JPH04217059A - 共用知能メモリを介して結合された複数のプロセッサ間でメッセージを伝達するための機構 - Google Patents

共用知能メモリを介して結合された複数のプロセッサ間でメッセージを伝達するための機構

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JPH04217059A
JPH04217059A JP3036667A JP3666791A JPH04217059A JP H04217059 A JPH04217059 A JP H04217059A JP 3036667 A JP3036667 A JP 3036667A JP 3666791 A JP3666791 A JP 3666791A JP H04217059 A JPH04217059 A JP H04217059A
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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】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、共用知能メモリを介し
て結合された複数のプロセッサ間でメッセージを伝達す
る機構、ならびにあるプロセッサが故障した場合、上記
機構を用いて、どのプロセッサがバックアップ・タスク
を実行して、故障プロセッサの影響を受ける１次タスク
の非実行を矯正するかを決定する、フォールト・トレラ
ンス・プロトコルに関する。
【０００２】
【従来の技術】技術の進歩により、多数の低コストのプ
ロセッサおよびメモリを相互接続して強力で費用効果の
高いコンピュータ・システムを構築することが可能にな
ってきた。計算をプロセッサのあいだで分散させると、
並列実行が改善されるので、性能が向上する。このよう
な多重プロセッサ・システムの性能は、フロー制御機構
、スケジューリング、プロセッサ間の相互接続方式、プ
ロセス間通信の実施など多くの要因に依存する。
【０００３】計算の分散によるもう一つの利点は、単一
プロセッサの故障に対する堅牢さが増すことである。こ
の堅牢さの増大は、プロセッサ間の接続媒体がプロセッ
サ構成要素にくらべてきわめて信頼が高い場合にのみ有
効である。この非常に高い信頼性は達成し難いので、プ
ロセッサは、主としてフォールト・トレラント・マシン
においては、第１の媒体で故障が検出されると第１媒体
から第２媒体に切り替える特別なマイクロコード機能を
もつ冗長搬送機構（重複バス・システムまたは冗長共用
メモリ）に接続されている。
【０００４】さらに、今日では、この多重プロセッサ・
システムに単一のシステム・イメージを与えるのが当業
界の趨勢である。単一のシステム・イメージとは、適用
業務プログラマが数台のプロセッサに計算が分散されて
いることを知らず、従って基礎となるハードウエア構造
とは独立に自己のプログラムの開発に集中できるという
意味である。こうした方式では、単一のシステム・イメ
ージは、全面的に下層のソフトウエア（オペレーティン
グおよびドライバ）によって処理される。
【０００５】最後に、コンピュータ市場では永久サービ
スの必要があるので（航空路制御、金融等）、フォール
ト・トレラント・マシンがますます日常的になっている
。フランス特許第２２６１５６８号明細書に記載されて
いるものなどこれらのマシンの多くは、故障が検出され
たときそれぞれ他方のプロセッサに置き換えることので
きる１組のプロセッサとして構成されている。このよう
な場合、制御装置は、バックアップ・プロセッサが故障
プロセッサと置き換わってそのタスクを実行するための
情報をセーブしている。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】しかし、上記に引用し
た従来の手法で避けて通った主な問題の一つは、プロセ
ッサ間通信装置として正規に使用するため、あるいはフ
ォールト・トレランスの見地から故障プロセッサが故障
直前に使用していた最後の一貫したデータ状態をバック
アップ・プロセッサに与えるために、プロセッサ間で安
全にメッセージを伝達する機構がないことである。
【０００７】したがって、本発明の一目的は、同じプロ
セッサ上で実行されるにせよ、柔軟結合装置によって結
合された異なるプロセッサ上で実行されるにせよ、プロ
セッサによって実行されるタスク間でメッセージを伝達
する機構を提供することにある。
【０００８】本発明の他の目的は、上記のメッセージ伝
達機構を用いて、フォールト・トレラントなプロセッサ
内またはプロセッサ間メッセージ伝達を保証する方法を
提供することにある。
【０００９】本発明の他の目的は、単一プロセッサまた
は異なるプロセッサ上で動作するタスクが受信または送
信するメッセージの先入れ先出しの順序を変更せずに、
全メッセージ伝達を行なうことにある。
【００１０】本発明の他の目的は、本発明者のヨーロッ
パ特許出願第８８４８０１０２．８号明細書に記載のも
ののような知能共用メモリを介して全プロセッサが柔軟
結合されているという特別な状況で、フォールト・トレ
ラント・メッセージ伝達機構を提供することにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、複数の
プロセッサが共用知能メモリによって相互接続されてい
る環境で、上記プロセッサ上で動作するタスク間でメッ
セージを確実に伝達するための機構が提供される。タス
ク間メッセージ伝達のために、送信側タスクから送られ
たメッセージを記憶する手段が共用知能メモリ内に設け
られ、さらに各プロセッサはその各プロセッサによって
動作されるタスクにメッセージを送るためのサービス手
段を含んでいる。１組の高水準マイクロコード式コマン
ドを用いて、メッセージをあるプロセッサから共用知能
メモリへ、そしてこの共用知能メモリから別のプロセッ
サへと伝達する。
【００１２】　　さらに、本発明によれば、上記のメッ
セージ伝達機構ならびに共用メモリに組み込まれた冗長
構成を用いて、第１のプロセッサが故障した場合に、最
初に第１のプロセッサ上で動作していたタスクが、自動
的に第２のプロセッサ上で実行されるバックアップ・タ
スクに置き換えられるという、フォールト・トレラント
なメッセージ伝達を確保する方法が提供される。
【００１３】本発明による機構および方法の利点の一つ
は、あるプロセッサで複数のタスクが実行されるとき、
プロセッサ間通信のレベルだけでなくタスク間通信のレ
ベルでもフォールト・トレラントなメッセージ伝達が可
能なので、フォールト・トレラントなメッセージ伝達の
細分性が増すことである。
【００１４】さらに、本発明による機構および方法は、
フォールト・トレラントに処理すべきタスクと、フォー
ルト・トレラントなメッセージ伝達が必須ではないタス
クとを区別することができ、従ってタスク間通信による
処理力のオーバヘッドを最小限に抑えることができる。
【００１５】
【実施例】図１は、複数の処理装置（２）がバス（１３
）によって共用知能メモリ（３）に接続されている、多
重プロセッサ構造（１）を示している。共用メモリ（３
）を用いて処理装置（５）間で交換されるオブジェクト
は、待ち行列（１５）に入れられ、そこから外されるメ
ッセージである。したがって、共用メモリ（３）に記憶
されるオブジェクトを全処理装置（５）の間で共用する
ことができ、処理装置のプロセッサ（９）によりメモリ
・インタフェースＰＭＩ（１１）を介して共用メモリに
提供される１組の高水準コマンドを用いてそれにアクセ
スすることができる。このような構造および対応する高
水準コマンドは、本発明者のヨーロッパ特許出願第８８
４８０１０２．８号に既に詳しく記載されている。
【００１６】個々のプロセッサ（９）がすべてそれ自体
のオペレーティング・システムを走行させ、従って異な
るオペレーティング・システムが同じシステム構造内で
共存できることに留意されたい。
【００１７】処理装置の各個別プロセッサは、内部バス
（１７）によって内部ＲＡＭメモリ（７）に接続されて
いる。
【００１８】図１に示されているシステム（１）の基本
動作および対応する高水準コマンドは既に上記の特許出
願明細書に記載されているが、話をわかりやすくするた
め、上記の高水準コマンドすなわちプリミティブについ
て本明細書で再度手短かに説明する。システムおよびプ
リミティブのさらに詳細を、上記出願の引用により本明
細書に合体する。
【００１９】 ＥＮＱＵＥＵＥプリミティブ：（ＥＮＱ）ＥＮＱ（待ち
行列化）プリミティブは、メッセージ要素を共用メモリ
中に置かれた待ち行列に入れるため、プロセッサによっ
て使用される。このプリミティブは、次の３つのパラメ
ータを使用する。
【００２０】 −　　内部ＲＡＭ内のアドレスを指すポインタ
【００２
１】 −　　メッセージの長さ（すなわちバイト数）
【００２
２】 −　　共用メモリ中の待ち行列のアドレス空間トークン
【００２３】これらのパラメータはすべて、プロセッサ
からＰＭＩに渡され、ＰＭＩはメッセージのコピーを指
定された共用メモリの待ち行列に入れる。
【００２４】 ＤＥＱＵＥＵＥプリミティブ（ＤＥＱ）ＤＥＱ（待ち行
列解除）プリミティブは、共用メモリ待ち行列から１個
、数個または全部の要素を外すために使用される。この
プリミティブは次のパラメータを使用する。
【００２５】ＡＳＴ：待ち行列のアドレス空間トークン
【００２６】ＭＡＸ：プロセッサが受信しようとする要
素の最大数
【００２７】ＩＮＤＥＸ：待ち行列から外される最初の
要素のインデックスを示し、ＰＭＩによって設定される
パラメータ。
【００２８】ｎ：待ち行列から外される要素の実際の数
で、ＰＭＩによって設定される。
【００２９】プロセッサはまずその局所メモリで利用可
能な記憶域に応じて“ｍａｘ”の値を設定する。この値
を供給すると、ＰＭＩが待ち行列を空にしようと試みる
間に局所内部メモリが多数の要素であふれることが防止
される。
【００３０】従って、“ｎ”パラメータはつねに“ｍａ
ｘ”以下である。ｎが“ｍａｘ”に等しくない場合には
、これはＤＥＱ動作によって待ち行列から全要素が検索
されたことを意味する。ｎが“ｍａｘ”に等しい場合に
は、待ち行列中の残りの要素の数は未知である。
【００３１】共用メモリ待ち行列からある要素が外され
るとき、それは共用メモリから消去されるのではないこ
とを思い起こされたい。実際には要素は、共用メモリか
らＰＵＲＧＥプリミティブで「パージされる」。
【００３２】 ＰＵＲＧＥプリミティブ 要素を待ち行列から消去するには、この要素に対してＰ
ＵＲＧＥ（パージ）プリミティブを使用する。ＰＵＲＧ
Ｅプリミティブは、プロセッサが設定したパラメータと
して“ｉｎｄｅｘ”を用いる。この“ｉｎｄｅｘ”は、
ＤＥＱ動作でＰＭＩから供給されたインデックスにプロ
セッサが計算したカウントを加えた和である。
【００３３】事実、ＤＥＱ動作は待ち行列から外される
最初の要素の指標をもたらす。待ち行列から外される要
素のうちのどの要素でもパージできるように、第１の要
素に対する変位数がインデックスに加えられる。図２は
様々なパラメータの使用を示している。
【００３４】第２図で、ＤＥＱ前に、共用メモリ待ち行
列（１５）は４個の要素を含み、プロセッサは８個まで
の要素を入れる場所があることをＰＭＩに指定している
。ＤＥＱ後には、４個の要素が待ち行列から外されて（
しかしパージされず）局所メモリ（７）にロードされ、
以後のＰＵＲＧＥ動作中に使用できるように“ｉｎｄｅ
ｘ”が送出される。
【００３５】ＰＵＲＧＥプリミティブは、安全なメッセ
ージ伝達を実施するための重要な機能である。事実、共
用メモリからメッセージを検索するとき、これは目標タ
スクが対応する処理を実行したことを意味しない。言い
換えると、共用メモリからメッセージが待ち行列解除さ
れるが、受信側プロセッサはメッセージの処理中に故障
した場合、およびメッセージが実際に共用メモリから消
去された場合には、メッセージが永久的に失われている
ので、障害を起こしたタスクを回復することは不可能で
ある。従って、このメッセージに関連する作業が実際に
終了し、以後の回復でこのメッセージが必要でないとき
、ＰＵＲＧＥ動作を行なうと、タスクがメッセージを共
用メモリからクリアできるようになる。
【００３６】 ＲＥＳ　　ＤＥＱプリミティブ このプリミティブの作用は、共用メモリ待ち行列を復元
し、次いでその要素を待ち行列から外すことである。待
ち行列は、待ち行列から外されたがパージされてはいな
いすべての要素に対してリセットが実行されるとき、復
元されると言われる。従って、復元後に、最初に待ち行
列から外されたが、まだパージされてはいない要素を再
び検索することが可能である。共用メモリから検索され
た要素はそれがもはや必要でなくなるまで保護すべきで
あり、不必要となって初めて完全に共用メモリから除去
できるので、フォールト・トレラント・システムの構築
に当たって待ち行列を復元できることが不可欠である。
【００３７】後で説明するように、回復シナリオ中にシ
ステムの保全性を確保するため、復元動作をＤＥＱ動作
と組み合わせて単一のプリミティブにすることが必要で
ある。
【００３８】 システム概念 プログラマから見ると、マシン構造（１）は、単一シス
テムを表す。すなわち、そのプロセッサの実際の数は未
知であり、システムは独自のオペレーティング・システ
ムをもつ単一プロセッサであるかのように振舞う。
【００３９】これは、プログラマから見て「マシン・オ
ペレーティング・システム」（ＭＯＳ）と呼ばれ、実際
の単一プロセッサ向けに設計されたものは「局所オペレ
ーティング・システム」（ＬＯＳ）と呼ばれる。
【００４０】ＭＯＳは、複数のプロセッサに分散されて
いる多重タスク処理オペレーティング・システムである
。ＭＯＳは、各プロセッサで走行する同一の機能から構
成されている。こうした局所機能は次の２成分に分解で
きる。
【００４１】 −　　局所タスクのスケジューリングを含めて、各プロ
セッサの局所資源を管理する責任をもつ局所オペレーテ
ィング・システム（ＬＯＳ）。上記のように、局所オペ
レーティング・システムは、以前からプロセッサで走行
しているどのオペレーティング・システムでもよい。
【００４２】 −　　マシン層は、メッセージをタスク相互間で交換す
るための１組のシステム・コールである、タスク間通信
インタフェースを提供する。これは、ユーザがタスクの
実際の位置を知らないうちに他のコプロセッサと協同動
作して遠隔タスクの位置を突き止める責任も負っている
。
【００４３】第３図は、マシン・オペレーティング・シ
ステム機能の分解を概略的に示している。
【００４４】マシン・オペレーティング・システムは、
タスクとメッセージ待ち行列の２種のシステム・オブジ
ェクトをもつ。
【００４５】 タスク タスクとは、命令と初期データ値から構成されるプログ
ラムを単一のプロセッサ上で実行することである。単一
プロセッサ上で同時にいくつかのタスクが共存でき、い
くつかのプロセッサが並列に走行できる。
【００４６】タスクは、その他の監視タスクによって作
成できかつ削除できる動的オブジェクトである。タスク
自体のプログラムを構成するコードの他に、タスクはシ
ステム・コールによりマシン・オペレーティング・シス
テムのサービスを呼び込むことができる。本発明による
と、メモリ割振りやタイマ上での動作などの通常サービ
スに加えて、タスクは、システム中の別のタスクに、そ
れがどこにあろうと（すなわち同一のプロセッサ上でも
異なるプロセッサでも）メッセージを送ることができる
。どちらの場合も、送信側タスクは多重プロセッサ・シ
ステム内のこの通信相手の実際の位置を知らない。
【００４７】タスクは、その入力が処理できる限り、プ
ロセッサ上で実行できる。タスクが追加入力を求めるコ
ールを出すごとに、タスクを実行状態に保つ決定が見直
される。通常、この決定は、要求された入力の準備状態
、および同一プロセッサの他の未処理タスクの優先順位
という２つの条件に依存する。
【００４８】カーネルによるタスクの実行を順序付ける
活動は、「スケジューリング」と呼ばれる。この話は、
局所オペレーティング・システム（ＬＯＳ）に特有であ
り、従って本件の範囲に含まれない。本明細書では、様
々なタスクをスケジュールするためのスケジューリング
機構は重要ではなく、周知の任意のスケジューリング機
構のうちから選択するものと仮定する。
【００４９】 メッセージ待ち行列 メッセージ待ち行列（または略して待ち行列）はタスク
によって作成し破壊することのできる動的オブジェクト
である。待ち行列は、メッセージを入れておき、タスク
が、この待ち行列に対してＲＥＣＥＩＶＥコールを出し
て検索するのを待つことのできる、１種のメールボック
スである。待ち行列は、ＦＩＦＯ（先入れ先出し）方式
に従い、待ち行列中のもっとも古いメッセージが最初に
サービスされる。
【００５０】この環境では、待ち行列は共用メモリ中に
置かれている。
【００５１】第３図は、各局所オペレーティング・シス
テムがその局所資源を管理するという、マシン・オペレ
ーティング・システム機能の分解を示している。マシン
層は、タスク間通信コールを提供する。
【００５２】通常、各待ち行列には、メッセージをそこ
から読み出す権利をもつただ一つのタスクである所有タ
スクがそれぞれ１つあり、その待ち行列を作成したタス
クが自動的にその所有タスクになることを認められたい
。
【００５３】待ち行列が作成されると、マシン・オペレ
ーティング・システムはシステム内で一義的な識別子“
ｑｕｅｕｉｄ”を返す。タスクがメッセージを待ち行列
に送ろうとするとき、タスクは、まずＯＰＥＮコールを
出して、メッセージを送る権利を得る。次いで、ＳＥＮ
Ｄコールを出して、その待ち行列の“ｑｕｅｕｅｉｄ”
をパラメータとして与える。“ｑｕｅｕｅｉｄ”はメッ
セージの宛先を指示する。メッセージを待ち行列から外
すことができるようにするため、上記待ち行列がメッセ
ージを受け取ると、所有タスクは“ｑｕｅｕｅｉｄ”を
パラメータとして用いてＲＥＣＥＩＶＥコールを出す。
【００５４】第４図は、システム・オブジェクトを、適
用業務プログラマから見た形で表している。適用業務プ
ログラマにとって、全タスクは同じオペレーティング・
システムによって束縛されており、プロセッサの実際の
数は不明である。
【００５５】 システム・コールの説明 次に、タスク通信および待ち行列管理用に用いられる頭
期のシステム・コールについて説明する。 ＯＰＥＮ ＣＬＯＳＥ ＲＥＳＯＬＶＥ ＳＥＮＤ ＲＥＣＥＩＶＥ
【００５６】 ＯＰＥＮコール メッセージを他のタスクが所有する待ち行列に送ること
ができるようにするため、送信タスクはＯＰＥＮコール
を出す。
【００５７】ＯＰＥＮコールは次の２つのパラメータを
もつ。
【００５８】 −　　タスクがマシン層に渡す、タスクのシステム名。 これはプログラマが自分のタスク・プログラムを書くと
き知る名である。送信側タスクと受信側タスクの作成者
の間に命名規約が存在するものと仮定する。
【００５９】 −　　親タスクのこのシステム名に関連する待ち行列の
識別子“ｑｕｅｕｅｉｄ”。マシン層がこれを返す。
【００６０】 ＣＬＯＳＥコール タスクがある“ｑｕｅｕｅｉｄ”にメッセージを送るの
を止めようと決定するとき、この待ち行列に対するＣＬ
ＯＳＥコールを出す。これは、呼出し側タスクが、ＯＰ
ＥＮコールを再び出すまで、もはやこの待ち行列にメッ
セージを送ることができないことを意味する。実際に、
ＯＰＥＮコールおよびＣＬＯＳＥコールの意味はオペレ
ーティング・システムにおける通常のＯＰＥＮファイル
およびＣＬＯＳＥファイルに非常によく似ている。
【００６１】ＣＬＯＳＥコールは、待ち行列識別子であ
る単一のパラメータを用いる。
【００６２】 待ち行列の位置決定：ＲＥＳＯＬＶＥコール待ち行列を
動的に作成しかつ除去することができるものとすると、
解決すべき一つの問題は、新たに作成された待ち行列の
位置を他のプロセッサの局所オペレーティング・システ
ムがどのようにして決定できるか、言い換えると、別の
プロセッサ上のタスクが目標待ち行列の識別子（すなわ
ちｑｕｅｕｅｉｄ）をどのようにして得るかである。
【００６３】実際には、タスクからＯＰＥＮコールが出
ると、局所オペレーティング・システム（ＬＯＳ）は共
用メモリの全ＬＯＳが知っているアドレス空間にレコー
ド（ｑｕｅｕｅｉｄ、システム名、プロセッサ番号）を
書き込む。あるタスクが“ｑｕｅｕｅｉｄ”を得る必要
があるときは、まず次の２つのパラメータを用いてＲＥ
ＳＯＬＶＥコールを出す。
【００６４】 −　　以前に所有タスクがＯＰＥＮコール時に渡したシ
ステム名、
【００６５】 −　　局所オペレーティング・システムからタスクに返
すパラメータｑｕｅｕｅｉｄ。
【００６６】　　　　　　　　　　　　　　　　ＲＥＳ
ＯＬＶＥコールが出ると、局所オペレーティング・シス
テムは以下のことを行なう。
【００６７】 ａ．共用メモリから、そのコールの間に渡された「シス
テム名」をもつレコードを探索する。
【００６８】 ｂ．「ｑｕｅｕｅｉｄ」を得て、これをパラメータとし
て呼出し側タスクに渡す。
【００６９】 ｃ．「プロセッサ名」を得て、待ち行列の位置を求める
。
【００７０】 メッセージ送信：ＳＥＮＤコール タスクは、ＳＥＮＤコールを用いてメッセージを待ち行
列に送ることができる。ＯＰＥＮコールが前もって出さ
れていなければならず、そうでないとこのコールは失敗
する。
【００７１】ＳＥＮＤコールのパラメータには、次のも
のがある。
【００７２】ｑｕｅｕｅｉｄ：メッセージのコピーを送
る先の待ち行列の識別子。
【００７３】メッセージ：送ろうとするメッセージ。メ
ッセージのコピーが宛先待ち行列に送られる。
【００７４】 メッセージ受信：ＲＥＣＥＩＶＥコール待ち行列を所有
するタスクは、ＲＥＣＥＩＶＥコールを出すことにより
メッセージをその待ち行列から読み取ることができる。 ＲＥＣＥＩＶＥコールを出すタスクは、待ち行列から外
されたメッセージがコピーされる先のバイト列を指すポ
インタを渡す。
【００７５】ＲＥＣＥＩＶＥコールのパラメータには、
次のものがある。
【００７６】ｑｕｅｕｅｉｄ：　　メッセージをそこか
ら読み取る待ち行列の識別子
【００７７】ポインタ：　　受信側タスクが渡す、マシ
ン層がメッセージをコピーする個所を示すポインタ。
【００７８】 メッセージ伝達機構 わかりやすくするため、プロセッサ間でのメッセージ伝
達についてまず説明する（図５）。次いで、同一プロセ
ッサ上で走行しているタスク相互間でのプロセッサ内メ
ッセージ伝達について説明する（図６）。
【００７９】基本概念は、他のプロセッサの着信メッセ
ージ用にプロセッサ１台当り１つの待ち行列を共用メモ
リで使用することである。すなわち、（２１）はプロセ
ッサ間インバウンド待ち行列（ＩＰＩＱ）と呼ばれる。 あるプロセッサ向けのすべてのプロセッサ間メッセージ
が、このＩＰＩＱ（２１）に入れられる。
【００８０】サーバとして活動し、メッセージ・インバ
ウンド処理機能（ＭＩＨ）（２３）と呼ばれる、各プロ
セッサ内の特別なタスクが、プロセッサに関連するＩＰ
ＩＱにサービスする責任をもつ。ＭＩＨ（２３）は、定
期的にインバウンド待ち行列を解除し、目標タスク向け
のメッセージが存在することを局所オペレーティング・
システムに通知する。これらのタスクは後で局所スケジ
ューリング規則に従って指名される。通常、局所オペレ
ーティング・システムにどのように通知するかが、所与
のオペレーティング・システムに対して指定される。例
えば、ＰＯＳＴ／ＷＡＩＴ　　ＥＶＥＮＴ機能がこの動
作を実施する。
【００８１】図５および図６には、両方の場合における
メッセージ・フローを要約して示す。
【００８２】 −　　第５図では、タスクＡがＳＥＮＤコールを用いて
メッセージを送る。このコールには、“ｑｕｅｕｅｉｄ
”を指定するパラメータがある。「待ち行列の位置決定
」の節で述べたように、ＳＥＮＤ手順はこのパラメータ
を用いて、宛先待ち行列の実際の位置を求める。
【００８３】 −　　宛先が局所である場合、たとえば図６でタスクＡ
がメッセージをタスクＣに送る場合には、ＳＥＮＤ手順
はメッセージを局所待ち行列供給タスクＣへ経路指定す
る。
【００８４】 −　　宛先がたとえばタスクＢ１の場合には（図５）、
ＳＥＮＤ手順はメッセージをプロセッサＢのＩＰＩＱに
入れる。
【００８５】 −　　後でいつか、プロセッサＢのメッセージ・インバ
ウンド処理機能（ＭＩＨ）がメッセージをＩＰＩＱから
外し、待ち行列（２５）へのメッセージを処理して局所
オペレーティング・システム（ＬＯＳ）に送る。
【００８６】 −　　どちらのシナリオでも、受信側タスクがＲＥＣＥ
ＩＶＥコールを出す。
【００８７】先に指摘した通り、メッセージ・インバウ
ンド処理機能の主目的は、他のプロセッサからの全メッ
セージが入れられる単一の待ち行列（２１）にサービス
することにある。
【００８８】もっとも興味深い点は、メッセージ処理機
能がアプリオリにＩＰＩＱの状態を知らず、メッセージ
到着を警告するＰＭＩからの信号（たとえば割込み）が
ないことである。ＩＰＩＱ間に対して待ち行列上で待ち
行列解除動作を試み、後になってメッセージが未処理で
あることを発見することにより、こうした信号の欠損が
克服できる。この方式に関連する問題は、プロセッサ間
のトラフィックが減少した場合に、不成功となる待ち行
列解除が多くなることによるオーバヘッドである。
【００８９】メッセージ処理機能は、適用業務タスクに
比べて最低の優先順位をもつ（割込みで駆動されない）
タスクとして設計され、局所オペレーティング・システ
ムによって定期的に指名される。２つのタスク指名の間
の時間間隔はプロセッサの負荷に依存する。メッセージ
処理機能は、ＩＰＩＱ内の未処理メッセージの数と２つ
のタスク指名の間に経過した時間との関数であるタイマ
を用いる。この方式では、局所処理が外部メッセージよ
りも高い優先順位をもち、インバウンド通信量にサービ
スできるのに充分なほど頻繁にメッセージ・インバウン
ド処理機能が指名されることが保証される。
【００９０】メッセージ・インバウンド処理機能は、指
名されると、最大数のメッセージを単一動作で待ち行列
から外して、共用メモリへのアクセス回数を最小にしよ
うと試みる。メッセージ・インバウンド処理機能が待ち
行列から外すことのできるメッセージの数は、局所メモ
リ中でメッセージを受け取るのに利用可能な記憶機構と
、ＩＰＩＱ内の未処理メッセージの実際の数とに依存す
る。
【００９１】すべての場合に、ＩＰＩＱから外されるメ
ッセージの実際の数は、局所メモリが記憶できるメッセ
ージの最大数よりも小さくなる。従って、ＰＭＩ上にＤ
ＥＱＵＥプリミティブを出すとき、メッセージ・インバ
ウンド処理機能は転送しようとするメッセージの最大数
をパラメータ“ＭＡＸ”で指定する。この動作の状況コ
ードが、転送されるメッセージの実際の数を与える。
【００９２】 プロセッサ間メッセージ 好ましい実施例では共用メモリ待ち行列の冗長構成が組
み込まれているので、共用メモリ中のすべての未処理メ
ッセージが単一ハードウエア故障から保護される。いず
れにせよ、宛先タスクがこのメッセージを処理し、プロ
セッサが故障した場合にデータを少しも失わずに有意な
状態からプログラムを再開することのできる、実行プロ
グラム中のある点にそれを渡すことができるようになる
まで、このメッセージを保護し続けるのに問題がある。 この点を文献では「回復点」と呼んでいる。
【００９３】この問題は、共用メモリがメッセージを実
際に削除せずに共用メモリ待ち行列から外すことができ
るようにすることによって克服された。すなわち、メッ
セージが実際に削除されるのは、メッセージに対する明
示的パージが出されたときだけである。メッセージを共
用メモリから明示的にパージするタイミングは、受信側
タスクがメッセージを処理し終って新たな回復点を確立
するときである。この瞬間に、そのメッセージはもはや
不要となり、共用メモリからすっかり除去できる。
【００９４】第５図は、別のプロセッサ中の保護された
タスクへのメッセージ伝達のシナリオを示している。こ
のフォールト・トレラントなメッセージ伝達過程は、次
の４段階から成る。
【００９５】 １．タスクＡが別のプロセッサ中で保護されているタス
クＢ（Ｂ１または　　　　Ｂ２）へメッセージを送る。 ＳＥＮＤコールがＢのＩＰＩＱ（２１）にメッセージを
入れる。
【００９６】 ２．メッセージ・インバウンド処理機能がＩＰＩＱを解
除し、待ち行列から全メッセージを排出しようと努める
。ここまでで、メッセージはＩＰＩＱから外されるが、
消去されてはいない。
【００９７】 ３．受信側タスクは、局所オペレーティング・システム
によって指名されると、メッセージを処理する。
【００９８】 ４．次の回復点に移るとき、メッセージがＩＰＩＱから
パージされる。
【００９９】 プロセッサ内メッセージ伝達 この場合も、共用メモリの冗長構成が組み込まれている
ので、共用メモリの冗長構成を用いてメッセージを保護
することが可能である。一つの解決方法は、メッセージ
を別個のアドレス空間としての共用メモリ中にコピーし
、受信側タスクがメッセージを処理するとき、それを消
去するものである。この解決方法は、共用メモリのアド
レス空間を管理する際に大きな欠陥を呈する。実際に、
メッセージの大きさが与えられているとして、メッセー
ジを保護するのに必要なアドレス空間が多くなりすぎる
。さらに、これらのアドレス空間のアドレス空間トーク
ンを保護するのに、共用メモリへの追加のアクセスが必
要となる。要するに、この解決方法はプロセッサに対し
て大きなオーバヘッドを生じすぎる。
【０１００】それより良い解決方法は、−　　他のプロ
セッサからのすべてのメッセージと−　　同一プロセッ
サ中の保護されているタスクに送られるメッセージの両
方にプロセッサのＩＰＩＱを用いるものである。
【０１０１】言い換えると、タスクがメッセージを局所
保護タスクに送ると、そのメッセージは（局所待ち行列
に直ちに送られるのではなく）プロセッサのＩＰＩＱに
入れられる。次いで、前節に記載したのと同様にして、
メッセージがＩＰＩＱから外される。このプロセッサ内
メッセージ伝達過程は、次の諸段階から成る。
【０１０２】 １．メッセージ・インバウンド処理機能がＩＰＩＱから
メッセージを得る。 ２．受信側タスクがメッセージを処理する。 ３．次の回復点に移るとき、メッセージが共用メモリか
らパージされる。
【０１０３】こうして、次の２つの問題が解決される。
【０１０４】 １．局所メッセージ伝達をどのようにして保護するか
【
０１０５】２．これらのメッセージで先入れ先出し順序
をどのようにして維持するか
【０１０６】上記に説明したようなメッセージ処理機能
の設計により、局所タスク向けのメッセージの順序が維
持される。
【０１０７】図６は、同一プロセッサ中の保護されてい
るタスクへのメッセージ伝達のシナリオを要約している
。
【０１０８】 １）タスクＡがメッセージをタスクＣに送る。メッセー
ジはＡのＩＰＩＱに入れられる。
【０１０９】 ２）メッセージ・インバウンド処理機能が、メッセージ
を待ち行列から外す。
【０１１０】 ３）タスクＣがメッセージを受け取る。
【０１１１】 ４）タスクＣが次の回復点に移り、メッセージが共用メ
モリからパージされる。
【０１１２】次に、上記のプロセッサ内およびプロセッ
サ間メッセージ伝達機構を適用してフォールト・トレラ
ントな多重処理を実現することについて説明する。
【０１１３】上記のように、このメッセージ伝達設計は
フォールト・トレラントなマシンを構築するための構成
単位となる。本節の意図は、メッセージ回復に焦点をお
いて、この設計を用いるとどのようにしてプロセッサ故
障後に回復が可能になるかを示すことにある。
【０１１４】考慮する状況は、正常動作中にプロセッサ
が故障し、故障したプロセッサで走行していたタスクの
活動を再開したい場合である。このシナリオによって提
起される主な問題は、故障したプロセッサの実行点がど
こであろうと、他方のプロセッサがどのようにして故障
したプロセッサの肩代りをするかである。
【０１１５】わかりやすくするため、フォールト・トレ
ランス・モデルを定義するため次のような仮定を行なう
。
【０１１６】 １．保護の細分性はプロセッサでなく、タスクである。
【０１１７】 ２．保護された各１次タスクが、バックアップ・タスク
をもつ。バックアップ・タスクは、どのプロセッサ上に
あってもよい。
【０１１８】１次タスクとそのバックアップを同時に１
つのシステム・コールで作成する。その位置はこのシス
テム・コール内で指定される。１次タスクは能動的であ
り、バックアップは受動的である。言い換えると、１次
タスクはすべての操作作業を実行し、バックアップ・タ
スクは１次タスクによる回復点の確立を待つ。
【０１１９】 ３．１次タスクは、定期回復点を確立することにより、
その動作をバックアップ・タスクと同期させる。この「
チェックポイント」は、下にあるマシン層またはそのタ
スク自体が実行できる。
【０１２０】 ４．待ち行列上のすべての動作はタスク・コンテキスト
の一部であり、したがってバックアップ・タスクは直前
の回復点以降、待ち行列の状態に関して１次タスクと全
く同じ情報をもつ。
【０１２１】 ５．プロセッサ間の内部プロトコルを用いると、各プロ
セッサがいつでも動作中のプロセッサについて知ってい
ることが保証される。このようなプロトコルはそれ自体
既知であり、このようなプロトコルの一つがＩＢＭテク
ニカル・ディスクロージャ・ブルテン、Ｖｏｌ．　３２
，　Ｎｏ．５Ｂ，１９８９年１０月に記載されている。 したがって、プロセッサが故障したとき、短時間のうち
に他のプロセッサがその不在を検出して、回復に必要な
活動を行なうことができる。
【０１２２】 ６．各プロセッサは、保護タスクを含むプロセッサのバ
ックアップ・リストを維持している。例えば、Ａｐをプ
ロセッサＰａ上の１次タスクとし、そのバックアップを
プロセッサＰｂとする。従って、Ｐａの名がプロセッサ
Ｐｂのリストに載っている。
【０１２３】 ７．各プロセッサはすべてのインバウンド・プロセッサ
待ち行列のアドレスをもつ。このアドレスは、設計によ
りあるいはシステム立上げ中に知られる。
【０１２４】上記の仮定は広い範囲のフォールト・トレ
ラント・システムに適合するのに充分なほど一般的なも
のであることに留意されたい。第７図は、上述の多重プ
ロセッサ・システムに移したときのモデルの一例を示し
ている。
【０１２５】１次タスク（Ａ，Ｂ，Ｃ）だけが能動的で
あり、バックアップ・タスクは受動的なままであると仮
定する。プロセッサ２のリストは、プロセッサ３で走行
するタスクＡのバックアップを収容しているので、要素
「プロセッサ３」から構成されている。
【０１２６】 バックアップのシナリオ あるプロセッサが、たとえばプロセッサ３が故障すると
仮定する。
【０１２７】 １次タスクの肩代り プロセッサ相互間の内部プロトコルにより、動作中のプ
ロセッサ（本例ではＰ１およびＰ２）はＰ３が故障した
ことを発見する。プロトコルは、肩代りの決定を下すの
に充分なほど確かであると仮定する。この時点で、各プ
ロセッサはそのバックアップ・リストを検査する。リス
トが空の場合には、このプロセッサは故障プロセッサ用
のどのバックアップ・タスクも含んでいないので、何の
活動も実行されない。
【０１２８】リストが空でない（Ｐ１のリスト＝（Ｐ２
，Ｐ３）およびＰ２のリスト＝（Ｐ３））場合、プロセ
ッサは次のような活動を行なう。
【０１２９】 １．故障プロセッサの待ち行列（ＩＰＱ）からすべての
要素を復元して解除する。これは、先ず待ち行列を復元
し、次いで全要素を（ＰＭからパージせずに）ＰＭ待ち
行列から外す、分割不能な共用メモリ・プリミティブＲ
ＥＳ−ＤＥＱを使って行なわれる。
【０１３０】ＲＥＳ−ＤＥＱが分割不能なことが、この
場合には不可欠である。実際には、待ち行列から外され
たかパージされてはいないメッセージを再び統合するた
めに、待ち行列をその初期状態に復元することが必要で
ある。ただし、この待ち行列上でいくつかのプロセッサ
による競合があり得るとすると、待ち行列を復元した直
後に徹底的な待ち行列解除を行なわなければならない。
【０１３１】 ２．別のプロセッサ上にそのバックアップを有する１次
タスクを宛先とするすべてのメッセージを廃棄する。こ
れは、プロセッサ１で、タスクＢ向けのすべてのメッセ
ージが廃棄されることを意味する。
【０１３２】実際には、プロセッサはその全バックアッ
プ・タスクのリストをもっているので、それらのメッセ
ージを局所バックアップ・タスクが受け取るべきかどう
かを検出することができる。
【０１３３】 ３．残りのメッセージが局所バックアップ・タスクに送
出される。これは、プロセッサ１で、タスクＡへの全メ
ッセージがそのバックアップ・タスクに渡されることを
意味する。
【０１３４】 ４．ＲＥＳ−ＤＥＱ動作の処理が終ると、このプリミテ
ィブを出したプロセッサは、他のすべての動作中のプロ
セッサに、タスク名のリストとそのプロセッサ番号付き
のＢＡＣＫ＿ＵＰ＿ＲＥＳＵＭＥというメッセージを同
報通信して、他のプロセッサに、そのバックアップ・タ
スクが故障したプロセッサの動作を再開できることを指
示する。
【０１３５】この例では、プロセッサ１がプロセッサ２
に“ＢＡＣＫ＿ＵＰ＿ＲＥＳＵＭＥ，（ＴＡＳＫ　　Ａ
），ＰＲＯＣＥＳＳＯＲ１”とのメッセージを送り、プ
ロセッサ２がプロセッサ１に“ＢＡＣＫ＿ＵＰ＿ＲＥＳ
ＵＭＥ，（ＴＡＳＫＢ），ＰＲＯＣＥＳＳＯＲ２”との
メッセージを送る。
【０１３６】このメッセージが受信側プロセッサによっ
てどのように利用されるかを次に説明する。
【０１３７】 メッセージ伝達 Ｐ２がＰ３の故障を発見したと仮定する。
【０１３８】ＢＡＣＫ＿ＵＰ＿ＲＥＳＵＭＥメッセージ
がタスク名のリスト及びプロセッサ名と共に到着するま
で、Ｐ３上にあるタスク（タスクＡおよびタスクＢ）宛
の全メッセージが保持される。この例では、Ｐ２は“Ｂ
ＡＣＫ＿ＵＰ＿ＲＥＳＵＭＥ（ＴＡＳＫ　　Ａ），ＰＲ
ＯＣＥＳＳＯＲ１”というメッセージを受け取ることを
予期している。このメッセージを受け取ると、マシン層
に、リストにその名が載っているタスク宛の全メッセー
ジを、再びメッセージにその名が載っているプロセッサ
のＩＰＩＱに送ることができることが指示される。この
例でも、これは、プロセッサ２が全メッセージをプロセ
ッサ１のＩＰＩＱを介してタスクＡに送らなければなら
ないことを意味する。
【０１３９】
【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、フ
ォールト・トレラントなメッセージ伝達の細分性が増し
、またタスク間通信による処理能力のオーバーヘッドを
最小限に抑えることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】図１は、本発明が適用できる環境を構成するマ
シンの一般構造を示す図である。
【図２】図２は、第１図のシステムで使用される特定の
ＤＥＱＵＥＵＥコマンドの動作の説明図である。
【図３】図３は、第１図のマシン構造の基礎となるオペ
レーティング・システムの構造の概略図である。
【図４】図４は、第３図の環境におけるタスク間メッセ
ージ伝達の概略図である。
【図５】図５は、本発明によるプロセッサ間メッセージ
伝達機構のより詳細な説明図である。
【図６】図６は、本発明によるプロセッサ内メッセージ
伝達機構のやや詳細な説明図である。
【図７】図７は、メッセージをタスク間で伝達するフォ
ールト・トレラントな方法で使用する際の、本発明によ
るメッセージ伝達機構の概略図である。
【符号の説明】
１　　多重プロセッサ・システム ３　　共用メモリ ５　　処理装置 ７　　ＲＡＭメモリ ９　　プロセッサ １１　　メモリ・インタフェース（ＰＭＩ）１５　　待
ち行列

Claims (6)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】待ち行列（１５）を使ってメッセージを記
    憶する共用メモリ（３）を用いてプロセッサ（９）同士
    を結合する、多重プロセッサ・システム（１）で走行す
    るタスク間でメッセージを伝達するための機構であって
    、 （ａ）共用メモリ内に置かれ、複数の送信側タスクから
    所与の受信側タスクに転送すべきメッセージを記憶する
    記憶手段（１５）と、 （ｂ）上記受信側タスクを実行するプロセッサ内に置か
    れ、上記記憶手段にサービスして、記憶されているメッ
    セージを上記受信側タスクに渡す、先入れ先出し（ＦＩ
    ＦＯ）サービス手段（２３）とを含むことを特徴とする
    上記の機構。
  2. 【請求項２】上記記憶手段（１５）が、まず送信側タス
    クからＯＰＥＮ（開放）コールが送られたとき開かれ、
    送信側タスクからＳＥＮＤ（送信）コールが送られたと
    きメッセージで充たされ、受信側タスクからＲＥＣＥＩ
    ＶＥ（受信）コールが送られたとき解除される、各受信
    側プロセッサ専用のプロセッサ間インバウンド待ち行列
    ＩＰＩＱ（１５）から構成されることを特徴とする、請
    求項１に記載の機構。
  3. 【請求項３】上記ＦＩＦＯサービス手段（２３）が、上
    記プロセッサ間インバウンド待ち行列ＩＰＩＱ（１５）
    を解除し、待ち行列から外されたメッセージを「受信側
    プロセッサ」によって実行される局所オペレーティング
    ・システムに渡すために、「受信プロセッサ」によって
    定期的に実行されるメッセージ・インバウンド処理タス
    ク（ＭＩＨ）（２３）から構成されることを特徴とする
    、請求項２に記載の機構。
  4. 【請求項４】共用メモリに接続された各プロセッサが、
    １個または複数の１次タスクならびに別のプロセッサ中
    で走行される１次タスクに対応する１個または複数のバ
    ックアップ・タスクを含めて複数のタスクを実行し、所
    与の１次タスクおよび対応する２次タスクが、当該のプ
    ロセッサ中で、上記１次タスクを実行しているプロセッ
    サによる１回のシステム・コールで作成されることを特
    徴とする、請求項１ないし請求項３のいずれかに記載の
    機構。
  5. 【請求項５】共用メモリ（３）に接続された所与の各プ
    ロセッサ（９）が、上記のプロセッサ（９）上でバック
    アップ・タスクを実行しているプロセッサのバックアッ
    プ・リストを維持することを特徴とする、請求項４に記
    載の機構。
  6. 【請求項６】 （ａ）全プロセッサ（９）の間でプロセッサが故障した
    事象を検出する段階と、 （ｂ）所与の各プロセッサごとにそのバックアップ・リ
    ストを検査する段階と、 （ｃ）バックアップ・リストが空でない場合、故障プロ
    セッサに対応するプロセッサ間インバウンド待ち行列Ｉ
    ＰＩＱ（Ａ５）からのすべてのメッセージを復元して待
    ち行列から外す段階と （ｄ）上記メッセージのうち、バックアップ・タスクが
    異なるプロセッサ内にある１次タスクを宛先とするすべ
    てのメッセージを廃棄する段階と （ｅ）残りのメッセージを上記の異なるプロセッサ上に
    あるバックアップ・タスクに供給する段階と（ｆ）故障
    プロセッサに対応するバックアップ・タスクをいつでも
    残りのプロセッサによって実行できる状態にするための
    指示を操作プロセッサに同報通信する段階とを含むこと
    を特徴とする、請求項５に記載のメッセージを渡す機構
    を使用するための方法。
JP3036667A 1990-02-27 1991-02-07 共用知能メモリを介して結合された複数のプロセッサ間でメッセージを伝達するための機構 Expired - Lifetime JP2587141B2 (ja)

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