JP2001084235A - ロック粒度統計情報を利用した排他制御方法及びプログラムを記録した機械読み取り可能な記録媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 共有メモリ方式の多重プロセッサ計算機シス
テムにおいて、ロック待ち発生時に発生するオーバヘッ
ド時間を低減させることにより、システム性能を向上さ
せる。 【解決手段】 ロック要求されたリソースＲをロックで
きない場合、リソースＲのロック粒度統計情報（ロック
時間の平均値等を含む）およびロック要求元がリソース
Ｒを使用しない他に行うべき処理を有しているか否かを
示すフラグ情報を利用してロック待ち方式をスピン方
式，スリープ方式，トライロック方式の何れにするかを
決定する。ロック待ち方式をスピン方式にした場合は、
更に、ロック粒度統計情報に基づいてスピン待ち時間を
決定する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、共有メモリ方式の
多重プロセッサ計算機システムにおける排他制御方法に
関し、特に、排他制御のオーバヘッド時間による計算機
システムの性能低下を低減させることができるロック粒
度統計情報を利用した排他制御方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】複数のプロセッサがメインメモリを共有
する共有メモリ方式の多重プロセッサ計算機システムに
おいては、一般に、プロセス（手続き）によるリソース
（プロセスが参照や変更などを行う資源や、その資源に
対する一連の処理のかたまり）の逐次的（排他的）な使
用を保証するため、ロックワードが格納されたメモリ上
の領域に対する参照と設定とを１マシンクロックで行う
テストアンドセット命令を利用している。ロックワード
は、一般的にはメインメモリ上に置かれることが多い
が、計算機システムによってはメインメモリではなく特
定（専用）のメモリ上に置かれる場合もある。

【０００３】テストアンドセット命令を利用した従来の
一般的な排他制御方法は、次のようなものであった。例
えば、或るプロセスＰａが或るリソースＲａの排他的な
使用を要求すると、オペレーティングシステムがテスト
アンドセット命令により、リソースＲａに対応するロッ
クワードを参照してリソースＲａがロック状態であるか
否かを調べると共にリソースＲａに対応するロックワー
ドをロック状態を示す値に変更する。

【０００４】そして、ロックワードがロック状態でない
ことを示している場合は、プロセスＰａにロック成功を
通知し、リソースＲａの排他的な使用を許可する。これ
に対して、ロックワードがロック状態であることを示し
ている場合には、オペレーティングシステムは、リソー
スをロックできなかった場合に行う処理（ロック待ち発
生時の処理）を行う。ロック待ち発生時に行う処理の方
式（ロック待ち方式）には、（１）ロックが取得できる
までスピンしながら待ち続けるスピン方式、（２）他に
行うべき処理がないのでプロセスＰａをスリープさせ、
他のプロセスのためにプロセッサ（ＣＰＵ）を開放する
スリープ方式、（３）リソースＲａを使用しない他に行
うべき処理があるので、リソースＲａに対するロックを
あきらめ、プロセスＰａにリソースＲａを使用しない他
の処理を行わせるトライロック方式等がある。

【０００５】従来の排他制御方法では、ロック待ち方式
は、計算機システム全体あるいはリソース毎に固定的に
定められており、オペレーティングシステムは、固定的
に定められているロック待ち方式の処理を行う。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】一般的に、共有メモリ
方式の多重プロセッサ計算機システムでは、最も単純な
スピン方式を採用することが多いが、本質的にどの方式
を採用すべきかは、その排他対象となるリソースの性質
に依存している。

【０００７】ここで、ロック待ちが発生した場合に、計
算機システムの性能を落とさないために留意すべき点
は、ロックワードに対して必要以上に頻繁にアクセスを
行わないようにするということである。すなわち、ロッ
クワードに対して必要以上に頻繁にアクセスを行うと、
メモリバンク競合による性能低下を招いてしまうので、
そのようなことは避けなければならない。従って、ロッ
ク待ちが発生した場合の最も効率的な対処方法は、ロッ
クを取っているプロセスがリソースをアンロックしたタ
イミングで、タイムリにロックを取得できるような待ち
方で一定時間待つ方式である。この待ち時間は、具体的
にはそのリソースに対するアクセスパターン、即ちロッ
クとアンロックとのタイミング、さらに言えばロックさ
れていた時間（ロック粒度）に依存していると考えられ
る。

【０００８】ロック粒度が十分に小さい場合は、（１）
のスピン方式が適している。また、ロック粒度がスリー
プ処理に要する時間（即ちスイッチ処理時間）よりも十
分に大きい場合で、なおかつ他に行うべき処理がない場
合は、（２）のスリープ方式が適している。逆に、他に
行うべき処理がある場合は、（３）のトライロック方式
が適しているということになる。つまり、ロック粒度が
十分に小さい場合は、ＣＰＵ時間は無駄に消費される
が、その時間は極僅かなので、制御が簡単で負荷の少な
い（１）のスピン方式が適している。また、ロック粒度
がスイッチ処理時間よりも十分に大きい場合は、制御は
複雑になるが、ＣＰＵ時間を有効に使用することができ
るので、（２）のスリープ方式が適している。

【０００９】しかしながら、ロック粒度は、ロック毎に
一定の値になるわけではなく、システムの運用状況に応
じて動的に変動する。このため、計算機システム全体あ
るいはリソース毎に固定的にロック待ち方式が定められ
ている従来の排他制御方法では、ロック粒度に応じた最
適なロック待ち方式の処理が行われず、その結果、計算
機システムの性能を低下させてしまう場合があるという
問題がある。例えば、スピン方式による処理が固定的に
割り当てられているリソースのロック粒度が、システム
運用に伴って大きくなった場合には、ロックワードに対
するアクセスが必要以上に頻繁に行われ、メモリバンク
競合による性能低下を招いてしまう。また、例えば、ス
リープ方式による処理が固定的に割り当てられているリ
ソースのロック粒度がシステム運用に伴ってスイッチ処
理時間よりも小さくなった場合には、スピン方式に比較
して制御が複雑になるだけで、ＣＰＵ時間を有効利用で
きなくなってしまう。

【００１０】そこで、本発明の目的は、ロック粒度の統
計情報を利用してロック待ち方式を動的に変更すること
で、メモリバンク競合や、無駄なスイッチ処理等による
オーバヘッド時間を減少させることにより、システム全
体の性能を向上させることにある。

【００１１】尚、特開平４−２９７９４９号公報には、
競合の発生回数等の統計情報に基づいて、排他単位のサ
イズを変更する技術が記載されているが、ロック粒度の
統計情報に基づいてロック待ち方式を動的に変更するも
のではない。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明のロック粒度統計
情報を利用した排他制御方法は、上記目的を達成するた
め、複数のプロセッサがメインメモリを共有する共有メ
モリ方式の多重プロセッサ計算機システムにおいて、前
記複数のプロセッサによって共有されるリソースがロッ
クされる毎にロック粒度を算出すると共に、該算出した
ロック粒度に基づいて前記リソースのロック粒度統計情
報を更新し、前記リソースに対するロック待ちが発生し
たとき、前記リソースのロック粒度統計情報に基づいて
ロック待ち方式を決定する。

【００１３】ここで、ロック粒度統計情報には、例え
ば、ロック粒度の平均値が含まれ、また、ロック粒度統
計情報に基づいて決定するロック方式には、例えば、ス
ピン待ち時間経過後に再度リソースに対するロックを試
みるスピン方式或いはロック要求元をスリープさせるス
リープ方式が含まれる。

【００１４】また、本発明のロック粒度統計情報を利用
した排他制御方法は、ロック方式としてスピン方式が決
定された場合、スピン待ち時間を最適なものにできるよ
うにするため、ロック待ち方式をスピン方式と決定した
場合は、前記リソースのロック粒度統計情報に基づいて
前記ロック待ち時間を決定する。

【００１５】

【発明の実施の形態】次に本発明の実施の形態について
図面を参照して詳細に説明する。

【００１６】図１は、本発明のロック粒度統計情報を利
用した排他制御方法が適用される共有メモリ方式の多重
プロセッサ計算機システムの構成例を示すブロック図で
あり、複数台のプロセッサ（コンピュータ）１−１〜１
−ｎと、各プロセッサ１−１〜１−ｎによって共用され
るメインメモリ２と、複数台の入出力処理装置３−１〜
３−ｍとから構成される。

【００１７】メインメモリ２上には、処理の単位となる
プロセス４−１〜４−ｉと、オペレーティングシステム
５とが存在する。オペレーティングシステム５は、排他
単位となるリソース（メモリ資源やＩ／Ｏ資源）毎の管
理テーブル６−１〜６−ｊと、管理テーブル６−１〜６
−ｊによって管理される各リソース毎のロックワード７
−１〜７−ｊ及び待ち行列８−１〜８−ｊとを含んでい
る。

【００１８】図２，図３はオペレーティングシステム５
の処理例を示す流れ図であり、以下各図を参照して本実
施例の動作を説明する。

【００１９】今、例えば、プロセッサ１−１上で動作し
ているプロセス４−１において、管理テーブル６−ｊで
管理されているリソースＲｊ（図示せず）に対する排他
的なアクセスが必要になった場合、プロセス４−１は、
リソースＲｊのロックを要求するシステムコールを発行
する。尚、このシステムコールには、プロセス４−１に
おいて、リソースＲｊを使用しない他に行うべき処理が
あるか否かを示すフラグ情報が含まれる。

【００２０】上記したシステムコールが発行されると、
オペレーティングシステム５は、何れかのプロセッサ
（例えばプロセッサ１−ｎ）上で、図２の流れ図に示す
処理を行う。つまり、オペレーティングシステム５は、
プロセッサ１−ｎによって読み取られ、プロセッサ１−
ｎの動作を制御することで、図２の流れ図に示す処理を
行わせる。

【００２１】先ず、ステップＳ１のロック判定処理にお
いて、オペレーティングシステム５は、テストアンドセ
ット命令を実行し、リソースＲｊに対するロックワード
７−ｊを参照すると共にロックワード７−ｊにロック状
態であることを示す値を書き込む。そして、参照時のロ
ックワード７−ｊの値がアンロック状態であることを示
している場合、即ちリソースＲｊがロック可能である場
合は、ステップＳ２のロック処理を行い、参照時のロッ
クワード７−ｊの値がロック状態であることを示してい
る場合、即ちリソースＲｊがロック不可の場合は、ステ
ップＳ３のロック待ち方式判定処理を行う。

【００２２】今、例えば、ステップＳ１において、ロッ
ク可能と判定した場合は、オペレーティングシステム５
は、ステップＳ２のロック処理において、ロック要求元
のプロセス４−１に対してロック成功を通知し、更に現
在時刻を取得しそれをロック開始時刻としてリソースＲ
ｊ対応の管理テーブル６−ｊに書き込む。

【００２３】ロック要求元のプロセス４−１は、ロック
成功が通知されると、リソースＲｊを独占的に使用した
処理を開始する。

【００２４】その後、プロセス４−１が、リソースＲｊ
のアンロックを要求するシステムコールを発行すると、
オペレーティングシステム５は何れかのプロセッサ（例
えばプロセッサ１−ｎ）上で図３の流れ図に示す処理を
行う。つまり、オペレーティングシステム５はプロセッ
サ１−ｎによって読み取られ、プロセッサ１−ｎの動作
を制御することで、図３の流れ図に示す処理を行わせ
る。

【００２５】先ず、ステップＳ１１のアンロック処理に
おいて、オペレーティングシステム５は、アンロック要
求されたリソースＲｊに対応するロックワード７−ｊに
アンロック状態を示す値を書き込む。

【００２６】次いで、ステップＳ１２のロック粒度算出
処理において、リソースＲｊ対応の管理テーブル６−ｊ
に格納されているロック開始時刻と現在時刻との差分を
求めることにより、リソースＲｊがロックされていた時
間（ロック粒度）を算出する。

【００２７】その後、ステップＳ１３のロック粒度統計
情報算出処理において、管理テーブル６−ｊに格納され
ている、リソースＲｊについてのロック粒度統計情報を
更新する。ロック粒度統計情報には、ロック回数，ロッ
ク粒度の平均値，分散値，最大値，最小値等が含まれて
おり、ステップ１３においては、ロック回数を＋１した
り、ステップＳ１２で算出した今回のロック粒度と管理
テーブル６−ｊに登録されているロック粒度統計情報と
に基づいてロック粒度の平均値，分散値，最大値，最小
値等を更新する。

【００２８】そして、最後にステップＳ１４のウェイク
アップ処理において、リソースＲｊのロック待ちをして
いる、スリープしているプロセスの識別子が登録される
待ち行列８−ｊを参照し、識別子が登録されている場合
は、例えば、先頭に登録されている識別子を取り出し、
その識別子のプロセスを起こす。つまり、プロセスをレ
ディ状態にし、ＣＰＵ時間の割り当て対象にする。

【００２９】次に、図２のステップＳ１において、プロ
セス４−１によってロック要求されたリソースＲｊをロ
ックできないと判定した場合の動作について説明する。

【００３０】ステップＳ１において、リソースＲｊをロ
ックできないと判定した場合、オペレーティングシステ
ム５は、ステップＳ３のロック待ち方式判定処理を行
い、ロック待ち方式を決定する。

【００３１】このステップＳ３のロック待ち方式判定処
理では、例えば、以下のようにしてロック待ち方式を決
定する。

【００３２】先ず、プロセス４−１が発行したシステム
コールに含まれているフラグ情報を参照し、プロセス４
−１に、リソースＲｊを使用しない他に行うべき処理が
あるか否かを調べる。そして、他に行うべき処理がある
場合は、ロック待ち方式をトライロック方式とする。こ
れに対して、他に行うべき処理がない場合は、リソース
Ｒｊ対応の管理テーブル６−ｊに格納されているリソー
スＲｊのロック粒度統計情報に基づいて、ロック待ち方
式をスピン方式にするか、スリープ方式にするかを決定
する。例えば、ロック粒度の平均値がスリープ処理に要
する時間よりも短い場合はスピン方式、長い場合はスリ
ープ方式、等しい場合はスピン方式，スリープ方式の内
の予め定められている一方の方式とする。更に、ロック
待ち方式をスピン方式と決定した場合には、管理テーブ
ル６−ｊに登録されているリソースＲｊのロック粒度統
計情報に基づいて、スピン待ち時間を決定する。例え
ば、ロック粒度の平均値或いは最小値をスピン待ち間隔
とする。

【００３３】ステップＳ３でロック待ち方式をスピン方
式にすることを決定した場合は、オペレーティングシス
テム５は、ステップＳ４のスピン待ち処理を行う。ステ
ップＳ４のスピン待ち処理では、ステップＳ３で決定さ
れたスピン待ち時間が経過するのを待ち、スピン待ち時
間が経過すると再びステップＳ１のロック判定処理を行
う。

【００３４】また、ステップＳ３でロック待ち方式をス
リープ方式にすることを決定した場合は、ステップＳ５
のスリープ待ち処理を行う。このステップＳ５のスリー
プ待ち処理では、ロック要求元のプロセス４−１をスリ
ープさせ、プロセス４−１が割り当てられていたプロセ
ッサ１−１を開放する。即ち、プロセス４−１をウエイ
ト状態にすることにより、それが割り当てられていたプ
ロセッサ１−１を開放する。更に、ステップＳ３では、
プロセス４−１の識別子を、プロセス４−１がロック要
求したリソースＲｊに対応する待ち行列８−ｊに登録す
る。

【００３５】また、ステップＳ３でロック待ち方式をト
ライロック方式にすることを決定した場合は、ステップ
Ｓ６のトライロック処理を行う。このステップＳ６のト
ライロック処理では、ロック要求元のプロセス４−１に
ロック失敗を通知する。この通知を受けたプロセス４−
１は、リソースＲｊを使用しない他の処理を実行する。

【００３６】図４は図３のロック粒度統計情報算出処理
（ステップＳ１３）および図２のロック待ち方式判定処
理（ステップＳ３）の処理を詳細に説明するための図で
ある。

【００３７】プロセスＮがリソースＲ（図示せず）をア
ンロックすると、ステップＳ１２のロック粒度算出処理
において、ロック粒度Ｔn を算出し、次のＳ１３のロッ
ク粒度統計情報算出処理において、前回までのリソース
Ｒのロック粒度統計情報Ｐn-1 と今回新たに算出したロ
ック粒度Ｔn とから新たなロック粒度統計情報Ｐn を次
式（１）により算出する。

【００３８】Ｐn ＝関数Ｆ1(Ｐn-1,Ｔn) … （１）

【００３９】ここでロック粒度統計情報Ｐには、tmin＝
ロック粒度の最小値，tmax＝ロック粒度の最大値，ｔ＝
ロック粒度の総和, tc＝ロック回数, t2＝ロック粒度の
２乗の総和,tav＝ロック粒度の平均値,tbu＝ロック粒度
の分散値, その他の情報が含まれている。すなわち、Ｐ
＝ (tmin, tmax, t, tc, t2, tav, tbu,その他) であ
る。

【００４０】プロセスＮがリソースＲをロックしている
ときに、プロセスＮ＋１がリソースＲをロックしようと
すると、図２のステップＳ１のロック判定処理において
ロック不可と判定され、ステップＳ３のロック待ち方式
判定処理が行われる。このステップＳ３のロック待ち方
式判定処理では、他に行うべき処理があるかないかを示
すフラグ情報flagとロック粒度統計情報Ｐn とから次式
（２）に示すようにしてロック待ち方式Ｍn+1 を決定す
る。

【００４１】Ｍn+1 ＝関数Ｆ2(Ｐn, flag) … （２）

【００４２】ロック待ち方式をスピン方式と決定した場
合には、ロック粒度統計情報Ｐn から次式（３）に示す
ようにしてスピン待ち時間Ｗn+1 を決定する。

【００４３】Ｗn+1 ＝関数Ｆ3(Ｐn) … （３）

【００４４】

【発明の効果】以上説明したように、本発明は、ロック
粒度統計情報を利用してロック待ち方式を動的に変更す
るので、メモリバンク競合や、無駄なスイッチ処理等に
よるオーバヘッド時間を減少させることができる。この
結果、共有メモリ方式の多重プロセッサ計算機システム
の性能を向上させることができる。

【００４５】更に、本発明は、ロック待ち方式をスピン
方式と決定した場合には、ロック粒度統計情報を利用し
てスピン待ち時間を決定するようにしているので、メモ
リバンク競合によるオーバヘッド時間を更に減少させる
ことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明方法を適用する共有メモリ方式の多重プ
ロセッサ計算機システムの構成例を示すブロック図であ
る。

【図２】オペレーティングシステム５のロック要求時の
処理例を示す流れ図である。

【図３】オペレーティングシステム５のアンロック要求
時の処理例を示す流れ図である。

【図４】ロック待ち方式判定処理およびロック粒度統計
情報算出処理を説明するための図である。

【符号の説明】

１−１〜１−ｎ…プロセッサ ２…メインメモリ ３−１〜３−ｍ…入出力処理装置 ４−１〜４−ｉ…プロセス ５…オペレーティングシステム ６−１〜６−ｊ…管理テーブル ７−１〜７−ｊ…ロックワード ８−１〜８−ｊ…待ち行列

Claims (7)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のプロセッサがメインメモリを共有
   する共有メモリ方式の多重プロセッサ計算機システムに
   おいて、 前記複数のプロセッサによって共有されるリソースがロ
   ックされる毎にロック粒度を算出すると共に、該算出し
   たロック粒度に基づいて前記リソースのロック粒度統計
   情報を更新し、 前記リソースに対するロック待ちが発生したとき、前記
   リソースのロック粒度統計情報に基づいてロック待ち方
   式を決定することを特徴とするロック粒度統計情報を利
   用した排他制御方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載のロック粒度統計情報を利
   用した排他制御方法において、 前記ロック粒度統計情報は、ロック粒度の平均値を含む
   ことを特徴とするロック粒度統計情報を利用した排他制
   御方法。
3. 【請求項３】 請求項１記載のロック粒度統計情報を利
   用した排他制御方法において、 前記ロック粒度統計情報に基づいて決定するロック待ち
   方式は、スピン待ち時間経過後に再度前記リソースに対
   するロックを試みるスピン方式或いはロック要求元をス
   リープさせるスリープ方式であることを特徴とするロッ
   ク粒度統計情報を利用した排他制御方法。
4. 【請求項４】 請求項３記載のロック粒度統計情報を利
   用した排他制御方法において、 ロック待ち方式をスピン方式と決定した場合は、前記リ
   ソースのロック粒度統計情報に基づいて前記スピン待ち
   時間を決定することを特徴とするロック粒度統計情報を
   利用した排他制御方法。
5. 【請求項５】 複数のプロセッサがメインメモリを共有
   する共有メモリ方式の多重プロセッサ計算機システムに
   おいて、 前記複数のプロセッサによって共有されるリソースがロ
   ックされる毎にロック粒度を算出すると共に、該算出し
   たロック粒度に基づいて前記リソースのロック粒度統計
   情報を更新し、 前記リソースに対するロック待ちが発生したとき、前記
   リソースのロック粒度統計情報と、ロック要求元が前記
   リソースを使用しない処理を行えるか否かを示す情報と
   に基づいてロック待ち方式を決定し、該決定したロック
   待ち方式がスピン待ち時間経過後に再度前記リソースに
   対するロックを試みるロック待ち方式である場合は前記
   リソースのロック粒度統計情報に基づいて前記スピン待
   ち時間を決定することを特徴とするロック粒度統計情報
   を利用した排他制御方法。
6. 【請求項６】 請求項５記載のロック粒度統計情報を利
   用した排他制御方法において、 前記ロック粒度統計情報に基づいて決定するロック待ち
   方式は、スピン待ち時間経過後に再度前記リソースに対
   するロックを試みるスピン方式，ロック要求元をスリー
   プさせるスリープ方式或いは要求元に他の処理を行わせ
   るトライロック方式であることを特徴とするロック粒度
   統計情報を利用した排他制御方法。
7. 【請求項７】 コンピュータに、 リソースがロックされる毎にロック粒度を算出すると共
   に、該算出したロック粒度に基づいて前記リソースのロ
   ック粒度統計情報を更新する処理と、 前記リソースに対するロック待ちが発生したとき、前記
   リソースのロック粒度統計情報に基づいてロック待ち方
   式を決定する処理とを行わせるためのプログラムを記録
   した機械読み取り可能な記録媒体。