JPH06266620A

JPH06266620A - キャッシュメモリを用いた排他制御システム

Info

Publication number: JPH06266620A
Application number: JP5055277A
Authority: JP
Inventors: Tsunemichi Shiozawa; 恒道塩澤
Original assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Priority date: 1993-03-16
Filing date: 1993-03-16
Publication date: 1994-09-22
Anticipated expiration: 2018-02-24
Also published as: JP3381079B2

Abstract

(57)【要約】【目的】マルチタスク処理における排他制御を効率良
く行ない、共通データの無矛盾性の保証性能と、処理ユ
ニットの実効的な性能とを向上させる。【構成】メインメモリのブロック単位のデータを各エ
ントリに格納し、このエントリを介して、マルチタスク
処理を行なう処理ユニットからのアクセスに対応するデ
ータの転送制御と排他制御を行なうキャッシュメモリに
おいて、エントリに格納されているブロックを排他制御
の対象として設定した処理ユニットの各タスクの識別情
報を登録するタスク識別情報登録部を、エントリごとに
設ける構成とし、タスク単位で、エントリに格納されて
いるブロックの排他制御、および、この排他制御の設定
と解除を行なう。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、複数のタスクを並列に
実行するマルチタスク処理を行なう処理ユニットからの
アクセスに対するのデータの転送制御を行なうキャッシ
ュメモリを用いた排他制御技術に係わり、特に、複数の
タスク間でアクセスされるデータの無矛盾性の保証を、
効率良く行なうのに好適なキャッシュメモリを用いた排
他制御システムに関するものである。

【０００２】

【従来の技術】一般に、メインメモリのデータ転送速度
は、処理ユニットの高速な処理速度に比べて低速であ
り、このメインメモリの低速なデータ転送動作は、シス
テムの性能低下の原因となっている。このような、問題
を解決するためには、例えば、社団法人電子情報通信学
会編「電子情報通信ハンドブック」（１９８８年、株式
会社オーム社発行）の第１６７０頁から第１６７１頁に
記載のように、キャッシュメモリ（バッファ記憶）を設
けることが有効である。

【０００３】このようなキャッシュメモリを介して、マ
ルチタスク処理を行なう処理ユニットの各タスクが、共
通にアクセスする共通データの読み出し、および、書き
換えを行なう場合、他のタスクとの間に矛盾が発生す
る。例えば、タスクＡとタスクＢが、メインメモリのア
ドレスＸ（キャッシュメモリのエントリＸ）に格納して
いる値「ｘ」に、それぞれ、「１０」および「１００」
を加算する場合、タスクＡとタスクＢの処理が矛盾なく
行なわれると、アドレスＸの値は「ｘ＋１１０」とな
る。しかし、タスクＡが、アドレスＸの値「ｘ」を読み
出してからアドレスＸに値「ｘ＋１０」を書き込む前
に、処理ユニットで実行されるタスクが、タスクＢに切
り替わると、タスクＢが、アドレスＸの値「ｘ］を読み
出し、タスクＢは、アドレスＸを「ｘ＋１００」に書き
換える。そして、タスクＡが再開されると、タスクＡ
は、アドレスＸを「ｘ＋１０」に書き換え、最終的なア
ドレスＸの値は「ｘ＋１０」となる。

【０００４】このような矛盾が発生しないように、各タ
スクは、共通データにアクセスする前に、共通データへ
のアクセス権の獲得を行なう。このアクセス権の獲得が
成功すると、タスクは、共通データへのアクセスを行な
い、共通データへのアクセス終了後に、このアクセス権
を解放する。従来技術では、このアクセス権は、共通デ
ータごとに設けられ、同時には１つのタスクにのみ、ア
クセス権が与えられるように制御される。

【０００５】このように、従来のマルチタスクでのデー
タの矛盾を保証する制御においては、各タスクは、共通
データにアクセスする前にアクセス権を獲得し、他のタ
スクからの共通データへのアクセスを抑止する制御や、
あるタスクが共通データにアクセスしている間には、処
理ユニットで実行中のタスクの切り替えを抑止する制御
などの排他制御が必要である。一般に、このような排他
制御では、対象となるデータを以下の３つの状態で管理
する。（ａ）リードロック状態：１つ以上のタスクによって読
み出し中であり、他タスクからの書き換えアクセスを抑
止する必要がある。（ｂ）ライトロック状態：１つのタスクによって書き換
え中であり、他タスクからの読み出し、および、書き換
えアクセスを抑止する必要がある。（ｃ）アンロック状態：何れのタスクからも全てのア
クセスが可能である。

【０００６】しかし、このような排他制御技術では、各
タスクが同時並列にアクセスする共通データごとに、ア
クセス権の確保と解放の処理を行なう必要があるため、
このための処理量が増加する欠点があった。このような
問題を解決するための従来技術として、同時並列にアク
セスしないデータと共通データを厳密に分けずに、アク
セス権の確保と解放を、複数の共通データに対して一括
して行なうことにより、アクセス権の確保と解放の回数
を減らす技術がある。

【０００７】しかし、このように、複数の共通データに
対して一括してアクセス権の確保と解放を行なうと、排
他制御の対象となる共通データの対象が増加し、無用な
排他制御が行なわれるため、複数のタスクで並列に行な
う処理の実行が阻害される確率が大きくなってしまう。
また、タスクの切り替えを抑止する排他制御では、共通
データへのアクセスを頻繁に行なうタスクの実行が優先
されることとなり、例えば、タスクによっては、開始か
ら終了まで切り替えが行なわれなくなり、タスクを相互
に切り替えて分割処理することによって実行の並列化を
図るマルチタスクの制御が複雑になってしまう。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】解決しようとする問題
点は、複数の共通データに対して一括してアクセス権の
確保と解放を行なう従来の排他制御技術では、無用な排
他制御が行なわれ、マルチタスク処理が阻害される確率
が大きくなってしまい、また、タスクの切り替えを抑止
する従来の排他制御技術では、共通データへのアクセス
を頻繁に行なうタスクの実行が優先され、マルチタスク
の並列処理制御が複雑になってしまい、排他制御を効率
良く行なうことができない点である。本発明の目的は、
これら従来技術の課題を解決し、キャッシュメモリのエ
ントリへの各タスクのアクセスに対する排他制御を効率
良く行ない、マルチタスク処理を行なう処理ユニットの
実効的な性能を向上させることを可能とするキャッシュ
メモリを用いた排他制御システムを提供することであ
る。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、本発明のキャッシュメモリを用いた排他制御システ
ムは、（１）タスクを分割して並列に処理する処理ユニ
ットがアクセスするメインメモリに格納されているブロ
ック単位のデータを、各エントリに格納し、このエント
リを介して、処理ユニットからのアクセスに対するデー
タの転送制御を行なうと共に、処理ユニットで並列に処
理される複数のタスクからの同一のエントリへのアクセ
スを制御してデータの矛盾を回避する排他制御を行なう
キャッシュメモリにおいて、排他制御のために、エント
リに、処理ユニットで並列に処理される各タスクの識別
情報を登録するタスク識別情報登録部と、エントリに格
納されているブロックに対する排他制御情報を登録する
排他制御情報登録部を、エントリごとに設け、タスク単
位で、エントリに格納されているブロックの排他制御、
および、この排他制御の設定と解除を行なうことを特徴
とする。また、（２）上記（１）に記載のキャッシュメ
モリを用いた排他制御システムにおいて、キャッシュメ
モリは、処理ユニットのタスクからの排他制御の解除指
示に基づき、このタスクの識別情報を登録しているエン
トリに対するタスク識別情報の解除、および、このエン
トリに対する全てのタスク識別情報が解除された場合で
の排他制御情報の解除を行なうことを特徴とする。

【００１０】

【作用】本発明においては、マルチタスク処理を行なう
処理ユニットの各タスクの、キャッシュメモリの同一エ
ントリに対する排他制御を、各タスク単位で行なう。例
えば、キャッシュメモリの各エントリは、各エントリを
識別するアドレス情報や、他のタスクからの全てまたは
一部のアクセスを抑止する排他制御が設定された状態を
示すロック状態情報などと共に、排他制御の設定（ロッ
ク）を指示したタスクの識別情報を登録する。そして、
ロック状態としたエントリに対する抑止が必要なアクセ
スが発生した場合、このアクセスを行なったタスクを判
別する。もし、他のタスクからのアクセスであれば、こ
のタスク、もしくは、このエントリをロックしたタスク
のいずれかを中断、または、無力化（中止）することに
より、排他制御を行なう。このことにより、各タスクが
並列にアクセスする共通なエントリのアクセス権の確保
と解放の処理を行なうための処理量の増加を回避するこ
とができ、かつ、タスクの切り替えを抑止する制御も不
要となる。

【００１１】

【実施例】以下、本発明の実施例を、図面により詳細に
説明する。図１は、本発明の排他制御システムに用いる
キャッシュメモリの本発明に係わる構成の一実施例を示
すブロック図であり、図２は、このキャッシュメモリを
用いた情報処理システムの構成の一具体例を示すブロッ
ク図である。図２において、１は、分割した複数のタス
クを並列に実行してマルチタスク処理を行なう処理ユニ
ット、２は、本発明に係わる排他制御動作を行なうキャ
ッシュメモリ、３は、処理ユニット１とキャッシュメモ
リ２間を接続するキャッシュバス、４は、処理ユニット
１からのアクセスの対象となる元のデータを格納するメ
インメモリ、５は、キャッシュメモリ２とメインメモリ
４間を接続するメモリバスである。

【００１２】キャッシュバス３は、処理ユニット１から
送出されるアドレスを伝達するためのアドレスバス３１
と、処理ユニット１とキャッシュメモリ２の間で授受さ
れるデータを伝達するためのデータバス３２と、処理ユ
ニット１から送出されるアクセスの内容（読み出し／書
き換え）を伝達するためのリード／ライトバス３３と、
本発明に係わり、処理ユニット１で実行中の各タスクの
識別情報を伝達するためのタスク識別情報バス３４と、
処理ユニット１から送出されるロック（排他制御設定）
指示情報を伝達するためのロック指示バス３５と、キャ
ッシュメモリ２から送出される処理ユニット１からのア
クセスに対応する制御結果を伝達するための転送応答バ
ス３６と、キャッシュメモリ２から送出される処理ユニ
ット１からのアクセスが矛盾した結果を伝達するための
矛盾応答バス３７とからなる。

【００１３】処理ユニット１は、アドレスａで指定され
るデータの読み出し、または、書き換えアクセスを行な
うとき、アドレスバス３１にアドレスａを出力し、リー
ド／ライトバス３３に、「読み出し」または「書き換
え」の種別を出力し、タスク識別情報バス３４に、処理
ユニット１で実行中のタスクに予め割り当てられたタス
ク識別情報を出力し、ロック指示バス３５に、「ロック
設定指示」または「ロック解除指示」を出力し、書き換
えの場合には、データバス３２に、書き換えデータを出
力する。

【００１４】本実施例においては、タスク識別情報バス
３４は、複数の信号線からなり、各信号線には、処理ユ
ニット１で並列して実行する各タスクが、重複しないよ
うに割り当てられている。そして、処理ユニット１で実
行中のタスクは、キャッシュメモリ２にアクセスする際
に、割り当てられている信号線のみに、値「１」を出力
し、他の信号線には、値「０」を出力する。また、ロッ
ク情報の解除を指示するためのバスは設けず、処理ユニ
ット１からのアクセス時に、ロック指示バス３５にロッ
ク指示が出力されていない場合に、当該するエントリに
対するロック情報の解除を指示する。また、メインメモ
リ４は、同じ大きさのブロックに分割され、キャッシュ
メモリ２との間では、メモリバス５を介して、ブロック
単位にメモリ内容の転送を行なう。本発明に係わるキャ
ッシュメモリ２は、図１で示すように、メインメモリ４
の各ブロック単位のメモリ内容を格納する複数のエント
リからなる。

【００１５】図１において、キャッシュメモリ２のｅ個
の各エントリ２１０〜２ｅ０は、転送されたブロックの
アドレス情報を格納するアドレス情報部２１１〜２ｅ１
と、ブロック単位のメモリ内容を格納するブロックデー
タ部２１２〜２ｅ２と、図２のタスク識別情報バス３４
の信号線と同一のビット数からなり、ロック指示を行な
ったタスクが値「１」を出力した信号線に対応するビッ
トに、値「１」を設定する本発明のタスク識別情報登録
部としてのタスク識別情報部２１３〜２ｅ３と、ロック
（排他制御）状態を示す本発明の排他制御情報登録部と
してのロック状態情報部２１４〜２ｅ４と、各エントリ
２１０〜２ｅ０に格納されている内容が有効であるか無
効であるかを示すバリッド部２１５〜２ｅ５と、ブロッ
クデータ部２１２〜２ｅ２の内容のみを書き換えたこと
を示すモディファイ部２１６〜２ｅ６と、アドレス情報
部２１１〜２ｅ１と信号線２１との内容とを比較する比
較器２１７〜２ｅ７と、タスク識別情報部２１３〜２ｅ
３と信号線２２との内容とを比較する比較器２１８〜２
ｅ８と、比較器２１７〜２ｅ７から「一致」した旨の信
号が出力され、かつ、バリッド部２１５〜２ｅ５の内容
が、「１（有効）」である場合に、信号線２１Ｂ〜２ｅ
Ｂに「オン」を出力するアンドゲート２１９〜２ｅ９と
からなる。

【００１６】以下、このような構成の本実施例のキャッ
シュメモリの本発明に係わる動作を、図２のメインメモ
リ４のアドレスａで指定されるデータを含むブロックを
Ｂａとし、図２の処理ユニット１が、ブロックＢａをア
クセスする場合を例として、図３〜図８を用いて説明す
る。

【００１７】図３〜図８は、図２における情報処理シス
テムの本発明に係わる処理動作の第１の具体例を示すフ
ローチャートである。本例は、主に、図２の処理ユニッ
ト１からのアクセスに対する図１における本実施例のキ
ャッシュメモリ２の処理を示すものであり、論理回路を
用いることにより、この処理の各部分を並列に実行する
ことができる。まず、図３における処理動作の説明を行
なう。図２の処理ユニット１が、図２のキャッシュバス
３を介して図２のメインメモリ４のａ番地のブロックＢ
ａにアクセスすると（ステップ３０１）、図１における
キャッシュメモリ２は、図２のアドレスバス３１に出力
されているアドレスａのアドレス情報を、図１の信号線
２１に入力し、また、図２のタスク識別情報バス３４に
出力されているタスク識別情報を、図１の信号線２２に
入力する（ステップ３０２）。そして、それぞれ入力し
たアドレス情報とタスク識別情報とに対応して、以下の
ように処理を行なう。

【００１８】図２の処理ユニット１から、図２のドレス
バス３１を介して要求されたアドレスａのデータを含む
ブロックＢａを格納する有効なエントリが、図１のキャ
ッシュメモリ２に存在しない、すなわち、図１の信号線
２１Ｂ〜２ｅＢの出力が「オン」であるエントリが存在
しない場合（ステップ３０３）、図１のキャッシュメモ
リ２は、図１のロック状態情報部２１４〜２ｅ４が、
「０（アンロック状態）」であるエントリから、予め定
められた手続きによって、エントリを選択する（ステッ
プ３０４）。以下、この選択したエントリをエントリＥ
と記述し、このエントリＥは、アドレス情報部２ｘ１、
ブロックデータ部２ｘ２、タスク識別情報部２ｘ３、・
・・で構成されているものとする。

【００１９】エントリＥのバリッド部２ｘ５が「１（有
効）」、かつ、モディファイ部２ｘ６が「１（ブロック
データ部のＢａとメインメモリのＢａが不一致）」であ
れば（ステップ３０５）、図１のキャッシュメモリ２
は、図２のメモリバス５を介して、エントリＥのアドレ
ス情報部２ｘ１で指定される図２メインメモリ４のブロ
ックを、ブロックデータ部２ｘ２で書き換える（ステッ
プ３０６）。そして、図１のキャッシュメモリ２は、図
２のメモリバス５を介して、図２のメインメモリ４から
ブロックＢａを読み出し、エントリＥのブロックデータ
部２ｘ２に格納し、アドレスａのアドレス情報を、アド
レス情報部２ｘ１に格納し、バリッド部２ｘ５を「１
（有効）」として（ステップ３０７）、次の図４に示す
処理を行なう。

【００２０】以下、図４における処理動作の説明を行な
う。図２の処理ユニット１が、図２のロック指示バス３
５に、ロック指示信号を出力していない場合には（ステ
ップ３０８）、タスク識別情報部２ｘ３の全てのビット
に「０」を設定し（ステップ３０９）、ロック状態情報
部２ｘ４に、「０（アンロック状態）」を設定する（ス
テップ３１０）。また、ステップ３０８において、図２
の処理ユニット１が、図２のロック指示バス３５に、ロ
ック指示信号を出力している場合には、タスク識別情報
部２ｘ３に、図２のタスク識別情報バス３５に出力され
ている値を設定する（ステップ３１１）。そして、図２
のリード／ライトバス３３に、アクセス種別として、
「書き換え」ではなく「読み出し」が出力されていれば
（ステップ３１２）、ロック状態情報部２ｘ４に、「１
（リードロック状態）」を設定し（ステップ３１３）、
また、「書き換え」が出力されていれば、ロック状態情
報部２ｘ４に、「２（ライトロック状態）」を設定して
（ステップ３１４）、次の図５に示す処理を行なう。

【００２１】以下、図５における処理動作の説明を行な
う。図２のリード／ライトバス３３に、アクセス種別と
して「書き換え」ではなく「読み出し」が出力されてい
れば（ステップ３１５）、エントリＥのモディファイ部
を「０（ブロックデータ部のＢａとメインメモリのＢａ
が一致）」とすると共に、エントリＥのブロックデータ
部に格納されているブロックＢａのアドレスａで指定さ
れるデータを、図２のデータバス３２に出力する（ステ
ップ３１６）。また、ステップ３１５において、図２の
リード／ライトバス３３に、アクセス種別として「書き
換え」が出力されていれば、エントリＥのモディファイ
部２ｘ６を、「１（ブロックデータ部のＢａとメインメ
モリのＢａが不一致）」とすると共に、エントリＥのブ
ロックデータ部に格納されているブロックＢａのアドレ
スａで指定されるデータを、図２のデータバス３２に出
力されている内容で書き換える（ステップ３１７）。以
上の処理が終了すると、図２のキャッシュメモリ２は、
図２の転送応答バス３６を介して、図２の処理ユニット
１に、図２のデータバス３２に読み出しデータを出力し
た旨、または、書き換えアクセスが完了した旨を通知す
る（ステップ３１８）。

【００２２】また、図３のステップ３０３において、図
２の処理ユニット１から、図２のアドレスバス３１を介
して要求されたアドレスａのデータを含むブロックＢａ
を格納する有効なエントリＥが、図２のキャッシュメモ
リ２に存在する場合、すなわち、図１における信号線２
１Ｂ〜２ｅＢの出力が「オン」であるエントリが存在す
る場合には、次の図６〜図８で示す処理動作を行なう。

【００２３】まず、図６における処理動作の説明を行な
う。本図６は、エントリＥのロック情報情報部２ｘ４が
（ステップ３１９）、「０（アンロック状態）」の場合
の処理を示している。図２の処理ユニット１が、図２の
ロック指示バス３５にロック指示信号を出力し（ステッ
プ３２０）、かつ、図２のリード／ライトバス３３に、
アクセス種別として、「書き換え」を出力しているとき
（ステップ３２１）、エントリＥのモディファイ部２ｘ
６が、「１（ブロックデータ部のＢａとメインメモリの
Ｂａが不一致）」であれば、図２のキャッシュメモリ２
は、図２のメモリバス５を介して、図２のメインメモリ
４のブロックＢａを、ブロックデータ部２ｘ２の内容で
書き換えると共に、モディファイ部２ｘ６を「０（ブロ
ックデータ部のＢａとメインメモリのＢａが一致）」と
する（ステップ３２２）。

【００２４】そして、ロック状態情報部２ｘ４に「２
（書き換え／ライトロック状態）」を設定し（ステップ
３２３）、タスク識別情報部２ｘ３に、図２のタスク識
別情報バス３４に出力されている値を設定する（ステッ
プ３２４）。また、ステップ３２１において、アクセス
種別として、「書き換え」ではなく「読み出し」を出力
しているときは、ロック状態情報部２ｘ４に「１（読み
出しロック状態）」を設定し（ステップ３２５）、ステ
ップ３２４の処理を行なう。このステップ３２４の処理
のあとには、上述の図５に示す処理動作を行なう。

【００２５】次に、図７における処理動作の説明を行な
う。本図７は、図６のステップ３１９において、エント
リＥのロック情報情報部２ｘ４が「１（リードロック状
態）」の場合の処理を示している。図２の処理ユニット
１が、図２のロック指示バス３５に、ロック指示信号を
出力し（ステップ３２６）、かつ、図２のリード／ライ
トバス３３にアクセス種別として「書き換え」を出力し
ているとき（ステップ３２７）、図２のタスク識別情報
バス３４の全ての信号線の値と、エントリＥのタスク識
別情報部２ｘ３の対応する挿げてのビット値とが一致し
なければ、すなわち、図１の信号線２ｘｃの出力がオフ
であれば（ステップ３２８）、後述の図８におけるステ
ップ３２９の処理を行なう。すなわち、図２のキャッシ
ュメモリ２は、図２の矛盾応答バス３８を介して、矛盾
したアクセス、すなわち、他のタスクがリードロック中
のブロックに対して、書き換えアクセスの要求を行なっ
た旨を通知し、当該アクセスを完了する。

【００２６】また、ステップ３２８において、図２のタ
スク識別情報バス３４の全ての信号線の値と、エントリ
Ｅのタスク識別情報部２ｘ３の対応する挿げてのビット
値とが一致、すなわち、図１の信号線２ｘｃの出力がオ
ンであり、かつ、エントリＥのモディファイ部２ｘ６が
「１（ブロックデータ部のＢａとメインメモリのＢａが
不一致）」であれば、図２のキャッシュメモリ２は、図
２のメモリバス５を介して、図２のメインメモリ４のブ
ロックＢａを、ブロックデータ部２ｘ２の内容で書き換
え、モディファイ部２ｘ６を「０（ブロックデータ部の
ＢａとメインメモリのＢａが一致）」に設定する（ステ
ップ３３０）。そして、ロック状態情報部２ｘ４に「２
（書き換えロック状態）」を設定する（ステップ３３
１）。この場合、図２のタスク識別情報バス３４の出力
とエントリＥのタスク識別情報部２ｘ３の値とが等し
く、ブロックＢｅをリードロック状態としたのは、処理
ユニットで実行中のタスクのみである。

【００２７】また、ステップ３２７において、図２のリ
ード／ライトバス３３に、アクセス種別として「読み出
し」を出力していれば、タスク識別情報部２ｘ３に、タ
スク識別情報部２ｘ３の値とタスク識別情報バス３４に
出力されている値との論理和を設定する（ステップ３３
２）。例えば、タスク識別情報部２ｘ３に、値「０１１
０１０１０」が設定されており、タスク識別情報バス３
４に、値「０００００１００」が出力されている場合、
タスク識別情報部２ｘ３には、値「０１１０１１１０」
が設定される。

【００２８】また、ステップ３２６において、図２のロ
ック指示バス３５にロック指示信号を出力していない場
合、タスク識別情報部２ｘ３に、タスク識別情報部２ｘ
３の値と、タスク識別情報バス３４に出力されている
「０」と「１」を反転した値との論理積を設定する（ス
テップ３３３）。例えば、タスク識別情報部２ｘ３に値
「０１１０１１１０」が設定されており、タスク識別情
報バス３４に値「０００００１００」が出力されている
場合、タスク識別情報部２ｘ３には、「値「０１１０１
０１０」が設定される。そして、タスク識別情報部２ｘ
３の全てのビットが「０」（例えば、「０００００００
０」）となったときには（ステップ３３４）、ロック状
態情報部２ｘ４に、値「０（アンロック状態）」を設定
する（ステップ３３５）。このような処理のあとには、
上述の図５に示す処理動作を行なう。

【００２９】次に、図８における処理動作の説明を行な
う。本図８は、図６のステップ３１９において、エント
リＥのロック情報情報部２ｘ４が「２（ライトロック状
態）」の場合の処理を示している。図２の処理ユニット
１が、図２のタスク識別情報バス３４に出力している内
容と、エントリＥのタスク識別情報部２ｘ３の値とが等
しくなければ、すなわち、図１における信号線２ｘｃの
出力がオフであれば（ステップ３３６）、図２のキャッ
シュメモリ２は、図２の矛盾応答バス３８を介して、矛
盾したアクセス、すなわち、他のタスクがリードロック
中のブロックに対して、書き換えアクセスの要求を行な
った旨を通知し（ステップ３２９）、当該アクセスを完
了する。また、ステップ３３６において、図２のタスク
識別情報バス３４の出力と、エントリＥのタスク識別情
報部２ｘ３の値とが等しく、かつ、図２の処理ユニット
１が、図２のロック指示バス３５にロック指示信号を出
力していない場合（ステップ３３７）には、タスク識別
情報部２ｘ３の全てのビットに「０」を設定し、ロック
状態情報部２ｘ４に「０（アンロック状態）」を設定す
る（ステップ３３８）。そして、以下、上述の図５に示
す処理動作を行なう。

【００３０】尚、ステップ３２９における矛盾したアク
セスを行なった旨の通知を受けると、図２の処理ユニッ
ト１は、実行中のタスクを中断して、予め定められた時
間が経過したあとに、タスクを再開するか、もしくは、
実行中のタスクが書き換えたデータの内容を、タスクが
実行を開始する時点の状態に戻す処理を行なって、実行
中の処理を無効化（中止）し、予め定められた時間が経
過したあとに処理を最初から実行する。このような、実
行中のタスクの処理の無効化（中止）は、無効化する図
１におけるタスク識別情報部２１３〜２ｅ３の値が等し
く、かつ、図１のモディファイ部２１６〜２ｅ６に、値
「１（ブロックデータ部のＢａとメインメモリのＢａが
不一致）」が設定されている全てのエントリのバリッド
部２１５〜２ｅ５に、値「０（無効）」を設定すること
によって行なうことができる。

【００３１】無効化するタスク識別情報と、図１のタス
ク識別情報部２１３〜２ｅ３の値が等しく、かつ、図１
のモディファイ部２１６〜２ｅ６に、値「１（ブロック
データ部のＢａとメインメモリのＢａが不一致）」が設
定されているエントリに格納されているブロックの内容
は、無効化するタスクによって書き換えられる前に、図
２のメインメモリ４に書き込まれているので、上述の処
理を終了したあと、他のタスクは、書き換えられる前の
ブロックにアクセス可能となる。

【００３２】また、必ずしも、図２の矛盾応答バス３７
を介して矛盾が発生した旨の通知を受信したときに実行
中のタスクを中断、または、無効化せず、図２の処理ユ
ニット１が、原因となった当該ブロックを格納している
エントリのタスク識別情報部の内容を読みだす処理部を
設け、当該ブロックをロックしているタスクを無効化す
るものでも良い。これにより、共通データに並列にアク
セスするタスクの中で、重要度が高く、他のタスクに比
べて優先して実行させたい優先度の高いタスクと、優先
度の低いタスクとの間で、共通データに対して競合が発
生した場合、予め、タスクごとに割り当てられた優先度
によって、優先度の低い処理を中止させ、優先度の高い
処理を優先して実行させることが可能となる。

【００３３】以上のように、図１に示す実施例のキャッ
シュメモリでは、処理ユニットで実行するタスクを相互
に切り替えて実行するマルチタスク処理において、複数
のタスクが並列にアクセスする共通データのアクセス権
の確保と開放（ロックとアンロック）の処理を、各タス
クが共通データにアクセスする処理と同時に行なうこと
ができる。このことにより、共通データのアクセス権の
確保と開放のためのタスクの処理量の増加が生じず、ま
た、タスクの切り替えを抑止することもなく、排他制御
のための実効的な処理性能の低下をなくすことが可能と
なる。

【００３４】上述の実施例において、図２の処理ユニッ
ト１で実行中のタスクからの共通データへのアクセスが
不要となったとき、図２の処理ユニット１は、図２のキ
ャッシュメモリ２に対して、当該タスクのタスク識別情
報とロック状態の解除を指示する。このような指示が入
力されると、図１のキャッシュメモリ２は、次の図９で
示すロック解除の処理を行なう。

【００３５】図９は、図２における情報処理システムの
本発明に係わる処理動作の第２の具体例を示すフローチ
ャートである。本例は、図２の処理ユニット１からのロ
ック解除指示に対する図１のキャッシュメモリ２のロッ
ク解除の処理動作を示すものであり、このキャッシュメ
モリ２内には、エントリを順次指定可能なカウンタを設
けている。そして、論理回路を用いることにより、この
処理の各部分を並列に実行することができる。図１のキ
ャッシュメモリ２は、図２のキャッシュバス３を介し
て、ロック解除の指示（予め定められたアドレスへのア
クセス）と共に、タスク識別情報バス３４を介して、タ
スク識別情報（このタスク識別情報と共に出力されたロ
ック指示によって設定された全てのエントリがロック解
除処理の対象となる）を受信すると、エントリを順次指
定可能なカウンタに初期値（ここでは「１」）を設定す
る（ステップ４０１）。このカウンタ値が図１のキャッ
シュメモリ２内のエントリ総数ｅになるまで、カウンタ
の値が＋１されるごとに、以下の処理を行なう。尚、こ
こで、カウンタの値「ｃ」で指定されるエントリをエン
トリＥｃとし、このエントリＥｃは、アドレス情報部２
ｃ１、ブロックデータ部２ｃ２、タスク識別情報部２ｃ
３、・・・で構成されているものとする。

【００３６】エントリＥｃのバリッド部２ｃ５の値が
「０（無効）」（ステップ４０２）、または、ロック状
態情報部２ｃ４の値が「０（アンロック状態）」の場合
（ステップ４０３、４０４）、カウンタの値を＋１する
（ステップ４１０）。ステップ４０２において、エント
リＥｃのバリッド部２ｃ５の値が「１（有効）」で、か
つ、ステップ４０３、４０４において、ロック状態情報
部２ｃ４の値が「１（リードロック状態）」の場合に
は、タスク識別情報部２ｘ３に、タスク識別情報部２ｘ
３の値と、タスク識別情報バス３４に出力されている
「０」と「１」を反転した値との論理積を設定する（ス
テップ４０５）。例えば、タスク識別情報部２ｘ３に値
「０１１０１１１０」が設定されており、タスク識別情
報３４に値「０００００１００」が出力されている場
合、タスク識別情報部２ｘ３には、値「０１１０１０１
０」が設定される。タスク識別情報部２ｘ３の全てのビ
ットが「０」（例えば、「００００００００」）となっ
たときには（ステップ４０６）、ロック状態情報部２ｘ
４に値「０（アンロック状態）」を設定し（ステップ４
０７）、カウンタの値を＋１する（ステップ４１０）。

【００３７】また、ステップ４０２において、エントリ
Ｅｃのバリッド部２ｃ５の値が「１（有効）」で、ステ
ップ４０３において、ロック状態情報部２ｃ４の値が
「２（ライトロック状態）」の場合で、かつ、エントリ
Ｅｃのタスク識別情報部２ｃ３とタスク識別情報バス３
４の値が等しい場合、すなわち、信号線２ｃＣの値がオ
ンの場合（ステップ４０８）、バリッド部２ｃ５に値
「０（無効）」をセットし（ステップ４０９）、リード
／ライトバス３３の値を＋１する（ステップ４１０９。
ステップ４０８において、エントリＥｃのタスク識別情
報部２ｃ３とタスク識別情報バス３４の値が等しくない
場合、すなわち、信号線２ｃＣの値がオフの場合、その
まま、カウンタの値を＋１する（ステップ４１０）。

【００３８】このようにして、図２の処理ユニット１で
実行するタスクにおいて、リードロック状態、または、
ライトロック状態となっている共通データへのアクセス
が不要となった場合、タスクが設定した排他制御情報を
解除するためのアクセス（すなわち、ロック指示を行な
わずに、当該ブロックへのアクセスを行なう）を、１回
で行なうことができ、従来技術のように、共通データを
格納しているブロックごとに行なうことが不要となり、
ロック解除のための処理ユニットからのアクセス回数を
削減することができる。特に、矛盾発生の通知を受信し
た場合の無効化のために、全てのロック状態を解除する
場合に有効である。また、ロック状態の解除の指示と共
に通知するタスク識別情報で、全てのタスクを指定する
（例えば、「１１１１１１１１」を出力）ことによっ
て、図１におけるキャッシュメモリ２の全てのロック情
報を解除することも可能となる。

【００３９】以上、図１〜図９を用いて説明したよう
に、本実施例のキャッシュメモリでは、タスクが並列に
アクセスする共通データへのアクセスを行なう際に、ア
クセス権の確保と開放の処理を、各処理ユニットで実行
するアクセスと同時に実行することができる。このこと
により、タスク間でアクセスするデータの無矛盾性を、
効率良く保証することが可能である。また、タスクの並
列処理を阻害する無用な排他制御、および、タスクの切
り替えを抑止する制御などが不要となり、アクセス権の
確保と開放のための処理ユニットのオーバヘッドも生じ
ず、処理ユニットでの実効的な性能を向上させることが
可能となる。尚、本発明は、図１〜図９を用いて説明し
た実施例に限定されるものではなく、その要旨を逸脱し
ない範囲において種々変更可能である。

【００４０】

【発明の効果】本発明によれば、キャッシュメモリのエ
ントリに格納されているブロックへの各タスクのアクセ
スに対する排他制御を効率良く行なうことができ、タス
ク間でアクセスするデータの無矛盾性の保証処理の高効
率化と、マルチタスク処理を行なう処理ユニットの実効
的な性能の向上が可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の排他制御システムに用いるキャッシュ
メモリの本発明に係わる構成の一実施例を示すブロック
図である。

【図２】図１におけるキャッシュメモリを用いた情報処
理システムの構成の一具体例を示すブロック図である。

【図３】図２における情報処理システムの本発明に係わ
る処理動作の第１の具体例を示すフローチャートの第１
の部分である。

【図４】図２における情報処理システムの本発明に係わ
る処理動作の第１の具体例を示すフローチャートの第２
の部分である。

【図５】図２における情報処理システムの本発明に係わ
る処理動作の第１の具体例を示すフローチャートの第３
の部分である。

【図６】図２における情報処理システムの本発明に係わ
る処理動作の第１の具体例を示すフローチャートの第４
の部分である。

【図７】図２における情報処理システムの本発明に係わ
る処理動作の第１の具体例を示すフローチャートの第５
の部分である。

【図８】図２における情報処理システムの本発明に係わ
る処理動作の第１の具体例を示すフローチャートの第６
の部分である。

【図９】図２における情報処理システムの本発明に係わ
る処理動作の第２の具体例を示すフローチャートであ
る。

【符号の説明】

１処理ユニット２キャッシュメモリ３キャッシュバス４メインメモリ５メモリバス２１、２２信号線３１アドレスバス３２データバス３３リード／ライトバス３４タスク識別情報バス３５ロック指示バス３６転送応答バス３７矛盾応答バス２１０〜２ｅ０エントリ２１１〜２ｅ１アドレス情報部２１２〜２ｅ２ブロックデータ部２１３〜２ｅ３タスク識別情報部２１４〜２ｅ４ロック状態情報部２１５〜２ｅ５バリッド部２１６〜２ｅ６モディファイ部２１７〜２ｅ７比較器２１８〜２ｅ８比較器２１９〜２ｅ９アンドゲート２１Ｂ〜２ｅＢ信号線

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】タスクを分割して並列に処理する処理ユ
ニットがアクセスするメインメモリに格納されているブ
ロック単位のデータを、各エントリに格納し、該エント
リを介して、上記処理ユニットからのアクセスに対する
データの転送制御を行なうと共に、上記処理ユニットで
並列に処理される複数のタスクからの同一のエントリへ
のアクセスを制御してデータの矛盾を回避する排他制御
を行なうキャッシュメモリにおいて、上記排他制御のた
めに、上記エントリに、上記処理ユニットで並列に処理
される各タスクの識別情報を登録するタスク識別情報登
録手段と、上記エントリに格納されているブロックに対
する排他制御情報を登録する排他制御情報登録手段を、
上記エントリごとに設け、タスク単位で、上記エントリ
に格納されているブロックの排他制御、および、該排他
制御の設定と解除を行なうことを特徴とするキャッシュ
メモリを用いた排他制御システム。
【請求項２】請求項１に記載のキャッシュメモリを用
いた排他制御システムにおいて、上記キャッシュメモリ
は、上記処理ユニットのタスクからの上記排他制御の解
除指示に基づき、該タスクの識別情報を登録しているエ
ントリに対する上記タスク識別情報の解除、および、該
エントリに対する全てのタスク識別情報が解除された場
合での上記排他制御情報の解除を行なうことを特徴とす
るキャッシュメモリを用いた排他制御システム。