JP3328872B2 - 計算機ネットワーク通信方法およびネットワーク計算機システム - Google Patents
計算機ネットワーク通信方法およびネットワーク計算機システムInfo
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ネットワークに結
合した計算機間でパケットを送受信する計算機ネットワ
ーク通信方法およびネットワーク計算機システムに関す
る。
合した計算機間でパケットを送受信する計算機ネットワ
ーク通信方法およびネットワーク計算機システムに関す
る。
【０００２】
【従来の技術】従来の計算機ネットワーク通信方法で
は、送信側計算機はパケットのアクションフィールドに
て割込を起こすか否かを指定しそのパケットをネットワ
ークに送出し、受信側計算機はネットワークから取り込
んだパケットのアクションフィールドにて割込を起こす
ことが指定されていたら割込を発行している。
は、送信側計算機はパケットのアクションフィールドに
て割込を起こすか否かを指定しそのパケットをネットワ
ークに送出し、受信側計算機はネットワークから取り込
んだパケットのアクションフィールドにて割込を起こす
ことが指定されていたら割込を発行している。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】例えば、ネットワーク
を介して複数の計算機が協調して動作する計算機システ
ムにおいて、マルチプロセス環境で動作する場合、受信
要求より送信が後になることもあれば、受信要求より送
信が先になることもある。受信要求より送信が後であれ
ば、パケットの到着までプロセスを休止させておき、パ
ケットの到着で休止していたプロセスを起動することが
必要となり、送信側計算機は割込を起こすことをパケッ
トで指定する必要がある。一方、受信要求より送信が先
であれば、プロセスを休止させる必要はなく、従って、
送信側計算機は割込を起こすことをパケットで指定する
必要はない。ところが、実際には受信要求と送信のどち
らが先になるかが判らないため、従来の計算機ネットワ
ーク通信方法では、送信側計算機は、受信側計算機で休
止している可能性のあるプロセスへの全てのパケットで
割込を起こすことを指定している。しかし、不必要な割
込が起こされると、プロセッサの処理オーバヘッドが無
駄に大きくなり、システム性能が低下する問題点があ
る。そこで、本発明の目的は、不必要な割込を起こさな
いようにし、システム性能を向上できるようにした計算
機ネットワーク通信方法およびネットワーク計算機シス
テムを提供することにある。
を介して複数の計算機が協調して動作する計算機システ
ムにおいて、マルチプロセス環境で動作する場合、受信
要求より送信が後になることもあれば、受信要求より送
信が先になることもある。受信要求より送信が後であれ
ば、パケットの到着までプロセスを休止させておき、パ
ケットの到着で休止していたプロセスを起動することが
必要となり、送信側計算機は割込を起こすことをパケッ
トで指定する必要がある。一方、受信要求より送信が先
であれば、プロセスを休止させる必要はなく、従って、
送信側計算機は割込を起こすことをパケットで指定する
必要はない。ところが、実際には受信要求と送信のどち
らが先になるかが判らないため、従来の計算機ネットワ
ーク通信方法では、送信側計算機は、受信側計算機で休
止している可能性のあるプロセスへの全てのパケットで
割込を起こすことを指定している。しかし、不必要な割
込が起こされると、プロセッサの処理オーバヘッドが無
駄に大きくなり、システム性能が低下する問題点があ
る。そこで、本発明の目的は、不必要な割込を起こさな
いようにし、システム性能を向上できるようにした計算
機ネットワーク通信方法およびネットワーク計算機シス
テムを提供することにある。
【０００４】
【課題を解決するための手段】第１の観点では、本発明
は、ネットワークに結合した計算機間でパケットを送受
信し各々の計算機のプロセッサにおいてプロセスを実行
する計算機ネットワーク通信方法であって、送信側計算
機は、通信先指定情報を含むパケットを作成して前記ネ
ットワークに送出し、受信側計算機は、受信待ちをして
いるプロセスと当該プロセスに対する通信先指定情報と
を対応させる対応情報を保持すると共にネットワークか
ら取り込んだ前記パケット内に含まれる前記通信先指定
情報を用いて前記対応情報を参照し、前記受信待ちをし
ているプロセスがある場合に前記パケットの到着を前記
プロセスを実行するプロセッサに通知するための割込を
発行することを特徴とする計算機ネットワーク通信方法
を提供する。上記第１の観点による計算機ネットワーク
通信方法では、送信側計算機は、パケットを作成する
際、パケットに通信先指定情報を含めておく。一方、受
信側計算機は、パケット到着を待っているプロセスとそ
れに対する通信先指定情報の対応情報を保持しておく。
そして、受信側計算機は、保持している対応情報中の通
信先指定情報と受信したパケット内に含まれる通信先指
定情報とを比較し、一致しなければ割込を発行せず、一
致したプロセスを実行するプロセッサにのみ割込を発行
する。これにより、不必要な割込を起こさないようにな
るから、プロセッサの処理オーバヘッドが小さくなり、
システム性能を向上できる。
は、ネットワークに結合した計算機間でパケットを送受
信し各々の計算機のプロセッサにおいてプロセスを実行
する計算機ネットワーク通信方法であって、送信側計算
機は、通信先指定情報を含むパケットを作成して前記ネ
ットワークに送出し、受信側計算機は、受信待ちをして
いるプロセスと当該プロセスに対する通信先指定情報と
を対応させる対応情報を保持すると共にネットワークか
ら取り込んだ前記パケット内に含まれる前記通信先指定
情報を用いて前記対応情報を参照し、前記受信待ちをし
ているプロセスがある場合に前記パケットの到着を前記
プロセスを実行するプロセッサに通知するための割込を
発行することを特徴とする計算機ネットワーク通信方法
を提供する。上記第１の観点による計算機ネットワーク
通信方法では、送信側計算機は、パケットを作成する
際、パケットに通信先指定情報を含めておく。一方、受
信側計算機は、パケット到着を待っているプロセスとそ
れに対する通信先指定情報の対応情報を保持しておく。
そして、受信側計算機は、保持している対応情報中の通
信先指定情報と受信したパケット内に含まれる通信先指
定情報とを比較し、一致しなければ割込を発行せず、一
致したプロセスを実行するプロセッサにのみ割込を発行
する。これにより、不必要な割込を起こさないようにな
るから、プロセッサの処理オーバヘッドが小さくなり、
システム性能を向上できる。
【０００５】第２の観点では、本発明は、上記構成の計
算機ネットワーク通信方法において、前記プロセッサ
は、前記割込を発行したか否かを示すフラグ情報を前記
プロセス毎に保持し、前記フラグ情報を検索して、前記
割込が発行されたプロセスが複数あれば、それらプロセ
スをまとめて処理することを特徴とする計算機ネットワ
ーク通信方法を提供する。上記第２の観点による計算機
ネットワーク通信方法では、フラグ情報を設けて、それ
を利用して複数のプロセスをまとめて処理するから、プ
ロセッサの処理オーバヘッドがさらに小さくなり、シス
テム性能をさらに向上できるようになる。
算機ネットワーク通信方法において、前記プロセッサ
は、前記割込を発行したか否かを示すフラグ情報を前記
プロセス毎に保持し、前記フラグ情報を検索して、前記
割込が発行されたプロセスが複数あれば、それらプロセ
スをまとめて処理することを特徴とする計算機ネットワ
ーク通信方法を提供する。上記第２の観点による計算機
ネットワーク通信方法では、フラグ情報を設けて、それ
を利用して複数のプロセスをまとめて処理するから、プ
ロセッサの処理オーバヘッドがさらに小さくなり、シス
テム性能をさらに向上できるようになる。
【０００６】第３の観点では、本発明は、上記構成の計
算機ネットワーク通信方法において、前記受信側計算機
は、前記パケットが到着した時に前記割込を発行するこ
とを特徴とする計算機ネットワーク通信方法を提供す
る。上記第３の観点による計算機ネットワーク通信方法
では、パケットが到着した時に割込の発行を行うため、
構成が簡単になる。これに対して、タイマーを設けてお
き、ある時間が経過した時にその間に到着したパケット
に対してまとめて通知することが考えられる。この場合
は、構成が複雑になるが、プロセッサの処理オーバヘッ
ドがさらに小さくなる可能性があるので、システムの特
性を考慮して、前者にするか後者にするかを決めればよ
い。
算機ネットワーク通信方法において、前記受信側計算機
は、前記パケットが到着した時に前記割込を発行するこ
とを特徴とする計算機ネットワーク通信方法を提供す
る。上記第３の観点による計算機ネットワーク通信方法
では、パケットが到着した時に割込の発行を行うため、
構成が簡単になる。これに対して、タイマーを設けてお
き、ある時間が経過した時にその間に到着したパケット
に対してまとめて通知することが考えられる。この場合
は、構成が複雑になるが、プロセッサの処理オーバヘッ
ドがさらに小さくなる可能性があるので、システムの特
性を考慮して、前者にするか後者にするかを決めればよ
い。
【０００７】第４の観点では、本発明は、ネットワーク
に結合した計算機間でパケットを送受信し各々の計算機
のプロセッサにおいてプロセスを実行するネットワーク
計算機システムにおいて、通信先指定情報を含むパケッ
トを作成して前記ネットワークに送出する送信側計算機
と、受信待ちをしているプロセスと当該プロセスに対す
る通信先指定情報とを対応させる対応情報を保持すると
共にネットワークから取り込んだ前記パケット内に含ま
れる前記通信先指定情報を用いて前記対応情報を参照
し、前記受信待ちをしているプロセスがある場合に前記
パケットの到着を前記プロセスを実行するプロセッサに
通知するための割込を発行する受信側計算機とを具備し
たことを特徴とする計算機ネットワークシステムを提供
する。上記第４の観点によるネットワーク計算機システ
ムでは、送信側計算機は、パケットを作成する際、パケ
ットに通信先指定情報を含めておく。一方、受信側計算
機は、パケット到着を待っているプロセスとそれに対す
る通信先指定情報の対応情報を保持しておく。そして、
受信側計算機は、保持している対応情報中の通信先指定
情報と受信したパケット内に含まれる通信先指定情報と
を比較し、一致しなければ割込を発行せず、一致したプ
ロセスを実行するプロセッサにのみ割込を発行する。こ
れにより、不必要な割込を起こさないようになるから、
プロセッサの処理オーバヘッドが小さくなり、システム
性能を向上できる。。
に結合した計算機間でパケットを送受信し各々の計算機
のプロセッサにおいてプロセスを実行するネットワーク
計算機システムにおいて、通信先指定情報を含むパケッ
トを作成して前記ネットワークに送出する送信側計算機
と、受信待ちをしているプロセスと当該プロセスに対す
る通信先指定情報とを対応させる対応情報を保持すると
共にネットワークから取り込んだ前記パケット内に含ま
れる前記通信先指定情報を用いて前記対応情報を参照
し、前記受信待ちをしているプロセスがある場合に前記
パケットの到着を前記プロセスを実行するプロセッサに
通知するための割込を発行する受信側計算機とを具備し
たことを特徴とする計算機ネットワークシステムを提供
する。上記第４の観点によるネットワーク計算機システ
ムでは、送信側計算機は、パケットを作成する際、パケ
ットに通信先指定情報を含めておく。一方、受信側計算
機は、パケット到着を待っているプロセスとそれに対す
る通信先指定情報の対応情報を保持しておく。そして、
受信側計算機は、保持している対応情報中の通信先指定
情報と受信したパケット内に含まれる通信先指定情報と
を比較し、一致しなければ割込を発行せず、一致したプ
ロセスを実行するプロセッサにのみ割込を発行する。こ
れにより、不必要な割込を起こさないようになるから、
プロセッサの処理オーバヘッドが小さくなり、システム
性能を向上できる。。
【０００８】第５の観点では、本発明は、上記構成のネ
ットワーク計算機システムにおいて、前記プロセッサ
は、前記割込を発行したか否かを示すフラグ情報を前記
プロセス毎に保持し、前記フラグ情報を検索して、前記
割込が発行されたプロセスが複数あれば、それらプロセ
スをまとめて処理することを特徴とするネットワーク計
算機システムを提供する。上記第５の観点によるネット
ワーク計算機システムでは、フラグ情報を設けて、それ
を利用して複数のプロセスをまとめて処理するから、プ
ロセッサの処理オーバヘッドがさらに小さくなり、シス
テム性能をさらに向上できるようになる。
ットワーク計算機システムにおいて、前記プロセッサ
は、前記割込を発行したか否かを示すフラグ情報を前記
プロセス毎に保持し、前記フラグ情報を検索して、前記
割込が発行されたプロセスが複数あれば、それらプロセ
スをまとめて処理することを特徴とするネットワーク計
算機システムを提供する。上記第５の観点によるネット
ワーク計算機システムでは、フラグ情報を設けて、それ
を利用して複数のプロセスをまとめて処理するから、プ
ロセッサの処理オーバヘッドがさらに小さくなり、シス
テム性能をさらに向上できるようになる。
【０００９】第６の観点では、本発明は、上記構成のネ
ットワーク計算機システムにおいて、前記受信側計算機
は、前記パケットが到着した時に前記割込の発行を行う
ことを特徴とするネットワーク計算機システムを提供す
る。上記第６の観点によるネットワーク計算機システム
では、パケットが到着した時に割込の発行を行うため、
構成が簡単になる。これに対して、タイマーを設けてお
き、ある時間が経過した時にその間に到着したパケット
に対してまとめて通知することが考えられる。この場合
は、構成が複雑になるが、プロセッサの処理オーバヘッ
ドがさらに小さくなる可能性があるので、システムの特
性を考慮して、前者にするか後者にするかを決めればよ
い。
ットワーク計算機システムにおいて、前記受信側計算機
は、前記パケットが到着した時に前記割込の発行を行う
ことを特徴とするネットワーク計算機システムを提供す
る。上記第６の観点によるネットワーク計算機システム
では、パケットが到着した時に割込の発行を行うため、
構成が簡単になる。これに対して、タイマーを設けてお
き、ある時間が経過した時にその間に到着したパケット
に対してまとめて通知することが考えられる。この場合
は、構成が複雑になるが、プロセッサの処理オーバヘッ
ドがさらに小さくなる可能性があるので、システムの特
性を考慮して、前者にするか後者にするかを決めればよ
い。
【００１０】
【００１１】
【発明の実施の形態】以下、本発明の計算機ネットワー
ク通信方法およびネットワーク計算機システムの実施の
形態を説明する。なお、これにより本発明が限定される
ものではない。
ク通信方法およびネットワーク計算機システムの実施の
形態を説明する。なお、これにより本発明が限定される
ものではない。
【００１２】図１に、本発明の一実施形態のネットワー
ク計算機システム１０を示す。このネットワーク計算機
システム１０は、２つ以上のネットワーク内計算機１０
０，２００，…がネットワーク１９０に結合されて構成
されている。
ク計算機システム１０を示す。このネットワーク計算機
システム１０は、２つ以上のネットワーク内計算機１０
０，２００，…がネットワーク１９０に結合されて構成
されている。
【００１３】前記ネットワーク内計算機１００は、ネッ
トワークアダプタ１１０，プロセッサ１３０，Ｉ／Ｏ装
置１４０およびメモリ（主記憶）１５０がシステムバス
１８０に結合されて構成されている。他のネットワーク
内計算機２００，…も同様である。なお、システム構成
によっては、Ｉ／Ｏ装置１４０を持たない場合もある。
トワークアダプタ１１０，プロセッサ１３０，Ｉ／Ｏ装
置１４０およびメモリ（主記憶）１５０がシステムバス
１８０に結合されて構成されている。他のネットワーク
内計算機２００，…も同様である。なお、システム構成
によっては、Ｉ／Ｏ装置１４０を持たない場合もある。
【００１４】前記ネットワークアダプタ１１０は、受信
ＤＭＡ制御情報保持手段１１１，送信ＤＭＡ制御情報保
持手段１１２，割込制御情報保持手段１１３，アダプタ
制御情報保持手段１１４，要因待ちリスト情報保持手段
１１６，アダプタ制御手段１１５，ネットワーク送受信
部１１７，ＤＭＡ制御部１２０および送受信用バッファ
１２１が内部バス１２２によって結合されて構成されて
いる。前記受信ＤＭＡ制御情報保持手段１１１，前記送
信ＤＭＡ制御情報保持手段１１２，前記割込制御情報保
持手段１１３，前記アダプタ制御情報保持手段１１４お
よび前記要因待ちリスト情報保持手段１１６は、送受信
パケットをＤＭＡ処理により転送制御する際に必要な情
報を保持する手段であり、例えばＲＡＭによって構成さ
れている。前記アダプタ制御手段１１５は、送受信パケ
ットをＤＭＡ処理により転送制御する際の制御をネット
ワークアダプタ１１０にプロセッサ１３０が通知するた
めの手段であり、例えばＴＴＬ，ＣＭＯＳ等の論理によ
って構成されている。前記ネットワーク送受信部１１７
は、例えばＴＴＬ，ＣＭＯＳ等の論理によって構成され
ている。また、ネットワーク送受信部１１７は内部に自
アドレス保持手段１１８を持ち、この自アドレス保持手
段１１８は例えばＲＡＭによって構成されている。前記
ＤＭＡ制御部１２０は、例えばＴＴＬ，ＣＭＯＳ等の論
理によって構成されている。前記送受信用バッファ１２
１は、例えばＲＡＭによって構成されている。
ＤＭＡ制御情報保持手段１１１，送信ＤＭＡ制御情報保
持手段１１２，割込制御情報保持手段１１３，アダプタ
制御情報保持手段１１４，要因待ちリスト情報保持手段
１１６，アダプタ制御手段１１５，ネットワーク送受信
部１１７，ＤＭＡ制御部１２０および送受信用バッファ
１２１が内部バス１２２によって結合されて構成されて
いる。前記受信ＤＭＡ制御情報保持手段１１１，前記送
信ＤＭＡ制御情報保持手段１１２，前記割込制御情報保
持手段１１３，前記アダプタ制御情報保持手段１１４お
よび前記要因待ちリスト情報保持手段１１６は、送受信
パケットをＤＭＡ処理により転送制御する際に必要な情
報を保持する手段であり、例えばＲＡＭによって構成さ
れている。前記アダプタ制御手段１１５は、送受信パケ
ットをＤＭＡ処理により転送制御する際の制御をネット
ワークアダプタ１１０にプロセッサ１３０が通知するた
めの手段であり、例えばＴＴＬ，ＣＭＯＳ等の論理によ
って構成されている。前記ネットワーク送受信部１１７
は、例えばＴＴＬ，ＣＭＯＳ等の論理によって構成され
ている。また、ネットワーク送受信部１１７は内部に自
アドレス保持手段１１８を持ち、この自アドレス保持手
段１１８は例えばＲＡＭによって構成されている。前記
ＤＭＡ制御部１２０は、例えばＴＴＬ，ＣＭＯＳ等の論
理によって構成されている。前記送受信用バッファ１２
１は、例えばＲＡＭによって構成されている。
【００１５】前記プロセッサ１３０は、例えばＣＰＵに
よって構成されている。
よって構成されている。
【００１６】前記メモリ１５０は、例えばＲＡＭによっ
て構成されている。前記メモリ１５０には、ＯＳ空間１
６０とユーザ空間１７０とがある。前記ＯＳ空間１６０
には、休止キュー１６１，動作キュー１６２，要因待ち
リスト１６３および要因待ちリスト用排他フラグ１６４
がある。前記休止キュー１６１は、メッセージの受信待
ちなどの状況により動作を休止するプロセスの情報を保
持するためのキューであり、ＯＳによって管理及び制御
される。前記動作キュー１６２は、現在ＯＳ内で動作可
能な状態のプロセスを保持するためのキューであり、Ｏ
Ｓによって管理及び制御される。前記要因待ちリスト１
６３は、ネットワーク１９０からのメッセージの到着時
に割込を発行するか否かをチェックするための要因待ち
情報をリスト構造で保持する部分であり、ＯＳとネット
ワークアダプタ１１０により制御される。前記要因待ち
リスト用排他フラグ１６４は、ＯＳとネットワークアダ
プタ１１０によってアクセスされる要因待ちリスト１６
３の内容の一貫性を保証するために使用される排他制御
機構である。
て構成されている。前記メモリ１５０には、ＯＳ空間１
６０とユーザ空間１７０とがある。前記ＯＳ空間１６０
には、休止キュー１６１，動作キュー１６２，要因待ち
リスト１６３および要因待ちリスト用排他フラグ１６４
がある。前記休止キュー１６１は、メッセージの受信待
ちなどの状況により動作を休止するプロセスの情報を保
持するためのキューであり、ＯＳによって管理及び制御
される。前記動作キュー１６２は、現在ＯＳ内で動作可
能な状態のプロセスを保持するためのキューであり、Ｏ
Ｓによって管理及び制御される。前記要因待ちリスト１
６３は、ネットワーク１９０からのメッセージの到着時
に割込を発行するか否かをチェックするための要因待ち
情報をリスト構造で保持する部分であり、ＯＳとネット
ワークアダプタ１１０により制御される。前記要因待ち
リスト用排他フラグ１６４は、ＯＳとネットワークアダ
プタ１１０によってアクセスされる要因待ちリスト１６
３の内容の一貫性を保証するために使用される排他制御
機構である。
【００１７】図１の例では、要因待ちリスト情報保持手
段１１６によってアドレスが保持されて参照されるメモ
リ（主記憶）１５０上の領域に、要因待ちリスト１６３
と要因待ちリスト用排他フラグ１６４とが保持されてい
る。しかし、これに限定されず、要因待ちリスト情報保
持手段１１６自身が要因待ちリスト１６３と要因待ちリ
スト用排他フラグ１６４の情報を保持してもよい。
段１１６によってアドレスが保持されて参照されるメモ
リ（主記憶）１５０上の領域に、要因待ちリスト１６３
と要因待ちリスト用排他フラグ１６４とが保持されてい
る。しかし、これに限定されず、要因待ちリスト情報保
持手段１１６自身が要因待ちリスト１６３と要因待ちリ
スト用排他フラグ１６４の情報を保持してもよい。
【００１８】図２に、要因待ちリスト１６３の構造を示
す。要因待ちリスト１６３は、休止したプロセスを特定
するための休止プロセスＩＤ１６３−ａ，どの通信チャ
ネルのメッセージ待ちで休止しているかを示す通信チャ
ネルＩＤ１６３−ｂおよびメッセージが既に到着してい
て割込発行が完了していることを示す割込発行完了フラ
グ（１であれば割込を発行済、０であれば割込未発行で
あることを示す）１６３−ｃの各列から構成される。な
お、図２の要因待ちリストは、内容がすべて０である要
素をエンドマークとするテーブル構造になっているが、
各項目が次項目へのポインタを有しポインタの内容が０
であることをもってエンドマークとするリンクトリスト
構造としてもよい。また、リンクトリスト構造とした場
合には、割込発行完了フラグ１６３−ｃを設ける代りに
割込発行完了リストを設け、要因待ちリスト１６３から
要因を検索し、要因があれば割込発行完了リストに登録
し、割込を発行する形態にて、制御してもよい。
す。要因待ちリスト１６３は、休止したプロセスを特定
するための休止プロセスＩＤ１６３−ａ，どの通信チャ
ネルのメッセージ待ちで休止しているかを示す通信チャ
ネルＩＤ１６３−ｂおよびメッセージが既に到着してい
て割込発行が完了していることを示す割込発行完了フラ
グ（１であれば割込を発行済、０であれば割込未発行で
あることを示す）１６３−ｃの各列から構成される。な
お、図２の要因待ちリストは、内容がすべて０である要
素をエンドマークとするテーブル構造になっているが、
各項目が次項目へのポインタを有しポインタの内容が０
であることをもってエンドマークとするリンクトリスト
構造としてもよい。また、リンクトリスト構造とした場
合には、割込発行完了フラグ１６３−ｃを設ける代りに
割込発行完了リストを設け、要因待ちリスト１６３から
要因を検索し、要因があれば割込発行完了リストに登録
し、割込を発行する形態にて、制御してもよい。
【００１９】前記ユーザ空間１７０は、ユーザが利用す
るデータ領域であり、ユーザデータ１７１〜１７３が格
納されている。ユーザ空間１７０は、通信データの格納
にも使用する。なお、システムによっては一度システム
領域にコピーする必要がある場合もある。
るデータ領域であり、ユーザデータ１７１〜１７３が格
納されている。ユーザ空間１７０は、通信データの格納
にも使用する。なお、システムによっては一度システム
領域にコピーする必要がある場合もある。
【００２０】図３の（ａ）に、パケット３００の構成を
示す。このパケット３００は、送信元アドレス３２１−
ａ，受信先アドレス３２２−ａ，タイプ３２０−ａ，通
信チャネルＩＤ情報３１１−ａ，転送先情報３１２−ａ
およびデータ３１０−ａから構成される。前記送信元ア
ドレス３２１−ａは、パケット３００を送出したネット
ワーク内計算機の識別子である。前記受信先アドレス３
２２−ａは、パケット３００を受信すべきネットワーク
内計算機の識別子である。前記タイプ３２０−ａは、ネ
ットワークアダプタ１１０が処理するために必要な情報
であり、たとえばデータ３１０−ａの長さ等を保持す
る。前記通信チャネルＩＤ情報３１１−ａは、通信先指
定情報であり、この通信チャネルＩＤ情報３１１−ａと
要因待ちリスト１６３の通信チャネルＩＤ１６３−ｂと
を比較することにより割込発行の要否を判定する。前記
転送先情報３１２−ａは、パケット３００をメモリ１５
０に転送する際に格納領域を指定するための情報であ
る。ここでは、最終的にユーザデータ１７１〜１７３の
どの領域にデータを転送するかを示す情報である。前記
データ３１０−ａは、ＯＳおよびソフトウエアが処理す
る情報である。
示す。このパケット３００は、送信元アドレス３２１−
ａ，受信先アドレス３２２−ａ，タイプ３２０−ａ，通
信チャネルＩＤ情報３１１−ａ，転送先情報３１２−ａ
およびデータ３１０−ａから構成される。前記送信元ア
ドレス３２１−ａは、パケット３００を送出したネット
ワーク内計算機の識別子である。前記受信先アドレス３
２２−ａは、パケット３００を受信すべきネットワーク
内計算機の識別子である。前記タイプ３２０−ａは、ネ
ットワークアダプタ１１０が処理するために必要な情報
であり、たとえばデータ３１０−ａの長さ等を保持す
る。前記通信チャネルＩＤ情報３１１−ａは、通信先指
定情報であり、この通信チャネルＩＤ情報３１１−ａと
要因待ちリスト１６３の通信チャネルＩＤ１６３−ｂと
を比較することにより割込発行の要否を判定する。前記
転送先情報３１２−ａは、パケット３００をメモリ１５
０に転送する際に格納領域を指定するための情報であ
る。ここでは、最終的にユーザデータ１７１〜１７３の
どの領域にデータを転送するかを示す情報である。前記
データ３１０−ａは、ＯＳおよびソフトウエアが処理す
る情報である。
【００２１】比較のため、図３の（ｂ）に従来のパケッ
トの構成を示す。従来のパケットは、送信元アドレス３
２１−ｂ，受信先アドレス３２２−ｂ，タイプ３２０−
ｂおよびデータ３１０−ｂから構成されており、通信チ
ャネルＩＤ情報および転送先情報がない。
トの構成を示す。従来のパケットは、送信元アドレス３
２１−ｂ，受信先アドレス３２２−ｂ，タイプ３２０−
ｂおよびデータ３１０−ｂから構成されており、通信チ
ャネルＩＤ情報および転送先情報がない。
【００２２】パケット３００の送受信は、前記転送先情
報３１２−ａを利用して、次のように行う。受信側は、
パケット３００を直接転送する受信バッファ領域を予め
定めて主記憶常駐の状態にし、その受信バッファ領域の
情報を送信側に通知しておく。送信側は、前記通知され
た受信バッファ領域の情報を自己の送信ＤＭＡ制御情報
保持手段（１１２）に保持する。そして、パケット３０
０を作成する際、自己の通信チャネルＩＤから通信チャ
ネルＩＤ情報３１１−ａを作成すると共に前記受信バッ
ファ領域の情報から転送先情報３１２−ａを作成する。
そして、パケット３００を送信する。受信側は、自分宛
てのパケット３００を取り込み、その転送先情報３１２
−ａに基づいて、ＤＭＡ転送処理によって、対応する受
信バッファ領域にパケット３００を直接転送する。な
お、このＤＭＡ転送処理は、ＳＨＲＩＭＰプロジェクト
に関する論文（Two Virtual Memory Mapped Network In
terface Designs. Matthias A. Blumrich, Cezary Dub
nicki, Edward W. Felten, Kai Li, and MalenaR. Mesa
rina. Hot Interconnect Symposium, Aug.1994, pp.13
4-142）に記載の方法と同様な方法によって実現でき
る。
報３１２−ａを利用して、次のように行う。受信側は、
パケット３００を直接転送する受信バッファ領域を予め
定めて主記憶常駐の状態にし、その受信バッファ領域の
情報を送信側に通知しておく。送信側は、前記通知され
た受信バッファ領域の情報を自己の送信ＤＭＡ制御情報
保持手段（１１２）に保持する。そして、パケット３０
０を作成する際、自己の通信チャネルＩＤから通信チャ
ネルＩＤ情報３１１−ａを作成すると共に前記受信バッ
ファ領域の情報から転送先情報３１２−ａを作成する。
そして、パケット３００を送信する。受信側は、自分宛
てのパケット３００を取り込み、その転送先情報３１２
−ａに基づいて、ＤＭＡ転送処理によって、対応する受
信バッファ領域にパケット３００を直接転送する。な
お、このＤＭＡ転送処理は、ＳＨＲＩＭＰプロジェクト
に関する論文（Two Virtual Memory Mapped Network In
terface Designs. Matthias A. Blumrich, Cezary Dub
nicki, Edward W. Felten, Kai Li, and MalenaR. Mesa
rina. Hot Interconnect Symposium, Aug.1994, pp.13
4-142）に記載の方法と同様な方法によって実現でき
る。
【００２３】次に、図４〜図６を参照して、割込に関す
る動作を説明する。図４は、プロセッサ１３０が行うメ
ッセージ受信処理のフロー図である。ステップ４１０で
は、受信バッファ割り当て処理を起動する。すなわち、
上述のように、受信したデータを直接転送する受信バッ
ファ領域を通信チャネルに対応して定めて主記憶常駐の
状態にし、その受信バッファ領域の情報を送信側に通知
しておく。ステップ４２０では、受信要求を発行する。
なお、受信バッファ領域の割り当て処理が受信要求の発
行より先行することが必要条件であるが、受信バッファ
割り当て処理の直後に受信要求を発行することは必要条
件ではない。すなわち、上記ステップ４１０と上記ステ
ップ４２０の間に別の処理（受信処理以外の処理でもよ
い）が入っても構わない。
る動作を説明する。図４は、プロセッサ１３０が行うメ
ッセージ受信処理のフロー図である。ステップ４１０で
は、受信バッファ割り当て処理を起動する。すなわち、
上述のように、受信したデータを直接転送する受信バッ
ファ領域を通信チャネルに対応して定めて主記憶常駐の
状態にし、その受信バッファ領域の情報を送信側に通知
しておく。ステップ４２０では、受信要求を発行する。
なお、受信バッファ領域の割り当て処理が受信要求の発
行より先行することが必要条件であるが、受信バッファ
割り当て処理の直後に受信要求を発行することは必要条
件ではない。すなわち、上記ステップ４１０と上記ステ
ップ４２０の間に別の処理（受信処理以外の処理でもよ
い）が入っても構わない。
【００２４】ステップ４３０では、受信データが既に到
着していれば、ステップ４４０に進む。まだ到着してい
なければ、ステップ４５０に進む。ステップ４４０で
は、通信チャネルＩＤに対応した受信バッファ領域に既
に受信データが到着しているので、そのデータを取得す
る。そして、受信処理を終了する。
着していれば、ステップ４４０に進む。まだ到着してい
なければ、ステップ４５０に進む。ステップ４４０で
は、通信チャネルＩＤに対応した受信バッファ領域に既
に受信データが到着しているので、そのデータを取得す
る。そして、受信処理を終了する。
【００２５】ステップ４５０では、プロセスを休止キュ
ー１６１に登録する。ステップ４６０では、要因待ちリ
スト用排他フラグ１６４を取得する。ここで、ネットワ
ークアダプタ１１０によって要因待ちリスト用排他フラ
グ１６４が取得されている場合には、解放されるまで待
ち要因待ちリスト用排他フラグ１６４を取得できたらス
テップ４７０に進む。ステップ４７０では、プロセスＩ
Ｄと通信チャネルＩＤを、要因待ちリスト１６３のプロ
セスＩＤ１６３−ａと通信チャネルＩＤ１６３−ｂに登
録する。また、割込発行完了フラグ１６３−ｃには０を
設定する。ステップ４８０では、要因待ちリスト用排他
フラグ１６４を解放し、割込待ち状態に入る。
ー１６１に登録する。ステップ４６０では、要因待ちリ
スト用排他フラグ１６４を取得する。ここで、ネットワ
ークアダプタ１１０によって要因待ちリスト用排他フラ
グ１６４が取得されている場合には、解放されるまで待
ち要因待ちリスト用排他フラグ１６４を取得できたらス
テップ４７０に進む。ステップ４７０では、プロセスＩ
Ｄと通信チャネルＩＤを、要因待ちリスト１６３のプロ
セスＩＤ１６３−ａと通信チャネルＩＤ１６３−ｂに登
録する。また、割込発行完了フラグ１６３−ｃには０を
設定する。ステップ４８０では、要因待ちリスト用排他
フラグ１６４を解放し、割込待ち状態に入る。
【００２６】図５は、パケット３００が到着した時にネ
ットワークアダプタ１１０が行うアダプタ受信処理のフ
ロー図である。ステップ５１０では、ネットワーク送受
信部１１７は、到着したパケット３００を取り込む。ス
テップ５２０では、パケット３００の受信先アドレス３
２２−ａが自アドレス保持手段１１８の内容と等しいか
否かをチェックし、等しくない場合はステップ５３０に
進み、等しい場合はステップ５４０に進む。ステップ５
３０では、パケット３００を棄却し、アダプタ受信処理
を終了する。ステップ５４０では、ネットワーク送受信
部１１７は、パケット３００を送受信用バッファ１２１
に取り込む。ステップ５５０では、ＤＭＡ制御部１２０
は、転送先情報３１２−ａを受信ＤＭＡ制御情報保持手
段１１１に設定し、これを転送先アドレスとしてＤＭＡ
転送を行う。ステップ５６０では、ＤＭＡ制御部１２０
は、要因待ちリスト用排他フラグ１６４を取得する。要
因待ちリスト用排他フラグ１６４が取得できない場合に
は、取得できるまで待ち、要因待ちリスト用排他フラグ
１６４を取得できたらステップ５７０に進む。ステップ
５７０，５８０では、要因待ちリスト１６３のエントリ
を順に検索し、パケット３００の通信チャネルＩＤ情報
３１１−ａに対応するエントリがあればステップ５７５
へ進み、最後までなければステップ５９０へ進む。ステ
ップ５７５では、当該エントリの割込発行完了フラグを
１にし、割込を発行する。そして、ステップ５９０に進
む。ステップ５９０では、ＤＭＡ制御部１２０は、要因
待ちリスト用排他フラグ１６４を解放し、アダプタ受信
処理を終了する。
ットワークアダプタ１１０が行うアダプタ受信処理のフ
ロー図である。ステップ５１０では、ネットワーク送受
信部１１７は、到着したパケット３００を取り込む。ス
テップ５２０では、パケット３００の受信先アドレス３
２２−ａが自アドレス保持手段１１８の内容と等しいか
否かをチェックし、等しくない場合はステップ５３０に
進み、等しい場合はステップ５４０に進む。ステップ５
３０では、パケット３００を棄却し、アダプタ受信処理
を終了する。ステップ５４０では、ネットワーク送受信
部１１７は、パケット３００を送受信用バッファ１２１
に取り込む。ステップ５５０では、ＤＭＡ制御部１２０
は、転送先情報３１２−ａを受信ＤＭＡ制御情報保持手
段１１１に設定し、これを転送先アドレスとしてＤＭＡ
転送を行う。ステップ５６０では、ＤＭＡ制御部１２０
は、要因待ちリスト用排他フラグ１６４を取得する。要
因待ちリスト用排他フラグ１６４が取得できない場合に
は、取得できるまで待ち、要因待ちリスト用排他フラグ
１６４を取得できたらステップ５７０に進む。ステップ
５７０，５８０では、要因待ちリスト１６３のエントリ
を順に検索し、パケット３００の通信チャネルＩＤ情報
３１１−ａに対応するエントリがあればステップ５７５
へ進み、最後までなければステップ５９０へ進む。ステ
ップ５７５では、当該エントリの割込発行完了フラグを
１にし、割込を発行する。そして、ステップ５９０に進
む。ステップ５９０では、ＤＭＡ制御部１２０は、要因
待ちリスト用排他フラグ１６４を解放し、アダプタ受信
処理を終了する。
【００２７】図６は、ネットワークアダプタ１１０によ
る割込の発行（図５のステップ５７５の処理）によりプ
ロセッサ１３０が行う割込処理のフロー図である。ステ
ップ６１０では、要因待ちリスト用排他フラグ１６４を
取得する。要因待ちリスト用排他フラグ１６４が取得で
きない場合には、取得できるまで待ち、要因待ちリスト
用排他フラグ１６４を取得できたらステップ６２０に進
む。ステップ６２０，６３０，６４０では、要因待ちリ
スト１６３のエントリを順に調べて、割込発行完了フラ
グ１６３−ｃが１となっている要素を取り出してワーク
エリアに移動する。要因待ちリストの最後までチェック
したら、ステップ６５０に進む。ステップ６５０では、
要因待ちリスト１６３を再構築する。すなわち、要因待
ちリスト１６３に残った要素を詰めて、ハードウエアが
検索しやすい状態にする。ステップ６６０では、要因待
ちリスト用排他フラグ１６４を解放する。ステップ６７
０では、ワークエリアに移動した要素の休止プロセスＩ
Ｄ（１６３−ａ）の情報により、当該プロセスを休止キ
ュー１６１から動作キュー１６２に移動することで、当
該プロセスを起動状態にする。そして、割込処理を終了
する。
る割込の発行（図５のステップ５７５の処理）によりプ
ロセッサ１３０が行う割込処理のフロー図である。ステ
ップ６１０では、要因待ちリスト用排他フラグ１６４を
取得する。要因待ちリスト用排他フラグ１６４が取得で
きない場合には、取得できるまで待ち、要因待ちリスト
用排他フラグ１６４を取得できたらステップ６２０に進
む。ステップ６２０，６３０，６４０では、要因待ちリ
スト１６３のエントリを順に調べて、割込発行完了フラ
グ１６３−ｃが１となっている要素を取り出してワーク
エリアに移動する。要因待ちリストの最後までチェック
したら、ステップ６５０に進む。ステップ６５０では、
要因待ちリスト１６３を再構築する。すなわち、要因待
ちリスト１６３に残った要素を詰めて、ハードウエアが
検索しやすい状態にする。ステップ６６０では、要因待
ちリスト用排他フラグ１６４を解放する。ステップ６７
０では、ワークエリアに移動した要素の休止プロセスＩ
Ｄ（１６３−ａ）の情報により、当該プロセスを休止キ
ュー１６１から動作キュー１６２に移動することで、当
該プロセスを起動状態にする。そして、割込処理を終了
する。
【００２８】以上の説明から理解されるように、上記ネ
ットワーク計算機システム１０によれば、受信側のプロ
セスが休止しており且つ割込が必要な場合にのみ割込を
発行することができるため、余分な割込処理が発生せ
ず、システム性能を向上することが出来る。
ットワーク計算機システム１０によれば、受信側のプロ
セスが休止しており且つ割込が必要な場合にのみ割込を
発行することができるため、余分な割込処理が発生せ
ず、システム性能を向上することが出来る。
【００２９】
【発明の効果】本発明の計算機ネットワーク通信方法お
よびネットワーク計算機システムによれば、ネットワー
クを介して送信されてくるパケットを待っているプロセ
スを実行するプロセッサに対してのみ割込を発行するこ
とが出来る。このため、不必要な割込が発生しなくな
り、システムの高性能化を実現することが出来る。
よびネットワーク計算機システムによれば、ネットワー
クを介して送信されてくるパケットを待っているプロセ
スを実行するプロセッサに対してのみ割込を発行するこ
とが出来る。このため、不必要な割込が発生しなくな
り、システムの高性能化を実現することが出来る。
【図１】本発明の一実施形態にかかるネットワーク計算
機システムの構成図である。
機システムの構成図である。
【図２】要因待ちリストの構成図である。
【図３】パケットの構成図である。
【図４】プロセッサが行う受信処理のフロー図である。
【図５】ネットワークアダプタが行うアダプタ受信処理
のフロー図である。
のフロー図である。
【図６】プロセッサが行う割込処理のフロー図である。
１０ ネットワーク計算機システム １００，２００ ネットワーク内計算機 １１０ ネットワークアダプタ １１６ 要因待ちリスト情報保持手段 １３０ プロセッサ １５０ メモリ １６３ 要因待ちリスト １６４ 要因待ちリスト用排他フラグ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 堀川 和雄 神奈川県川崎市幸区鹿島田890番地の12 株式会社日立製作所 情報・通信開発 本部内 審査官 桂 正憲 (56)参考文献 特開 平７−262152（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04L 29/06 G06F 9/46 360 G06F 13/00 353
Claims (6)
- 【請求項１】 ネットワークに結合した計算機間でパケ
ットを送受信し各々の計算機のプロセッサにおいてプロ
セスを実行する計算機ネットワーク通信方法であって、 送信側計算機は、通信先指定情報を含むパケットを作成
して前記ネットワークに送出し、 受信側計算機は、受信待ちをしているプロセスと当該プ
ロセスに対する通信先指定情報とを対応させる対応情報
を保持すると共にネットワークから取り込んだ前記パケ
ット内に含まれる前記通信先指定情報を用いて前記対応
情報を参照し、前記受信待ちをしているプロセスがある
場合に前記パケットの到着を前記プロセスを実行するプ
ロセッサに通知するための割込を発行することを特徴と
する計算機ネットワーク通信方法。 - 【請求項２】 請求項１に記載の計算機ネットワーク通
信方法において、前記プロセッサは、前記割込を発行し
たか否かを示すフラグ情報を前記プロセス毎に保持し、
前記フラグ情報を検索して、前記割込が発行されたプロ
セスが複数あれば、それらプロセスをまとめて処理する
ことを特徴とする計算機ネットワーク通信方法。 - 【請求項３】 請求項１または請求項２に記載の計算機
ネットワーク通信方法において、前記受信側計算機は、
前記パケットが到着した時に前記割込を発行することを
特徴とする計算機ネットワーク通信方法。 - 【請求項４】 ネットワークに結合した計算機間でパケ
ットを送受信し各々の計算機のプロセッサにおいてプロ
セスを実行するネットワーク計算機システムにおいて、 通信先指定情報を含むパケットを作成して前記ネットワ
ークに送出する送信側計算機と、 受信待ちをしているプロセスと当該プロセスに対する通
信先指定情報とを対応させる対応情報を保持すると共に
ネットワークから取り込んだ前記パケット内に含まれる
前記通信先指定情報を用いて前記対応情報を参照し、前
記受信待ちをしているプロセスがある場合に前記パケッ
トの到着を前記プロセスを実行するプロ セッサに通知す
るための割込を発行する受信側計算機とを具備したこと
を特徴とするネットワーク計算機システム 。 - 【請求項５】 請求項４に記載のネットワーク計算機シ
ステムにおいて、前記プロセッサは、前記割込を発行し
たか否かを示すフラグ情報を前記プロセス毎に保持し、
前記フラグ情報を検索して、前記割込が発行されたプロ
セスが複数あれば、それらプロセスをまとめて処理する
ことを特徴とするネットワーク計算機システム。 - 【請求項６】 請求項４または請求項５に記載のネット
ワーク計算機システムにおいて、前記受信側計算機は、
前記パケットが到着した時に前記割込を発行することを
特徴とするネットワーク計算機システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25896296A JP3328872B2 (ja) | 1996-09-30 | 1996-09-30 | 計算機ネットワーク通信方法およびネットワーク計算機システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25896296A JP3328872B2 (ja) | 1996-09-30 | 1996-09-30 | 計算機ネットワーク通信方法およびネットワーク計算機システム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10105487A JPH10105487A (ja) | 1998-04-24 |
| JP3328872B2 true JP3328872B2 (ja) | 2002-09-30 |
Family
ID=17327447
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP25896296A Expired - Fee Related JP3328872B2 (ja) | 1996-09-30 | 1996-09-30 | 計算機ネットワーク通信方法およびネットワーク計算機システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3328872B2 (ja) |
Families Citing this family (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP4285877B2 (ja) * | 1999-02-23 | 2009-06-24 | 株式会社リコー | 動的再構成計算のためのメタアドレス指定アーキテクチャ及び動的再構成計算のためのメタアドレス指定方法 |
| JP3389920B2 (ja) | 2000-07-10 | 2003-03-24 | 日本電気株式会社 | ディスクアレイ装置およびディスクアレイ装置の割り込み実行方法 |
| US6823402B2 (en) * | 2001-11-14 | 2004-11-23 | Texas Instruments Incorporated | Apparatus and method for distribution of signals from a high level data link controller to multiple digital signal processor cores |
| JP2005322032A (ja) * | 2004-05-10 | 2005-11-17 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 受信フレーム処理装置 |
| JP2006352706A (ja) * | 2005-06-17 | 2006-12-28 | Hitachi Ltd | マイクロプロセッサ、ネットワークシステム及び通信方法 |
-
1996
- 1996-09-30 JP JP25896296A patent/JP3328872B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH10105487A (ja) | 1998-04-24 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |