JP2690435B2 - 処理をプロセッサにディスパッチするためのマイクロプログラム手段を有するマルチプロセッサシステム - Google Patents
処理をプロセッサにディスパッチするためのマイクロプログラム手段を有するマルチプロセッサシステムInfo
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/48—Program initiating; Program switching, e.g. by interrupt
- G06F9/4806—Task transfer initiation or dispatching
- G06F9/4843—Task transfer initiation or dispatching by program, e.g. task dispatcher, supervisor, operating system
- G06F9/4881—Scheduling strategies for dispatcher, e.g. round robin, multi-level priority queues
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はマルチプロセッサタイプ
の情報処理システムの分野に属し、特にかかるシステム
における処理のプロセッサへの動的タスク割当てを保証
するために使用されるメカニズムに関する。
の情報処理システムの分野に属し、特にかかるシステム
における処理のプロセッサへの動的タスク割当てを保証
するために使用されるメカニズムに関する。
【０００２】
【従来の技術】処理（プロセス、ｐｒｏｃｅｓｓ）をプ
ロセッサに割当てること（通常は“ディスパッチング”
と称される）は、特にトランザクションタイプのアプリ
ケーションにおいては、その用法がシステムパフォーマ
ンスに大きく影響するオペレーションである。パフォー
マンスに及ぼすディスパッチングの影響は、ディスパッ
チングをトリガし得る事象の平均頻度はプロセッサの数
に比例して増大するが故に、システムプロセッサの数が
大きくなると特に変動し易い。ディスパッチングは、実
行される処理の選択に変更を起こし得る任意の事象によ
ってトリガされるオペレーションである。大抵の場合、
かかる事象は、処理間でオペレーションを同期化するこ
とから生じ、処理とは、アプリケーションプログラム、
または入／出力プログラムのようなオペレーティングシ
ステムプログラムを実行するものであり得る。例えばプ
ロセッサの状態の変化、または処理をシステムに導入も
しくはシステムから消去したり処理の１つのプライオリ
ティレベルを変更する特定の命令に関係する他のタイプ
の事象もあり得る。このような事象の出現は、事象及
び、例えば実行される準備が整っている処理のプライオ
リティ順位を考慮するような種々の基準の関数として、
処理をプロセッサに新たに割り当てる決定をまかされた
システムマイクロプログラムを能動化する効果を有す
る。
ロセッサに割当てること（通常は“ディスパッチング”
と称される）は、特にトランザクションタイプのアプリ
ケーションにおいては、その用法がシステムパフォーマ
ンスに大きく影響するオペレーションである。パフォー
マンスに及ぼすディスパッチングの影響は、ディスパッ
チングをトリガし得る事象の平均頻度はプロセッサの数
に比例して増大するが故に、システムプロセッサの数が
大きくなると特に変動し易い。ディスパッチングは、実
行される処理の選択に変更を起こし得る任意の事象によ
ってトリガされるオペレーションである。大抵の場合、
かかる事象は、処理間でオペレーションを同期化するこ
とから生じ、処理とは、アプリケーションプログラム、
または入／出力プログラムのようなオペレーティングシ
ステムプログラムを実行するものであり得る。例えばプ
ロセッサの状態の変化、または処理をシステムに導入も
しくはシステムから消去したり処理の１つのプライオリ
ティレベルを変更する特定の命令に関係する他のタイプ
の事象もあり得る。このような事象の出現は、事象及
び、例えば実行される準備が整っている処理のプライオ
リティ順位を考慮するような種々の基準の関数として、
処理をプロセッサに新たに割り当てる決定をまかされた
システムマイクロプログラムを能動化する効果を有す
る。
【０００３】マイクロプログラム使用のケースでは、デ
ィスパッチングは２つのフェーズで行われる。第１の選
択フェーズは、“ＳＥＬＥＣＴ”と称される第１のマイ
クロプログラムモジュールの実行に対応し、実行される
べき処理及びその処理を実行するプロセッサの選択を行
なうために与えられる。この選択フェーズには、関係す
るプロセッサに実行されるべき新たな処理を通知する役
割を果たす割込みを送ることが含まれる。アドレス指定
されたプロセッサによってかかる割込みが受信される
と、実質的にその実行が割り込まれた処理の内容を保存
し且つ実行されるべき新たな処理の内容をプロセッサ内
にロードすることからなる実行フェーズが、該プロセッ
サ内でトリガされる。この実行フェーズは、“ＥＸＥ
Ｃ”と称されるマイクロプログラムモジュールを含むプ
ロセッサによる並行処理に対応する。
ィスパッチングは２つのフェーズで行われる。第１の選
択フェーズは、“ＳＥＬＥＣＴ”と称される第１のマイ
クロプログラムモジュールの実行に対応し、実行される
べき処理及びその処理を実行するプロセッサの選択を行
なうために与えられる。この選択フェーズには、関係す
るプロセッサに実行されるべき新たな処理を通知する役
割を果たす割込みを送ることが含まれる。アドレス指定
されたプロセッサによってかかる割込みが受信される
と、実質的にその実行が割り込まれた処理の内容を保存
し且つ実行されるべき新たな処理の内容をプロセッサ内
にロードすることからなる実行フェーズが、該プロセッ
サ内でトリガされる。この実行フェーズは、“ＥＸＥ
Ｃ”と称されるマイクロプログラムモジュールを含むプ
ロセッサによる並行処理に対応する。
【０００４】ディスパッチングをトリガする事象に対す
るシステムの応答時間を向上するためには選択オペレー
ションが分散式に行われ得ることが望ましく、これに
は、システムの全てのプロセッサまたは少なくともその
うちの幾つかが各々が選択オペレーションを実行し得る
ことが必要である。この問題は、１９８６年５月２０日
発行米国特許第４，５９０，５５５号（欧州特許Ｂ１
３０ ５０４号に対応）の課題であり、前記特許は参照
により本明細書の一部を構成するものとする。この特許
は特に、各々が選択オペレーションを実行しようとする
複数のプロセッサ間に起こり得る対立に係わる問題を取
り扱っている。選択オペレーションは、処理及びプロセ
ッサの状態のようなシステム全体で同じ値を有し続けね
ばならないシステムデータを取扱うが故に、このような
対立は無条件に回避されねばならない。このためには特
にロックが与えられる。即ち、先行のディスパッチング
が完全に終了しないうちに他のプロセッサが新たな選択
フェーズを実行しないように、ディスパッチングを実行
しているプロセッサによって能動化及び保持されるイン
ジケータ手段が与えられる。
るシステムの応答時間を向上するためには選択オペレー
ションが分散式に行われ得ることが望ましく、これに
は、システムの全てのプロセッサまたは少なくともその
うちの幾つかが各々が選択オペレーションを実行し得る
ことが必要である。この問題は、１９８６年５月２０日
発行米国特許第４，５９０，５５５号（欧州特許Ｂ１
３０ ５０４号に対応）の課題であり、前記特許は参照
により本明細書の一部を構成するものとする。この特許
は特に、各々が選択オペレーションを実行しようとする
複数のプロセッサ間に起こり得る対立に係わる問題を取
り扱っている。選択オペレーションは、処理及びプロセ
ッサの状態のようなシステム全体で同じ値を有し続けね
ばならないシステムデータを取扱うが故に、このような
対立は無条件に回避されねばならない。このためには特
にロックが与えられる。即ち、先行のディスパッチング
が完全に終了しないうちに他のプロセッサが新たな選択
フェーズを実行しないように、ディスパッチングを実行
しているプロセッサによって能動化及び保持されるイン
ジケータ手段が与えられる。
【０００５】米国特許４５９０５５５に対応する、特公
昭６４−６４８８号公報は、マルチプロッセサシステム
を示している。一般的に、このようなシステムは、プロ
ッセサの数Ｍよりも大きな数Ｎのプロセス（処理）を処
理することができる。システムは、常時、ＮのうちＭの
プロセスを処理する。Ｎのプロセスは、本質的に二つの
クラスに分類できる。Ｋ個のプロセス（ＰＲ／ＲＤＹ）
の第１のクラスは、ランすることができ、Ｌ個のプロセ
スの第２のクラスは、ランすることだできないものであ
る。ランすることができるＫ個のプロセス（ＰＲ／ＲＤ
Ｙ）の内、最大Ｍ個のプロセスは、システムのプロセッ
サによってランしており、Ｋ−Ｍ個のプロセスは、プロ
ッセサを待っている。ランすることができないＬ個のプ
ロセッサの内には、その時点で条件の充足を要求してい
ない停止されたプロセスと、終了したプロセスと、ラン
を継続するためのリソースを待っているプロセスとがあ
る。図５はポインタ（ＩＱＷ）によってアクセスされる
待ち行列を示す。ファイルは、Ｋ個のプロセス（ＰＲ／
ＲＤＹ）を保持し、ランすることができない第２のクラ
スのプロセスに移行するのを待っている。待ち行列（Ｐ
Ｒ／ＲＤＹ）に入る場合には、同一のプライオリティレ
ベルの最後のプロセスの後に、プロセスを挿入する。こ
の待ち行列の最初のＭ個のプロセスは、より高いプライ
オリティレベルを有し、またより高いプライオリティレ
ベルを有する中では、そのプライオリティレベルにおい
てより古いものである。したがって、プロセッサは、こ
れらのＭ個のプロセスのそれぞれに割り当てられる。
昭６４−６４８８号公報は、マルチプロッセサシステム
を示している。一般的に、このようなシステムは、プロ
ッセサの数Ｍよりも大きな数Ｎのプロセス（処理）を処
理することができる。システムは、常時、ＮのうちＭの
プロセスを処理する。Ｎのプロセスは、本質的に二つの
クラスに分類できる。Ｋ個のプロセス（ＰＲ／ＲＤＹ）
の第１のクラスは、ランすることができ、Ｌ個のプロセ
スの第２のクラスは、ランすることだできないものであ
る。ランすることができるＫ個のプロセス（ＰＲ／ＲＤ
Ｙ）の内、最大Ｍ個のプロセスは、システムのプロセッ
サによってランしており、Ｋ−Ｍ個のプロセスは、プロ
ッセサを待っている。ランすることができないＬ個のプ
ロセッサの内には、その時点で条件の充足を要求してい
ない停止されたプロセスと、終了したプロセスと、ラン
を継続するためのリソースを待っているプロセスとがあ
る。図５はポインタ（ＩＱＷ）によってアクセスされる
待ち行列を示す。ファイルは、Ｋ個のプロセス（ＰＲ／
ＲＤＹ）を保持し、ランすることができない第２のクラ
スのプロセスに移行するのを待っている。待ち行列（Ｐ
Ｒ／ＲＤＹ）に入る場合には、同一のプライオリティレ
ベルの最後のプロセスの後に、プロセスを挿入する。こ
の待ち行列の最初のＭ個のプロセスは、より高いプライ
オリティレベルを有し、またより高いプライオリティレ
ベルを有する中では、そのプライオリティレベルにおい
てより古いものである。したがって、プロセッサは、こ
れらのＭ個のプロセスのそれぞれに割り当てられる。
【０００６】待ち行列の内容を変える事象（ＰＲ／ＲＤ
Ｙ）が起こる度に、図７Ａから図８Ｃのアルゴリズムに
よって、プロッセサが待ち行列の最初のＭ個のプロセス
（処理）に割り当てられていることが保証される。実
際、ランさせることの緊急度がより高いプロセスがあ
る。それを管理するために、待ち行列が空でない場合に
は、モジュールＳＥＬＥＣＴが、ポインタ（ＩＱＷ）の
助けを借りて、ステップ１００９さらにステップ１０１
３において、待ち行列を最初からスキャンする。
Ｙ）が起こる度に、図７Ａから図８Ｃのアルゴリズムに
よって、プロッセサが待ち行列の最初のＭ個のプロセス
（処理）に割り当てられていることが保証される。実
際、ランさせることの緊急度がより高いプロセスがあ
る。それを管理するために、待ち行列が空でない場合に
は、モジュールＳＥＬＥＣＴが、ポインタ（ＩＱＷ）の
助けを借りて、ステップ１００９さらにステップ１０１
３において、待ち行列を最初からスキャンする。
【０００７】事象に対応して、待ち行列の最初のＭ個の
プロセッサを系統的にスキャンすることによって、プロ
ッセサへのプロセス（処理）のディスパッチが行われ
る。ディスパッチの度に、少なくともプロッセサの数で
あるＭに等しい多数のリンクが参照される。この方法
は、プロッセサの数がそれほど多くない場合には、迅速
に行われる。しかし、プロセッサの数が増加すると、そ
れに比例してプロセッサにプロセスをディスパッチする
のに必要な時間が増大する。システムの性能の低下を防
止するために、提起された問題は、プロッセサの数が増
加しても、なお、短時間でディスパッチを決定すること
である。
プロセッサを系統的にスキャンすることによって、プロ
ッセサへのプロセス（処理）のディスパッチが行われ
る。ディスパッチの度に、少なくともプロッセサの数で
あるＭに等しい多数のリンクが参照される。この方法
は、プロッセサの数がそれほど多くない場合には、迅速
に行われる。しかし、プロセッサの数が増加すると、そ
れに比例してプロセッサにプロセスをディスパッチする
のに必要な時間が増大する。システムの性能の低下を防
止するために、提起された問題は、プロッセサの数が増
加しても、なお、短時間でディスパッチを決定すること
である。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、プロ
セッサの数が増大しても相対的なシステムパフォーマン
スの低下を招くことのないように上述のディスパッチン
グの最適実施例を提案することである。
セッサの数が増大しても相対的なシステムパフォーマン
スの低下を招くことのないように上述のディスパッチン
グの最適実施例を提案することである。
【０００９】この最適化を求めて、マルチプロセッサシ
ステムにおいて実行される種々のタイプのディスパッチ
ングを統計的に分析した。トランザクション型アプリケ
ーションにおいては、この分析によって約７５％のケー
スでディスパッチングオペレーションは最終的に、実行
する処理の選択に変更がないか、または単一処理のみの
実行に割込み且つ一般的にはそれを別の処理で置き換え
る結果となることが確認された。従って上記のディスパ
ッチングが頻繁なケースは、処理されるべき最も単純な
ものと推定され、システムの一貫性が全ての環境下で保
存され得るようにこの状況を利用する手段を見いだす必
要があった。
ステムにおいて実行される種々のタイプのディスパッチ
ングを統計的に分析した。トランザクション型アプリケ
ーションにおいては、この分析によって約７５％のケー
スでディスパッチングオペレーションは最終的に、実行
する処理の選択に変更がないか、または単一処理のみの
実行に割込み且つ一般的にはそれを別の処理で置き換え
る結果となることが確認された。従って上記のディスパ
ッチングが頻繁なケースは、処理されるべき最も単純な
ものと推定され、システムの一貫性が全ての環境下で保
存され得るようにこの状況を利用する手段を見いだす必
要があった。
【００１０】第２に、選択オペレーションに関与する２
つの資源カテゴリを区別することができる。第１のカテ
ゴリは、一般的には処理キューによって物理的に実現さ
れる、システム内に設定された処理の状態に係わる情報
を含む。処理キューは一般に事象と関係して存在する。
各キューは、その実行が割り込まれて事象または関係メ
ッセージの出現を待っている全ての処理のアイデンティ
ティを含んでいる。一方で、実行中の処理及び実行する
準備の整った処理、即ち使用可能なプロセッサがないた
めに実行され得ない処理を含む少なくとも１つのキュー
が存在する。第２の資源カテゴリは、プロセッサ間の連
絡を可能とする対話手段を含む。かかる手段は通常は、
特に選択オペレーションを実行しているプロセッサが、
アドレス指定されたプロセッサに、実行されるべき新た
な処理を通知できるようにする、メールボックスと称さ
れるデータ交換ゾーンに関係する割込みメカニズムによ
って実現される。ディスパッチングが最も頻繁となる環
境を更に詳細に分析することにより、上記資源のうち、
幾つかのものだけが使用されることが極めて多いことが
確認された。実際、ディスパッチングをトリガし得る事
象が、実行中の処理による事象またはメッセージの通知
からなるならば、２つのケースが起こり得る。第１のケ
ースはその事象を待つ処理のないケースである。事象を
発生したプロセッサは大部分のケースで、事象が発生し
たことを示すためにセマフォタイプのデータ構造を更新
し得る。このプロセッサは、それまでにそれが実行して
いた処理を続けて実行することができ、システムのプロ
セッサに処理をディスパッチングすることにおいて何が
起ころうと変更はない。その場合、セマフォに関係する
データ構造のみが関与する。もう１つのケースは、少な
くとも１つの処理がこの事象を待っているケースであ
る。キュー内の最高プライオリティを有する処理がその
キューから抽出され、レディ状態処理キュー内に挿入さ
れ、この処理は、そのプライオリティレベルに従ってシ
ステムのプロセッサの１つにおいてアクティブな処理と
置き換わることができる。このオペレーションに関与す
る資源は、セマフォに関係するデータ構造及び処理キュ
ー、レディまたはアクティブ状態処理キュー、及び必要
に応じて、待ち状態にあった処理が別のプロセッサにお
いてアクティブ状態だった処理と置き換わらねばならな
いならば、プロセッサ間対話手段である。
つの資源カテゴリを区別することができる。第１のカテ
ゴリは、一般的には処理キューによって物理的に実現さ
れる、システム内に設定された処理の状態に係わる情報
を含む。処理キューは一般に事象と関係して存在する。
各キューは、その実行が割り込まれて事象または関係メ
ッセージの出現を待っている全ての処理のアイデンティ
ティを含んでいる。一方で、実行中の処理及び実行する
準備の整った処理、即ち使用可能なプロセッサがないた
めに実行され得ない処理を含む少なくとも１つのキュー
が存在する。第２の資源カテゴリは、プロセッサ間の連
絡を可能とする対話手段を含む。かかる手段は通常は、
特に選択オペレーションを実行しているプロセッサが、
アドレス指定されたプロセッサに、実行されるべき新た
な処理を通知できるようにする、メールボックスと称さ
れるデータ交換ゾーンに関係する割込みメカニズムによ
って実現される。ディスパッチングが最も頻繁となる環
境を更に詳細に分析することにより、上記資源のうち、
幾つかのものだけが使用されることが極めて多いことが
確認された。実際、ディスパッチングをトリガし得る事
象が、実行中の処理による事象またはメッセージの通知
からなるならば、２つのケースが起こり得る。第１のケ
ースはその事象を待つ処理のないケースである。事象を
発生したプロセッサは大部分のケースで、事象が発生し
たことを示すためにセマフォタイプのデータ構造を更新
し得る。このプロセッサは、それまでにそれが実行して
いた処理を続けて実行することができ、システムのプロ
セッサに処理をディスパッチングすることにおいて何が
起ころうと変更はない。その場合、セマフォに関係する
データ構造のみが関与する。もう１つのケースは、少な
くとも１つの処理がこの事象を待っているケースであ
る。キュー内の最高プライオリティを有する処理がその
キューから抽出され、レディ状態処理キュー内に挿入さ
れ、この処理は、そのプライオリティレベルに従ってシ
ステムのプロセッサの１つにおいてアクティブな処理と
置き換わることができる。このオペレーションに関与す
る資源は、セマフォに関係するデータ構造及び処理キュ
ー、レディまたはアクティブ状態処理キュー、及び必要
に応じて、待ち状態にあった処理が別のプロセッサにお
いてアクティブ状態だった処理と置き換わらねばならな
いならば、プロセッサ間対話手段である。
【００１１】別の例として、アクティブ状態処理が、そ
の実行を継続し得るために事象が発生したかまたはメッ
セージが存在するか問合せねばならない相補的なケース
を例にとると、ここでも２つのケースに区別される。第
１のケースでは、事象またはメッセージは既に通知され
ており、これは、セマフォに関係するデータ構造をアク
セスすることによりプロセッサによって検証される。処
理はその実行を続けることができる。第２のケースで
は、事象またはメッセージは通知されておらず、処理の
実行は割り込まれねばならない。その場合、レディ状態
処理キュー内の最高プライオリティを有する処理が、プ
ロセッサによってそれまで実行されていた処理にとって
替わる。資源の使用については、第１のケースではセマ
フォに関係するデータ構造のみが関与し、第２のケース
ではレディ状態処理キューも関与する。これとは反対に
対話手段はいずれのケースでも使用されない。
の実行を継続し得るために事象が発生したかまたはメッ
セージが存在するか問合せねばならない相補的なケース
を例にとると、ここでも２つのケースに区別される。第
１のケースでは、事象またはメッセージは既に通知され
ており、これは、セマフォに関係するデータ構造をアク
セスすることによりプロセッサによって検証される。処
理はその実行を続けることができる。第２のケースで
は、事象またはメッセージは通知されておらず、処理の
実行は割り込まれねばならない。その場合、レディ状態
処理キュー内の最高プライオリティを有する処理が、プ
ロセッサによってそれまで実行されていた処理にとって
替わる。資源の使用については、第１のケースではセマ
フォに関係するデータ構造のみが関与し、第２のケース
ではレディ状態処理キューも関与する。これとは反対に
対話手段はいずれのケースでも使用されない。
【００１２】特定の状況で上記実施例の幾つかに基づ
き、処理をプロセッサにディスパッチするオペレーショ
ンは、各々が特定の事象または状況の１つのカテゴリに
対応していて、実際にはディスパッチングオペレーショ
ンに関与し得る資源セットの幾つかしか使用しない複数
のより単純なオペレーションに分割することができる。
き、処理をプロセッサにディスパッチするオペレーショ
ンは、各々が特定の事象または状況の１つのカテゴリに
対応していて、実際にはディスパッチングオペレーショ
ンに関与し得る資源セットの幾つかしか使用しない複数
のより単純なオペレーションに分割することができる。
【００１３】従って本発明の目的は、プロセッサの数が
増大しても相対的なシステムパフォーマンスの低下を招
くことのないように、ディスパッチングにおける所定の
フェーズを並行処理し得る可能性を増大しようという観
点から上記知見を利用することである。しかしながら、
提案される実施例は機能的に信頼性があり且つ使用が単
純なものであらねばならない。
増大しても相対的なシステムパフォーマンスの低下を招
くことのないように、ディスパッチングにおける所定の
フェーズを並行処理し得る可能性を増大しようという観
点から上記知見を利用することである。しかしながら、
提案される実施例は機能的に信頼性があり且つ使用が単
純なものであらねばならない。
【００１４】
【課題を解決するための手段】この目的は、ディスパッ
チングを行うソフトウェアを細分することにより達成さ
れ、この細分は、処理をプロセッサにディスパッチング
する上で同じタイプの変更を起こる事象の１つのカテゴ
リ（分類）またはセットに属する少なくとも１つの専用
モジュール（専用マイクロプログラムモジュール）を定
義するように選択され、これは、同じタイプの資源が使
用されることを意味する。複数のこのタイプのモジュー
ルを与えることにより、システム資源の点で対立する危
険性もなく複数のモジュールが同時に実行される可能性
を増大する結果となる。
チングを行うソフトウェアを細分することにより達成さ
れ、この細分は、処理をプロセッサにディスパッチング
する上で同じタイプの変更を起こる事象の１つのカテゴ
リ（分類）またはセットに属する少なくとも１つの専用
モジュール（専用マイクロプログラムモジュール）を定
義するように選択され、これは、同じタイプの資源が使
用されることを意味する。複数のこのタイプのモジュー
ルを与えることにより、システム資源の点で対立する危
険性もなく複数のモジュールが同時に実行される可能性
を増大する結果となる。
【００１５】カテゴリに適合しない事象、即ち専用モジ
ュールによって処理され得ない事象を考慮するための特
別モジュールを与えることも適当である。
ュールによって処理され得ない事象を考慮するための特
別モジュールを与えることも適当である。
【００１６】より正確には、本発明は、複数のプロセッ
サ（ＣＰＵ）を備えたマルチプロセッサ情報処理システ
ムであって、各プロセッサが、マイクロプログラム化さ
れた手段（ＣＰ）を備え、前記マイクロプログラム化さ
れた手段が、前記プロセッサによってその割り込みが検
出された事象に応答して、実行されるプロセスの選択及
びプロセスを実行するプロセッサの選択の変更を行うた
めに、特定の事象の分類に応じて、最低のプライオリテ
ィを有する最後のアクティブ処理にリンクしたポインタ
によって、割り当ての決定を行うための少なくとも一つ
の専用マイクロプログラムモジュール（ＣＨＳＥＬ，Ｄ
ＱＳＥＬ，ＥＱＳＥＬ）と、前記専用マイクロプログラ
ムモジュールによって取り扱われる事象以外の事象に対
して、前記割り当ての決定を行うための中央マイクロプ
ログラムモジュール（ＣＴＳＥＬ）とを実行することを
特徴とするマルチプロセッサ情報処理システムを提供す
る。
サ（ＣＰＵ）を備えたマルチプロセッサ情報処理システ
ムであって、各プロセッサが、マイクロプログラム化さ
れた手段（ＣＰ）を備え、前記マイクロプログラム化さ
れた手段が、前記プロセッサによってその割り込みが検
出された事象に応答して、実行されるプロセスの選択及
びプロセスを実行するプロセッサの選択の変更を行うた
めに、特定の事象の分類に応じて、最低のプライオリテ
ィを有する最後のアクティブ処理にリンクしたポインタ
によって、割り当ての決定を行うための少なくとも一つ
の専用マイクロプログラムモジュール（ＣＨＳＥＬ，Ｄ
ＱＳＥＬ，ＥＱＳＥＬ）と、前記専用マイクロプログラ
ムモジュールによって取り扱われる事象以外の事象に対
して、前記割り当ての決定を行うための中央マイクロプ
ログラムモジュール（ＣＴＳＥＬ）とを実行することを
特徴とするマルチプロセッサ情報処理システムを提供す
る。
【００１７】システムパフォーマンスの見地から本発明
をよりよく利用するため、本発明の別の特徴において
は、特定事象のカテゴリは、特にマイクロプログラム化
された手段がプロセッサに処理を割り当てる間に起こる
確率が最も高い事象を含む。
をよりよく利用するため、本発明の別の特徴において
は、特定事象のカテゴリは、特にマイクロプログラム化
された手段がプロセッサに処理を割り当てる間に起こる
確率が最も高い事象を含む。
【００１８】並行処理の可能性を増強するため、本発明
の別の特徴においては、特定事象の各カテゴリは、実行
される処理及び該処理を実行するプロセッサの選択を単
に変更するだけである事象を含む。
の別の特徴においては、特定事象の各カテゴリは、実行
される処理及び該処理を実行するプロセッサの選択を単
に変更するだけである事象を含む。
【００１９】本発明は更に、前記システムにおいて実行
され得る処理の状態が、事象待ち処理キューまたはレデ
ィ状態処理キュー、即ちプロセッサ内で動作可能なもし
くはプロセッサ待ち中の処理キュー内に記憶されている
ならば、事象のカテゴリが、レディ状態処理キューにお
いてそれぞれ単一処理ＪＰの追加、抹消または移動を惹
起し得る事象を含む、前記システムの特定の実施例をも
提供する。
され得る処理の状態が、事象待ち処理キューまたはレデ
ィ状態処理キュー、即ちプロセッサ内で動作可能なもし
くはプロセッサ待ち中の処理キュー内に記憶されている
ならば、事象のカテゴリが、レディ状態処理キューにお
いてそれぞれ単一処理ＪＰの追加、抹消または移動を惹
起し得る事象を含む、前記システムの特定の実施例をも
提供する。
【００２０】専用モジュールは、関係事象に完全に対応
して且つ全ての環境下でディスパッチングを実行するよ
うに設計することができる。しかしながらそれには、モ
ジュールをより複雑にしたりマイクロプログラムのメモ
リサイズを増大する必要がある。この欠点を解消するた
め本発明の変形例によれば、好ましくは複数のプロセッ
サにおける同時ディスパッチングオペレーション間に対
立が存在するような例外的複合状況に対応する、所定の
ケース外での選択オペレーションを完全に実行するよう
に各専用モジュールは与えられている。各専用モジュー
ルは、上記ケースを検出して中央モジュールを呼び出す
ように与えられている。従って中央モジュールは、専用
モジュールによって処理されない上記全ての例外的ケー
スを統括的に処理するように設計されている。
して且つ全ての環境下でディスパッチングを実行するよ
うに設計することができる。しかしながらそれには、モ
ジュールをより複雑にしたりマイクロプログラムのメモ
リサイズを増大する必要がある。この欠点を解消するた
め本発明の変形例によれば、好ましくは複数のプロセッ
サにおける同時ディスパッチングオペレーション間に対
立が存在するような例外的複合状況に対応する、所定の
ケース外での選択オペレーションを完全に実行するよう
に各専用モジュールは与えられている。各専用モジュー
ルは、上記ケースを検出して中央モジュールを呼び出す
ように与えられている。従って中央モジュールは、専用
モジュールによって処理されない上記全ての例外的ケー
スを統括的に処理するように設計されている。
【００２１】従って特定の実施例においては本発明のシ
ステムは、実行されるべき新たな処理ＮＪＰのアイデン
ティティを他のプロセッサに通知するリクエストを発信
するために、プロセッサのマイクロプログラム手段によ
って適宜使用される処理間対話手段を含んでいる。一方
でかかる対話手段は、一度にただ１つのプロセッサのみ
がリクエストを発信することを保証するためにマイクロ
プログラム手段によって使用される第１の対話ロックを
備えている。最後に各専用モジュールは、該専用モジュ
ールの実行が対話を含む一方、前記ロックがかけられて
いる場合には、その実行を停止し且つ中央モジュールを
呼び出すように設計されている。
ステムは、実行されるべき新たな処理ＮＪＰのアイデン
ティティを他のプロセッサに通知するリクエストを発信
するために、プロセッサのマイクロプログラム手段によ
って適宜使用される処理間対話手段を含んでいる。一方
でかかる対話手段は、一度にただ１つのプロセッサのみ
がリクエストを発信することを保証するためにマイクロ
プログラム手段によって使用される第１の対話ロックを
備えている。最後に各専用モジュールは、該専用モジュ
ールの実行が対話を含む一方、前記ロックがかけられて
いる場合には、その実行を停止し且つ中央モジュールを
呼び出すように設計されている。
【００２２】
【実施例】実施例の更なる態様及び詳細を以下の説明に
おいて詳述する。
おいて詳述する。
【００２３】図１に示したシステムは、情報処理システ
ムの中央サブシステムと称されるものを構成している。
これは、相互に並びに中央メモリＭＵ及び入／出力装置
ＩＯＵと通信し得るようにシステムバスＳＢに接続され
ている複数のプロセッサＣＰＵ，ＣＰＵｉで構成されて
いる。入／出力装置ＩＯＵによって中央サブシステムは
周辺サブシステム（図示なし）と通信することができ
る。
ムの中央サブシステムと称されるものを構成している。
これは、相互に並びに中央メモリＭＵ及び入／出力装置
ＩＯＵと通信し得るようにシステムバスＳＢに接続され
ている複数のプロセッサＣＰＵ，ＣＰＵｉで構成されて
いる。入／出力装置ＩＯＵによって中央サブシステムは
周辺サブシステム（図示なし）と通信することができ
る。
【００２４】中央メモリＭＵは、メモリコントローラ及
びバスＳＢのコントローラの両方の役割を果たすインタ
ーフェース回路ＳＣＵを介してシステムバスＳＢに接続
されている複数のメモリモジュールまたはカードによっ
て実現することができる。通常の方法ではバスＳＢは、
データバスＤＴＳ、アドレスバスＡＤＳ及びコマンド及
びコントロールラインＣＤＳによって構成される。
びバスＳＢのコントローラの両方の役割を果たすインタ
ーフェース回路ＳＣＵを介してシステムバスＳＢに接続
されている複数のメモリモジュールまたはカードによっ
て実現することができる。通常の方法ではバスＳＢは、
データバスＤＴＳ、アドレスバスＡＤＳ及びコマンド及
びコントロールラインＣＤＳによって構成される。
【００２５】各プロセッサＣＰＵは必然的に、マイクロ
プログラム処理手段ＣＰと、システムバスＳＢとのイン
ターフェースとして作用するキャッシュメモリＣＡとを
含んでいる。キャッシュメモリＣＡは、データバスＤＴ
Ｓに接続されたメモリ回路ＤＡＴと、アドレスバスＡＤ
Ｓ及びコントロールラインＣＤＳに接続されたコントロ
ーラＤＩＲとで構成されている。処理手段ＣＰは、それ
ぞれ特定機能に割り当てられた複数の機能ユニットＥＡ
Ｄ、ＢＤＰ、ＦＰＰを含んでいる。特にユニットＥＡＤ
は、アドレスラインＡＤを介してコントローラＤＩＲに
接続されているアドレス指定ユニットである。ユニット
ＥＡＤ、ＢＤＰ、ＦＰＰは内部データバスＤＴを介して
メモリ回路ＤＡＴにも、また内部コマンド及びコントロ
ールラインＣＤを介してコントローラＤＩＲにも接続さ
れている。
プログラム処理手段ＣＰと、システムバスＳＢとのイン
ターフェースとして作用するキャッシュメモリＣＡとを
含んでいる。キャッシュメモリＣＡは、データバスＤＴ
Ｓに接続されたメモリ回路ＤＡＴと、アドレスバスＡＤ
Ｓ及びコントロールラインＣＤＳに接続されたコントロ
ーラＤＩＲとで構成されている。処理手段ＣＰは、それ
ぞれ特定機能に割り当てられた複数の機能ユニットＥＡ
Ｄ、ＢＤＰ、ＦＰＰを含んでいる。特にユニットＥＡＤ
は、アドレスラインＡＤを介してコントローラＤＩＲに
接続されているアドレス指定ユニットである。ユニット
ＥＡＤ、ＢＤＰ、ＦＰＰは内部データバスＤＴを介して
メモリ回路ＤＡＴにも、また内部コマンド及びコントロ
ールラインＣＤを介してコントローラＤＩＲにも接続さ
れている。
【００２６】コントローラＤＩＲはそれぞれアドレスラ
インＡＤＲ及びコントロールラインＣＤＲを介してメモ
リ回路ＤＡＴの読取り及び書込みオペレーションを制御
する。更にコントローラＤＩＲは、中央メモリＭＵとメ
モリ回路ＤＡＴとの間のデータ転送を行なうために、中
央メモリＭＵの読取り及び書込みオペレーションをも制
御する。最後に、図示した実施例においてはコントロー
ラＤＩＲは更に、プロセッサＣＰＵと他のプロセッサＣ
ＰＵｉとの間または入／出力装置ＩＯＵとのメッセージ
交換（例えばリクエスト及び肯定応答）の目的を果たす
インターフェース回路をも含んでいる。
インＡＤＲ及びコントロールラインＣＤＲを介してメモ
リ回路ＤＡＴの読取り及び書込みオペレーションを制御
する。更にコントローラＤＩＲは、中央メモリＭＵとメ
モリ回路ＤＡＴとの間のデータ転送を行なうために、中
央メモリＭＵの読取り及び書込みオペレーションをも制
御する。最後に、図示した実施例においてはコントロー
ラＤＩＲは更に、プロセッサＣＰＵと他のプロセッサＣ
ＰＵｉとの間または入／出力装置ＩＯＵとのメッセージ
交換（例えばリクエスト及び肯定応答）の目的を果たす
インターフェース回路をも含んでいる。
【００２７】プロセッサＣＰＵの機能ユニットの詳細実
施例は、“Ｐｒｏｃｅｓｓｅｕｒａ ｐｌｕｓｉｅｕｒ
ｓ ｕｎｉｔｅｓ ｄｅ ｔｒａｉｔｅｍｅｎｔ ｍｉ
ｃｒｏｇｒａｍｅｅｓ”〔Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ ｗｉｔ
ｈ ａ Ｐｌｕｒａｌｉｔｙ ｏｆ Ｍｉｃｒｏｐｒｏ
ｇｒａｍｍｅｄ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔｓ〕
の標題で１９９１年６月２６日公開の欧州特許出願公開
第４３４ ４８３号に記載されている。
施例は、“Ｐｒｏｃｅｓｓｅｕｒａ ｐｌｕｓｉｅｕｒ
ｓ ｕｎｉｔｅｓ ｄｅ ｔｒａｉｔｅｍｅｎｔ ｍｉ
ｃｒｏｇｒａｍｅｅｓ”〔Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ ｗｉｔ
ｈ ａ Ｐｌｕｒａｌｉｔｙ ｏｆ Ｍｉｃｒｏｐｒｏ
ｇｒａｍｍｅｄ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔｓ〕
の標題で１９９１年６月２６日公開の欧州特許出願公開
第４３４ ４８３号に記載されている。
【００２８】更に、システムのプロセッサＣＰＵ，ＣＰ
Ｕｉ間の対話を可能とする手段は、“Ｐｒｏｃｅｄｅ
ｄｅ ｄｉａｌｏｇｕｅ ｅｎｔｒｅ ｌｅｓ ｐｒｏ
ｃｅｓｓｅｕｒｓ ｄ’ｕｎ ｓｙｓｔｅｍｅ，ｓｙｓ
ｔｅｍｅ ｐｏｕｒ ｓａｍｉｓｅ ｅｎ ｏｕｖｒｅ
ｅｔ ｕｔｉｌｉｚａｔｉｏｎ ｐｏｕｒ ｌａｒｅ
ｐａｒｔｉｔｉｏｎ ｄｅｓ ｐｒｏｃｅｓｓｕｓ ａ
ｕｘ ｐｒｏｃｅｓｓｅｕｒｓ”〔Ｍｅｔｈｏｄｓ ｆ
ｏｒ Ｄｉａｌｏｇ Ａｍｏｎｇ ｔｈｅＰｒｏｃｅｓ
ｓｏｒｓ ｏｆ ａ Ｓｙｓｔｅｍ，Ｓｙｓｔｅｍ ｆ
ｏｒ Ｅｍｐｌｏｙｉｎｇ ｉｔ，ａｎｄ Ｕｓｅ ｆ
ｏｒ ＤｉｓｐａｔｃｈｉｎｇＰｒｏｃｅｓｓｅｓ ｔ
ｏ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒｓ〕の標題で１９９０年６月５
日出願の仏国特許出願第９０．０６９４８号に従って実
現することができる。
Ｕｉ間の対話を可能とする手段は、“Ｐｒｏｃｅｄｅ
ｄｅ ｄｉａｌｏｇｕｅ ｅｎｔｒｅ ｌｅｓ ｐｒｏ
ｃｅｓｓｅｕｒｓ ｄ’ｕｎ ｓｙｓｔｅｍｅ，ｓｙｓ
ｔｅｍｅ ｐｏｕｒ ｓａｍｉｓｅ ｅｎ ｏｕｖｒｅ
ｅｔ ｕｔｉｌｉｚａｔｉｏｎ ｐｏｕｒ ｌａｒｅ
ｐａｒｔｉｔｉｏｎ ｄｅｓ ｐｒｏｃｅｓｓｕｓ ａ
ｕｘ ｐｒｏｃｅｓｓｅｕｒｓ”〔Ｍｅｔｈｏｄｓ ｆ
ｏｒ Ｄｉａｌｏｇ Ａｍｏｎｇ ｔｈｅＰｒｏｃｅｓ
ｓｏｒｓ ｏｆ ａ Ｓｙｓｔｅｍ，Ｓｙｓｔｅｍ ｆ
ｏｒ Ｅｍｐｌｏｙｉｎｇ ｉｔ，ａｎｄ Ｕｓｅ ｆ
ｏｒ ＤｉｓｐａｔｃｈｉｎｇＰｒｏｃｅｓｓｅｓ ｔ
ｏ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒｓ〕の標題で１９９０年６月５
日出願の仏国特許出願第９０．０６９４８号に従って実
現することができる。
【００２９】図１のシステムの一般機能については、参
照により本明細書の一部を構成するものとする上記２つ
の特許出願を参照することが適当である。
照により本明細書の一部を構成するものとする上記２つ
の特許出願を参照することが適当である。
【００３０】この点において本発明は、システムマイク
ロソフトウェアの一部である特定のマイクロプログラム
手段によって実施することができる。かかるマイクロプ
ログラムは、システムによって考慮され得る事象を表わ
す所定数のインジケータの関数として、実行されるべき
モジュールを選択する役割を果たす“割込みマネージ
ャ”と称されるマイクロソフトウェアモジュールと協働
するように与えられている。本発明の実施を可能とする
特定のマイクロプログラムを図８〜図１１と合わせて説
明するが、まず最初にかかるマイクロプログラムによっ
て操作されるシステム資源について特定の説明を行な
う。
ロソフトウェアの一部である特定のマイクロプログラム
手段によって実施することができる。かかるマイクロプ
ログラムは、システムによって考慮され得る事象を表わ
す所定数のインジケータの関数として、実行されるべき
モジュールを選択する役割を果たす“割込みマネージ
ャ”と称されるマイクロソフトウェアモジュールと協働
するように与えられている。本発明の実施を可能とする
特定のマイクロプログラムを図８〜図１１と合わせて説
明するが、まず最初にかかるマイクロプログラムによっ
て操作されるシステム資源について特定の説明を行な
う。
【００３１】図２は、システム内に設定された処理が関
係する“処理制御ブロック”ＰＣＢとして公知のデータ
構造を示す。このブロックは、処理に係わると共にシス
テムにとって有効な全ての情報を含む所定数の３２ビッ
トワードによって構成されているメモリゾーンである。
図には本発明を実施するのに係わる情報のみを示してあ
る。この情報のなかでワードＰＭＷ０内には、処理のプ
ライオリテイレベルを表わすフィールドＰＲＩと処理の
状態を示すフィールドＳＴＡＴＥとが認められる。この
フィールドＳＴＡＴＥがとる値は特に、処理がアクティ
ブであるのか、またはレディ状態で空きプロセッサを待
っているのか、または事象を待っているのかを示す。処
理がセマフォに関係する事象を待っているときにはワー
ドＰＭＷ２はセマフォのアドレスに割り当てられる。ワ
ードＰＭＷ３のフィールドＣＰＳＭは、その２進分布
が、処理を実行するよう許可されたシステムプロセッサ
を規定しているマスクである。“ゾーンレジスタ”と称
されるワード群は、処理の内容、即ちその実行が割り込
まれる直前に最後に処理を実行したプロセッサのレジス
タの内容を保存する役割を果たす。
係する“処理制御ブロック”ＰＣＢとして公知のデータ
構造を示す。このブロックは、処理に係わると共にシス
テムにとって有効な全ての情報を含む所定数の３２ビッ
トワードによって構成されているメモリゾーンである。
図には本発明を実施するのに係わる情報のみを示してあ
る。この情報のなかでワードＰＭＷ０内には、処理のプ
ライオリテイレベルを表わすフィールドＰＲＩと処理の
状態を示すフィールドＳＴＡＴＥとが認められる。この
フィールドＳＴＡＴＥがとる値は特に、処理がアクティ
ブであるのか、またはレディ状態で空きプロセッサを待
っているのか、または事象を待っているのかを示す。処
理がセマフォに関係する事象を待っているときにはワー
ドＰＭＷ２はセマフォのアドレスに割り当てられる。ワ
ードＰＭＷ３のフィールドＣＰＳＭは、その２進分布
が、処理を実行するよう許可されたシステムプロセッサ
を規定しているマスクである。“ゾーンレジスタ”と称
されるワード群は、処理の内容、即ちその実行が割り込
まれる直前に最後に処理を実行したプロセッサのレジス
タの内容を保存する役割を果たす。
【００３２】図３は、“処理制御ブロック”ＣＰＣＢと
称され、送り側のプロセッサとそのブロックに関係する
受け側のプロセッサとの間の情報交換のためのメールボ
ックスとして作用する、各プロセッサに関係するメモリ
ゾーンを示す。
称され、送り側のプロセッサとそのブロックに関係する
受け側のプロセッサとの間の情報交換のためのメールボ
ックスとして作用する、各プロセッサに関係するメモリ
ゾーンを示す。
【００３３】ブロックＣＰＣＢは、プロセッサ番号を含
むフィールドＣＰＮと、プロセッサ状態を示すフィール
ドＣＰＳと、該プロセッサ内で実行されている処理の数
を含むフィールドＣＪＰと、レディ状態処理キューＱ／
ＰＲ／ＲＤＹ内のこの処理のリンクのアドレスを表わす
フィールドＣＰＬＤと、プロセッサが実行する予定の新
たな処理の番号を示すフィールドＮＪＰと、その処理の
リンクのアドレスを示すフィールドＮＰＬＤとを含んで
いる。
むフィールドＣＰＮと、プロセッサ状態を示すフィール
ドＣＰＳと、該プロセッサ内で実行されている処理の数
を含むフィールドＣＪＰと、レディ状態処理キューＱ／
ＰＲ／ＲＤＹ内のこの処理のリンクのアドレスを表わす
フィールドＣＰＬＤと、プロセッサが実行する予定の新
たな処理の番号を示すフィールドＮＪＰと、その処理の
リンクのアドレスを示すフィールドＮＰＬＤとを含んで
いる。
【００３４】ブロックＣＰＣＢは更に、ロックとして作
用し且つその論理状態が、メールボックスが占有されて
いるか否かを知らせるディジタルインジケータＤＣＬＫ
をも含んでいる。
用し且つその論理状態が、メールボックスが占有されて
いるか否かを知らせるディジタルインジケータＤＣＬＫ
をも含んでいる。
【００３５】次に、処理キューを規定し得る資源を説明
する。かかるエレメントの全ては既に、前出の米国特許
第４，５９０，５５５号及び“ｓｅｍａｐｈｏｒｅ ｄ
ｅｖｉｃｅ ｆｏｒ ｃｏｍｐｕｔｅｒ”の標題の１９
８３年７月２６日発行米国特許第４，３９５，７９７号
に詳細に説明されている。ここでは、本発明に関与する
不可欠なエレメントのみを簡単に想起する。
する。かかるエレメントの全ては既に、前出の米国特許
第４，５９０，５５５号及び“ｓｅｍａｐｈｏｒｅ ｄ
ｅｖｉｃｅ ｆｏｒ ｃｏｍｐｕｔｅｒ”の標題の１９
８３年７月２６日発行米国特許第４，３９５，７９７号
に詳細に説明されている。ここでは、本発明に関与する
不可欠なエレメントのみを簡単に想起する。
【００３６】既に述べたように、２つの処理キューカテ
ゴリ、即ちレディ状態処理キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹと事
象待ち処理キューとは区別される。これらのキューは、
“リンク”として公知のデータ構造セットによって物理
的に実現され、各リンクは１つの特定の処理と関係す
る。
ゴリ、即ちレディ状態処理キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹと事
象待ち処理キューとは区別される。これらのキューは、
“リンク”として公知のデータ構造セットによって物理
的に実現され、各リンクは１つの特定の処理と関係す
る。
【００３７】図４は、このようなリンクＰＬのためのフ
ォーマット例を示す。このリンクは３２ビットワードで
構成されており、下記の意味を有する複数のフィールド
を含んでいる： −ＮＬは、キュー内の次のリンクのアドレスを表わすポ
インタであり、 −ＪＰは、該リンクに関係する処理のアイデンティティ
であり、 −Ｒは、関係する処理の状態を表わすビットであり、 −Ｄは、ディスパッチングの実行を容易にするためのロ
ックＤＣＬＫのコピーである補助ビットであり、 −ＴＥＮは、処理を実行しているプロセッサまたは最後
に処理を実行したプロセッサのアイデンティティであ
り、 −ＰＲＩは、処理のプライオリティレベルに対応する。
ォーマット例を示す。このリンクは３２ビットワードで
構成されており、下記の意味を有する複数のフィールド
を含んでいる： −ＮＬは、キュー内の次のリンクのアドレスを表わすポ
インタであり、 −ＪＰは、該リンクに関係する処理のアイデンティティ
であり、 −Ｒは、関係する処理の状態を表わすビットであり、 −Ｄは、ディスパッチングの実行を容易にするためのロ
ックＤＣＬＫのコピーである補助ビットであり、 −ＴＥＮは、処理を実行しているプロセッサまたは最後
に処理を実行したプロセッサのアイデンティティであ
り、 −ＰＲＩは、処理のプライオリティレベルに対応する。
【００３８】キューへのアクセスは、キュー内の最初の
リンク、即ちキュー内の最も古い処理に関係するリンク
のアドレスを表わすポインタによって行なうことができ
る。リンクがキューから消去されると、ポインタは、こ
のリンクのフィールドＮＬ内に含まれる値を取る。リン
クが加えられると、最後のリンクのフィールドＮＬは、
この新たなリンクのアドレスに対応する値を取る。
リンク、即ちキュー内の最も古い処理に関係するリンク
のアドレスを表わすポインタによって行なうことができ
る。リンクがキューから消去されると、ポインタは、こ
のリンクのフィールドＮＬ内に含まれる値を取る。リン
クが加えられると、最後のリンクのフィールドＮＬは、
この新たなリンクのアドレスに対応する値を取る。
【００３９】本発明に関連して使用される特定の実施例
によれば、レディでアクティブな処理とレディで非アク
ティブな処理とを合わせた単一キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹ
が与えられる。ビットＲの論理値によって、処理がアク
ティブである（Ｒ＝１）かそうでない（Ｒ＝０）かが区
別され得る。
によれば、レディでアクティブな処理とレディで非アク
ティブな処理とを合わせた単一キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹ
が与えられる。ビットＲの論理値によって、処理がアク
ティブである（Ｒ＝１）かそうでない（Ｒ＝０）かが区
別され得る。
【００４０】事象待ち処理についても、そのリンクが図
４に示したフォーマットを有するキューが使用される。
各キューＱ／ＰＲ／Ｓは“セマフォ”として公知のデー
タ構造に関係しており、各セマフォは特定のタイプの事
象と関係している。
４に示したフォーマットを有するキューが使用される。
各キューＱ／ＰＲ／Ｓは“セマフォ”として公知のデー
タ構造に関係しており、各セマフォは特定のタイプの事
象と関係している。
【００４１】所定のセマフォが、図６に示したようなメ
ッセージリンクによって物理的に実現されるメッセージ
キューＱ／Ｍ／Ｓと関係するようにもできる。
ッセージリンクによって物理的に実現されるメッセージ
キューＱ／Ｍ／Ｓと関係するようにもできる。
【００４２】セマフォＳＥＭのフォーマットを図５に示
す。
す。
【００４３】セマフォＳＥＭは、下記の意味を有する複
数のフィールドを含む２つの３２ビットワードで形成さ
れている： −ＳＴＡＧは、メッセージキューに関係し得るか否かに
従うセマフォのタイプを示しており、 −ＳＭＣは、関係キューが含み得る処理またはメッセー
ジの最大数を示しており、 −ＳＣＴは、その絶対値がキュー内に含まれる処理また
はメッセージの数を示し且つその符号が処理であるかメ
ッセージであるかを示す代数的な値であり、 −ＰＱＨＰ／ＭＱＨＰは、キュー内の最初の処理または
メッセージリンクのアドレスを表わすポインタであり、 −ＭＱＴＰは、キュー内の最後の処理またはメッセージ
リンクのアドレスを表わすポインタである。
数のフィールドを含む２つの３２ビットワードで形成さ
れている： −ＳＴＡＧは、メッセージキューに関係し得るか否かに
従うセマフォのタイプを示しており、 −ＳＭＣは、関係キューが含み得る処理またはメッセー
ジの最大数を示しており、 −ＳＣＴは、その絶対値がキュー内に含まれる処理また
はメッセージの数を示し且つその符号が処理であるかメ
ッセージであるかを示す代数的な値であり、 −ＰＱＨＰ／ＭＱＨＰは、キュー内の最初の処理または
メッセージリンクのアドレスを表わすポインタであり、 −ＭＱＴＰは、キュー内の最後の処理またはメッセージ
リンクのアドレスを表わすポインタである。
【００４４】メッセージリンクＭＬのフォーマットを図
６に示す。メッセージリンクＭＬは下記の意味を有する
複数のフィールドを含んでいる： −ＮＬは、次のメッセージリンクのアドレスを示すポイ
ンタであり、 −ＳＥＮＤＥＲは、メッセージの送り手である処理のア
イデンティティであり、 −ＭＰＬは、メッセージのプライオリティレベルに対応
しており、 −ＭＴＡＧは、メッセージのタイプを規定するインジケ
ータであり、 −ＭＥＳＳＡＧＥは、メッセージ自体のために確保され
ているゾーンである。
６に示す。メッセージリンクＭＬは下記の意味を有する
複数のフィールドを含んでいる： −ＮＬは、次のメッセージリンクのアドレスを示すポイ
ンタであり、 −ＳＥＮＤＥＲは、メッセージの送り手である処理のア
イデンティティであり、 −ＭＰＬは、メッセージのプライオリティレベルに対応
しており、 −ＭＴＡＧは、メッセージのタイプを規定するインジケ
ータであり、 −ＭＥＳＳＡＧＥは、メッセージ自体のために確保され
ているゾーンである。
【００４５】空きメッセージリンク待ち処理キューまた
は空きメッセージリンクキューの管理を可能にする特定
のセマフォ及び空き処理リンクキューを管理するセマフ
ォもある。
は空きメッセージリンクキューの管理を可能にする特定
のセマフォ及び空き処理リンクキューを管理するセマフ
ォもある。
【００４６】米国特許第４，３９５，７５７号は、処理
を同期化するためにセマフォがどのように使用されるか
を記述している。従って、ここではかかるオペレーショ
ンを詳細に記述することはしないが、それらは、最初は
ゼロであるセマフォのカウンタＳＣＴをそれぞれ増分ま
たは減分する効果を有するＰまたはＶタイプ命令によっ
て行われる。正のＳＣＴカウントは、少なくとも１つの
処理がセマフォに関係する事象またはメッセージを通知
したことを意味する。これとは反対に負のＳＣＴカウン
トは、少なくとも１つの処理がセマフォと関係する事象
またはメッセージを待っていることを意味する。本発明
においてＰ及びＶ命令がどのように処理されるかを、図
８〜図１１を参照して後述する。
を同期化するためにセマフォがどのように使用されるか
を記述している。従って、ここではかかるオペレーショ
ンを詳細に記述することはしないが、それらは、最初は
ゼロであるセマフォのカウンタＳＣＴをそれぞれ増分ま
たは減分する効果を有するＰまたはＶタイプ命令によっ
て行われる。正のＳＣＴカウントは、少なくとも１つの
処理がセマフォに関係する事象またはメッセージを通知
したことを意味する。これとは反対に負のＳＣＴカウン
トは、少なくとも１つの処理がセマフォと関係する事象
またはメッセージを待っていることを意味する。本発明
においてＰ及びＶ命令がどのように処理されるかを、図
８〜図１１を参照して後述する。
【００４７】図７は、システムにとってその管理に有効
な全てのデータをまとめる“システム制御ブロック”Ｓ
ＣＢと称される異なるデータ構造を示す。特にＳＣＢ
は、ディスパッチングオペレーション時点で使用される
特定のフィールドを含んでいる。それらのフィールドは
下記の意味を有する： −ＲＤＹＬＫは、レディ状態処理キューＱ／ＰＲ／ＲＤ
Ｙと関係するロックであり、 −ＣＳＴは、特定のプロセッサによって実行される予定
のシステム内に設定された処理の数を示す条件カウンタ
の値を含んでおり、 −ＭＰＤＬは、プロセッサ間の対話に対するロックであ
り、 −ＳＥＭＬＫはそれぞれセマフォまたはセマフォ群に関
係するロック群であり、 −ＶＬＤ−ＣＰＵ−ＭＳＫは、そのディジタル分布によ
ってシステムの有効プロセッサを決定し得るマスクであ
り、 −ＩＤＬＥ−ＣＰＵ−ＭＳＫは、そのディジタル分布に
よってシステム内の非アクティブプロセッサを決定し得
るマスクである。
な全てのデータをまとめる“システム制御ブロック”Ｓ
ＣＢと称される異なるデータ構造を示す。特にＳＣＢ
は、ディスパッチングオペレーション時点で使用される
特定のフィールドを含んでいる。それらのフィールドは
下記の意味を有する： −ＲＤＹＬＫは、レディ状態処理キューＱ／ＰＲ／ＲＤ
Ｙと関係するロックであり、 −ＣＳＴは、特定のプロセッサによって実行される予定
のシステム内に設定された処理の数を示す条件カウンタ
の値を含んでおり、 −ＭＰＤＬは、プロセッサ間の対話に対するロックであ
り、 −ＳＥＭＬＫはそれぞれセマフォまたはセマフォ群に関
係するロック群であり、 −ＶＬＤ−ＣＰＵ−ＭＳＫは、そのディジタル分布によ
ってシステムの有効プロセッサを決定し得るマスクであ
り、 −ＩＤＬＥ−ＣＰＵ−ＭＳＫは、そのディジタル分布に
よってシステム内の非アクティブプロセッサを決定し得
るマスクである。
【００４８】次に、２つの特定の実施例、即ちセマフォ
に対するＰ及びＶタイプ命令において本発明をどのよう
に実施し得るかを示す。
に対するＰ及びＶタイプ命令において本発明をどのよう
に実施し得るかを示す。
【００４９】図８のフローチャートは、プロセッサＣＰ
Ｕによって実行されたＰタイプ命令によってトリガされ
るオペレーションを示す。プロセッサにおけるＰ命令の
出現とは、この命令を含む処理は、特定のセマフォに関
係する事象が発生したかまたはメッセージが送られてき
たかどうかを検証しないと、その実行を続行できないと
いうことを想起されたい。命令Ｐを実行することは、次
に説明する対応のマイクロプログラムを実行することで
ある。。
Ｕによって実行されたＰタイプ命令によってトリガされ
るオペレーションを示す。プロセッサにおけるＰ命令の
出現とは、この命令を含む処理は、特定のセマフォに関
係する事象が発生したかまたはメッセージが送られてき
たかどうかを検証しないと、その実行を続行できないと
いうことを想起されたい。命令Ｐを実行することは、次
に説明する対応のマイクロプログラムを実行することで
ある。。
【００５０】ステップ１は、命令Ｐにおいて識別された
セマフォと関係するロックＳＥＭＬＫの“ＴＥＳＴ Ａ
ＮＤ ＳＥＴ”オペレーションである。これ自体は公知
のオペレーションは、システム制御ブロックＳＣＢ内に
含まれているロックＳＥＭＬＫをアクセスすることから
なる。ロックが解除されているならば（ＳＥＭＬＫ＝
０）、ロックを占有状態にし（ＳＥＭＬＫ：＝１）、マ
イクロプログラムを続行する。これとは反対にロックが
かけられていれば（ＳＥＭＬＫ＝１）、マイクロプログ
ラムは、ロックが解除されるまでスタンバイを続ける。
セマフォと関係するロックＳＥＭＬＫの“ＴＥＳＴ Ａ
ＮＤ ＳＥＴ”オペレーションである。これ自体は公知
のオペレーションは、システム制御ブロックＳＣＢ内に
含まれているロックＳＥＭＬＫをアクセスすることから
なる。ロックが解除されているならば（ＳＥＭＬＫ＝
０）、ロックを占有状態にし（ＳＥＭＬＫ：＝１）、マ
イクロプログラムを続行する。これとは反対にロックが
かけられていれば（ＳＥＭＬＫ＝１）、マイクロプログ
ラムは、ロックが解除されるまでスタンバイを続ける。
【００５１】次のステップ２は、セマフォＳＥＭをアク
セスし、その内容を分析し、それを更新する処理を行な
うことからなるが、更新処理は特にカウントＳＣＴを１
単位だけ減分することからなる。カウントＳＣＴが正で
あったならば、これは、処理によって要求された事象ま
たはメッセージが既に通知されたことを意味している。
その場合にはステップ３においてロックＳＥＭＬＫが解
除され（ＳＥＭＬＫ：＝０）、処理の次の命令を通常に
実行することができる。セマフォがメッセージを含むタ
イプのものであるならば、セマフォの更新は、１つのメ
ッセージリンクをメッセージキューから取り出すことか
らなることに留意されたい。更に、メッセージの内容は
プロセッサの作業用レジスタ内にロードされる。特定の
ケースでは、オペレーションは空きメッセージリンク待
ち処理の解放を行なうことができ、この場合にはマイク
ロプログラムは、この状況を取り扱う専用モジュールを
呼び出す。
セスし、その内容を分析し、それを更新する処理を行な
うことからなるが、更新処理は特にカウントＳＣＴを１
単位だけ減分することからなる。カウントＳＣＴが正で
あったならば、これは、処理によって要求された事象ま
たはメッセージが既に通知されたことを意味している。
その場合にはステップ３においてロックＳＥＭＬＫが解
除され（ＳＥＭＬＫ：＝０）、処理の次の命令を通常に
実行することができる。セマフォがメッセージを含むタ
イプのものであるならば、セマフォの更新は、１つのメ
ッセージリンクをメッセージキューから取り出すことか
らなることに留意されたい。更に、メッセージの内容は
プロセッサの作業用レジスタ内にロードされる。特定の
ケースでは、オペレーションは空きメッセージリンク待
ち処理の解放を行なうことができ、この場合にはマイク
ロプログラムは、この状況を取り扱う専用モジュールを
呼び出す。
【００５２】カウントＳＣＴが負またはゼロであったな
らば、処理の実行は割込まれねばならない。ステップ４
においてロックＲＤＹＬＫのＴＥＳＴ ＡＮＤ ＳＥＴ
オペレーションが行われ、次いでステップ５において、
実行中の処理リンクＣＪＰがＱ／ＰＲ／ＲＤＹからセマ
フォＳＥＭ関係キューＱ／ＰＲ／Ｓに移される。ステッ
プ６においてロックＳＥＭＬＫは解除され、次いでステ
ップ７においてブロックＳＣＢのフィールドＣＳＴがテ
ストされる。もしＣＳＴがゼロではないならば、これ
は、条件付き処理が存在することを意味する。そうする
とマイクロプログラムは、ステップ８においてロックＲ
ＤＹＬＫを解除した後に中央モジュールＣＴＳＥＬに飛
ぶ。モジュールＣＴＳＥＬは、前出の仏国特許出願第９
０．０６９４８号に従って実現することができる。
らば、処理の実行は割込まれねばならない。ステップ４
においてロックＲＤＹＬＫのＴＥＳＴ ＡＮＤ ＳＥＴ
オペレーションが行われ、次いでステップ５において、
実行中の処理リンクＣＪＰがＱ／ＰＲ／ＲＤＹからセマ
フォＳＥＭ関係キューＱ／ＰＲ／Ｓに移される。ステッ
プ６においてロックＳＥＭＬＫは解除され、次いでステ
ップ７においてブロックＳＣＢのフィールドＣＳＴがテ
ストされる。もしＣＳＴがゼロではないならば、これ
は、条件付き処理が存在することを意味する。そうする
とマイクロプログラムは、ステップ８においてロックＲ
ＤＹＬＫを解除した後に中央モジュールＣＴＳＥＬに飛
ぶ。モジュールＣＴＳＥＬは、前出の仏国特許出願第９
０．０６９４８号に従って実現することができる。
【００５３】カウンタＣＳＴがゼロであるならば、マイ
クロプログラムは、レディ状態処理キューＱ／ＰＲ／Ｒ
ＤＹから処理を取り出すケースでは新たな処理ＮＪＰを
選択するため、専用モジュールＤＱＳＥＬを呼び出す。
クロプログラムは、レディ状態処理キューＱ／ＰＲ／Ｒ
ＤＹから処理を取り出すケースでは新たな処理ＮＪＰを
選択するため、専用モジュールＤＱＳＥＬを呼び出す。
【００５４】モジュールＤＱＳＥＬの実行はステップ９
から開始され、ステップ９は、レディ状態処理キューＱ
／ＰＲ／ＲＤＹをアクセスし且つそれを分析する処理を
行なう。この分析は実質的に、キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹ
（空ではないと仮定する）内のレディ状態処理ＮＪＰの
うちアクティブ状態に変更されねばならないものを選択
することからなる。次いでステップ１０においてロック
ＲＤＹＬＫは解除される。
から開始され、ステップ９は、レディ状態処理キューＱ
／ＰＲ／ＲＤＹをアクセスし且つそれを分析する処理を
行なう。この分析は実質的に、キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹ
（空ではないと仮定する）内のレディ状態処理ＮＪＰの
うちアクティブ状態に変更されねばならないものを選択
することからなる。次いでステップ１０においてロック
ＲＤＹＬＫは解除される。
【００５５】次のステップ１１は、ＤＱＳＥＬを実行し
ているプロセッサのプロセッサ制御ブロックＣＰＣＢ内
に含まれているメールボックスロックＤＣＬＫをテスト
することからなる。ロックＤＣＬＫがかけられているな
らば（ＤＣＬＫ＝１）、これは、プロセッサ間の対話が
既に進行中であり、結果的にディスパッチングにおける
対立が存在していることを意味する。そうするとマイク
ロプログラムは中央モジュールＣＴＳＥＬを呼び出す。
ているプロセッサのプロセッサ制御ブロックＣＰＣＢ内
に含まれているメールボックスロックＤＣＬＫをテスト
することからなる。ロックＤＣＬＫがかけられているな
らば（ＤＣＬＫ＝１）、これは、プロセッサ間の対話が
既に進行中であり、結果的にディスパッチングにおける
対立が存在していることを意味する。そうするとマイク
ロプログラムは中央モジュールＣＴＳＥＬを呼び出す。
【００５６】これとは反対にロックＤＣＬＫが解除され
ていれば（ＤＣＬＫ＝０）、マイクロプログラムはステ
ップ１２おいてこのロックをかけ（ＤＣＬＫ：＝１）、
処理ＮＪＰに関係するリンクのビットＤを１にする。次
いでステップ１３が続き、選択された処理ＮＪＰの番号
がブロックＣＰＣＢの対応するフィールド内に登録され
る。ステップ１３はモジュールＥＸＥＣを呼び出し、次
にこれを図９を参照して説明する。
ていれば（ＤＣＬＫ＝０）、マイクロプログラムはステ
ップ１２おいてこのロックをかけ（ＤＣＬＫ：＝１）、
処理ＮＪＰに関係するリンクのビットＤを１にする。次
いでステップ１３が続き、選択された処理ＮＪＰの番号
がブロックＣＰＣＢの対応するフィールド内に登録され
る。ステップ１３はモジュールＥＸＥＣを呼び出し、次
にこれを図９を参照して説明する。
【００５７】図９のフローチャートは、モジュールＥＸ
ＥＣを実行する任意のいずれかのプロセッサＣＰＵｉの
一般的ケースを示す。このモジュールは、プロセッサＣ
ＰＵによって実行されるオペレーションＤＱＳＥＬによ
って呼び出されたときには、同じプロセッサによって実
行される、即ちＣＰＵｉ＝ＣＰＵであることが理解され
る。
ＥＣを実行する任意のいずれかのプロセッサＣＰＵｉの
一般的ケースを示す。このモジュールは、プロセッサＣ
ＰＵによって実行されるオペレーションＤＱＳＥＬによ
って呼び出されたときには、同じプロセッサによって実
行される、即ちＣＰＵｉ＝ＣＰＵであることが理解され
る。
【００５８】モジュールＥＸＥＣは、ステップ１４にお
いて、実行されるべき処理ＮＪＰの番号を考慮するため
にプロセッサＣＰＵｉのプロセッサ制御ブロックＣＰＣ
Ｂをアクセスすることから開始する。次いでステップ１
５において、ＣＰＵｉにおいて進行中の処理ＣＰＪの内
容を保存するために、この処理の処理制御ブロックＰＣ
Ｂをアクセスする。次にステップ１６において、ロック
ＲＤＹＬＫのＴＥＳＴＡＮＤ ＳＥＴオペレーションを
実行し、次いでステップ１７において、キューＱ／ＰＲ
／ＲＤＹをアクセスしてそれを更新する。この更新は、
処理リンクＣＪＰのビットＲをゼロにセットすることか
らなる。更に、フィールドＳＴＡＴＥを“レディ、非ア
クティブ状態”にセットするためにＣＪＰのブロックＰ
ＣＢをアクセスする。次いでステップ１８においてロッ
クＲＤＹＬＫが解除される。ステップ１９においては、
選択された処理ＮＪＰの処理制御ブロックＰＣＢがアク
セスされ、この処理の内容がプロセッサのレジスタ内に
ロードされる。ステップ２０において、プロセッサＣＰ
ＵｉのブロックＣＰＣＢがアクセスされ、そのロックＤ
ＣＬＫｉが解除される。ロックＲＤＹＬＫのＴＥＳＴ
ＡＮＤ ＳＥＴオペレーションがステップ２１において
再び実行され、次いでステップ２２において、フィール
ドＴＥＮを更新し且つ処理リンクＮＪＰのビットＲ及び
Ｄをそれぞれ１及び０にセットするために、キューＱ／
ＰＲ／ＲＤＹが再びアクセスされる。更に、ＮＪＰのブ
ロックＰＣＢのフィールドＳＴＡＴＥが“アクティブ”
状態にされる。このオペレーションの後、ステップ２３
においてロックＲＤＹＬＫは再び解除される。
いて、実行されるべき処理ＮＪＰの番号を考慮するため
にプロセッサＣＰＵｉのプロセッサ制御ブロックＣＰＣ
Ｂをアクセスすることから開始する。次いでステップ１
５において、ＣＰＵｉにおいて進行中の処理ＣＰＪの内
容を保存するために、この処理の処理制御ブロックＰＣ
Ｂをアクセスする。次にステップ１６において、ロック
ＲＤＹＬＫのＴＥＳＴＡＮＤ ＳＥＴオペレーションを
実行し、次いでステップ１７において、キューＱ／ＰＲ
／ＲＤＹをアクセスしてそれを更新する。この更新は、
処理リンクＣＪＰのビットＲをゼロにセットすることか
らなる。更に、フィールドＳＴＡＴＥを“レディ、非ア
クティブ状態”にセットするためにＣＪＰのブロックＰ
ＣＢをアクセスする。次いでステップ１８においてロッ
クＲＤＹＬＫが解除される。ステップ１９においては、
選択された処理ＮＪＰの処理制御ブロックＰＣＢがアク
セスされ、この処理の内容がプロセッサのレジスタ内に
ロードされる。ステップ２０において、プロセッサＣＰ
ＵｉのブロックＣＰＣＢがアクセスされ、そのロックＤ
ＣＬＫｉが解除される。ロックＲＤＹＬＫのＴＥＳＴ
ＡＮＤ ＳＥＴオペレーションがステップ２１において
再び実行され、次いでステップ２２において、フィール
ドＴＥＮを更新し且つ処理リンクＮＪＰのビットＲ及び
Ｄをそれぞれ１及び０にセットするために、キューＱ／
ＰＲ／ＲＤＹが再びアクセスされる。更に、ＮＪＰのブ
ロックＰＣＢのフィールドＳＴＡＴＥが“アクティブ”
状態にされる。このオペレーションの後、ステップ２３
においてロックＲＤＹＬＫは再び解除される。
【００５９】Ｖタイプ命令によってトリガされるオペレ
ーションを図１０のフローチャートに示す。Ｖ命令は、
Ｐ命令に相補的な命令である。これは、この命令を含む
処理が事象またはメッセージを特定のセマフォに通知す
ることを意味する。
ーションを図１０のフローチャートに示す。Ｖ命令は、
Ｐ命令に相補的な命令である。これは、この命令を含む
処理が事象またはメッセージを特定のセマフォに通知す
ることを意味する。
【００６０】Ｖ命令を実行するためのマイクロプログラ
ムはステップ２４において、命令Ｖにおいて識別された
セマフォＳＥＭと関係するロックＳＥＭＬＫにおけるＴ
ＥＳＴ ＡＮＤ ＳＥＴオペレーションから開始する。
ステップ２５は、セマフォをアクセスし、その内容を分
析し、それを更新することからなり、更新は特に、カウ
ントＳＣＴを１単位だけ増分することからなる。カウン
トＳＣＴが正またはゼロであったならば、これは、命令
Ｖによって通知された事象またはメッセージを待ってい
る処理はないこと意味する。その場合にはステップ２６
においてロックＳＥＭＬＫが解除され、処理の次の命令
が正常に実行され得る。セマフォがメッセージを含むタ
イプのものであるならば、セマフォの更新は更に、メッ
セージリンクをメッセージキューに加えることからな
る。もはや空きメッセージリンクがない特定のケースに
おいては、マイクロプログラムは、この状況を取扱うた
めに専用モジュールを呼び出す。
ムはステップ２４において、命令Ｖにおいて識別された
セマフォＳＥＭと関係するロックＳＥＭＬＫにおけるＴ
ＥＳＴ ＡＮＤ ＳＥＴオペレーションから開始する。
ステップ２５は、セマフォをアクセスし、その内容を分
析し、それを更新することからなり、更新は特に、カウ
ントＳＣＴを１単位だけ増分することからなる。カウン
トＳＣＴが正またはゼロであったならば、これは、命令
Ｖによって通知された事象またはメッセージを待ってい
る処理はないこと意味する。その場合にはステップ２６
においてロックＳＥＭＬＫが解除され、処理の次の命令
が正常に実行され得る。セマフォがメッセージを含むタ
イプのものであるならば、セマフォの更新は更に、メッ
セージリンクをメッセージキューに加えることからな
る。もはや空きメッセージリンクがない特定のケースに
おいては、マイクロプログラムは、この状況を取扱うた
めに専用モジュールを呼び出す。
【００６１】カウントＳＣＴが負であったならば、これ
は、少なくとも１つの処理がセマフォに関係するキュー
Ｑ／ＰＲ／Ｓ内の事象またはメッセージを待っているこ
とを意味する。次いでステップ２７において、キューＱ
／ＰＲ／Ｓから取り出され且つレディ状態処理キューＱ
／ＰＲ／ＲＤＹに入れられねばならない処理ＮＪＰを選
択するためにこのキューが分析される。このために、ス
テップ２８においてロックＲＤＹＬＫにおけるＴＥＳＴ
ＡＮＤ ＳＥＴオペレーションが実行され、次いでス
テップ２９において、選択された処理リンクＮＪＰがキ
ューＱ／ＰＲ／ＳからキューＱ／ＰＲ／ＲＤＹにシフト
される。次いでステップ３０においてロックＳＥＭＬＫ
は解除される。
は、少なくとも１つの処理がセマフォに関係するキュー
Ｑ／ＰＲ／Ｓ内の事象またはメッセージを待っているこ
とを意味する。次いでステップ２７において、キューＱ
／ＰＲ／Ｓから取り出され且つレディ状態処理キューＱ
／ＰＲ／ＲＤＹに入れられねばならない処理ＮＪＰを選
択するためにこのキューが分析される。このために、ス
テップ２８においてロックＲＤＹＬＫにおけるＴＥＳＴ
ＡＮＤ ＳＥＴオペレーションが実行され、次いでス
テップ２９において、選択された処理リンクＮＪＰがキ
ューＱ／ＰＲ／ＳからキューＱ／ＰＲ／ＲＤＹにシフト
される。次いでステップ３０においてロックＳＥＭＬＫ
は解除される。
【００６２】次いでステップ３１においてカウンタＣＳ
Ｔがテストされる。ＣＳＴがゼロでないならば、マイク
ロプログラムは中央モジュールＣＴＳＥＬにジャンプす
る。これとは反対にカウンタＣＳＴがゼロであるなら
ば、マイクロプログラムは、処理をレディ状態処理キュ
ーＱ／ＰＲ／ＲＤＹに加える状況を取扱うために専用モ
ジュールＥＱＳＥＬを呼び出す。
Ｔがテストされる。ＣＳＴがゼロでないならば、マイク
ロプログラムは中央モジュールＣＴＳＥＬにジャンプす
る。これとは反対にカウンタＣＳＴがゼロであるなら
ば、マイクロプログラムは、処理をレディ状態処理キュ
ーＱ／ＰＲ／ＲＤＹに加える状況を取扱うために専用モ
ジュールＥＱＳＥＬを呼び出す。
【００６３】モジュールＥＱＳＥＬの実行はステップ３
３において、新たな処理ＮＪＰがアクティブになる必要
があるか判断し、もしそうならば、プロセッサＣＰＵ，
ＣＰＵｉのうちのどれがそれを実行すべきかを選択する
ために、レディ状態処理キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹをアク
セスする処理を行なう。このオペレーションは、ポイン
タが最低プライオリティを有する最後のアクティブ処理
のリンクにあるならば極めて単純なものとなり得る。そ
の場合には、ＮＪＰのプライオリティレベルとポインタ
によって示されている処理のそれとを比較すれば十分で
ある。ＮＪＰが同じかまたはより低いプライオリティを
有するならば、それは選択されない。これとは反対にＮ
ＪＰがより高いプライオリティを有するならば、ＮＪＰ
はこの処理に置き換わらねばならず、この処理のリンク
のフィールドＴＥＮによって問題のプロセッサが示され
る。
３において、新たな処理ＮＪＰがアクティブになる必要
があるか判断し、もしそうならば、プロセッサＣＰＵ，
ＣＰＵｉのうちのどれがそれを実行すべきかを選択する
ために、レディ状態処理キューＱ／ＰＲ／ＲＤＹをアク
セスする処理を行なう。このオペレーションは、ポイン
タが最低プライオリティを有する最後のアクティブ処理
のリンクにあるならば極めて単純なものとなり得る。そ
の場合には、ＮＪＰのプライオリティレベルとポインタ
によって示されている処理のそれとを比較すれば十分で
ある。ＮＪＰが同じかまたはより低いプライオリティを
有するならば、それは選択されない。これとは反対にＮ
ＪＰがより高いプライオリティを有するならば、ＮＪＰ
はこの処理に置き換わらねばならず、この処理のリンク
のフィールドＴＥＮによって問題のプロセッサが示され
る。
【００６４】処理ＮＪＰが選択されなかったならば、オ
ペレーションはステップ３４においてロックＲＤＹＬＫ
を解除して終了する。
ペレーションはステップ３４においてロックＲＤＹＬＫ
を解除して終了する。
【００６５】これとは反対に処理ＮＪＰが選択されたな
らば、システムのプロセッサＣＰＵ，ＣＰＵｉの１つ
は、進行中の処理を選択された処理ＮＪＰと置き換える
ために、その実行に割込む必要がある。選択されたプロ
セッサが、モジュールＥＱＳＥＬを実行しているプロセ
ッサＣＰＵであったならば、そのときはステップ３５に
おいてロックＲＤＹＬＫを解除してオペレーションは続
行され、次いでステップ３６においてプロセッサＣＰＵ
のメールボックスのロックＤＣＬＫがテストされる。ロ
ックがかけられているならば、マイクロプログラムは中
央モジュールＣＴＳＥＬにジャンプする。これとは反対
にロックＤＣＬＫが解除されているならば、ステップ３
７においてマイクロプログラムはこのロックをかけ、ス
テップ３８において、選択された処理ＮＪＰの番号をプ
ロセッサＣＰＵのブロックＣＰＣＢの対応するフィール
ド内に登録する処理に進む。ステップ３８は、図９を参
照して説明されるモジュールＥＸＥＣを呼び出して終了
する。
らば、システムのプロセッサＣＰＵ，ＣＰＵｉの１つ
は、進行中の処理を選択された処理ＮＪＰと置き換える
ために、その実行に割込む必要がある。選択されたプロ
セッサが、モジュールＥＱＳＥＬを実行しているプロセ
ッサＣＰＵであったならば、そのときはステップ３５に
おいてロックＲＤＹＬＫを解除してオペレーションは続
行され、次いでステップ３６においてプロセッサＣＰＵ
のメールボックスのロックＤＣＬＫがテストされる。ロ
ックがかけられているならば、マイクロプログラムは中
央モジュールＣＴＳＥＬにジャンプする。これとは反対
にロックＤＣＬＫが解除されているならば、ステップ３
７においてマイクロプログラムはこのロックをかけ、ス
テップ３８において、選択された処理ＮＪＰの番号をプ
ロセッサＣＰＵのブロックＣＰＣＢの対応するフィール
ド内に登録する処理に進む。ステップ３８は、図９を参
照して説明されるモジュールＥＸＥＣを呼び出して終了
する。
【００６６】ステップ３３において行われた分析によっ
て別のプロセッサＣＰＵｉが選択されたならば、ステッ
プ３９においてロックＲＤＹＬＫは解除され、マイクロ
プログラムは図１１に示したオペレーションＡを続け
る。
て別のプロセッサＣＰＵｉが選択されたならば、ステッ
プ３９においてロックＲＤＹＬＫは解除され、マイクロ
プログラムは図１１に示したオペレーションＡを続け
る。
【００６７】次のステップ４０は、対話ロックＭＰＤＬ
のテストを実行する。このロックがかけられているなら
ば、マイクロプログラムは中央モジュールＣＴＳＥＬに
ジャンプする。これとは反対にＭＰＤＬが解除されてい
るならば、ステップ４１においてマイクロプログラムは
このロックをかける。次にステップ４２において、マイ
クロプログラムは、選択されたプロセッサＣＰＵｉのメ
ールボックスロックＤＣＬＫｉをテストする。ロックＤ
ＣＬＫｉがかけられているならば、マイクロプログラム
はステップ４３においてＭＰＤＬを解除した後に、中央
モジュールＣＴＳＥＬにジャンプする。これとは反対に
ＤＣＬＫｉが解除されているならば、マイクロプログラ
ムはステップ４４においてロックをかける。次いでステ
ップ４５へ進み、選択された処理ＮＪＰの番号を、選択
されたプロセッサＣＰＵｉのブロックＣＰＣＢの対応す
るフィールド内に登録する。
のテストを実行する。このロックがかけられているなら
ば、マイクロプログラムは中央モジュールＣＴＳＥＬに
ジャンプする。これとは反対にＭＰＤＬが解除されてい
るならば、ステップ４１においてマイクロプログラムは
このロックをかける。次にステップ４２において、マイ
クロプログラムは、選択されたプロセッサＣＰＵｉのメ
ールボックスロックＤＣＬＫｉをテストする。ロックＤ
ＣＬＫｉがかけられているならば、マイクロプログラム
はステップ４３においてＭＰＤＬを解除した後に、中央
モジュールＣＴＳＥＬにジャンプする。これとは反対に
ＤＣＬＫｉが解除されているならば、マイクロプログラ
ムはステップ４４においてロックをかける。次いでステ
ップ４５へ進み、選択された処理ＮＪＰの番号を、選択
されたプロセッサＣＰＵｉのブロックＣＰＣＢの対応す
るフィールド内に登録する。
【００６８】次いでマイクロプログラムはステップ４６
において、割込みＥＸＥＣｉをプロセッサＣＰＵｉに送
ることによりプロセッサ間の対話手段を使用する。次に
ステップ４７においてマイクロプログラムは、プロセッ
サＣＰＵｉによって送られるべき肯定応答を待つ状態に
入る。一旦この肯定応答を受け取ると、ステップ４８に
おいて対話ロックＭＰＤＬは解除され、これでオペレー
ションは終了する。そうするとプロセッサは、それに割
り当てられた処理の実行を継続することができる。
において、割込みＥＸＥＣｉをプロセッサＣＰＵｉに送
ることによりプロセッサ間の対話手段を使用する。次に
ステップ４７においてマイクロプログラムは、プロセッ
サＣＰＵｉによって送られるべき肯定応答を待つ状態に
入る。一旦この肯定応答を受け取ると、ステップ４８に
おいて対話ロックＭＰＤＬは解除され、これでオペレー
ションは終了する。そうするとプロセッサは、それに割
り当てられた処理の実行を継続することができる。
【００６９】ステップ４６において割込みＥＸＥＣｉが
プロセッサＣＰＵｉに送られると、このプロセッサにお
いて割込みマネージャが能動化され、割込みマネージャ
は図９を参照して既に説明したモジュールＥＸＥＣを呼
び出す。従って、メールボックスロックＤＣＬＫｉが解
除されるのは、ステップ２０においてこのモジュールが
実行されている間だけである。
プロセッサＣＰＵｉに送られると、このプロセッサにお
いて割込みマネージャが能動化され、割込みマネージャ
は図９を参照して既に説明したモジュールＥＸＥＣを呼
び出す。従って、メールボックスロックＤＣＬＫｉが解
除されるのは、ステップ２０においてこのモジュールが
実行されている間だけである。
【００７０】上記実施例の大きな特徴は、プロセッサに
おけるこの同じプロセッサによるモジュールＥＸＥＣの
呼び出し（図８のステップ１３及び図１０のステップ３
８）が、プロセッサがそれ自体にメッセージを通知し得
る前出の仏国特許出願第９０．０６９４８号に記載の汎
用割込み機構によって行われるようになっていることで
ある。このような場合には、対話ロックＭＰＤＬは関与
しないことが理解される。
おけるこの同じプロセッサによるモジュールＥＸＥＣの
呼び出し（図８のステップ１３及び図１０のステップ３
８）が、プロセッサがそれ自体にメッセージを通知し得
る前出の仏国特許出願第９０．０６９４８号に記載の汎
用割込み機構によって行われるようになっていることで
ある。このような場合には、対話ロックＭＰＤＬは関与
しないことが理解される。
【００７１】オペレーションを更に最適化するために
は、ブロックＳＣＢのフィールドＣＳＴが対立インジケ
ータを含むようにすることができ、この対立インジケー
タは、ロックＤＣＬＫ及びＭＰＤＬのテスト（ステップ
１１、３７、４０）の際に対立が検出されるごとに０で
ない状態におかれる。即ち、ＣＳＴのテスト（ステップ
７、３１）によって、ディスパッチングオペレーション
間のいかなる対立の存在も極めて迅速に認識される。
は、ブロックＳＣＢのフィールドＣＳＴが対立インジケ
ータを含むようにすることができ、この対立インジケー
タは、ロックＤＣＬＫ及びＭＰＤＬのテスト（ステップ
１１、３７、４０）の際に対立が検出されるごとに０で
ない状態におかれる。即ち、ＣＳＴのテスト（ステップ
７、３１）によって、ディスパッチングオペレーション
間のいかなる対立の存在も極めて迅速に認識される。
【００７２】上述のセマフォによるオペレーションＰ及
びＶの詳細な説明は、ディスパッチングの分散実行を可
能するため専用モジュールＥＱＳＥＬ及びＤＱＳＥＬを
中央モジュールＣＴＳＥＬとどのように協働させて使用
して、並行処理の可能性を増大するかを示している。特
に、複数のプロセッサが異なるディスパッチングオペレ
ーションの所定のフェーズを同時に実行でき、唯一の制
約条件は、所定の共有資源（セマフォ，キューＱ／ＰＲ
／ＲＤＹ、対話機構、メールボックス）への同時アクセ
スが禁止されていることであることに留意されたい。か
かる禁止は、かかる資源に関係するロックによって極め
て単純に保証され、従ってシステムの保全性を保証す
る。
びＶの詳細な説明は、ディスパッチングの分散実行を可
能するため専用モジュールＥＱＳＥＬ及びＤＱＳＥＬを
中央モジュールＣＴＳＥＬとどのように協働させて使用
して、並行処理の可能性を増大するかを示している。特
に、複数のプロセッサが異なるディスパッチングオペレ
ーションの所定のフェーズを同時に実行でき、唯一の制
約条件は、所定の共有資源（セマフォ，キューＱ／ＰＲ
／ＲＤＹ、対話機構、メールボックス）への同時アクセ
スが禁止されていることであることに留意されたい。か
かる禁止は、かかる資源に関係するロックによって極め
て単純に保証され、従ってシステムの保全性を保証す
る。
【００７３】当然ながらモジュールＥＱＳＥＬ及びＤＱ
ＳＥＬは、命令Ｐ及びＶ以外の命令にも応答して介在し
得る。これは特に、その機能は新たな処理をシステムに
導入することである命令ＳＴＡＲＴにも当てはまる。
ＳＥＬは、命令Ｐ及びＶ以外の命令にも応答して介在し
得る。これは特に、その機能は新たな処理をシステムに
導入することである命令ＳＴＡＲＴにも当てはまる。
【００７４】本発明によれば、システムオペレーション
の内容に応じて選択される他の専用モジュールを備える
こともできる。例えば、命令が処理リンクのキューＱ／
ＰＲ／ＲＤＹへのシフトを指示するケースに対してはモ
ジュールＣＨＳＥＬを備えることができる。これは例え
ば、それを含む処理のプライオリティレベルを変更する
命令ＣＨＯＰや、処理の実行権を与える結果となる命令
ＲＬＱにも当てはまる。
の内容に応じて選択される他の専用モジュールを備える
こともできる。例えば、命令が処理リンクのキューＱ／
ＰＲ／ＲＤＹへのシフトを指示するケースに対してはモ
ジュールＣＨＳＥＬを備えることができる。これは例え
ば、それを含む処理のプライオリティレベルを変更する
命令ＣＨＯＰや、処理の実行権を与える結果となる命令
ＲＬＱにも当てはまる。
【００７５】これらの他のケースを扱うマイクロプログ
ラムは、前述のモジュールＥＱＳＥＬ及びＤＱＳＥＬの
詳細な説明を利用することにより実現することができ
る。当業者はこれらを独自に実現し得るであろうし、更
なる説明は必要ないであろう。
ラムは、前述のモジュールＥＱＳＥＬ及びＤＱＳＥＬの
詳細な説明を利用することにより実現することができ
る。当業者はこれらを独自に実現し得るであろうし、更
なる説明は必要ないであろう。
【図１】本発明を実施するための情報処理システムの中
央サブシステムを示す。
央サブシステムを示す。
【図２】ディスパッチングオペレーションに使用される
処理制御ブロックのフォーマットを示す。
処理制御ブロックのフォーマットを示す。
【図３】プロセッサ制御ブロックのフォーマットを示
す。
す。
【図４】種々の処理キューに使用される処理リンクのフ
ォーマットを示す。
ォーマットを示す。
【図５】セマフォのフォーマットを示す。
【図６】セマフォに関係するメッセージキューを形成す
る役割を果たすメッセージリンクのフォーマットを示
す。
る役割を果たすメッセージリンクのフォーマットを示
す。
【図７】ディスパッチングオペレーションの際に使用さ
れるシステムデータを含むシステム制御ブロックのフォ
ーマットを示す。
れるシステムデータを含むシステム制御ブロックのフォ
ーマットを示す。
【図８】セマフォによるＰタイプ命令の実行示すフロー
チャートである。
チャートである。
【図９】マイクロプログラムＥＸＥＣのフローチャート
である。
である。
【図１０】セマフォによるＶタイプオペレーションのフ
ローチャートを示す。
ローチャートを示す。
【図１１】セマフォによるＶタイプオペレーションのフ
ローチャートの続きを示す。
ローチャートの続きを示す。
ＣＰＵ，ＣＰＵｉ プロセッサ ＤＴＳ データバス ＡＤＳ アドレスバス ＣＤＳ 制御ライン ＳＢ システムバス ＩＯＵ 入／出力装置 ＭＵ 中央記憶装置
フロントページの続き (56)参考文献 特開 平２−27465（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−200449（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−127164（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−24630（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−46051（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−190960（ＪＰ，Ａ) 特公 昭64−6488（ＪＰ，Ｂ２) ６ＴＨ ＳＹＭＰＯＳＩＵＭ ＯＮ ＲＥＬＩＡＢＩＬＩＴＹ ＩＮ ＤＩＳ ＴＲＩＢＵＴＥＤ ＳＯＦＴＷＡＲＥ ＡＮＤ ＤＡＴＡＢＡＳＥ ＳＹＳＴＥ ＭＳ 17 ＭＡＲＳ 1987 ＰＡＧＥＳ 32−42 ＫＡＲＳＴＥＮ ＳＣＨＷＡＮ，ＴＨ ＯＭＡＳ Ｅ．ＢＩＨＡＲＩ，ＢＥＮ Ａ．ＢＬＡＫＥ 「ＡＤＡＰＴＩＶＥ，ＲＥＬＩＡＢＬ Ｅ ＳＯＦＴＷＡＲＥ ＦＯＲ ＤＩＳ ＴＲＩＢＵＴＥＤ ＡＮＤ ＰＡＲＡＬ ＬＥＬ ＲＥＡＬ−ＴＩＭＥ ＳＹＳＴ ＥＭＳ」
Claims (9)
- 【請求項１】 複数のプロセッサ（ＣＰＵ）を備えたマ
ルチプロセッサ情報処理システムであって、各プロセッサが、マイクロプログラム化された手段（Ｃ
Ｐ）を備え、 前記マイクロプログラム化された手段が、
前記プロセッサによってその割り込みが検出された事象
に応答して、実行されるプロセスの選択及びプロセスを
実行するプロセッサの選択の変更を行うために、特定の
事象の分類に応じて、最低のプライオリティを有する最
後のアクティブ処理にリンクしたポインタによって、割
り当ての決定を行うための少なくとも一つの専用マイク
ロプログラムモジュール（ＣＨＳＥＬ，ＤＱＳＥＬ，Ｅ
ＱＳＥＬ）と、前記専用マイクロプログラムモジュール
によって取り扱われる事象以外の事象に対して、前記割
り当ての決定を行うための中央マイクロプログラムモジ
ュール（ＣＴＳＥＬ）とを実行することを特徴とするマ
ルチプロセッサ情報処理システム。 - 【請求項２】 特定の事象の前記分類の各々が、前記マ
イクロプログラム化された手段が前記プロセッサに処理
を割り当てる間に起こる確率が最も高い事象を含むこと
を特徴とする請求項１に記載のシステム。 - 【請求項３】 特定事象の前記分類の各々が、実行され
る処理及び前記処理を実行するプロセッサの選択を単に
変更するだけである事象を含むことを特徴とする請求項
１又は請求項２に記載のシステム。 - 【請求項４】 システムで実行され得る処理（ＪＰ）の
アイデンティティが、事象待ちの処理の待ち行列（Ｑ／
ＰＲ／Ｓ）又は少なくとも一つのレディ状態の処理の待
ち行列（キュー）（Ｑ／ＰＲ／ＲＤＹ）内に記憶されて
おり、事象待ちの処理とは、プロセッサにおいて動作可
能な処理であり、レディ状態の処理とは、プロセッサを
待っている処理であって、前記待ち行列がリンクとして
知られるデータ構造によって実現されている場合に、特
定事象の前記分類の各々が、レディ状態の処理の待ち行
列における単一の処理をそれぞれ追加したり、削除した
り、移動したりする事象を含むことを特徴とする請求項
３に記載のシステム。 - 【請求項５】 前記レディ状態の処理の待ち行列が、一
度にただ一つのプロセッサのみが前記レディ状態の待ち
行列の状態を変更することができることを保証するため
に、前記マイクロプログラム化された手段によって使用
されるロック（ＲＤＹＬＫ）を備えていることを特徴と
する請求項４に記載のシステム。 - 【請求項６】 前記事象待ちの処理の待ち行列が、一度
にただ一つのプロセッサのみが前記事象待ち状態の処理
の待ち行列の状態を変更し得ることを保証するために、
前記マイクロプログラム化された手段によって使用され
る少なくとも一つのロック（ＳＥＭＬＫ）を備えている
ことを特徴とする請求項４又は請求項５に記載のシステ
ム。 - 【請求項７】 実行されるべき新たな処理（ＮＪＰ）の
アイデンティティを他のプロセッサ（ＣＰＵｉ）に通知
するリクエスト（ＥＸＥＣｉ）を発信するために、前記
マイクロプログラム化された手段によって使用される処
理間の対話手段を含んでおり、前記対話手段が、割り当
ての実行中に、一度にただ一つのプロセッサのみが前記
リクエストを発信することを保証するために、前記マイ
クロプログラム化された手段によって使用される第１の
対話ロック（ＭＰＤＬ）を備えており、前記専用マイク
ロプログラムモジュールの実行が対話を行い、前記対話
ロックがかけられている場合には、各専用マイクロプロ
グラムモジュールがその実行を停止し且つ前記中央マイ
クロプログラムモジュールを呼び出すように設計されて
いることを特徴とする請求項１から請求項６のいずれか
一項に記載のシステム。 - 【請求項８】 前記対話手段が、各プロセッサに前記リ
クエスト（ＥＸＥＣｉ）を送信するために、前記マイク
ロプログラム化された手段によって使用されるメイルボ
ックス（ＣＰＣＢ）を含んでおり、前記メイルボックス
の各々が、割り当ての実行中に、リクエストを発信した
プロセッサにより占有状態にされ且つプロセッサに申し
込まれたリクエスト実行後に解除されるロック（ＤＣＬ
Ｋ）を備えており、前記専用マイクロプログラムモジュ
ールの実行がリクエストをプロセッサに送り、そのメイ
ルボックスのロックがかけられている場合には、各専用
マイクロプログラムモジュールがその実行を停止し且つ
前記中央マイクロプログラムモジュールを呼び出すよう
に設計されていることを特徴とする請求項７に記載のシ
ステム。 - 【請求項９】 制約条件のある処理、即ちその実行があ
る特定のプロセッサによって行われるべき処理がシステ
ム内に存在するかどうかを、その状態が示している、予
め定められた条件インジケータ（ＣＳＴ）を含んでお
り、前記マイクロプログラム化された手段が、前記イン
ジケータが制約条件の存在を知らせているときには、処
理のプロセッサへの割当が前記中央マイクロプログラム
モジュールによって行われるように設計されていること
を特徴とする請求項１から請求項８のいずれか一項に記
載のシステム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| FR9113431A FR2683344B1 (fr) | 1991-10-30 | 1991-10-30 | Systeme multiprocesseur avec moyens microprogrammes pour la repartition des processus aux processeurs. |
| FR9113431 | 1991-10-30 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05250337A JPH05250337A (ja) | 1993-09-28 |
| JP2690435B2 true JP2690435B2 (ja) | 1997-12-10 |
Family
ID=9418483
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4292966A Expired - Lifetime JP2690435B2 (ja) | 1991-10-30 | 1992-10-30 | 処理をプロセッサにディスパッチするためのマイクロプログラム手段を有するマルチプロセッサシステム |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5745757A (ja) |
| EP (1) | EP0540383B1 (ja) |
| JP (1) | JP2690435B2 (ja) |
| DE (1) | DE69231201T2 (ja) |
| FR (1) | FR2683344B1 (ja) |
Families Citing this family (11)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5946487A (en) * | 1996-06-10 | 1999-08-31 | Lsi Logic Corporation | Object-oriented multi-media architecture |
| JP3780732B2 (ja) | 1999-03-10 | 2006-05-31 | 株式会社日立製作所 | 分散制御システム |
| US6539542B1 (en) * | 1999-10-20 | 2003-03-25 | Verizon Corporate Services Group Inc. | System and method for automatically optimizing heterogenous multiprocessor software performance |
| US6898650B1 (en) * | 2000-08-10 | 2005-05-24 | Novell, Inc. | Queueing method supporting multiple client accesses simultaneously |
| US7203782B1 (en) | 2000-04-12 | 2007-04-10 | Novell, Inc. | Queueing method supporting multiple client accesses simultaneously |
| US6782410B1 (en) * | 2000-08-28 | 2004-08-24 | Ncr Corporation | Method for managing user and server applications in a multiprocessor computer system |
| US7254812B1 (en) * | 2002-05-31 | 2007-08-07 | Advanced Micro Devices, Inc. | Multi-processor task scheduling |
| US7856618B2 (en) | 2005-08-04 | 2010-12-21 | International Business Machines Corporation | Adaptively generating code for a computer program |
| US20070033592A1 (en) * | 2005-08-04 | 2007-02-08 | International Business Machines Corporation | Method, apparatus, and computer program product for adaptive process dispatch in a computer system having a plurality of processors |
| US9268611B2 (en) * | 2010-09-25 | 2016-02-23 | Intel Corporation | Application scheduling in heterogeneous multiprocessor computing platform based on a ratio of predicted performance of processor cores |
| US8938796B2 (en) | 2012-09-20 | 2015-01-20 | Paul Case, SR. | Case secure computer architecture |
Family Cites Families (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4286322A (en) * | 1979-07-03 | 1981-08-25 | International Business Machines Corporation | Task handling apparatus |
| FR2471631B1 (fr) * | 1979-12-11 | 1986-02-21 | Cii Honeywell Bull | Dispositif de synchronisation et d'affectation de processus entre plusieurs processeurs dans un systeme de traitement de l'information |
| US4318173A (en) * | 1980-02-05 | 1982-03-02 | The Bendix Corporation | Scheduler for a multiple computer system |
| US4394727A (en) * | 1981-05-04 | 1983-07-19 | International Business Machines Corporation | Multi-processor task dispatching apparatus |
| US4590550A (en) * | 1983-06-29 | 1986-05-20 | International Business Machines Corporation | Internally distributed monitoring system |
| US4914570A (en) * | 1986-09-15 | 1990-04-03 | Counterpoint Computers, Inc. | Process distribution and sharing system for multiple processor computer system |
| JPS646488A (en) * | 1987-12-28 | 1989-01-11 | Shinko Arufuretsushiyu Kk | Method of executing remodelled window frame |
| US4965716A (en) * | 1988-03-11 | 1990-10-23 | International Business Machines Corporation | Fast access priority queue for managing multiple messages at a communications node or managing multiple programs in a multiprogrammed data processor |
| EP0403229A1 (en) * | 1989-06-13 | 1990-12-19 | Digital Equipment Corporation | Method and apparatus for scheduling tasks in repeated iterations in a digital data processing system having multiple processors |
| JP2875284B2 (ja) * | 1989-06-23 | 1999-03-31 | 株式会社日立製作所 | 計算機システム及びその課金処理方法 |
| US5179702A (en) * | 1989-12-29 | 1993-01-12 | Supercomputer Systems Limited Partnership | System and method for controlling a highly parallel multiprocessor using an anarchy based scheduler for parallel execution thread scheduling |
| US5452452A (en) * | 1990-06-11 | 1995-09-19 | Cray Research, Inc. | System having integrated dispatcher for self scheduling processors to execute multiple types of processes |
-
1991
- 1991-10-30 FR FR9113431A patent/FR2683344B1/fr not_active Expired - Fee Related
-
1992
- 1992-10-12 EP EP92402784A patent/EP0540383B1/fr not_active Expired - Lifetime
- 1992-10-12 DE DE69231201T patent/DE69231201T2/de not_active Expired - Fee Related
- 1992-10-30 JP JP4292966A patent/JP2690435B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1995
- 1995-05-15 US US08/441,648 patent/US5745757A/en not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (3)
| Title |
|---|
| 「ＡＤＡＰＴＩＶＥ，ＲＥＬＩＡＢＬＥ ＳＯＦＴＷＡＲＥ ＦＯＲ ＤＩＳＴＲＩＢＵＴＥＤ ＡＮＤ ＰＡＲＡＬＬＥＬ ＲＥＡＬ−ＴＩＭＥ ＳＹＳＴＥＭＳ」 |
| ６ＴＨ ＳＹＭＰＯＳＩＵＭ ＯＮ ＲＥＬＩＡＢＩＬＩＴＹ ＩＮ ＤＩＳＴＲＩＢＵＴＥＤ ＳＯＦＴＷＡＲＥ ＡＮＤ ＤＡＴＡＢＡＳＥ ＳＹＳＴＥＭＳ １７ ＭＡＲＳ １９８７ ＰＡＧＥＳ３２−４２ |
| ＫＡＲＳＴＥＮ ＳＣＨＷＡＮ，ＴＨＯＭＡＳ Ｅ．ＢＩＨＡＲＩ，ＢＥＮ Ａ．ＢＬＡＫＥ |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0540383A1 (fr) | 1993-05-05 |
| DE69231201T2 (de) | 2001-03-01 |
| US5745757A (en) | 1998-04-28 |
| FR2683344B1 (fr) | 1996-09-20 |
| EP0540383B1 (fr) | 2000-06-28 |
| DE69231201D1 (de) | 2000-08-03 |
| FR2683344A1 (fr) | 1993-05-07 |
| JPH05250337A (ja) | 1993-09-28 |
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