおいて、応答部１２
で、処理プロセス１０２からの結果データが送られてこ
ない場合である。
【００４２】サーバ１では、受信部１１でクライアント
からの要求を受信すると（ステップＳ１２）、要求スレ
ッドを生成する（ステップＳ１３）。要求スレッドで
は、クライアントからの要求を要求データとして、処理
プロセス１０２に送信する（ステップＳ１４）。その
後、タイムアウト処理を行う子スレッドを生成し（ステ
ップＳ１５）、待ち状態に遷移する（ステップＳ１
６）。
からの要求を受信すると（ステップＳ１２）、要求スレ
ッドを生成する（ステップＳ１３）。要求スレッドで
は、クライアントからの要求を要求データとして、処理
プロセス１０２に送信する（ステップＳ１４）。その
後、タイムアウト処理を行う子スレッドを生成し（ステ
ップＳ１５）、待ち状態に遷移する（ステップＳ１
６）。
【００４３】処理が正常に行われた場合と同様に、要求
スレッドから生成された子スレッドでは、タイマの動作
を開始する（ステップＳ３０）。タイムアウト時間経過
後（ステップＳ３１）、対象の要求スレッド（親スレッ
ド）の有無を確認する。
スレッドから生成された子スレッドでは、タイマの動作
を開始する（ステップＳ３０）。タイムアウト時間経過
後（ステップＳ３１）、対象の要求スレッド（親スレッ
ド）の有無を確認する。
【００４４】ここでは、応答部１２でのスレッドの待ち
状態解除は行われていないため、要求スレッドは存在す
る。よって、状態記憶部１４にロックをかけ（ステップ
Ｓ３３）、処理がタイムアウトしたことを示すフラグを
記入する（ステップＳ３４）。その後、要求スレッドの
待ち状態を解除する（ステップＳ３５）。
状態解除は行われていないため、要求スレッドは存在す
る。よって、状態記憶部１４にロックをかけ（ステップ
Ｓ３３）、処理がタイムアウトしたことを示すフラグを
記入する（ステップＳ３４）。その後、要求スレッドの
待ち状態を解除する（ステップＳ３５）。
【００４５】受信部１１では、待ち状態の解除指示を受
信すると（ステップＳ１７）、状態記憶部１４のフラグ
の確認を行う（ステップＳ１８）。この確認後（ステッ
プＳ１８）、ロックを解除しておく（ステップＳ１
９）。処理がタイムアウトしたことを示すフラグである
ことを認識すると、その旨をクライアント２に応答する
（ステップＳ２１）。その後、要求スレッドを終了する
（ステップＳ２２）。
信すると（ステップＳ１７）、状態記憶部１４のフラグ
の確認を行う（ステップＳ１８）。この確認後（ステッ
プＳ１８）、ロックを解除しておく（ステップＳ１
９）。処理がタイムアウトしたことを示すフラグである
ことを認識すると、その旨をクライアント２に応答する
（ステップＳ２１）。その後、要求スレッドを終了する
（ステップＳ２２）。
【００４６】以上のように本システムでは、１つの要求
に対して１つ生成される要求スレッドからタイマ処理用
の子スレッドを生成し、要求ごとにタイマ処理を独立さ
せているのである。そして、子スレッドは、クライアン
トから要求があるときに作られ、その処理が終了すると
削除される。したがって、システムにタイマ管理用のプ
ロセスを常駐させてタイマ処理を行う場合に比べ、プロ
セスを常駐させる必要がなく、プロセス間の通信もなく
なるため、システムの負荷を軽減することができるので
ある。
に対して１つ生成される要求スレッドからタイマ処理用
の子スレッドを生成し、要求ごとにタイマ処理を独立さ
せているのである。そして、子スレッドは、クライアン
トから要求があるときに作られ、その処理が終了すると
削除される。したがって、システムにタイマ管理用のプ
ロセスを常駐させてタイマ処理を行う場合に比べ、プロ
セスを常駐させる必要がなく、プロセス間の通信もなく
なるため、システムの負荷を軽減することができるので
ある。
【００４７】さらに、本システムでは、停止しているス
レッドの待ち状態解除によって、処理の終了あるいはタ
イムアウトを通知し、その区別のために１つのフラグで
構成される共有領域を利用するのである。したがって、
専用スレッドによりスレッドとタイムアウト時間を対応
付けたテーブルを用いてタイマを管理する方法に比べ、
テーブル表を管理するが必要なくなり、簡単な構成でタ
イマ管理を行うことができるのである。
レッドの待ち状態解除によって、処理の終了あるいはタ
イムアウトを通知し、その区別のために１つのフラグで
構成される共有領域を利用するのである。したがって、
専用スレッドによりスレッドとタイムアウト時間を対応
付けたテーブルを用いてタイマを管理する方法に比べ、
テーブル表を管理するが必要なくなり、簡単な構成でタ
イマ管理を行うことができるのである。
【００４８】なお、以上説明した図２〜図６の処理を実
現するためのプログラムを記録した記録媒体を用意し、
同記録媒体に記録されているプログラムによってコンピ
ュータを制御すれば、上述と同様にタイムアウト処理動
作を行うことができることは明白である。この記録媒体
には、半導体メモリ、磁気ディスク装置の他、種々の記
録媒体を用いることができる。
現するためのプログラムを記録した記録媒体を用意し、
同記録媒体に記録されているプログラムによってコンピ
ュータを制御すれば、上述と同様にタイムアウト処理動
作を行うことができることは明白である。この記録媒体
には、半導体メモリ、磁気ディスク装置の他、種々の記
録媒体を用いることができる。
【００４９】
【発明の効果】以上説明したように本発明は、１つの要
求に対して１つ生成される要求スレッドからタイマ処理
用の子スレッドを生成し、要求ごとにタイマ処理を独立
させ、その処理が終了すると子スレッドを削除すること
により、システムにタイマ管理用のプロセスを常駐させ
てタイマ処理を行う場合に比べ、プロセスを常駐させる
必要がなく、プロセス間の通信もなくなり、システムの
負荷を軽減することができるという効果がある。また、
停止しているスレッドの待ち状態解除によって、処理の
終了、あるいはタイムアウトを通知し、その区別に１つ
のフラグで構成される共有領域を利用することにより、
専用スレッドによりスレッドとタイムアウト時間とを対
応付けるテーブルを用いてタイマを管理する方法に比
べ、テーブル表を管理するが必要なくなり、簡単な構成
でタイマ管理を行うことができるという効果がある。
求に対して１つ生成される要求スレッドからタイマ処理
用の子スレッドを生成し、要求ごとにタイマ処理を独立
させ、その処理が終了すると子スレッドを削除すること
により、システムにタイマ管理用のプロセスを常駐させ
てタイマ処理を行う場合に比べ、プロセスを常駐させる
必要がなく、プロセス間の通信もなくなり、システムの
負荷を軽減することができるという効果がある。また、
停止しているスレッドの待ち状態解除によって、処理の
終了、あるいはタイムアウトを通知し、その区別に１つ
のフラグで構成される共有領域を利用することにより、
専用スレッドによりスレッドとタイムアウト時間とを対
応付けるテーブルを用いてタイマを管理する方法に比
べ、テーブル表を管理するが必要なくなり、簡単な構成
でタイマ管理を行うことができるという効果がある。
【図１】本発明の実施の一形態によるタイムアウト処理
方法を実現するためのタイムアウト処理システムの構成
を示すブロック図である。
方法を実現するためのタイムアウト処理システムの構成
を示すブロック図である。
【図２】図１中の受信部の動作を示すフローチャートで
ある。
ある。
【図３】図１中の応答部の動作を示すフローチャートで
ある。
ある。
【図４】図１中のタイマ処理部の動作を示すフローチャ
ートである。
ートである。
【図５】図１のシステムにおける応答正常時の要求受付
プロセスの流れを示す図である。
プロセスの流れを示す図である。
【図６】図１のシステムにおけるタイムアウト時の要求
受付プロセスの流れを示す図である。
受付プロセスの流れを示す図である。
１ サーバ ２ クライアント ３ 要求 ４ 応答 １１ 受信部 １２ 応答部 １３ タイマ処理部 １４ 状態記憶部 １０１ 要求受付プロセス １０２ 処理プロセス １０３ ソケット
Claims (15)
- 【請求項１】 予め定められた時間内に処理が行われな
かった旨をサーバからクライアントに通知するタイムア
ウト処理を行うタイムアウト処理システムであって、親
スレッドである要求スレッドをクライアントから受信し
たときにその子スレッドを生成する手段と、この生成し
た子スレッドによって前記タイムアウト処理を行う手段
とを含むことを特徴とするタイムアウト処理システム。 - 【請求項２】 前記子スレッドを生成したとき前記要求
スレッドは待ち状態に移行し、この待ち状態の解除によ
り前記要求スレッドに対応する要求処理が終了した旨及
び処理がタイムアウトした旨のうちのいずれか一方を通
知することを特徴とする請求項１記載のタイムアウト処
理システム。 - 【請求項３】 前記待ち状態への移行に応答してフラグ
を記入し、このフラグの内容を参照することによって前
記要求スレッドの状態を確認するようにしたことを特徴
とする請求項２記載のタイムアウト処理システム。 - 【請求項４】 前記フラグを記憶する状態記憶手段を更
に有することを特徴とする請求項３記載のタイムアウト
処理システム。 - 【請求項５】 前記状態記憶手段に対してフラグを記憶
するときにその状態記憶部に対してフラグを重複して記
入しないようにロックをかけることを特徴とする請求項
４記載のタイムアウト処理システム。 - 【請求項６】 予め定められた時間内に処理が行われな
かった旨をサーバからクライアントに通知するタイムア
ウト処理を行うタイムアウト処理方法であって、親スレ
ッドである要求スレッドをクライアントから受信したと
きにその子スレッドを生成するステップと、この生成し
た子スレッドによって前記タイムアウト処理を行うステ
ップとを含むことを特徴とするタイムアウト処理方法。 - 【請求項７】 前記子スレッドを生成したとき前記要求
スレッドは待ち状態に移行し、この待ち状態の解除によ
り前記要求スレッドに対応する要求処理が終了した旨及
び処理がタイムアウトした旨のうちのいずれか一方を通
知することを特徴とする請求項６記載のタイムアウト処
理方法。 - 【請求項８】 前記待ち状態への移行に応答してフラグ
を記入し、このフラグの内容を参照することによって前
記要求スレッドの状態を確認するようにしたことを特徴
とする請求項７記載のタイムアウト処理方法。 - 【請求項９】 前記フラグは、状態記憶部に記憶するよ
うにしたことを特徴とする請求項８記載のタイムアウト
処理方法。 - 【請求項１０】 前記状態記憶部に対してフラグを記憶
するときにその状態記憶部に対してフラグを重複して記
入しないようにロックをかけることを特徴とする請求項
９記載のタイムアウト処理方法。 - 【請求項１１】 予め定められた時間内に処理が行われ
なかった旨をサーバからクライアントに通知するタイム
アウト処理をコンピュータに行わせるためのプログラム
を記録した記録媒体であって、前記プログラムは、コン
ピュータに、親スレッドである要求スレッドをクライア
ントから受信したときにその子スレッドを生成するステ
ップと、この生成した子スレッドによって前記タイムア
ウト処理を行うステップとを含むことを特徴とする記録
媒体。 - 【請求項１２】 前記子スレッドを生成したとき前記要
求スレッドは待ち状態に移行し、この待ち状態の解除に
より前記要求スレッドに対応する要求処理が終了した旨
及び処理がタイムアウトした旨のうちのいずれか一方を
通知することを特徴とする請求項１１記載の記録媒体。 - 【請求項１３】 前記待ち状態への移行に応答してフラ
グを記入し、このフラグの内容を参照することによって
前記要求スレッドの状態を確認するようにしたことを特
徴とする請求項１２記載の記録媒体。 - 【請求項１４】 前記フラグは、状態記憶部に記憶する
ようにしたことを特徴とする請求項８記載の記録媒体。 - 【請求項１５】 前記状態記憶部に対してフラグを記憶
するときにその状態記憶部に対してフラグを重複して記
入しないようにロックをかけることを特徴とする請求項
１４記載の記録媒体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11071153A JP2000267894A (ja) | 1999-03-17 | 1999-03-17 | タイムアウト処理システム、処理方法及び記録媒体 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11071153A JP2000267894A (ja) | 1999-03-17 | 1999-03-17 | タイムアウト処理システム、処理方法及び記録媒体 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000267894A true JP2000267894A (ja) | 2000-09-29 |
Family
ID=13452396
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11071153A Pending JP2000267894A (ja) | 1999-03-17 | 1999-03-17 | タイムアウト処理システム、処理方法及び記録媒体 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2000267894A (ja) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2007507048A (ja) * | 2003-09-30 | 2007-03-22 | インテル・コーポレーション | マルチスレッディングのためのコンパイラが生成したヘルパースレッドの方法および装置 |
| KR100736647B1 (ko) | 2005-06-30 | 2007-07-09 | 후지쯔 가부시끼가이샤 | Ｒａｉｄ 장치, 통신 접속 감시 방법 및 프로그램 기록매체 |
| WO2007116930A1 (ja) * | 2006-04-07 | 2007-10-18 | Daikin Industries, Ltd. | 制御処理の停止方法 |
| US7308617B2 (en) | 2004-06-17 | 2007-12-11 | International Business Machines Corporation | Apparatus, system, and method for automatically freeing a server resource locked awaiting a failed acknowledgement from a client |
| US7929519B2 (en) * | 1997-10-08 | 2011-04-19 | At&T Intellectual Property Ii, L.P. | POTS/packet bridge |
| US8825804B2 (en) * | 2005-01-26 | 2014-09-02 | International Business Machines Corporation | Method and system for avoiding an unintentional time-out for communications in a client-proxy-server environment |
-
1999
- 1999-03-17 JP JP11071153A patent/JP2000267894A/ja active Pending
Cited By (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7929519B2 (en) * | 1997-10-08 | 2011-04-19 | At&T Intellectual Property Ii, L.P. | POTS/packet bridge |
| US9407773B2 (en) | 1997-10-08 | 2016-08-02 | At&T Intellectual Property Ii, L.P. | POTS/packet bridge |
| JP2007507048A (ja) * | 2003-09-30 | 2007-03-22 | インテル・コーポレーション | マルチスレッディングのためのコンパイラが生成したヘルパースレッドの方法および装置 |
| JP4701174B2 (ja) * | 2003-09-30 | 2011-06-15 | インテル・コーポレーション | マルチスレッディングのためのコンパイラが生成したヘルパースレッドの方法および装置 |
| US7308617B2 (en) | 2004-06-17 | 2007-12-11 | International Business Machines Corporation | Apparatus, system, and method for automatically freeing a server resource locked awaiting a failed acknowledgement from a client |
| US8825804B2 (en) * | 2005-01-26 | 2014-09-02 | International Business Machines Corporation | Method and system for avoiding an unintentional time-out for communications in a client-proxy-server environment |
| KR100736647B1 (ko) | 2005-06-30 | 2007-07-09 | 후지쯔 가부시끼가이샤 | Ｒａｉｄ 장치, 통신 접속 감시 방법 및 프로그램 기록매체 |
| WO2007116930A1 (ja) * | 2006-04-07 | 2007-10-18 | Daikin Industries, Ltd. | 制御処理の停止方法 |
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