JPH04539A

JPH04539A - 排他制御方式

Info

Publication number: JPH04539A
Application number: JP10081790A
Authority: JP
Inventors: Tsuneko Hagiwara; つね子萩原
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1990-04-17
Filing date: 1990-04-17
Publication date: 1992-01-06

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】産業上の利用分野従来の技術発明が解決しようとする課題課題を解決するための手段作用実施例発明の効果［Ｗ１要コ複数のプロセスで資源が共有されるシステムの排他制御
方式に関し、複雑な排他制御を容易に行うことが可能となる方式の提
供を目的とし、共有資源がロック制御されている状態をデータベースと
して記憶管理する手段と、共有資源のロック制御要求を
受付ける手段と、要求された共有資源に関するロック制
御の状態をデータベースに３、発明の詳細な説明問い合わせる手段と、問い合わせ結果をロック制御の要
求元に通知する手段と、要求されたロック制御を問い合
わせ結果に応じて行う手段と、を有する。

［産業上の利用分野］本発明は、複数のプロセスで資源が共有されるシステム
の排他制御方式に関する。

この種のシステムにおいては、同一の資源が複数のプロ
セスで共有されるので、資源内容の整合性を確保するた
めに、排他制御を行うことが必要となる。

［従来の技術］共有資源のアクセスがユーザ側で必要となってその資源
獲得要求がシステム側に通知されると、獲得要求された
資源のロック制御状態がシステム側で問い合わされる。

そして、その問い合わせ結果がシステム側からユーザ側
に通知さ札　該資源がロックされていないときにはユー
ザ側でその資源がロックされる。

これにより該資源に対する他のプロセスからのアクセス
が禁止さ汰　要求もとのユーザが資源を占有することが
可能となる。

その後、獲得資源に対するアクセスが終了してユーザ側
から獲得資源のロック解除要求がシステム側に通知され
ると、システム側で要求にかかる資源のロックが解除さ
れる。

したがって、該資源を他のユーザがアクセス可能な状態
となる。

第７図では共有資源の内容が説明されており、この例に
おいては一度に複数の共有資源が獲得される。

第７図（Ａ）の大学情報２０は学部情報２４゜住所情報
２６．教授情報２８から形成さ札　第７図（Ｂ）のＯＢ
情報２２は各大学の名称とそれらＯＢの氏名からなるＯ
Ｂ氏名情報３ｏで形成される。

そして、大学情報２０と各大学のＯＢ情報２２がユーザ
側で必要となった場合には、これらの資源獲得要求がシ
ステム側に通知される。

ここでは、大学情報２０とＯＢ情報２２が順に獲得さ札
　まず大学情報２０が学部情報２４．住所情報２６．教
授情報２８から形成されていることをユーザ側で認識し
、学部情報２４．住所情報２６、教授情報２８の各資源
の獲得要求がシステム側に通知される。

さらに、ＯＢ情報２２は０８氏名情報３０から形成され
ていることをユーザ側で認識し、ＯＢ氏名情ＩＩｇ３０
の資源の獲得要求がシステム側に通知される。

そして、獲得要求した資源がロックされていないことが
システム側からユーザ側に通知されると、大学情報２０
とＯＢ情報２２とがユーザ側でロックされる。

これにより、大学情報２０とＯＢ情報２２が獲得要求し
たユーザ側でロックさ札　アクセスされる。

その結べ　例えば学部情報２４．住所情報２６゜教授情
報２８．０８氏名情報３０の表を結合してそれらから必
要なデータを抽出することなどが可能となる。

その後、学部情報２４．住所情報２６．教授情報２８，
０８氏名情報３０の内でアクセスが不要となった資源に
対するロック解除の要求がユーザ側からシステム側に通
知さ札　解除要求された資源のロックがシステム側で随
時解除される。

［発明が解決しようとする課題］以上のように、共有資源をユーザが使用する際には、資
源のロック獲得とロック解除を管理する必要がある。

したがって、その管理を誤りなく行うことはユーザ側に
とって多大な負担となる。

また、資源のロック獲得とロック解除はソースプログラ
ム上離れた位置で記述されているので、ロック制御に見
落としが生じやすい。

本発明は上記従来の事情に鑑みてなされたものであり、
その目的は、複雑な排他制御を容易に行うことが可能と
なる方式を提供することにある。

［課題を解決するための手段］上記目的を達せするために本発明にかかる方式は第１図
のように構成されている。

同図において、手段１２で共有資源のロック制御状態が
データベース１０として記憶管理される。

そして、手段１４で共有資源のロック制御要求を受付け
ら札　手段１６により要求された共有資源のロック制御
状態がデータベース１０に問い合わされる。

さらに、手段１８により問い合わせ結果をロック制御の
要求元に通知さ札　手段２０で問い合わせ結果に応じた
ロック制御が行われる。

［作用コ本発明では、共有資源のロック制御状態がデータベース
化（１０）されている。

そして、共存資源のロック制御要求がユーザ側からシス
テム側に通知されると、システム側では要求された共有
資源に関するロック制御の状態がデータベース１０に問
い合わされる。

この間〜１合わせ結果はシステム側からロック制御を要
求したユーザ側に通知される。

［実施例］以下、図面に基づいて本発明に係る方式の好適な実施例
を説明する。

第２図では実施例が説明されており、プロセス３２（ユ
ーザ側）から共有資源とそのロック制御状態の履歴が資
源管理部３４のデータベース１０に登録される。

そして、プロセス３６による共有資源の獲得要求や解除
要求は資源監理部３４の排他制御部３８で受は付けら札
　要求された共通資源のロック制御の状態が排他制御部
３８からデータベース１０に問い合わされる。

この問い合わせ結果はロック制御要求元のプロセス３４
に排他制御部３８から通知さ札　問い合わせ結果に応じ
てロック制御が行なわれる。

次に、本実施例の作用について具体的に説明すくデータ
ベース登録〉データベース１０にはプロセス３２により共有資源Ａと
共有資源Ｅが登録されており、共有資源Ａは構成要素す
と構成要素Ｃ及び構成要素ｄから形成さ札　共有資源Ｅ
は構成要素ｆと構成要素ｇから形成されている。

第３図で４ｋ　　データベース１０の問い合わせ式が説
明されており、プロセス３６から共有資源Ａと共有資源
Ｅを獲得する要求が間〜）合わせ式Ｘ−１（Ｘ−１＝Ａ
ＵＥ）で排他制御部３８に通知される。

そして、この要求が通知されるとデータベース１０に問
い合わせ式Ｘ−１が登録される（第４図参照）。

また、プロセス３６の進行途中で構成要素ｄと構成要素
ｆにたいしてアクセスが不要となるときには、構成要素
ｄ及び構成要素ｆのロック解除の要求が問い合わせ式Ｘ
−２（Ｘ−２＝ｄ、　　ｆ）でプロセス３６から排他制
御部３８に通知さ汰　問い合わせ式Ｘ−２がデータベー
ス１０に登録される（第４図参照）。

さらに、プロセス３６の終了時に共有資源Ａと共有資源
Ｅの構成要素のうち、ロック解除されて〜）な炉構成要
素が問い合わせ式Ｘ−３（Ｘ−３＝Ｘ−１＼Ｘ−２）で
排他制御部３８に通知さ札問い合わせ式Ｘ−３がデータ
ベース１０に登録される（第４図参照）。

〈ロック獲得〉プロセス３６から問い合わせ式Ｘ−１で資源獲得の要求
が排他制御部３８に通知されると、排他制御部３８でそ
の要求が受付けら札　データベース１０へ共存資源Ａと
共有資源Ｅの構成要素が問い合わせ式Ｘ−１で問い合わ
される（第５図　ステップ５０１）。

これにより、共有資源Ａを形成する構成要素す。

構成要素Ｃ９構成要素ｄと共有資源Ｅを形成する構成要
素ｆと構成要素ｇのロック制御状態の−覧がデータベー
ス１０より問い合わせ結果として排他制御部３８に与え
られる。

この問い合わせ結果は資源獲得要求元のプロセス３６に
通知さ札　構成要素す、構成Ｃ１構成要素ｄ、構成要素
ｆ、構成要素ｇのロック制御状態により各資源を獲得で
きるか否かが排他制御部３８で判断される（第５図　ス
テップ５０３）。

そして、構成要素す、構成Ｃ９構成要素ｄ、構成要素ｆ
、構成要素ｇの全てについて資源獲得できる場合には（
第５図　ステップ５０３でＹＥＳ）、排他制御部３８に
よりこれらの各構成要素がロックされる（第５図　ステ
ップ５０５）。

また、構成要素す、構成要素Ｃ２構成要素ｄ。

構成要素ｆ、構成要素ｇのいずれかが資源獲得できない
場合には、資源獲得要求元のプロセスに資源獲得失敗が
通知される（第５図　ステップ５０３）。

くロック解除〉プロセス３６から問い合わせ式Ｘ−２でロック解除の要
求が排他制御部３８に通知されると、排他制御部３８で
その要求が受付けら札　問い合わせ式Ｘ−２でデータベ
ース１０が問い合わされる（第６図　ステップ６０１）
。

これにより、構成要素ｄと構成要素ｆのロック制御状態
がデータベース１０から問い合わせ結果として排他制御
部３８に与えられる。

この問い合わせ結果は資源獲得要求元のプロセス３６に
通知さ札　構成要素ｄ、構成要素ｆ・に対してロックを
解除できるか否かが排他制御部３８で判断される（第６
図　ステップ６０３）。

そして、構成要素ｄ、構成要素ｆの双方についてロック
を解除できる場合には（第６図　ステップ６０３でＹＥ
Ｓ）、これらの構成要素のロックが解除される（第６図
　ステップ６０５）。

また、構成要素ｄ、構成要素ｆのいずれかをロック解除
できない場合には、資源獲得要求元のプロセス３６に解
除失敗が通知される（第６図　ステップ６０７）。

さらに、プロセス３６から問い合わせ式Ｘ−３によりロ
ック解除の要求が排他制御部３８に通知されると、排他
制御部３８でその要求が受付けら札　データベース１０
が問い合わせ式Ｘ−３で問い合わされる。

これにより、獲得された構成要素す、構成要素Ｃ１構成
要素ｄ、構成要素ｆ、構成要素ｇのロック制御状態が問
い合わさ札　既にロック解除された構成要素ｄ、構成要
素ｆを除く構成要素す、構成要素Ｃ２構成要素ｇのロッ
ク制御状態がデータベース１０から問い合わせ結果とし
て排他制御部３８に与えられる。

この問い合わせ結果は資源獲得要求元のプロセス３６に
通知されるとともに、構成要素す、構成要素Ｃ９構成要
素ｇに対してロックを解除できるか否かが排他制御部３
８で判断される。

そして、構成要素す、構成要素Ｃ１構成要素ｇの全てに
ついてロックを解除できる場合には、これらの構成要素
のロックが解除される。

また、構成要素す、構成要素Ｃ２構成要素ｇのいずれか
をロック解除できない場合には、資源獲得要求元のプロ
セス３６に解除失敗が通知される。

以上説明したように本実施例によれば、共有資源Ａと共
有資源Ｅのロック制御状態がデータベース１０で記憶管
理さ札　共有資源Ａと共有資源Ｅのロック制御を各問い
合わせ式Ｘ−１，Ｘ−２゜Ｘ−３で要求できる。

このため、共有資源Ａ、共有資源Ｅの各構成要素をいち
いち指定することなく、それらの資源獲得とロック解除
を行えるので、複雑な排他制御を誤りなく容易に行うこ
とが可能となり、ユーザ側の記憶管理の負担を低減でき
る。

また、共有資源のロック制御を問い合わせ式で要求でき
るので、共有資源の構成要素が変更されても、ソースプ
ログラムの修正が不要となり、このため、ユーザ側の負
担が低減する。

［発明の効果］以上説明したように本発明によれば、共有資源のロック
制御状態がデータベースで記憶管理さ札共有資源のロッ
ク制御を問い合わせ式で要求することができるので、複
雑な排他制御を容易に行うことが可能となる。

また、共有資源のロック制御を問い合わせ式で要求する
ことができるので、ソースプログラムを修正が不要とな
る。

３４・・０資源管理部３６・・・プロセス３８・・・排他制御部

【図面の簡単な説明】

第１図は発明の原理説明Ａ第２図は実施例の説明１第３図は問い合わせ式の内容説明１第４図はデータベースの登録内容説明Ａ第５図は資源獲
得の作用を示すフローチャート、第６図はロック解除の
作用を示すフローチャート、第７図（Ａ）、　　（Ｂ）は共有資源の内容説明Ａであ
る。１０・・・データベース３２・・・プロセス工り一一第ルり第３図第５レク

Claims

【特許請求の範囲】共有資源がロック制御されている状態をデータベース（
１０）として記憶管理する手段（１２）と、共有資源のロック制御要求を受付ける手段（１４）と、要求された共有資源に関するロック制御の状態をデータ
ベース（１０）に問い合わせる手段（１６）と、問い合わせ結果をロック制御の要求元に通知する手段（
１８）と、要求されたロック制御を問い合わせ結果に応じて行う手
段（２０）と、を有する、ことを特徴とする排他制御方式。