JPH0492930A - 排他制御処理装置 - Google Patents
排他制御処理装置Info
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- JPH0492930A JPH0492930A JP20876290A JP20876290A JPH0492930A JP H0492930 A JPH0492930 A JP H0492930A JP 20876290 A JP20876290 A JP 20876290A JP 20876290 A JP20876290 A JP 20876290A JP H0492930 A JPH0492930 A JP H0492930A
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- 101000654674 Homo sapiens Semaphorin-6A Proteins 0.000 description 12
- 102100032795 Semaphorin-6A Human genes 0.000 description 12
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- 101000985261 Homo sapiens Hornerin Proteins 0.000 description 8
- 102100028627 Hornerin Human genes 0.000 description 8
- 102100037009 Filaggrin-2 Human genes 0.000 description 5
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔概 要〕
計算機で実行されるタスクで共有される資源のための、
排他制御の処理に関し、 複数の資源の同時占有を要する場合の排他制御を、特に
効率よく行う排他制御処理装置を目的とし、 使用表示語と、要求表示語と、排他制御キューと、処理
部とを有し、該使用表示語は、所定の各共有資源に対応
するビットを有するビット列であって、各該ビットは初
期値をオフの値とし、要求元は、所定の割当要求を該処
理部に発行して、所要の該共有資源を指定し、該処理部
は、該割当要求を受けた場合に、該ビット列の該指定の
共有資源に対応するビットのみをオンの値にした要求ビ
ット列と、該使用表示語との論理積を該要求表示語とし
て生成した後、該使用表示語を、該要求ビット列と該使
用表示語との論理和に更新し、該要求表示語にオンのビ
ットがある場合には、該要求表示語を含む所定の資源管
理テーブルを該排他制御キューに接続し、該処理部は、
所定の解除要求を受けた場合に、該使用表示語の該解除
要求に指定された該共有資源に対応するビットをオフに
し、該排他制御キューにつながる各該資源管理テーブル
について、該要求表示語と、該使用表示語を更新する所
定の論理演算を実行し、該処理部は、該要求表示語の全
ビットがオフになった場合に、当該割当要求の実行完了
を該要求元に通知し、該割当要求が該排他制御キューに
つながれている場合には当該資源管理テーブルを該排他
制御キューから除くように構成する。
排他制御の処理に関し、 複数の資源の同時占有を要する場合の排他制御を、特に
効率よく行う排他制御処理装置を目的とし、 使用表示語と、要求表示語と、排他制御キューと、処理
部とを有し、該使用表示語は、所定の各共有資源に対応
するビットを有するビット列であって、各該ビットは初
期値をオフの値とし、要求元は、所定の割当要求を該処
理部に発行して、所要の該共有資源を指定し、該処理部
は、該割当要求を受けた場合に、該ビット列の該指定の
共有資源に対応するビットのみをオンの値にした要求ビ
ット列と、該使用表示語との論理積を該要求表示語とし
て生成した後、該使用表示語を、該要求ビット列と該使
用表示語との論理和に更新し、該要求表示語にオンのビ
ットがある場合には、該要求表示語を含む所定の資源管
理テーブルを該排他制御キューに接続し、該処理部は、
所定の解除要求を受けた場合に、該使用表示語の該解除
要求に指定された該共有資源に対応するビットをオフに
し、該排他制御キューにつながる各該資源管理テーブル
について、該要求表示語と、該使用表示語を更新する所
定の論理演算を実行し、該処理部は、該要求表示語の全
ビットがオフになった場合に、当該割当要求の実行完了
を該要求元に通知し、該割当要求が該排他制御キューに
つながれている場合には当該資源管理テーブルを該排他
制御キューから除くように構成する。
本発明は、計算機で実行されるタスクで共有される資源
のための排他制御の処理、特に複数の資源の同時占有を
要する場合の排他制御の処理効率を考慮した排他制御処
理装置に関する。
のための排他制御の処理、特に複数の資源の同時占有を
要する場合の排他制御の処理効率を考慮した排他制御処
理装置に関する。
計算機で実行される複数のタスクによって共有される計
算機資源、いわゆる共有資源について、同期間に複数の
タスクが同じ資源にアクセスすると、タスク間の処理の
干渉により、矛盾した処理結果を生じる可能性がある。
算機資源、いわゆる共有資源について、同期間に複数の
タスクが同じ資源にアクセスすると、タスク間の処理の
干渉により、矛盾した処理結果を生じる可能性がある。
そこで、そのような処理の干渉を避けるために、必要な
共有資源を特定のタスクに所要の期間占有させ、その間
は他のタスクが同じ共有資源にアクセスしないように制
御することが必要であり、共有資源の排他制御としてよ
（知られている。
共有資源を特定のタスクに所要の期間占有させ、その間
は他のタスクが同じ共有資源にアクセスしないように制
御することが必要であり、共有資源の排他制御としてよ
（知られている。
通常の排他制御処理装置では、公知のように必要な各共
有資源ごとにキューを設け、共有資源の割当要求元のタ
スクが要求を発行すると、要求の共有資源に対応するキ
ューに、例えばその要求（の制御ブロック）を先着順に
つなぎ、例えば各キューの先頭の要求のみに当該共有資
源を占有させるように制御する。
有資源ごとにキューを設け、共有資源の割当要求元のタ
スクが要求を発行すると、要求の共有資源に対応するキ
ューに、例えばその要求（の制御ブロック）を先着順に
つなぎ、例えば各キューの先頭の要求のみに当該共有資
源を占有させるように制御する。
即ち、キューの先頭にある要求元のタスクに所定の通知
を送って、その資源を独占的にアクセス可能にし、問責
源を要求する後続の要求元タスクは例えば待ち状態で停
止させておく、資源を占有したタスクがその資源の割当
解除を要求すると、該当のキューからその要求を外し、
後続の要求がキューの先頭になって当資源を占有できる
。
を送って、その資源を独占的にアクセス可能にし、問責
源を要求する後続の要求元タスクは例えば待ち状態で停
止させておく、資源を占有したタスクがその資源の割当
解除を要求すると、該当のキューからその要求を外し、
後続の要求がキューの先頭になって当資源を占有できる
。
前記のような排他制御の処理方式では、資源の割当要求
を各資源ごとに発行し、排他制御の処理装置も各資源ご
とに個別に管理を行う。
を各資源ごとに発行し、排他制御の処理装置も各資源ご
とに個別に管理を行う。
しかし資源の使用態様には、このように個別に資源を使
用する場合の他に、占有を要する資源が複数あって、そ
れらをすべて同時に占有して初めて処理を進め得る場合
もしばしばあり、その場合に前記の方式ではそれら必要
な資源を順次獲得するためにシステムの処理効率を低下
させ、特にいわゆるリアルタイム制御を行うシステム等
では、そのような資源獲得のためのオーバヘッドが問題
になる。
用する場合の他に、占有を要する資源が複数あって、そ
れらをすべて同時に占有して初めて処理を進め得る場合
もしばしばあり、その場合に前記の方式ではそれら必要
な資源を順次獲得するためにシステムの処理効率を低下
させ、特にいわゆるリアルタイム制御を行うシステム等
では、そのような資源獲得のためのオーバヘッドが問題
になる。
本発明は、複数の資源の同時占有を要する場合の排他制
御を、特に効率よく行う排他制御処理装置を目的とする
。
御を、特に効率よく行う排他制御処理装置を目的とする
。
第１図は、本発明の構成を示すブロック図である。
図は排他制御処理装置の構成であって、使用表示語１と
、要求表示語２と、排他制御キュー３と、処理部４とを
有し、使用表示語１は、所定の各共有資源に対応するビ
ットを有するビット列であって、各該ビットは初期値を
オフの値とし、要求元５は、所定の割当要求を処理部４
に発行して、所要の該共有資源を指定し、処理部４は、
該割当要求を受けた場合に、該ビット列の該指定の共有
資源に対応するビットのみをオンの値にした要求ビット
列６と、使用表示語１との論理積を要求表示語２として
生成した後、使用表示語１を、要求ビット列６と使用表
示語１との論理和に更新し、要求表示語２にオンのビッ
トがある場合には、要求表示語２を含む所定の資源管理
テーブル７を該排他制御キュー３に接続し、処理部４は
、所定の解除要求を受けた場合に、使用表示語１の該解
除要求に指定された該共有資源に対応するビットをオフ
にし、排他制御キュー３につながる各資源管理テーブル
７について、該要求表示語２と、該使用表示語１を更新
する所定の論理演算を実行し、処理部４は、要求表示語
２の全ビットがオフになった場合に、当該割当要求の実
行完了を要求元５に通知し、該割当要求が排他制御キュ
ー３につながれている場合には当該資源管理テーブル７
を排他制御キュー３から除く。
、要求表示語２と、排他制御キュー３と、処理部４とを
有し、使用表示語１は、所定の各共有資源に対応するビ
ットを有するビット列であって、各該ビットは初期値を
オフの値とし、要求元５は、所定の割当要求を処理部４
に発行して、所要の該共有資源を指定し、処理部４は、
該割当要求を受けた場合に、該ビット列の該指定の共有
資源に対応するビットのみをオンの値にした要求ビット
列６と、使用表示語１との論理積を要求表示語２として
生成した後、使用表示語１を、要求ビット列６と使用表
示語１との論理和に更新し、要求表示語２にオンのビッ
トがある場合には、要求表示語２を含む所定の資源管理
テーブル７を該排他制御キュー３に接続し、処理部４は
、所定の解除要求を受けた場合に、使用表示語１の該解
除要求に指定された該共有資源に対応するビットをオフ
にし、排他制御キュー３につながる各資源管理テーブル
７について、該要求表示語２と、該使用表示語１を更新
する所定の論理演算を実行し、処理部４は、要求表示語
２の全ビットがオフになった場合に、当該割当要求の実
行完了を要求元５に通知し、該割当要求が排他制御キュ
ー３につながれている場合には当該資源管理テーブル７
を排他制御キュー３から除く。
本発明の排他制御処理装置により、共有資源の管理が各
共有資源に対応したビットからなるビット列で構成する
制御語を用いて、制御語間の論理演算によって行われる
ようになり、制御語内のビットに対応する全共有資源の
管理を並行に処理できる。従って、共有資源の割当を要
求する要求元は、−回の要求で同時に必要な資源を一括
して要求することができ、その要求に対して処理装置は
、要求する資源の個数に関わらず同一の処理により、−
括して管理処理を行うことができる。
共有資源に対応したビットからなるビット列で構成する
制御語を用いて、制御語間の論理演算によって行われる
ようになり、制御語内のビットに対応する全共有資源の
管理を並行に処理できる。従って、共有資源の割当を要
求する要求元は、−回の要求で同時に必要な資源を一括
して要求することができ、その要求に対して処理装置は
、要求する資源の個数に関わらず同一の処理により、−
括して管理処理を行うことができる。
これにより、排他制御が迅速に処理できると共に、要求
ごとに必要な資源を一括して並行に処理するので、要求
の一部の資源を互いに待ち合わせるような、いわゆるデ
ッドロックの発生を、単に常に要求の先着順処理を行う
のみで容易に防ぐことができる。
ごとに必要な資源を一括して並行に処理するので、要求
の一部の資源を互いに待ち合わせるような、いわゆるデ
ッドロックの発生を、単に常に要求の先着順処理を行う
のみで容易に防ぐことができる。
［実施例］
第２図は本発明の実施例構成を示すブロック図である０
本例では要求元５となる各タスクは、割当要求及び解除
要求における共有資源の指定を、使用表示語ｌと同じ構
成のビット列の所要ビットをオンにして指定するものと
する。又本例では他の管理の目的で、排他制御キュー３
につなぐ資源管理テーブル７には、要求表示語２の他に
割当表示語８を設ける。
本例では要求元５となる各タスクは、割当要求及び解除
要求における共有資源の指定を、使用表示語ｌと同じ構
成のビット列の所要ビットをオンにして指定するものと
する。又本例では他の管理の目的で、排他制御キュー３
につなぐ資源管理テーブル７には、要求表示語２の他に
割当表示語８を設ける。
なお、以下においては説明のために、共有資源は、例え
ば共通メモリ、共通ファイル及びデイスプレィ等の３個
の資源Ｒ１、Ｒ２、Ｒ３があり、使用表示語等のビット
列の各ビットに左から順に対応しているものとする。
ば共通メモリ、共通ファイル及びデイスプレィ等の３個
の資源Ｒ１、Ｒ２、Ｒ３があり、使用表示語等のビット
列の各ビットに左から順に対応しているものとする。
図において、使用表示語１（以下にＳＥＭＡ＄ＦＬＧと
する）は初め３ビツトがすべてオフ値の０”に初期設定
され、排他制御キュー３のポインタは接続している資源
管理テーブルが無いことを示す値として０°にしておく
（第３図（ａ）参照）。
する）は初め３ビツトがすべてオフ値の０”に初期設定
され、排他制御キュー３のポインタは接続している資源
管理テーブルが無いことを示す値として０°にしておく
（第３図（ａ）参照）。
この状態で、要求元５の一つであるタスクＴ１が資源Ｒ
２、Ｒ３を要求するために、要求ビット列（以下にＦＬ
ＧＩとする）をｒｏｌｌ Ｊにして処理部４に要求する
と、処理部４はそのＦＬＧＩとＳＥＭＡ＄ＦＬＧとの論
理積を求め、これをタスクＴＩのための資源管理テーブ
ルの要求表示語２ （以下にＲＥＱ＄ＦＬＧとする）の
値とし、ＦＬＧＩとＳＥＭＡ＄ＰＬＧとの論理和をとっ
て、その値をＳＥＭＡ＄ＦＬＧの新しい値とする。
２、Ｒ３を要求するために、要求ビット列（以下にＦＬ
ＧＩとする）をｒｏｌｌ Ｊにして処理部４に要求する
と、処理部４はそのＦＬＧＩとＳＥＭＡ＄ＦＬＧとの論
理積を求め、これをタスクＴＩのための資源管理テーブ
ルの要求表示語２ （以下にＲＥＱ＄ＦＬＧとする）の
値とし、ＦＬＧＩとＳＥＭＡ＄ＰＬＧとの論理和をとっ
て、その値をＳＥＭＡ＄ＦＬＧの新しい値とする。
又、ＦＬＧＩとＲＥＱ＄ＦＬＧとの排他的論理和をとり
、これを資源管理テーブル内の割当表示語（以下にＵＳ
Ｅ＄ＦＬＧとする）の値にする。
、これを資源管理テーブル内の割当表示語（以下にＵＳ
Ｅ＄ＦＬＧとする）の値にする。
以上により各制御語の値は第３図（ｂ）に示すようにな
り、処理部４はＲＥＱ＄ＦＬＧ＝ Ｏであるので、要求
元のタスクＴ１に要求の資源が割当られたことを通知す
る。
り、処理部４はＲＥＱ＄ＦＬＧ＝ Ｏであるので、要求
元のタスクＴ１に要求の資源が割当られたことを通知す
る。
次にタスクＴ２が、資源Ｒ１とＲ２を要求するために、
ＦＬＧＩ−１１０として要求を発行すると、処理部４は
りスフＴ２の資源管理テーブルを作り、前記のように論
理演算を行って、第３図（ＣＪの結果を得、この場合は
ＲＥＱ＄ＦＬＧ≠０、即ちＲＥＱ＄ＦＬＧにオンの値の
ビットがある状態なので、この資源管理テーブルを排他
制御キュー３につなぎ、要求元は通知待ちの状態にされ
る。
ＦＬＧＩ−１１０として要求を発行すると、処理部４は
りスフＴ２の資源管理テーブルを作り、前記のように論
理演算を行って、第３図（ＣＪの結果を得、この場合は
ＲＥＱ＄ＦＬＧ≠０、即ちＲＥＱ＄ＦＬＧにオンの値の
ビットがある状態なので、この資源管理テーブルを排他
制御キュー３につなぎ、要求元は通知待ちの状態にされ
る。
更にタスクＴ３が、資源Ｒ１とＲ３を要求するために、
ＦＬＧ１＝１０１として要求を発行すると、処理部４は
タスクＴ３の資源管理テーブルを作り、前記のように論
理演算を行って、第３図（ハ）の結果を得る。この場合
もＲＢＱ＄ＦＬＧ≠０なので、この資源管理テーブルを
排他制御キュー３のチエインの末尾につなぎ、要求元は
通知待ちになる。
ＦＬＧ１＝１０１として要求を発行すると、処理部４は
タスクＴ３の資源管理テーブルを作り、前記のように論
理演算を行って、第３図（ハ）の結果を得る。この場合
もＲＢＱ＄ＦＬＧ≠０なので、この資源管理テーブルを
排他制御キュー３のチエインの末尾につなぎ、要求元は
通知待ちになる。
この状態で、例えばタスクＴＩが使用していた資源Ｒ２
、Ｒ３を返すために、解除要求の要求ビット列（以下に
ＦＬＧ２とする）をｒｏｌｌ Ｊとして処理を要求する
と、処理部４はＳＥＭＡ＄ＦＬＧとＦＬＧ２との排他的
論理和をとって、その値をＳＥＭＡ＄ＦＬＧの値とする
ことにより、ＳＥＭＡＳＦＬＧ上の割当を解除する資源
に対応するビットをオフにする。
、Ｒ３を返すために、解除要求の要求ビット列（以下に
ＦＬＧ２とする）をｒｏｌｌ Ｊとして処理を要求する
と、処理部４はＳＥＭＡ＄ＦＬＧとＦＬＧ２との排他的
論理和をとって、その値をＳＥＭＡ＄ＦＬＧの値とする
ことにより、ＳＥＭＡＳＦＬＧ上の割当を解除する資源
に対応するビットをオフにする。
又Ｔ１の資源管理テーブルのＵＳＥ＄ＦＬＧとＦＬＧ２
との排他的論理和をとってその値を新しいＵＳＥ＄ＦＬ
Ｇとし、その結果ＵＳＥ＄ＦＬＧ＝ ０になった場合は
、その要求元に割り当てている資源が無くなったことを
示すので、その資源管理テーブルを消去して、例えば第
３図（ｅ）の状態になる。
との排他的論理和をとってその値を新しいＵＳＥ＄ＦＬ
Ｇとし、その結果ＵＳＥ＄ＦＬＧ＝ ０になった場合は
、その要求元に割り当てている資源が無くなったことを
示すので、その資源管理テーブルを消去して、例えば第
３図（ｅ）の状態になる。
次に排他制御キュー３のチエインを先頭から順次検索し
て、先頭の資源管理テーブルから順に処理して、先ずＲ
ＥＱ＄ＦＬＧの内容をＦＬＧ３として、ＦＬＧ３とＳＥ
ＭＡ＄ＦＬＧとの論理積を新たなＲＥＱ＄ＦＬＧとし、
ＦＬＧ３とＳＲ月Ａ＄ＦＬＧとの論理和を新たなＳＥＭ
Ａ＄ＦＬＧとし、又ＦＬＧ３と新たなＲＨＱ＄ＦＬＧと
の排他的論理和をＵＳＥ＄ＦＬＧに論理和をとって新た
なＵＳＥ＄ＦＬＧとする。
て、先頭の資源管理テーブルから順に処理して、先ずＲ
ＥＱ＄ＦＬＧの内容をＦＬＧ３として、ＦＬＧ３とＳＥ
ＭＡ＄ＦＬＧとの論理積を新たなＲＥＱ＄ＦＬＧとし、
ＦＬＧ３とＳＲ月Ａ＄ＦＬＧとの論理和を新たなＳＥＭ
Ａ＄ＦＬＧとし、又ＦＬＧ３と新たなＲＨＱ＄ＦＬＧと
の排他的論理和をＵＳＥ＄ＦＬＧに論理和をとって新た
なＵＳＥ＄ＦＬＧとする。
処理部４はＴ２の資源管理テーブルについて、以上の処
理の結果ＲＥＱ＄ＦＬＧ＝ Ｏとなるので、この資源管
理テーブルを排他制御キューから除き、要求元のタスク
Ｔ２に要求の資源が割当られたことを通知する。 Ｔ３
の資源管理テーブルについては、同様の論理演算処理の
結果、資源Ｒ３は割り当てられるが、資源Ｒ１の割当待
ちがあるのでキューに接続されたままとなる（第３図げ
））。
理の結果ＲＥＱ＄ＦＬＧ＝ Ｏとなるので、この資源管
理テーブルを排他制御キューから除き、要求元のタスク
Ｔ２に要求の資源が割当られたことを通知する。 Ｔ３
の資源管理テーブルについては、同様の論理演算処理の
結果、資源Ｒ３は割り当てられるが、資源Ｒ１の割当待
ちがあるのでキューに接続されたままとなる（第３図げ
））。
第４図は処理部４の資源割当処理の流れの一例を示す図
であり、処理ステップ１０でＦＬＧＩを受は取ると、処
理ステップ１１で、その要求元のための資源管理テーブ
ルを生成する。
であり、処理ステップ１０でＦＬＧＩを受は取ると、処
理ステップ１１で、その要求元のための資源管理テーブ
ルを生成する。
処理ステップ１２テＦＬＧ１とＳＥＭＡ＄ＦＬＧ （７
）論理積（図に記号△で示す）をとってＲＥＱ＄ＦＬＧ
とし、処理ステップ１３テＳＥＭＡＩＦ［、ＧをＦＬＧ
ＩとＳＥＭＡ＄ＦＬＧ ｃｖ ｈ理和（図に記号Ｖで示
す）にする、処理ステップ１４でＦＬＧＩとＲＥＱ＄Ｆ
ＬＧの排他的論理和（図に＠で示す）をＵＳＥ＄ＦＬＧ
にする。
）論理積（図に記号△で示す）をとってＲＥＱ＄ＦＬＧ
とし、処理ステップ１３テＳＥＭＡＩＦ［、ＧをＦＬＧ
ＩとＳＥＭＡ＄ＦＬＧ ｃｖ ｈ理和（図に記号Ｖで示
す）にする、処理ステップ１４でＦＬＧＩとＲＥＱ＄Ｆ
ＬＧの排他的論理和（図に＠で示す）をＵＳＥ＄ＦＬＧ
にする。
以上の論理演算の結果について、処理ステップ１５でＲ
ＥＱ＄ＦＬＧが０か識別し、０なら処理ステップ１６で
要求元に資源割当済であることを示す所定の通知を返し
、０でなければ処理ステップ１７で、要求元の資源管理
テーブル７を排他制御キュー３のチエインの末尾につな
いで処理を終わる。
ＥＱ＄ＦＬＧが０か識別し、０なら処理ステップ１６で
要求元に資源割当済であることを示す所定の通知を返し
、０でなければ処理ステップ１７で、要求元の資源管理
テーブル７を排他制御キュー３のチエインの末尾につな
いで処理を終わる。
第５図は処理部４の割当解除処理の流れの一例を示す図
であり、処理ステップ２０でＦＬＧ２を受は取ると、処
理ステップ２１テＰＬＧ２とＳＥＭＡ＄ＦＬＧとの排他
的論理和をＳＥＭＡ＄ＦＬＧとする。
であり、処理ステップ２０でＦＬＧ２を受は取ると、処
理ステップ２１テＰＬＧ２とＳＥＭＡ＄ＦＬＧとの排他
的論理和をＳＥＭＡ＄ＦＬＧとする。
次に要求元の資源管理テーブルについて、ＦＬＧ２とＵ
ＳＥ＄ＦＬＧの排他的論理和を新しいＵＳＥ＄ＦＬＧと
し、処理ステップ２３でＵＳＥ＄ＦＬＧがＯになったか
識別して、０であれば全資源の割当解除を終わっている
ので、処理ステップ２４でその資源管理テーブルを消去
して、解除要求の実行は終わる。
ＳＥ＄ＦＬＧの排他的論理和を新しいＵＳＥ＄ＦＬＧと
し、処理ステップ２３でＵＳＥ＄ＦＬＧがＯになったか
識別して、０であれば全資源の割当解除を終わっている
ので、処理ステップ２４でその資源管理テーブルを消去
して、解除要求の実行は終わる。
次に、返された資源を割り当てるために、処理ステップ
２５で排他制御キュー３を見て、ポインタがＯになって
いれば待ちが無いので処理をおわり、ポインタが非０な
ら、キューにつながる資源管理テーブルを先頭から先着
順に以下のように処理する。
２５で排他制御キュー３を見て、ポインタがＯになって
いれば待ちが無いので処理をおわり、ポインタが非０な
ら、キューにつながる資源管理テーブルを先頭から先着
順に以下のように処理する。
１つの資源管理テーブルを取り出すと、処理ステップ２
６でそのＲＥＱ＄ＦＬＧの内容をＦＬＧ３とし、処理ス
テップ２７でＦＬＧ３とＳＥＭＡ＄ＦＬＧとの論理積を
新たなＲＥＱ＄ＦＬＧ とし、処理ステップ２８でＦＬ
Ｇ３とＳＥＭＡ＄ＦＬＧの論理和を新たなＳＥＭＡ＄Ｆ
ＬＧとし、処理ステップ２９でＦＬＧ３とＲＥＱ＄ＦＬ
Ｇとの排他的論理和に、ＵＳＥ＄ＦＬＧを論理和して、
新たなＵＳＥ＄ＦＬＧとする。
６でそのＲＥＱ＄ＦＬＧの内容をＦＬＧ３とし、処理ス
テップ２７でＦＬＧ３とＳＥＭＡ＄ＦＬＧとの論理積を
新たなＲＥＱ＄ＦＬＧ とし、処理ステップ２８でＦＬ
Ｇ３とＳＥＭＡ＄ＦＬＧの論理和を新たなＳＥＭＡ＄Ｆ
ＬＧとし、処理ステップ２９でＦＬＧ３とＲＥＱ＄ＦＬ
Ｇとの排他的論理和に、ＵＳＥ＄ＦＬＧを論理和して、
新たなＵＳＥ＄ＦＬＧとする。
次に処理ステップ３０でＲＥＱ＄ＦＬＧが０か識別し、
０になった場合は処理ステップ３１でその資源管理テー
ブルを排他制御キューのチエインから除き、処理ステッ
プ３２で要求元に資源割当済を通知する。
０になった場合は処理ステップ３１でその資源管理テー
ブルを排他制御キューのチエインから除き、処理ステッ
プ３２で要求元に資源割当済を通知する。
又、ＲＥＱ＄ＰＬＧが非０ならキューに接続のままとす
る。
る。
処理ステップ３３で排他制御キューの終わりを識別して
、排他制御キューにつながる各資源管理テーブルについ
て以上の処理を繰り返す。
、排他制御キューにつながる各資源管理テーブルについ
て以上の処理を繰り返す。
以上の説明から明らかなように本発明によれば、計算機
で実行されるタスクで共有される資源のための、排他制
御処理装置において、複数の資源の同時占有を要する場
合の排他制御を、特に効率よく行うことができるので、
システムの処理効率を改善するという著しい工業的効果
がある。
で実行されるタスクで共有される資源のための、排他制
御処理装置において、複数の資源の同時占有を要する場
合の排他制御を、特に効率よく行うことができるので、
システムの処理効率を改善するという著しい工業的効果
がある。
第２図は本発明の実施例を示すブロック図、第３図は各
種制御情報の状態を説明する図、第４図は資源割当処理
の流れ図、 第５図は割当解除処理の流れ図 である。
種制御情報の状態を説明する図、第４図は資源割当処理
の流れ図、 第５図は割当解除処理の流れ図 である。
図において、
１は使用表示語、 ２は要求表示語、３は排他制御
キュー ４は処理部、 ５は要求元、 ６は要求ビット列、７は資源
管理テーブル、８は割当表示語、１０〜１７．２０〜３
３は処理ステップ
キュー ４は処理部、 ５は要求元、 ６は要求ビット列、７は資源
管理テーブル、８は割当表示語、１０〜１７．２０〜３
３は処理ステップ
第１図は本発明の構成を示すブロック図、本発明の構成
を示すブロック図 第１図 本発明の実施例を示すブロック図 第２図 （ａ）（支）四Ｍ＝０１ 「司不回 各種制御情報の状態を説明する図 資源割当処理の流れ図
を示すブロック図 第１図 本発明の実施例を示すブロック図 第２図 （ａ）（支）四Ｍ＝０１ 「司不回 各種制御情報の状態を説明する図 資源割当処理の流れ図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 使用表示語（１）と、要求表示語（２）と、排他制御キ
ュー（３）と、処理部（４）とを有し、該使用表示語（
１）は、所定の各共有資源に対応するビットを有するビ
ット列であって、各該ビットは初期値をオフの値とし、 要求元（５）は、所定の割当要求を該処理部（４）に発
行して、所要の該共有資源を指定し、 該処理部（４）は、該割当要求を受けた場合に、該ビッ
ト列の該指定の共有資源に対応するビットのみをオンの
値にした要求ビット列（６）と、該使用表示語（１）と
の論理積を該要求表示語（２）として生成した後、 該使用表示語（１）を、該要求ビット列（６）と該使用
表示語（１）との論理和に更新し、 該要求表示語（２）にオンのビットがある場合には、該
要求表示語を含む所定の資源管理テーブル（７）を該排
他制御キュー（３）に接続し、該処理部（４）は、所定
の解除要求を受けた場合に、該使用表示語（１）の該解
除要求に指定された該共有資源に対応するビットをオフ
にし、 該排他制御キュー（３）につながる各該資源管理テーブ
ル（７）について、該要求表示語（２）と、該使用表示
語（１）を更新する所定の論理演算を実行し、 該処理部（４）は、該要求表示語（２）の全ビットがオ
フになった場合に、当該割当要求の実行完了を該要求元
（５）に通知し、該割当要求が該排他制御キュー（３）
につながれている場合には当該資源管理テーブル（７）
を該排他制御キューから除くように構成されていること
を特徴とする排他制御処理装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP20876290A JPH0492930A (ja) | 1990-08-06 | 1990-08-06 | 排他制御処理装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP20876290A JPH0492930A (ja) | 1990-08-06 | 1990-08-06 | 排他制御処理装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0492930A true JPH0492930A (ja) | 1992-03-25 |
Family
ID=16561670
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP20876290A Pending JPH0492930A (ja) | 1990-08-06 | 1990-08-06 | 排他制御処理装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0492930A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6955012B2 (en) | 1999-12-15 | 2005-10-18 | Kabushiki Kaisha Muzukuwa | Roof and roof board material |
| JP2006018806A (ja) * | 2004-07-02 | 2006-01-19 | Seagate Technology Llc | コンピュータ・ベース・システムにおける資源割当て方法 |
-
1990
- 1990-08-06 JP JP20876290A patent/JPH0492930A/ja active Pending
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6955012B2 (en) | 1999-12-15 | 2005-10-18 | Kabushiki Kaisha Muzukuwa | Roof and roof board material |
| JP2006018806A (ja) * | 2004-07-02 | 2006-01-19 | Seagate Technology Llc | コンピュータ・ベース・システムにおける資源割当て方法 |
| US7917906B2 (en) | 2004-07-02 | 2011-03-29 | Seagate Technology Llc | Resource allocation in a computer-based system |
| JP2011165223A (ja) * | 2004-07-02 | 2011-08-25 | Seagate Technology Llc | コンピュータ・ベース・システムにおける資源割当て方法 |
| JP2014063536A (ja) * | 2004-07-02 | 2014-04-10 | Seagate Technology Llc | コンピュータ・ベース・システムにおける資源割当て方法 |
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