JPH01253036A

JPH01253036A - メッセージ・パッシング管理方式

Info

Publication number: JPH01253036A
Application number: JP63080047A
Authority: JP
Inventors: Shigeki Yamada; 茂樹山田
Original assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Priority date: 1988-03-31
Filing date: 1988-03-31
Publication date: 1989-10-09

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〕本発明は、メッセージ・パッシング管理方式に関し、特
にプロセス間でメツセージ通信を行うことにより、多数
のプロセスを並列的に実行するシステムにおいて、メツ
セージの実行管理を高速に効率よく行う管理方式に関す
るものである。

〔従来の技術〕

例えば、オブジェクト指向プログラムでは、−般に「プ
ロセスｊのことをｒオブジェクト」と呼び、また「メツ
セージ通信Ｊのことをｒメッセージ・パッシング」と呼
ぶのが通例である。

オブジェクト間でメッセージ・パッシングを行うこと、
つまりプロセス間でメツセージ通信を行うことにより、
多数のオブジェクトを並列的に実行するシステムでは、
多数のオブジェクトが互いに他のオブジェクトとは独立
して、つまり互いに非同期にメツセージを送出するので
、メツセージ受信側のオブジェクトがメツセージを実行
できる状態になるまで、メツセージを保持しておき、メ
ツセージ実行可能になった時点で、受信側オブジェクト
にメツセージを引き渡す機能が必要となる。

さらに詳述すると、同一受信オブジェクトに対して異な
る複数のメツセージが到着しており、それらが実行され
るのを待っている状態、あるいは異なる複数の受信オブ
ジェクトの各々にメツセージが到着しており、それらが
実行されるのを待っている状態があるので、これらのメ
ツセージの状態管理、つまりどのメツセージが実行可能
となっているかの管理、および実行スケジューリング管
理、つまりどのメツセージを優先的に実行させるかの管
理等の機能が必要になる。

従来は、これらのメツセージ管理機能は、計算機のオペ
レーティングシステム（ＯＳ）の一部、あるいは専用の
プログラムにより実現しており（これらをメツセージ管
理ソフトウェアと呼ぶ）、さらにこれらのメツセージ管
理ソフトウェアは、実際にオブジェクトを実行するＣＰ
Ｕと同一のＣＰＵで実行されるのが通常であった。

第１０図は、従来のメツセージ管理ソフトウェアの機能
ブロック図である。

メツセージ管理ソフトウェアの一例としては。

甲斐他「実時間システム用並列オブジェクト実行モデル
の考察」電子通信学会交換研究会５Ｅ８６−１１　Ｌ　
Ｐｐ、６７〜７２．　１９８６に記載されたものがある
。第１０図は、上記並列オブジェクト実行モデルのブロ
ックを示したものである。この方式では、各メツセージ
に関する制御情報をメモリブロックに記憶しておき、こ
れらのメモリブロックをキューに接続して管理している
。キューは、第１０図に示すように、返答メツセージキ
ュー（１−１）、共通メツセージキュー（１−２）、重
複メツセージキュー「一般ｊ（１−３）、重複メツセー
ジキュー「返答ｊ（１−４）から構成されている。図中
、実線は制御の流れを示し、破線はメツセージの移動を
示す。

先ず、メツセージが生成されると、その制御情報を共通
メツセージキュー（１−２）につなぐ（以下、制御情報
という単語を省略する）。メツセージ管理ソフトウェア
は、共通メツセージキュー（１−２）からメツセージを
取り出し、受信オブジェクトの状態により、次の■〜■
の処理を行う。

■受信オブジェクトが「メツセージ待ち」の場合には、
受信オブジェクトを直ちに起動する。

■受信オブジェクトが「実行中」の場合には、そのメツ
セージを重複メツセージキュー「一般Ｊ（１−３）につ
なぎ、次のメツセージキューの処理を行う。メツセージ
管理ソフトウェアは、１つのメツセージの処理が終了す
るごとに１重複メツセージキュー「一般ｊ（１−３）を
サーチする。

■受信オブジェクトが「返答待ちＪの場合には、重複メ
ツセージキュー「返答ｊ（１−４）にそのメツセージを
つなぎ、次のメツセージの処理を行う。

重複メツセージキュー「返答ｊ（１−４）のサーチは、
返答メツセージの処理が終了するごとに行われる。

以上の処理により、メツセージの到着順序に従った制御
が行われる。また、返答待ち状態では、メツセージを受
は付けないことにより、１つのメツセージに対する処理
の継続性が保証される。

なお、第１０図の返答メツセージキュー（１−１）につ
ながれているメツセージの最初のものが実行され、これ
が終了すると、次に該当キューにメツセージが未だつな
がれているときには、順次これらを実行する。そして、
該当キューにもうないときには、重複メツセージキュー
「返答」（１−４）の最初につながれているものを実行
し、これが終了すると、次に該当キューにメツセージが
未だつながれているときには、順次これらを実行する。

そして、なくなったときには、共通メツセージキュー（
１−２）の最初のものについて、返答待ちの状態であれ
ば１重複メツセージキュー「返答ｊ（１−４）の最後に
つなぎ、また実行中の状態であれば、重複メツセージキ
ュー「一般ｊ　（１−３）の最後につなぐ。共通メツセ
ージキュー（１−２）において、これらの状態以外のも
のは順次実行し、該当キューにメツセージが未だつなが
れているときには、これらを順次実行し、つながれてい
ないときには重複メツセージキューｒ一般」（１−３）
の最初のものを実行する。このようにして、メツセージ
管理ソフトウェアは、キュー（１−１）（１−４）（１
−２）（１−３）の順序で処理を実行していく。

〔発明が解決しようとする課題〕

上述のように、従来技術では、メツセージのやりとりを
行っているユーザプログラムから見ると、メツセージ管
理ソフトウェアが一種のオーバヘッドになっている。す
なわち、メツセージ管理ソフトウェアの実行により、オ
ブジェクトの実行に本来割り当てられるべきＣＰＵの時
間が相対的に減少してしまうとともに、メツセージ管理
ソフトウェアとオブジェクトの間での処理の切り替え時
に、情報のセーブ・リストアが必要となるため、処理オ
ーバヘッドを招いている。さらに、メツセージ管理ソフ
トウェアは、第１０図に示すように、メツセージ状態管
理を行わなければならず、これらがメツセージパッシン
グを行うシステムの処理能力を大幅に低下させてしまう
。

このような従来の課題を解決するため、本発明の第１の
目的は、オブジェクト間でメッセージ・パッシングを行
うことにより、多数のオブジェクトを並列的に実行する
システムにおいて、メッセージ・パッシングの実行管理
を極めて効率よく、高速に行うことが可能なメッセージ
・パッシング管理方式を提供することにある。また、本
発明の第２の目的は、メツセージ間で優先順位がある場
合に、優先度の高い順にメツセージを実行させるための
高速なメッセージ・パッシング管理方式を提供すること
にある。また、本発明の第３の目的は、シングルプロセ
ッサシステムのみならず、マルチプロセッサシステムに
も適用可能であり、各種システムに幅広く適用できる融
通性の高い、経済的なメッセージ・パッシング管理方式
を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明のメッセージ・パッシ
ング管理方式は、オブジェクト間でメッセージ・パッシ
ングを行うことにより、複数のオブジェクトを並列的に
実行する情報処理システムにおいて、メツセージを受信
するオブジェクトの番号と、該メツセージのブロックア
ドレスと、該メツセージの管理状態情報からなるレコー
ドを、メツセージごとに登録し、かつ該レコードを管理
するメッセージ・パッシング管理手段を有し、該メッセ
ージ・パッシング管理手段は、オブジェクト間で通信し
たいメツセージが存在することを知らせる第１の指令を
受けると、該メツセージが返答メツセージを要求しない
場合には、受信オブジェクト番号とメツセージブロック
アドレスをレコードに登録し、また該メツセージが返答
メツセージを要求する場合には、受信オブジェクト番号
とメツセージブロックアドレスと送信オブジェクト番号
をレコードに登録し、また該メツセージが返答要求型メ
ツセージに対する返答メツセージの場合には、既に登録
されている送信オブジェクト番号のレコードに、返答メ
ツセージのメツセージブロックアドレスを追加登録し、
実行可能なメツセージを問い合わせる第２の指令を受け
て、登録されているレコードの中から、メツセージ管理
状態情報に基づいて実行可能なレコードを抽出し、該レ
コードの中で最も優先して実行すべきレコードを選択し
て、該レコードを通知し、各メツセージの実行が完了し
たことを示す第３の指令を受けて。

該指令に対応するレコードを削除することに特徴がある
。

〔作　　用〕

本発明においては、送信オブジェクトから受信オブジェ
クトに通信したいメツセージが存在することを知らせる
コマンドを、メッセージ・パッシング管理システムが受
は取ると、このメツセージ管理情報を登録しておく。す
なわち、メツセージを受信するオブジェクト番号と、メ
ツセージブロックのアドレスと、メツセージの管理状態
情報からなるレコードを、メツセージごとに記憶・管理
する。ただし、メツセージが返答メツセージを要求する
返答要求型のものであれば、その返答メツセージ用の管
理情報の一部もついでに登録しておく、そして、実行可
能になったメツセージが複数個ある場合には、どのメツ
セージを次に実行すべきかを予め選択しておく。ＣＰＵ
からメッセージ・パッシング管理装置に対して、次に実
行すべきメツセージの問い合わせコマンドがくると、管
理システムは予め選択しておいたメツセージを応答する
。

これにより、ＣＰＵは繁雑なメツセージの実行管理から
解放され、オブジェクトの実行に専念することができる
。すなわち、各ＣＰＵは、オブジェクト実行中に、新た
なメツセージが到着しても、それにより処理が中断され
ることなく、自分の都合のよい時期に、メッセージ・パ
ッシング管理装置に問い合わせるだけで、次に実行すべ
きメツセージを知ることができる。従って、処理の中断
に伴う情報セーブ・リストアのオーバヘッドがなくなり
、高速化が実現できる。

本発明では、従来のソフトウェアによる管理に比べると
、メツセージの実行管理のアルゴリズムをハードウェア
の高速性を活用する処理アルゴリズムに改善し、高速化
を図るとともに、ＣＰＵ側での処理の中断をなくり、Ｃ
ＰＵ側での処理を単純化することができる。また、各メ
ツセージの実行優先度に従って、順序よく実行させる機
能を待たせることができる。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例を、図面により詳細に説明する。

第３図は、本発明で使用されるメツセージのフォーマッ
ト図である。

メツセージは、先頭から順に、メツセージを送信するオ
ブジェクトを示す送信オブジェクトＩＤ（Ｉ　ｄｅｎｔ
ｉｆｉｃａｔｉｏｎ）番号フィールド２、メツセージを
受信するオブジェクトを示す受信オブジェクトＩＤ番号
フィールド３、メツセージの種類を指定するメツセージ
タイプ（ＭＴＹ）フィールド４゜メツセージの処理優先
度を示す優先レベル（ＬＶＬ）フィールド５、および伝
達したいメツセージの内容を示すメツセージ内容フィー
ルド６からなる。

第４図は、第３図におけるメツセージタイプフィールド
の詳細説明図である。

返答不要メツセージ（００）、返答要メツセージ（０１
）、および返答メツセージ（１１）の３つのタイプがあ
ることを示している。なお、ここでは、メツセージの中
に、処理をするＣＰＵ番号が表示されていないが、第３
図の受信オブジェクトＩＤ３の上位ビットが、実行する
ＣＰＵ番号を暗黙的に意味している。

第６図は、本発明を含むプロセッサ・システムの全体構
成図である。

第６図において、１０−１．１０−２．１０−３はオブ
ジェクトを分担して実行する３台のＣＰＵ、１１−１．
１１−２．１１−３は各ＣＰＵのローカルメモリ、１２
は本発明のメッセージ・パッシング管理装置、１３は各
ＣＰＵに共通に接続されたＣＰＵバスである。ローカル
メモリ１１−１〜１１−３には、第３図に示すメツセー
ジブロックと、オブジェクトプログラム等が記憶される
。

第５図は、第６図におけるＣＰＵバスを介して送信され
るＣＰＵとメッセージ・パッシング管理装置１２間のコ
マンドの一覧を示す図である。

コマンドは、メツセージ到着通知コマンド、実行可メツ
セージ読み取りコマンド、およびメツセージ実行完了コ
マンドの３つがある。メツセージ到着通知コマンド、お
よび実行可メツセージ読み取りコマンドにおけるポイン
タアドレス（ＰＡ）の上位ビットは、ＣＰＵ番号を表わ
すように構成しておく。各コマンドは、全て各ＣＰＵが
メッセージ・パッシング管理装置１２に向って発行され
るが、これらのうち、Ｗ　ｒ　ｉ　ｔ　ｅ系コマンドと
は、ＣＰＵからメッセージ・パッシング管理装置１２の
制御レジスタに書き込む方向のコマンドであり、Ｒｅａ
ｄ系コマンドとは、ＣＰＵからメッセージ・パッシング
管理装置１２の制御レジスタの内容を読み出す方向のコ
マンドである。ポインタアドレスは、メツセージが記憶
されていたローカルメモリ内のアドレスを示している。

第１図は、本発明の一実施例を示すメッセージ・パッシ
ング管理装置の内部構成図である。

第１図において、アドレスレジスタ２０およびデータレ
ジスタ２１は、それぞれＣＰＵバス１３を介してやりと
りされるコマンドの中のアドレス情報およびデータ情報
を、−時的に記憶する。制御レジスタ２２と補助メモリ
２３は、処理の中間結果を記憶する。特に、制御レジス
タ２２は、後述するように、ＣＰＵ対応の最優先実行メ
ツセージを表示するレジスタでもある。補助アドレスレ
ジスタ２４は、補助メモリ２３にアクセスするためのア
ドレスを記憶する。マツチングストア（ＭＳ）２５は、
各メツセージの管理情報を記憶し、かつ連想検索機能を
有するメモリであって、メッセージ・パッシング管理装
置１２の中心的部分である。

ＭＳアドレスレジスタ２６、ＭＳデータレジスタ２７、
およびＭＳ動作モードレジスタ２８は、マツチングスト
ア（ＭＳ）２５を制御するためのレジスタ群である。演
算装置（ＡＬＵ）２９は、メッセージ・パッシング管理
装置１２内の各種演算を実行する。破線内のマイクロプ
ログラム制御部３０は、マイクロプログラムによるメッ
セージ・パッシング管理装置１２全体の実行制御を実行
し。

ＣＭアドレスレジスタ３１、ＣＭアドレス制御回路３２
、マイクロプログラムメモリ（ＣＭ）３３、マイクロ命
令レジスタ３４、およびデコーダ３５から構成される。

デコーダ３５によりデコードされた各種の制御信号は、
制御線３６を経由してメッセージ・パッシング管理装置
１２内の各部分に供給される。

メッセージ・パッシング管理装置１２内における処理の
流れは、ＣＰＵバス１３を介して送られてきたコマンド
をアドレスレジスタ２０およびデータレジスタ２１で受
は取り、マイクロプログラム制御部３０のもとで、上記
各種のレジスタ、メモリ、ＡＬＵ２９等を使用しながら
マイクロプログラムを実行し、必要に応じてアドレスレ
ジスタ２０、データレジスタ２１を経由してＣＰＵに応
答を返送する。

第２図は、第１図におけるマツチングストア（ＭＳ）の
データ構造とそのフィールドの詳細を説明した図である
。

（ａ）に示すように、マツチングストア２５は、連想メ
モリ部（ＭＳ、Ａ）３７とデータメモリ部（ＭＳ、Ｄ）
３８とで構成される。連想メモリ部３７は、指定された
検索条件を満たすレコードが記憶されているか否かを各
レコードについて並列的にサーチし１条件を満たす全て
のレコードを識別して、順次取り出す機能を持っている
。ここでは、連想メモリ部３７は、連想メモリで構成さ
れているものとする。一方のデータメモリ３８は、通常
のランダムアクセスメモリであって、連想メモリ部３７
のレコードに１対１に対応してデータを記憶している。

各メツセージの状態は、２つのフラグ（ＲＰＹ、５ＴＴ
）の組合わせにより一意に識別できるようになっている
。フラグＲＰＹ、ＳＴＴは、実行可能なメツセージを検
索する場合の重要な検索キーの役目も果している。第２
図（ａ）における各単語の意味は、（ｂ−１）（ｂ−２
）に記載されているように、ＲＩＤは受信オブジェクト
の識別番号であり、ＲＰＹは返答メツセージであり、Ｌ
ＶＬはメツセージの僅先度であり、ＳＴＴはメツセージ
の各種状態であり、ＰＡはメモリのアドレスポインタで
ある。

第８図は、本発明のメッセージ・パッシング管理装置で
用いられるマイクロプログラムのフローチャートである
。

第６図において、いまＣＰＵｌ０−２が扱うオブジェク
トから、ＣＰＵＩ　Ｏ−１が扱うオブジェクトにメツセ
ージを送る場合、ＣＰＵｌ０〜２は先ずローカルメモリ
１１−２に用意されたメツセージをＣＰＵｌ０−１のロ
ーカルメモリ１１−１に転送する６その後、ＣＰＵｌ０
−２はメッセージ・パッシング管理装置１２に対して、
第５図に示す「メツセージ到着通知コマンドｊを送る。

メッセージ・パッシング管理装置１２は、そのコマンド
の内容に従って、ＣＰＵｌ０−１のローカルメモリ１１
−１をアクセスし、必要な制御情報を取り出してマツチ
ングストア部２５に記憶する。

その後、ＣＰＵｌ０−１から「実行可メツセージ読み取
りコマンド」が到達すると、このメツセージの情報を返
送する。これにより、ＣＰＵ１０−１はこのメツセージ
に対する処理（オブジェクトの実行）を開始する。処理
が終了すると、ＣＰＵ１０−１はメッセージ・パッシン
グ管理装置１２に対して「メツセージ完了コマンド」を
送る。メッセージ・パッシング管理装置１２は、マツチ
ングストア２５内に記憶されているレコードを削除する
。これが、一連の基本動作である。

第７図は、本発明で使用されるメツセージの入カバター
ンを示す図、第９図は１本発明の処理シーケンス−チャ
ートである。

次に、具体例として、第７図に示す４個のメツセージ（
ｍｌ−ｍ４）が、メツセージ到着通知コマンドにより順
次、メッセージ・パッシング管理装置１２に登録される
ものと仮定して説明する。

第７図に示すメツセージｍ１の到着コマンドが、第９図
の時刻ｔ１でＣＰＵＩ２からメッセージ・パッシング管
理装置１２に入力されると、これは返答不要タイプであ
るため、第８図のステップ５０．５１，５２，５３，５
４，５５を経由してマツチングストア２５に入力され、
第９図のｓｌに示す管理情報（受信オブジェクト１−Ｉ
ＲＰＹＯ，５ＴＴＩＯ）が登録される。すなわち、先ず
コマンド種別を判別して（５０）、メツセージ到着通知
コマンドであることが判ったとき、ポインタアト麗ス（
ＰＡ）により、メモリをアクセスして、受信オブジェク
トＩＤ　（ＲＩＤ）　、優先レベル（ＬＶＬ）、メツセ
ージタイプ（ＭＴＹ）を読み込む（５１）。そして、Ｍ
ＴＹを識別しく５２）、返送不要メツセージ到着通知で
あることを知る。次に、連想メモリ部ＭＳ、Ａの空きエ
リアのアドレス（ＦＡ）を検出する（５３）。次に、Ｍ
Ｓ、ＡのＦＡノエリ７にＲＩＤ、ＬＶＬを登録する（５
４）（ＲＰＩ＝０，５ＴＴ＝１０）。同時に、ＭＳ、Ｄ
のＦＡのエリアには、ＰＡを登録する（５５）。なお、
ステップ５４．５５は並列に並んでいるが、これらは互
すに独立な処理であるから並列実行してもよいことを示
している。

続いて、ステップ８０，１００と進み、ＣＰＵＩ１で実
行可能なメツセージ選択処理を行うが、この時点で実行
可能なレコードはメツセージｍ１の１つしかないので、
ステップ１０１，１０２゜１０６．１０７の繰り返しル
ープでメツセージｍ１が選択されることにより、ステッ
プ１０３．９３に進み、メツセージｍ１がＣＰＵＩ１で
実行可能な最優先メツセージであることを表示する。す
なわち、ＣＰＵで次に実行すべきメツセージの選択処理
を行った後、ＣＰＵ番号が該当レコードのＲＩＤフィー
ルドの上位ビットで示されるＣＰＵ番号と同じでＲＰＹ
＝１で、５ＴＴ＝１０（読み取り待ち）のレコードがＭ
Ｓ、Ａに登録されているか否かを判断しくｓｏ）、ｙ録
されていないので、次に、ＣＰＵ番号が該当レコードの
ＲＩＤフィールドの上位ビットで示されるＣＰＵ番号と
同じでＲＰＹ＝Ｏで５ＴＴ＝１０のレコードがＭＳ、Ａ
に登録されているか否かを判断する（１００）。登録さ
れているので、次に変数ＣＬＶＬに優先レベル最高値Ｌ
ＭＡＸをセットする（１０１）、そして、ＲＰＹ＝Ｏｔ
’ＣＬＶＬと同じ値を持つＬｖＬのレコードがＭＳ、Ａ
に登録されているか否かを判断しく１０２）、登録され
ティなイノテ、ＣＬＶＬ＝ｏであルコトを確認Ｌ（１０
Ｇ）、ＣＬＶＬ＝ＣＬＶＬ−１にする（１０７）。次に
、再びＲＰＹ＝０でＣＬＶＬと同じ値を持つＬＶＬのレ
コードがＭＳ、Ａに登録されているか否かを判断しく１
０２）、Ｍ８されているので、次に、そのレコードに対
してＲＩＤが同じで、５ＴＴ＝１１のレコードがＭＳ、
Ａに登録されているか否かを判断する（１０３）。登録
されていないので、このレコードを選択して、当該ＣＰ
Ｕの最優先実行メツセージ表示レジスタにセットする（
９３）。

次に、第７図に示すメツセージｍ２の到着コマンドが、
第９図の時刻ｔ２でＣＰＵ＃３から入力されると、これ
は返答要タイプであるため、第８図のステップ５０，５
１，５２，６０，６２，６３゜６４．６５により、マツ
チンゲス１へ７２５に２つのレコードがＷＲされる。２
つのレコードは、第９図の３２で示すように、１つはメ
ツセージｍ２の送信側（受○ＢＪ３−１）の管理情報、
他の１つはメツセージｍ２の受信側（受０ＢＪＩ−１）
の管理情報で、前者はｍ２の返答メツセージの管理情報
と言うこともできる。ただし、この時点で、返答メツセ
ージ自体はまだ到着しておらず、実際に到着するのは時
刻ｔ４である。すなわち、コマンド種別を判定して（５
０）、メツセージ到着通知コマンドであるので、ＰＡに
よりメモリをアクセスし、受信オブジェクトＩＤ、優先
レベル、メツセージタイプを読み込む（５１）。ＭＴＹ
を識別して（５２）、返答要求付きメツセージ到着通知
であるため、ＰＡによりメモリをアクセスして、送信オ
ブジェクトＩＤを取り出す（６０）。次に、ＭＳ、Ａの
空きエリアアドレス（ＦＡＩ）を検出した後（６２）、
当該アドレスのエリアのＲＩＤフィールドにＳＩＤを、
またＲＰＹ＝１，５ＴＴ＝０１を、それぞれ（仮）登録
しく６３）、次に受信側のＭＳ、Ａの空きエリアアドレ
ス（ＰＡ２）を検出しく６４）、ＭＳ、Ａ（７）ＰＡ２
のエリアｔｎＲ４Ｄ、ＬＶＬを登録する（ＲＰＹ＝Ｏ，
５ＴＴ＝１０）。

続いて、ステップ８０，１００に進み、ＣＰＵ＃１で実
行可能なメツセージ選択処理を行うが、この時点で２つ
の実行可能なメツセージｍｌ、ｍ２のうち、ｍ２の方が
優先度が高いので、１０１゜１０２．１０６，１０７の
繰り返しループでｍ２が選択され、１０３．９３に進み
、ｍ２がＣＰＵ１１で実行可能な最優先メツセージであ
ることを表示する（詳細ステップの説明は省略）。

次に、時刻ｔ３で、ＣＰＵ＃　１から実行可メツセージ
読み取りコマンドが発行されると、メッセージ・パッシ
ング管理装置１２は、第８図のステップ５０，１２０，
１２１，１２２を経由してＣＰＵ＃１の最優先実行メツ
セージ表示レジスタ（ＮＡＭＲＩ）の内容（つまり１ｍ
２）を返送する。

その後、ステップ８０，１００，１０１を経由して、１
０２，１０６，１０７のループでメツセージｍ１が次に
実行すべき候補として抽出されるが、これと同じ宛先の
メツセージｍ２が実行中（ｓ”ｒ＝１）であるため、ス
テップ１０３でＹＥＳとなり、ステップ１０４に抜ける
。最終的には、１０２．１０６．９４を経由してＮ　Ａ
　Ｍ　Ｒ１には実行すべきメツセージは存在しないこと
を表示する（第９図のｓ３）。これにより、メツセージ
を実行中に、同じ宛先のメツセージは受は付けないとい
う順序制御機構が実現される。

すなわち、ＣＰＵから送られたコマンドの種別を判定し
く５０）、実行可メツセージ読み取りコマンドであるの
で、読み取り用の制御レジスタが読み取り可能な状態に
なるまで待つ（１２０）。そして、対応するＣＰＵの最
優先実行メツセージ表示レジスタの内容を編集してＣＰ
Ｕに返送した後（１２１）、対応するＭＳ、Ａのレコー
ドのＳＴＴを１１に更新する（１２２）。その後、当該
ＣＰＵで次に実行すべきメツセージの選択処理を行い、
ＣＰＵ番号が該当レコードのＲＩＤフィールドの上位ビ
ットで示されるＣＰＵ番号と同じでＲＰＹ＝１で５ＴＴ
＝１０のレコードがＭＳ、Ａに登録されているか否かを
判定しく８０）、登録されていないため、次にＣＰＵ番
号が該当レコードのＲＩＤフィールドの上位ビットで示
されるＣＰＵ番号と同じでＲＰＹ＝Ｏで５ＴＴ＝１０の
レコードがＭＳ、Ａに登録されているか否かを判定する
（１００）。登録されているので、次に変数ＣＬＶＬに
優先レベル最高値ＬＭＡＸをセットしく１０１）、次ニ
ＲＰ　Ｙ　＝　ＯテＣＬ　Ｖ　Ｌと同じ値を持つＬｖＬ
のレコードがＭＳ、Ａに登録されているか否かを判定し
く１０２）、登録されていないため、ＣＬＶＬ＝Ｏでな
イコとを確認しく１０６）、ＣＬＶＬ＝ＣＬ　Ｖ　Ｌ　
−１ニすル（１０７）。次に、ＲＰＹ＝０でＣＬＶＬと
同じ値を持つＬＶＬのレコードがＭＳ、Ａに登録されて
いるか否かを判定しく１０２）、登録されているため、
そのレコードに対してＲＩＤが同じで５ＴＴ＝１１のレ
コードがＭＳ、Ａに登録されているか否かを判定する（
１０３）。登録されているので、（ｂ　ｂ）で選択した
レコード群のうち、これは最終レコードか否かを判定し
く１０４）、最終レコードであるため、再びＣＬＶＬ＝
０であるかを判定しく１０６）、そうでないため、ＣＬ
ＶＬ＝ＣＬＶＬ−１とり、（１０７）、ＲＰＹ＝０でＣ
ＬＶＬと同じ値を持つＬＶＬのレコードがＭＳ、Ａに登
録されているか否かを判定する（１０２）、最終的には
、登録されていないので、ＣＬＶＬ＝Ｏであることを確
認しく１０６）、次に実行すべきメツセージはない旨、
当該ＣＰＵの最優先実行メツセージ表示レジスタにセッ
トする（９４）。

ＣＰＵ＃１に読み取られたメツセージｍ２は返答要求付
きメツセージであり、時刻ｔ４にｍ２返答メツセージが
ＣＰＵ＃１よりメッセージ・パッシング管理装置ｉ！１
２に入力される。その結果、第８図のステップ５１，５
２，７０，７１，７２により、第９図のｍ２の送信側０
ＢＪ３−１のＳＴＴが１０にセットされ（第９図のｓ４
）１ｍ２返答メツセージが実行可能状態となる。続いて
、第８図のステップ８０，８１，８２，８４，８２のル
ープで、ｍ２返答メツセージ（第９図の送０ＢＪ３−１
に対応）が候補として抽出され、ステップ９０でＮｏ（
［１に進み、これがＣＰＵ＃３で最優先に実行すべきメ
ツセージとして表示される（第９図のｓ５）。

次に、第９図の時刻ｔ５で、ＣＰＵ＃３から実行可メツ
セージ読み取りコマンドが発行されると。

第８図のステップ５０，１２０，１２１，１２２を経由
して、ＣＰＵ＃３の最優先実行メツセージ表示レジスタ
（ＮＡＭＲ３）の内容（すなわち、ａ＋２返答メツセー
ジ）を返送する。その後、ステップ８０．１００を経由
して、最終的にはステップ９４でＮＡＭＲ３には、次に
実行すべきメツセージは存在しないことを表示する（第
９図の８６）。

次に、時刻ｔ６で、第７図のメツセージｍ３の到着コマ
ンドがＣＰＵ＃２から入力されると、これは返答要タイ
プであるため、第８図のステップ５０．５１，５２，６
０，６２，６３，６４，６５により、マツチングストア
２５にｍ３メツセージおよびｍ３に対する返答メツセー
ジの管理情報がセットされる（第９図のｓ７）。続いて
、ステップ８０．１００．１０１を経由し、ステップ１
０２゜１０６．１０７のループでメツセージｍ３が次に
ＣＰＵ＃３で実行すべき候補として抽出されるが、これ
と同じ宛先のｍ２返答メツセージが実行中（ＳＴＴ＝１
）であるため、ステップ１０３でＹＥＳとなってステッ
プ１０４に抜ける。最終的にはステップ１０２，１０６
．９４を経由して、ＮＡＭＲ３には実行すべきメツセー
ジは存在しないこと（つまり、メツセージの実行中に、
同じ宛先のメツセージは受は付けない）を表示する（第
９図のｓ８）。

次に１時刻ｔ７で、メツセージｍ２の実行完了コマンド
がＣＰＵ＃１からメッセージ・パッシング管理装置１２
に送られてくると、第８図のステツブ５０を経由してス
テップ１３０に到達する。

ここでは、第９図のｍ２の受０ＢＪＩ−１の５ＴＴ＝１
となっているので、ステップ１３１に抜けて、第９図の
５９のようにメツセージｍ２の管理情報をクリアする。

続いて、ステップ８０，１００゜１０１を経由し、ステ
ップ１０２，１０６，１０７のループによりＣＰＵ＃１
で実行可能なメツセージの候補ｍｌが抽出されるが、ｍ
ｌと同じ宛先のメツセージで実行中のものはないので、
ステップ９４でＣＰＵ＃１の最優先実行メツセージはｍ
ｌであることを表示する（第９図の５１０）。これは、
メッセージｍ２実行中は、同一宛先のメツセージｍ１の
実行が禁止されたが、ｍ２の処理が終了したので、再び
ｍｌが実行可能な状態として表示されるようになったこ
とを意味する。

次に、時刻ｔ８で、メツセージｍ４の到着コマンドがＣ
ＰＵ＃２から入力されると、返答要求付きメツセージで
あるため、第８図のステップ５０゜５１．６０，６２，
６３，６４．６５を経由して、マツチングストア２５に
ｍ４メツセージおよびｍ４への返答メツセージの管理情
報（第９図の５１１）が登録される。続いて、ステップ
８０，１００に入り、ｃｐｕｘｌで実行可能なメツセー
ジを選択するが、この時点で２つの実行可能なメツセー
ジｍｌ、ｍ４のうち、ｍ４の方が優先度が高いので（第
７図参照）、ステップ１０２，１０６，１０７の繰り返
しループでｍ４が選択され、ステップ１０３．９３に進
み、ｍ４がＣＰＵ＃１で実行可能な最優先メツセージで
あることを表示する（第９図の５１２）。

次に、時刻し９で、ＣＰＵ＃３で実行中であったｍ２返
答メツセージの実行完了コマンドがメツセージ　・　パ
ッシング管理装置１２に入力されると、第８図のステッ
プ５０を経由してステップ１３０に到達する。ここでは
、第９図のｒｎ　２の送０ＢＪ３−１の５ＴＴ＝１とな
っているので、ステップ１３１に抜け、第９図のｍ２の
ｓ１３のようにｍ２返答メツセージの管理情報をクリア
する。

続いて、ステップ８０，１００，１０１を経由してステ
ップ１０２，１０６，１０７のループにより、ＣＰＵ＃
３で実行可能なメツセージの候補ｍ３が抽出されるが、
ｍ３と同じ宛先のメツセージで実行中のものはないので
、ステップ１０３でＮｏ側に進み、ステップ９４で、Ｃ
ＰＵ＃３の最優先実行メツセージはｍ３であることを表
示する（第９図の５１４）。

次に、時刻ｓｌｏでは、ＣＰＵ＃３から実行可メツセー
ジ読み取りコマンドが発行されると、第８図のステップ
１２０，１２１，１２２を経由してＣＰＵ＃３！優先実
行メツセージ表示レジスタ（ＮＡＭＲ３）の内容（つま
り、ｍ３）を返送する。

その後、ステップ８０，１００を経由して、最終的には
ステップ９４でＮＡＭＲ３に対して次に実行すべきメツ
セージは存在しないことを表示する（第９図の５１５）
。

次に１時刻ｓｌｌでは、ＣＰＵ＃１から実行可メツセー
ジ読み取りコマンドが発行されると、第８図のステップ
１２０，１２１，１２２を経由して、ＣＰＵ＃　１最優
先実行メツセージ表示レジスタ（ＮＡＭＲＩ）の内容（
つまり、ｍ４）を返送する。

その後、ステップ８０，１００，１０１を経由してステ
ップ１０２，１０６，１０７のループでメツセージｍ１
が次に実行すべき候補として抽出されるが、これと同じ
宛先のメツセージｍ４が実行中（ＳＴＴ＝１）に入って
いるので、ステップ１０３でＹＥＳとなり、ステップ１
０４に抜ける。最終的には、ステップ１０２，１０６．
９４を経由して、ＮＡＭＲＩには実行すべきメツセージ
は存在しないこと（正確には、あるメツセージの実行中
に、同じ宛先のメツセージは受は付けない）を表示する
（第９図の５１６）。

次に、時刻ｔ１２で、ｍ３返答メツセージの到着コマン
ドがＣＰＵ＃３からメッセージ・パッシング管理装置１
２に入力されると、第８図のステップ５０，５１，５２
，７０，７１．７２により、第９図のｍ３の送信側０Ｂ
Ｊ２−２の５ＴＴ＝１０（実行可）にセットされ（第９
図の５１７）、第８図のステップ８０，８１，８２，８
３，８４．８２のループで、ｍ３返答メツセージ（第９
図の送０ＢＪ２−２に対応）が候補して抽出され、ＣＰ
Ｕ＃２で最優先に実行すべきメツセージとして設定され
る（第９図の８１８）。

次に、時刻ｔ１３で、ｍ４返答メツセージの到着コマン
ドがＣＰｔＪ＃１からメッセージ・パッシング管理装置
１２に入力されると、時刻ｔ１２の場合と同じように、
ステップ５０，５１，５２゜７０．７１．７２を経由し
て第９図のｓ１９を通り、管理情報がセットされる。続
いて、ステップ８０．８１以降により実行可能な状態の
２つの返答メツセージ（ｍ３返答、ｍ４返答）のうち、
優先レベルが高い方（第７図の優先レベル参照）のｍ４
返答メツセージが選択され、ＣＰＵ＃２で最優先に実行
すべきメツセージであることが表示される（第９図の５
２０）。

次に１時刻ｔ４０で、ＣＰＵ＃１４から実行可メツセー
ジ読み取りコマンドが発行されると、時刻ｔｌｌの場合
と同じように、第８図のステップ５０．１２０以降によ
り、ＣＰＵ＃２最優先実行メツセージ表示レジスタ（Ｎ
ＡＭＲ２）の内容（つまり、ｍ４返答メツセージ）を返
送し、状態を更新する（第９図の３２１）。その後、ス
テップ８０゜１００以降により、ＮＡＭＲ２には、ＣＰ
Ｕ＃２で次に実行すべきメツセージは存在しないこと（
つまり、同一宛先のメツセージを実行禁止する）を表示
する（第９図の３２２）。

次に、時刻ｔ１５では、ＣＰＵ＃３で実行中であったｍ
３メツセージの実行完了コマンドがメッセージ・パッシ
ング管理装置１２に入力されると、第８図のステップ５
０，１３０，１３１により第９図のｓ２３のようにｍ３
メツセージの管理情報をクリアする。ステップ８０，１
００以降により、ＣＰＵ＃３で次に実行すべきメツセー
ジはないことを表示する（第９図の５２４）。

次に、時刻ｔ１６では、ＣＰＵ＃２で実行中であったｍ
４返答メツセージの実行完了コマンドがメッセージ・パ
ッシング管理装置１２に入力されると、第８図のステッ
プ５０，１３０，１３１により、第９図のｓ２５のよう
にｍ４返答メツセージの管理情報をクリアする。ステッ
プ８０．８１以降によりＣＰＵ＃２で次に実行すべきメ
ツセージはｍ３返答メツセージであることを表示する（
第９図の５２６）。

次に、時刻ｔ１７では、ＣＰＵ＃２から実行可メツセー
ジ読み取りコマンドが発行されると、時刻ｔ１４の場合
と同じように、第８図のステップ５０．１２０以降によ
り、ＣＰＵ＃２最優先実行メツセージ表示レジスタ（Ｎ
ＡＭＲ２）の内容（つまり１ｍ３返答メツセージ）を返
送し、状態を更新する（第９図の５２７）、その後、ス
テップ８０゜１００以降で、ＮＡＭＲ２には次に実行す
べきメツセージが存在しないことを表示する。

次に、時刻ｔ１８では、ＣＰＵ＃１で実行中であったｍ
４メツセージの実行完了コマンドがメッセージ・パッシ
ング管理装置１２に入力されると、第８図のステップ５
０，１３０，１３１により、第９図のｓ２８のようにｍ
４メツセージの管理情報をクリアする。ステップ８０，
１００．１０１以降によりＣＰＵ＃１で次に実行すべき
メツセージはｍｌであることを表示する（第９図の５２
９）。

次に、時刻ｔ１９では、ＣＰＵ＃１から実行可メツセー
ジ読み取りコマンドが発行されると、メッセージ・パッ
シング管理装置１２は、時刻ｔ１７の場合と同じように
、第８図のステップ５０，１２０以降によりＣＰＵ＃１
１優先実行メツセージ表示レジスタ（ＮＡＭＲＩ）の内
容（つまり、ｍ１メツセージ）を返送し、状態を更新す
る（第９図の５３０）。

次に１時刻ｔ２０には、ＣＰＵ＃２で実行中であったｍ
３返答メツセージの実行完了コマンドがメッセージ・パ
ッシング管理装置１２に入力サレると、第８図のステッ
プ５０，１３０，１３１により第９図のｓ３１のように
ｍ３返答メツセージの管理情報をクリアする。続いて、
ステップ８０゜１００．１０１以降により、ＣＰＵ＃２
で次に実行すべきメツセージがないことを表示する。

次に、時刻ｔ２１では、ＣＰＵ＃１で実行中であったｍ
１メツセージの実行完了コマンドがメッセージ・パッシ
ング管理装置１２に入力されると、第８図のステップ５
０，１３０，１３１により、第９図のｓ３２のようにｍ
１メツセージの管理情報をクリアする。続いて、ステッ
プｓｏ、ｉｏｏ。

１０１以降により、ＣＰＵ＃　１で次に実行すべきメツ
セージはないことを表示する。

以上により、全てのメツセージに関する処理が終了した
。

このように、本実施例においては１次の２つの高度な機
能が実現される。

■メツセージの順序制御と優先制御→同一の宛先オブジ
ェクトを有するメツセージ間では、１つのメツセージの
処理が完了するまで、次のメツセージの処理を開始しな
い。特に、返答要求付きメツセージの場合には、返答メ
ツセージが返ってきてその処理が完了するまで１次のメ
ツセージを受は付けない。次のメツセージを選択する場
合には。

実行優先レベルの高いものから順次選択する（全体の優
先度としては、返答メツセージ〉通常メツセージの順序
となる。〉は大きい方が優先度高いことを示す）。

■メツセージの並列制御と負荷制御→宛先が異なるメツ
セージ間では、並列的に実行できるようにする。また、
複数のＣＰＵにメツセージの処理を負荷分散させること
ができる。

次に５本発明の詳細な説明する。

実施例では、ＣＰＵ番号はメツセージのポインタアドレ
スの中に暗黙的に表示されている方式を仮定したが、勿
論、ポインタアドレスとは別に、ＣＰＵ番号を表示する
ように構成することも可能である。また、実施例では、
メッセージ・パッシング管理装置の制御部をマイクロプ
ログラムにより実現する方法を示したが、第８図の処理
フローを実現できる制御方式であれば、どのような方法
でも差し支えない。例えば、汎用のマイクロプロセッサ
またはワイアードロジック、ＰＬＡ等の技術を用いて実
現することができる。

また、実施例では、メッセージ・パッシング管理装置１
２を、ＣＰＵ本体と別個の独立した装置として示してい
るが、いずれかのＣＰＵに内蔵させることも可能である
。すなわち、いずれかのＣＰＵに前述のマツチングスト
アを組合わせることにより、そのＣＰＵは通常のオブジ
ェクトの実行機能と、メッセージ・パッシング管理装置
の機能の両方を具備するように構成することができる。

また、連想メモリ部（ＭＳ、Ａ）３７は、連想メモリＬ
ＳＩで構成される他に、ハツシング技術を用いて通常の
ランダムアクセスメモリで構成することもでき、さらに
通常のランダムアクセスメモリをマイクロプログラム等
でシーケンシャルに検索する構成にすることも可能であ
る。

さらに、本実施例では、メッセージ・パッシング管理装
置１２がコマンドを受けて自律的にメモリをアクセスし
、送受信オブジェクト番号やメツセージタイプ等の管理
情報を取り出す方法を説明したが、これらの管理情報を
、ＣＰＵからのコマンド内に入れてメッセージ・パッシ
ング管理装置１２に送る方法を用いることもできる。

さらに、本実施例では、各メツセージが優先度の順に実
行される場合を説明したが、特別な場合として、優先レ
ベルを１種類にすることにより、実質的に優先度がない
方式も実現できる。また、ＣＰＵを１台にすることによ
り、通常のシングルプロセッサでの方式としても適用可
能である。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、ＣＰＵはメツセ
ージの状態管理やメツセージの実行スケジューリング管
理等の複雑な処理から解放され、オブジェク１〜の実行
に専念することができるので、オーバヘッドの少ない高
速なメッセージ・パッシングシステムを実現できる。ま
た、各ＣＰＵは、あるオブジェクトの実行中に新しく到
着したメツセージにより処理が中断されることがなく、
自分の都合のよい時期に、次に実行すべきメツセージを
パッシング管理装置に問い合わせればよいので、処理の
中断に伴う情報セーブ・リストアのオーバヘッドがなく
なり、−層の高速化が実現できる。

また、メツセージ間で優先度がある場合、優先度の高い
順序でメツセージを実行するので、極めて融通性の高い
システムにすることができる。さらに、本発明のメッセ
ージ・パッシング管理装置は、ＣＰＵからのメツセージ
到着通知や、実行可能メツセージの読み取りコマンドに
対して、ハードウエアの並列高速処理を活用して、所要
の情報を高速に検索・サーチすることができるので、全
体として価格性能比の優れたシステムを実現できる。

また、本発明は、シングルプロセッサにもマルチプロセ
ッサにも共通に適用できる処理方式であるため、各種の
システムに幅広く適用することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すメッセージ・パッシン
グ管理装置の内部構成図、第２図は第１図におけるマツ
チングストア部のデータ構造とそのフィールド詳細図、
第３図は本発明で使用されるメツセージのフォーマット
図、第４図は第３図のメツセージフォーマット中のメツ
セージタイプ詳細図、第５図は本発明におけるＣＰＵと
メッセージ・パッシング管理装置の間のコマンドの一覧
を示す図、第６図は本発明を含むシステム全体構成図、
第７図は本発明における入力メツセージパターンを示す
図、第８図は本発明のメッセージ・パッシング管理装置
の内部処理フローチャート、第９図は第７図に対応する
メッセージ・パッシング管理装置の処理シーケンスチャ
ートである。１０−１〜１０−３：中央処理装置（ＣＰＵ）、１２：
メッセージ・パッシング管理装置、２５：マツチングス
トア（ＭＳ）、２６：ＭＳアドレスレジスタ、２７：Ｍ
Ｓデータレジスタ、２８：ＭＳ動作モードレジスタ、３
７：連想メモリ部、３８：データメモリ部、１１−１〜
１１−３：ローカルメモリ、１３：共通バス。一τＦ−−ｉｆ　　−−−−一−−− ト１ト第１０図手続補正書（ヵえ。１、事件の表示昭和６３年　特　　許願第８００４７号３、　補正をす
る者事件との関係　　特許量１１人氏　名（名、）（４２２）日本電信電話株式会社代表者
　山　口　　開　生４、代理人５、　補正命令の日付　昭和６３年６月８日（発送口）
昭和６３年６月２８日＆　補正により増加する発明の数
　　　な　　しく１）明細書第４４頁第１行〜第２行の
「第９図は第７図に対応する・・・・・チャートである
。」を、次のように補正する。［第９図は第７図に対応するメッセージ・パッシング管
理装置の処理シーケンスチャート、第１０図は従来のメ
ツセージ管理ソフトウェアの機能ブロック図である。」

Claims

【特許請求の範囲】

（１）オブジェクト間でメッセージ・パッシングを行う
ことにより、複数のオブジェクトを並列的に実行する情
報処理システムにおいて、メッセージを受信するオブジ
ェクトの番号と、該メッセージのブロックアドレスと、
該メッセージの管理状態情報からなるレコードを、メッ
セージごとに登録し、かつ該レコードを管理するメッセ
ージ・パッシング管理手段を有し、該メッセージ・パッ
シング管理手段は、オブジェクト間で通信したいメッセ
ージが存在することを知らせる第１の指令を受けると、
該メッセージが返答メッセージを要求しない場合には、
受信オブジェクト番号とメッセージブロックアドレスを
レコードに登録し、また該メッセージが返答メッセージ
を要求する場合には受信オブジェクト番号とメッセージ
ブロックアドレスと送信オブジェクト番号をレコードに
登録し、また該メッセージが返答要求型メッセージに対
する返答メッセージの場合には、既に登録されている送
信オブジェクト番号のレコードに、返答メッセージのメ
ッセージブロックアドレスを追加登録し、実行可能なメ
ッセージを問い合わせる第２の指令を受けて、登録され
ているレコードの中から、メッセージ管理状態情報に基
づいて実行可能なレコードを抽出し、該レコードの中で
最も優先して実行すべきレコードを選択して、該レコー
ドを通知し、各メッセージの実行が完了したことを示す
第３の指令を受けて、該指令に対応するレコードを削除
することを特徴とするメッセージ・パッシング管理方式
。
（２）上記メッセージブロック内の情報として、送信オ
ブジェクト番号と、受信オブジェクト番号と、メッセー
ジ種別を示すメッセージタイプと、メッセージ本体を含
む他に、メッセージ実行優先レベル情報を付与し、上記
メッセージ・パッシング管理手段は該情報を上記レコー
ド内にも記憶しておき、上記第２の指令を受けると、登
録されているレコードの中から、実行可能なレコードを
抽出して、上記メッセージ実行優先レベル情報に基づい
て最も優先度の高いレコードを選択し、該レコードを通
知することを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のメ
ッセージ・パッシング管理方式。
（３）上記メッセージブロック内の情報として、該メッ
セージを実行するプロセッサの情報を付与し、上記メッ
セージ・パッシング管理手段は該情報をレコード内にも
記憶しておき、上記第２の指令を受けると、登録されて
いるレコードの中から、実行可能で、かつ上記プロセッ
サ情報が上記第２の指令を発行したプロセッサ番号と一
致するレコードを選択して、該レコードを通知すること
を特徴とする特許請求の範囲第１項または第２項記載の
メッセージ・パッシング管理方式。