JPH04233060A - ロールバックコンピューティングの方法 - 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】

【０００１】

【技術の分野】この発明は、コンピュータプログラムの
並列実行のためのシステムに関するものであり、特定的
にはロールバックコンピューティングを使用する並列処
理のための方法および装置に関するものである。

【０００２】

【発明の背景】並列実行するために設計されたコンピュ
ータプログラムは非常に複雑であり得る。並列処理のプ
ログラミングは非常に難解で、費用がかかり、時間を浪
費し、エラーを起こしやすいので、その費用またはリス
クを与えることのできる操作はほとんどない。しかし、
並列処理はコンピューティングのニーズがシングルプロ
セッサの技術の能力を必要とするのに伴い、ますます重
要になりつつある。

【０００３】並列、並行操作システムにおける根本的な
問題は、システムの構成要素によって達成されるメモリ
の読出および書込といった、システムのイベントの順序
を制御することである。この問題は、従属侵害を避ける
ためにデータアクセスを管理しなければならないコンパ
イラおよび順が狂ったイベントを避けるためにロックと
クリティカルセクションとを一般的に含むプログラミン
グ言語の構成物に影響を及ぼす。正確にイベントの順序
づけが実施されないと、不正確な結果が、あるいは破滅
的なシステム障害さえもたらし得る。

【０００４】従来の自動並列処理の機構は、典型的には
、動的プログラム行動の予知を形成するため静的プログ
ラムテキストの分析を含む。これらの機構はどのタスク
が並行に処理されるべきかの決定において保守的である
。したがって２つのタスクが共用データを介して相互に
有害に作用し合うことができたとしたならば、これらの
タスクは、並列処理にスケジュールされない。この方法
は数値問題にはしばしばうまく作動するにもかかわらず
、他のほとんどのプログラムから十分な並列性を抽出す
ることができず、大型の並列システムにおいて、プロセ
ッサの高い利用を維持することができない。この技術は
、人工知能、離散系シミュレーションおよびコンピュー
タビジョンといった分野のような、極めて動的なデータ
および制御構造に特徴づけられるプログラムに対して、
特に不完全である。その結果、軍用および商用のデータ
処理システムのどちらにも、コンピュータプログラムの
並列処理のための方法および装置を改良する差し迫った
必要が生じてきたのである。

【０００５】

【発明の要約】この発明は、ほとんどの順次プログラム
を、原始コードを実質的に変更しないで並列に処理する
のに有用なコンピューティングシステムである。基本ア
ーキテクチュアは通信チャネルによって共用メモリに接
続された１組のコンピュータプロセッサである。並列に
処理すべきタスクを決定する保守的なアプローチの代わ
りに、このシステムは事実上どのようなコンピュータプ
ログラムからも実質的な並列性を抽出するのに最適なス
ケジューリングの方法を使用する。このシステムは、従
来の並列処理の技術に抵抗してきた問題に対してうまく
作動するように設計され、外見上の従属が実行時間に実
体のないことがわかると最もうまく働く。

【０００６】この発明のシステムでは、コンピュータプ
ログラムはコンパイル時間または実行時間において、実
行時間に動的に実行するためにスケジュールされた「タ
スク」に分割される。タスクは、タスク間のデータ従属
に関係なく、区分され、スケジュールされることができ
る。プログラムが実際にタスクに区分される態様は、性
能に影響を及ぼすことが予測でき得るが、正確度には影
響を及ぼさないであろう。この発明は改良されたスケジ
ューリングの機構に従って、多数のタスクの実行を開始
することによって、並列性を開発する。プログラムの新
しいタスクは、既存タスクの「スポーン（ｓｐａｗｎ）
」動作によって作成されると、実行に対する使用が可能
になる。

【０００７】このシステムは、その中でデータが従来の
アドレスおよび「タイムスタンプ」の組合わせによって
記憶され、アクセスされる、共用の時間指標付メモリを
利用する。タイムスタンプによって、メモリはプログラ
ム実行中のちょうどよいときに特定のアドレスに異なる
点で割当てられた値を識別することができる。タイムス
タンプは、タスクの初期の順次実行順序を示す各プログ
ラムタスクに関連づけられる。データ従属を保持するタ
スク間の同期は、共用メモリ内の同じ位置へのタスクの
アクセスがタイムスタンプの値によって順序づけられる
ことを確実にすることによって達成される。タイムスタ
ンプの値の比較によって直ちに検出される、順が狂った
メモリの動作によって、影響を受けたタスクは、起こり
得る再実行のため、「ロールバック」される。本質的に
この発明は、自動的にエラーを検出し、回復する、大粒
状にされた命令パイプラインを実現する。このシステム
はタスクの失敗を許容するが、その失敗は直ちに検出さ
れ、システムはタスクの「ロールバック」および再実行
を介して、一貫した機械の状態に復元される。システム
は、あらゆる必須タスクが正確に実行されるまで、タス
クの並列実行、エラー検出、ロールバックおよび再実行
の処理を継続する。

【０００８】

【実施例の詳細な説明】

図１は、この発明の基本的なロールバックコンピュータ
システム１０を示す。システム１０は、インターコネク
ト１３によって、共用の時間指標付メモリ１４のような
共通仮想アドレス空間に接続されるプロセッサ１１およ
び１２のような複数のプロセッサを含みネットワークを
形成する。各プロセッサは、標準的なマイクロプロセッ
サを含んでもよく、コードおよび非共用データの記憶の
ための専用メモリを含んでもよい。各プロセッサは、多
重命令多重データ（ＭＩＭＤ）の態様でグローバルな同
期化を行なわずに、自身の速度で命令を実行することが
できる。

【０００９】メモリ１４は、アドレスおよびタイムスタ
ンプでアクセスされる時間指標付メモリを含む。本質的
には、タイムスタンプは、その中で１つのメモリの動作
が他のメモリに関連して起きる順序を特定する値である
。メモリ１４は、通常処理を増加するためにタイムスタ
ンプを連想的に使用する。書込要求は、新しいタイムス
タンプに関連した値を含むメモリ１４に新しいエントリ
を作成する。したがって、各アドレスは各々が異なるタ
イムスタンプをつけられた多くの異なる値を含んでもよ
い。読出要求が行なわれると、タイムスタンプは要求さ
れたアドレスにおける考えられ得る多数の値を識別する
ために使用される。

【００１０】

【タスク】プロセッサ１１のような各プロセッサは、タ
スクスタック１５を含む。システム１０によって実行さ
れるプログラムは、「タスク」と呼ばれるプログラムの
断片に区分される。タスクは命令を実行し、特定的には
メモリの読出および書込動作を行なう。タスクを構成す
るプログラムコードは、コンパイラ、ソースコードプリ
プロセッサ、またはシステム１０のプロセッサの１つの
ような他の構成要素によって決定されることができる。 システム１０の性能は、タスクの慎重な区分およびスケ
ジューリングによって最適化されることができる。シス
テム１０の基本実施例では、１つのプログラムは一度に
実行し、何の割込みもプログラム制御の流れを変更せず
、タスクはメモリ１４を介してのみ伝達され、与えられ
たタスクは、タスクの外部のアドレスへの分岐を含まな
い。

【００１１】プログラムの区分およびタスクのスケジュ
ーリング処理の間、各タスクは、そのタスクに関する情
報を含む「タスク記述子」を割当てられる。タスク記述
子は、タスクのコードの開始への参照、プログラムの順
序におけるタスクの位置を示すタイムスタンプ、タスク
によって読出される記憶位置を示す読出リスト、タスク
によって書込まれる記憶位置を示す書込リスト、および
現タスクによってスポーンされたどのような新しいタス
クのためのタスク記述子への参照も含んでもよい。タス
ク記述子はタスクスタック１５の中に、タイムスタンプ
の順に最も早いタスクがスタック１５の先頭に配置され
、プログラムを構成するタスクの実行の流れを制御する
。

【００１２】

【プログラムの実行】システム１０の基本動作は、ＥＸ
ＥＣＵＴＥ（実行）、ＳＰＡＷＮ（スポーン）、ＲＥＡ
Ｄ（読出）、ＷＲＩＴＥ（書込）、およびＲＯＬＬＢＡ
ＣＫ（ロールバック）である。タスクは実行されると、
スタック１５の先頭から除去され、初期設定され、実行
される。システム１０によって実行される各タスクは、
ゼロの、１つの、または２つの下行性（ｄｅｓｃｅｎｄ
ｅｎｔ）のタスクを生成するスポーン動作で終了する。 スポーン動作は親タスクおよびその子孫のタイムスタン
プを特定する。読出動作は、共用変数の正確な時間指標
された値を見出し、メモリ動作を適切にログする。書込
動作は、共用メモリ１４内に新しいエントリを作成して
動作を記録し、古い値を読出すタスクをロールバックす
る。ロールバックは、ロールバックされたタスクおよび
それによってスポーンされた、ロールバックしている下
行性のタスクによって行なわれるメモリ動作の取消しを
含む。

【００１３】一般的には、プロセッサ１１は最も早いタ
イムスタンプを有するタスクスタック１５中のタスクを
実行し始める。同様に、システム１０の各プロセッサは
、最も早いタイムスタンプの順にスタック中のタスクを
別個に実行する。タスクがメモリ１４へ読出、もしくは
書込を行なうか、または新しいタスクをスポーンすると
、その動作は起こり得るロールバックで後に使用するた
めタスクの記述子にログされる。新しいタスクはスポー
ンされると、タイムスタンプに従ってタスクスタックに
配置される。システム１０のプロセッサが実行するタス
クを有していなければ（アイドル）、タスクは前にアイ
ドルのプロセッサが即時実行するために他のプロセッサ
から移されてもよい。実行するタスクが残っていなけれ
ば、プログラムは終了する。

【００１４】システム１０によるプログラムの実行は、
楽観的に続行し、これは、プロセッサが待機して、次の
使用可能なタスクを開始する前にプログラム中のより早
いタスク（すなわち下位のタイムスタンプを伴う）タス
クが完了していることを確認しないことを意味する。タ
スクがこの楽観的な機構内で狂った順で実行される可能
性もあり得るため、システム１０はタスクの再実行およ
びタスクの開始されたイベントの取消しをサポートする
。しかし、入出力要求またはエラー作用といった取消し
のできないイベント（ＮＲＥ）は、システム中で最も早
いイベントになるまで据え置かれなければならない。 ＮＲＥの場合以外では、どのような１つのプロセッサの
正確なイベントの順序も、タスクがプロセッサによって
生成される順に、単独で決定される。各プロセッサは、
より早いタスクを実行する別のプロセッサのために局所
のタスクが無効になったということを知らされるまで、
タスクを順次実行する。無効のタスクは、次に、起こり
得る再実行に備えてロールバックされることができる。

【００１５】最も早く、かつ実行されていない、または
プライマリタスク（ＰＴ）のタイムスタンプは、グロー
バル仮想時間（ＧＶＴ）と呼ばれる。ＰＴを保持するプ
ロセッサは、プライマリプロセッサ（ＰＰ）と呼ばれる
。ＰＰは他のどのプロセッサもスタックにより早いタス
クを有していないことを知っている。現在のＰＰが使用
されない状態になると、新しいＰＴを有するプロセッサ
が新しいＰＰになる。ＧＶＴの計算は必要とされず、Ｇ
ＶＴはプロセッサからプロセッサへ送られるトークンと
してみなされてもよい。ＰＰの一致は、プロセッサから
プロセッサへの最も早いタイムスタンプされたタスクに
続いて、プログラム実行中、継続的に変化する。実行さ
れねばならないあらゆるタスクは、そのタイムスタンプ
がＧＶＴになると直ちにＰＴになる。この発明の最適化
された実施例では、ＰＰはＮＲＥに出会うとすぐこれら
を実行することができ、メモリ１４からのＰＰによる読
出は、記録される必要がない。したがって、ＰＰはオー
バーヘッドを減少されたために、システム１０の他のプ
ロセッサと同じくらい、あるいはそれより速くタスクを
実行することができる。

【００１６】分類されたイベントリストを維持するため
のオーバーヘッドの低減、文脈切替えの減少、関連タス
クの局所性の増加、グローバルイベントの順序への局所
忠実度の改善、順の狂ったタスクのみへのロールバック
動作の削減、ならびに係属中および過去のタスクを記憶
するための列に代わるスタックの使用の結果として、シ
ステム１０は先行のロールバックを基本にした並列コン
ピューティングシステムを上回る効率化を達成する。

【００１７】

【時間指標付のメモリアーキテクチュア】時間指標付の
共用メモリ１４は、迅速なメモリアクセスを提供し、既
存の標準メモリの設計と共に使用することができ、種々
の技術および集積度を使用して構成されることができる
。図１、２および３を参照すると、メモリ１４はインタ
ーコネクト１３によってコンピュータプロセッサに接続
されたメモリバンク一式を含む。インターコネクト１３
は、たとえばそれによっていくつかのプロセッサが異な
るメモリバンクを同時にアクセスすることができる共用
バスまたはクロスバースイッチ１６として実現されても
よい。クロスバースイッチ１６は、たとえば高速な再構
成時間および完全な、あるいは部分的同報通信の能力を
有する広帯域幅で、待ち時間が低く、再構成可能な光フ
ァイバースイッチを含んでもよい。メモリ１４の各メモ
リバンクは、共用変数のための記憶領域（ＳＡ）および
ＳＡ２１を含むインターコネクト１３のクロスバースイ
ッチ１６に接続するバンク制御装置（ＢＣ）３１を含む
。

【００１８】図２は、共用メモリ１４の記憶領域（ＳＡ
）２１のブロック図である。メモリ１４は、アドレスさ
れた変数「ｉ」の時間基準のヒストリを含むＳＡ２１の
列に対応する可変アドレスＶｉ　によってアクセスされ
る。ＳＡ２１の各列は、その変数に対して３つのリスト
を記憶する。すなわち、変数を読出した各タスクのタイ
ムスタンプを記憶する読出時間（ＲＴ）リスト２２、変
数を書込んだ各タスクのタイムスタンプを記憶する書込
時間（ＷＴ）リスト２３、およびタイムスタンプされた
各変数の書込に対応する値を記憶する書込データ（ＷＤ
）リスト２４を記憶する。読出コマンドがタスクによっ
て与えられると、アドレスＶｉ　は、メモリアドレスレ
ジスタ（ＭＡＲ）２５内に位置づけられ、アドレスＶｉ
　に対応するＳＡ２１の全列は、メモリバッファレジス
タ（ＭＢＲ）２６に転送される。全ＭＢＲ２６は、ＳＡ
２１の外部のバンク制御装置（ＢＣ）３１にアクセス可
能である。

【００１９】図３は、バンク制御装置（ＢＣ）３１のブ
ロック図である。ＢＣ３１はたとえばＭＢＲ２６のＲＴ
２２、ＷＴ２３およびＷＤ２４に対応する３組のシフト
レジスタ、すなわちインターコネクト１３から受信した
情報を保持するためのアドレスレジスタ、タイムスタン
プレジスタ、データレジスタ、およびグローバル仮想時
間（ＧＶＴ）レジスタと、ロールバックされるべきタス
クのタイムスタンプを一時的に保持するためのロールバ
ックレジスタと、様々なビットフラグとを含んでもよい
。ＢＣ３１の機能の１つは、ＳＡ２１に保たれるデータ
構造を維持することである。ＲＴ２２およびＷＴ２３は
、タイムスタンプの増加する順に保たれる。ＷＤ２４は
、ＷＴ２３と同じ順に記憶され、したがって書込時間と
データとの間の関係を維持する。ＢＣ３１は、インター
コネクト１３から到着する、プロセッサ生成メモリコマ
ンドに応答する。ＢＣ３１への基本コマンドは次のとお
りである。

【００２０】Ｉｎｉｔ：メモリバンクを初期設定せよ。 すなわちＷＤ２４のすべての記憶位置をゼロに設定し、
かつＲＴ２２およびＷＴ２３のすべての記憶位置を最大
スタンプに設定せよ。

【００２１】ＳｅｔＧＶＴ　　ｐ，ｔ：現在のＧＶＴを
（プロセッサｐから）タイムスタンプｔに設定せよ。

【００２２】Ｒｅａｄ　　ｘ，ｔ：タイムスタンプｔで
変数ｘを読出せ。 Ｗｒｉｔｅ　　ｘ，ｔ，ｄ：変数ｘのデータｄをタイム
スタンプｔで書込め。

【００２３】Ｒｏｌｌｂａｃｋ　　ｔ：タイムスタンプ
ｔを有するタスクをロールバックせよ。

【００２４】ＲｅｔｒａｃｔＲｅａｄ　　ｘ，ｔ：タイ
ムスタンプｔで変数ｘの読出を取消せ。

【００２５】ＲｅｔｒａｃｔＷｒｉｔｅ　　ｘ，ｔ：タ
イムスタンプｔで変数ｘの書込を取消せ。

【００２６】一般的には、ＢＣ３１は読出および書込要
求をサービスし、ＲＴ２２、ＷＴ２３およびＷＤ２４を
維持し、誤ったデータを読出してしまったか、または先
に進みすぎてしまったタスクのロールバックを命令し、
古いデータを除去する。この機構の主な利点は、読出お
よび書込が、読出および書込リストの任意の点で挿入さ
れることができ、先行するスタックを基本にする機構と
は違って、誤った順にデータを読出す、まさにそのタス
クのロールバックを許容することである。基本コマンド
の副産物として組込まれる２つの重要動作は、化石収集
（ｆｏｓｓｉｌｃｏｌｌｅｃｔｉｏｎ）（ＧＶＴよりも
古く、ゆえにもはや有用でないデータおよびタイムスタ
ンプの除去）、および流れの制御（ＲＴ２２およびＷＴ
２３が既に一杯のとき、最も前方のタスクのロールバッ
ク）である。ＧＶＴ、またはそれより早い時点でタイム
スタンプを識別し、変数のデータ構造がアクセスされる
たびに、ＢＣ３１のＧＶＴレジスタに記憶された現在値
より古い値すべてを単に捨てることによって、化石収集
が達成されるようにすることが必要である。

【００２７】

【タスクの状態および動作】システム１０によって作成
されたタスクは、次の状態の１つであってもよい。

【００２８】ＮＥＷ（Ｎ）：実行されていないタスクＮ
ＥＷ　　ＡＣＴＩＶＥ（ＮＡ）：目下実行されている新
しいタスク ＯＬＤ（Ｏ）：少なくとも一度前に実行されたことのあ
るタスク ＯＬＤ　　ＡＣＴＩＶＥ（ＯＡ）：次のロールバックを
実行されるタスク ＲＯＬＬＢＡＣＫ（Ｒ）：訂正動作のためにロールバッ
クされるタスク ＳＵＳＰＥＮＤ（Ｓ）：プライマリ（ＰＴ）になるまで
中断されたタスク ＫＩＬＬＥＤ（Ｋ）：実行されるべきでないタスクタス
クはすべて状態Ｎで開始する。したがって、新しいタス
クがスポーンされると、それは状態Ｎで開始する。 新しいタスクがスポーンされるのは、状態ＮＡまたはＯ
Ａのタスクが、１つまたは２つのサブタスクに分割する
ときである。後継タスク（ＳＴ）が分割に続いて直ちに
プログラムコードで始まり、継続タスク（ＣＴ）がＳＴ
の終了とともにそのコードで始まり、これらの分割され
たタスクは終了する。分割後、プロセッサは直ちにＳＴ
を実行し、タスクスタックのＣＴを状態Ｎに置く。移送
、ロールバック、またはキル（ｋｉｌｌ）されなければ
、状態Ｎの各タスクは、結局スタックの先頭に到達し、
状態ＮＡに入る。実行後、タスクは状態Ｏに入る。 状態Ｏのタスクは、プライマリ（ＰＴ）になると、もは
やロールバックされることができないので、システムか
ら除去される。ＰＴでない稼動中のタスクがＮＲＥを実
行しようと試みると、タスクは状態Ｓに入り、それがＰ
Ｔになるまで実行は中断される。タスクはもしその後不
正確と判明した値をその前に読出すと、状態ＯまたはＳ
から状態Ｒに入るであろう。状態Ｒからタスクは一般的
に状態ＯＡに入る。状態Ｎ、Ｓ、Ｏ、またはＲのとき、
タスクがもし最初にスポーンまたは実行されるべきでな
かったと後で判明すればキルされてもよい。

【００２９】タスクは、タイムスタンプｔ０　で、既に
タイムスタンプｔ１　＞ｔ０　の値を有するアドレスで
メモリ１４への書込要求を発すると、ロールバックが開
始される。ｔ１　＞ｔ＞ｔ０　であるタイムスタンプｔ
でこのアドレスを読出したタスクはどれも、誤った値を
読出しており、ロールバックされねばならない。もしタ
イムスタンプｔ１　＞ｔ０　でこのアドレスに対する値
がなければ、タイムスタンプｔ＞ｔ０　で値を読出した
タスクはすべて、ロールバックされねばならない。もし
ロールバックタスクがメモリ１４に対し読出または書込
を行なえば、その書込は取消されねばならない。メモリ
１４内の書込の取消しは、取消された書込を読出したど
のようなタスクもロールバックすることを要求する。一
般的には、ロールバックタスクによってスポーンされた
どのようなタスクもキルされる。もしキルされたタスク
が既に実行されていたら、それはまずロールバックされ
、誤った値を取消さねばならない。

【００３０】

【プロセッサの状態および動作】プロセッサ１１または
１２といったシステム１０の各プロセッサは、次の動作
状態の１つであってもよい。

【００３１】ＩＤＬＥ（Ｉ）：どのタスクも実行しない
。 ＭＩＧＲＡＴＩＮＧ（Ｍ）：タスクをＰＰから移送する
。

【００３２】ＥＸＥＣＵＴＩＮＧ　　ＮＥＷ（ＥＮ）：
ＰＰでない間ＮＡタスクを実行する。

【００３３】ＥＸＥＣＵＴＩＮＧ　　ＧＶＴ（ＥＧ）：
ＰＰとしてＮＡタスクを実行する。 ＥＸＥＣＵＴＩＮＧ　　ＯＬＤ（ＥＯ）：ＯＡタスクを
実行する。

【００３４】ＤＯＮＥ（Ｄ）：処理終了。 アイドルのプロセッサは、使用可能なタスクをプライマ
リプロセッサ（ＰＰ）から常に移送する。移送されたタ
スクは、常にＰＰのタスクスタック中の最新（すなわち
最高）のタイムスタンプされた、Ｎ状態またはＯ状態の
タスクである。移送されたタスクの記述子は、アイドル
のプロセッサに複写され、ＧＶＴの「リンク」はＰＰの
その位置に残され、どのプロセッサがタスクを移送した
かを示す。類似のリンクが以前アイドルのプロセッサの
タスクに置かれ、移送されたタスクのソースプロセッサ
を示す。以前アイドルのプロセッサは直ちに移送された
タスクを実行し、移送されたタスクにスポーンされたど
のようなタスクの実行も一般的に継続する。Ｎ状態のタ
スクがスタックに残っていなければ、プロセッサはロー
ルバックタスクを状態Ｏから状態ＯＡに移動させること
によって再実行を開始する。タスクがスタックに残って
いなければ、プロセッサはアイドルになり、それがＰＰ
でなければ別の移送を試みる。ＰＰに実行すべきタスク
がなくなれば、そのタスクスタックが空にならねばなら
ないか、スタックの先頭の項目が次のＰＰへのリンクに
なるかのいずれかである。後者の場合、ＰＰの指定は新
しいＰＰへ転送されねばならず、リンクは前のＰＰのス
タックから除去されねばならない。

【００３５】この発明の重要な局面は、タイムスタンプ
の構成および使用である。効率的なロールバックコンピ
ューティングのために、タイムスタンプはプログラムの
順序を正確に示さねばならず、固定され、大きさが小さ
く、容易に生成され、かつ比較が容易であるべきである
。システム１０は、２つの容易に維持される整数、「プ
ロセッサ移送番号」（Ｍ）および「タスク連続番号」（
Ｓ）から生成されるタイムスタンプを使用する。 さらに、プライマリプロセッサ（ＰＰ）は、「次の移送
番号」または「ＮｅｘｔＭ」のカウンタを維持する。Ｎ
ｅｘｔＭの初期設定値は、省略時の最大の番号である。 ＰＰの移送番号Ｍの値は、常に、それが最も早いタスク
について作動していることを示す。他のすべてのプロセ
ッサのＭの値は、タスクが実際に移送されるまで、定義
されないままである。ＰＰのＮｅｘｔＭは、次に新しい
移送番号Ｍを、タスクに移送されるとき、各プロセッサ
に割当てるために使用される。タスクがＰＰから移送さ
れると、ＮｅｘｔＭの値は、１まで減少させられ、次の
移送に備える。新しいプロセッサがＰＰになると、Ｎｅ
ｘｔＭの値は、前のＰＰのＮｅｘｔＭの値である。移送
が起こると、新しく移送されたタスクのタスク連続番号
Ｓはゼロに設定される。連続番号Ｓは次に、新しいタス
クがプロセッサ内で移送されたタスクによってスポーン
されるたびに、増加される。この発明の好ましい実施例
では、各タスクのタイムスタンプは、プロセッサの移送
番号Ｍを各タスクの個々の連続番号Ｓに連結することに
よって形成される。ＭおよびＳ番号が連続して各タスク
のために記憶されると、システム１０内のタイムスタン
プの比較はわずか１つの比較命令で、極めて迅速に行な
われることができる。

【００３６】この発明の代替の実施例において、時間指
標付のメモリ１４の各バンクは、移送番号のスタックを
維持する。各バンクの移送番号スタックは、最初のＰＰ
の移送番号で初期設定される。タスクはＰＰから移送さ
れ、移送されたタスクは、各メモリバンクに伝送される
固有の移送番号を割当てられる。各バンクは、一時的に
ＰＰの移送番号をスタックから除去し（「ポップ（ｐｏ
ｐ）」し）、移送されたタスクの移送番号をスタックの
先頭に置き（「プッシュ（ｐｕｓｈ）」し）、ＰＰの移
送番号をスタックの先頭に戻す（「プッシュ」する）。 ＰＰの一致が変化すると、各メモリバンクは古いＰＰの
移送番号をスタックから除去する（「ポップ」する）。 この手順を使用して、各メモリバンクの移送番号のスタ
ックは、スタックの先頭から昇順のタイムスタンプに配
列された現在のすべての移送番号を維持する。

【００３７】この代替の実施例では、各変数の読出およ
び書込データリストは、タイムスタンプの順に配列され
ることを必要としない。代わりにリストの各要素は、関
連したデータを有することができ、スタック中の要素の
タイムスタンプ移送番号の位置を変数がメモリバンクに
よって最後にアクセスされたときに符号化する。各メモ
リ動作の相対的な順序は、その後各要素に記憶されたス
タックの位置の値を暗示する。変数がアクセスされると
、古いリストのエントリは、その残存しているリストの
エントリの値がもはや移送番号のスタックにないエント
リを除去することによって削除される。残存リストエン
トリの新しい位置の値は、同時に計算されることができ
る。しかし、「アーカイブ値」、すなわちＢＰがアクセ
スされた値のために読出しなければならない、現在のＰ
Ｐの移送番号よりも早い最新値を除去しないように注意
しなければならない。

【００３８】図４を参照すると、表は例証のみに役立つ
この発明の簡略化された実施例において、タスクがタス
クスタック内にどのように置かれているか、およびＰＰ
の指定が計算時間の期間中、プロセッサからプロセッサ
へどのように移動させられるかを示す。図４は、単一の
プログラムを実行中の３つのプロセッサＰ１、Ｐ２およ
びＰ３のタスクスタックを示す。先頭列４１は、プログ
ラム実行中の相対的な時間期間を示す。プロセッサＰ１
の列４２のような各別個のプロセッサの先頭列は、現在
プロセッサによって実行されている稼動中タスクの番号
を示す。各プロセッサの稼動中タスクの列の下には、プ
ロセッサＰ１のスタック４３のようなタスクスタックが
ある。タスクスタックの下にある「ｘ」は、ＰＰとして
プロセッサを指定し、スタックの括弧内の数字は、その
数字に対応するプロセッサへのＧＶＴリンクを示す。

【００３９】図４の例証プログラムの動作は、ＰＰであ
る稼動中プロセッサのタスク１の実行と共に時間期間１
において開始する。時間２において、タスク１はプロセ
ッサＰ１にタスク２および５をスポーンする。時間３に
おいて、プロセッサＰ１は、タスク５はプロセッサＰ２
へ移送する間、タスク２を実行する。移送を示すために
、Ｐ２へのリンクはＰ１のスタック内に置かれ、Ｐ１へ
のリンクはＰ２のスタック内に置かれる。時間４におい
て、タスク２はプロセッサＰ１にタスク３および４をス
ポーンし、タスク５はプロセッサＰ２にタスク６および
７をスポーンする。時間５においてＰ１はタスク３を実
行し、Ｐ２はタスク６を実行し、タスク４はそこで実行
されるＰ３へ移送される。移送は、Ｐ１のスタックの先
頭に置かれるＰ３へのリンクおよびＰ３のスタック内に
置かれるＰ１へのリンクによって示される。時間６にお
いて、Ｐ１はすべてのタスクを完了し、Ｐ３へのリンク
は時間７で示されるようにＰＰの指定がＰ３へ渡される
べきことを示す。しかし、時間７において、Ｐ３はタス
ク４を完了し、スタックの先頭のリンクはＰＰの指定が
Ｐ１へ戻されるべきことを示す。時間８において、Ｐ２
はタスク７の実行を継続し、Ｐ１のスタックの先頭のリ
ンクは時間９に示されるように、ＰＰの指定がＰ２に渡
されるべきことを示す。時間１０において、Ｐ２はタス
ク７を完了し、リンクはＰＰの指定がＰ１に戻されるべ
きことを示す。時間１１において、ＰＰの指定はＰ１に
戻り、すべてのプロセッサのタスクスタックが空である
ため、プログラムの実行は終了する。

【００４０】この発明のロールバックコンピュータシス
テムは、その中でハードウェアが臨界動作の順序づけの
一部を行なう並列プログラミングの根本的に異なる見解
を提供する。このシステムの最適なアプローチによって
、通常の順序プログラムが並列機械のために損失の多い
再プログラムを行なわなくても並列に実行されることが
できる。さらに、このアプローチは極めて動的なプログ
ラムおよび高度にデータに依存するプログラムのような
、他の並列機構が最悪の状態で行なわれるところで、最
高の状態で行なわれる。結果として、この発明のロール
バックコンピュータシステムは、ソフトウェア技術が現
われるプログラムの並列処理における難解な問題への解
決法を提供するであろうと思われる。

【００４１】この発明は、それについての特定の実施例
に関して説明されてきたが、様々な変化および変更が当
業者に提案されてもよい。特定的には、多くの異なるプ
ログラミング機構が説明された機能を達成するために、
この発明の装置と共に使用されてもよい。したがって、
この発明は添付の請求項の範囲内にあるような変化およ
び変更を包括することが意図される。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明の基本アーキテクチュアのブロック図
である。

【図２】この発明における共用メモリのメモリバンク記
憶領域（ＳＡ）のブロック図である。

【図３】この発明における共用メモリのバンク制御装置
（ＢＣ）のブロック図である。

【図４】この発明の３つの並列プロセッサの稼動中タス
クおよびタスクスタックの例を示した図である。

【符号の説明】

１０　　ロールバックコンピューティングシステム１１
　　プロセッサ １２　　プロセッサ １４　　共用の時間指標付メモリ

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】　　コンピュータプロセッサのネットワー
   クによる、コンピュータプログラムの並列実行のための
   ロールバックコンピューティングの方法であって、プロ
   セッサのネットワークへ、共用、時間指標付メモリを接
   続するステップと、コンピュータプログラムを１つの、
   またはそれより多いタスクに区分するステップと、タス
   ク記述子を前記タスクの各々に割当てるステップとを含
   み、前記タスク記述子はプログラム中のタスクの順次の
   順序を示し、さらに、１つの、またはそれより多いプロ
   セッサによって実行されるために前記タスクをスケジュ
   ールするステップと、前記タスクの各々が実行されると
   き、タイムスタンプを前記タスクの各々に割当てるステ
   ップと、タスクのタイムスタンプを時間指標付メモリを
   含む動作に関連させるステップと、メモリ動作のタイム
   スタンプを比較して、順の狂った動作を検出するステッ
   プと、前記検出された順の狂った動作に影響を受けたタ
   スクをロールバックするステップと、前記ロールバック
   されたタスクを起こり得る再実行に備えてスケジュール
   し、タスク間のデータ依存を保持するステップとを含む
   、方法。
2. 【請求項２】　　タイムスタンプされた最も早いタスク
   をプライマリタスクとして指定し、かつ前記プライマリ
   タスクを実行するプロセッサをプライマリプロセッサと
   して指定するステップをさらに含む、請求項１に記載の
   方法。
3. 【請求項３】　　使用可能なタスクを前記プライマリプ
   ロセッサからアイドルプロセッサへ移送するステップを
   さらに含む、請求項２に記載の方法。
4. 【請求項４】　　新しいタスク記述子および新しいタイ
   ムスタンプを実行されたタスクによってスポーンされた
   新しいタスクに割当てるステップをさらに含む、請求項
   ３に記載の方法。
5. 【請求項５】　　移送元のプロセッサおよび移送先のプ
   ロセッサを示す、移送中のタスクにリンクを与えるステ
   ップをさらに含む、請求項３に記載の方法。
6. 【請求項６】　　プライマリプロセッサの指定を、実行
   すべきタスクを有しない前のプライマリプロセッサから
   、前のプライマリプロセッサへのリンクを有する新しい
   プライマリプロセッサへ転送するステップをさらに含む
   、請求項５に記載の方法。