JP2517851B2 - 並列プライオリティ制御方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はメモリ共有型の並列計算
機システムにおける、緊急のプロセスを優先的に実行さ
せるプロセスプライオリティ制御方法に関する。緊急の
プロセスとは、例えばユーザが割り込みキーを押すこと
によりオペレーティングシステムが新たなプロセスを生
成することにより発生する、応答時間が短いことを期待
するプロセスである。

【０００２】

【従来の技術】従来、メモリ共有型並列計算機システム
におけるプライオリティ制御方式については情報処理学
会研究報告８９ーＡＲＣ−７７″プロセッサ間ソフトウ
ェア割込処理を高速化するスリットチェック機構″（中
川ほか、Ｐ１７、１９８９年）において論じられてい
る。

【０００３】上記従来技術では、共有メモリを有するマ
ルチプロセッサにおいて、プロセッサ内では、実行待ち
プロセスをテーブルにプライオリティ順に格納し、プロ
セッサ間では、高プライオリティのプロセスを保有する
プロセッサがそれより低いプライオリティのプロセスし
か保有しないプロセッサにプロセス分配して、プライオ
リティ順にプロセスを実行させる。

【０００４】プロセス分配処理は、プロセス分配要求、
プロセス分配、プロセス受信の３つの処理ステップから
なる。

【０００５】プロセス分配要求のステップでは各プロセ
ッサが、共有メモリ上に格納されるシステム最高プライ
オリティと、プロセッサ最高プライオリティを比較し、
前者が高いなら、プロセス分配要求を発行し、後者が高
いなら、前者に後者の値を書き込むことによって、シス
テム最高プライオリティを増加させる。

【０００６】上記従来技術では、各プロセッサが、シス
テム内のすべてのプロセッサがプロセス分配要求を出し
ていることを検出した時にのみ、プロセッサ最高プライ
オリティ値を書き込むことによって、システム最高プラ
イオリティを減少させる。

【０００７】また、上記従来技術では、全てのプロセッ
サに対して共通の要求登録領域にプロセス分配要求を登
録し、このプロセス分配要求の存在を最初に検出したプ
ロセッサが、プロセッサ最高プライオリティのプロセス
を要求元プロセッサに分配する。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】上記従来技術は、共有
メモリ上のシステム最高プライオリティ値を有する最後
の実行待ちプロセスを実行し終っても、それが最後であ
ること知りえないので、更新しない。従って、共有メモ
リ上のシステム最高プライオリティの値の更新が遅れる
問題がある。そのため、真の全プロセッサ最高プライオ
リティのプロセスの分配が遅れる。また、存在しないプ
ライオリティのプロセスに対するプロセス分配要求が無
駄に発行される。

【０００９】さらに、システム最高プライオリティのプ
ロセスを保持するプロセッサを知りえないので、共有の
要求登録領域にプロセス分配要求を登録し、最初にその
要求の存在を検出したプロセッサが要求元プロセッサに
プロセス分配するので、システム最高プライオリティよ
りもプライオリティの低いプロセスの分配が発生すると
いう問題がある。

【００１０】本発明の目的は、システム最高プライオリ
ティの低下を早期に検出し、システム最高プライオリテ
ィの実行待ちプロセスを有するプロセッサから、実行待
ちプロセスの分配を要求する他のプロセッサに分配する
ためのプライオリティ制御方法を提供することにある。

【００１１】

【００１２】

【課題を解決するための手段】上記第１の目的を達成す
るために、本発明では、共有メモリ上にシステム最高プ
ライオリティ更新プロセッサ番号を格納し、この番号に
対応するプロセッサにおいてプロセッサ最高プライオリ
ティが変化した場合に、当該プロセッサが共有メモリ上
に変化後の値を書き込む。

【００１３】上記第２の目的を達成するために、プロセ
ス分配要求の要求相手をシステム最高プライオリティ更
新プロセッサに指定して行なう。

【００１４】

【作用】共有メモリ上に格納した、システム最高プライ
オリティ更新プロセッサ番号は、システム中の最高プラ
イオリティのプロセスを保持するプロセッサ番号を与え
る。このプロセッサ番号に対応するプロセッサはシステ
ム最高プライオリティのプロセスを保持しなくなった時
点で、すみやかに共有メモリ上の最高プライオリティを
減少させることができる。

【００１５】また、システム最高プライオリティよりも
低いプライオリティのプロセスしか保持しないプロセッ
サは、プロセス分配要求の相手をシステム最高プライオ
リティ更新プロセッサ番号によって指定できるので、誤
って低プライオリティのプロセスを分配することがな
い。

【００１６】

【実施例】以下、本発明の一実施例を図１から図５によ
り説明する。図１は、本発明の一実施例の構成図であ
る。３プロセッサＰＥ０〜ＰＥ２からなるメモリ共有型
マルチプロセッサが共有メモリ１により接続されてい
る。

【００１７】本実施例では、簡単のために、３プロセッ
サＰＥ０〜ＰＥ２からなるメモリ共有型マルチプロセッ
サを例に説明するが、プロセッサ数が増えた場合は、後
述するプロセッサ対応の領域１３１〜１３３、１４１〜
１４３を増やせば良い。各プロセッサＰＥ０、ＰＥ１、
ＰＥ２は複数のレジスタを有するマイコン等により実現
できる。

【００１８】各プロセッサには、そのプロセッサで実行
待ちのプロセスのプライオリティの内の最高のプライオ
リティを保持するレジスタ２１，２２又は２３が設けら
れている。経過時間レジスタ３１，３２，３３とキャッ
シュ４１，４２，４３についても同様である。

【００１９】図１に示すように、共有メモリ１に、シス
テム最高プライオリティ１１、システム最高プライオリ
ティ更新プロセッサ番号１２を格納する。共有メモリに
は、プロセス分配要求プロセッサ番号領域１３１〜１３
３がそれぞれ一つのプロセッサに対応して設けられてい
る。分配プロセスアドレス領域１４１〜１４３、プロセ
ッサ内における、実行待ちプロセスをプライオリティ順
に保持するプロセステ−ブル１６１〜１６３についても
同様である。

【００２０】各プロセッサは、図２のプロセス制御フロ
ー１００に示すように、プロセス取り出しｃ１とプロセ
ス処理ｃ２の実行後、プロセス分配要求制御ｃ３とプロ
セス分配制御ｃ４、プロセス受信ｃ５を行なう。

【００２１】各プロセッサは図１の構成を使って、例え
ば以下のように処理する。

【００２２】（１）各プロセッサ、例えばＰＥ３は、プ
ロセス取り出しｃ１では、実行待ちプロセスをプライオ
リティ順に格納した、そのプロセッサに対応して共有メ
モリ１に設けられたプロセステ−ブルたとえば１６３か
ら、そのプロセッサ内の最高プライオリティのプロセス
１５３ａを１個取り出す。

【００２３】（２）各プロセッサたとえばＰＥ３はプロ
セス処理ｃ２では、取り出したプロセス１５３ａを処理
する。

【００２４】（３）各プロセッサはそのプロセスの処理
の終了後にプロセス分配要求制御ｃ３を行う。例えばそ
のプロセッサがＰＥ３の場合、自プロセッサ番号“３”
とシステム最高プライオリティ更新プロセッサ番号１２
を比較する。今両者は等しくないと仮定する。そのと
き、そのプロセッサ内の最高プライオリティレジスタ２
３に保持する自プロセッサの最高プライオリティ２３
と、共有メモリ上の全プロセッサ最高プライオリティ１
１を比較する。後者が前者より高いと、自プロセッサの
最高プライオリティよりプライオリティが高いプロセス
が他プロセッサに存在することを知る。

【００２５】そこで、そのプロセッサ、たとえばＰＥ３
はシステム最高プライオリティ更新プロセッサ番号１２
の指し示すプロセッサ、例えばこれがＰＥ１とするとこ
のプロセッサに対して、高プライオリティプロセスを分
配することを要求する。このプロセス分配要求はシステ
ム最高プライオリティ更新プロセッサ番号１２が示すプ
ロセッサ、たとえばＰＥ１、に対応して共有メモリ１内
に設けられたプロセス分配要求元プロセッサ番号領域１
３１に、プロセス分配要求プロセッサ番号として、自プ
ロセッサ番号たとえば”３”を書き込むことにより実現
できる。

【００２６】もし、システム最高プライオリティが自プ
ロセッサの最高プライオリティと等しいときにはそのプ
ロセッサは、この分配要求を行なわない。たとえば、今
の例では、プロセッサＰＥ１はこのプロセス分配要求を
行なわない。

【００２７】（４）各プロセッサはプロセス分配要求制
御ｃ３の実行後にプロセス分配制御ｃ４を行う。まず、
そのプロセッサに対応して設けられたプロセス分配要求
元プロセッサ番号領域（たとえばそのプロセッサがＰＥ
１の場合領域１３１）からプロセス分配要求プロセッサ
番号を読み込んで、それが０でないときプロセス分配要
求の存在を、高プライオリティプロセスを分配すべき対
象のプロセッサ番号、たとえば”３”、を知ることがで
きる。そのプロセッサは、自プロセッサで実行待ちの状
態にあるプロセスの内最高のプライオリティのプロセス
を選択し、こうして知り得たプロセッサ番号に基づいて
分配要求プロセッサ（今の例ではＰＥ３）対応に共有メ
モリ１内に設けられた分配プロセスアドレス領域（今の
例では１４３）に、その選択した最高プライオリティの
プロセスを規定するプロセス環境レコード、たとえば１
５１、のアドレスを書き込む。本実施例ではプロセス環
境レコード１５１は次レコードアドレスと、命令コード
アドレスと、引き数リストアドレスと、プライオリティ
の４つのデータにより構成する。こうしてプロセス分配
制御ｃ４が終了する。

【００２８】各プロセッサは、自己に対応するプロセス
分配要求元プロセッサ番号領域（たとえばプロセッサＰ
Ｅ３の場合は領域１３３）の内容が０のときには、勿論
プロセスの分配をしない。

【００２９】（５）各プロセッサはプロセス分配制御ｃ
４のあとにプロセス受信ｃ５を行う。まず、そのプロセ
ッサに対する分配プロセスアドレスたとえばプロセッサ
ＰＥ３の場合は、アドレス１４３を読み込んで、それが
０でないときプロセス分配の存在を検出し、分配された
プロセス環境レコード、たとえば１５１、のアドレスを
自分のプロセステーブル、たとえば１６３、に、プライ
オリティに従って登録する。このとき、そのプロセッサ
対応の最高プライオリティレジスタ、たとえばプロセッ
サＰＥ３の場合はレジスタ２３、に格納されたＰＥ３の
最高プライオリティを、受信したプロセスのプライオリ
ティと比較し、大きいほうの値をこのレジスタ２３に設
定する。

【００３０】（６）各プロセッサ、たとえばＰＥ３、は
再度プロセス取り出しｃ１を実行したとき、そのプロセ
ッサの最高プライオリティ、レジスタ、たとえば２３、
に格納した最高プライオリティのプロセスをそのプロセ
ッサに対するプロセステーブル、例えば１６３、から取
り出し、プロセス処理ｃ２で実行する。こうして受信し
た高プライオリティのプロセスを緊急に実行することが
できる。

【００３１】共有メモリ１上の各プロセッサへのプロセ
ス分配要求プロセッサ番号領域１３１〜１３３および分
配プロセスアドレス領域１４１〜１４３の書き込みは、
複数のプロセッサの実行時間の衝突による誤操作を回避
するために、例えば、ＩＢＭマニュアル″ＩＢＭ Ｓｙ
ｓｔｅｍ／３７０ Ｅｘｔｅｎｄｅｄ Ａｒｃｈｉｔｅ
ｃｔｕｒｅ Ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓ ｏｆ Ｏｐｅｒａ
ｔｉｏｎ ＳＡ２２−７０８５−０ペ−ジＡ１４″に述
べられるようなコンペア・アンド・スワップ（Ｃｏｍｐ
ａｒｅ ａｎｄ Ｓｗａｐ）手順を用い、データ″０″
を書き込む。

【００３２】なお、本実施例では、プロセス分配要求お
よびプロセス分配の検出は、上記のように共有メモリ上
の固定アドレスの領域１３１〜１３３、１４１〜１４３
が０でないか０かによって行ったが、前述の文献のよう
な通信用レジスタを用いれば、処理をさらに高速化する
こともできる。

【００３３】図３は本発明によるプロセス分配要求制御
ｃ３のフローチャートである。

【００３４】ステップａ１，及びａ２では、従来技術と
同じく、共有メモリ上のデータの頻繁な更新と参照によ
る、全体性能の低下を回避するために、レジスタ３１〜
３３上に保持したパラメータタイマｔｉｍｅｒにより、
プライオリティ制御の正確さを限定した範囲で落として
いる。つまり、本実施例ではプロセッサ間で共有するデ
−タ１１及び１２の読みだし、書き込み回数を１６分の
１に削減している。これは、キャッシュ４１〜４３のよ
うなアドレスとデータのペアを保持して、対応するアド
レスへの２回目以降の読みだしや書き込みを高速化する
システムにおいて、複数のプロセッサが同一アドレスに
書き込むことにより発生するキャッシュミス回数を削減
するためである。なお、１６より大きな値にすると、プ
ライオリティ制御の不正確さが増加するかわりに、オー
バヘッドが減少する関係にある。一般に、この数値は任
意の値で良い。

【００３５】次に各プロセッサでシステム最高プライオ
リティ更新プロセッサ番号と自プロセッサ番号の比較ａ
３を行い、その両者が等しくない場合、プロセッサが行
なうプロセス分配要求制御ｃ３では、レジスタ２１〜２
３が保持する自プロセッサの最高プライオリティとシス
テム最高プライオリティ１１の比較ステップａ４を行
い、前者が大きい場合は、ステップａ５にてデ−タ１１
及び１２をシステム最高プライオリティ１１が増えるよ
うに更新し、後者が大きい場合は、ステップａ６にてシ
ステム最高プライオリティ更新プロセッサ番号１２をも
とにプロセス分配要求を行なう。ここで、システム最高
プライオリティ更新プロセッサ番号１２により高プライ
オリティプロセスを保持するプロセッサを知ることがで
きるので、従来技術のように低いプライオリティしか保
持しないプロセッサからプロセスを受け取ることがな
い。

【００３６】先のステップａ３による比較結果が等しい
場合、最高プライオリティ更新プロセッサにおいては、
ステップａ７により、自プロセッサの最高プライオリテ
ィが、過去において書き込んだシステム最高プライオリ
ティ１１よりも減少していた場合にのみ、システム最高
プライオリティ１１が減少するように更新を行う。ここ
で、システム最高プライオリティ更新プロセッサ番号１
２を使うことによりシステム最高プライオリティ１１を
すみやかに減少させることができるので、従来技術のよ
うに、全てのプロセッサが要求を発行するのを待たず
に、システム最高プライオリティ１１に相当するプロセ
スが存在しない事実を反映できるので、より正確な制御
が実現できる上、無駄なプロセス分配要求で全体の性能
を低下させることが少ない。

【００３７】図４は本発明によるプロセス分配要求を受
け付けたプロセッサが実行する、プロセス分配制御ｃ４
のフローチャートである。ステップｂ０で、プロセス分
配要求を検出したとき、ステップｂ１で、システム最高
プライオリティ１１よりも高いプライオリティのプロセ
スを２個以上保持しているかを判定し、２個以上保持し
ていない場合、他プロセッサへの分配を断念し、ステッ
プｂ３により、自プロセッサへのプロセス分配要求プロ
セッサ番号をデータ″０″の書き込みによりクリアす
る。システム最高プライオリティ１１よりも高いプライ
オリティのプロセスを、２個以上保持する場合は、ステ
ップｂ２により、高プライオリティプロセス要求プロセ
ッサ番号１３１〜１３３のうちの自プロセッサに対応す
る１つが示すプロセッサに対応する分配プロセスアドレ
ス領域１４１，１４２又は１４３に最高プライオリティ
のプロセスのプロセス実行環境コードのアドレスを書き
込み、プロセスの分配を行う。

【００３８】なお、高プライオリティプロセスを要求す
るプロセッサが複数になることが普通であるので、プロ
セス分配要求プロセッサ番号領域１３１〜１３３は、一
般にプロセッサ番号をビット位置とする１ビットデータ
の１か０かにより要求の存非を格納するビットマップ形
式で１ワードに保持することにより、複数の要求の衝突
による待ち時間を短縮できる上、同一プロセッサからの
複数回の要求ケースにも、プッシュダウンスタック形式
の場合に生じるようなアドレスリンクをたどる処理を回
避できる。

【００３９】図５は本発明による並列プライオリティ制
御による、時間経過に従った共有メモリ上のデータの更
新の一例を表わしたものである。

【００４０】時刻ｔ１では、各プロセッサの最高プライ
オリティがＰＥ１〜３に対応して、それぞれ、値２０
０、値５０、値５０であった。図の斜線部分は値の更新
が行われたことを示し、ｔ１では、プライオリティ値２
００のプロセスが新たに出現し、システム最高プライオ
リティ１１は一時的に不正確になっている。

【００４１】本実施例では、共有データの頻繁な更新を
回避するために、ｔｉｍｅｒ値は共有せず、レジスタに
より個々のプロセッサが保持するので、ＰＥ１のｔｉｍ
ｅｒ３１により決定される時刻ｔ２において、上記の不
正確はステップａ４により検出され、システム最高プラ
イオリティ１１およびシステム最高プライオリティ更新
プロセッサ番号１２はＰＥ１の実行するステップａ５に
より、１１の値５０が値２００に増加するように更新さ
れる。

【００４２】ｔ２におけるシステム最高プライオリティ
１１の更新により、ＰＥ３のｔｉｍｅｒ３２に規定され
る時刻ｔ３において、他より低プライオリティのプロセ
スしか持たないことをステップａ４により検出したＰＥ
３は、ステップａ６により、ＰＥ１への高プライオリテ
ィプロセス要求プロセッサ番号１３１として、ビット位
置３番が値１であるビットマップ″００１″を書き込
む。そして、領域１３１が０でないことを検出したＰＥ
１は、図１の分配プロセスアドレス１４３にプロセス環
境レコードアドレスを書き込むことによりＰＥ３に対し
てプロセスを分配する。この時点で、２つあった、最高
プライオリティプロセスはＰＥ１およびＰＥ３にて実行
中となったので、システム中に実行待ちとして保持する
プロセスの最高プライオリティは、全てのプロセッサで
たかだか５０になったとする。

【００４３】つぎに、ＰＥ１のｔｉｍｅｒ３１により規
定される時刻ｔ４において、ステップａ８により、全プ
ロセッサ最高プライオリティ１１は値２００が値５０に
減少するように、ＰＥ１により更新される。

【００４４】以上の説明のように、本実施例によれば、
並列計算機システムにおいて、より正確で、効率の良い
プライオリティ制御を実現する効果がある。

【００４５】

【発明の効果】本発明によれば、共有メモリ上のシステ
ム最高プライオリティをすみやかに減少させることがで
きるので、プライオリティ制御がより正確に行え、無駄
な通信を削減する効果がある。また、高プライオリティ
のプロセス要求は、相手を特定できるので、誤って低プ
ライオリティのプロセスを分配されることがない。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例の構成図である。

【図２】プロセス制御フローである。

【図３】本発明によるプロセス分配要求制御ｃ３のフロ
ーチャート。

【図４】本発明によるプロセス分配制御ｃ４のフローチ
ャート。

【図５】本発明による時間経過に従った共有メモリ上の
データの更新の一例である。

【符号の説明】

１…共有メモリ、１１…システム最高プライオリティ、
１２…システム最高プライオリティ更新プロセッサ番
号、１３１、１３２、１３３…プロセス分配要求プロセ
ッサ番号、１４１、１４２、１４３…分配プロセスアド
レス、２１…自プロセッサの最高プライオリティ格納レ
ジスタ。

フロントページの続き (56)参考文献 電子情報通信学会技術研究報告ＶＯ Ｌ．91，ＮＯ．130（ＣＰＳＹ91 ４− 33）ＰＡＧＥ．41−47 1991“並列処理 マシンＰＩＭ／Ｃにおける自動負荷分散 支援機構”中川貴之、杉江衛

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】（１）マルチプロセッサを構成する複数の
   プロセッサに対し、各プロセッサ毎に対応する複数の実
   行待ちプロセスをプライオリティ順に格納したプロセス
   テーブルと、全てのプロセッサにおける実行待ちプロセ
   スの内、最高のプライオリティ（システム最高プライオ
   リティ）を保持するシステム最高プライオリティ保持手
   段と、システム最高プライオリティの実行待ちプロセス
   をプロセス処理すべきプロセッサのプロセッサ番号を保
   持するシステム最高プライオリティプロセッサ番号保持
   手段とを、複数のプロセッサにより共有される共有メモ
   リに設け、 （２）各プロセッサは、自プロセッサにおける複数の実
   行待ちプロセスの内、最高のプライオリティ（プロセッ
   サ最高プライオリティ）を保持するプロセッサ最高プラ
   イオリティ保持手段を有し、 （３）各プロセッサは、上記共有メモリの自プロセッサ
   に対応するプロセステーブルから実行待ちプロセスの
   内、最高のプライオリティの実行待ちプロセスを取り出
   してプロセス処理し、 （４）各プロセッサは、上記プロセス処理の終了後、自
   プロセッサ番号と上記共有メモリのシステム最高プライ
   オリティプロセッサ番号保持手段に保持されたプロセッ
   サ番号とを比較し、 一致しない場合に、上記プロセッサ最高プライオリティ
   保持手段に保持されたプロセッサ最高プライオリティと
   上記共有メモリのシステム最高プライオリティ保持手段
   に保持されたシステム最高プライオリティを比較し、シ
   ステム最高プライオリティの方が高い場合に、上記共有
   メモリのシステム最高プライオリティプロセッサ番号保
   持手段に保持されたプロセッサ番号のプロセッサに対し
   て、実行待ちプロセッサ分配を要求し、 （５）プロセスの分配を要求されたプロセス分配要求先
   プロセッサは、自プロセッサに対応する実行待ちプロセ
   スの内、最高のプライオリティの実行待ちプロセスを選
   択し、実行待ちプロセスの分配を要求したプロセス分配
   元プロセッサに対して、選択された実行待ちプロセスを
   分配し、 上記共有メモリの上記プロセス分配要求先プロセッサに
   対応するプロセステー ブルを分配された実行待ちプロセ
   スのプライオリティに応じて書き換え、 上記プロセス分配要求先プロセッサのプロセッサ最高プ
   ライオリティ保持手段に保持されたプロセッサ最高プラ
   イオリティと分配された実行待ちプロセスのプライオリ
   ティとを比較して、プライオリティの高い方をプロセッ
   サ最高プライオリティ保持手段に保持し、 プロセッサ最高プライオリティ保持手段に保持されたプ
   ロセッサ最高プライオリティの実行待ちプロセスを上記
   共有メモリの上記プロセス分配要求先プロセッサプロセ
   ステーブルから取りだしてプロセス処理する、 ことを特徴とする並列 プライオリティ制御方法。