JP3108042B2 - マルチノード情報処理システムにおけるチケット分配方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、マルチノード情報
処理システムにおけるチケットの分配方法を対象とす
る。マルチノード情報処理システムは、電気式または光
学式伝送線によって相互接続されているノードと呼ばれ
る遠隔情報処理システムから構成されている。

【０００２】本発明は特に、ノードが各々固有のオペレ
ーティングシステムを実行、及び／又は各々がマルチプ
ロセッサのノードシステムを構成する複数のプロセッサ
を有し、及び／又はリンクがこれらのノード間の通信専
用である、マルチノード情報処理システムに適する。リ
ンクは、直列のビット列（直列リンク）の形であれ、並
列に配置された連続する区分（並列リンク）の形であれ
メッセージを運ぶことができる。

【０００３】本発明はまた、必然的に、この方法を実施
するマルチノード情報処理システムと、この方法または
該情報処理システムを利用するための情報処理ノードな
らびに集積回路を対象とする。

【０００４】マルチタスクアプリケーションプログラム
の必要性から、動的に一つの識別子を一つのタスクに割
当てる、あるいは一つのタイミングラベルを一つの事象
に割当てることが必要となる。

【０００５】一つのタスクを他のタスクから識別するた
めに、タスクの識別子はシステム中では唯一のものでな
ければならないことがわかる。同様に、事象の時間的な
連続における一つの事象の位置を識別するために、ラベ
ルを順序付けしなければならない。

【０００６】識別子及びラベルは、システムが提供する
メカニズムによって得ることができる。このメカニズム
は、一つの識別子または一つのラベルの要求に応答し
て、いかなるエラーも防ぐために十分な時間的間隔及び
空間中で唯一つの数字を与える機能を有している。この
数字は一つの番号に対応しており、チケットと呼ばれ、
またメカニズムは、チケットの分配サービスを提供す
る。チケットは、通常、定められた順序で分配され、チ
ケットの要求の時間的順序に応じて単調に増減する。チ
ケットの分配は、通常はソフトウェアエアのコンポーネ
ントによって行われる。

【０００７】ソフトウェアエアのコンポーネントは、チ
ケットの分配を集中的に管理する。この集中化は、チケ
ットを要求する操作ソフトウェアとチケットの分配ソフ
トウェアのコンポーネントとの間の通信を必要とする。
したがってこれは、プロトコルの実行を行い、データの
物理的伝達を生じさせるノード間通信のソフトウェア及
びハードウェアのメカニズムを前提としている。実際
に、ノード間通信管理のソフトウェアによる実行は、シ
ステムの動作ソフトウェアを複雑にし、チケットの分配
を遅らせる。

【０００８】さらに、現在では、稼働率が高いマルチノ
ード情報処理システムに対する要求が増大している。こ
の品質は、ハードウェアまたはソフトウェアの故障、さ
らにはシステムの一部の損失が生じた場合でも、システ
ムがその機能性を保つことができなければならないこと
を意味している。したがって、この場合、チケット分配
もその機能性を保たねばならない。ソフトウェアの解決
策は、ノード中に分配サービスを分配する、あるいはサ
ービスを二重化することである。これら二つの解決策
は、システム全体においてチケットの分配の一貫性を確
立するために補足的なノード間通信を必要とする。これ
は、システムの動作ソフトウェアを一層複雑にする。さ
らに、ノード間通信の数を増大させることによって、ソ
フトウェアはチケットの分配を著しく遅らせる。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】本発明は、マルチノー
ド情報処理システムの操作ソフトウェアの負担を軽減す
るチケットの分配を目的とする。

【００１０】他の目的は、ノード間通信の数または時間
あるいはその両方を著しく減少させることにより、チケ
ットの分配性能を改善することにある。このとき、分配
は、少ない待ち時間と大きなスループットで行うことが
できる。

【００１１】他の目的は、高稼働率タイプのマルチノー
ドシステム中で上記の利点を保つことにある。

【００１２】他の目的は、チケットの分配方法及びその
利用を簡素化することにある。

【００１３】本発明は、マルチノード情報処理システム
において、タスクまたは事象を識別するチケットの分配
方法であって、システムのノードの中からチケットの分
配のマスタノードを決定し、チケット発生ハードウェア
手段をそこに組込み、前記ノード中にチケットジェネレ
ータのアドレスを保存し、さらに、前記ノードのいずれ
か一つがチケットを要求する際に、要求側ノード中で前
記アドレスを読取り、チケットジェネレータにアクセス
することを特徴とするチケットの分配方法を対象とす
る。

【００１４】この結果として、システム中のタスクまた
は事象を識別するチケットの分配メカニズムを有するマ
ルチノード情報処理システムであって、該メカニズム
が、システムのノードとして、各チケットの分配セルに
分散配置されており、マスタノード中にチケット発生ハ
ードウェア手段を有し、各ノード中にチケットジェネレ
ータのアドレスを記憶する手段と、対応するノードの記
憶手段とマスタノードのチケットのジェネレータとへの
アクセス制御手段とを有する、ことを特徴とするマルチ
ノード情報処理システムが得られる。

【００１５】本発明は、以上に定義されたシステムまた
は方法を利用するためのチケットの分配セルを組み込ん
だ集積回路と情報処理ノードも対象とする。

【００１６】添付の図面を参照して、以下に本発明の特
徴と利点を説明する。

【００１７】

【発明の実施の形態】図１に示す情報処理システムＳＹ
Ｓは、各々固有のオペレーティングシステムを有し、そ
の結果互いに独立して動作する複数の処理ノードＮ（Ｎ
ｘ、Ｎｙ、…）を備えている。ノードＮは、リンクＬに
よって互いに接続されている。ここに示されている例に
おいては、リンクＬは、双方向直列データリンクであ
り、たとえば、ＬｘｙがノードＮｘとＮｙをつなぐリン
クを表しているように、参照番号として、それぞれのリ
ンクがつないでいる二つのノードの番号が記されてい
る。直列によるデータのノード間伝送リンクの使用は、
従来の並列データ伝送リンクに比べて、接続に場所をと
らない。したがって、他のノードとともにより多くの２
地点間接続数の使用と、より多くの同時通信の伝送が可
能になる。

【００１８】各ノードは、複数のプロセッサＰを備えて
おり、その参照番号はノードの番号を示し、場合によっ
ては、ノード中のプロセッサの命令番号を示している。
すなわち、Ｐｘｍは、命令ｍのノードＮｘのプロセッサ
を指している。本実施形態のシステムＳＹＳは、各々６
個のプロセッサをもつ八個のノードを備えている。ここ
で示す例では、各プロセッサＰは、プロセッサと同じ集
積回路中に組込むことができる一つのキャッシュメモリ
ＣＭに接続されているものとする。各ノードはまた、キ
ャッシュメモリＣＭと、メモリＭと、入出力サブシステ
ムＩＯＳと、ノード間通信モジュールＩＳＬ（Ｉｎｔｅ
ｒ Ｓｙｓｔｅｍ Ｌｉｎｋ）に接続されているシステ
ムバスＳＢを備えている。ここに示されているノードＮ
ｘとＮｙにおけるこれらのコンポーネントの各々には、
対応するノードのインデックスｘまたはｙが付されてい
る。システムの他のあらゆるモジュールと同様に、モジ
ュールＩＳＬｘは、ノードＮｘのシステムバスＳＢｘと
の内部インターフェースを有し、さらに、ノードＮｘを
七個の他のシステムノードにつなぎ、リンクＬｘｙを含
むリンクＬとの外部インターフェースを示す。ここに示
されている各モジュールＩＳＬは、集積回路ＩＣ中に含
めることが好ましい。

【００１９】図２は、必要ではないが有利な例として示
したシステムＳＹＳの特徴を示している。この特徴によ
れば、システムＳＹＳ中には、２種類のアドレッシング
空間、つまりメモリ空間ＭＳと入出力空間ＩＳＬＩＯが
存在する。メモリ空間は、通常メモリによって形成され
る空間であり、これに対して、入出力空間ＩＳＬＩＯ
は、モジュールの集合ＩＳＬが含んでいるレジスタのた
めに使用可能なアドレッシング空間である。これら二つ
の空間には、システムバスＳＢにおける要求ビットＴの
二つの状態が表しているそれぞれの二つのタイプのアク
セスが対応している。要求ビットＴ＝０は、メモリ空間
ＭＳ中のアクセスに対応しており、Ｔ＝１はＩＳＬＩＯ
中のアクセスに対応している。説明を分かりやすくする
ために、システムバスによって伝達され、それぞれ二つ
の空間に関連した要求は、ここでは異なる名称がつけら
れている。メモリ空間用の要求Ｒｅａｄ／Ｗｒｉｔｅ
と、ＩＳＬＩＯ空間用のプログラミングされた入出力要
求ＰＩＯ Ｌｏａｄ及びＰＩＯ Ｓｔｏｒｅである。

【００２０】モジュールＩＳＬ中のアドレス空間ＩＳＬ
ＩＯは、アクセスが要求ビットＴ＝１を有するベンチマ
ークによって行われるアドレス空間に対応していること
がわかった。この空間のアドレッシング容量は、たとえ
ば４ギガバイトである。空間ＩＳＬＩＯは、物理的にす
べてのノード中に分布している。図２はまた、図１に示
されているノードＮｘとＮｙとの間のこの分布を示して
いる。各ノードは、ここではそれぞれのシステムバスＳ
Ｂｘ、ＳＢｙ、それぞれのメモリ空間ＭＳｘ、ＭＳｙ、
さらにそれぞれのモジュールＩＳＬｘ、ＩＳＬｙ中に物
理的に存在している空間の部分ＩＳＬＩＯによって概略
的に示されている。図２に概略的及び部分的に示されて
いる空間ＩＳＬＩＯは、モジュールＩＳＬ中のアドレス
空間に関するものであり、ローカル空間ＬＳＰとグロー
バル空間ＧＳＰに分けられる。図２に斜線で示されてい
るローカル空間ＬＳＰは、モジュールＩＳＬが属してい
るノードによってのみアクセス可能なレジスタを含んで
いる。モジュールの同一のレジスタＩＳＬは、ノードが
いかなるものであれ、レジスタが属しているノードのプ
ロセッサＰによって、同一アドレスにアクセスされる。
したがって、ローカル空間ＬＳＰのアドレスへの要求
は、決してリンクＬを通して伝達されない。要するに、
空間ＬＳＰは、ノードにおけるプライベート空間であ
る。これは、破線で表されているＩＳＬＩＯ空間中への
ローカル空間ＬＳＰｘとＬＳＰｙのキャリーが、ＩＳＬ
ＩＯ空間の同一のローカル空間ＬＳＰ中で行われるとい
う事実によって、図２に概略的に示されている。図２で
示されているグローバル空間ＧＳＰは、あらゆるノード
システムＳＹＳによってアドレスできるレジスタを含ん
でいる。グローバル空間ＧＳＰは、それぞれのノードの
モジュールＩＳＬ中に物理的に配置された部分の数に分
割される。たとえば、図２の破線で表されているよう
に、空間ＩＳＬＩＯのグローバル空間ＧＳＰｘとＧＳＰ
ｙは、モジュールＩＳＬｘとＩＳＬｙ中に物理的に配置
される。したがって、グローバル空間ＧＳＰは、分割さ
れ物理的に分配されるアドレス空間である。たとえば、
アドレスビットのフィールドは、このアドレスに関連す
るレジスタが属するノードの識別を行うことができる。

【００２１】ここに示されている例においては、モジュ
ールＩＳＬは、ハードウェアリソース、たとえば、アド
レスが空間ＩＳＬＩＯに属しているレジスタを有してい
る。ここで本実施形態では、要求側プロセッサは命令セ
ットを実行し、その間、ＬＯＡＤが、命令を実行するプ
ロセッサへの入力に対応する読取り命令を指定する一方
で、ＳＴＯＲＥがプロセッサの外への出力に対応する書
込み命令を指定する。命令ＬＯＡＤとＳＴＯＲＥがモジ
ュールＩＳＬのレジスタを対象とするとき、該レジスタ
のアドレスを含む要求ＰＩＯ ＬｏａｄまたはＰＩＯ
Ｓｔｏｒｅは、発信プロセッサに対応するシステムバス
ＳＢ上に送られる。このレジスタを有するモジュールＩ
ＳＬは、要求ＰＩＯ ＬｏａｄとＰＩＯ Ｓｔｏｒｅを
受取り、それらを解釈する。要求ＰＩＯ Ｌｏａｄは、
要求側プロセッサに伝達するためのモジュールＩＳＬの
レジスタの内容の読取り要求である。ＰＩＯ Ｓｔｏｒ
ｅ要求は、モジュールＩＳＬのレジスタ中では、要求側
プロセッサ中に存在し、システムバスＳＢ上を経由する
データの書込み要求である。

【００２２】プロセッサによる命令ＬＯＡＤとＳＴＯＲ
Ｅの実行は、そのプロセッサが、送信した要求ＰＩＯ
ＬｏａｄとＰＩＯ Ｓｔｏｒｅへの応答をシステムバス
から受取ると終了する。要求ＰＩＯ Ｌｏａｄへの応答
はデータで構成されるのに対して、要求ＰＩＯ Ｓｔｏ
ｒｅへの応答は、ＡＣＫで行われる。その一方で、各モ
ジュールＩＳＬは、モジュール内部のコンポーネントの
状態を変化させるためまたはそこで特定のアクションを
開始させるために制御することができる。この場合、制
御は、特定のアドレスへのＰＩＯ ＬｏａｄまたはＰＩ
Ｏ Ｓｔｏｒｅ動作の形態をとる。こうして、たとえ
ば、ＰＩＯ Ｓｔｏｒｅ動作によって、アドレスは、と
るべきアクションを指定するのに対して、データは制御
をパラメータ化することができる。

【００２３】図３は、ＰＩＯ Ａｄｄと記されたＰＩＯ
アドレスの一例を示している。ここに示されているアド
レスＰＩＯ Ａｄｄは３２ビットをもち、空間識別フィ
ールドＳＰＡＣＥ＿ＩＤとリソース識別フィールドＲＥ
Ｓ＿ＩＤの二つの主要部分を含んでいる。ＳＰＡＣＥ＿
ＩＤは、高位ビット、ここでは８ビット４：１１からな
り、ＩＳＬＩＯ空間中でコード化された識別を表し、た
とえば値０が空間ＩＳＬＩＯのローカル空間ＬＳＰを指
定し、値１−８は、Ｎ１−Ｎ８のそれぞれのノードに関
連するグローバル空間ＧＳＰを識別する。リソースの識
別フィールドＲＥＳ＿ＩＤは、低位ビット２０：３１か
らなり、動作の対象とされるリソースのコード化された
識別、たとえばレジスタを与える。

【００２４】アドレスＰＩＯのデコードの原理は以下の
通りである。空間識別フィールドＳＰＡＣＥ＿ＩＤが値
０をとる場合には、レジスタは空間ＩＳＬＩＯのローカ
ル空間ＬＳＰ中にあり、要求はプログラミングされた入
出力の実行ローカルブロックＬＥＸｘに伝達される。こ
のローカルブロックは、対象となるノードＮｘのモジュ
ールＩＳＬｘ中に位置するハードウェアエレメントであ
り、図１に示されている。空間の識別フィールドＳＰＡ
ＣＥ＿ＩＤが、ノードＮｘのＮＯＤＥ＿ＩＤと記された
識別子に対応する場合には、要求はまた実行ローカルブ
ロックＬＥＸｃに伝達される。さもなければ、要求は、
このノードのブロックＬＥＸｙによって遠隔ノードＮｙ
上で実行される。したがって、要求は、リンクＬｘｙに
よって伝達され、応答は、システムバスＳＢｘ上を要求
側プロセッサまで伝達されるためにリンクＬｘｙによっ
てノードＮｘに戻される。

【００２５】図１はまた、ブロック図の形で、システム
ＳＹＳのモジュールＩＳＬの内部構造の一例を示してい
る。たとえば、モジュールＩＳＬｘは、集積回路ＩＣ中
に含まれ、システムバスＳＢｘに接続されているデコー
ダＤＥＣｘと、リンクＬとデコーダＤＥＣｘに接続され
ているノード間リンクコントローラＣＴＲｘと、デコー
ダＤＥＣｘに接続されている実行ローカルブロックＬＥ
Ｘｘを備えている。デコーダＤＥＣｘはシステムバスＳ
ＢｘとコントローラＣＴＲｘの信号を受取り、特にそれ
らの目的地であるノードを知り、その目的地に向かわせ
ることができるようにそれらの信号をデコードする。た
とえば、プロセッサＰｘｍから発生し、デコーダＤＥＣ
ｘによってシステムバスＳＢｘから受取った要求は、ノ
ードのアドレスがノードＮｘのアドレスに対応している
場合にはブロックＬＥＸｘに向かって、あるいハードウ
ェアレスが遠隔ノードＮｙを指定する場合にはコントロ
ーラＣＴＲｘに向かって案内される。相互に、リンクＬ
ｘｙによって伝達され、コントローラＣＴＲｘによって
受取られた応答は、デコーダＤＥＣｘによってシステム
バスＳＢｘに向かってあるいはそこで処理されるために
ブロックＬＥＸｘに向かって案内される。

【００２６】図１はまた、システムＳＹＳ中で利用され
る本発明によるチケット分配メカニズムＭＥＣの一例を
概略的及び部分的に示している。メカニズムＭＥＣは、
システムのノードにおいては、チケット分配のそれぞれ
のセルＤＩＳに分散されている。以下の説明を簡単にす
るために、システムの各ノードは、一つのセルＤＩＳを
含んでいると想定する。つまり、ここに示されているメ
カニズムＭＥＣは、システムＳＹＳの八個のノードＮ中
に含まれている八個のセルＤＩＳ（ＤＩＳｘ、ＤＩＳ
ｙ、…）で形成されている。

【００２７】図４は、本発明によるチケットの分配セル
ＤＩＳの好ましい構造の一例を概略的に示している。こ
の例によれば、セルＤＩＳは、各ノードＮ中で同じであ
り、対応するノードの通信モジュールＩＳＬの実行ロー
カルブロックＬＥＸ中に含まれている。セルは、基準レ
ジスタＲＥＦと、チケットジェネレータＴＩＣＫと、カ
ウンタＣＯＭＰと制御装置ＣＴＬを備えている。制御装
置ＣＴＬは、カウンタＣＯＭＰとレジスタＲＥＦとチケ
ットジェネレータＴＩＣＫに接続されている。チケット
ジェネレータＴＩＣＫはまた、カウンタＣＯＭＰに接続
され、ここで示されている例においてはチケットレジス
タと呼ばれるレジスタで形成されている。制御装置ＣＴ
Ｌもまた、ブロックＬＥＸの外側でノードのデコーダＤ
ＥＣに接続されている。このように、レジスタＲＥＦと
ＴＩＣＫは、制御装置ＣＴＬを介して読取り及び書込み
にアクセス可能である。特定のノード（たとえばＮｘ）
において、セル及びそのエレメントの指定には、そのノ
ードの番号が含まれる（ＤＩＳｘ、ＣＴＬｘ、…）。

【００２８】図５は、基準レジスタＲＥＦのフォーマッ
トの一例を示している。これは、チケットのアドレスフ
ィールドＴＩＣＫ＿ＩＤを含む４バイトのレジスタであ
る。フィールドＴＩＣＫ＿ＩＤは、チケットレジスタＴ
ＩＣＫの物理的なグローバルアドレスを表しており、こ
のレジスタへのアクセス経路を与える。基準レジスタＲ
ＥＦは、空間ＩＳＬＩＯの二つのアドレスによって管理
され、ＲＥＦ−ＬＯＣＡＬ−ＡＤＤ及びＲＥＦ−ＧＬＯ
ＢＡＬ−ＡＤＤと呼ばれる。ローカル空間ＬＳＰのロー
カルアドレスＲＥＦ−ＬＯＣＡＬ−ＡＤＤは、チケット
レジスタＴＩＣＫへのアクセスを得るために読取り動作
ＰＩＯ中で使用される。グローバル空間ＧＳＰのグロー
バルアドレスＲＥＦ−ＧＬＯＢＡＬ−ＡＤＤは、後述す
るように、ＰＩＯ Ｌｏａｄ動作中ではチケット分配器
の移動手順を要求するために、またＰＩＯ Ｓｔｏｒｅ
動作中ではチケットレジスタへのアクセス経路ＴＩＣＫ
を変更するために使用される。

【００２９】図６は、チケットのレジスタＴＩＣＫのフ
ォーマットの一例を示している。これは、三つのフィー
ルドを含む８バイトのレジスタベンチである。三つのフ
ィールドとは、チケットの有効性を表し、一つのビット
（およそ０ビット）で形成される有効性フィールドＶＡ
Ｌと、セッション番号を表し、最初の二つのバイトの残
りのビット（ビット１：１５）で形成されるセッション
フィールドＳＥＳＳと、カウンタＣＯＭＰの値を表し、
続く６バイト（ビット：１６−６３）で形成されるカウ
ントフィールドＣＯＵＮＴである。チケットレジスタＴ
ＩＣＫは、グローバル空間ＧＳＰ中でアクセス可能であ
る。動作時には、基準レジスタＲＥＦのフィールドＴＩ
ＣＫ＿ＩＤによって表されるアドレスで行われる読取り
動作ＰＩＯ Ｌｏａｄが、チケットレジスタＴＩＣＫの
内容を与え、カウンタＣＯＭＰ及びチケットレジスタＴ
ＩＣＫの関連フィールドＣＯＵＮＴを増分する。同一ア
ドレスにおける書込み動作ＰＩＯ Ｓｔｏｒｅは、フィ
ールドＳＥＳＳとＶＡＬ中にデータを記録し、カウンタ
ＣＯＭＰをゼロにリセットする。セッションフィールド
ＳＥＳＳとカウントフィールドＣＯＵＮＴは、チケット
番号を形成する。カウントフィールドＣＯＵＮＴは、フ
ィールドＳＥＳＳに示されたセッションと結びつく。フ
ィールドＳＥＳＳは、システムＳＹＳ中の有効チケット
の唯一のレジスタへのアクセスの順序により各時間間隔
を識別する。したがって、フィールドＳＥＳＳは、マス
タノード中でチケットジェネレータによるチケット分配
の連続する期間を表す。マスタノードが予め設定された
ノードである場合には、フィールドＳＥＳＳは、ノード
あるいはチケットの分配メカニズムの障害と相次いで起
きる初期化を受けて次第に変化する。マスタノードを変
えられる場合には、フィールドＳＥＳＳは、マスタノー
ドが変わるたびにまたはマスタノードの初期化のたび
に、もしくはその両方で次第に変化する。有効チケット
を発行するレジスタＴＩＣＫのカウントフィールドＣＯ
ＵＮＴは、フィールドＳＥＳＳによって識別された時間
間隔中に進行しているアクセスを識別する。したがっ
て、このフィールドは、フィールドＳＥＳＳによって識
別されたセッション中に、一つのチケットを得るために
このジェネレータにアクセスする時点で、マスタノード
のチケットジェネレータへのアクセス数を識別する。こ
れは、フィールドＴＩＣＫ＿ＩＤによって示されたアド
レスで行われる動作ＰＩＯ Ｓｔｏｒｅの時にゼロにリ
セットされることはすでに述べた。アクセスの順番は、
フィールドＳＥＳＳとＣＯＵＮＴの増分によって、増え
る方向で変化し、有効化はビットＶＡＬ＝１によって表
されると想定できる。もちろん、減る方向にも変化でき
る。

【００３０】制御装置ＣＴＬは、属しているセルＤＩＳ
のレジスタへ、または他のノードのセルＤＩＳのレジス
タへの読取りまたは書込みによるアクセスを実行する。
読取りアクセスによって、制御装置ＣＴＬは、セルＤＩ
Ｓのレジスタの内容を獲得するのに対して書込みアクセ
スはそこにデータを記録する。制御装置ＣＴＬは、属し
ているノード番号とレジスタのアドレスＲＥＦ及びＴＩ
ＣＫを知る。ノードの一つまたは複数のプロセッサによ
るアドレスＲＥＦ−ＬＯＣＡＬ−ＡＤＤへのレジスタＲ
ＥＦの読取りアクセスは、チケットの要求であり、制御
装置ＣＴＬのアクションを開始させる。このアクション
は、読取りアクセスに応答してチケットを与えるために
チケットを獲得することである。チケットの単一性は、
いつでも唯一つの有効なチケットレジスタＴＩＣＫしか
存在しないという事実に基づいている。この唯一の有効
なチケットレジスタを含むノードはマスタノードと呼ば
れ、有効チケットの分配セルＤＩＳはチケット分配器と
呼ばれる。したがって、マスタレジスタＴＩＣＫだけが
そのフィールドＶＡＬ＝１を有する。

【００３１】本発明によるチケットの分配方法は、ここ
で対象となる例においては、それぞれ図７、８、９のフ
ローチャートに示されているように、チケットの獲得手
順ＴＩＣＫ−ＧＥＴと、誤り処理手順ＴＩＣＫ−ＭＩＳ
Ｓと、初期化手順ＩＮＩＴを有している。

【００３２】図１０は、図７と８を参照して説明された
手順に関連するシステムＳＹＳの四つのノード中に分布
されるチケットの分配メカニズムＭＥＣを概略的かつ部
分的に示す図である。図１０は、対応するセルのレジス
タＲＥＦとＴＩＣＫと、チケットの獲得ＴＩＣＫ−ＧＥ
Ｔ及び誤り処理ＴＩＣＫ−ＭＩＳＳ手順の時にこれらの
レジスタがとる状態を表している。左側部分は手順ＴＩ
ＣＫ−ＧＥＴに関連し、マスタノードがノードＮｙであ
り、チケットの要求ノードがノードＮｘであるものとす
る。右側部分は手順ＴＩＣＫ−ＭＩＳＳに関連してい
る。

【００３３】図７は、チケットの獲得手順ＴＩＣＫ−Ｇ
ＥＴ手順段階を表すのに対して、この手順の間のレジス
タＲＥＦとＴＩＣＫの状態は、図１０に表されているノ
ードの左側部分に示されている。

【００３４】段階１においては、システムＳＹＳにおい
ては、ノードＮｘ上で実行されるソフトウェアがチケッ
トを得ようとしている。この時、このソフトウェアを実
行するノードＮｘのプロセッサＰｘｍは、空間ＩＳＬＩ
Ｏのローカル空間ＬＳＰのアドレスＲＥＦ−ＬＯＣＡＬ
−ＡＤＤにおいてレジスタＲＥＦｘの読取り命令を処理
する。その結果、ノードＮｘのセルＤＩＳｘのレジスタ
ＲＥＦｘの読取り要求ＲＥＱｘ（要求ＰＩＯ Ｌｏａ
ｄ）が生じる。デコーダＤＥＣｘは、要求ＲＥＱｘを受
取り、それをデコードして、制御装置ＣＴＬｘに伝達す
る。

【００３５】段階２においては、制御装置ＣＴＬｘは、
レジスタＲＥＦｘを読取り、システムＳＹＳ中にチケッ
ト分配器ＤＩＳのチケットレジスタのアドレスＴＩＣＫ
を与えるレジスタＲＥＦｘのフィールドＴＩＣＫ＿ＩＤ
を分析する。このレジスタはチケットのマスタレジスタ
と呼ばれる。

【００３６】段階３では、制御装置ＣＴＬが、チケット
のマスタレジスタがノードＮｘのレジスタＴＩＣＫｘで
あるかどうかをチェックする。

【００３７】ノードＮｘがマスタノードである場合には
段階４が行われる。この場合、レジスタＲＥＦｘの内容
ＴＩＣＫ＿ＩＤは、レジスタＴＩＣＫｘのアドレス（Ｔ
ＩＣＫ＿ＩＤ＝ＴＩＣＫｘ＿ＡＤＤ）に対応する。この
段階は図１０には示されていない。制御装置ＣＴＬｘ
は、チケットのレジスタＴＩＣＫｘを読取り、プロセッ
サＰｘｍにその内容を伝達する。したがって、有効なチ
ケットレジスタＴＩＣＫｘへのアクセスの現セッション
が値Ｂを有し、このセッションにおけるこのレジスタへ
のアクセス数をｐとすると、プロセッサＰｘｍは、受取
ったチケットの内容を表すレジスタＴＩＣＫｘの以下の
内容を受取る・ ＴＩＣＫｘ：ＶＡＬｘ＝１、ＳＥＳＳｘ＝Ｂ、ＣＯＵＮ
Ｔｘ＝ｐ 次に、この同じ段階において、制御装置ＣＴＬｘは、カ
ウンタＣＯＭＰｘを一単位だけ増分する。したがって、
レジスタＴＩＣＫｘの新しいカウントフィールドＣＯＵ
ＮＴもまた一単位だけ増分する（ＣＯＵＮＴｘ＝ｐ＋
１）。こうして、次のチケットの番号はＢ、ｐ＋１とな
る。

【００３８】基準レジスタＲＥＦｘによって与えられた
アドレスＴＩＣＫ＿ＩＤが、チケットのマスタレジスタ
が一つの遠隔ノード、たとえばノードＮｙ、つまりマス
タノード中にあることを示している場合には段階５が行
われる（ＴＩＣＫ＿ＩＤ＝ＴＩＣＫｙ＿ＡＤＤ）。制御
装置ＣＴＬｘは、ノードＮｙのチケットレジスタＴＩＣ
Ｋｙの読取りコマンドを送る。このコマンドは、デコー
ダＤＥＣｘと、コントローラＣＴＲｘとリンクＬｘｙと
コントローラＣＴＲｙとデコーダＤＥＣｙとチケット分
配器ＤＩＳｙの制御装置ＣＴＬｙを含むアクセス経路を
経由する。

【００３９】この時、マスタレジスタＴＩＣＫｙがＣＴ
Ｌｘによってアクセス可能であるかどうかが問題とな
る。レジスタＴＩＣＫｙは、ノードＮｙの障害によっ
て、あるいは、マスタレジスタＴＩＣＫｙへのアクセス
経路中では、たとえばリンクＬｘｙの障害によってアク
セスできなくなる。

【００４０】マスタレジスタＴＩＣＫｙがアクセス可能
である場合には段階６が行われる。この時、制御装置Ｃ
ＴＬｙは、このレジスタの内容を読取り、その要求への
応答として要求側ノードＮｘにそれを送る。したがっ
て、レジスタＴＩＣＫｙ中で読取られ、ノードＮｘに送
られたチケット番号は、ＳＥＳＳｙ＝ＢとＣＯＵＮＴｙ
＝ｑとなる。ノードＮｘのモジュールＩＳＬｘのコント
ローラＣＴＲｘは、応答を受取り、制御装置ＣＴＬｘに
それを送る。レジスタＴＩＣＫｙの読取りに続いて、制
御装置ＣＴＬｙは、カウンタＣＯＭＰｙを増分し、その
結果レジスタＴＩＣＫｙのカウントフィールドＣＯＵＮ
Ｔｙも増分される（ＣＯＵＮＴｙ＝ＣＯＵＮＴｙ＋
１）。

【００４１】段階７では、制御装置ＣＴＬｘが、レジス
タの内容ＴＩＣＫｙが有効であるかどうかをチェックす
る。有効性は、フィールドＶＡＬの値によって示され
（ＶＡＬ＝１）、レジスタＴＩＣＫｙがシステムＳＹＳ
中ではチケットのマスタレジスタであることを意味す
る。レジスタＴＩＣＫｙの内容が有効である場合には、
要求されたチケットが構成される。

【００４２】マスタレジスタＴＩＣＫｙの内容が有効で
ある場合には段階８が行われる。したがって、制御装置
ＣＴＬｘは、基準レジスタＲＥＦｘの読取り要求ＲＥＱ
ｘへの応答として要求側プロセッサＰｘｍにチケットを
伝達する。

【００４３】チケットレジスタＴＩＣＫｙはアクセス可
能であるが、その内容が有効でない場合には段階９が行
われる。このことは、レジスタＴＩＣＫｙを読取る時点
で、ノードＮｙがもはやマスタノードではなく、段階２
における基準レジスタＲＥＦｘの読取りの瞬間から、レ
ジスタＲＥＦｘによって指定されたマスタレジスタＴＩ
ＣＫｙの読取りの瞬間までの間に、メカニズムＭＥＣ
が、マスタレジスタＴＩＣＫｙを無効にしながらも、別
のマスタレジスタを指定しそれを有効にしたことを意味
している。マスタレジスタの変化に対応する動作は、チ
ケットのマスタレジスタの移動またはチケット分配器の
移動と呼ばれるが、それについては以下に説明する。段
階９は、段階２に戻ることからなる。移動が終了した
ら、ノードＮｘは、新しいマスタノードからチケットを
受取る。さもなければ、このサイクルの繰り返しによ
り、ノードが、要求されたチケットを受取ることが可能
となる。

【００４４】マスタレジスタＴＩＣＫｙがアクセス可能
でない場合には段階１０が実行される。要求側ノードＮ
ｘの制御装置ＣＴＬｘは、その要求に対して否定的な返
答を受取る。したがって、この段階は、障害の結果とし
てプロセッサＰｘｍによって行われるチケット要求に対
する誤りを表している。この応答は、チケット分配手順
の誤り処理手順ＴＩＣＫ−ＭＩＳＳを開始させる。

【００４５】段階１１は、図８中に示されているような
誤り処理続きＴＩＣＫ−ＭＩＳＳが、マスタレジスタの
移動手順Ｐ２を有すると仮定している。この時、手順Ｔ
ＩＣＫ−ＧＥＴの段階１１は、段階９と同様の手順で、
段階２に戻りながら、チケットの要求を繰り返す。

【００４６】図８は、誤り処理手順ＴＩＣＫ−ＭＩＳＳ
の一例を示している。この手順は、チケット獲得手順Ｔ
ＩＣＫ−ＧＥＴの段階１０において開始される。

【００４７】手順ＴＩＣＫ−ＭＩＳＳは、システムＳＹ
Ｓの性質によって条件付けられる。誤り処理は、システ
ムが、ハードウェアによって補強される高稼働率(high
availability)タイプかどうかによって異なる。

【００４８】システムが高稼働率タイプでない場合に
は、誤り処理の手順Ｐ１が行われる。要求側ノードＮｘ
の制御装置ＣＴＬｘは、たとえば、プロセッサＰｘｍの
要求ＲＥＱｘへの応答として、チケットレジスタＴＩＣ
Ｋｘの無効な内容（ＶＡＬ．＝０）を送り返すことがで
きる。したがって、プロセッサＰｘｍの進行中のタスク
は続行することができない。このタスクは終了あるいは
中断され、メッセージが、ノードＮｙの障害が原因で、
あるいは制御装置ＣＴＬｘとチケットレジスタＴＩＣＫ
ｙとの間の経路で誤りが起きたことを知らせる。マスタ
ノードＮｙが再び有効になるまたはレジスタＴＩＣＫｙ
が再びアクセス可能になる、あるいはまた、別のマスタ
レジスタが起動され、チケット分配メカニズムが再び初
期化されない限り、プロセッサＰｘｍはこのタスクを新
たに実行することはできない。

【００４９】システムがハードウェアによって強化され
る高稼働率タイプである場合には、手順Ｐ２が行われ
る。手順Ｐ２は、予備ノードＮｓに向けたアクセス不能
のチケットマスタレジスタＴＩＣＫｙの自動移動手順Ｔ
ＩＣＫ−ＭＩＧと呼ばれる。手順Ｐ２の説明を行う前
に、初期化手順ＩＮＩＴの説明が必要である。

【００５０】チケット獲得手順ＴＩＣＫ−ＧＥＴが通常
に行われるためには、システムＳＹＳのあらゆるノード
中に分散しているチケット分配メカニズムＭＥＣのレジ
スタＲＥＦとＴＩＣＫのグループが、メカニズムＭＥＣ
の再始動の時に正確に初期化されなければならない。そ
のためには、初期化のソフトウェアルーチンが、第一の
マスタノード、この場合にはＮｙとなるために選択され
たノード中で実行される。

【００５１】図９は、初期化手順ＩＮＩＴを表すアルゴ
リズムの一例を示している。この手順では、すべて書込
み動作に対応する以下の段階が実行される。

【００５２】段階１では、マスタノードＮｙが指定さ
れ、そのレジスタＲＥＦｙとＴＩＣＫｙが初期化され
る。レジスタＴＩＣＫｙにおいては、フィールドＶＡＬ
が有効化され（ＶＡＬｙ＝１）、セッションフィールド
ＳＥＳＳｙは、たとえば最初は数１でもよい予め設定さ
れた最初の値Ａをとり、カウンタＣＯＭＰはゼロにセッ
トされる。ここからＣＯＵＮＴｙ＝０となる。レジスタ
ＲＥＦｙにおいては、フィールドＴＩＣＫ＿ＩＤ中にレ
ジスタＴＩＣＫｙのアドレスが書込まれる（ＴＩＣＫ＿
ＩＤ＝ＴＩＣＫｙ＿ＩＤ）。

【００５３】上述の手順ＴＩＣＫ−ＧＥＴが初期化の後
すぐに行われていれば、チケットは初期化においてＴＩ
ＣＫｙ番号をもっていたはずである。しかしながら、こ
こで説明し、図１０に示した番号は、値ｑの別のセッシ
ョンＢと別のカウントＣＯＵＮＴを想定している。

【００５４】初期化手順の段階２においては、予備ノー
ドＮｓが指定される。これは、システムの設計段階で選
択された単純な規則によって決定することができる。こ
こに示されている例においては、システムＳＹＳは、予
備ノードＮｓとして、次の順番の番号を有するノード
（Ｎｓ＝Ｎｙ＋１）を指定する。この時、予備ノードの
レジスタは初期化される。チケットの予備レジスタＴＩ
ＣＫｓにおいて、フィールドＶＡＬが無効になり（ＶＡ
Ｌｓ＝０）、フィールドＳＥＳＳｓは、一つの単位だけ
増分されたマスタレジスタの最初の値Ａをとり（ＳＥＳ
Ｓｓ＝Ａ＋１）、カウンタＣＯＭＰはゼロにセットされ
る（ＣＯＵＮＴｓ＝０）。基準予備レジスタＲＥＦｓに
おいては、フィールドＴＩＣＫ＿ＩＤ中にレジスタのア
ドレスＴＩＣＫｙが書込まれる。

【００５５】特に、ここに示された例においては、予備
チケットのレジスタＴＩＣＫｓが、そのセッションのフ
ィールド中に、そのレジスタがマスタになる次のセッシ
ョンの番号を書込み、そのフィールドＣＯＵＮＴをゼロ
にセットすることによって指定される。初期化後を表し
ている図７と１０を参照して説明されている手順ＴＩＣ
Ｋ−ＧＥＴの状態においては、セッションが番号Ｂを有
していたとみなされる。したがって、マスタレジスタＮ
ｙが有効である場合には、予備レジスタＴＩＣＫｓは以
下の内容をもつ。

【００５６】ＴＩＣＫｓ：ＶＡＬｓ＝０、ＳＥＳＳｓ＝
Ｂ＋１及びＣＯＵＮＴｓ＝０ したがって、これは図１０に示されているこの内容であ
る。

【００５７】初期化手順の段階３では、他のあらゆるノ
ードのレジスタが修正され、ノードＮｘは例のように選
択される。レジスタＴＩＣＫｘにおいては、フィールド
ＶＡＬが無効になり（ＶＡＬｘ＝０）、フィールドＳＥ
ＳＳはゼロの値をとり（ＳＥＳＳｘ＝０）、カウンタＣ
ＯＭＰはゼロにリセットされる（ここからＣＯＵＮＴｘ
＝０となる）。レジスタＲＥＦｘにおいては、フィール
ドＴＩＣＫ＿ＩＤはレジスタＴＩＣＫｙのアドレスをと
る。この段階では、チケット分配サービスのあらゆるコ
ンポーネントが初期化され、チケット獲得手順ＴＩＣＫ
−ＧＥＴを開始し、繰り返し実行することができる。

【００５８】図８は、移動ＴＩＣＫ−ＭＩＧの手順Ｐ２
の一例の段階を示している。図１０は、チケットのマス
タレジスタの移動に起因するレジスタＲＥＦとＴＩＣＫ
の状態の変化を示している。

【００５９】手順ＴＩＣＫ−ＭＩＧは、予備ノードＮｓ
を起動させ、マスタノードＮｙを動作停止させることか
らなる。ここで示されている例においては、チケット分
配器の移動を開始するのは予備ノードＮｓである。手順
ＴＩＣＫ−ＭＩＧは、その制御装置ＣＴＬｓによって、
またはこの制御装置から生じ割り込みによって始動され
たソフトウェアエアルーチンによって、予備ノード中で
実行することができる。移動が終了すると、予備ノード
Ｎｓは新しいマスタノードになり、新しい予備ノードＮ
ｔは、新しいマスタレジスタＴＩＣＫｓへのアクセスミ
スの場合にチケット分配の継続性を確保する準備が整
う。

【００６０】手順ＴＩＣＫ−ＭＩＧの段階１は、予備ノ
ードＮｓの起動からなる。故障したノードが予備ノード
である場合には、この段階が直接実行される。この場合
には、Ｎｓ＝Ｎｘとなる。ノードＮｘは、その基準レジ
スタＲＥＦｘのフィールドＴＩＣＫ＿ＩＤが、マスタノ
ードＮｙは値Ｎｘ−１を有していることを示しているこ
とから、あるいはセッションフィールドＳＥＳＳｘがゼ
ロでないことから、それが予備ノードでないことを知っ
ている。図１０にはこの場合については示されていな
い。

【００６１】予備ノードＮｓが要求側ノードＮｘでない
場合には段階２が行われる。セルＤＩＳｘの制御装置Ｃ
ＴＬｘは、予備ノードのレジスタＲＥＦｓのアドレスＲ
ＥＦ−ＧＬＯＢＡＬ−ＡＤＤへの読取りアクセス行いな
がら、予備ノードＮｓに向かってチケット分配器を移動
することを要求する。この段階が、チケット分配器ＤＩ
Ｓｓの起動段階１を導く。

【００６２】段階３では、有効なチケットをもはや分配
できないようにするためのマスタノードＮｙのラッチを
要求する。この動作は、ノードＮｙが実際に故障してし
まった場合には効果がない。反対に、たとえばミスの原
因がリンクＬｘｙの障害にある場合には、チケットのマ
スタレジスタＴＩＣＫｙは、要求側ノードＮｘについて
アクセス不能であり、それに対して、システムの他のノ
ードに対しては、有効なチケットを発行することができ
るままになる。したがって、段階４は、発行されるチケ
ットが唯一のものであることを保証するための安全装置
である。したがって、レジスタＴＩＣＫｙの新しい内容
はＴＩＣＫｙ：ＶＡＬｙ＝０、ＳＥＳＳｙ＝０及びＣＯ
ＵＮＴｙ＝０となる。

【００６３】段階４では、新しい予備ノードＮｔを選
ぶ。したがって、レジスタＴＩＣＫｔのフィールドＳＥ
ＳＳｔ中に、次のセッションの番号、ＳＥＳＳｔ＝ＳＥ
ＳＳｓ＋１＝Ｂ＋２が書込まれる。

【００６４】段階５では、予備ノードＮｓが新しいマス
タになるので、その結果、そのレジスタＴＩＣＫｓのフ
ィールドＶＡＬｓは有効になる（ＶＡＬｓ＝１）。

【００６５】段階６では、システムＳＹＳのあらゆるノ
ードが、有効なチケットＴＩＣＫｓの新しいジェネレー
タへのアクセス経路を受取る。このことは、あらゆるノ
ードのレジスタＲＥＦのフィールドＴＩＣＫ＿ＩＤ中
に、チケットの新しいマスタレジスタのアドレスＴＩＣ
Ｋｓを書込むことによって行われる（ＴＩＣＫ＿ＩＤ＝
ＴＩＣＫｓ＿ＡＤＤ）。この段階で、移動手順ＴＩＣＫ
−ＭＩＧが終了する。図７に表されている手順ＴＩＣＫ
−ＧＥＴの段階１１に従って制御装置ＣＴＬｘによって
チケットの要求が繰り返されると、チケットのマスタレ
ジスタＴＩＣＫｓの新しいアドレスＴＩＣＫｓ＿ＡＤＤ
を読取り、有効なチケットを得る。

【００６６】またこの説明から、本発明による方法の好
ましい例は、チケットの分配セル中で、制御装置ＣＴＬ
において相対的に複雑な動作を要求することがわかる。
一般に、セルＤＩＳの動作を軽減するために複数の解決
策が可能である。しかしながら、本発明の方法の実行が
簡単になるにつれて、本発明によるチケットの分配方法
の性能がそれに比例して低下する。

【００６７】第一の例によって、移動手順ＴＩＣＫ−Ｍ
ＩＧは、ここに示されているように制御装置ＣＴＬによ
っては実行されないが、ソフトウェアエアルーチンによ
って全面的に実行される。その場合、制御装置ＣＴＬの
機能は、ノードのプロセッサＰによって、あるいはここ
で示されている例においてはモジュールＩＳＬのような
レジスタＲＥＦ及びＴＩＣＫにアクセスするモジュール
中に組込まれたマイクロプロセッサまたはマイクロコン
トローラによって実行される。制御装置ＣＴＬによって
ハードウェアの形で実行されるものと、ソフトウェアの
形で実行されるものとの間で選択された分担にしたがっ
て様々な変形例も存在する。

【００６８】第二の例においては、関連する各ノードの
プロセッサによって、あるいはここで示されている例に
おいてはモジュールＩＳＬのようなレジスタＲＥＦ及び
ＴＩＣＫにアクセスするモジュールに含まれるマイクロ
プロセッサまたはマイクロコントローラによって、手順
ＴＩＣＫ−ＧＥＴの一部または全部を処理することによ
って、より大きな簡略化を得ることができる。

【００６９】ここに示されている例において、当業者に
は他の変形例も明らかであろう。たとえば、本開示の理
解を容易にするために、チケット分配メカニズムＭＥＣ
がシステムＳＹＳのあらゆるノード中に分散されるとも
のとした。しかしながら、システムのあらゆるノード
は、チケットを必要としないですみ、その結果、チケッ
トの分配メカニズムはノードの一部、少なくとも二つし
か必要としない。その一方で、各ノードは、いくらかの
数のプロセッサを有し、ノード間リンクＬは、直列また
は並列のリンクとなることができる。それに加えて、ノ
ード間リンクのモジュールＩＳＬは、ノードの入出力サ
ブシステムＩＯＳのエレメントとみなされ、そこに組み
込むことができる。

【００７０】また、チケット分配メカニズムＭＥＣの上
記説明により、関連する各ノードは、チケットのマスタ
レジスタのアドレスＴＩＣＫ＿ＩＤをもっていなければ
ならないことがわかる。しかしながら、このアドレス
は、ここに示されている基準レジスタＲＥＦとは別の手
段中に保存することができる。この手段は、たとえばノ
ードのメモリＭとすることができ、ここでハードウェア
レスＴＩＣＫ＿ＩＤがこのメモリの場所に保存される。
この場合、この場所へのアクセスは、ノードのプロセッ
サＰ全体によって迅速に行うことができる。ここに示さ
れている制御装置ＣＴＬに接続することができる場合、
あるいはすでに述べたように、プロセッサが手順ＴＩＣ
Ｋ−ＧＥＴ全体及び／又は手順ＴＩＣＫ−ＭＩＧ全体を
実行することを防ぐマイクロプロセッサまたはマイクロ
コントローラに接続することができる場合には、レジス
タＲＥＦを使用することが好ましい。

【００７１】その一方で、各ノードがチケットレジスタ
ＴＩＣＫを含むことは必要でない。マスタノードだけ
が、システム中にチケットジェネレータＴＩＣＫを有す
ることができる。また、ここに示されている誤り処理手
順ＴＩＣＫ−ＭＩＧ中で行われているように、予備の役
割を果たすためにチケットレジスタＴＩＣＫを含む少な
くとも一つのノードを設けることができる。少数のノー
ドを有するシステムにおいては、各ノードが一つのチケ
ットレジスタＴＩＣＫを有することが望ましい。しか
し、多数の関連ノードを有するシステムにおいては、協
働するノードのみが、一つのチケットレジスタＴＩＣＫ
を保持することができる。その一方で、チケットジェネ
レータハードウェア手段としてのチケットレジスタＴＩ
ＣＫの上記の説明は、可能な例の一つを示しているにす
ぎない。簡略化された形態においては、チケットジェネ
レータＴＩＣＫは単純に、カウンタＣＯＭＰのようなカ
ウンタとすることができる。レジスタＴＩＣＫの利点は
フィールドＣＯＵＮＴ以外のフィールドを含むことがで
きることである。唯一つのノードがチケットのジェネレ
ータを有している場合には、有効化フィールドＶＡＬは
必要でない。たとえば、唯一つのノードが一つのチケッ
トジェネレータを有する場合には、セッションフィール
ドＳＥＳＳについても同様であり、このレジスタへのア
クセス数は、常に、二つのチケット間の対立が存在しな
いことを保証するような長時間におけるチケットの単一
性を保つことができるように、ノードの障害とは無関係
に数えることができる。

【００７２】したがって一般的に、本発明は、マルチノ
ード情報処理システムＳＹＳにおいて、タスクあるいは
事象を識別するチケットの分配方法を対象にしており、
該方法では、システムのノードの中から、チケット分配
のマスタノードＮｙを決定し、そこに、チケットジェネ
レータハードウェア手段ＴＩＣＫを含み、前記ノードに
チケットジェネレータのアドレスＴＩＣＫ＿ＩＤを保存
し、さらに前記ノードのいずれか一つが一つのチケット
を要求する場合には、要求側ノード中の前記アドレスを
読み込み、チケットジェネレータにアクセスする。

【００７３】ここに示されている第一の改善方法によれ
ば、各チケットは、マスタノードのチケットジェネレー
タによってチケット分配の継続時間を表す第一のフィー
ルドＳＥＳＳと、この時間中に前記チケット要求に対応
するアクセスの時点ですでに行われたチケットジェネレ
ータへのアクセス数を表す第二のフィールドＣＯＵＮＴ
とによって識別される。一つのセッションから他のセッ
ションへの移行は、チケットジェネレータの場所の変更
あるいはマスタノードの障害に対応することもあるとい
うことはすでに述べた。それはまた、チケットの単一性
を保ちながら、カウントのフィールドＣＯＵＮＴを再び
初期化することを可能にする。

【００７４】唯一つのノードがチケットジェネレータハ
ードウェア手段を持つことができるにもかかわらず、こ
こに示された第二の改善方法は、システムの少なくとも
二つのノードにチケットジェネレータハードウェア手段
を組み入れ、マスタノードのチケットジェネレータのみ
を有効にすることからなる。これは、マスタノードを交
換できるという利点を提供する。考えられる交換の原因
の一つは、マスタノードまたはチケットのマスタジェネ
レータへのアクセス経路の障害である。ここで示されて
いる例においては、チケットの分配メカニズムは、マス
タノードの交換のための予備ノードＮｓを決定する。予
備ノードの指定は、ここに示されているものとは別の方
法で行うことができる。交換はまた、さまざまな形態に
よって、特にシステムがハードウェアによって補強され
る高稼働率タイプであるかどうかにしたがって行うこと
ができる。いいかえれば、システムは、さまざまな度合
いで故障を許容することができる。そうであれば、例と
して説明されたオプションは、移動手順ＴＩＣＫ−ＭＩ
Ｇと呼ばれる自動交換手順を利用することによって性能
を著しく改善することができる。

【００７５】移動手順は、チケットの単一性と分配の継
続性を確保できるように、関連する全てのノードで、一
貫して、チケットジェネレータＴＩＣＫと基準レジスタ
ＲＥＦを更新する。この更新は、できれば、その一貫性
を損なう恐れがあるメカニズムＭＥＣ中のあらゆるコン
フリクトを防ぐことができるように、ここに示されてい
るように、連続する書込みによって行われることが望ま
しい。この手順によって、予備ノードは、有効なチケッ
トジェネレータの新しいホストノードとなる。この結
果、チケットのジェネレータのアドレスＴＩＣＫ＿ＩＤ
は、あらゆる基準レジスタＲＥＦ中で変更される。さら
に、一つ前のマスタノードのチケットジェネレータは無
効にされる。ここに示されている例は、任意であるが好
都合なその他の特徴を有している。まず第一に、予備ノ
ードは、交換を引き受ける、すなわちここでは移動手順
の実行を引き受ける。次に、チケットの要求側ノードが
マスタノードのチケットのジェネレータにアクセスでき
ない場合、またそれが予備ノードである場合には、移動
が実行される。チケットの要求側ノードが予備ノードで
ない場合には、予備ノードに対して、マスタノードの交
換が要求される。この要求は、予備ノードのセルＤＩＳ
のレジスタへの特定のアクセス手段を用いて行われ、こ
の場合アクセスは、予備ノードのレジスタＲＥＦの遠隔
読取りによるものである。これら両者の場合において、
チケットの要求側ノードは、新しいマスタジェネレータ
にアクセスするためにはチケットの要求を繰り返しさえ
すればよい。新しいマスタジェネレータにアクセスでき
るようにするために、一つ前の要求がマスタノードの交
換時間中に生じているときには、チケットの要求がまた
繰り返される。もちろん、他の可能性も与えられる。

【００７６】これにより、システムのノードにチケット
分配メカニズムＭＥＣを備えたマルチノード情報処理シ
ステムＳＹＳが得られる。チケットはこのシステムでの
タスクまたは事象を識別し、該メカニズムは、マスタノ
ードにチケットジェネレータハードウェア手段を有し、
さらに前記ノードの各々に、チケットジェネレータのア
ドレスＴＩＣＫ＿ＩＤの記憶手段ＲＥＦと、対応するノ
ードの記憶手段とマスタノードのチケットジェネレータ
とへのアクセス制御手段（Ｐ、ＣＴＬ）を有している。

【００７７】この定義は、プロセスの定義に基づくもの
であり、ここに示されているメカニズムのチケット分配
セルＤＩＳの概念を含んでいない。しかしながら、この
ようなセルの定義は広げることができる。記憶手段は一
つのメモリあるいはメモリの場所とすることができると
言われている。同様に、記憶手段ＲＥＦとチケットジェ
ネレータＴＩＣＫへのアクセス制御手段は、装置ＣＴＬ
の代わりにノードのプロセッサとすることもできる。本
発明による定義は、セルの概念中にプロセッサを含んで
いる。

【００７８】本発明によるマルチノード情報処理システ
ムＳＹＳは、チケット分配メカニズムＭＥＣを有してお
り、チケットがシステム中のタスクまたは事象を識別す
る。該メカニズムは、各チケット分配セルＤＩＳに分散
配置されており、マスタノード中に、チケットジェネレ
ータハードウェア手段を有し、また前記ノードの各々
に、チケットジェネレータのアドレス（ＴＩＣＫ＿Ｉ
Ｄ）の記憶手段（ＲＥＦ）と、対応するノードの記憶手
段とマスタノードのチケットジェネレータとへのアクセ
スを制御する手段（Ｐ、ＣＴＬ）とを有する。

【００７９】ここに示されている例の変形例によれば、
少なくとも二つのノードのセルは、各々、一つのチケッ
トジェネレータハードウェア手段ＴＩＣＫを含んでお
り、メカニズムＭＥＣは、マスタノードのチケットジェ
ネレータの有効化手段（ＣＴＬ、ＶＡＬ）を有してい
る。

【００８０】アクセスを制御する手段は、二つのアクセ
スについて同一であるかまたは、アクセスが記憶手段Ｒ
ＥＦに対するものかあるいはチケットジェネレータに対
するものかによって異なり得る。たとえば、記憶手段へ
のアクセスは、プロセッサＰによって制御し、チケット
ジェネレータへのアクセスは、マイクロプロセッサのよ
うな異なる手段によって制御することができる。選択さ
れた有利なオプションによれば、制御手段は二つのアク
セスに対して共通であり、プロセッサではない。それ
は、ここに示されている制御装置ＣＴＬのように、プロ
セッサとレジスタＲＥＦ、可能であればノードのレジス
タＴＩＣＫとの間の仲介手段である。この制御手段は、
ノードの記憶手段の中のチケットジェネレータのアドレ
スＴＩＣＫ＿ＩＤを読取り、チケットを得るためにこの
ジェネレータにアクセスし、要求への応答として要求側
プロセッサに該チケットを送るために、ノードのプロセ
ッサによってチケットの要求に反応することはすでに述
べた。言い換えれば、一般的に、ノード内のプロセッサ
以外の制御手段は、該ノードの少なくとも１つのプロセ
ッサに接続されている。

【００８１】別の有利なオプションによれば、チケット
分配メカニズムＭＥＣは、記憶手段ＲＥＦ及び／又はセ
ルのチケットジェネレータＤＩＳに書き込む手段を含ん
でいる。ここで示されている手段は、セル中に組み入れ
られている制御装置ＣＴＬ中に含まれている。レジスタ
ＲＥＦ中への書き込みは、このレジスタ中に含まれるア
ドレスが、特にマスタノードの障害の場合には変更でき
ることを想定している。この場合、システムのあらゆる
レジスタＲＥＦにチケットのマスタレジスタＴＩＣＫの
新しいアドレスＴＩＣＫ＿ＩＤを書込むことができる。
その一方で、ここに示されているシステムにおいては、
フィールドＳＥＳＳとＣＯＵＮＴでチケット番号を変え
るために、またはマスタノード及び予備ノードでセッシ
ョン番号を修正するために、あるいはまたフィールドＶ
ＡＬ中でチケットを有効にするために、チケットジェネ
レータへの書込みが行われる。

【００８２】ここに示されているシステムＳＹＳでは、
一つのノードのチケット分配の各セルＤＩＳは、可能で
あれば集積回路ＩＣに組込まれるノード間通信モジュー
ルＩＳＬ中に含まれる。このとき、セルは、モジュール
ＩＳＬで、バスＳＢへのリンク及びノード間リンクのコ
ントローラＣＴＲをという利用するという利点を有す
る。モジュールＩＳＬは、直接システムバスＳＢには接
続できないが、たとえばＰＣＩバス（周辺コンポーネン
ト相互接続）といった入出力バスのような別のバスに接
続できる。その一方で、セルは、モジュールＩＳＬから
隔てて、ノードのバスに接続された別の集積回路に入れ
ることができる。この場合、この集積回路は、システム
バス、即ち、ここに示されているシステムバスＳＢある
いは別のバスに接続しなければならず、プロセッサとモ
ジュールＩＳＬとの交換は、このバスを経由しなければ
ならない。ただし、一般的には、ノードの記憶手段とマ
スタノードのチケットジェネレータへのアクセス経路
は、バスを含むことはできない。さらにまた、制御装置
ＣＴＬの機能は、専用の論理回路、あるいは、たとえば
モジュールＩＳＬを含む集積回路内に集積されたマイク
ロプロセッサまたはマイクロコントローラへのプログラ
ミングできる、あるいはまたノードのプロセッサによっ
て実行することができることはすでに述べた。

【００８３】したがって、本発明は、たとえば、以上に
定義したシステムまたは方法を利用するために、少なく
ともプロセッサＰｘｍと、メモリＭｘと、バスＳＢｘと
チケット分配セルＤＩＳを有する情報処理ノードたとえ
ばＮｘを対象とする。

【００８４】本発明はまた、以上に記載したシステムま
たは方法を利用するためにチケット分配セルＤＩＳを組
み込む集積回路ＩＣを対象としている。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるマルチノード情報処理システムの
構造を示すブロック図である。

【図２】図１に表されているシステムのアドレッシング
空間の構造の概略図である。

【図３】図１に表されているシステムで利用されるレジ
スタのプログラミングされた入出力アドレスの構造の概
略図である。

【図４】図１に表されているシステムで利用される本発
明によるチケット分配メカニズムのセルの構造の一例の
概略図であり、ここに示されているセルは、システムの
各ノード中に含まれているノード間通信モジュールのプ
ログラミングされた入力ローカル実行モジュールに含ま
れている。

【図５】図４に表されているチケット分配装置の基準レ
ジスタの構造の概略図である。

【図６】図４に表されているチケット分配装置のチケッ
トレジスタの構造の概略図である。

【図７】図１に表されているシステム中でチケット分配
方法を利用するためのチケット獲得方法の一例の段階を
示しているフローチャートである。

【図８】図１に表されているシステムでチケット分配方
法を利用するための図７に示された誤り処理手順の一例
の段階を示すフローチャートである。

【図９】図１に表されているシステムでチケット分配方
法を利用するための初期化手順の一例の段階を示すフロ
ーチャートである。

【図１０】図１に表されているシステムで、図７と８に
表されているアルゴリズムを参照して説明した手順に組
込まれた四つのノードの、図４に表されているようなセ
ル中に組み入れられた二つのレジスタの状態を示す図で
ある。

フロントページの続き (72)発明者 ダニエル・ドレ フランス国、92290・シヤトネ−マラブ リー、シユマン・ドウ・ラ・バレ・オ・ ルー、47 (56)参考文献 特開 平８−329022（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−93972（ＪＰ，Ａ) ＬＡＩ，Ｗ．Ｋ．ＨＷＡＮＧ，Ｃ. Ｃ．「ｔｉｃｋｅｔ ｃｉｒｃｕｌａｔ ｉｏｎ ｐｒｏｔｏｃｏｌ：Ａ ｓｉｍ ｐｌｅ ａｃｃｅｓｓ ｐｒｏｔｏｃｏ ｌ ｆｏｒ ｄｕａｌ ｂｕｓ ａｒｃ ｈｉｔｅｃｔｕｒｅ」1998 Ｉｎｆ．Ｓ ｃｉ．ＶＯＬ．109，ＮＯ．１／４ ｐ １−20 (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 15/177 672 G06F 15/173 ＥＰＡＴ（ＱＵＥＳＴＥＬ) ＩＮＳＰＥＣ（ＤＩＡＬＯＧ) ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ) ＷＰＩ（ＤＩＡＬＯＧ)

Claims (15)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 マルチノード情報処理システム（ＳＹ
   Ｓ）において、タスクまたは事象を識別するチケットの
   分配方法であって、システムのノードの中からチケット
   分配のマスタノード（Ｎｙ）を決定し、そこにチケット
   発生ハードウェア手段（ＴＩＣＫ）を組み込み、前記ノ
   ードにチケットのジェネレータのアドレス（ＴＩＣＫ＿
   ＩＤ）を保存し、前記ノードのいずれか一つがチケット
   を要求する時、要求側ノード中で前記アドレスを読み取
   り、チケットジェネレータにアクセスすることを特徴と
   するマルチノード情報処理システムにおけるチケット分
   配方法。
2. 【請求項２】 マスタノードにおいて、チケットジェネ
   レータによるチケット分配の継続時間を表す第一のフィ
   ールド（ＳＥＳＳ）と、前記時間中に、チケット要求に
   対応するアクセスの時点で前記チケットジェネレータへ
   のアクセス数を表す第二のフィールド（ＣＯＵＮＴ）と
   によって各チケットを識別することを特徴とする請求項
   １に記載の方法。
3. 【請求項３】 システムの少なくとも二つのノードに前
   記チケットジェネレータを組み入れ、マスタノードのチ
   ケットジェネレータのみを有効にする（ＶＡＬｙ＝１）
   ことを特徴とする請求項１または２に記載の方法。
4. 【請求項４】 マスタノードを交換するために予備ノー
   ド（Ｎｓ）を決定することを特徴とする請求項３に記載
   の方法。
5. 【請求項５】 マスタジェネレータが予備ノードに交換
   される時、全てのノード中でチケットジェネレータの前
   記アドレス（ＴＩＣＫ＿ＩＤ）を変更することを特徴と
   する請求項４に記載の方法。
6. 【請求項６】 チケットの要求側ノードが、マスタノー
   ドのチケットジェネレータにアクセスできない時には、
   マスタノードの交換を要求し、あるいはそれが予備ノー
   ドである場合にはこの交換を行い、さらに新しいマスタ
   ジェネレータにアクセスするためにチケットの要求をや
   り直すことを特徴とする請求項４または５に記載の方
   法。
7. 【請求項７】 システム中のタスクまたは事象を識別す
   るチケットの分配メカニズム（ＭＥＣ）を備えたマルチ
   ノード情報処理システム（ＳＹＳ）であって、該メカニ
   ズムがシステムのノードとして、各チケットの分配セル
   （ＤＩＳ）に分散配置されており、マスタノード中にチ
   ケット発生ハードウェア手段を備え、各ノードに、チケ
   ットジェネレータのアドレス（ＴＩＣＫ＿ＩＤ）を記憶
   する手段と、対応するノードの記憶手段とマスタノード
   のチケットジェネレータとへのアクセスを制御する手段
   （Ｐ、ＣＴＬ）とを有することを特徴とするマルチノー
   ド情報処理システム。
8. 【請求項８】 前記少なくとも二つのノードが各々、チ
   ケット発生ハードウェア手段を含み、前記メカニズム
   が、マスタノードのチケットジェネレータを有効化する
   手段（ＣＴＬ、ＶＡＬ）を備えていることを特徴とする
   請求項７に記載のシステム。
9. 【請求項９】 前記制御手段（ＣＴＬ）が少なくとも一
   つのプロセッサ（Ｐ）に接続されていることを特徴とす
   る請求項７または８に記載のシステム。
10. 【請求項１０】 前記制御手段が、さらに、記憶手段及
    び／又はチケットジェネレータに書き込み手段を備えて
    いることを特徴する請求項７から９のいずれか一項に記
    載のシステム。
11. 【請求項１１】 チケットジェネレータ（ＴＩＣＫ）
    が、カウンタ（ＣＯＭＰ）を含み、オプションとしてカ
    ウンタに接続されたレジスタを含むことを特徴とする請
    求項７から１０のいずれか一項に記載のシステム。
12. 【請求項１２】 記憶手段がレジスタ（ＲＥＦ）である
    ことを特徴とする請求項７から１１のいずれか一項に記
    載のシステム。
13. 【請求項１３】 ノード間通信モジュール（ＩＳＬ）を
    含むノードにおいて、セル（ＤＩＳ）が該モジュールに
    含まれることを特徴とする請求項７から１２のいずれか
    一項に記載のシステム。
14. 【請求項１４】 少なくとも一つのプロセッサ（Ｐｘ
    ｍ）とメモリ（Ｍｘ）とバス（ＳＢｘ）とを有する情報
    処理ノード（Ｎｘ）であって、請求項１から６のいずれ
    か一項に記載の方法または請求項７から１３のいずれか
    一項に記載のシステム（ＳＹＳ）を利用するためのチケ
    ット分配セル（ＤＩＳｘ）を備えることを特徴とする情
    報処理ノード。
15. 【請求項１５】 請求項１から６のいずれか一項に記載
    の方法または請求項７から１３のいずれか一項に記載の
    システム（ＳＹＳ）を利用するためにチケット分配回路
    （ＤＩＳ）を含むことを特徴とする集積回路（ＩＣ）。