JPH0380337A - 並列化装置 - 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、複数のプロセッサを有し、プロセッサ間で通
信を行う通信機構とプロセッサ間で待合せをしながら処
理を進める同期機構とを有するマルチプロセッサシステ
ムが並列処理可能なオブジェクトプログラムを実行すべ
きプログラムから生成する並列化装置に関する。

〔従来の技術〕

従来、マルチプロセッサシステムで並処列理を行う場合
、プログラムをジョブやスレッド等の大きな単位に分割
し、フラグチエツクやトークン制御等の方法により、タ
スク間の先行関係をすべて満たすことを確認することを
前提としたタスクのスケジューリングを行っていた。

なお、この種の装置として関連するものには、例えば特
開昭６３−１８４８４１号公報に記載されているものが
ある。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術は、プログラムを大きな単位に分割し、並
列化スケジュールするため、プログラムが本来もってい
る並列性をひき出すことができず、効果的な並列処理が
できないという問題点があつた。

さらに、フラグチエツクやトークン制御でタスクの先行
関係を管理するため、並列化スケジュールを作成するの
に非常に多くの時間を要していた。

本発明の目的は、複数のプロセッサを有し、プロセッサ
間で通信を行う通信機構とプロセッサ間で待合せをしな
がら処理を進める同期機構とを有するマルチプロセッサ
システムが高効率な並列処理を行うことができるオブジ
ェクトプログラムを高速に、かつ、プロセッサの種類に
よらず普遍的に、種々のソースプログラムに対応して生
成する並列化装置を提供することである。

本発明の他の目的は、前記マルチプロセッサの同期処理
によるオーバーヘッドを小さくするタスクスケジュール
結果を得る並列化装置を提供することである。

本発明の他の目的は、前記マルチプロセッサの同期処理
によるオーバーヘッドを小さくした、前記マルチプロセ
ッサ中の各プロセッサが実行すべきオブジェクトプログ
ラムを、各プロセッサに割付ける並列化装置を提供する
ことである。

本発明の他の目的は、前記マルチプロセッサの並列処理
に起因するオーバーヘッドを考慮に入れて、プログラム
の前記マルチプロセッサでの実行時間をほぼ最小にでき
る、前記マルチプロセッサ中の各プロセッサが実行すべ
きオブジェクトプログラムを、各プロセッサに割付ける
並列化装置を提供することである。

本発明の他の目的は、種々のプロセッサに対応でき、高
い汎用性をもつ並列化装置を提供することにある。

本発明の他の目的は、もどのプログラムの構造を変えず
に、タスク間リレーションを容易に見つけ出すことがで
き、高速にタスクスケジュールする並列化装置を提供す
ることである。

〔課題を解決するための手段〕 上記第１の目的を達成するため、本発明の第１の並列化
装置は、複数のプロセッサを有し、プロセッサ間で通信
を行う通信機構とプロセッサ間で待合せをしながら処理
を進める同期機構とを有するマルチプロセッサシステム
が並列処理可能なオブジェクトプログラムを実行すべき
プログラムから生成する並列化装置において、実行すべ
きプログラムをタスクに分割し、タスクがどのタスクか
らの結果データから影響をうけるか、またはタスクが出
力する結果データが、どのタスクの実行に影響を与える
かを前記プログラム中のオペランドデータを調べること
によって、タスク間リレーション情報と、タスクを構成
するマシン命令の処理時間を加算することによりタスク
処理時間情報とを生成するタスク分割手段と、上記タス
ク分割手段が出力したタスク処理時間、タスク間リレー
ション情報をもとに、前記マルチプロセッサシステムに
おいて、並列に実行できるタスクをそれぞれ別のプロセ
ッサで実行させるため、先行関係に矛盾がおこらないよ
うに、各プロセッサで実行すべきタスク群とその処理シ
ーケンス情報を生成すると共に前記同期機構による待合
せ処理をどの時点で行うべきかという同期情報を生成す
るタスクスケジュール手段と、前記タスクスケジュール
手段が生成した、前記マルチプロセッサ中の各プロセッ
サに割付けるべきタスクとその処理シーケンスを、前記
マルチプロセッサ中の各プロセッサが実行すべきオブジ
ェクトプログラムとして定義して、各プロセッサに割付
ける機能を持つ並列化コンパイル手段とを有する。

上記第２の目的を達成するため本発明の第２の並列化装
置は、前記本発明の第１の並列化装置において、タスク
スケジュールした後、タスクを結合することによって、
同期機構による待合せ処理回数を減らすことができ、前
記マルチプロセッサでの並列処理実行時間を短縮できる
タスクを結合してそれを１つのタスクとするためのタス
ク結合情報を生成する機能を有するタスクスケジュール
手段を有する。

上記第３の目的を達成するため本発明の第３の並列化装
置は、前記本発明の第２の並列化装置において、生成さ
れたタスク結合情報をもとに、タスクを結合するタスク
スケジュール手段を有する。

上記第４の目的を達成するため本発明の第４の並列化装
置は、前記本発明の第２の並列化装置において、前記タ
スクスケジュール手段が生成したタスク結合情報をもと
に、タスクを結合して、これを新たなタスクとして生成
するタスク分割手段を有する。

上記第５の目的を達成するため本発明の第５の並列化装
置は、前記本発明の第１〜第４の並列化装置において、
プログラムを種々のプロセッサの各命令を一般的に表現
する仮想マシンコードから成るプリオブジェクトプログ
ラムに変換するプリコンパイラを有する。

上記第６の目的を達成するため本発明の第６の並列化装
置は、前記本発明の第５の並列化装置において、関数形
式であらわされたデータに一対一に対応するデータに変
換できる仮想マシンコードを有する。

〔作用〕

本発明の第１の並列化装置によれば、複数のプロセッサ
を有し、プロセッサ間で通信を行う通信機構とプロセッ
サ間で待合せをしながら処理を進める同期機構とを有す
るマルチプロセッサシステムが並列処理可能なオブジェ
クトプログラムを実行すべきプログラムから生成する並
列化装置においてタスク分割手段は、実行すべきプログ
ラムをタスクに分割し、タスクがどのタスクからの結果
データから影響をうけるか、またはタスクが出力する結
果データが、どのタスクの実行に影響を与えるかを前記
プログラム中のオペランドデータを調べることによって
、タスク間リレーション情報と、タスクを構成するマシ
ン命令の処理時間を加算することによりタスク処理時間
情報とを生成する。

タスクスケジュール手段は上記タスク分割手段が出力し
たタスク処理時間、タスク間リレーション情報をもとに
、前記マルチプロセッサシステムにおいて並列に実行で
きるタスクをそれぞれ別のプロセッサで実行させるため
、先行関係に矛盾がおこらないように、各プロセッサで
実行すべきタスク群とその処理シーケンス情報を生成す
ると共に前記同期機構による待合せ処理をどの時点で行
うべきかという同期情報を生成する。

並列化コンパイル手段は、前記タスクスケジュール手段
が生成した、前記マルチプロセッサ中の各プロセッサに
割付けるべきタスクとその処理シーケンスを、前記マル
チプロセッサ中の各プロセッサが実行すべきオブジェク
トプログラムとして定義して、各プロセッサに割付ける
。

本発明の第２の並列化装置によれば、前記本発明の第１
の並列化装置において、タスクスケジュール手段は、タ
スクスケジュールした後、タスクを結合することによっ
て、同期機構による待合せ処理回数を減らすことができ
、前記マルチプロセッサでの並列処理実行時間を短縮で
きるタスクを結合してそれを１つのタスクとするための
タスク結合情報を生成する。

本発明の第３の並列化装置によれば、前記本発明の第２
の並列化装置において、生成されたタスク結合情報をも
とに、タスクスケジュール手段がタスクを結合する。

本発明の第４の並列化装置によれば、前記本発明の第２
の並列化装置において、タスク分割手段が、前記タスク
スケジュール手段が生成したタスク結合情報をもとに、
タスクを結合して、これを新たなタスクとして生成する
。

本発明の第５の並列状態によれば、前記本発明の第１〜
第４の並列化装置において、プリコンパイラが、プログ
ラムを種々のプロセッサの各命令を一般的に表現する仮
想マシンコードから成るプリオブジェクトプログラムに
変換する。

本発明の第６の並列化装置によれば、前記本発明の第５
の並列化装置において、仮想マシンコードによって、関
数形式で表されたデータを一対一に対応させる。

〔実施例〕

この発明の実施例を、図面を参照しながら説明する。

く第１実施例〉 第１図に本発明の第１実施例を示す。本実施例の並列化
装置１０はプリコンパイル手段２．核システムルーチン
３．タスク分割手段４．タスクスケジュール手段５．並
列化コンパイル手段６から或っている。

また１本発明の並列化装置１０によって、並列処理可能
となったオブジェクトコードおよびシーケンスを実行す
る並列処理装置（ターゲットマシン）９は、複数のプロ
セッサを備えており、各プロセッサで実行される各タス
クの実行が終了したことをチエツクし、タスク間先行関
係に矛膚なく並列処理を進めるためのプロセッサ間同期
機構および、プロセッサ間でのデータ授受を確実に行う
ための通信機構を備えている。

前者（プロセッサ間同期機構）の例として、特開昭６３
−４５６７０号に示されるプロセッサ間同期装置を用い
ることができ、後者（通信機構）の例として高速・高効
率で任意のプロセッサからランダムアクセス可能な共有
メモリを用いることができる。

このような共有メモリを実現するには、各プロセッサと
この共有メモリとを接続するバスを、例えば特開昭６２
−１５４０５７号、特開昭５３−４７８６６号に示され
る高速かつ高効率な信号制御回路を用いて制御すればよ
い、ターゲットマシン９の一例を第２８図に示す１本実
施例では、このターゲットマシン９においては、複数の
プロセッサで共通に用いるデータは共有メモリ上におき
、特定の１プロセツサでのみ用いるデータは該プロセッ
サのローカルメモリまたはレジスタ上に配置することと
する。

ソースプログラム１をターゲットマシン９で並列処理で
きるようにするため、本発明の並列化装置１０は次のよ
うに動作する。

プリコンパイル手段２はソースプログラム１を核システ
ムルーチン３の規定する仮想マシンコードに変換し、タ
スク分割手段４に送る。

仮想マシンコードとは、並列化するために必要な条件を
満たし、かつプロセッサの命令を一般的に表現したマシ
ンコードである。並列化するために必要な条件を満たす
ため、本例では関数形式で表されたデータを一対一で変
換する機能をもっている仮想マシンコードを用いる。プ
ログラムを仮想マシンコードに変換する方法として、例
えば次のような方法がある。ソースプログラムを記述し
ているステートメントと核システムルーチンどの対応を
示すテーブル（以下ＳＮテーブルと称す）を用意し、プ
リコンパイル手段２は、ＳＮテーブルと核システムルー
チンによって、プログラム１を仮想マシンコードに変換
する。

ＳＮテーブルは例えばプリコンパイル手段にもたせても
よい、核システムルーチンはそれぞれ、ある処理を行う
ための仮想マシンコードによって構成されており、この
ような核システムルーチンの集合を核言語と呼ぶ。

このようにして、プリコンパイル手段２は、ソースプロ
グラム１を仮想マシンコードに変換し、タスク分割手段
４に送る。

タスク分割手段４は、プリコンパイル手段２から送られ
てきた仮想マシンコード群をタスクと呼ぶ単位に分割し
、各タスクの処理時間、タスク間先行関係のデータを生
成する。タスク間先行関係は次のように定義される。す
なわち、あるタスクＱにおいて、別のタスクＰの実行結
果を用いる場合には、タスクＱの実行開始前に、タスク
Ｐは終了していなければならず、このような場合タスク
ＰとＱの間には先行関係があると言う、また、タスクＰ
をタスクＱのアセンプントタスク、タスクＱをタスクＰ
のデイセンプントタスクと呼ぶことにする。

この関係にある時、第５図に示すように先行関係を矢印
で示すこととし、このようなタスクの先行関係を示す図
をタスクリレーショングラフと呼ぶことにする。タスク
分割手段４は、次の各場合に応じて、それぞれに示した
方法によって、第６図に示すようにタスク間先行関係を
示すテーブル（タスクリレーションテーブル）を生成す
ることができる。

１）ソースプログラム１が関数形式で記述されている場
合、プリコンパイル手段２から出力される仮想マシンコ
ードは関数形式になっているから、各タスクＴの実行に
必要なデータを出力するタスクＡが該タスクＴのアセン
プントタスクとなり、タスク間リレーションテーブルを
生成できる。

２）ソースプログラム１が非関数形式で書かれている場
合 ａ）ソースプログラムレベルのプログラム書換えを行わ
ない場合 例えば、プリコンパイル手段２にソースプログラム１中
のステートメントとこれを関数形式にした時の対応テー
ブルをもたせ、このテーブルとプリコンパイルした仮想
マシンフードをタスク分割手段４に送り、この両方によ
って、各タスクＴの実行に必要なデータを出力するタス
クＡが該タスクＴのアセンプントタスクとなり、タスク
間リレーションテーブルを生成できる。

ｂ）ソースプログラムレベルのプログラム書換えを行う
場合。

以下に示すような方法でタスクモジュールとして最小単
位とみなせるレベルでソースプログラムを関数形式化し
、（１）に帰着させる。

ｉ）ソースプログラムがメモリ変数のみを用いている場
合（レジスタ変数を用いない場合） これは、ソースプログラムがレジスタ演算を用いずすべ
てメモリ演算のみで構成されている場合である。ここで
、メモリとして共有メモリを選べば、このメモリ上のデ
ータは任意のプロセッサからアクセスすることができる
。ソースプログラムを関数形式に変換する関数形式にす
る一方法として、異なる変数、定数には同一名をつけな
い方法があり、第２図にその例を示す。第２図において
ａ＝ｂ＋ｃとはｒｂ＋ｃを実行し、その結果をａに代入
する」の意味である。

このような関数形式に変換するアルゴリズムとして、例
えば、次のような変換アルゴリズムを用いる方法がある
。

即ち、等号の左辺に同一変数または定数名を示す文字（
列）がｍ回（ｍ≧２）記述されていた場合、ｉ　（２≦
ｉ≦ｍ）回目の式の等号左辺を第１回目の変数または定
数名を示す文字列Ｎｌと異なる文字（列）Ｎｉに変更し
、この式の次の式から（ｉ＋１）回目に等号左辺に同一
文字列Ｎｉ　が現れる式まで（この式を含む）の式にお
ける等号右辺の該同一文字列は文字列Ｎｔに書換える。

以上の操作を２≦ｉ≦ｍの各ｉについて行えばよい、こ
れにより、ソースプログラムは関数表現となり（１）に
帰着する。

五）ソースプログラムがレジスタ変数を用いている場合 次の（イ）、（ロ）いずれかの方法をとる。

イ）レジスタ演算をすべてメモリ演算に変換する。

この時−（２）　　（ｂ）　　（ｉ）に帰着される。

口）メモリからロードして、メモリにストアする型をと
るようにし、これをタスクの最小単位とする。これを実
現するためには、この型を満足するようにソースプログ
ラムを区切るか、または単に区切っただけでは実現でき
ない場合はメモリからのロード、メモリへのストア命命
を追加、挿入する。これにより、（２）−（ｂ）−（ｉ
）に帰着される。

タスク分割手段４におけるタスク分割方法として、例え
ば次の方法がある。

ソースプログラムｌはプリコンパイル手段２によって、
仮想マシンコードに変換されている。タスク分割手段４
においては、この１仮想マシンコ一ド単位にまで展開さ
れた仮想マシンコード群を１仮想マシンコードを１つの
タスクとしてタスクに分割し、第３図に示すタスク登録
テーブル（タスク地と各タスクに含まれる仮想マシンコ
ード、各タスク処理時間を示すテーブル）にタスク内容
（即ち、そのタスクに含まれる仮想マシンコード）を登
録する０次に第４図に示す仮想マシンコード−実マシン
コード対照テーブルにおいて、用いようとするターゲッ
トマシン上の実プロセツサの欄を参照することにより、
そのタスクを実行するのに要する処理時間をタスク処理
時間として、タスク登録テーブルのタスク処理時間とし
て、タスク登録テーブルのタスク処理時間の欄に登録す
る。

仮想マシンコード−実マシンコード対照テーブルは、各
仮想マシンコードに対応する実プロセツサのマシンコー
ドおよびその処理時間を、各仮想マシンコードごとに、
各実プロセツサごとに示している。第３図に示すタスク
登録テーブルにおいては、実プロセツサがプロセッサＡ
であった場合の例を示しである。

タスク分割手段４のタスクリレーションテーブル生成法
は先述の通りであり、第７図に示すタスクリレーション
グラフを有するタスク群のタスクリレーションテーブル
を第６図に示す。

第７図において、丸印１１の内側の数字はタスク番号、
丸印１１横の数字はタスク処理時間、丸印１３はタスク
間先行関係を示している。ここで、タスク＆Ｏのタスク
は、処理実行の開始を示すタスクで、その処理時間はＯ
である。

第６図では各タスクに対するアセンプントタスクを示す
ことにより、タスク間リレーションを示したが、各タス
クに対し、デイセンプントタスクを示すことによって、
タスクリレーションテーブルを構成することもできるし
、タスクリレーションテーブル中にアセンプントタスク
、デイセンプントタスクの両方を示していてもよい。

このように、タスク分割手段４は、プリコンパイル手段
２が出力した仮想マシンコード群をタスクに分割し、各
タスクの内容および各タスクの処理時間を示すテーブル
（タスク登録テーブル）および、タスク間リレーション
を示すテーブル（タスクリレーションテーブル）を生威
し、タスク処理時間およびタスク間リレーション情報を
タスクスケジュール手段５に送る。

タスク分割の手段として、本実施例では１仮想マシンコ
ードをｌタスクとしたが、プリコンパイル前の１ステー
トメントまたは複数のステートメントを１タスクとし、
該ステートメントがブリコシバイルされた仮想マシンコ
ード（群）を１タスクとして、タスク登録テーブルに登
録してもよいし、複数のマシンコードを１タスクとして
もよい。

各タスクの処理時間、タスク間リレーションも先に述べ
た方法で、いずれも同様に生成できる。

タスクスケジュール手段５は、タスク間の先行関係を満
たしつつ与えられたタスク群を、ターゲットマシン９で
並列処理した際に、全体の処理時間が、与えられたタス
ク条件、タスク処理時間条件、タスク間先行関係条件の
下で実現することができる最小処理時間（クリティカル
・パスの処理時間）に近づくように、タスクを並列化す
る。

このようなタスクスケジュール手段を実現するためには
、例えば次のアルゴリズムを用いればよい。

まず、与えられたタスクをマスクの先行関係が許す限り
、できるだけ早く（即ち、タスクの処理可能な条件が出
そろったら直ちに）処理するようにタスクを初期配置す
る。第７図に示すタスク間リレーション、タスク処理時
間を有するタスクを、この初期配置した結果を第８図に
示す、第８図において、長方形２００はタスクを意味し
、線２０１は同期処理を示す。同期処理とは、並列処理
において、各プロセッサが処理しているタスクが、とも
に並列処理を行うプロセッサ全てにおいて終了するまで
次の処理を待ち、上記、ともに並列処理を行うプロセッ
サ全てにおいてタスクの処理が終了したことを確認した
後に次の処理に進むための待ち合わせ処理のことである
。任意の同期から。

次の同期までをレベルと呼び、先に実行されるレベルを
上位のレベル、後に実行されるレベルを下位のレベルと
呼ぶこととする。

本発明においては、第８図に示すように時間順にレベル
１．レベル２．レベル３．・・・レベルｎとレベル番号
を付けることとする。よって、レベルｌが最上位のレベ
ル、レベルｎが最下位のレベルとなる。従って、同一レ
ベルに配置されたタスクは並列に処理可能であり、レベ
ルｎで実行されるタスクＢのアセンプントタスクＡが存
在する場合は、該アセンプントタスクＡはｎよりも上位
のレベルになければならない。

先述の初期配置を行うためには、例えば次のアルゴリズ
ムを用いればよい。

まず、主の初期値を１として、タスクリレーションテー
ブルにおいて、タスクＯをアセンプントタスクにもつタ
スクを第９図に示すレベルファイルのレベルｉ　（＝１
）に登録する。タスクをレベルに配置、登録する際は第
８，９図に示すように処理時間の大きいタスクから順に
左から配置、登録する。

次に、レベル１〜ｉに登録したタスク以外のタスクにつ
いて、アセンプントタスクを調べ、該アセンプントタス
クのすべてがレベル１〜ｉにあれば、該タスクをレベル
（ｉ＋１）に登録する。そして、ｉ　＝＝　ｉ　＋　１
として、上記アルゴリズムで次のレベルの登録に進み、
レベルに登録されないタスクがなくなったら（即ち、全
てのタスクがレベル登録テーブルに登録されたら）終了
する。

以上がタスク初期配置のアルゴリズムの一例である。初
期配置結果は、必ずしも総処理時間を最短にするものに
はなっていないので、更に総処理時間の短縮を図る。そ
のためには、例えば次のアルゴリズムを用いればよい。

タスクが初期配置されたレベルを第ルベル（最上位）〜
第ｎレベル（最下位）と定義し、任意のレベルｉに属す
るタスクのうち、最左方のタスク（即ち、該レベルで最
大のタスク）Ｔｉｚの処理時間をＳＴ１、該レベルに属
するタスクのうち、左から２番目のタスクＴ’ｉｚの処
理時間をＳＴ２とし、レベルｉより下位のあるレベルｊ
に属するタスクのうち最大のタスクＴ　Ｊ　ｔの処理時
間をＤＴＩと定義する。

まず、１＝ｎ−１として、レベルｉに属するタスクのう
ち最左方向のタスクＴ　ｉ　ｔがレベル（ｉ＋工）より
下位でレベルｎまでのいずれかのレベルに、タスク間リ
レーション条件を満たしながら移動可能か否かを調べる
。タスク間リレーション条件上移動可能な場合、移動先
のレベルをｊとして、各ｊに対し上記定義のＳＴＩ、Ｓ
Ｔ２．ＤＴＩによって ＳＴＩ＞ＤＴＩのとき；　Ｅ＝ＤＴ１−８Ｔ２ＳＴＩ≦
ＤＴＩのとき；　Ｅ＝ＳＴ１−８Ｔ２で与えられるＥを
評価し、このうちＥ≧０となるものがあった時、タスク
Ｔｌｌはレベルｉから移動可能とし、Ｅを最大にするレ
ベルｊヘタスクＴｚｔを移動する。移動不可能な場合は
、レベルｉの最左端タスクがレベルｊへ移動不可能にな
った場合の処理（後述）へ進む、Ｅを最大にするレベル
ｊが複数ある場合には、なるべく下位のレベルへタスク
Ｔ　１ｔを移動し、この移動によって新たにレベルｉで
最左端となったタスクについても同様の操作を行う。レ
ベルｉの最左端のタスクについて、レベルｉからレベル
ｊへの移動が不可能になった時、レベルｉの残りのタス
クについて、タスク処理時間の大きいタスクから順に、
全体の処理時間を増加させない範囲で、タスク間リレー
ションが許す限りできるだけ下位のレベルに移動する。

この移動ができない場合は、そのタスクを移動せずにそ
のレベルにおく。

こうして、レベルｉに属するすべてのタスクについての
判断が終了したならば、ｉ　＝　ｎ　−２として上記の
操作をくり返し、１＝ｎ−３，ｎ−４゜・・・ｌと順次
操作を行う。

上記操作によって、タスク間リレーションを満たし、か
つ初期配置より全体の処理時間を短縮するか変化なしと
いう条件で、全タスクをできるだけ下位のレベルに移動
させることができる。これを下方スィーブアルゴリズム
と呼ぶ０次に、上記アルゴリズムと同様のアルゴリズム
で、今度は、タスク間リレーションを満たし、かつ第１
回目下方スイープアルゴリズムによるスケジュール結果
よりも全体の処理時間を短縮するか変化なしという条件
で、全タスクをできるだけ上位のレベルに移動する。こ
れを上方スイープアルゴリズムと呼ぶ。上方スィーブは
下方スイープに比べ、タスクを移動する方向が異なるだ
けであるから、下方スイープアルゴリズムにおいて、タ
スクの移動方向のみを上方に変え、あとは同様のアルゴ
リズムを用いることにより上方スイープアルゴリズムを
実現できる。この下方スイープアルゴリズム、上方スイ
ープアルゴリズムを交互に実行することによって、全体
の処理時間をクリティカルバスの処理時間に近づけてゆ
き、上方スイープ、下方スイープいずれのアルゴリズム
によっても、それ以上、処理時間の短縮が行われなくな
った時点で上方。

下方スイープアルゴリズムの実行を終了すれば、与えら
れたタスク条件、タスク間リレーション条件、タスク処
理時間の条下の下で、全体の処理時間をほぼ最小にでき
る準最適をタスクスケジュール結果を得ることができる
。このアルゴリズムを用いて、第８図に示すタスクの初
期配置から、タスクを移動し、スケジュールした結果を
第１０図に示す。第８図に示す初期スケジュール結果に
比べ、第１０図に示すスケジュール結果では、全体の処
理時間を短縮することができる。

以上のスケジューリングでは、全てのプロセッサが同時
に同期する（−斉同期）条件でのスケジューリングを行
ったので、これを−斉同期によるスケジューリングと呼
ぶ。

一方、いくつかのプロセッサでチームを構成し、関連す
るタスクは、このチームで処理し、チーム内のプロセッ
サ間で同期をとり、必要に応じて、チーム間の同期をと
る同期方式をチーム同期と呼び、チーム同期を用いるス
ケジューリング方式を、チーム同期を用いたスケジュー
リングと呼ぶ。

第１０図に示した一斉同期によるスケジューリング結果
をもとに、チーム同期を用いたスケジューリングを行っ
た結果を第１１図に示す、第１１図において、プロセッ
サ０，１がチームＡ、プロセッサ２，３がチームＢを構
成し、時刻ｔＯ〜ｔ１においては、チームＡがタスク２
，５，１を担当し、チームＢがタスク３，４，６，７，
８，９を担当し、同期はそれぞれチームＡの中だけ（チ
ーム同期１４）、チームＢの内だけ（チーム同期１５）
で行う、このようにチーム同期を用い全体の処理時間が
できるだけクテイカルバスの処理時間に近づくようにス
ケジュールを作成することを、チーム同期を用いたスケ
ジューリングと呼ぶ。第１０図と第１１図を比較してわ
かるようにチーム同期を用いたスケジューリングでは、
−斉同期を用いたスケジューリングに比べ全体の処理時
間をさらに短くすることができる。チーム同期を用いた
スケジューリングを行うためにはタスクの初期スケジュ
ールを行った後に、例えば、次のアルゴリズムを用いれ
ばよい、タスクの初期スケジュールを行う方法として、
例えば先述の一斉同期を用いたスケジューリングを用い
ることができる。タスクの初期スケジュール結果が、レ
ベル１〜ｎまで存在するとする。

このスケジュール結果において、クリティカルバスが各
レベルｉの最長時間のタスクを通っているか否かを、上
位レベルから下位レベルへ順にチエツクしてゆく１通っ
ている場合は、次のレベルのチエツクに進み、通ってい
ない場合は、このレベルｉとレベル（ｉ＋１）を仮に結
合し、このレベル内のタスクのうち先行関係を有するタ
スクを集めてチームを構成し、各チームについて先に述
べた一斉同期を用いたスケジューリングのアルゴリズム
を用いてスケジュールを行う、スケジュール後の各チー
ムの処理時間のうち最長のものをチーム構成前の処理時
間と比較し、処理時間が短縮されていれば、これをチー
ムとして登録し、早く登録したチームからプロセッサ０
，１，２．・・・の順に必要な数だけのプロセッサを割
当てる。処理時間が短縮されない場合、後述の処理Ｕに
うつる。

処理時間が改善された場合は、レベルｉ、ｉ＋１゜ｉ＋
２の一斉同期３レベルに含まれるタスクについて、先に
登録したチームに関係なく、改めてタスク間先行関係で
結びついたタスクを集めてチームを構成し、上述の操作
を行う、処理時間が短縮されれば更に次のレベルを追加
し、あらたにチームを構成し、同様の検討を行う、処理
時間の短縮がなされなくなると、次に示す処理Ｕに移る
［処理Ｕ：構構成たチームの上位のレベルを順次追加し
てゆき、上記と同様にチームを構成し、全体の処理時間
の短縮を図る。］ この結果、全体の処理時間が短縮されなくなったところ
で、再び構成されたチームの下位レベルについて、クリ
ティカルパルが該各レベルの最長処理タスクを通ってい
るか否かを判定し、その結果に従い、上述の操作を繰り
返す。

さて、チーム同期によるスケジューリングの開始に先立
って行われる初期スケジュールは、例えば、次の方法に
よってもよい。

すなわち、まず−斉同期を用いたスケジューリングを行
い、−斉同期によるスケジューリング結果が、レベル１
〜ｎまで存在するとする。この結果をもとに、まず主の
初期値をｌとし、レベル主とレベル（ｉ＋１）を仮に結
合し、このレベル内のタスクのうち先行関係を有するタ
スクを集めてチームを構成し、各チームについて先に述
へた一斉同期を用いたスケジューリングのアルゴリズム
を用いてスケジュールする。各チームのスケジュール後
の処理時間をスケジュール前と比較し、処理時間が短縮
されていれば、これをチームとして登録し、早く登録し
たチームからプロセッサ０゜■、２．・・・の順に必要
な数だけのプロセッサを割当てる。処理時間が改善され
ない場合、ｉ＝ｉ＋１とし上述の操作をくり返す、処理
時間が改善された場合は、レベルｉ、ｉ＋１．ｉ＋２の
一斉同期３レベルに含まれるタスクについて、先に登録
したチームに関係なく、改めてタスク間先行関係で結び
ついたタスクを集めてチームを構成し、上述の操作を行
う。処理時間が短縮されれば更に次のレベルを追加し、
あらたにチームを構成し、同様の検討を行う。処理時間
の短縮がなされなくなった所で、その時点でのチームを
最終的にチームとして登録し、その次のレベルをｊとし
た時、ｉ＝ｊとして上述のアルゴリズムを（り返してゆ
き、レベルｎまでの検討が終了した時点で、初期スケジ
ューリングの終了とする。

以上のような一斉同期またはチーム同期を用いたスケジ
ューリングアルゴリズムを実行するタスクスケジュール
手段５によって、タスク分割手段４から出力され、タス
ク条件、タスク処理時間条件、タスク間接続関係条件の
下で、全体の処理時間をほぼ最小にでき、クリティカル
パスの処理時間に近づけることができる。このスケジュ
ーリングの結果、各レベルに含まれるタスクを示したレ
ベルファイルと各プロセッサが処理すべきタスク２同期
の種類を処理すべき順に示すプロセッサファイルと共有
変数名、そのアドレスを示す共有変数ファイルが生成さ
れる。第１０図に示したスケジュール結果に対応するレ
ベルファイルを第２２図に示し、プロセッサアイルを第
１９図に示す、第１９図においてＳｏは一斉同期命令を
示す。チーム同期命令等他の同期命令が入る場合も、第
１９図と同様のプロセッサファイルが構成される。

例えば、第１１図に示すチーム同期を用いたスケジュー
リング結果に対応するプロセッサファイルを第２５図に
示す、第２５図において、Ｓｏは一斉同期命令を、Ｓｌ
はプロセッサＯとプロセッサ１からなるチームのチーム
同期命令を、Ｓｓはプロセッサ２とプロセッサ３から成
るチームのチーム同期命令を示す。

上記スケジュール後、タスクスケジュール手段５は、で
きるだけ使用するプロセッサ台数が減るように、あるレ
ベルにおいであるプロセッサに割当てられているタスク
を、タスクが割当てられていないプロセッサの存在する
他のレベルに、タスク間先行関係が許す条件下で全体の
処理時間が長くならないよう移動し、タスクが割当てら
れていないプロセッサが存在する上記レベルに割当てて
もよい０例えば第１２図に示すように、プロセッサ４の
レベルｎ＋１に割当てられているタスクＴを、プロセッ
サ３のレベルｎに移動すれば、全体の処理時間を増加さ
せずに、使用するプロセッサ数を減らすことができる。

また、使用するプロセッサ台数が減るように、あるプロ
セッサに割当てられているタスクを、タスク間先行関係
が許し、かつ全体の処理時間が長くならない範囲で、他
のプロセッサに割当てられているプロセッサに結合して
もよい。

例えば、第１３図に示すように、プロセッサ４のレベル
ｎ＋１に割当てられているタスクＴを、プロセッサ３の
レベルｎに割当てられているタスクＰに結合し、プロセ
ッサ５のレベルｎ＋１に割当てられているタスクＳをプ
ロセッサ３のレベルｎ＋１に割当てられているタスクＱ
に結合することができる。これは、タスク間の先行関係
が、タスクＴ、Ｓのこのような移動を許す場合にのみ成
立する。

このとき、使用するプロセッサ台数を５台から３台に減
らすことができる。このタスクスケジュール手段５によ
って、上記マルチプロセッサシステムが高効率な並列処
理を行うためのタスクスケジュールを高速に生成するこ
とができる。上述のタスクスケジュール手段５に、更に
以下に述べるタスク結合情報生成機能をもたせてもよい
。

さて、上述のタスクスケジュール手段５によって、第Ｉ
４図に示すタスク（丸印；大中の記号がタスク名）、タ
スク処理時間（タスク横に表示した数字）、タスク間先
行関係（タスク間を結ぶ矢印）を有するタスク群を上述
のタスクスケジュール手段５によってスケジュールする
と第１６図に示す結果が得られる。第１６図において、
Ｔ　Ｐ　Ｔ　ｔはレベルｉに属するタスクの処理時間の
うち、最大のタスク処理時間を示し、Ｔ　ＣＴ　ｔは、
レベルｉの並列処理を行うために要する時間（例えば、
同期オーバーヘッド、通信オーバーヘッド等）を示す、
今、第１６図に示すスケジューリング結果を実行する場
合、全体の処理時間Ｔ１は、ｎをレベル数として で与えられる。従って、全体の処理時間Ｔｉを、与えら
れたタスク条件、タスク処理時間条件、タスク間接続関
係条件で最小にするためには、すでに実行しているわけ （スケジューリングアル 必要がある。このためには各Ｔ　ＣＴ　ｉ　を小さくす
るか、またはレベル数を減らせばよい。ターゲットマシ
ン９では、同期処理はハードウェア化されており、Ｔ　
ＣＴ　ｔは最小化されているので、レベをできるだけ小
さくする。ターゲットマシン９においてはＴ　ＣＴ　ｉ
はほとんど同期オーバーヘッドであるから、 ΣＴ　ＣＴ　ｔを減らすためには、 ｉ＝ｌ 同期 回数ｎを減らせばよい、従って、２つ以上のレベルにわ
たって、該レベルに存在するタスクのうち、結合しても
　ΣＴ　Ｐ　Ｔ　ｔを増加させないタスク結合ｉ＝１ 小さくシ、全体の処理時間を短縮する。第１６図に示す
スケジューリング結果を例とすれば、レベル１とレベル
２を結合し、その中でタスクｌａ。

タスク１ｂを結合しタスク１とし、タスク２ａとタスク
２ｂを結合しタスク２とする０次に、レベル３とレベル
４とレベル５とを結合し、その中でタスク４ａとタスク
４ｂとタスク４ｃとを結合してタスク４とし、タスク３
ａとタスク３ｂとを結合してタスク３とする。その結果
、新たに生成されたタスク１〜４は、第１７図に示すよ
うにスケジューリングできる。その結果、第１７図に示
すスケジューリング結果に従って処理を実行した場合、
全体の処理時間Ｔｚは、第１６図に示すＴ１に比べΔτ
分だけ短縮することができる効果がある。このタスク結
合は、タスク内容およびタスク処理時間を変化させるの
みならずタスク間リレーション関係も変化させる。第１
７図に示したようなタスク結合を行った場合、第１４図
に示すタスク間リレーションは第１５図に示すタスク間
リレーションを有することになる。タスクスケジュール
手段５は、このように、タスクを結合することによって
全体の処理時間を短縮するこどのできるタスクのタスク
結合情報を生成する。ただし、タスクスケジュール手段
５はスケジュールのみを行い、タスク結合情報を生成し
なくてもよい、このようなタスク結合を適用することに
より、全体の処理時間を短縮することができるタスク間
関係条件、タスク処理時間条件の一例を第１８図に示す
。

第１８図において、レベルｉとレベル（ｉ　＋　１）を
結合しようとする場合、レベルｉに属する任意のタスク
Ａａのレベル（ｉ　＋　１）におけるデイセンプントタ
スクＢ−は１つのみであり、かつ該デイセンプントタス
クＢＪのレベルｉにおけるアセンプントタスクはタスク
Ａ４のみである場合、このタスクＡ、とＢ−を結合して
も、ΣＴ　Ｐ　Ｔ　ｔ　をｉ＝１ 増加させることはなく、かつ、ΣＴ　ＣＴ　ｉ　を減ら
ｉ＝１ すことができるので、タスク結合可とする。この決定を
判断するアルゴリズムの一例を第２０図に示フローチャ
ート形式で示す、第２０図はスケジュール手段５による
タスクスケジューリングが終了した状態を５ＴＡＲＴと
している。また、チーム同期もチーム内では一斉同期と
みなせるため、このタスク結合アルゴリズムは、−斉同
期のみによるスケジューリングにもチーム同期を用いた
スケジューリングにも用いることができる。また、第２
０図において「タスクＡＪ　とタスクＢＪ　を結合」と
あるのは、例えば、第２１図に示すタスクリンクファイ
ル（タスクの結合情報を示すファイル）を生成すること
である。第２上図は第１６図に示すスケジュール結果に
上記アルゴリズムを適用することによって生成されるタ
スクリンクファイルである。また、タスクスケジュール
手段５によって第１６図に対応するプロセッサファイル
が生成され、これを第２４図に示す。第２４図中、Ｓｏ
は一斉同期命令を示す。タスクスケジュール手段５は第
２１図に示すようなタスクリンクファイルを生成した時
にはこれを参照することにより、第２４図に示すプロセ
ッサファイルにおいて、リンクされたタスクとタスクど
の間にある同期命令を削除する。こうして得られたプロ
セッサファイルを第２３図に示す。タスクスケジュール
手段５がタスク結合情報を生成しない時は、同期命令を
削除しない。第２３図においては、Ｓｏは一斉同期命令
を示す、第２３図に示すプロセッサファイルに従ってタ
スクを実行すると、第１７図に示す結果となり、タスク
結合前に比べ全体の処理時間をΔＴだけ短縮することが
できる効果がある。

以上示したようにタスクスケジュール手段５は、タスク
、タスク処理時間、タスク間リレーションを入力として
、タスクスケジューリング結果（レベルファイル）、各
プロセッサが実行すべきタスクと同期処理情報（プロセ
ッサファイル）、共通変数テーブルを生威し、さらに、
タスク結合情報（タスクリンクファイル）を生成しても
よい、このうちプロセッサファイルと共通変数テーブル
が並列化コンパイル手段６に送られる。並列化コンパイ
ル手段６では、タスク登録テーブルを参照し、タスク同
期命令を仮想マシンコードに変換し、さらに、仮想マシ
ンコード−実マシンコード変換テーブルによって、仮想
マシンコードを実マシンコードに変換する。

この結果、各プロセッサごとに実行すべき実マシンコー
ドが実行順に並んだファイル（オブジェクトプログラム
）が生成され、ターゲットマシン９に送られる。ターゲ
ットマシン９では、送られてきたオブジェクトプログラ
ムに従って並列処理を行う。

本発明の並列化装置によれば、ソースプログラムを小さ
な単位（タスク）に分解するためソースプログラムに含
まれる並列処理可能部の多くを並列化でき２ターゲツト
マシン９でソースプログラムを並列処理した際に全体の
処理時間が、与えられたタスク条件、タスク処理時間、
タスク先行関係条件下で実現することができる最小処理
時間に近づくようタスクを並列化することができるため
、並列処理効率の高い並列処理可能なオブジェクトコー
ドおよびシーケンスを得ることができる効果がある。さ
らに、レベルの概念を用いたスケジューリングアルゴリ
ズムをタスクスケジュールさらにレベルという概念を用
いたスケジューリングアルゴリズムをタスクスケジュー
ル手段５に用いているため、極めて高速にスケジューリ
ングを行うことができる効果がある。

また、本発明の並列化装置によれば、プリコンパイル手
段２．タスク分割手段４．タスクスケジュール手段５は
、プロセッサの種類によらない仮想マシンコードを取り
扱っていて、実マシンコードに応じて変更する必要があ
るのは、並列化コンパイル手段６のみである。従って、
本発明の並列化袋［１０はターゲットマシン９上のプロ
セッサの変化に容易に対応できるという効果がある。

く第２実施例〉 第２６図は本発明の第２実施例を示している。

第２実施例の並列化装置３０はプリコンパイル手段２３
と、該システムルーチン２４と、タスク分割手段２５と
、タスクスケジュール手段２６と、並列化コンパイル手
段２７とから成っている。

また１本実施例の並列化装置３０によって並列化された
プログラムを実行するターゲットマシン３１は、第１実
施例のターゲットマシン９と同様のものでよい。

本実施例の並列化装置３０は問題（ソースプログラム）
２２をプリコンパイル手段２３によってプリコンパイル
し、仮想マシンコードに変換する所まで、第１実施例と
同様である。タスク分割手段２５は、プリコンパイル手
段２３から送られてきた仮想マシンコード群を、１仮想
マシンコードを１タスクとして、タスクに分割し、第Ｉ
実施例の所で示した方法と同様の方法によって、タスク
登録テーブル、タスクリレーションテーブルを生威し、
タスク、タスク処理時間およびタスク間リレーション情
報をタスクスケジュール手段２６に送る。タスクスケジ
ュール手段２６では、タスク分割手段２５から送られた
タスク、タスク処理時間、タスク間リレーション情報を
もとに、第１実施例と同様にして、タスク間先行関係を
満たしつつ、与えられたタスク群を、複数のプロセッサ
を有するターゲットマシン３１で並列処理した際に、全
体の処理時間が、与えられたタスク条件、タスク処理時
間条件、タスク間先行関係条件の下で実現可能な最小処
理時間（クリティカルパスの処理時間）に近づくように
、タスクを並列化する。

タスクスケジュール手段２６は第１実施例と同様の方法
をとるから、出力されるテーブル、ファイルも第１．実
施例と同様である。

すなわち、タスクスケジュール手段２６はタスり結合情
報（タスクリンクファイル）を出力する。

このタスク結合情報をタスク分割手段２５に送り、タス
ク分割手段２５において、このタスク結合情報をもとに
タスクの再生成を行う。すなわち。

タスクリンクファイルに結合を指示されたタスクは１つ
のタスクとする。タスクＴ１〜Ｔ、をこの順に結合し、
タスクＮＴとするために１次の操作（１）、（２）　　
を行う。

１）タスク登録テーブルにおいて、タスクＮＴのタスク
内容（仮想マシンコード）をＯＰＩ。

ＯＦ２．−、ＯＰｎ　（但しＯＰｉはタスクＴｔの仮想
マシンコード）として登録し、タスクＮＴのタスク処理
時間ＴＰＴ（ＮＴ）をＴＰＴはタスクＴｔのタスク処理
時間）として登録する。

２）タスク間リレーションテーブルにおいて、ｉ）アセ
ンプントタスクでタスク間リレーションを示している場
合。

ＡＴ（Ｔｌ）、　ＡＴ（ＴＺ）、・・・、　ＡＴ（Ｔ、
）のうち、’ｒｌ、’ｒｚ、・・・Ｔ、Ｉ以外のタスク
をタスクＮＴのアセンプントタスクとして、タスクリレ
ーションテーブルに登録する。

（但し、　Ａ　Ｔ　（Ｔ　ｉ）はタスクＴｉのアセンプ
ントタスクを示す） 五）デイセンプントタスクでタスク間リレーションを示
している場合 ＤＴ（Ｔｚ）、　ＤＴ（Ｔｚ）、　−、ＤＴ（Ｔｎ）の
うち、Ｔ１．Ｔｉ、・・・ＤＴ（Ｔ、）以外のタスクを
タスクＮＴのデイセントプントタスクとしてタスクリレ
ーションテーブルに登録する。

（但し、ＤＴ（Ｔｉ）はタスクＴ、のデイセンプントタ
スクを示す。） ｉｎ）アセンプントタスク、デイセンプントタスクの両
方でタスク間リレーションを示している場合。

ＡＴ（Ｔｚ）、　ＡＴ（Ｔｚ）−−、ＡＴ（Ｔｎ）のう
ち、Ｔｚ、Ｔｚ、・・・Ｔｆｉ以外のタスクをタスクＮ
Ｔのアセンプントタスクとしてタスク間リレーションテ
ーブルに登録し、ＤＴ（Ｔ１）。

ＤＴ（Ｔ２）、＝、ＤＴ（Ｔ−）のうちＴ　ｔ　ｐ　Ｔ
　ｘ　ｐ・・・Ｔｎ以外のタスクをタスクＮＴのデイセ
ンプントタスクとしてタスク間リレーションテーブルに
登録する。

以上のように、タスク登録テーブル、タスク間リレーシ
ョンテーブルを変更することによってタスクの再生成を
行い、この再生成されたタスクのタスク処理時間情報、
タスク間リレーション情報がタスクスケジュール手段２
６に送られ、先と同様のアルゴリズムで全体の処理時間
がクリティカルパスの処理時間にできるだけ近づくよう
スケジュールする。

このように、タスクスケジュールとタスク結合。

再生成をくり返す、そして、上記操作をくり返しても並
列処理オーバーヘッドを含めた全体の処理時間がそれ以
上短縮できなくなった時、このくり返しを中止し、タス
クスケジュール手段２６で生成されたプロセッサファイ
ルおよび共通変数テーブルが並列化コンパイル手段２７
に送られる。並列化コンパイル手段２７以降の動作は、
実施例１と同様である。

本実施例の並列化装置を用いることによる効果を以下に
述べる。

一般に、ソースプログラムを複数のタスクに分割し、全
体の処理時間が最小になるように並列処理スケジュール
する場合、並列処理に起因するオーバーヘッド（同期オ
ーバーヘッド等）がないと仮定した場合、ソースプログ
ラムをできるだけ小さなタスクに分割した方が、並列処
理できるタスクが増して、全体の処理時間短縮に有利で
あるが、実際の並列処理システムでは並処処理オーバー
ヘッドが存在するため、タスクを小さく分解しすぎると
、同期処理９通信等の並列処理オーバーヘッド原因とな
る動作の回数が増し、並列処理オーバーヘッドを含めた
全体の処理時間はかえって増大する。そこで１本発明の
並列化装置を用いれば、まずタスクを最小単位にまで分
解して並列化スケジュールするため、並列処理オーバー
ヘッドがないとした場合の最適スケジュール結果が得ら
れ、その結果に比べて、並列処理オーバーヘッドがない
とした場合の全体の処理時間が増さない範囲でタスクの
結合、再生を行って１タスクの大きさ（処理時間）を大
きくして再び並列化スケジュールすることをくり返すた
め、並列処理オーバーヘッドを含めた全体の処理時間を
、はぼ最小にすることができる効果がある。

また、本発明の並列化装置によれば、実マシンコードに
応じて変更する必要があるのは、並列化コンパイル手段
２７のみである。

従って、本発明の並列化装置３０は、ターゲットマシン
３１上のプロセッサの変化に容易に対応できるという効
果がある。

く第３実施例〉 本発明の第３実施例を第２７図に示す、第３実施例の並
列化装置２１９は制御用言語コンパイラ２０２、核シス
テムルーチン（核言語）２０６゜タスクデイバイター２
０７．タスクスケジューラ２０８、並列化コンパイラ２
１３から成っており、演算用言語コンパイラＡ２０３．
演算用言語コンパイラＢ２０４．ＡＩ用言語コンパイラ
２０５はそれぞれ必要に応じてあってもよい。また、シ
リアルコンパイラ２１２があってもよい、並列化コンパ
イラ２１３としては、完全並列コンパイラ２１４、ベク
トル化コンパイラ２１５９機能分散コンパイラ２１６の
うち、少なく１つを有していればよい。

また、本実施例の並列化袋！２１９によって並列化され
たプログラムを実行するターゲットマシン２１７は、第
１実施例のターゲットマシン９と同様のものでよい、タ
ーゲットマシン２１７はシステムモニタ２１８．ホスト
モニタ２１１によってモニタすることができる。タスク
スケジューラ２０８はプロセス管理同言語であるスケジ
ューリング言語２０９とＢＡＳＩＣ言語２１０を用いて
記述されている。

制御用言語で書かれたソースプログラムは制御用言語コ
ンパイラ２０２によって、演算用言語Ａで書かれたソー
スプログラムは演算用言語コンパイラＡ２０３によって
、演算用言語Ｂで書かれたソースプログラムは演算用用
語コンパイラＢ２０４によって、ＡＩ用言語で書かれた
ソースプログラムはＡＩ用言語コンパイラ２０５によっ
て、それぞれ核システムルーチン（核言語）２０６の規
定する仮想マシンコードに従って、仮想マシンコードに
変換される。タスクスケジューラ２０８からタスクデイ
バイダー２０７への経路２２０がない場合、タスクデイ
バイダー２０７は第１実施例におけるタスク分割手段４
と同様の動作をし、タスクスケジューラ２０８は第Ｉ実
施例におけるタスクスケジュール手段５と同様の動作を
し、並列化コンパイラ２１３が、完全並列コンパイラ２
１４を有しており、かつこの機能が選択された時は、並
列化コンパイラ２１３は、第１実施例における並列化コ
ンパイル手段６と同様の動作をする。

以上のような操作をへてターゲットマシン２１７にて高
効率な並処列理可能となったオブジェクトコードおよび
シーケンスは並列化コンパイラ２１・３からターゲット
マシン２１７に送られ、並列処理が実行される。

並列化コンパイラ２１３がベクトル化コンパイラ２１５
を有しており、かつこの機能が選択された場合には、タ
ーゲットマシン２１７でベクトル処理が可能なように、
タスクスケジューラ２０８から並列化コンパイラ２１３
に送られてきたプロセッサファイルおよび共通変数テー
ブルを並列化コンパイラ２１３はベクトル化された実マ
シンコードおよびシーケンスに変換し、ターゲットマシ
ン２１７に送り、ターゲットマシン２１７は、これに基
づきベクトル処理を行う。

並列化コンパイラ２１３が機能分解コンパイラ２１６を
有しており、かつ、この機能が選択された場合には、タ
ーゲットマシン２１７で機能分散処理が可能なように並
列化コンパイラ２１３はタスクスケジューラ２０８から
送られてきたプロセッサファイルおよび共通変数テーブ
ルを実マシンコードおよびシーケンスに変換し、ターゲ
ットマシン２１７に送り、ターゲットマシン２１７は、
これに基づき機能分散処理を行う。

ターゲットマシンがシリアル処理を行う時には、シリア
ルコンパイラ２１２によって、タスクスケジューラ２０
８からシリアル処理用に出力されたプロセッサファイル
から、シリアル処理用実マシンコードおよびシーケンス
を生成し、ターゲットマシン２１７に送る。

シリアル処理を行う場合、または機能分散処理を行う場
合は、タスクデイバイダー２０７から、タスクスケジュ
ーラ２０８を介さずに、シリアルコンパイラ２１２、並
列化コンパイラ２１３にタスク情報、タスク間リレーシ
ョン情報を送ってもよい。

また、タスクスケジューラ２０８からタスクデイバイダ
ー２０７への経路２２０が存在する場合は、第３実施例
のタスクデイバイダー２０７は、第２実施例のタスク分
割手段２５と同様の動作を行い、第３実施例のタスクス
ケジューラ２０８は、第２実施例のタスクスケジュール
手段２６と同様の動作を行う、その他の動作は、上述の
第３実施例における経路２２０がない場合と同様である
。

本実施例に示す並列化装置は第工、第２実施例に示した
効果に加え、次の効果がある。

即ち、制御用言語、演算用言語Ａ−Ｂ、ＡＩ用言語等、
複数の言語に対応でき、ターゲットマシンがシリアル処
理を行う時にも対応できる効果がある。その上、ターゲ
ットマシンでベクトル処理。

機能分散処理を行う場合にも対応できるという効果があ
る。

く第４実施例〉 第２８図は本発明の第４実施例を示している。

本発明の並列化装置７０は情報処理装置１１１および記
憶装置１１２を有しており、インターフェイス７１を介
して、ターゲットマシン７３に接続されている。

第１〜第３実施例で述べたような本発明の並列化装置の
アルゴリズムを記述したプログラムは、本並列化装置７
０中の記憶装置１１２中にありこのアルゴリズムが情報
処理装置１１１によって実行されて、ターゲットマシン
７３にて並列処理可能となったオブジェクトコードおよ
びシーケンスはインターフェイス７１を介してターゲッ
トマシン７３の外部拡張チャネル９７を通じて、ターゲ
ットマシン７３に送られる１本例では、特開昭６３−１
０１９５７号に示される並列処理装置をターゲットマシ
ン７３としている。

外部拡張チャネル９７を用いれば、本並列化装置７０か
ら、直接、共有メモリ１０６〜１０８にアクセスできる
ので５本発明の並列化装置によって生成されたオブジェ
クトコードおよびシーケンス（オブジェクトプログラム
）を共有メモリ１０６〜１０８に送ることができ、これ
に従ってプロセッサ７７〜８２は並列処理機構８７〜９
２の制御を受けながら、並列処理を実行することができ
る効果がある。プロセッサ７７〜８２間の通信は、第１
実施例で述べたように、信号制御回路９３〜９６によっ
て、高速・高効率のランダムアクセスが可能なバスによ
って、各・プロセッサ７７〜８２に接続された共有メモ
リ１０６〜１０８を用いて行う、ターゲットマシン７３
中のプロセッサ数が。

第２８図と異なる場合でも本実施例と同様に動作し、同
様の効果が得られる。また、プロセッサ７７〜８２は、
第２９図に示すように、ＣＰｔ１２５０　。

ＣＰＵローカルメモリ２５１．バッファ２５２を有して
いる。従って、各プロセッサが実行するオブジェクトコ
ードおよびシーケンスの情報を共有メモリ１０６〜１０
８ではなく、各プロセッサの有するＣＰＵローカルメモ
リ上に有していてもよい。また、外部拡張チャネル８４
〜８６を用いても、本発明の並列化装置７０によって生
成された、オブジェクトコードおよびシーケンスをター
ゲットマシン７３に送ることもできる。

本発明の並列化装置７０として例えばパーソナルコンピ
ュータやワークステーション等を用いることができ、こ
れらをマルチユースで用いてもよい。またターゲットマ
シン中の単数または複数のプロセッサを並列化装置７０
として用いてもよい。

本実施例に示す並列化装置は、第１〜第３実施例の効果
に加えて、ターゲットマシン７３が高効率の並列処理を
行うためのオブジェクトおよびシーケンスを得ることが
できるという効果がある。

〔発明の効果〕

本発明の第１の並列化装置によれば、複数のプロセッサ
を有し、プロセッサ間で通信を行う通信機構とプロセッ
サ間で待合せをしながら処理を進める同期機構とを有す
るマルチプロセッサシステムが高効率な並列処理を行う
ことができるオブジェクトプログラムを高速に、かつ、
プロセッサの種類によらず普遍的に、種々のソースプロ
グラムに対応して生成することができるという効果があ
る。

本発明の第２の並列化装置によれば、前記マルチプロセ
ッサの同期処理によるオーバーヘッドを小さくするタス
クスケジュール結果が得られるという効果がある。

本発明の第３の並列化装置によれば、前記マルチプロセ
ッサの同期処理によるオーバーヘッドを小さくした、前
記マルチプロセッサ中の各プロセッサが実行すべきオブ
ジェクトプログラムを、各プロセッサに割付けることが
できる。

本発明の第４の並列化装置によれば、前記マルチプロセ
ッサの並列処理に起因するオーバーヘッドを考慮に入れ
てプログラムの前記マルチプロセッサでの実行時間をほ
ぼ最小にできる、前記マルチプロセッサ中の各プロセッ
サが実行すべきオブジェクトプログラムを、各プロセッ
サに割付けられる効果がある。

本発明の第５の並列化装置は、種々のプロセッサに対応
でき、高い汎用性をもつ効果がある。

本発明の第６の並列化装置によれば、もどのプログラム
の構造を変えずに、タスク間リレーションを容易に見つ
け出すことができ、高速にタスクスケジュールができる
効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第１実施例を示す図、第２図は、関数
形式表現の一例を示す図、第３図は、タスク登録テーブ
ルの一例を示す図、第４図は、仮想マシンコード−実マ
シンコード対照テーブルの一例を示す図、第５図は、タ
スク間先行関係を示す図、第６図は、タスクリレーショ
ンテーブルの一例を示す図、第７図、第１４図、第１５
図は、タスクリレーショングラフの一例を示す図、第８
図は、並列化スケジュールにおけるタスクの初期配置の
一例を示す図、第９図、第２２図は、レベルファイルの
一例を示す図、第１０図、第１６図。 第エフ図は、−斉同期を用いた並列化スケジュールの一
例を示す図、第１１図は、チーム同期を用いた並列化ス
ケジュールの一例を示す図、第１２図、第１３図は使用
するプロセッサ数を減らすためのタスクの移動の一例を
示す図、第１８図はタスク結合条件の一例を示す図、第
１９図、第２３図、第２４図、第２５図は、プロセッサ
ファイルの一例を示す図、第２０図は、タスク結合判定
アルゴリズムの一例を示すフローチャート、第２１図は
、タスクリンクファイ゛ルの一例を示す図、第２６図は
本発明の第２実施例を示す図、第２７図は本発明の第３
実施例を示す図、第２８図は本発明の第４実施例を示す
図、第２９図は、プロセッサ７７〜８２の簡単な説明図
。 １・・・ソースプログラム、２・・・プリコンパイル手
段。 ３・・・核システムルーチン、４・・・タスク分割手段
、５・・・タスクスケジュール手段、６・・・並列化コ
ンパイル手段、９・・・ターゲットマシン、１０・・・
並列化装置、１１・・・タスク番号、１２・・・タスク
処理時間、１３・・・タスク間先行関係、１４・・・プ
ロセッサ０゜１間開期、１５・・・プロセッサ２，３間
開期、１６・・・−斉同期、２２・・・ソースプログラ
ム、２３・・・プリコンパイル手段、２４・・・核シス
テムルーチン、２５・・・タスク分割手段、２６・・・
タスクスケジュール手段、２７・・・パラレルコンパイ
ル手段、３ｏ・・・並列化装置、７０・・・並列化装置
、７１・・・インターフェイス、７３・・・ターゲット
マシン、７７〜８２・・・プロセッサ、８４〜８６・・
・外部拡張チャネル、８７〜９２・・・並列処理機構、
９３〜９６・・・信号制御回路、９７・・・外部拡張チ
ャネル、１０６〜１０８・・・共有メモリ、１１１・・
・情報処理装置、１１２・・・記憶装置、２００・・・
タスク、２０ｉ・・・同期処理、２０２・・・制御用言
語コンパイラ、２０３・・・演算用言語コンパイラＡ、
２０４・・・演算用言語コンパイラＢ、２０５・・・Ａ
Ｉ用言語コンパイラ、２０６・・・核システムルーチン
、２０７・・・タスクデイバインダー　２０８・・・タ
スクスケジューラ、２０９・・・スケジューリング言語
、２１０・・・ＢＡＳＩＣ言語、２１１・・・ホストモ
ニタ、２１２・・・シリアルコンパイラ、２１３・・・
並列化コンパイラ、２１４・・・完全並列コンパイラ、
２１５・・・ベクトル化コンパイラ、２１６・・・機能
分散コンパイラ、２１７・・・ターゲットマ、シン、２
１８・・・システムモニタ、２１９・・・並列化装置、
２５０・・・ＣＰＵ、２５１・・・ＣＰＵローａ−ｂ＋
ｃ　　　　　　　７．−ｇ　、　　ｂ＋ｃＯ，”（１＋
Ｉ　　　＝：〉７２□ｅ−Ｔｔ＋１（１＝（Ａｘ２　　
　　Ｔ３＝　ｊ−Ｔ２ｘ２ンーＸ］゛ロア゛フＡ （１トｒ４叡郭ヘノ 関摩丈脣〉ブに１りＩろ）ａ７”りＡ 第 回 区 葉 ９ 第 １ρ （２） カ １１ 回 第 ２ 区 禎 ３ 図 め １５ ■ ｑ （２） 第 ２θ 図 ％　、２１　　図 タス７す〉７フマイル 第２Ｚ（２） し代ルアー？イル 第 ２７ （２）

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数のプロセッサと、該プロセッサ間の通信を行う
   通信機構と、プロセッサ間で待合せをしながら処理を進
   める同期機構とを有するマルチプロセッサシステムの実
   行すべきプログラムから並列処理可能なオブジェクトプ
   ログラムを生成する並列化装置において、 前記実行すべきプログラムをタスクに分割しタスクがど
   のタスクからの結果データから影響をうけるか、または
   タスクが出力する結果データが、どのタスクの実行に影
   響を与えるかを前記プログラム中のオペランドデータを
   調べることによつて、タスク間リレーション情報と、タ
   スクを構成するマシン命令の処理時間を加算することに
   よりタスク処理時間情報とを生成するタスク分割手段と
   、 上記タスク分割手段が出力した前記タスク処理時間情報
   とタスク間リレーション情報に基づいて、先行関係に矛
   盾がおこらないように、並列に各プロセッサで実行すべ
   きタスク群とその処理シーケンス情報を生成すると共に
   前記同期機構の待合せ処理を行う時点を決定し同期情報
   を生成してタスクスケジュールするタスクスケジュール
   手段と、 前記タスクスケジュール手段が生成した各プロセッサに
   割付けるべきタスク群とその処理シーケンスとを各プロ
   セッサが実行すべきオブジェクトプログラムとして定義
   して、各プロセッサに割付ける機能を持つ並列化コンパ
   イル手段とを 有することを特徴とする並列化装置。 ２、前記タスクスケジュール手段が、タスクスケジュー
   ルした後、同期機構による待合せ処理回数を減らすよう
   に前記マルチプロセッサでの並列処理実行時間を短縮で
   きるようにタスクを再結合し、それを１つのタスクとす
   るためのタスク結合情報を生成する機能を有するもので
   ある請求項１に記載の並列化装置。 ３、前記タスクスケジュール手段が、生成されたタスク
   結合情報をもとに、タスクを結合するものである請求項
   ２に記載の並列化装置。 ４、前記タスク分割手段が前記タスクスケジュール手段
   が生成したタスク結合情報をもとに、タスクを結合して
   これを新たなタスクとして生成するものである請求項２
   に記載の並列化装置。 ５、前記並列化装置が、プログラムを種々のプロセッサ
   の各命令を一般的に表現する仮想マシンコードから成る
   プリオブジエクトプログラムに変換するプリコンパイル
   を有する請求項１から４のいずれかに記載の並列化装置
   。 ６、前記プリコンパイラが関数形式であらわされたデー
   タに一対一に対応するデータに変換できる仮想マシンコ
   ードを有する請求項５に記載の並列化装置。