JPH04507019A - 非繁忙待機資源制御 - 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】 非繁忙待機資源制御 発明の背景 多重プロセスを並行して実行するデータ処理システムは、多重プロセスによって 共有される共通資源（ｒｅｓｏｕｒｃｅ）へのアクセスを同期化する手段を有さ なければならない。一般に、データ処理システムは、繁忙待機戦略を使用するこ とにより、共有資源への同期化アクセスを設けている。 繁忙待機において、各プロセスは、資源に対する要求を行い、そして資源が利用 可能になるまでアイドルで待機する。資源が究極的に利用可能になる時、アイド ルプロセスは、資源へのアクセスを獲得する。このアプローチは、適切な同期化 を設けるが、プロセッサーが資源において待機する間アイドルでなければならな いという欠点を被る。同期化を行うためにソフトウニアセマフオア機構を使用す る一つの繁忙待機アプローチは、Ｅ、　Ｗ、　Ｄｉ　ｊｋｓ　ｔ　ｒａ著の「協 同逐次プロセスＪ、Ｇｅｎｕｙｓ、プログラミング言語編、Ｎ、　Ａ、　Ｔ、　 ０．　１９６８年、によって提案された。特に、提案されたアプローチは、共有 資源への多重プロセスのアクセスを同期化するために繁忙待機施錠セマフォアを 使用する。 発明の要約 本発明は、施錠プロトコルを実現するためのデータ構造を含む。この施錠プロト コルは、多重プロセスによるデータ処理資源へのアクセスの同期化を設ける。デ ータ構造は、値を保持するための値フィールドと、メモリアドレスにおいて値フ ィールドのロック状態を指示するための錠フィールドとを含む単一メモリアドレ スを有する。この錠フィールドが値フィールドがロックされることを指示する時 、値フィールドをロックしたプロセス以外のプロセスは値フィールドへのアクセ スを獲得しない。 アンロックされる時、任意のプロセスが資源へのアクセスを獲得する。 本発明の一実施態様により、値フィールドは、データを保持するか、あるいは代 替的にロック又はアンロック要求の据置きリストへのポインターを保持する。こ れらの２種類の値は、効率を最適化するために値フィールドの使用を共有する。 それらは、同時に値フィールドに記憶されないために同一値フィールドを共有す ることができる。２つの値の性質は、それらを本質的に相互排除にする。本発明 の別の実施態様により、ポインターは、値フィールドをデータと共有しない。む しろ、それは、値フィールドとは異なる別個のフィールドに記憶される。 錠フィールドが施錠据置き状態にある時、それは、好ましくは、プロセスが値フ ィールドへの排他的アクセスを現在有し、値フィールドへの排他的アクセスに対 する多重要求が保留中であるインジケータである。 保留中の多重要求は、ポインターによって指された据置きリストに記憶される。 同様に、錠フィールドが解錠据置き状態にある時、それは、好ましくは、プロセ スが現在データフィールドへの排他的アクセスを有さないが、値フィールドをア ンロックする多重要求が保留中である指示である。保留中のアンロック要求は、 ポインターによって指された据置きリストに記憶される。 錠フィールドが施錠状態にあるならば、アンロック要求は、錠フィールドを解錠 状態に変更する。逆に、ロックが解錠状態であるならば、ロック要求は、錠フィ ールドを施錠状態に変更する。しかし、本発明の施錠機構は、そのような基本状 態に限定されず、他の可能性が存在する。例えば、錠フィールドが施錠状態にあ り、ロック要求が受信されるならば、錠フィールドの状態は、施錠据置き状態に 変更される。ロック要求は、据置きリストに追加される。同様に、錠フィールド が解錠状態にある間アンロック要求が受信されるならば、錠フィールドの状態は 、解錠据置き状態に変更され、アンロック要求が据置きリストに追加される。 いったんこれらの据置き状態になると、錠フィールドは、据置き要求がサービス されるまで据置き状態にとどまる。特に、錠フィールドが施錠据置き状態になり 、ロック要求が受信されるならば、錠フィールドは、その状態にとどまる。同様 に、錠フィールドが解錠据！き状態になり、アンロック要求が受信されるならば 、錠フィールドは、解錠据置き状態にとどまる。これらの場合のいずれにおいて も、それぞれの要求は、据置きリストに追加される。 さらに、多重ロック要求が据置きリストにあるならば、錠フィールドが現在施錠 据置き状態にあり、アンロック要求が受信される時、錠フィールドは現状態にと どまる。しかし、ロック要求は、アンロック要求に応答して据置きリストからポ ツプオフされる。類似の状況は、錠フィールドが現在解錠据置き状態にあり、ロ ック要求が受信される時存在する。 ロック状態は、解錠据置き状態にとどまるが、アンロック要求は据置きリストか らポツプオフされる。 据置きリストにおける最終要求が据置きリストからポツプオフされる時のみ、錠 フィールドは状態を変更する。具体的に、錠フィールドが施錠据置き状態にあり 、最終ロック要求がアンロック要求によって据置きリストからポツプオフされる ならば、錠フィールドは、施錠状態に変化する。さらに、錠フィールドが解錠据 置き状態にあり、最終アンロック錠フィールドは解錠状態に変化する。 上記の機構は、メモリ位置と■構造を共有するために使用される。本発明は、共 有メモリ位置の上記の施錠機構を実現するためにメモリ位置施錠手段を使用する 。メモリ位置施錠手段は、好ましくはレジスターに保持されたフレームポインタ ーと命令ポインターから成るプロセスインジケータを有する。フレームポインタ ーは、メモリにおいてアクセスされるメモリ位置を指し、そして命令ポインター は、その位置において実行される命令を指示する。各メモリ位置は、上記のロッ ク状態を含む。 施錠機構の動作は、局所コントローラによって監視される。局所コントローラは 、命令ポインターによって指された命令、フレームポインターによって指された 位置の内容、及び命令に応答して行われる動作を決定するために関連ロック状態 とを参照する。 この施錠機構は、データフロー処理システムの如くデータ処理システムにおいて 使用される。そのようなデータ処理システムは、複数のプロセス、上記のメモリ 、及び上記のコントローラを有する。システムは、メモリアクセスに対する要求 が処理要素によって行われ、そしてメモリアクセスが実行されるのを待機する間 数のタスクを実行する如く設計される。 図面の簡単な説明 第１図は、データ処理システムの主要構成要素を示す。 第２図は、トークン内のフィールドを示す。 第３図は、メモリユニットを詳細に示す。 第４図は、アドレス指定可能なメモリ位置を示す。 第５図は、基本施錠機構の状態図を示す。 第６ａ図と第６ｂ図は、読み出し／ロックトークンのシーケンスとメモリ位置に おける実行効果を示す。 第７ａ図と第７ｂ図は、書き込み／アンロックトークンのシーケンスとメモリ位 置における実行効果を示す。 第８図は、強化施錠戦略を使用して実行されたサンプル待ち行列動作を示す。　 好ましい実施態様の詳細な説明本発明の好ましい実施態様は、施錠（ｌｏｃｋｉ ｎｇ）メモリ位置を有するデータフロー処理システム２に関する。データフロー 処理システムは、多数のメモリユニット１０を共有する複数の処理要素５から成 る。これらの処理要素５は、多重プロセスを並列処理する。実行されるプロセス は、メモリユニット１０へのアクセスを必要とする動作を含む。そのような動作 が並列処理されるならば、同一メモリユニット位置へのアクセスを得ようとする 多重プロセスに関する問題が発生する。競合するプロセス間の潜在的な衝突を回 避するために、個々のプロセスは、制限された時間期間、単一メモリ位置へのア クセスを認められる。具体的に、メモリ位置は、メモリ位置を使用して処理要素 が終了されるまで修正されない。 このケイパビリティは、施錠機構の使用により設けられる。メモリ位置をロック した処理要素以外のすべての処理要素５は、メモリ位置がアンロックされるまで 、メモリ位置をアクセスするのを阻止される。しかし、プロセスは、メモリ位置 がアンロックされるのを待機する間アイドルにとどまることを必要とされない。 それらは、待機中地のタスクを処理し続ける。 第１図は、データフロー処理システム２の主要構成要素を示す。具体的に、シス テム２は、複数の処理要素５と、複数のメモリユニット１０とを含む。メモリユ ニット１０と処理要素５の間の通信は、相互接続網１２を介して達成される。相 互接続網１２は、先行技術において公知の回路から成る。処理要素５の各々は、 メモリユニット１０の各々へのアクセスを有する。これらの処理要素５は、好ま しくは、各処理要素５内の並列活動を最大化するようにパイプラインされる。好 ましい処理要素構成は、Ｇ、Ｐａｐａｄｏｐｏｕｌｏｓ著の「はん用データ７０ −多重プロセッサーＪ、Ｄｏｃｔｏｒａｌ　ＴｈｅｓｉｓＳＭａｓｓａｃｈｕｓ ｅｔｔｓ　Ｉｎ５ｔｉｔｕｔｅ　ｏｆ　Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ、１９８８におい て提示される。 データフロー処理システム２は、好ましくは、トークンで動作するタグ付きトー クンデータフロー処理システムである。第２図に示す如く、これらのトークン１ １は、タグフィールド３と値フィールド５から成る。 タグフィールド３は、第２図においてＩＦとして指定された命令ポインター３ａ を保持し、かつ第２図においてＦＰとして指定されたフレームポインター３ｂを 保持するために使用される。命令ポインター３ａは、実行される命令を指す。対 照的に、フレームポインター３ｂは、その一つが命令によつてアクセスされるメ モリ位置のフレームの開始を指す。 値フィールド５は、ある目的のために使用される。それは値を記憶するために使 用される。値フィールド５に保持された値の重要度は、変化し、命令ポインター ３ａが指す命令に依存する。例えば、値は、アドレス、又は単に現データ値を表 現する。 各処理要素５は、複数のトークンを記憶する局所トークンキューを維持する。各 処理要素５は、システムクロックのクロックサイクル毎に、トークンキューから 処理要素５のパイプラインへの新トークンを計時する。処理要素５のパイプライ ン内で、トークン１１のタグ部分３の命令ポインター３ａによって指された命令 の実行が試行される。しかし、しばしば、命令の実行を完了するために、メモリ をアクセスすることが必要である。そのような場合に、処理要素５のパイプライ ンは、新トークンを発生させ、そのタグは、アクセスされる必要のあるメモリ位 置において実行される読み出し動作又は書き込み動作を指示する。これらのトー クンは、パイプラインを出て、相互接続網１２を介してメモリユニット１０に移 動し、メモリアクセス要求がサービスされる。そのようなメモリアクセス要求が 取り扱われる方法と、そのような要求を効率的にサービスするためのメモリ機構 は、本発明の好ましい実施態様に非常に重要である。 第３図は、第１図よりも詳細に施錠ケイパビリティを有するメモリユニット１０ を示す。メモリユニット１０は、メモリへのアクセスを得ようとする処理要素５ から送信された大りトークンを緩衝するための第１ＦＩＦ０１４を含む。第１Ｆ ＩＦｏバツフアー１４に記憶された後のトークンは、一度に一つレジスター１６ に送信される。レジスター１６は、マルチプレクサ−１８、データメモリ２０、 及びコントローラ２４と通信する。さらに、トークン形成バッファー２６が、出 カドークンの発生を補助するために設けである。出カドークンは、第２ＦＩＦＯ バツフアー２８に送出され、続いてそこから網１２に送出される。 一般動作において、メモリユニット１０は、処理要素５から網１２を介してメモ リへのアクセスをめるトークン１１を受信する。これらのトークンは、一時的に 第１ＦＩＦＯバツフアー１４に記憶される。レジスター１６が第１ＦＩＦＯバツ フアー１４から新トークンを受信する準備ができている時、トークンが第１ＦＩ ＦＯバツフアー１４からレジスター１６に転送される。処理が継続する時、フレ ームポインター値３ｂは、レジスター１６に保持されたトークンから取られ、マ ルチプレクサ−１８に渡される。フレームポインターは、アクセスされる特定メ モリ位置を指す。命令ポインター値３ａがまた、コントローラ以外に転送される 。命令ポインターは、フレームポインターによって指定されたメモリ位置におい て実行される動作をコントローラ２４に知らせる。 いったんコントローラ２４が実行される動作を決定するならば、それは、適切な 選択信号をマルチプレクサ−１８に送信し、アクセスされるメモリアドレスを選 択する。アドレスは、フレームポインター３ｂによって指示されたアドレスであ るか、あるいはデータメモリ２０のメモリ位置にあるアドレスである。アドレス がデータメモリのメモリ位置にあるアドレスであるように選択されるならば、そ れは据置きリストアドレスである。据置きリストが、さらに詳細に議論される。 マルチプレクサ−１８によって選択されたアドレスは、データメモリ２０のアド レス線と、アドレスがそれぞれのメモリ位置へのアクセスを獲得するために使用 されるロック状態メモリ２２のアドレス線とに移動する。コントローラ２４は、 アドレス指定位置に関連したロック状態を検査し、それに応じて作用する。 示唆された構成から明らかな如（、メモリアドレスのロック状態とデータ値は、 同一物理メモリ位置において記憶される必要はない。事実、それらは、別個の物 理位置に記憶されるが、アドレスがアクセスされる時データとロック状態が利用 可能である如く、単一メモリアドレスによってアドレス指定可能でなければなら ない。ロック状態情報のメモリアクセス時間が最適化される如くメモリを物理的 に分割することが望ましい。 具体的に、一般に必要とされるロック状態への非常に多数のアクセスのために、 静的高速メモリがロック状態メモリ２２を用意するために使用されることが好ま しい。典型的に、ロック状態が読み出され、そして新ロック状態が、実行される 各施錠命令に対して書き込まれる。静的メモリの使用は、これらのトランザクシ ョンにおいて費やされる時間を最小にする。しかし、静的メモリは、非常に多大 な出費を伴うために、データメモリ２０に対して望ましくない。さらに、データ に関してそのような静的メモリの必要性は、データはロック状態はど頻繁にアク セスされないために、ロック状態はど太き（はない。こうして、動的メモリが、 データメモリ２０に対して使用される。 好ましい実施態様における読み出し及び書き込み命令は、単純な読み出し及び書 き込み命令ではない。むしろ、それらは二重機能を行う混成命令である。具体的 に、読み出し命令は、標準読み出しを行うほかに、読み出されるメモリ位置をロ ックし、そして書き込み命令は、書き込まれるメモリ位置をアンロックする。こ れらは、好ましい実施態様を実現するために必要とされた唯一の制御命令である 。標準読み出し及び書き込み命令は、データフロー処理システム２内で利用可能 であるが、ロック及びアンロックされることができないメモリの部分において使 用される。ロック及びアンロックの維持に関連したオーバーヘッドがあるために 、ロックされないメモリ部分とアンロックされないメモリ部分を有することが好 ましい。すべてのメモリ位置においてロックとアンロックを有することは必要で ないために、施錠位置とともに、非施錠位置を有することにより、不必要なオー バーヘッドを除去することが可能である。 議論の残りでは、すべての読み出しとすべての書き込みが、それぞれ、読み出し ／ロック命令と書き込み／アンロック命令を参照することが仮定される。 第４図は、典型的なメモリ位置を示す。このメモリ位置は、３つのフィールドか ら成る。これらのフィールドの２つ６６と７０は、物理的にデータ・メモリ２０ に位置するが、他のフィールド６８は、物理的にロック状態メモリ２２に位置す る。第１フイールドは、前述のデータとアドレスの如く値を記憶するために使用 される値フィールド６６である。錠フィールド６８は、メモリアドレスの現ロッ ク状態を記憶するために使用される。最後に、ポインターフィールド７０が、必 要ならば据置きリストの要素へのポインターを記憶するために設けである。代替 的に、ポインターフィールド７０は、使用される必要はない。むしろ、値フィー ルド６６は、値フィールド６６とポインターフィールド７０の機能等催物として 使用することができる。特に、このオプションが使用される時、値フィールド６ ６は、データ又はポインターを記憶するが、両者は同時にメモリ位置に存在しな いために、両者を単一フィールドに記憶させることは、さらに効率的である。本 発明は、これらの代替案を選ばず、代わりにこれらの代替案の両方を包含してい る。 書き込み／アンロック要求を保持するトークンがメモリユニット１０に入り、そ して書き込まれるメモリ位置が施錠状態にあるとする。トークンが処理されると 、コントローラ２４は、上記のデータメモリ２０のアドレス線において指定され たメモリ位置へのアクセスを獲得する。それからコントローラは、レジスター１ ６においてトークン１１の値フィ−ルド５に保持された値をアクセスされたメモ リ位置へ書き込ませる。 しかし、代わりに、トークンが実行される読み出し／ロック命令に対する要求を 保持し、そしてメモリ位置が解錠状態にあるとする。その場合に、コントローラ ２４は、データメモリ２０のアドレス線におけるアドレスを使用し、データメモ リ２０内のメモリ位置をアクセスする。いったんコントローラ２４がメモリ位置 へのアクセスを獲得するならば、それは、メモリ位置の内容を読み出す。それか ら内容は、トークン形成バッファー２６に転送される。そのような場合に、入り トークン１１の値フィールドは、読み出し値に対するあて先アドレスとしてトー クン形成バッファー２６に渡される。このあて先アドレスは、トークン形成バッ ファー２６において出カドークンのフレームポインターフィールドに置かれる。 それは、処理要素と、処理要素に局所的なメモリのフレームとを識別する。さら に、出カドークンに対する命令ポインターが、コントローラ２４によつて転送さ れ、そして値が、コントローラ２４によって命令された時、データ・メモリ２０ から転送される。出カドークンは、次に第２ＦＩＦＯバツフアー２８に転送され る。このバッファーは、網１２のスワンピングを防止するために出カドークンの バックログを許容するように設けである。第２バツフアー２８に保持された出カ ドークンは、網１２が受信の準備ができている時、網２に転送される。 読み出し／ロックがめられ、読み出されるメモリ位置が施錠据置き状態（この状 態はさらに詳細に後述される）にあるならば、システムは、メモリ位置が解錠状 態にあるとは別様にトークンに応答する。最初に、メモリ位置が施錠据置き状態 にある時、出カドークンは、適切なデータが書き込み／アンロック要求により到 着する時のみに形成される。第２に、あて先アドレスは、レジスター１６の値フ ィールドから取られず、むしろ、読み出し／ロック要求に対応してデータメモリ に保持された据置きリストにおける要素から取られる。据置きリストの編成は、 例において以下に記載される。出カドークンの他のフィールドも、前述の如く形 成される。 非旋錠位置は、施錠位置において錠フィールドを含むと同一ビットを含むことに 注意するべきである。しかし、これらのビットは、非旋錠位置において異なる重 要度を有する。施錠位置において、ビットは、種々のロック状態を表現する。メ モリ位置の錠フィールドが取る３つの基本状態が、第５図に示される。３つの状 態は、解錠３０、施錠３２、及び施錠据置き３４の状態である。ロックされるこ とが可能なすべてのメモリ位置は、初期的に解錠状態３０にある。ロック読み出 し／ロック要求４０がメモリ位置に為されるならば、メモリ位置の錠フィールド は、施錠状態３２に変更される。書き込み／アンロック要求３８が続いて同一メ モリ位置に到着するならば、メモリ位置の錠フィールドは、解錠状態３０に戻さ れる。 位置が施錠状態にあり、読み出し／ロック要求４４が到着するならば、それは、 状態フィールドを施錠据置き状態３４に変更する。状態フィールドが施錠据置き 状態３４にある間に受信された付加的な読み出し／ロック要求５６は、状態を変 更しない。それにも拘わらず、これらの要求は、据置きリストに記憶される。状 態フィールドが施錠据置き状態３４にある間に受信された書き込み／アンロック 要求４６は、据置きリストから単一の対応する読み出し／ロック要求を除去する ように作用する。最終書き込み／アンロック要求４２は、最後の据置き読み出し ／ロック要求を除去し、状態フィールドを施錠状態３２に戻す。この例における 要求順序は、順守される必要はない。書き込み／アンロックと読み出し／ロック に対する要求は、任意の順序で発生する。上記の順序は、例示の目的のためにの み選ばれた。 施錠状態と施錠据置き状態の重要度は、読み出し／ロックが認められた処理要素 以外の他の処理要素５が、施錠中メモリ位置をアクセスしないことである。他の 処理要素５は、その位置へのアクセスを獲得する前にアンロックされるまで待機 しなければならない。有益な類推は、メモリ位置をライブラリブックとして見る ことである。人がライブラリブックを点検しようとする時、それは、読み出し／ ロック命令の等個物である。ブックを点検する人は、ブックへの排他的なアクセ スを有する。ブックを修正し、唯一のブックが利用可能であるならば、すべての 続く人が修正されたブックを受信する如く修正されたブックが置き換えられる。 消失中にブックを点検しようとする人は、ブックを獲得しないが、名前がブック をめる人のリストに書かれるように要求する。 このリストは、施錠据置き状態における据置きリストに類似する。ブックを最初 に点検する人がブックを戻す時、それは、書き込み／アンロック要求を投する如 くである。ブックは、リストになお名前があるためにまだ施錠据置き状態にある 。しかし、リストにおける最初の人は、ブックを受け取り、そしてリストから削 除される。このプロセスは、リストにおける最後の人が、ブックが施錠状態にあ る時にブックの所有を獲得するまで、ブックの続く返却毎に繰り返される。この 人がブックを返すならば、状態は、解錠状態に戻る。 上記の説明は、本発明の実施態様による施錠戦略を実現するために必要な基本状 態を記載している。しかし、これらの状態は、解錠据置きの付加状態を有するさ らに強力な施錠戦略を生ずるように粉飾される。この状態が前状態図に付加され る時生成される状態図が、第６図に示される。付加状態は、本発明の施錠戦略に 待ち行列ケイパビリティを提供する。 解錠据置き状態３６の理解を助けるために、メモリ位置は初期的に解錠状態にあ り、書き込み／アンロック要求５０が受信されるとする。メモリアドレスの錠フ ィールドは、解錠据置き状態３６に変更される。この解錠据置き状態３６にある 間、続いて受信される書き込み／アンロック要求５４は、錠フィールドにおいて 保持された状態に影響しない。しかし、要求は、据置きリストに入れられる。こ のリストは、施錠据置きリストにおいて使用される同一ハードウェアを使用して 実現される。両リストは同時に存在しないために、両リストに対するハードウェ アの共有は、オーバーリード費用を最小にする効率的な戦略を提供する。 据置きリストに書き込み／アンロック要求がある間受信される読み出し／ロック 要求５２は、書き込み／アンロック要求をリストからポツプオフさせる。据置き リストにおける要求は、各書き込み／アンロック要求が関連読み出し／ロック要 求に応答してのみリストからポツプオフされる如く、一度に一つポツプオフされ る。ポツプオフされる書き込み／アンロック要求は、リストの頭に位置する必要 はない。それは、大きなオーバーヘッド費用を課することなしに、リストのすべ ての場所に位置する。究極的に、処理が続く時、据置きリストは、単−書き込み ／アンロック要求に縮小される。据置きリストにおけるこの最終書き込み／アン ロック要求は、先行要求と同様に、読み出し／ロック要求４８によってリストか らポツプオフされる。それがポツプオフされる時、メモリロケータの状態フィー ルドは、解錠状態３０に戻される。この戦略は、すべての据置き書き込み／アン ロック要求が状態フィールドが解錠状態３０に戻される前に取り扱われることを 保証している。 第６ａ図と第６ｂ図は、トークンのシーケンスと、これらのトークンを実行する 対応効果を示す。特に、第６ａ図は、順次に実行されるトークン６０．６２と６ ４を示す。初期的に、メモリ位置の値フィールド６６は６の値を有し、そして状 態フィールド６８は、第６ｂ図のメモリ状態７４においてｒＵＪとして示された 解錠状態の値を有するとする。 トークン６０が実行される時、アドレス１０におけるメモリ位置内容は、メモリ 状態７６に変化する。特に、値６は、値フィールド６６から読み出される。値フ ィールド６６は、冗長な条件に入る。状態フィールド６８は、メモリ位置がロッ クされている（「Ｌ」で表記される）ことを指示するように変更される。値６は 、新トークンを介してアドレスＪｏｅに送信される。Ｊｏｅは、例示の目的のた めに戻りアドレスのフレームポインター値に与えられた名前である。 トークン６２が実行される時、アドレス１０におけるメモリ位置内容は、メモリ 状態７８に変化する。値フィールドにおいてデータを記憶する代わりに、戻りア ドレスＭａｒｙが、値フィールド６６に記憶される。 Ｊｏｅと同様にＭａｒｙは、単に、例示の目的のために戻りアドレスに与えられ た名前である。さらに、状態フィールド６８は、施錠状態から据置き施錠状態（ 「ＬＤＪとして表記される）に変更される。この時に、データをあて先に戻す新 トークンは、発生されない。データが利用可能になる時、データをあて先に伝達 する新トークンが発生される。書き込み／アンロック要求がアドレス１０に対し て受信されるならば、メモリコントローラ２４は、読み出し値を位置Ｍａｒｙに 戻すことをめる保留ロック（読み出し／′ロック）要求が未決であることを知る 。 最終トークン６４が実行される時、位置１０は、据置き施錠状態にある。値フィ ールド６６と状態フィールド６８は変更されない。むしろ、行われる唯一の変更 は、以前番ごｎｉｌ”であったポインターフィールド７０が、読み出し／ロック 要求７２を指す如く変更される。このロック要求は、この場合Ｔｏｍである７２ ａの要求の戻りアドレスを記憶する。それはまた、据置きリストにおける次の要 求へのポインター７２ｂを記憶する。この場合、要求はもはやない。こうして、 値はポインターに記憶されない。 第７ａ図と第７ｂ図は、書き込み／アンロックトークンのシーケンスと、これら のトークン６０．６２と６４を実行することにより生じた結果のメモリ状態とを 示す。アドレス１０におけるメモリ位置内容は、値フィールド６６が冗長な値を 有するメモリ状態９２において開始するとする。さらに、錠フィールド６８は、 施錠状態にあり、そしてポインターフィールド７０は、ｎｉｌ状態にある。トー クン８２が実行される時、メモリ位置１０の内容は、メモリ状態９４に変化する 。このメモリ状態において、値フィールド６６は、７の値を有し、そして錠フィ ールド６８は、アンロックの値を有する。ポインターフィールド７０は、ｎｉｌ 状態にとどまる。新トークンは発生されない。 １・−クン８４が実行される時、メモリ位置内容１０は、メモリ状態９６に変化 する。値フィールド６６は、メモリ状態９４のままである。具体的に、それはな お、７の値を記憶している。しかし、錠フィールドは、解錠据置き状態に変更さ れる。さらに、ポインターフィールド７０は、今、アンロック要求８８を指す。 このアンロック（書き込み／アンロック）要求８８は、要求によって書き込まれ る値を含む。この場合、値は９であり、そして据置きリストにおける次の要求へ のポインターを含む。 この例の場合、他の要求はないために、ポインターは、ｎｉｌの値を有する。 トークン８６の実行は、メモリ位置１０の内容を変更せず、むしろ、据置きリス トに別のアンロック要求を追加する。具体的には、要求８８は、付加アンロック 要求８９を指すようにポインター値を変更する。このアンロック要求８９は、書 き込まれようとした値（すなわち、１５）とポインターを含む。要求８９は据置 きリストにおける最後の要求であるために、ポインターはｎｉｌ値を有する。　 読み出しロックコマンドと書き込みアンロックコマンドの間の関係をさらに理解 し、解錠据置き状態を使用することにより設けられた待ち行列ケイパビリティを 示すために、第７ａ図において指定されたトークンが実行され、メモリ状態９８ になる。続いて、第６ａ図において指定されたトークンが実行される。 第８ａ図は、メモリ位置１０に対して発生するメモリ状態を示す。読み出し／ロ ックを要求するトークン６０が実行される時、据置きリストの頭における値７は 、除去され、そして新しく発生されたトークンを介してＪｏｅによって指定され たアドレスに送信される。実行されたトークン６２は、アドレス１０における内 容かメモリ状態１０２に示された如くメモリ位置を変更する。その間、値９が、 アドレスＭａｒｙにおけるメモリ位置に送信される。メモリ位置１０は、値フィ ールド６６において値１５を有し、そして錠フィールド６８によって注記された 解錠状態においてセットされる。さらに、ポインターフィールド７０は、ｎｔｌ において設定される。最後に、トークン６４が実行され、そしてアドレス１０に おけるメモリ位置内容は、メモリ状態１０４に入る。メモリ状態１０４において 、値フィールド６６は、冗長な値を有し、錠フィールド６８は、施錠状態にあり 、そしてポインターは、“ｎｉｌ”の値を有する。値１５は、アドレスｒｏｍに おけるメモリ位置に送信される。 本発明は、メモリへの要求を追跡し、メモリへの二重要求を送信する必要なしに 、すなわち、繁忙待機なしに、処理要素によるメモリアクセス要求を可能にして いる。要求は、据置きリストに記憶され、そして後にサービスされる。その間、 処理要素は、他のタスクを実行する。さらに、本発明は、同期化を効率的に行う 。それは、メモリにおけるデータへのアクセスがロック状態へのアクセスを生ず る如く極小にロックする。 それ自体、２つの別個のメモリアクセストランザクションは、必要とされない。 さらに、データとのロックの対応は、メモリアドレスの共有によって前確立され る。マツチング手段、隣接手段、ポインター又は他の手段は必要とされない。 発明が好ましい実施態様を参照して詳細に示され、記載されたが、形式と詳細に おける多様な変更が、添付の請求の範囲に記載された如く、発明の精神と範囲か ら逸脱することなしに行われることが、技術における当業者には理解されるであ ろう。例えば、本発明は、メモリ位置以外の資源で使用しても良く、そしてデー タフロー機械以外のデータ処理アーキテクチャ−において実現しても良い。 ■さ１ ６０〈読み出し／ロックＡ　［１０］　、Ｊｏｅ＞６２〈読み出し／ロックＡ　 ［１０］　、Ｍａｒｙ＞６４〈読み出し／ロックＡ　［１０１、Ｔｏｗ＞８２〈 書き出し／アンロックＡ［１０］、　７＞８４〈書き出し／アンロックＡ［１０ ］、　９＞８６〈書き出し／アンロックＡ　［１０］　、１５＞匹２　匹４ す・δ 国際調査報告 唱”””””ＩＡ””””ＰＣＴ／ｌＪｓ９０１０４２１２

Claims (14)

【特許請求の範囲】
1. １．少なくとも２つのプロセス形式の多重プロセスを発生させるための少なくと も一つのプロセッサー要素と、多重プロセスをサービスするためのデータ処理資 源と、データ処理資源への多重プロセスによるアクセスを制御するためのシンク ロナイザーであり、 ａ．値を保持するための値フィールドと、ｂ．値フィールドがロックされる時、 値フィールドをロックしたと同一プロセス形式のプロセスによる値フィールドヘ のアクセスが禁止される如く、値フィールドがロックされているかを示す錠フィ ールドとを含む、データ処理資源への多重プロセスによるアクセス要求の同期化 のための旋錠プロトコルを実現するためのデータ構造を記憶するメモリを具える シンクロナイザーとを具備するデータ処理システム。
2. ２．錠フィールドが施錠据置き状態にあり、プロセスの施錠形式が、現在、値フ ィールドヘの排他的アクセスを有し、そして同一旋錠形式のプロセスによる値フ ィールドヘの排他的アクセスに対する多重要求が、保留中であり、要求の据置き リストにおいて記憶されることを指示する請求の範囲１に記載のデータ処理シス テム。
3. ３．錠フィールドが旋錠据置き状態にある時、値フィールドが、旋錠形式のプロ セスによるアクセス要求の据置きリストを指すポインターを保持する請求の範囲 ２に記載のデータ処理システム。
4. ４．錠フィールドが解錠据置き状態にあり、プロセスの解錠形式が、現在、値フ ィールドヘの排他的アクセスを有し、同一解錠形式のプロセスによる値フィール ドヘの排他的アクセスに対する多重要求が、保留中であり、要求の据置きリスト において記憶されることを指示する請求の範囲１に記載のデータ処理システム。
5. ５．錠フィールドが解錠据置き状態にある時、値フィールドが、施錠形式のプロ セスによるアクセス要求の据置きリストを指すポインターを保持する請求の範囲 ４に記載のデータ処理システム。
6. ６．データ処理資源へのデータ処理システムにおいて発生された複数のプロセス によるアクセスを同期化する方法であり、資源が、資源の現ロック状態を指示す るための錠フィールドを有するシンクロナイザーを含む方法において、 ａ．錠フィールドが解錠状態にあるならば、資源が第１形式のプロセスによって 要求される時、シンクロナイザーが施錠状態へ資源の錠フィールドを設定する段 階と、 ｂ．錠フィールドが旋錠状態にあるならば、資源が第２形式のプロセスによって 要求される時、シンクロナイザーが解錠状態へ資源の錠フィールドを設定する段 階と、 ｃ．錠フィールドが施錠状態にあるならば、資源が第１形式のプロセスによって 要求される時、シンクロナイザーが旋錠据置き状態へ資源の錠フィールドを設定 し、そしてまた、第１形式のプロセスから保留資源要求の据置きリストへ資源要 求を追加する段階とを含む方法。
7. ７．錠フィールドが解錠状態にあるならば、資源が第２形式のプロセスによって 要求される時、シンクロナイザーが解錠据置き状態へ資源の錠フィールドを設定 し、そしてまた、第２形式のプロセスから保留資源要求の据置きリストへ資源要 求を追加する段階をさらに含む請求の範囲６に記載の方法。
8. ８．錠フィールドが旋錠据置き状態にあるならば、資源が第１形式のプロセスに よって要求される時、シンクロナイザーが旋錠据置き状態において資源の錠フィ ールドを保持し、そしてまた、第１形式のプロセスから保留資源要求の据置きリ ストへ資源要求を追加する段階をさらに含む請求の範囲６に記載の方法。
9. ９．錠フィールドが解錠据置き状態にあるならば、資源が第２形式のプロセスに よって要求される時、シンクロナイザーが解錠据置き状態において資源の錠フィ ールドを保持し、そしてまた、第２形式のプロセスから保留資源要求の据置きリ ストへ資源要求を追加する段階をさらに含む請求の範囲６に記載の方法。
10. １０．錠フィールドが旋錠据置き状態にあり、第１形式のプロセスからの資源に 対する他の要求が受信されたが、なお未決であるならば、資源が第２形式のプロ セスによって要求される時、シンクロナイザーが旋錠据置き状態において資源の 錠フィールドを保持し、そしてまた、第１形式のプロセスからの保留資源要求の 据置きリストから保留資源要求をポップオフする段階をさらに含む請求の範囲６ に記載の方法。
11. １１．錠フィールドが解錠据置き状態にあり、第１形式のプロセスからの資源に 対する他の要求が受信されたが、なお未決であるならば、資源が第２形式のプロ セスによって要求される時、シンクロナイザーが解錠据置き状態において資源の 錠フィールドを保持し、そしてまた、第１形式のプロセスからの保留資源要求の 据置きリストから保留資源要求をポップオフする段階をさらに含む請求の範囲６ に記載の方法。
12. １２．錠フィールドが旋錠据置き状態にあり、第１形式のプロセスからの資源に 対する唯一の要求が未決であるならば、資源が第２形式のプロセスによって要求 される時、シンクロナイザーが旋錠状態に資源の錠フィールドを設定し、そして また、第１形式のプロセスからの保留資源要求の据置きリストから最後の保留資 源要求をポップオフする段階をさらに含む請求の範囲６に記載の方法。
13. １３．錠フィールドが解錠据置き状態にあり、第２形式のプロセスからの資源に 対する唯一の要求が未決であるならば、資源が第１形式のプロセスによって要求 される時、シンクロナイザーが解錠状態に資源の錠フィールドを設定し、そして また、第２形式のプロセスからの保留資源要求の据置きリストから最後の保留資 源要求をポップオフする段階をさらに含む請求の範囲６に記載の方法。
14. １４．資源が共有メモリである請求の範囲６に記載の方法。