JPH02113351A - ファイル処理装置 - 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〕 本発明はデータ処理装置に入出力径路を介して接続され
外部記憶媒体に対して情報の書き込み或いは読み出しを
行うファイル処理装置に関し、特に資源待ちに伴って発
生し得るデ・ンドロック状態の検出機能を持つファイル
処理装置に関する。

〔従来の技術〕

従来、データ処理装置とファイルを格納する外部記憶媒
体とを含むデータ処理システムでは、データ処理装置に
おいて、前記外部記憶媒体に対する排他制御が行われて
いる。データ処理装置においては、同時に複数のタスク
が実行されており、各タスクは外部記憶装置上のファイ
ル中の種々の資源を参照、更新しながら所定の処理を行
っている。複数のタスクが同時に同一資源の更新を行う
と資源の破壊が生ずるため、それらの資源に対する排他
制御処理が必要となる。データ処理装置内においてタス
ク間の資源の排他制御を行うことは比較的に容易である
が、複数のデータ処理装置にて資源の共有を図る場合は
、処理が複雑になってく　る。

従来のデータ処理システムでは、複数のデータ処理装置
にて資源の共用を行う場合には、通常衣のような方式が
採られている。１つの方式は、資源を必要とするデータ
処理装置が他の全てのデータ処理装置との間で情報通信
を行い、他のデータ処理装置にて資源が使用されていな
いことを確認する方式である。この方式では、各データ
処理装置を相互に通信ネットワークにより接続する場合
と、ループ状に接続して回覧方式にて情報転送を行う場
合とがある。　ｆｉｌｌＯ方式としては、データ処理シ
ステム内の何れかのデータ処理装置が主ホストとして集
中管理する方式があり、他の全てのデータ処理装置は共
用資源を利用する場合に主ホストであるデータ処理装置
へ資源利用の許諾を問い合わせる。

これらの従来方式による資源の排他制御ｎは、外部記憶
媒体のポリニーム単位あるいはファイル単位の排他制御
であるため、通信によるオーバーヘッドは従来あまり問
題となっていなかった。しかし、ファイルを構成する個
々の単位置源たとえばブロックと呼ばれる単位で排他制
御を行う場合には通信量が増大するため、通信オーバー
へンドが著しく増大し、データ処理効率が大幅に低下す
る可能性がある。

また、資源の排他制御に関連する大きな問題にデッドロ
ックがある０例えば、２台のデータ処理装置Ａ、Ｂと、
ファイルＦｌ、Ｆ２を含む外部記憶媒体とを有するデー
タ処理システムにおいて、データ処理装置Ａがファイル
Ｆｌを占有し、データ処理装置ＢがファイルＦ２を占有
している状態において、データ処理装置ＢでファイルＦ
１の使用要求が発生すると、ファイルＦｌはデータ処理
装置Ａで占有中の為ファイル待ちが発生する。この状態
で更にデータ処理装置ＡでファイルＦ２の使用要求が発
生すると、ファイルＦ２はデータ処理装置Ｂで占有中の
為ファイル待ちが発生する。

このとき、データ処理装置Ａとデータ処理装置Ｂとは相
互にファイルＦｌ、Ｆ２を待つことになり、共に処理の
継続ができなくなる。この状態をデッドロックと呼び、
データ処理システムにとって致命的な状態である。この
ようなデンドロツク状態が発生しないように資源管理を
行う制御部は資源待ちの監視を行う必要がある。従来シ
ステムのほとんどは、この制御をデータ処理装置にて行
っており、データ処理装置は資源管理に多くの処理を必
要としている。

成る種のデータ処理システムでは、データ処理装置に入
出力径路を介して接続され外部記憶媒体に対して情報の
書き込み或いは読み出しを行うファイル処理装置におい
て、ボリューム単位あるいはファイル単位の排他制御を
行っているものがある。しかし、従来のファイル処理装
置は、デッドロック状態の検出機能は持っていす、デー
タ処理装置にて資源待ちにかかるデッドロック状態の監
視がなされているのが実情である。

第６図は排他制御機能を有する従来のファイル処理装置
の構成のうち排他制御に関連する部分のブロック図であ
る。同図において、入出力制御部１１゛は図示しない２
個のデータ処理装置Ａ、　　Ｂとの間で指令あるいは制
御情報の転送を行う手段、バッファ部１３°は入出力制
御部１１°を経由してデータ処理装置Ａ、　　Ｂから転
送される指令および制御情報を格納するための記憶手段
である。ファイル管理制御部１２″はバッファ部１３°
、に格納された情報を解析し、自装置に接続された図示
しない複数個のファイル駆動装置ａ、ｂ、ｃのうらの指
定されたファイル駆動装置の占有制御を行う。装置管理
部２２はファイル駆動装置ａ、　　ｂＣの状態管理およ
びボリューム管理を行うための制御テーブルであり、フ
ァイル管理部２３はファイルに関連する各種の管理情報
を格納する制御テーブルである。ファイル管理制御部１
２゛はそのような装置管理部２２およびファイル管理部
２３を参照或いは更新してファイルに対する排他制御管
理を実施する。例えば、１つのデータ処理装置Ａ上で動
作するタスクがファイル駆動装置ａに接続されたボリュ
ームＶ中のファイルＦ１における１つの資源（例えば１
ブロツク）Ｂｌの更新を行う場合、データ処理装置Ａは
ファイルＦｌの占有を行う指令を作成し、ファイル処理
装置に転送する。ファイル処理装置では、入出力制御部
１１’にて指令を受信し、バッファ部１３’　に格納す
る。

そして、ファイル管理制御ｎ部１２°はバッファ部１３
゛の指令を解析し、ファイルＦ１が格納されたポリニー
ム■対応のファイル駆動装置ａの状態を装置管理部２２
で調査する。装置管理部２２にてファイル駆動装置ａの
有効性を検証すると、ファイルＦ１の使用状態を検証す
るため、ファイル管理制御部１２°はファイル管理部２
３を調査する。ファイル管理部２３にてファイルＦ１が
未使用状態であるならば、ファイル管理制御部１２゛は
ファイルＦｌがデータ処理装置への上記タスクにて使用
中となったことを登録する０反対にファイルＦｌが他の
データ処理装置Ｂやタスクで使用中である場合は、ファ
イル管理制御部１２　がファイルＦｌ使用中である旨を
示す状態情報を生成し、人出力制御部１１゛を経由して
データ処理装置式に報告する。データ処理装置Ａはファ
イルＦｌが使用中のため資源待ちとなった場合、データ
処理装置Ａ内の他タスクの待ち状態および通信径路を利
用して他のデータ処理装置Ｂ内の待ち状態を調査し、フ
ァイルＦｌを待つことによりデッドロック状態が発生す
るか否かの確認処理を行っている。

〔発明が解決しようとする課題〕

上述した従来のデータ処理システムでは、デンドロツタ
状態の検出をデータ処理装置にて実施しているため、資
源を複数のデータ処理装置にて共有する場合には通信手
段を用いてデータ処理装置間で通信を行わなければなら
ない、従来は排他制御をポリニーム単位あるいはファイ
ル単位で行っていた為、上記のような方式でもあまり通
信オーバーヘッドがなく許容できたが、データ処理装置
の処理能力が著しく向上し同時に数多くのタスク処理が
行われるようになると、共用資源の有効利用を図る上で
単位置源毎のきめ細かい排他制御が必要となり、従来の
ような方式では通信オーバーヘンドが増大し、処理効率
が悪化することになる。

そこで、本発明の目的は、資源待ちに伴って発生し得る
デッドロック状態を検出する機能を持った新規なファイ
ル処理装置を提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明は上記の目的を達成するために、複数のタスクを
並行して実行するデータ処理装置に入出力径路を介して
接続され前記データ処理装置からの入出力指令に従って
外部記憶媒体への情報の書き込み或いは前記外部記憶媒
体からの情報の読み出しを行うファイル処理装置におい
て、前記外部記憶媒体上に作成されるファイルを構成す
る個々の単位置源とタスクとの使用関係および待ち関係
を管理するデッドロック管理テーブルと、資源待ち発生
時に、前記デッドロック管理テーブルで管理された個々
の単位置源とタスクとの使用関係および待ち関係を調査
することにより、前記資源待ち発生によりデッドロック
状態が生じるか否かを検出するファイル管理制御手段と
を有している。

〔作用］ 本発明のファイル処理装置においては、デンドロツタ管
理テーブルが、外部記憶媒体上に作成されるファイルを
構成する個々の単位置源たとえばブロックと各タスクと
の使用関係および待ち関係を管理し、ファイル管理制御
手段が、資源待ち発生時に、前記デッドロック管理テー
ブルで管理された個々の単位置源とタスクとの使用関係
および待ち関係を調査することにより、前記資源待ち発
生によりデンドロツク状態が生じるか否かを検出する。

〔実施例〕

次に、本発明の実施例について図面を参照して詳細に説
明する。

第２図は本発明のファイル処理装置を含むデータ処理シ
ステムの一例を示す、このデータ処理システムにおいて
は、ファイル処理袋Ｗ１は２台のデータ処理装置２ａお
よび２ｂと入出力径路／！ｌ。

１２により接続されている。またファイル処理装置ｌに
は３台のファイル駆動装置３ａ、３ｂおよび３ｃが接続
されている。各々のファイル駆動装置３ａ、３ｂおよび
３ｃにはボリューム４ａ、４ｂおよび４ｃが実装されて
おり、ボリューム４ａにはファイルＰＩ　　Ｆ２、ボリ
ューム４ｂにはファイルＦ３．Ｆ４およびボリューム４
ＣにはファイルＦ５．Ｆ６が含まれている。各ファイル
Ｆｌ。

Ｆ２．Ｆ３．Ｆ４．Ｆ５．Ｆ６はそれぞれ複数の単位置
源（たとえばブロックと呼ばれる単位の資源、以下、１
ブロンクを１単位置源とする）にて構成されている。

第１図は本発明のファイル処理装置の一実施例の要部ブ
ロック図であり、第２図のファイル処理装置１の構成の
うち排他制御およびデンドロツク検出に関連する部分の
みを図示している０本実施例のファイル処理装置ｌは、
第１図に示すように、人出力制御部１１．ファイル管理
制御部１２．バンファ部１３．排他制？２Ｉ管理テーブ
ル２１およびデッドロック管理テーブル２２を有してい
る。また、デンドロツク管理テーブル２２は、ホストイ
ンデックス格納部１４．タスクインデックス格納部１５
．タスク情報格納部１６．ファイルインデックス格納部
１７．資源インデックス格納部１８゜資源管理情報格納
部１９およびリンク情報格納部２０で構成されている。

入出力制御部１１は、データ処理装置２ａ、２ｂとの間
で入出力指令および各種の制御情報の転送料１ＴＨ１を
行う手段である。

バッファ部１３は、データ処理装置２ａ、２ｂから転送
された入出力指令および制御情報を一時的に格納する記
憶手段である。

排他制御管理テーブル２１は、ファイルＦｌ〜Ｆ６を構
成する個々のブロック毎の使用状況を保持、管理する記
憶手段である。

デッドロック管理テーブル２２は、ファイルＦ１−Ｆ６
を構成する個々のブロックとタスクとの使用関係および
待ち関係を管理する記憶手段である。

第１図のファイル管理制御部１２は、バッファ部１３に
格納された指令或いは制御情報を解析し、排他制御管理
テーブル２１を使用した排他制御処理、デッドロック管
理テーブル２２を使用したデッドロック状態発生存無の
検出等を行う手段である。

次に、第１図および第２図を参照して、本発明の実施例
の概略動作を説明する。

何れかのデータ処理装置における成るタスクＴが成るフ
ァイルＦ中の成るブロックＢを占有したいとき、そのデ
ータ処理装置は自己のデータ処理装置の識別情報、タス
クＴの識別情報、ファイルＦの識別情報およびブロック
Ｂの識別情報等を含む指令を生成し、ファイル処理装置
１へ送信する。

この指令はファイル処理装置１の入出力制御部ｌｌにて
受信され、バッファ部１３に格納される。

ファイル管理制御部１２はバッファ部１３に格納された
指令を解析し、排他制御管理テーブル２１に保持１管理
されている現在の個々のブロックの使用状況に照らして
、そのタスクＴにファイルＦのブロックＢを占有させる
ことができるか否かを調べ、占有させ得るときは即ちブ
ロックＢが未使用か或いは使用中であっても共用で占有
可能な場合は、排他制御管理テーブル２１の管理状態お
よびデッドロック管理テーブル２２の管理状態に、タス
クＴがブロックＢを使用中であることの状態を追加する
と共に、プロ、りＢに対する参照或いは更新処理が可能
である旨の報告情報を生成して要求元のデータ処理装置
に入出力制御部１１を経由して転送する。

他方、ファイル管理制御部１２が排他制御管理テーブル
２１による調査の結果、ブロックＢが使用中で且つ共用
占有不可と判定したときは、ブロックＢをタスクＴが待
つことによりデッドロック状態が発生するか否かをデン
ドロツク管理テーブル２２で管理されている現在のブロ
ックとタスクとの使用関係および待ち関係に照らして調
査する。

そして、デッドロック状態が発生しなければ、タスクＴ
に関しブロックＢの待ちを許可し、待ちが発生した旨の
情報を入出力制御部１１を経由して要求元のデータ処理
装置に送出すると共に、排他制御管理テーブル２１の管
理状態およびデッドロック管理テーブル２２の管理状態
に、タスクＴがブロックＢを待っている状態を追加する
。しかし、デンドロツタ状態が発生していると、ファイ
ル管理制御部１２はブロックＢの待ちを許可せず、デッ
ドロソク状態発生を示す報告情報を生成して要求元のデ
ータ処理装置に転送し、タスクＴの処理を異常終了させ
るように通知する。これに応じて、要求元のデータ処理
装置はタスクＴを異常終了させ、これによってデッドロ
ック状態が発生してデータ処理システム全体が処理不能
となる前にその原因を取り除くことが可能となる。

次に、ファイル管理制御部１２のデッドロック状態検出
方法について説明する。

第１図に示したように、デッドロック管理テーブル２２
は、ホストインデックス格納部１４．タスクインデック
ス格納部１５．タスク情報格納部１６、ファイルインデ
ックス格納部１７．資源インデックス格納部１８．資源
管理情報格納部１９およびリンク情報格納部２０から構
成されており、各々の格納部には例えば次のような情報
が格納。

管理される。

・資源管理情報格納部１９ 第３図のブロックテーブル６００ａ〜６００ｃの如きブ
ロック対応のテーブルを保持し、リンク情報格納部２０
中のリンカ−７００ａ〜７００ｄを指示するポインタを
保持する。

・資源インデックス格納部１８ 第３図（Ｆ）７ｙ　イルテーファ１１５００　ａ、　　
５００　ｂの如きファイル対応のテーブルを保持し、フ
ァイルＦｌ−Ｆ６を構成する個々のブロックが何れかの
タスクで使用中の場合、そのブロックにかがる資源管理
情報格納部１９中のブロックテーブル６００ａ〜６００
ｃへのポインタを管理する。なお、未使用のブロックに
対応するポインタは通常ＮＵＬＬになっている。

・ファイルインデックス格納部１７ 第３図のファイルインデックステーブル２００の如きテ
ーブルを保持し、ファイルＦ１〜Ｆ６に対応するファイ
ルテーブル５００ａ、５００ｂが資源インデックス格納
部１８のどこに存在するかを示すポインタを管理する。

・タスク情報格納部１６ 第３図のタスクテーブル４００ａ〜４００ｄの如きタス
ク対応のテーブルを保持し、資源待ちをしているタスク
がどの資源を待っているかを、そのタスク対応のタスク
テーブル４００ａ〜４００ｄに待ちブロックにかかるブ
ロックテーブル６００ａ〜６００ｃへのポインタを保持
することにより管理している。

・タスクインデックス格納部１５ 第３図のタスクインデックステーブル３００　ａ。

３００ｂの如きデータ処理装置対応のテーブルを保持し
、各タスクのタスクテーブル４００ａ〜４００ｄがタス
ク情報格納部１６中のどこに存在するかを示すポインタ
を管理する。

・ホストインデックス格納部１４ 第３図のホストインデックステーブル１００の如きテー
ブルを保持し、各データ処理装置毎のタスクインデック
ステーブル３００ａ、３００ｂがタスクインデックス格
納部１５のどこに存在するかを示すポインタを管理する
。

・リンク情報格納部２０ 第３図のリンカ−７００ａ〜７００ｄの如きテーブルを
保持し、ブロックテーブル６００ａ〜６００ｃとタス’
）テーブル４ｏｏａ〜４ｏｏｄとを関係付けることによ
り、各使用中のブロックが何れのタスクで使用されてい
るかを管理する。

デンドロツク管理テーブル２２は、上記の如き各種の情
報を保持する格納部１４〜２ｏで構成され、デンドロツ
ク状態の検出に必要な個々のブロック七タスクとの使用
関係および待ち関係を保持するものである。なお、第３
図は、データ処理装置Ｚ２ａ、２ｂで動作するタスクＴ
１〜Ｔ４が次のような資源占有状況および待ち合わせ状
況にあるときの各格納部１４〜２ｏの状態を示している
。

■データ処理装置２ａのタスクＴ１がファイルＦ１のブ
ロックＢ１を占有中 ■データ処理装置２ａのタスクＴ２がファイルＦ２のブ
ロックＣ１をタスクＴ３と共用して占有中であり、且つ
、ファイルＦ１のブロックＢ１の待ち合わせ中 ■データ処理装置２ｂのタスクＴ３がファイルＦ２のブ
ロックＣＩをタスクＴ２と共用して占有中 ■データ処理装置２ｂのタスクＴ４がファイルＦｌのブ
ロックＢ２を占有中であり、且つ、ファイルＦ２のブロ
ックＣＩを待ち合わせ中火に、このような状態において
、更にデータ処理装置２ａのタスクＴＩがファイルＦ１
のブロックＢ２を占有する指令を出した場合を例にして
、デッドロック状態の検出方法について説明する。

上記の如き指令が出された場合、ブロックＢ２はタスク
Ｔ４で占有中なので、タスクＴＩに対してのブロックＢ
２の占有は拒否される。そこで、ファイル管理制御部１
２は、ブロックＢ２をタスクＴ１が待つことによりデッ
ドロック状態が発生するか否かを次のようにして調査す
る。先ず、タスクＴ１が動作するデータ処理装置２ａの
識別情報でホストインデックステーブル１００を検索し
て得たポインタ（３００ａ）によりタスクインデックス
テーブル３００ａを取得し、次にタスクＴ１の識別情報
でタスクインデックステーブル３００ａを検索して得た
ポインタ（４００ａ）によりタスクＴ１対応のタスクテ
ーブル４００ａを得る。

次にファイルＦｌの識別情報でファイルインデックステ
ーブル２００を検索して得たポインタ（５００ａ）によ
りファイルＦｌ対応のファイルテーブル５００ａを取得
し、更にブロックＢ２の識別情報でファイルテーブル５
００ａを検索して得たポインタ（６００ｂ）によりブロ
ックＢ２対応のブロックテーブル６００ｂを取得する０
次に、この取得したブロックテーブル６００ｂのポイン
タ（６００ｂ）を、上記取得したタスクＴｌ対応のタス
クテーブル４００ａ中の待ち資源用ポインタ域に第３図
の破線数字で示すように仮登録する。

そして、この仮登録したポインタ（６００ｂ）を出発点
として、ポインタを順次に追跡し、出発点であるタスク
テーブル４００ａに戻るルートが少なくとも１つでも存
在するか否かを調べ、存在すればデッドロック状態が発
生すると判断し、存在しなければデッドロック状態は発
生しないと判断する。デッドロック状態が発生しない場
合には、上記仮登録したポインタを本登録に切り替える
。

今の場合、タスクテーブル４００ａに仮登録されたポイ
ンタ（６００ｂ）より各テーブルを辿ると、１つのルー
トは、タスクテーブル４００ａ→ブロツクテーブル６０
０ｂ→リンカ−７００ｂ→タスクテーブル４００ｄ→ブ
ロツクテーブル６００ｃ→リンカ−７００ｃ→タスクテ
ーブル４００Ｃとなり、出発点のタスクテーブル４００
ａに戻らない、しかし、もう１つのルートは、タスクテ
ーブル４００ａ→ブロツクテーブル６００ｂ→リンカ−
７００ｂ→タスクテーブル４００ｄ→ブロツクテーブル
６００ｃ　（ここまでは前記のルートと同じ）→リンカ
ー７００ｄ→タスクテーブル４００ｂ→ブロックテーブ
ル６００ａ→リンカ−７００ａ→タスクテーブル４００
ａとなり、出発点のタスクテーブル４００ａに戻る。即
ちルートが形成されており、ブロックＢ２をタスクＴ１
に待たせると、デッドロック状態が生じることになるの
が、判明する。

なお、タスクＴｌにブロックＢ２を待たせるとデッドロ
ック状態が発生することは、論理的にも明らかである。

即ち、タスクＴＩを待ち状態にすると、ブロックＢｌは
その間解放されないので、ブロックＢ１を待っているタ
スクＴ２は処理を継続できずにブロックＣ１を解放しな
い。ブロックＣ１が解放されないと、そのブロックＣＩ
を待っ°ζいるタスクＴ４は処理を継続できずにブロッ
クＢ２を占有したままとなる。従って、このブロックＢ
２をタスクＴＩ待つと、タスクＴｌ、Ｔ２゜Ｔ４が永久
に待ち状態となる。

次に、ファイル管理制御部１２のブロック単位の排他制
御方法について説明する。

第４図は排他制御管理テーブル２１の構成例を示してお
り、タスクインデックス記憶部１１４タスク記憶部１１
５．ファイルインデンクス記憶部１１６．ファイル記憶
部１１７および資源状態記憶部１１８で構成される。各
々の記憶部は次のような情報を保持、管理する。

・資源状態記憶部１１８ 第５図のブロックテーブル１３００ａ〜１３００ｇの如
きテーブルを保持し、ファイルＦ１〜Ｆ６を構成する個
々のブロックに関する詳細な使用状態を示す情報を保持
する。

・タスク記憶部１１５ 第５図のタスクテーブル１１００ａ〜１１００Ｃの如き
テーブルを保持し、データ処理装置２ａ２ｂ上で動作す
るタスクにて使用中のブロックにかかる情報あるいは占
有待ちとなっているブロックにかかる情報を、資源状態
記憶部１１８中の対応するブロックテーブル１３００ａ
等との関係を含めて保持する。

・タスクインデックス記憶部１１４ データ処理装Ｚ２ａ、２ｂ上で動作するタスクにかかる
タスクテーブル１１００ａ〜１１００ｃがタスク記憶部
１１５のどこに存在するかを示すインデックスを保持す
る。

・ファイル記憶部１１７ 第５図のファイルテーブル１２００ａ、１２００ｂの如
きテーブルを保持し、各ファイルＦ１〜Ｆ６を構成する
個々のブロックにかかるブロックテーブル１３００ａ〜
１３００ｇが資源状態記憶部１１８に存在する場合、そ
の所在場所を各ファイル対応に保持する。

・ファイルインデックス記憶部１１６ 各フアイルＦｌ〜Ｆ６にかかるファイルテーブル１２０
０ａ、１２００ｂがファイル記憶部１１７のどこに存在
するかを示すインデックスを保持する。

排他制御管理テーブル２１は、上記の如き各種の情報を
保持する各記憶部１１４〜１１８で構成され、ファイル
Ｆ１〜Ｆ６を構成する個々のブロックの使用状況および
各タスクのブロックの使用状況を管理している。なお、
第５図は、タスクＴ１〜Ｔ３がそれぞれ次のような資源
使用状況にある場合のタスク記憶部１１５．ファイル記
憶部ｌ１７および資源状態記憶部１１８の内容を示して
いる。

■タスクＴ１がファイルＦｌのブロックＢ１とファイル
Ｆ２のブロックＣＩを占有している。

■タスクＴ２がファイルＦ１のブロックＢｎを占有し、
ファイルＦ１のブロックＢｌの占有待ちである。

■タスクＴ３がファイルＦｌのブロックＢ１をタスクＴ
Ｉと共用して占有し、ファイルＦｌのブロックＢｎをタ
スクＴ２と共用して占有し、更にファイルＦ２のブロッ
クＣｎを占有している。

次に、第１図、第４図および第５図を参照して、タスク
Ｔ１〜Ｔ３が上記の如き資源使用状況に達するまでのフ
ァイル管理制御部１２の排他制御処理について説明する
。なお、最初の状態においては、第５図の各タスクテー
ブル１１００ａ−１１００ｃおよび各ブロックテーブル
１３００ａ〜１３００ｇは生成されていないものとする
。

（１）タスクＴ１ ■タスクＴＩによるファイルＦ１のブロックＢ１の参照 データ処理装置２ａにおけるタスクＴ１がファイルＦｌ
のブロックＢ１を参照する場合、データ処理装置２ａは
データ処理装置２ａの識別情報。

タスクＴＩの識別情報、ファイルＦ１の識別情報および
プロ’７りＢ１の識別情報等を含む指令を生成し、ファ
イル処理装置ｔへその指令を転送する。

ごの指令はファイル処理装置ｌの入出力制御部１１にて
受信され、バッファ部１３に格納される。

ファイル管理側ｔ１部１２はバッファ部１３に格納され
た指令を解析し、指令に含まれる各種の識別情報を抽出
する。最初に、ファイル管理制御部１２はデータ処理装
置２ａの識別情報およびタスクＴｌの識別情報を使用し
てタスクインデックス記憶部１１４にタスクＴｌ対応の
タスクテーブルへのインデックスが存在するか否かを検
索する。今の場合、存在しないので、タスクＴｌ用のタ
スクテーブル１１００ａをタスク記憶部１１５中に生成
すると共にそのインデックスをタスクインデックス記憶
部１１４に登録する。

次にファイル管理制御部１２は、ファイルＦ１の識別情
報を使用してファイルインデックス記憶部１１６中にお
けるファイルＦ１のインデックスを検索し、このインデ
ックスからファイル記憶部１１７中に格納されたファイ
ルＦｌ対応のファイルテーブル１２００ａを得る０次に
ファイル管理制御部１２は、ブロックＢ１の識別情報を
使用してファイルテーブル１．２００　ａを検索し、ブ
ロックＢ１対応のポインタを取得する。ブロックＢ１が
どのタスクにも使用されていないときはブロックＢｌに
対応するブロックテーブル１３００ａ〜１３００ｃは存
在せず、上記ポインタはＮＵＬＬになっている。そこで
、ファイル管理制御部１２はこのことを検出すると、タ
スクＴ１からブロックＢ１を参照可能と判断し、ブロッ
クＢｌにかかるブロックテーブル１３００ａを資源状態
記憶部１１８中に生成し、それへのポインタ（１３００
ａ）をタスクテーブル１１００ａに、タスクテーブル１
１００ａへのポインタ（１１００ａ）をブロックテーブ
ル１３００ａにそれぞれ登録することにより、タスクＴ
１がブロックＢ１を使用していることを管理する。なお
、このときブロックテーブル１３００ａには、ブロック
Ｂ１をどのようなモードで使用するか等を示す属性情報
等が格納されると共に、ファイルテーブル１２００ａへ
のポインタ（１２００ａ）が登録され、当工亥ブロック
テーブル１３００ａがファイルＦ１に属するものである
ことが管理される。

■タスクＴｌによるファイルＦ２のブロックＣ１の更新 このときも■とほぼ同様な情報を含む指令がデータ処理
装置２ａからファイル処理装置ｌへ転送されてバッファ
部１３に格納され、ファイル管理制御部１２は、それを
解析して指令に含まれる各種の識別情報を抽出する。先
ず、ファイル管理制御部１２はデータ処理装置２ａの識
別情報およびタスクＴｌの識別情報を使用してタスクイ
ンデックス記ｔｗ部１１４を検索するが、■で既にイン
デックスが生成されているので、そのインデックスに従
いタスク記憶部１１５からタスクテーブル１１００ａを
得る０次にファイル管理制御部１２は、ファイルＦ２の
識別情報を使用してファイルインデックス記憶部１１６
中におけるファイルＦ２のインデックスを検索し、この
インデックスからファイル記憶部１１７中に格納された
ファイルＦ２対応のファイルテーブル１２００ｂを得、
更にブロックＣ１の識別情報を使用してファイルテーブ
ル１２００ｂを検索し、ブロックＢ１対応のポインタを
取得する。このときブロックＣ１はどのタスクにも使用
されていす該当するブロックテーブルは存在しないので
、上記ポインタはＮＵＬＬになっている。そこで、ファ
イル管理制御部１２はそのことを検出すると、タスクＴ
ｌから資ＢＣ１を更新可能と判断し、ブロックＣ１にか
かるブロックテーブル１３００ｆを資源状態記憶部１１
８中に生成し、それへのポインタ（１３００ｆ）をタス
クＴ１が現在使用している最後のブロックテーブル１３
００ａの次ブロツクテーブルポインタ域に登録すると共
に、このブロックテーブル１３００ａへのポインタ（１
３００ａ）をブロックテーブル１３００ｆに登録するこ
とにより、タスクＴＩがブロックＢ１以外にブロックＣ
Ｉを使用していることを管理する。尚、このときブロッ
クテーブル１３００ｆには、ブロックＣ１を更新モード
で使用する旨の属性情報等が格納されると共に、ファイ
ルテーブル１２００ｂへのポインタ（１２００ｂ）が登
録され、当該ブロックテーブル１３００ｒがファイルＦ
２に属するものであることが管理される。

（２）タスクＴ３ ■タスクＴ３によるファイルＦ１のブロックＢ１の参照 この場合、データ処理装置２ｂから、データ処理装置２
ｂの識別情報、タスクＴ３の識別情報ファイルＦｌの識
別情報およびブロックＢ１の識別情報等を含む指令がフ
ァイル処理装置ｌへ転送され、バッファ部１３に格納さ
れる。ファイル管理制御部１２はバッファ部１３に格納
された指令を解析し、指令に含まれる各種の識別情報を
抽出する。最初に、データ処理装置２ｂの識別情報およ
びタスクＴ３の識別情報を使用してタスクインデックス
記憶部１１４にタスクＴ３のタスクテーブルへのインデ
ックスが存在するか否かを検索するが、今の場合存在し
ないので、タスクＴ３対応のタスクテーブル１１００ｃ
をタスク記憶部１１５中に生成すると共にそのインデッ
クスをタスクインデックス記憶部１１４に生成する。次
にファイル管理制御部１２は、ファイルＦ１の識別情報
を使用してファイルインデンラス記憶部１１６中におけ
るファイルＦ１のインデックスを検索し、このインデッ
クスからファイル記憶部１１７中に格納されたファイル
Ｆｌ対応のファイルテーブル１２００ａを得る０次にフ
ァイル管理制御部１２は、ブロックＢ１の識別情報を使
用してファイルテーブル１２００ａを検索し、ブロック
Ｂ１対応のポインタを取得する。このときのポインタ値
は（１３００ａ）でプｏ　ツクテーブル１３００ａを指
示しているので、ブロックＢ１が既に使用中であること
が判明する。そこで、ファイル管理制御部１２は、ブロ
ックテーブル１３００ａ中の属性情報で判明する資源使
用モードと今回の指令で要求された資源使用モードとを
比較し、ブロックＢ１を共有して使用し得るか否かを判
定する。今の場合、共用が可能なので、ファイル管理制
御部１２は、タスクＴ３からブロックＢ１を参照可能と
判断し、ブロックＢ１にかかる新たなブロックテーブル
１３００ｂを資源状態記憶部１１Ｂ中に生成し、それへ
のポインタ（１３００ｂ）をタスクテーブル１１００ｃ
に、タスクテーブル１１００Ｃへのポインタ（１１００
ｃ）をブロックテーブル１３００ｂにそれぞれ登録する
ことにより、タスクＴ３がブロックＢ１を使用している
ことを管理する。なお、このときブロックテーブル１３
００ｂには、ブロックＢ１を参照モードで使用する旨の
属性情報等が格納されると共に、同一資源にかかる最後
のブロックテーブル１３００ａへのポインタ（１３００
ａ）とファイルテーブル１２００ａへのポインタ（１２
００ａ）とが登録される。

また、ブロックテーブル１３００ａには同一資源を他の
タスクＴ３も使用していることを示す為にブロックテー
ブル１３００ｂへのポインタ（１３００ｂ）が登録され
る。

■タスクＴ３によるファイルＦ１のブロックＢｎの参照 この場合、ブロックＢｎは未だ何れのタスクからも使用
されていないので、タスクＴ３に対しブロックＢｎの参
照が許可され、資源状態記憶部１１８にはブロックＢｎ
対応のブロックテーブル１３００ｄが作成され、ファイ
ルテーブル１２００ａのブロックＢｎ対応のエントリに
ポインタ（１３００ｄ）が登録される。また、このブロ
ックテーブル１３００ｄとタスクＴ３が現に使用してい
るブロックＢ１のブロックチーフル１３００ｂとがポイ
ンタ（１３００ｄ、１３００ｂ）の登録により相互にリ
ンク付けられ、タスクＴ３がブロックＢｌとブロックＢ
ｎとを共に使用している状態が管理される。

■タスクＴ３によるファイルＦ２の資１１（Ｃｎの更新 二の場合も、ブロックＣｎは未だ何れのタスクからも使
用されていないので、タスクＴ３に対しブロックＣｎの
更新が許可され、資源状態記憶部１１８には、ブロック
Ｃｎ対応のブロックテーブル１３００ｇが作成され、フ
ァイルテーブル１２００ｂのブロックＣｎ対応のエント
リにポインタ（１３００ｇ）が登録される。また、この
ブロックテーブル１３００ｇとタスクＴ３が現に使用し
てし）るフ゛ロンクの最後のフ゛ロンクテーフ゛ル１３
００ｄとがポインタ（１３００ｇ、１３００ｄ）の登録
により相互にリンク付けられ、タスクＴ３がブロックＢ
ｌ、Ｂｎ、Ｃｎを共に使用している状態が管理される。

（３）タスクＴ２ ■タスクＴ２によるファイルＦ１のブロックＢｎの参照 この場合、ブロックＢｎはタスクＴ３によって既に使用
されているが、共に参照モードであるので、タスクＴ２
に対しブロックＢｎの参照が許可され、タスク記１α部
１１５にタスク下２用のタスクテーブル１１００ｂが、
資源状態記憶部１１８にブロックＢｎ対応のブロックテ
ーブル１３００ｅが、それぞれ作成される。そして、タ
スクテーブル１１００ｂにブロックテーブル１３００ｅ
へのポインタ（１３００ｅ）が、ブロックテーブル１３
００ｅにタスクテーブル１ｉｏｏｂへのポインタ（１１
００ｂ）が登録されることにより、タスクＴ２がブロッ
クＢｎを使用中である状態が管理され、更にブロックテ
ーブル１３００ｄとブロックテーブル１３００ｅとに相
互にポインタ（１３００ｄ、１３００ｅ）が登録される
ことにより、ブロックＢｎはタスクＴ２とタスクＴ３と
で共に使用されている状態が管理される。

■タスク下２によるファイルＦｌのブロックＢ１の更新 このときは、ブロックＢｌはタスクＴＩ、Ｔ３によって
現在参照モードで使用中なので、更新は許可されない、
このときファイル管理制御部１２は次のような処理を行
う、ファイル管理制御部１２は、ブロックＢ１の識別情
報を使用してファイルテーブル１２００ａを検索してブ
ロックＢ１にかかるブロックテーブル１３００ａへのポ
インタを取得すると、このブロックテーブル１３００ａ
によってブロックＢ１がタスクＴ１によって現在参照モ
ードで使用中であることを認識する。そこで、ファイル
管理側′４′Ｂ部１２は、タスクＴ２によるブロックＢ
ｌの占有を不可と判断し、タスクＴ２にブロックＢ１を
待たせることによりデッドロック状態が発生ずるか否か
を前述の如くデッドロック管理テーブル２２を使用して
調査する。そして、今の場合、デソドロンク状態が発生
しないので、ファイル管理制御部１２は、ブロックＢｌ
にかかる新たなブロックテーブル１３００ｃを資源状態
記憶部１１Ｂ中に生成し、それへのポインタ（１３００
ｃ）をタスクテーブル１１００ｂ中の待ち資源用エント
リに登録すると共に、タスクテーブル１１００ｂへのポ
インタ（１１００ｂ）をブロンクチ−プル１３００ｃに
登録することにより、タスクＴ２がブロックＢ１を待ち
合わせていることを管理する。なお、このときブロック
テーブル１３００ａには、ブロックＢ１を待ち合わせて
いるタスクＴ２用のブロンクチ−プル１３００Ｃへのポ
インタ（１３００ｃ）が登録され、ブロックテーブル１
３００ｃにはブロックテーブル１３００ａへのポインタ
（１３００ａ）が登録される。そして、ファイル管理制
御部１２は、ブロックＢｌが使用中である旨を示す状態
情報を生成し、これを入出力制御部１１を介して要求元
のデータ処理装置２ａに送出する。データ処理装置２ａ
では、ブロックＢ１が解放されるまでタスクＴ２を待ち
合わせる処理を行う。

このようにして、タスクＴＩがファイルＦ１のブロック
ＢｌとファイルＦ２のブロックＣ１を占有し、タスクＴ
２はファイルＦｌのブロックＢｎを占有し、ファイルＦ
１のブロックＢ１の占有待ちにあり、タスクＴ３はファ
イルＦ１のブロックＢ１をタスクＴＩと共用して占有し
、ファイルＦｌのブロックＢｎをタスクＴ２と共用して
占をし、更にファイルＦ２のブロックＣｎを占有してい
ることを、きめ細かく管理し、ブロック単位で排他制御
を可能としている。

なお、タスクＴ２がブロックＢ１を待ち合わせている状
態において、タスクＴｌおよびタスクＴ３がブロックＢ
１の占有を終えると、ファイル管理制御部１２によって
ブロックテーブル１３００ａおよび１３００ｂがリンク
から外される。そして、このときブロックＢｌを待ち合
わせているタスクが存在することが、ブロックテーブル
１３００ａにリンク付けられていたブロックテーブル１
３００ｃの存在によって判明する。このときファイル管
理制御部１２は、ファイルテーブル１２００ａのブロン
クＢｌ対応のポインタ領域にブロンクチ−プル１３００
ｃのポインタ（１３００ｃ）を格納すると共に、タスク
テーブル１１００ｂ中の待ち資源用ポインタ（１３００
ｃ）を消去し、ブロックテーブル１３００ｅとブロック
テーブル１３００ｃとを相互にリンク付ける等の処理を
行った後、ブロックＢ１の待ちが解除した旨をタスクＴ
２が動作するデータ処理装置２ａに通知する。

これによってデータ処理装置２ａはタスクＴ２の待ちを
解除する。なお、待ちの解除時には第１図のデッドロッ
ク管理テーブル２２の管理情報も同様に更新される。

以上、本発明の実施例について説明したが、本発明は以
上の実施例にのみ限定されずその他各種の付加変更が可
能である０例えば、排他制御管理テーブル２１とデッド
ロック管理テーブル２２とで管理される状態を、一つの
排他制御・デッドロツク管理テーブルを使用して管理す
るようにしても良い。

［発明の効果］ 以上説明したように、本発明のファイル処理装置におい
ては、ファイルを構成するプロンク等の個々の単位置源
毎に排他制御を行うに際して、デッドロック管理テーブ
ルにより個々の単位置源とタスクとの使用関係および待
ち関係を管理し、資源待ちの発生時にはファイル管理制
御手段が上記デンドロツク管理テーブルで管理される情
報を調査してデッドロック状態が発生ずるか否かを検出
するものであり、データ処理装置の負荷を高めることな
く、ファイル処理装置自体でデッドロック状態の検出が
可能となり、データ処理システムのデッドロンクによる
処理停止を効率良く防止することができる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のファイル処理装置の一実施例の要部ブ
ロック図、 第２図は本発明のファイル処理装置を含むデータ処理シ
ステムの一例を示すブロック図、第３図はデッドロック
管理テーブル２２の内容例を示す図、 第４図は排他制御管理テーブル２１の構成例を示す図、 第５図は排他制御管理テーブル２１中のタスク記憶部１
１５．ファイル記憶部１１７および資源状態記憶部１１
Ｂの内容例を示す図および、第６図は従来のファイル処
理装置の要部ブロック図である。 図において、 １・・・ファイル処理装置 ２ａ、２ｂ・・・データ処理装置 ３ａ〜３ｃ・・・ファイル駆動装置 ４８〜４Ｃ・・・ボリューム １１・・・入出力制御部 １２・・・ファイル管理制御部 １３・・・バッファ部 １４・・・ホストインデックス格納部 １５・・・タスクインデックス格納部 １６・・・タスク情報格納部 １７・・・ファイルインデックス格納部１８・・・資源
インデックス格納部 １９・・・資源管理情報格納部 ２０・・・リンク情報格納部 ２１・・・排他制御管理テーブル ２２・・・デッドロック管理テーブル Ｆ１〜Ｆ６・・・ファイル Ｂｌ、Ｂ２．Ｂｎ、ＣＩ。 Ｃｎ・・・フ゛ロンク （単位置源）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のタスクを並行して実行するデータ処理装置に入出
   力径路を介して接続され前記データ処理装置からの入出
   力指令に従って外部記憶媒体への情報の書き込み或いは
   前記外部記憶媒体からの情報の読み出しを行うファイル
   処理装置において、前記外部記憶媒体上に作成されるフ
   ァイルを構成する個々の単位資源とタスクとの使用関係
   および待ち関係を管理するデッドロック管理テーブルと
   、 資源待ち発生時に、前記デッドロック管理テーブルで管
   理された個々の単位置源とタスクとの使用関係および待
   ち関係を調査することにより、前記資源待ち発生により
   デッドロック状態が生じるか否かを検出するファイル管
   理制御手段とを具備したことを特徴とするファイル処理
   装置。