JPH01251258A - ネットワークシステムにおける共用領域管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 この発明は、電子計算機を多数の端末からアクセスする
ネットワークシステムにおける共用領域管理方式に関す
る。

〔従来の技術〕

一般に、大容量のデータを備え高速処理能力のある主電
子計算機を公衆回線網を介して多数の端末からアクセス
するトランザクションシステムが実用化されている。

第４図は一般的なトランザクションシステムの全体構成
図であり、同図において、端末Ａより交換機１１回線２
を通して計算機３に情報が入り、計算機３はその情報を
処理し、端末Ａまたはその他の端末Ｂ、　Ｃに処理結果
を送付する。複数端末Ａ−Ｃからランダムに情報が入っ
てきて、限られたリソース（回線２・計算機３）で処理
しなければならない所に、トランザクションシステムの
特色がある。

例えば、端末Ａ、Ｂ、Ｃより同時に情報が入力された場
合は、同時に３本のトランザクションが計算機３内を走
る。原則として３本のトランザクションは独立して動く
ので、全トランザクションで共用する主メモリ４は主計
算機３側に設定したフラグ用のテーブルＡにより管理・
制御される。

一般にトランザクションシステムには次のような特徴が
ある。

１．１つのトランザクションは終了するまでその処理は
確定しない。

２、トランザクションは独立であり他のトランザクショ
ンの処理に影響されない。

３．１つのトランザクションが終了する前に異常を起こ
した場合は、そのトランザクションが開始する前の状態
に処理をもどす必要がある。（トランザクション・キャ
ンセル）。

４、システムダウン時にはその時に終了してないトラン
ザクションをすべてキャンセルする必要がある。

主メモリ４は多数のメモリエリアを有しているが、今端
末Ａ、Ｂ、Ｃがそのうちの−のテーブルＢを共用する場
合について説明する。今区分が１から１２まであるテー
ブルＢのある領域を使う場合、ＣＰＵはテーブルＡをみ
る。テーブルＡの区分１〜１２はテーブルＢの区分１〜
１２と１対１に対応している。テーブルＢのある部分が
端末人により使用中であれば、テーブルＡの対応する領
域に１を代入し、テーブルＢの他の部分が未使用又は解
放されていたら、テーブルＡの対応する区分には０が代
入されている。テーブルＡの情報は１つづつが１又はＯ
で１ｂｉｔで用が足りる。このようなテーブルＡをビッ
トマツプといい、１を代入する事をフラグを立てる。Ｏ
を代入する事をフラグをおとすという。ＣＰＵはテーブ
ルＡ内をサーチし、０が代入されている領域をさがし、
そこにフラグを立て、対応するテーブルＢの部分を使用
する。この方法によりテーブルＢ内の重複使用を避ける
事ができる。ＣＰＵは端末Ａ等からのトランザクション
が正常に終了した場合は、共用領域の確保又は解放を継
続し、トランザクションが異常終了した場合は、共用領
域の状態をトランザクションの開始前と同じ状態にもど
す必要がある。

〔発明が解決しようとする課題〕

しかし、トランザクションシステムでは、いつシステム
ダウンを起こしても終了していないトランザクションの
情報をクリアし、既に終了したトランザクションの情報
を保存する必要がある。従って、トランザクションの中
途でテーブルＡのフラグを立て、競合を防ぐ方式は、シ
ステムダウン時にフラグをおとす事ができず、不整合を
起こす問題点があった。

この発明は、上記のような問題点を解消するためになさ
れたもので、いかなる場合もネットワークシステムに不
整合を起こさないとともに、ネットワークシステムの時
間的な処理性能を低下させない共用領域管理方式を得る
事を目的としている。

〔課題を解決するための手段〕

この発明にあっては、メモリ領域１２を複数の区分領域
に分割し、該区分領域と夫々対応し、その共用状態を示
す複数のフラグ領域からなる第１のビットマツプ１０及
び第２のビットマツプ１１を設け、端末Ａ、Ｂ、Ｃから
タスクのため区分領域１〜２０を確保又は解放する要求
があったとき、第１のビットマツプ１０では対応するフ
ラグ領域の状態を変化させ（ステップＳ３．Ｔ３）　、
該タスクが該区分領域上で終了確定したとき、第２ビツ
トマツプ１１では対応するフラグ領域の状態を変化させ
る（ステップＳ５．Ｔ５）ようにした。

〔作用〕

システムダウン時には第１ビツトマツプ１０のフラグ情
報は失われるが、第２ビツトマツプ１１のフラグ情報は
失われないので、共用されるメモリ領域の管理が不整合
を避けることができる。これにより共用領域に対する複
数のトランザクションからの競合を回避し、効率的に共
用領域をアクセスすることができる。

〔実施例〕

以下この発明を図面を用いて説明する。

第１図において、計算機９はＣＰＵ８．メモリのワーク
エリアに設けた２つのフラグ用ビットマツプ１０．１１
及び主メモリ１２を備え、回線１３を介して多数の端末
Ａ、Ｂ、Ｃ−・−に結ばれている。この主メモリ１２は
各端末Ａ、Ｂ、Ｃ・−・・により書き込み、読み出し、
消去のため共用され、トランザクションがＣＰＵ８制御
のちとに行われる。今生メモリ１２中のテーブルａを複
数トランザクションで共用するメモリ領域とした場合に
ついて説明する。

テーブルａは例えば１〜２０の区分領域からなり、ビッ
トマツプ１０．１１も対応する１〜２０区分領域のフラ
グエリア（領域）から構成されている。ビットマツプ１
１はテーブルａの区分領域について使用が確定したとき
その状態が変化するフラグエリアである。従って、ビッ
トマツプ１１はトランザクションが終了した時でも、Ｃ
ＰＵ８が書き込みで使用しているテーブルａの区分領域
に対応するビットのフラグを立てる。トランザクザクジ
ョンが正常終了した時には、その領域に対応するビット
のフラグは落とされる。

一方ビットマソプ１０はテンポラリなビットマツプであ
る。従ってトランザクションの中で領域を端末から確保
又は解放された時点で、ＣＰＵ８がその領域を使用中で
あっても、すぐにフラグを立てたり落としたり状態が変
化する。トランザクションが異常終了した時には、トラ
ンザクション開始前の状態にする。システムダウン時に
はビットマツプ１１はシステムダウン前に復元されビッ
トマツプＩＯはビットマツプ１１のシステムダウン時で
の内容がそのままコピーされる。

ビットマツプｔｏ、１１にフラグを立てたり。

落としたりする動作を第２．３図のフローチャートに従
って説明する。第２図はテーブルａに端末Ａからのトラ
ンザクションで、データＡＢＣを書き込む場合を示して
いる。

まず、ステップＳ１では、ＣＰＵ８が端末Ａがらのアク
セスを受は付けてトランザクションが開始する。端末Ａ
　＆！−計算機９に対して何らかのタスクを要求してき
ているので、ステップＳ２でＣＰｔＪ８は入力されたデ
ータが何を要求しているか等解読処理を行う。このとき
所定の処理時間を必要とする。データ解読処理が成功す
れば、ステップＳ３に進み、以後処理して出力するデー
タをテーブルａに書き込むため、ＣＰＵ８はビットマツ
プＩＯを調ベフラグの立っていない２例えば区分２の領
域を使用する目的でフラグを立てる。これによりテーブ
ルａの区分領域２が確保される。

ステップＳ４では、ＣＰＵ８は要求のあった処理を行い
出力データＡＢＣを作成し、このデータをテーブルａの
区分領域２に代入（書き込む）する。

書き込みが成功すれば、ステップＳ５に進み、ＣＰＵ８
はもう一つのビットマツプ１１の対応する区分２にフラ
グ１を立てて、このトランザクションは終了する。これ
でテーブルａの区分領域２の使用が確定していることが
表現され、他のトランザクションにはこの区分領域２の
使用は以後禁止される。

ステップＳ２で、システムダウン等によりＣＰＵ８が入
力データの解読処理に失敗すればステップＳ６に進みト
ランザクションキャンセルとなる。この場合ビットマツ
プ１０及び１１の区分２はともにフラグが立っていない
状態であり、トランザクション再開時には使用対象とな
る。ステップＳ４で、テーブルａの区分領域２への書き
込みがシステムダウン等で失敗した場合もステップＳ６
に進みトランザクションキャンセルとなる。

このときは、ビットマツプ１０はフラグが立っていたの
が落とされ、又ビットマツプ１１はフラグが今だ立って
いない。この場合もトランザクション再開時には、区分
領域２は使用対象となる。

第３図はテーブルａの区分領域２内のデータＡＢＣを消
去し、該領域を解放する動作を説明する。

まず、ステップＴ１では、ＣＰＵ８は端末Ａからのアク
セスを受は付けてトランザクションが開始する。端末Ａ
はデータＡＢＣの送信を要求してきているので、ステッ
プＴ２でＣＰＵ８は該データＡＢＣをテーブルａ内の領
域から選出する。このデータＡ　Ｂ　Ｃ＆許テーブルａ
の区分領域２にあることが発見されて、ステップＴ３に
進み、該データＡＢＣを消去することにし、ビットマツ
プ１゜の対応する区分２のフラグを落とす（１−０とす
る）。次にステップＴ４では、ＣＰＵ８は該データＡＢ
Ｃをテーブルａより読み出し回線１３を介して端末へに
送出する。正常に送出が終了するとステップＴ５に進み
、トランザクションは終了となり、ＣＰＵ８はビットマ
ツプ１１のフラグを落とす（１→０とする）。これによ
り、ビットマツプ１０．１１とも区分２はフラグが立っ
ていないので、次のトランザクションがあれば、たとえ
テーブルａの区分領域２にデータＡＢＣが残っていても
、もはや不要のデータであるので、使用の対象として提
供される。ステップＴ２で、システムダウン等で該デー
タＡＢＣを発見できなかったとき（失敗）はステップＴ
６に進みトランザクションキャンセルとなる。この場合
、ビットマツプ１０．１１ともフラグが立っているので
、テーブルａの区分領域２は、他のトランザクションに
関しては、使用対象とはならない。ステップＴ４でデー
タ転送が失敗してもステップＴ６のトランザクションキ
ャンセルに進む。この場合ピントマツプ１０はフラグ無
しく０）、ビットマツプ１１はフラグが立っている（１
）、ＣＰＵ８は端末Ａのトランザクションが異常終了し
たことを検知し、テーブルａの区分領域２を他のトラン
ザクションに使用させない。

ここで、端末Ｂが計算機９にアクセスしてｌ・ランザク
ジョンを行う場合、主メモリＩ２のテーブルａのいずれ
かの区分領域を使用ずぺ（、区分領域を確保しようとす
るとき、次の２条件を満たす領域が使用できる。即ち、 ■他のトランザクションにより獲得されていない。

■他のトランザクションによる解放処理が完了している
。

例えばビットマツプ１０のフラグ状態をみて空き領域を
探した場合、条件■は満たせるが、第３図のステップＴ
４が失敗した場合は解放処理中の領域を確保してじまう
おそれがある。解放処理を行っている端末Ａのトランザ
クションが異常終了した時に、解放前のデータＡＢＣを
破壊してしまって復元できなくなってしまうことになる
。一方ビットマソプ１１で空き領域を探した場合、第２
図のステップＳ４が失敗したとき終了前の端末Ａのトラ
ンザクションで書き込み用に獲得している領域を２重確
保してしまうおそれがある。

そこでビットマツプ１０とビットマツプ１１のフラグ状
態の論理積を取り、両ビットマツプ１０゜１１ともフラ
グの立っていない領域を獲得すれば、条件■も■も満た
す事ができる。これにより、衝突のない共用領域の管理
が可能となる。

システムダウン時には終了確定したトランザクションの
情仰をもつビットマツプ１１の内容がピントマツプＩＯ
にコピーされるようにし、不整合を起こす事なく処理が
進められる。

なお、上記実施例ではトランザクションシステムでの例
を示したが、複数タスクが共通でアクセスを行い、回復
の必要のあるシステムでは上記実施例と同様の効果を奏
する。

〔発明の効果〕

以上説明してきたように、この発明によれば、メモリ領
域を複数の区分領域に分割し、該区分領域と夫々対応し
、その共用状態を示す複数のフラグ領域からなる第１の
ビットマツプ及び第２のビットマツプを設け、端末から
タスクのため前記区分領域を確保又は解放する要求があ
ったとき、第１のビットマツプでは対応するフラグ領域
の状態を変化させ、該タスクが該区分領域上で終了確定
したとき、第２ビツトマツプでは対応するフラグ領域の
状態を変化させて、システムダウン時のメモリ領域を管
理する情報を把握するようにして、競合を防ぐロック方
式を用いず、又ａＳのオーバヘッドを増加させたり、他
のトランザクションを待機させたりしないので、ネット
ワーク全体の処理性能面でも好ましい効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明が実施されるネットワークシステムの
構成図、第２図は本発明の共用領域管理方式の書き込み
動イ乍を示すフローチャート、第３図は本発明の消去動
作を示すフローチャートであり、第４図は従来のネット
ワークシステムの構成図である。 ８・・・ＣＰＵ、９・・・計算機、１０．１１・・・ビ
ットマツプ、１２・　・　・主メモリ、１３・・・回線
、Ａ、Ｂ、Ｃ・・・端末。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数の端末からアクセスされる主計算機と、この主計算
   機に設けられ前記端末により共用して使用されるメモリ
   領域とを備えたネットワークシステムにおいて、 前記メモリ領域を複数の区分領域に分割し、該区分領域
   と夫々対応し、その共用状態を示す複数のフラグ領域か
   らなる第１のビットマップ及び第２のビットマップを設
   け、前記端末からタスクのため前記区分領域を確保又は
   解放する要求があったとき、前記第１のビットマップで
   は対応するフラグ領域の状態を変化させ、該タスクが該
   区分領域上で終了確定したとき、前記第２ビットマップ
   では対応するフラグ領域の状態を変化させるようにした
   ことを特徴とするネットワークシステムにおける共用領
   域管理方式。