JP3058972B2 - Ｃｐｕ間通信データ履歴の蓄積方式 - Google Patents
Ｃｐｕ間通信データ履歴の蓄積方式Info
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- JP3058972B2 JP3058972B2 JP4006629A JP662992A JP3058972B2 JP 3058972 B2 JP3058972 B2 JP 3058972B2 JP 4006629 A JP4006629 A JP 4006629A JP 662992 A JP662992 A JP 662992A JP 3058972 B2 JP3058972 B2 JP 3058972B2
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- communication
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Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は複数のＣＰＵ間で通信を
行いながら、種々のデータ処理を行うシステムにおける
ＣＰＵ間通信データ履歴の蓄積方式に関する。
行いながら、種々のデータ処理を行うシステムにおける
ＣＰＵ間通信データ履歴の蓄積方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年のＣＰＵの処理能力の向上にしたが
い、ＣＰＵ間通信処理システムにおいては、その通信能
力の高速性および信頼性が要求されている。
い、ＣＰＵ間通信処理システムにおいては、その通信能
力の高速性および信頼性が要求されている。
【０００３】このため、各種さまざまな通信用汎用ＬＳ
Ｉが提供されているが、ＣＰＵ間通信処理システムの高
機能実現に伴い、通信処理の競合および通信用汎用ＬＳ
Ｉへの負荷が増大し、それに起因する通信異常の発生も
多い。この通信異常が発生した場合、原因解析のため、
各ＣＰＵ間相互で同期をとった形で通信処理手順の履歴
情報を蓄積する必要がある。
Ｉが提供されているが、ＣＰＵ間通信処理システムの高
機能実現に伴い、通信処理の競合および通信用汎用ＬＳ
Ｉへの負荷が増大し、それに起因する通信異常の発生も
多い。この通信異常が発生した場合、原因解析のため、
各ＣＰＵ間相互で同期をとった形で通信処理手順の履歴
情報を蓄積する必要がある。
【０００４】図６(a) ，(b) は従来のデータ蓄積方式を
示すもので、例えば３つのＣＰＵ１，２，３の相互間の
データ授受の様子を示している。同図(a) において、Ｃ
ＰＵ１はＣＰＵ２とＣＰＵ３との間で、データＡ，Ｂ，
Ｃ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｋ，Ｌの授受を行い、ＣＰＵ
２はＣＰＵ１とＣＰＵ３との間で、データＡ，Ｂ，Ｃ，
Ｄ，Ｉ，Ｊ，Ｋ，Ｌ，Ｍ，Ｎの授受を行い、ＣＰＵ３は
ＣＰＵ１とＣＰＵ２との間で、データＥ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，
Ｉ，Ｊ，Ｍ，Ｎの授受を行っている。
示すもので、例えば３つのＣＰＵ１，２，３の相互間の
データ授受の様子を示している。同図(a) において、Ｃ
ＰＵ１はＣＰＵ２とＣＰＵ３との間で、データＡ，Ｂ，
Ｃ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｋ，Ｌの授受を行い、ＣＰＵ
２はＣＰＵ１とＣＰＵ３との間で、データＡ，Ｂ，Ｃ，
Ｄ，Ｉ，Ｊ，Ｋ，Ｌ，Ｍ，Ｎの授受を行い、ＣＰＵ３は
ＣＰＵ１とＣＰＵ２との間で、データＥ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，
Ｉ，Ｊ，Ｍ，Ｎの授受を行っている。
【０００５】そして、ＣＰＵ１，２，３はそれぞれ独自
のタイミングで自己のデータ蓄積エリアに各々の送受信
データを蓄積している。すなわち、同図(b) に示すよう
に、ＣＰＵ１のデータ蓄積エリア１1 には、データＡ，
Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｋ，Ｌが蓄積され、ＣＰ
Ｕ２のデータ蓄積エリア１2 にはデータＡ，Ｂ，Ｃ，
Ｄ，Ｉ，Ｊ，Ｋ，Ｌ，Ｍ，Ｎが蓄積され、ＣＰＵ３のデ
ータ蓄積エリア１3 にはデータＥ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｉ，
Ｊ，Ｍ，Ｎが蓄積される。
のタイミングで自己のデータ蓄積エリアに各々の送受信
データを蓄積している。すなわち、同図(b) に示すよう
に、ＣＰＵ１のデータ蓄積エリア１1 には、データＡ，
Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｋ，Ｌが蓄積され、ＣＰ
Ｕ２のデータ蓄積エリア１2 にはデータＡ，Ｂ，Ｃ，
Ｄ，Ｉ，Ｊ，Ｋ，Ｌ，Ｍ，Ｎが蓄積され、ＣＰＵ３のデ
ータ蓄積エリア１3 にはデータＥ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｉ，
Ｊ，Ｍ，Ｎが蓄積される。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】上記したように複数
（この場合は３つ）のＣＰＵ１，２，３の間で通信処理
を行う場合、通信処理中のデータは個々のＣＰＵ独自で
通信履歴の蓄積を行っている。
（この場合は３つ）のＣＰＵ１，２，３の間で通信処理
を行う場合、通信処理中のデータは個々のＣＰＵ独自で
通信履歴の蓄積を行っている。
【０００７】しかしながら、各ＣＰＵ間で蓄積される通
信履歴は、それぞれ非同期であるため、ＣＰＵ単位での
時間的なデータの送受信の流れは判別できるが、それは
各ＣＰＵ単位での時間的順序だけであり、各ＣＰＵ相互
間での時間的順序の判別は容易には行えない。
信履歴は、それぞれ非同期であるため、ＣＰＵ単位での
時間的なデータの送受信の流れは判別できるが、それは
各ＣＰＵ単位での時間的順序だけであり、各ＣＰＵ相互
間での時間的順序の判別は容易には行えない。
【０００８】すなわち、図７(a) で示すように、ＣＰＵ
２からＣＰＵ１に送信されたデータＣが何らかの通信異
常によりＣＰＵ１にて受信されなかった場合、あるいは
ＣＰＵ３から送信されたデータＦがＣＰＵ１で受信され
なかった場合、さらにＣＰＵ３から送信されたデータＮ
がＣＰＵ２で受信されなかった場合、それぞれのＣＰＵ
１，２，３における送受信データのデータ履歴は同図
(b) で示す如く、ＣＰＵ１のデータ蓄積エリア１1 には
データＡ，Ｂ，Ｄ，Ｅ，Ｇ，Ｈ，Ｋ，Ｌ、ＣＰＵ２のデ
ータ蓄積エリア１2 にはデータＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｉ，
Ｊ，Ｋ，Ｌ，Ｍ、ＣＰＵ３のデータ蓄積エリア１3 には
Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｉ，Ｊ，Ｍ，Ｎというようなデータ履
歴が残される。つまり、ＣＰＵ１のデータ蓄積エリア１
1 にはデータＣ，Ｆ，が履歴として残されず、またＣＰ
Ｕ２のデータ蓄積エリア２1 にはデータＮが履歴として
残されない。
２からＣＰＵ１に送信されたデータＣが何らかの通信異
常によりＣＰＵ１にて受信されなかった場合、あるいは
ＣＰＵ３から送信されたデータＦがＣＰＵ１で受信され
なかった場合、さらにＣＰＵ３から送信されたデータＮ
がＣＰＵ２で受信されなかった場合、それぞれのＣＰＵ
１，２，３における送受信データのデータ履歴は同図
(b) で示す如く、ＣＰＵ１のデータ蓄積エリア１1 には
データＡ，Ｂ，Ｄ，Ｅ，Ｇ，Ｈ，Ｋ，Ｌ、ＣＰＵ２のデ
ータ蓄積エリア１2 にはデータＡ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，Ｉ，
Ｊ，Ｋ，Ｌ，Ｍ、ＣＰＵ３のデータ蓄積エリア１3 には
Ｅ，Ｆ，Ｇ，Ｈ，Ｉ，Ｊ，Ｍ，Ｎというようなデータ履
歴が残される。つまり、ＣＰＵ１のデータ蓄積エリア１
1 にはデータＣ，Ｆ，が履歴として残されず、またＣＰ
Ｕ２のデータ蓄積エリア２1 にはデータＮが履歴として
残されない。
【０００９】これらの各データ蓄積エリアの内容から
は、例えば本来ＣＰＵ２から送信されるはずのデータＣ
がＣＰＵ１で受信できなかったということの判別できる
が、ＣＰＵ１とＣＰＵ２との送受信の同期がとられてい
ないために、送信と受信のタイミングが明確でなく、Ｃ
ＰＵ１側から見れば、受信できなかったデータＣが、Ｃ
ＰＵ２に履歴として残されているデータＣと同じもので
あるかの判断が行えず、通信異常のあったデータがどの
ＣＰＵからのものかを特定するのが困難であった。
は、例えば本来ＣＰＵ２から送信されるはずのデータＣ
がＣＰＵ１で受信できなかったということの判別できる
が、ＣＰＵ１とＣＰＵ２との送受信の同期がとられてい
ないために、送信と受信のタイミングが明確でなく、Ｃ
ＰＵ１側から見れば、受信できなかったデータＣが、Ｃ
ＰＵ２に履歴として残されているデータＣと同じもので
あるかの判断が行えず、通信異常のあったデータがどの
ＣＰＵからのものかを特定するのが困難であった。
【００１０】したがって、通信処理中、特に１つのシー
ケンスでのデータ授受が多い場合や複数のＣＰＵとの通
信が競合する場合は、対応するＣＰＵ側に通信異常が発
生していても、タイミングが明確に認識できず、通信異
常の原因解析を適確に行うことができない問題があっ
た。
ケンスでのデータ授受が多い場合や複数のＣＰＵとの通
信が競合する場合は、対応するＣＰＵ側に通信異常が発
生していても、タイミングが明確に認識できず、通信異
常の原因解析を適確に行うことができない問題があっ
た。
【００１１】本発明は、複数のＣＰＵ間で通信を行いな
がらデータ処理を行うシステムにおいて、各ＣＰＵ間で
同期をとって通信履歴情報を蓄積することによりＣＰＵ
相互間での送受信情報の時間的順序を履歴として残し、
通信異常が発生した場合、その原因解析を迅速かつ適確
に行えるＣＰＵ間通信データ履歴の蓄積方式を実現する
ことを目的としている。
がらデータ処理を行うシステムにおいて、各ＣＰＵ間で
同期をとって通信履歴情報を蓄積することによりＣＰＵ
相互間での送受信情報の時間的順序を履歴として残し、
通信異常が発生した場合、その原因解析を迅速かつ適確
に行えるＣＰＵ間通信データ履歴の蓄積方式を実現する
ことを目的としている。
【００１２】
【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理を説
明するための図であり、ここでは説明をわかりやすくす
るため、複数のＣＰＵのうち、ある１つのＣＰＵについ
ての原理説明を行う。
明するための図であり、ここでは説明をわかりやすくす
るため、複数のＣＰＵのうち、ある１つのＣＰＵについ
ての原理説明を行う。
【００１３】図１において、１１は共通クロックの時間
軸を示しており、Ｔ0 ，Ｔ1 ，Ｔ2 ，・・・というよう
に一定時間毎にタイマ割込みがかけられる。１２はポイ
ンタ格納部、１３はデータ格納部、１４は割込みカウン
タである。
軸を示しており、Ｔ0 ，Ｔ1 ，Ｔ2 ，・・・というよう
に一定時間毎にタイマ割込みがかけられる。１２はポイ
ンタ格納部、１３はデータ格納部、１４は割込みカウン
タである。
【００１４】上記Ｔ0 ，Ｔ1 ，Ｔ2 ，・・・のタイマ割
込みは、他のすべてのＣＰＵにも共通にかけられてい
る。また、ポインタ格納部１２はポインタ値が格納され
るエリアＰ1 ，Ｐ2 ，．．．を有し、これら各エリアＰ
1 ，Ｐ2 ，・・・は、タイマ割込みの各時間領域に対応
している。つまり、エリアＰ1 はＴ0 〜Ｔ1 の時間領
域、エリアＰ2 はＴ1 〜Ｔ2 の時間領域、エリアＰ3 は
Ｔ2 〜Ｔ3 の時間領域・・・というように対応してい
る。そして、送信または受信データが例えばＴ1 〜Ｔ2
の時間領域に到来したとすれば、割込みカウンタ１４が
１つだけカウントアップしてそのカウント値「１」（そ
れ以前のカウント値を「０」とする）がポインタ値
「１」としてエリアＰ2 に格納されるようになってい
る。
込みは、他のすべてのＣＰＵにも共通にかけられてい
る。また、ポインタ格納部１２はポインタ値が格納され
るエリアＰ1 ，Ｐ2 ，．．．を有し、これら各エリアＰ
1 ，Ｐ2 ，・・・は、タイマ割込みの各時間領域に対応
している。つまり、エリアＰ1 はＴ0 〜Ｔ1 の時間領
域、エリアＰ2 はＴ1 〜Ｔ2 の時間領域、エリアＰ3 は
Ｔ2 〜Ｔ3 の時間領域・・・というように対応してい
る。そして、送信または受信データが例えばＴ1 〜Ｔ2
の時間領域に到来したとすれば、割込みカウンタ１４が
１つだけカウントアップしてそのカウント値「１」（そ
れ以前のカウント値を「０」とする）がポインタ値
「１」としてエリアＰ2 に格納されるようになってい
る。
【００１５】一方、データ格納部１３は上記ポインタ格
納部１２の各エリアＰ1 ，Ｐ2 ，・・・のポインタ値を
アドレスとして、そのアドレスにデータが書き込まれ
る。例えばエリアＰ2 のポインタ値が１であれば、デー
タ格納部１３の１番目のアドレスに送信または受信デー
タ（以下、これを通信データという）が書き込まれるよ
うになっている。
納部１２の各エリアＰ1 ，Ｐ2 ，・・・のポインタ値を
アドレスとして、そのアドレスにデータが書き込まれ
る。例えばエリアＰ2 のポインタ値が１であれば、デー
タ格納部１３の１番目のアドレスに送信または受信デー
タ（以下、これを通信データという）が書き込まれるよ
うになっている。
【００１６】
【作用】次にその具体的な作用について説明する。図１
の如く、通信データＡがＴ1 とＴ2 間に、通信データＢ
および通信データＣがＴ2 とＴ3 間に通信データＤがＴ
4 とＴ5 間に到来するものとする。この場合、Ｔ0 とＴ
1 間には通信データはないので、割込みカウンタ４のカ
ウント値は「０」であり、ポインタ格納部１２のエリア
Ｐ1 のポインタ値は「０」となる。次に通信データＡが
Ｔ1 とＴ2 間に到来すると、割込みカウンタ１４がカウ
ントアップして、カウント値が「１」となり、そのカウ
ント値「１」がポインタ値としてエリアＰ2 に格納され
る。
の如く、通信データＡがＴ1 とＴ2 間に、通信データＢ
および通信データＣがＴ2 とＴ3 間に通信データＤがＴ
4 とＴ5 間に到来するものとする。この場合、Ｔ0 とＴ
1 間には通信データはないので、割込みカウンタ４のカ
ウント値は「０」であり、ポインタ格納部１２のエリア
Ｐ1 のポインタ値は「０」となる。次に通信データＡが
Ｔ1 とＴ2 間に到来すると、割込みカウンタ１４がカウ
ントアップして、カウント値が「１」となり、そのカウ
ント値「１」がポインタ値としてエリアＰ2 に格納され
る。
【００１７】続いて、通信データＢ，Ｃが同一の時間領
域のＴ2 とＴ3 間に到来すると、まず通信データＢの到
来により割込みカウンタ１４がカウントアップして、カ
ウント値が「２」となり、さらに通信データＣの到来に
より、割込みカウンタ１４がカウントアップして、カウ
ント値が「３」となる。この場合、後の方のカウント値
「３」がポインタ値「３」としてポインタ格納部１２の
エリアＰ3 に書き込まれる。従って、エリアＰ3 には
「３」が書き込まれる。
域のＴ2 とＴ3 間に到来すると、まず通信データＢの到
来により割込みカウンタ１４がカウントアップして、カ
ウント値が「２」となり、さらに通信データＣの到来に
より、割込みカウンタ１４がカウントアップして、カウ
ント値が「３」となる。この場合、後の方のカウント値
「３」がポインタ値「３」としてポインタ格納部１２の
エリアＰ3 に書き込まれる。従って、エリアＰ3 には
「３」が書き込まれる。
【００１８】次の時間領域Ｔ3 とＴ4 間には通信データ
は到来しないため、割込みカウンタ１４はカウントアッ
プせず、カウント値は「３」のままであり、そのカウン
ト値「３」がポインタ格納部１２のエリアＰ4 にポイン
タ値「３」として書き込まれる。
は到来しないため、割込みカウンタ１４はカウントアッ
プせず、カウント値は「３」のままであり、そのカウン
ト値「３」がポインタ格納部１２のエリアＰ4 にポイン
タ値「３」として書き込まれる。
【００１９】続いて、Ｔ4 とＴ5 間に通信データＤが到
来すると、割込みカウンタ１４がカウントアップして、
カウント値が「４」になり、そのカウント値「４」がポ
インタ値としてポインタ格納部１２のエリアＰ5 に書き
込まれる。
来すると、割込みカウンタ１４がカウントアップして、
カウント値が「４」になり、そのカウント値「４」がポ
インタ値としてポインタ格納部１２のエリアＰ5 に書き
込まれる。
【００２０】このようにポインタ格納部１２の各エリア
Ｐ1 ，Ｐ2 ，Ｐ3 ，・・・の各隣接するエリア間のポイ
ンタ値の差分は、その時間内に送受信した通信データ数
を示している。例えば、エリアＰ1 のポインタ値は
「０」，エリアＰ2 のポインタ値は「１」であるので、
Ｔ1 〜Ｔ2 時間内に到来した通信データ数は１個である
ことを示し、また、エリアＰ2 のポインタ値は「１」，
エリアＰ3 のポインタ値は「３」であるので、Ｔ2 〜Ｔ
3 時間内に到来した通信データ数は２個であることを示
し、さらに、エリアＰ3 のポインタ値は「３」，エリア
Ｐ4 のポインタ値は「３」であるので、Ｔ3 〜Ｔ4 時間
領域内には通信データの到来は無かったことを示してい
る。
Ｐ1 ，Ｐ2 ，Ｐ3 ，・・・の各隣接するエリア間のポイ
ンタ値の差分は、その時間内に送受信した通信データ数
を示している。例えば、エリアＰ1 のポインタ値は
「０」，エリアＰ2 のポインタ値は「１」であるので、
Ｔ1 〜Ｔ2 時間内に到来した通信データ数は１個である
ことを示し、また、エリアＰ2 のポインタ値は「１」，
エリアＰ3 のポインタ値は「３」であるので、Ｔ2 〜Ｔ
3 時間内に到来した通信データ数は２個であることを示
し、さらに、エリアＰ3 のポインタ値は「３」，エリア
Ｐ4 のポインタ値は「３」であるので、Ｔ3 〜Ｔ4 時間
領域内には通信データの到来は無かったことを示してい
る。
【００２１】一方、データ格納部１３には、上記ポイン
タ格納部１２の各エリアＰ1 ，Ｐ2 ，・・・のポインタ
値で示すアドレスに通信データが格納される。ここで、
上記アドレスは、ある時間領域内に到来する通信データ
が１つの場合は、前回のポインタ値に＋１をした値が今
回のポインタ値となるので、アドレスも前回のアドレス
番号に＋１をしたアドレス番号となるが、ある時間領域
内に到来する通信データが複数の場合は、その通信デー
タ数のカウント値を前回のポインタ値に加算した値が今
回のポインタ値となる。したがって、そのときの通信デ
ータが格納されるアドレスエリアは、前回のポインタ値
で示されるアドレス番号に＋１したアドレス番号から今
回のポインタ値で示されるアドレス番号までのエリアと
なる。
タ格納部１２の各エリアＰ1 ，Ｐ2 ，・・・のポインタ
値で示すアドレスに通信データが格納される。ここで、
上記アドレスは、ある時間領域内に到来する通信データ
が１つの場合は、前回のポインタ値に＋１をした値が今
回のポインタ値となるので、アドレスも前回のアドレス
番号に＋１をしたアドレス番号となるが、ある時間領域
内に到来する通信データが複数の場合は、その通信デー
タ数のカウント値を前回のポインタ値に加算した値が今
回のポインタ値となる。したがって、そのときの通信デ
ータが格納されるアドレスエリアは、前回のポインタ値
で示されるアドレス番号に＋１したアドレス番号から今
回のポインタ値で示されるアドレス番号までのエリアと
なる。
【００２２】例えば、Ｔ1 〜Ｔ2 時間領域内に通信デー
タＡが到来すると、この場合は、ポインタ値が「１」
（前回のポインタ値は「０」）であるので、今回のポイ
ンタ値「１」で示されるアドレス１に通信データＡが格
納される。また、Ｔ2 〜Ｔ3 時間領域内に、２つの通信
データＢ，Ｃが到来すると、この場合は、ポインタ値が
前回より＋２されて「３」（前回のポインタ値は
「１」）となり、前回のポインタ値で示されるアドレス
１に＋１をしたアドレス２から今回のポインタ値「３」
で示されるアドレス３までのアドレスエリアに、上記通
信データＢ，Ｃが格納される。つまり、アドレス２には
通信データＢが、アドレス３には通信データＣが格納さ
れることになる。
タＡが到来すると、この場合は、ポインタ値が「１」
（前回のポインタ値は「０」）であるので、今回のポイ
ンタ値「１」で示されるアドレス１に通信データＡが格
納される。また、Ｔ2 〜Ｔ3 時間領域内に、２つの通信
データＢ，Ｃが到来すると、この場合は、ポインタ値が
前回より＋２されて「３」（前回のポインタ値は
「１」）となり、前回のポインタ値で示されるアドレス
１に＋１をしたアドレス２から今回のポインタ値「３」
で示されるアドレス３までのアドレスエリアに、上記通
信データＢ，Ｃが格納される。つまり、アドレス２には
通信データＢが、アドレス３には通信データＣが格納さ
れることになる。
【００２３】また、Ｔ3 〜Ｔ4 時間領域には通信データ
が到来せず、この場合は、エリアＰ 4 のポインタ値も
「３」であり、アドレス「３」が指示されるが、通信デ
ータが無いので通信データの格納は行われない。次に、
Ｔ4 〜Ｔ5 の時間領域に通信データＤが到来すると、こ
の場合はポインタ値が前回より＋１されて「４」とな
り、このポインタ値「４」で示されるアドレス４に、上
記通信データＤが格納される。
が到来せず、この場合は、エリアＰ 4 のポインタ値も
「３」であり、アドレス「３」が指示されるが、通信デ
ータが無いので通信データの格納は行われない。次に、
Ｔ4 〜Ｔ5 の時間領域に通信データＤが到来すると、こ
の場合はポインタ値が前回より＋１されて「４」とな
り、このポインタ値「４」で示されるアドレス４に、上
記通信データＤが格納される。
【００２４】上記した動作は他のＣＰＵも同様であり、
各ＣＰＵ共通のタイマ割込みの所定の時間領域に通信デ
ータが存在すると、割込みカウンタがカウントアップし
て、そのカウント値に対応するポインタ値を、ポインタ
格納部のその通信データが到来した時間領域に対応する
エリアに格納し、そのポインタ値をアドレスとするデー
タ格納部のエリアに通信データを格納する。
各ＣＰＵ共通のタイマ割込みの所定の時間領域に通信デ
ータが存在すると、割込みカウンタがカウントアップし
て、そのカウント値に対応するポインタ値を、ポインタ
格納部のその通信データが到来した時間領域に対応する
エリアに格納し、そのポインタ値をアドレスとするデー
タ格納部のエリアに通信データを格納する。
【００２５】このように、各ＣＰＵ間で同期をとった状
態で通信データの履歴をとることで、各ＣＰＵ相互間で
の送信および受信情報の時間的な順序性を明確すること
ができる。例えば、ＣＰＵ１、ＣＰＵ２、ＣＰＵ３の３
つのＣＰＵがあって 今ＣＰＵ２とＣＰＵ３から同じデ
ータＡをＣＰＵ１に送信した際、ＣＰＵ３からのデータ
Ａが何らかの通信異常によってＣＰＵ１で受信できなか
ったとすると、この場合、各ＣＰＵが同期をとった状態
で通信データＡの履歴を残しているので、受信側のＣＰ
Ｕ１で受信すべき時間と発信側のＣＰＵ２，３で発信し
た時間の関係を調べることにより、その時間の順序性を
もとにＣＰＵ１にて受信できなかったデータＡが、ＣＰ
Ｕ２からのものかＣＰＵ３からのものかの判定を行うこ
とができ、通信異常の原因解析を適確に行うことができ
る。
態で通信データの履歴をとることで、各ＣＰＵ相互間で
の送信および受信情報の時間的な順序性を明確すること
ができる。例えば、ＣＰＵ１、ＣＰＵ２、ＣＰＵ３の３
つのＣＰＵがあって 今ＣＰＵ２とＣＰＵ３から同じデ
ータＡをＣＰＵ１に送信した際、ＣＰＵ３からのデータ
Ａが何らかの通信異常によってＣＰＵ１で受信できなか
ったとすると、この場合、各ＣＰＵが同期をとった状態
で通信データＡの履歴を残しているので、受信側のＣＰ
Ｕ１で受信すべき時間と発信側のＣＰＵ２，３で発信し
た時間の関係を調べることにより、その時間の順序性を
もとにＣＰＵ１にて受信できなかったデータＡが、ＣＰ
Ｕ２からのものかＣＰＵ３からのものかの判定を行うこ
とができ、通信異常の原因解析を適確に行うことができ
る。
【００２６】なお、図２、図３は上記した動作手順をソ
フトウェア的な実現例として示すフローチャートであ
り、図２は通信データをデータ格納部１３に格納する際
のフローチャート、図３は格納されたデータの履歴を知
るときの検索手順を示すフローチャートである。これら
各フローチャートはポインタ値およびアドレス値をｍ，
ｎ，・・・ｙ，ｚで示す一般的な動作手順を示すもの
で、以下に図１および図４を参照しながら動作を要約し
て説明する。
フトウェア的な実現例として示すフローチャートであ
り、図２は通信データをデータ格納部１３に格納する際
のフローチャート、図３は格納されたデータの履歴を知
るときの検索手順を示すフローチャートである。これら
各フローチャートはポインタ値およびアドレス値をｍ，
ｎ，・・・ｙ，ｚで示す一般的な動作手順を示すもの
で、以下に図１および図４を参照しながら動作を要約し
て説明する。
【００２７】まず、図２のフローチャートにより、タイ
マ割込み時間Ｔx からＴx+1 （ｘ＝０，１，２，・・
・）の間の動作を説明する。タイマ割込み（ステップＳ
１）の後、ポインタ格納部およびデータ格納部がＥＮＤ
か否かの判定を行い、その判定がＹＥＳであればそれぞ
れの格納部をクリアする（ステップＳ２〜Ｓ５）。そし
て、これらの格納部がＥＮＤでなければ、次に通信デー
タの有無を判定し（ステップＳ６）、通信データがあれ
ば、その通信データをデータ格納部１３の所定アドレス
に格納する（ステップＳ７）。そして格納部１３のアド
レス番号を＋１し（ステップＳ８）、さらに割込みカウ
ンタ１４のカウント値をカウントアップする（ステップ
Ｓ９）。例えば、図１に示すように、Ｔ2 〜Ｔ3 時間領
域において、２つの通信データＢ，Ｃがあったとし、ま
ず通信データＢをデータ格納部１３の所定のアドレス、
すなわち、この場合は前回の通信データＡによるポイン
タ値「１」で示されるアドレス１に＋１をしたアドレス
２に格納する（ステップＳ７）。そして、データ格納部
１３のアドレス番号をカウントアップ（ステップＳ８）
して、アドレス３とすると共に、割込みカウンタ１４の
カウント値をカウントアップする。この場合は、前回通
信データＡによるカウント値が１であったので、そのカ
ウント値は２となる。次に同じ時間領域（Ｔ2 〜Ｔ3 ）
内に通信データＣが到来しているので、その通信データ
Ｃをデータ格納部１３のアドレス３（この場合、アドレ
ス番号はカウントアップされて３となっている）に格納
され、続いて割込みカウンタ１４をカウントアップして
そのカウント値を３とする。この状態で、この時間領域
（Ｔ2 〜Ｔ3 ）内には通信データはそれ以上存在しない
ので、割込みカウンタ１４のカウント値（このときのカ
ウント値３）をポインタ値としてポインタ格納部１２の
エリアＰ3 に格納する。そして、ポインタ格納部１２の
エリア番号をカウントアップしてＰ4 とし、次の時間領
域Ｔ3 〜Ｔ4 における処理に移る。
マ割込み時間Ｔx からＴx+1 （ｘ＝０，１，２，・・
・）の間の動作を説明する。タイマ割込み（ステップＳ
１）の後、ポインタ格納部およびデータ格納部がＥＮＤ
か否かの判定を行い、その判定がＹＥＳであればそれぞ
れの格納部をクリアする（ステップＳ２〜Ｓ５）。そし
て、これらの格納部がＥＮＤでなければ、次に通信デー
タの有無を判定し（ステップＳ６）、通信データがあれ
ば、その通信データをデータ格納部１３の所定アドレス
に格納する（ステップＳ７）。そして格納部１３のアド
レス番号を＋１し（ステップＳ８）、さらに割込みカウ
ンタ１４のカウント値をカウントアップする（ステップ
Ｓ９）。例えば、図１に示すように、Ｔ2 〜Ｔ3 時間領
域において、２つの通信データＢ，Ｃがあったとし、ま
ず通信データＢをデータ格納部１３の所定のアドレス、
すなわち、この場合は前回の通信データＡによるポイン
タ値「１」で示されるアドレス１に＋１をしたアドレス
２に格納する（ステップＳ７）。そして、データ格納部
１３のアドレス番号をカウントアップ（ステップＳ８）
して、アドレス３とすると共に、割込みカウンタ１４の
カウント値をカウントアップする。この場合は、前回通
信データＡによるカウント値が１であったので、そのカ
ウント値は２となる。次に同じ時間領域（Ｔ2 〜Ｔ3 ）
内に通信データＣが到来しているので、その通信データ
Ｃをデータ格納部１３のアドレス３（この場合、アドレ
ス番号はカウントアップされて３となっている）に格納
され、続いて割込みカウンタ１４をカウントアップして
そのカウント値を３とする。この状態で、この時間領域
（Ｔ2 〜Ｔ3 ）内には通信データはそれ以上存在しない
ので、割込みカウンタ１４のカウント値（このときのカ
ウント値３）をポインタ値としてポインタ格納部１２の
エリアＰ3 に格納する。そして、ポインタ格納部１２の
エリア番号をカウントアップしてＰ4 とし、次の時間領
域Ｔ3 〜Ｔ4 における処理に移る。
【００２８】図４は上記処理動作を一般的な例として示
すもので、まず、Ｔ0 〜Ｔ1 時間内の通信データは、ポ
インタ格納部１２のエリアＰ1 のポインタ値ｍで示され
るアドレス番号ｍまでのアドレスに格納され、Ｔ1 〜Ｔ
2 時間内の通信データは、エリアＰ2 のポインタ値ｎで
示されるアドレス番号ｎまで（アドレスｍ＋１〜アドレ
スｎ）のアドレスエリアに格納される。同様に時間Ｔ
x-1 〜Ｔx の通信データは、ポインタ値Ｙで示されるア
ドレスＹまで（アドレスＸ＋１〜アドレスＹ）のアドレ
スエリアに格納され、時間Ｔx ＋Ｔx+1 の通信データ
は、ポインタ値Ｚで示されるアドレスＺまで（アドレス
Ｙ＋１〜アドレスＺ）のアドレスエリアに格納される。
すもので、まず、Ｔ0 〜Ｔ1 時間内の通信データは、ポ
インタ格納部１２のエリアＰ1 のポインタ値ｍで示され
るアドレス番号ｍまでのアドレスに格納され、Ｔ1 〜Ｔ
2 時間内の通信データは、エリアＰ2 のポインタ値ｎで
示されるアドレス番号ｎまで（アドレスｍ＋１〜アドレ
スｎ）のアドレスエリアに格納される。同様に時間Ｔ
x-1 〜Ｔx の通信データは、ポインタ値Ｙで示されるア
ドレスＹまで（アドレスＸ＋１〜アドレスＹ）のアドレ
スエリアに格納され、時間Ｔx ＋Ｔx+1 の通信データ
は、ポインタ値Ｚで示されるアドレスＺまで（アドレス
Ｙ＋１〜アドレスＺ）のアドレスエリアに格納される。
【００２９】このような動作手順により、タイマ割込み
の所定の時間領域に到来した通信データを、その時間領
域に対応したアドレスのデータ格納エリアに格納するこ
とができる。
の所定の時間領域に到来した通信データを、その時間領
域に対応したアドレスのデータ格納エリアに格納するこ
とができる。
【００３０】次に図３のフローチャートにより、データ
格納部１３に格納された通信データを検索する場合の検
索手順を要約して説明する。先ず、ポインタ格納部１２
の１番目のエリアＰ1 のデータを見て（ステップＳ２
１）、カウント値（ポインタ値）が０であるか否かの判
定を行い（ステップＳ２２）、そのカウント値がｍの場
合（ステップＳ２３）、図４に示す如く、データ格納部
１２のｍ番目までのアドレスエリアに格納されている通
信データ（Ｔ0 〜Ｔ1 の通信データ）を該当データとす
る（ステップＳ２４）。次にポインタ格納部１２の２番
目のエリアのデータを見て（ステップＳ２５）、そのカ
ウント値（ポインタ値）が０であるか否かの判定を行い
（ステップＳ２６）、そのカウント値がｎの場合（ステ
ップＳ２７）、図４に示す如く、データ格納部１３のｍ
＋１番目〜ｎ番目までを該当通信データ（Ｔ1 〜Ｔ2 の
通信データ）とする（ステップＳ２８）。このような処
理を続行し、ポインタ格納部１２の最後のエリアのデー
タを見て（ステップＳ２９）、上記同様、カウント値
（ポインタ値）が０であるか否かの判定を行い（ステッ
プＳ３０）、カウント値がｚである場合（ステップＳ３
１）、図４に示す如く、データ格納エリアのｙ＋１番目
〜ｚ番目までを該当通信データ（Ｔx 〜Ｔx+1 の通信デ
ータ）とする（ステップＳ３２）。なお、上記ステップ
Ｓ２２，Ｓ２６，Ｓ３０において、カウント値（ポイン
タ値）が０であるか否かの判断がカウント値＝０である
場合には、ポインタ格納部の次のエリアのデータを見る
というステップに移る。また、図３では図示されていな
いが、カウント値（ポインタ値）が前回のポインタ値と
同じ場合は、対応する時間領域内には通信データの到来
はなかったと判定する。
格納部１３に格納された通信データを検索する場合の検
索手順を要約して説明する。先ず、ポインタ格納部１２
の１番目のエリアＰ1 のデータを見て（ステップＳ２
１）、カウント値（ポインタ値）が０であるか否かの判
定を行い（ステップＳ２２）、そのカウント値がｍの場
合（ステップＳ２３）、図４に示す如く、データ格納部
１２のｍ番目までのアドレスエリアに格納されている通
信データ（Ｔ0 〜Ｔ1 の通信データ）を該当データとす
る（ステップＳ２４）。次にポインタ格納部１２の２番
目のエリアのデータを見て（ステップＳ２５）、そのカ
ウント値（ポインタ値）が０であるか否かの判定を行い
（ステップＳ２６）、そのカウント値がｎの場合（ステ
ップＳ２７）、図４に示す如く、データ格納部１３のｍ
＋１番目〜ｎ番目までを該当通信データ（Ｔ1 〜Ｔ2 の
通信データ）とする（ステップＳ２８）。このような処
理を続行し、ポインタ格納部１２の最後のエリアのデー
タを見て（ステップＳ２９）、上記同様、カウント値
（ポインタ値）が０であるか否かの判定を行い（ステッ
プＳ３０）、カウント値がｚである場合（ステップＳ３
１）、図４に示す如く、データ格納エリアのｙ＋１番目
〜ｚ番目までを該当通信データ（Ｔx 〜Ｔx+1 の通信デ
ータ）とする（ステップＳ３２）。なお、上記ステップ
Ｓ２２，Ｓ２６，Ｓ３０において、カウント値（ポイン
タ値）が０であるか否かの判断がカウント値＝０である
場合には、ポインタ格納部の次のエリアのデータを見る
というステップに移る。また、図３では図示されていな
いが、カウント値（ポインタ値）が前回のポインタ値と
同じ場合は、対応する時間領域内には通信データの到来
はなかったと判定する。
【００３１】このようにして、該当するデータがデータ
格納部１３のどのエリアに存在するかを検索することが
でき、そのアドレスを基にその該当データの送受信の時
間を知ることができる。これにより、前記したように通
信異常があって、データの授受が正確に行われなかった
場合、各ＣＰＵにおいて、そのデータの送受信の時間的
順位を調べることが可能となり、通信異常の原因解析を
迅速にかつ適確に行うことができる。
格納部１３のどのエリアに存在するかを検索することが
でき、そのアドレスを基にその該当データの送受信の時
間を知ることができる。これにより、前記したように通
信異常があって、データの授受が正確に行われなかった
場合、各ＣＰＵにおいて、そのデータの送受信の時間的
順位を調べることが可能となり、通信異常の原因解析を
迅速にかつ適確に行うことができる。
【００３２】
【実施例】次に本発明の実施例を説明する。図５は本発
明の一実施例の構成図であり、ＣＰＵ間通信処理システ
ムの構成を示している。ここでは２つのＣＰＵ間の通信
処理について説明する。同図において、２１，２２はＣ
ＰＵであり、各々ＲＯＭ２３，２４およびＲＡＭ２５，
２６がアドレスバスＡＢ1 ，ＡＢ2 、データバスＤ
Ｂ1 ，ＤＢ2 を介して接続されている。
明の一実施例の構成図であり、ＣＰＵ間通信処理システ
ムの構成を示している。ここでは２つのＣＰＵ間の通信
処理について説明する。同図において、２１，２２はＣ
ＰＵであり、各々ＲＯＭ２３，２４およびＲＡＭ２５，
２６がアドレスバスＡＢ1 ，ＡＢ2 、データバスＤ
Ｂ1 ，ＤＢ2 を介して接続されている。
【００３３】上記ＣＰＵ２１，２２には共通クロック発
生器２７からのクロックを受け、このクロックをタイマ
割込み受信部ＴＭ1 ，ＴＭ2 でそれぞれ受けてシステム
タイマとして動作する。
生器２７からのクロックを受け、このクロックをタイマ
割込み受信部ＴＭ1 ，ＴＭ2 でそれぞれ受けてシステム
タイマとして動作する。
【００３４】また、２８，２９は通信用ＬＳＩ、３０，
３１はプログラマブルインタラプトコントローラ（割込
み制御部であり、以下ＰＩＣと略称する）であり、ＣＰ
Ｕ２１，２２に対して通信割込み信号を発生する。ＣＰ
Ｕ２１，２２は通信割込み受信部ＩＮＴ1 ，ＩＮＴ2 を
介して通信割込みを受けるが、この通信割込みが入らな
い限り、通信データを格納することはない。そして、上
記通信用ＬＳＩ２８，２９およびＰＩＣ３０，３１から
通信割込みが入ると、ＣＰＵ２１，２２双方で通信割込
みカウンタ（ここでは図示しないが、図１の割込みカウ
ンタ１４に相当する）がカウントアップされ、そのカウ
ント値がポインタ値としてポインタ格納部に格納され
る。このポインタ格納部は、同実施例においてはＲＡＭ
２５のエリアＰ11，Ｐ12，・・・およびＲＡＭ２６のエ
リアＰ21，Ｐ22，・・・が使用される。そして、ＲＡＭ
２５の各エリアＰ11，Ｐ12，・・・およびＲＡＭ２６の
各エリアＰ21，Ｐ22，・・・に格納されたポインタ値を
アドレスとして、通信データがデータ格納部に格納され
る。このデータ格納部は、同実施例においては、ＲＡＭ
２５のエリアＤ11，Ｄ12，・・・およびＲＡＭ２６のエ
リアＤ21，Ｄ22，・・・が使用される。
３１はプログラマブルインタラプトコントローラ（割込
み制御部であり、以下ＰＩＣと略称する）であり、ＣＰ
Ｕ２１，２２に対して通信割込み信号を発生する。ＣＰ
Ｕ２１，２２は通信割込み受信部ＩＮＴ1 ，ＩＮＴ2 を
介して通信割込みを受けるが、この通信割込みが入らな
い限り、通信データを格納することはない。そして、上
記通信用ＬＳＩ２８，２９およびＰＩＣ３０，３１から
通信割込みが入ると、ＣＰＵ２１，２２双方で通信割込
みカウンタ（ここでは図示しないが、図１の割込みカウ
ンタ１４に相当する）がカウントアップされ、そのカウ
ント値がポインタ値としてポインタ格納部に格納され
る。このポインタ格納部は、同実施例においてはＲＡＭ
２５のエリアＰ11，Ｐ12，・・・およびＲＡＭ２６のエ
リアＰ21，Ｐ22，・・・が使用される。そして、ＲＡＭ
２５の各エリアＰ11，Ｐ12，・・・およびＲＡＭ２６の
各エリアＰ21，Ｐ22，・・・に格納されたポインタ値を
アドレスとして、通信データがデータ格納部に格納され
る。このデータ格納部は、同実施例においては、ＲＡＭ
２５のエリアＤ11，Ｄ12，・・・およびＲＡＭ２６のエ
リアＤ21，Ｄ22，・・・が使用される。
【００３５】このような構成において、ＣＰＵ２１，２
２は共通クロック発生器２７からのクロックにより同期
がとられ、システムタイマとして動作しているが、前記
したようにそれぞれ通信割込みを受けるまでは通信デー
タを格納することはない。
２は共通クロック発生器２７からのクロックにより同期
がとられ、システムタイマとして動作しているが、前記
したようにそれぞれ通信割込みを受けるまでは通信デー
タを格納することはない。
【００３６】今ここで、通信用ＬＳＩ２８，ＰＩＣ３０
を介して通信割込みがＣＰＵ２１に与えられ、また、通
信用ＬＳＩ２９，ＰＩＣ３１を介して通信割込みがＣＰ
Ｕ２２に与えられると、ＣＰＵ２１，２２双方でともに
通信割込みカウンタがカウントアップされる。すなわ
ち、この状態で例えばＴ1 〜Ｔ2 の時間領域にＣＰＵ２
２からＣＰＵ２１に対してデータＡを送信したとする
と、ＣＰＵ２２では、このＴ1 〜Ｔ2 の時間領域で前記
図１の説明の如く、割込みカウンタが「１」カウントア
ップして、そのカウント値「１」（それ以前のカウント
値を「０」とする）をポインタ値としてポインタ格納
部、つまりＲＡＭ２６のエリアＰ21に格納するととも
に、このポインタ値をアドレスとするデータ格納部、つ
まりＲＡＭ２６のエリアＤ21にデータＡを格納する。
を介して通信割込みがＣＰＵ２１に与えられ、また、通
信用ＬＳＩ２９，ＰＩＣ３１を介して通信割込みがＣＰ
Ｕ２２に与えられると、ＣＰＵ２１，２２双方でともに
通信割込みカウンタがカウントアップされる。すなわ
ち、この状態で例えばＴ1 〜Ｔ2 の時間領域にＣＰＵ２
２からＣＰＵ２１に対してデータＡを送信したとする
と、ＣＰＵ２２では、このＴ1 〜Ｔ2 の時間領域で前記
図１の説明の如く、割込みカウンタが「１」カウントア
ップして、そのカウント値「１」（それ以前のカウント
値を「０」とする）をポインタ値としてポインタ格納
部、つまりＲＡＭ２６のエリアＰ21に格納するととも
に、このポインタ値をアドレスとするデータ格納部、つ
まりＲＡＭ２６のエリアＤ21にデータＡを格納する。
【００３７】一方、ＣＰＵ２１ではＴ1 〜Ｔ2 の時間領
域でデータＡを受信すると、割込みカウンタが「１」カ
ウントアップして、そのカウント値「１」（それ以前の
カウント値を「０」とする）をポインタ値としてＲＡＭ
２５のエリアＰ11に格納するとともに、このポインタ値
をアドレスとするＲＡＭ２６のエリアＤ11にデータＡを
格納する。
域でデータＡを受信すると、割込みカウンタが「１」カ
ウントアップして、そのカウント値「１」（それ以前の
カウント値を「０」とする）をポインタ値としてＲＡＭ
２５のエリアＰ11に格納するとともに、このポインタ値
をアドレスとするＲＡＭ２６のエリアＤ11にデータＡを
格納する。
【００３８】このようにしてＣＰＵ２１，２２相互間の
通信データを双方のＣＰＵ２１，２２で同期をとった状
態で通信データの時間的な順序の履歴を残して通信デー
タを格納する。
通信データを双方のＣＰＵ２１，２２で同期をとった状
態で通信データの時間的な順序の履歴を残して通信デー
タを格納する。
【００３９】これにより、ＣＰＵ２２から発信したデー
タＡが何らかの通信異常によりＣＰＵ２２で受信できな
かったというような場合、このデータＡがどのＣＰＵか
らのデータであるかを判定する際、残された通信データ
の時間的関係を調べることによりＴ1 〜Ｔ2 の時間領域
にＣＰＵ２１で受信されるべきデータＡの発信元はＣＰ
Ｕ２２であるということを即座に知ることができる。こ
れにより通信異常の原因解析を適確にしかも迅速に行う
ことが可能となる。
タＡが何らかの通信異常によりＣＰＵ２２で受信できな
かったというような場合、このデータＡがどのＣＰＵか
らのデータであるかを判定する際、残された通信データ
の時間的関係を調べることによりＴ1 〜Ｔ2 の時間領域
にＣＰＵ２１で受信されるべきデータＡの発信元はＣＰ
Ｕ２２であるということを即座に知ることができる。こ
れにより通信異常の原因解析を適確にしかも迅速に行う
ことが可能となる。
【００４０】
【発明の効果】本発明によれば、複雑なシーケンスによ
る複数のＣＰＵ間通信処理時、および複数のＣＰＵ間通
信競合時において、通信データの授受の時間的な関係の
データを正確に蓄積でき、これにより、通信異常が発生
した際の原因解析を迅速かつ適確に行うことができ、Ｃ
ＰＵ間通信システムにおける通信処理効率の向上および
信頼性の向上に寄与することができるものである。
る複数のＣＰＵ間通信処理時、および複数のＣＰＵ間通
信競合時において、通信データの授受の時間的な関係の
データを正確に蓄積でき、これにより、通信異常が発生
した際の原因解析を迅速かつ適確に行うことができ、Ｃ
ＰＵ間通信システムにおける通信処理効率の向上および
信頼性の向上に寄与することができるものである。
【図１】本発明の原理を説明するための図である。
【図２】本発明の原理に基づいて通信データ格納時の動
作手順を説明するためのフローチャートである。
作手順を説明するためのフローチャートである。
【図３】本発明の原理に基づいて格納された通信データ
を検索する際の動作手順を説明するためのフローチャー
トである。
を検索する際の動作手順を説明するためのフローチャー
トである。
【図４】図２，図３のフローチャートに基づいた通信デ
ータの格納・検索例を説明するための図である。
ータの格納・検索例を説明するための図である。
【図５】本発明の一実施例の構成図である。
【図６】従来の通信データ蓄積方式を説明するための図
で、(a) は各ＣＰＵ間における通信データの授受関係を
示す図であり、(b) は各ＣＰＵのデータ蓄積状況を示す
図である。
で、(a) は各ＣＰＵ間における通信データの授受関係を
示す図であり、(b) は各ＣＰＵのデータ蓄積状況を示す
図である。
【図７】図６において通信異常が発生した場合の動作を
説明するための図で、(a) は各ＣＰＵ間の通信データの
授受関係を示す図であり、(b) は各ＣＰＵのデータ蓄積
状況を示す図である。
説明するための図で、(a) は各ＣＰＵ間の通信データの
授受関係を示す図であり、(b) は各ＣＰＵのデータ蓄積
状況を示す図である。
【符号の説明】 １２ ポインタ格納部 １３ データ格納部 １４ 割込みカウンタ Ａ，Ｂ，Ｃ，Ｄ，・・・ 通信データ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 平２−41550（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−292248（ＪＰ，Ａ) 特開 昭64−82232（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−162043（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−143853（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−200441（ＪＰ，Ａ) 特開 昭51−61236（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 15/177 672
Claims (2)
- 【請求項１】 複数のＣＰＵ間で通信データの授受を行
ってデータ処理を行うシステムにおいて、 各ＣＰＵに共通のクロック及び、前記クロックに基づい
て各ＣＰＵに共通に一定時間毎にタイマ割込みをかける
ことにより生成された各時間領域に対応するエリアから
なるポインタ格納部を備え、 前記時間領域のうちある 時間領域内に少なくとも１つの
通信データの割込みがあると、割込みカウンタを通信デ
ータ毎にカウントアップし、そのカウント値をポインタ
値として前記ポインタ格納部の上記通信データの割込み
のあった時間領域に対応するエリアに格納するととも
に、上記通信データをデータ格納部の上記ポインタ値に
対応したアドレスエリアに格納するようにしたことを特
徴とするＣＰＵ間通信データ履歴の蓄積方式。 - 【請求項２】 上記時間領域に複数の通信データの割込
みがあった場合において、 その時間領域内の最後の通信データによる割込みカウン
ト値を、ポインタ値として前記ポインタ格納部の前記時
間領域に対応するエリアに格納し、当該複数の通信デー
タを前記データ格納部のそのときのポインタ値で示され
るアドレス値までのアドレスエリアに格納することを特
徴とする請求項１記載のＣＰＵ間通信データ履歴の蓄積
方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4006629A JP3058972B2 (ja) | 1992-01-17 | 1992-01-17 | Ｃｐｕ間通信データ履歴の蓄積方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4006629A JP3058972B2 (ja) | 1992-01-17 | 1992-01-17 | Ｃｐｕ間通信データ履歴の蓄積方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05197692A JPH05197692A (ja) | 1993-08-06 |
| JP3058972B2 true JP3058972B2 (ja) | 2000-07-04 |
Family
ID=11643655
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4006629A Expired - Fee Related JP3058972B2 (ja) | 1992-01-17 | 1992-01-17 | Ｃｐｕ間通信データ履歴の蓄積方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3058972B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2013098954A1 (ja) * | 2011-12-27 | 2013-07-04 | 富士通株式会社 | 情報処理装置、演算処理装置及び情報処理装置の制御方法 |
-
1992
- 1992-01-17 JP JP4006629A patent/JP3058972B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH05197692A (ja) | 1993-08-06 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A01 | Written decision to grant a patent or to grant a registration (utility model) |
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