JPH07234850A - マルチプロセッサの装置と方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ＣＰＵに障害が発生しても、メッセージの処
理を遅延することがないマルチプロセッサタスク間通信
装置を提供することを目的とする。 【構成】 共有メモリ６内にメッセージを受信した複数
のタスクのメッセージ処理情報を保持するための確認領
域５０を設け、各プロセッサ１〜５上のオペレーティン
グシステム内のタスク間通信手段に、タスクからのメッ
セージ送信要求に対しタスク間通信情報領域３０の待ち
タスク行列３２を介して受信待ちをしている複数のタス
クに送信する多重送信手段と、メッセ−ジを受信し処理
を終了したら、該メッセ−ジを受信したタスクの中で、
最初に処理を終了したタスクの時は確認領域５０にその
旨書き込んで次の処理をさせ、後から終了したタスクの
処理を無効にする処理完了判断手段とを備える。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は複数のプロセッサと各
プロセッサが共通にアクセス可能な共有メモリを備えた
マルチプロセッサシステムに関するものである。

【０００２】

【従来の技術】複数のプロセッサシステムの機能を分割
して、並列に処理を実行させることにより、システムの
処理能力を向上させるマルチプロセッサシステムは、様
々な分野で採用されている。マルチプロセッサシステム
には密結合と疎結合とに大別されるが、ＰＢＸなど高信
頼性を要求されるシステムでは、プロセッサ（以下ＣＰ
Ｕと呼ぶ）とローカルメモリを１つのボードとし、それ
を共有バス等で接続した疎結合システムが多い。このよ
うな疎結合マルチプロセッサシステムは個々のプロセッ
サボードのローカルメモリ内にオペレーティングシステ
ムとその上で動作するタスクを配置しているのでＣＰＵ
間の通信機能を具備していることが必要である。元来、
このようなマルチプロセッサ上でのオペレーティングシ
ステムが具備するタスク間通信手段として、共有メモリ
上に受信待ちを行なっているタスクのリストを持つ待ち
タスク行列と、受信待ちを行なっているメッセージのリ
ストを持つ待ちメッセージ行列とから構成される通信チ
ャネルを使用したものがある。この方式による通信性向
上方法としては特開平２−２８４２５７公報に示された
プロセッサ間通信方式がある。

【０００３】図１２及び図１３は、特開平２−２８４２
５７公報に示された従来のプロセッサ間通信方式を示す
図であり、図１２はマルチプロセッサシステムの構成
図、図１３はプロセッサ間通信におけるタスク間通信用
情報領域の内容を示す。図１２において、１〜４はプロ
セッサボード（以下ＣＰＵと略す）、６は共有メモリ、
７は共有バス、１００はシステムコントローラ、１０１
はＩ／Ｏコントローラ、１０２及び１０３は入出力装置
を示す。また、図１３において、１１１〜１１４はタス
ク間通信情報領域であり、領域には通信チャネルのＩ
Ｄ、ＣＰＵＩＤマップ、メッセージ数、メッセージサイ
ズ、先頭待ち行列ポインタが格納されている。１１５〜
１１８は待ち行列情報を格納する領域であり、領域には
ＣＰＵＩＤ、次待ち行列ポインタ、前待ち行列ポイン
タ、先頭通信バッファポインタが格納される。１１９〜
１２４は通信情報を格納する領域であり、領域には次通
信バッファ、前通信バッファ、通信メッセージが格納さ
れる。

【０００４】次にプロセッサ間通信の動作について説明
する。システムコントローラ１００は各ＣＰＵ１〜４間
の通信を管理するものであり、共有メモリ６内に図１３
に示すような処理要求の待ち行列の作成や、処理要求メ
ッセージの送信／受信の管理を行なう。各ＣＰＵ１〜４
は他ＣＰＵとの通信の際、システムコントローラ１００
に処理を依頼するようになっている。例えばＣＰＵ１
（１）上のタスクＡがＣＰＵ２（２）に処理を依頼する
ためにＣＰＵ１（１）がシステムコントローラ１００に
対し、メッセージを送信要求すると、システムコントロ
ーラ１００はそのメッセージを通信バッファ１２１に格
納し、待ち行列ポインタ１１６、通信バッファ１２１の
バッファポインタの記憶内容を書き換えることにより待
ち行列に接続する。接続後、システムコントローラ１０
０はＣＰＵ１（１）に対し、処理終了メッセージを出
す。ＣＰＵ１（１）上のタスクＡは上記終了メッセージ
を受けとった後、引続き次の処理を実行する。次にＣＰ
Ｕ２（２）上のタスクＢがメッセージ受信要求をシステ
ムコントローラ１００に対して行なうと、システムコン
トローラ１００は待ち行列ポインタ１１６の通信バッフ
ァ１２１を取り出してＣＰＵ２（２）へデータ転送を行
なう。メッセージを受けたＣＰＵ２（２）ではタスクＢ
が上記メッセージを基に処理を行ない、処理終了後、シ
ステムコントローラ１００に対しメッセージ削除要求を
行なう。システムコントローラ１００はこの要求を受け
て、ＣＰＵ２（２）の待ち行列ポインタ１１６から処理
を終了した通信バッファ１２１の削除を行なう。以上が
この方式によるプロセッサ間通信の流れである。次にこ
の方式におけるプロセッサに障害が発生した場合の処理
の流れについて説明する。例えば、図１２のＣＰＵ２
（２）に障害が発生し、ＣＰＵ４（４）が待機ＣＰＵだ
とすると、システムコントローラ１００はＣＰＵ２
（２）の障害を検出したのち、待機ＣＰＵであるＣＰＵ
４（４）に対し、待ち行列ポインタの生成を要求したの
ち、共有メモリ６内に保持されているＣＰＵ２（２）が
処理していた通信メッセージをＣＰＵ４（４）に対して
送信する。これを、図１３を用いて説明すると、ＣＰＵ
２（２）の待ち行列ポインタ１１６につながっていた通
信バッファ１２１は待ち行列ポインタ１１６から切り離
され、ＣＰＵ４（４）の待ち行列ポインタ１１８に繋ぎ
換えることにより、通信メッセージの移動が行なわれ
る。このようにすることで、本来ＣＰＵ２（２）が処理
する予定でシステムコントローラ１００が待ち行列に接
続している未処理のメッセージも、待機ＣＰＵによって
引続き処理され、確実にメッセージが処理することが可
能となる。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】従来のプロセッサ間通
信は以上の様に構成され、プロセッサに障害が発生した
ときに始めてメッセージが待機プロセッサに入力され処
理されるので、障害発生から待機プロセッサが起動する
までの間に時間を要し、復旧が遅延するという問題があ
った。

【０００６】また、プロセッサに障害が発生しても復旧
が遅延することのないように構成されず、プロッセサが
異常処理をした場合にそれを処理中に検出することが出
来ないという問題があった。

【０００７】プロセッサに障害が発生しても復旧が遅延
することのないように構成されず、各プロセッサ別待ち
タスク行列を保持する構成になっていないので，複数個
の同じ処理機能のタスクが複数の各プロセッサ上に存在
したとき，同一メッセージを複数の該タスクに送信する
場合，プロセッサを分けて送信することが出来ないとい
う問題があった。

【０００８】また、各プロセッサ別待ちタスク行列に待
ちタスク数欄を保持する構成になっていないので、受信
待ちタスクの多いプロセッサ即ち負荷の軽いプロセッサ
を選んでメッセージを送信することが出来ないため、プ
ロセッサの負荷を均等にすることが出来ない。

【０００９】更に、複数の受信タスクへの同一メッセー
ジの送信が同時に発生し、メッセージを受信した複数の
タスクが同一メッセージの処理をすることによる共用バ
ス上の通信負荷を分散することができない。

【００１０】本発明は上記の様な問題点を解消するため
になされたもので、プロセッサに障害が発生しても回復
処理が遅延せず、処理中にプロッセサの異常処理を検出
する、異なるプロセッサ上の複数のタスクにメッセージ
送信を可能にし、またプロセッサの負荷を均等にし、共
有バスの負荷を分散させる等のマルチプロセッサシステ
ムを提供することを目的とする。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明に係るマルチプロ
セッサ装置においては、処理要求を待っている待ちタス
ク行列と処理待ちの待ちメッセージ行列及びメッセージ
の処理状況の情報を保持する共有メモリを配置し、タス
クからの処理要求のメッセージ送信要求に応じて前記待
ちタスク行列に繋がれた複数のタスクに該メッセージを
送信する多重送信手段を送信側のプロセッサに設け、該
メッセージを受信した複数のタスクのそれぞれのプロセ
ッサは処理完了判断手段を備え、メッセージを受信した
タスクが処理を終了したら同手段は共有メモリを参照
し、該タスクが最初に処理を終了したと判定したら該メ
ッセージの処理を終了したことを共有メモリに書いて処
理を続けさせ、タスクが後から処理を終了したと判定し
たら後の処理を無効にする。

【００１２】本発明に係るマルチプロセッサ装置におい
ては、処理要求を待っている待ちタスク行列と処理待ち
の待ちメッセージ行列及びメッセージの処理状況の情報
を保持する共有メモリを配置し、タスクからの処理要求
のメッセージ送信要求に応じて前記待ちタスク行列に繋
がれた複数のタスクに該メッセージを送信する多重送信
手段を送信側のプロセッサが備え、該メッセージを受信
した複数のタスクの各プロセッサは処理完了判断手段を
備え、メッセージを受信したタスクが処理を終了したら
同手段は共有メモリを参照し、タスクが最初に処理を終
了したと判定したら該メッセージの処理を終了したこと
及び処理結果を共有メモリに書いて処理を続けさせ、タ
スクが後から処理を終了したと判定したらその処理結果
と前記の最初に処理を終了したタスクの共有メモリ上の
処理結果を比較し、後で終了の処理を無効にする。

【００１３】また、本発明に係るマルチプロセッサ装置
においては、共有メモリの待ちタスク行列をＣＰＵ毎に
分けたプロセッサ別待ちタスク行列とし、メッセージを
送信しようとするタスクが属するオペレーティングシス
テムの多重送信手段は共有メモリ上の異なるプロセッサ
の待ちタスク行列にあるタスクに対しメッセージを送信
するようにしたものである。

【００１４】また、本発明に係るマルチプロセッサ装置
においては、共有メモリの各プロセッサ別待ちタスク行
列に待ちタスク行列に繋がれているタスク数を保持する
領域を付加し、メッセージを送信しようとするタスクが
属するオペレーティングシステムの多重送信手段は待ち
タスク数が一番多いプロセッサから順にプロセッサの待
ち行列に繋がれているタスクに対しメッセージを送信す
るようにしたものである。

【００１５】また、本発明に係るマルチプロセッサ装置
においては、メッセージを送信しようとするタスクが属
するオペレーティングシステムの多重送信手段が、共有
メモリの待ちタスク行列にある複数のタスクに対し、メ
ッセージを送信する時に任意の時間間隔を置いて送信す
るようにしたものである。

【００１６】待ちタスク行列と待ちメッセージ行列とメ
ッセージ処理情報を共有メモリに保持し、タスクがメッ
セージ送信要求を出力したら、多重送信手段は前記の待
ちタスク行列の複数のタスクにメッセージを送信し、該
メッセージを受信したタスクが処理を終了したら、同処
理をしたタスクのプロセッサが備える処理完了判断手段
は前記共有メモリを参照し、タスクが最初にメッセージ
処理を終了したと判定したらメッセージの処理は終了し
たことを共有メモリに書いて次の処理をさせ、タスクが
後からメッセージ処理を終了したと判定したら処理を無
効にするマルチプロセッサのタスク間通信方法。

【００１７】

【作用】この発明においては、共有メモリは待ちタスク
行列と待ちメッセージ行列とメッセージの処理情報を保
持し、メッセージを送信するタスクが属する多重送信手
段は、共有メモリ上の待ちタスク行列に繋がれているプ
ロセッサ上の複数のタスクにメッセージを送信し、該メ
ッセージを受信したタスクが属する各プロセッサの処理
完了判断手段はタスクが該メッセージの処理を終了した
ら共有メモリを参照し、タスクが最初に処理を終了した
と判定したら共有メモリに該メッセージの処理は終了し
たことを書いて次の処理をさせ、タスクが後から処理を
終了したと判定したら後の処理を無効にする。

【００１８】この発明においては、共有メモリは待ちタ
スク行列と待ちメッセージ行列とメッセージの処理情報
を保持し、メッセージを送信しようとするタスクが属す
る多重送信手段は、共有メモリ上の待ちタスク行列に繋
がれている複数のタスクにメッセージを送信し、該メッ
セージを受信したタスクが属する各プロセッサの処理完
了判断手段はタスクが処理を終了したら共有メモリを参
照し、タスクが最初に処理を終了したと判定したら共有
メモリに該メッセージの処理は終了したこと及び処理結
果を書いて次の処理をさせ、タスクが後から処理を終了
したと判定したら最初の処理結果と後の処理結果を比較
し、後の処理を無効にする。

【００１９】この発明では、共有メモリの待ちタスク行
列はプロセッサ別の待ちタスク行列になっているので多
重送信手段は異なるプロセッサ上の同じ処理機能を有す
るタスクにメッセージを送信することが出来る。

【００２０】この発明では、共有メモリ上でプロセッサ
別の待ちタスク行列は各プロセッサ別の待ちタスクの個
数を保持するので多重送信手段はその個数により、負荷
の軽いプロセッサを選択してメッセージを送信する。

【００２１】この発明では、多重送信手段は同一のメッ
セージを複数のプロセッサ上のタスクに送信するときに
任意の時間間隔を置くので共有バスの負荷のピークを解
消する。また、これによりメッセージを受信した複数の
タスクが同一メッセージの処理をすることによる共用バ
ス上のアクセス負荷を軽減することができる。

【００２２】この発明では、共有メモリに待ちタスク行
列と待ちメッセージ行列とメッセージの処理情報を保持
し、タスクからのメッセージ送信要求により多重送信手
段は共有メモリ上の待ちタスク行列を介してメッセージ
を複数の受信タスクの各プロセッサに送信し、タスクが
メッセージを受信し処理を終了したら受信側の処理完了
判断手段は共有メモリを参照し、タスクが最初に処理を
終了したと判定したらメッセージの処理は終了した旨共
有メモリに書き込んで次の処理をさせ、タスクが後から
処理を終了したと判定すれば処理を無効にする。

【００２３】

【実施例】

実施例１．以下、この発明の一実施例を図を用いて説明
する。本実施例では、説明を簡単にするため１つのプロ
ッセサがメッセージを２つのタスクの各プロセッサに送
信する場合の例で説明するが、これ以外の場合でも同様
である。図１はこの発明の一実施例におけるマルチプロ
セッサシステムの構成図である。図中１〜５はローカル
メモリ（図示せず）を備えたプロセッサボード（ＣＰ
Ｕ）、６は全プロセッサが共有する共有メモリ、７は共
有バスである。また、８〜１２はそれぞれ各プロセッサ
１〜５上で動作するオペレーティングシステム（Ｏ
Ｓ）、１３〜１７はそれぞれオペレーティングシステム
８〜１２上で実行されるタスクを示す。各タスクはプロ
セッサ毎に特定の処理を専門に行なうようにプログラム
されており、同一の処理を行なうタスクが動作するプロ
セッサボードが複数存在する。図では、ＣＰＵ１（１）
及びＣＰＵ２（２）のタスクは同じ処理を行ない、ＣＰ
Ｕ３（３）、ＣＰＵ４（４）及びＣＰＵ５（５）のタス
クは別の同じ処理、即ち２種類の処理をするとする。な
お、これらの処理形態は本実施例並びに他の実施例の説
明に使用する。３０はプロセッサ間通信を行なうための
タスク間通信情報領域、３２は待ちタスク行列、４０〜
４２は受信待ち状態になったスクの情報を保持する共有
メモリ用のタスク固有情報を示す。個々のタスク固有情
報は各プロセッサ１〜５のローカルメモリに配置されて
おり、共有メモリのタスク固有情報４０〜４２はそのコ
ピーである。

【００２４】５０は複数のタスクが同一メッセージを受
信した時に、どのタスクが次の処理を行なうかを示す確
認領域である。５１は処理要求のために送信するメッセ
ージである。メッセージ５１は処理要求とその処理に必
要な情報から構成される。同一メッセージを処理する各
タスクの属するオペレーティングシステム８〜１２の処
理完了判断手段２７（詳細は後記）はこの確認領域５０
を参照することで、メッセージの処理を完了したタスク
を再度タスク間通信情報領域３０の待ちタスク行列３２
に受信待ちとして繋げるか、それとも次の処理へ進める
かを判断する。この確認領域５０はメッセージ毎に作成
され、同一メッセージを受信した複数のタスクがメッセ
ージに対する処理を全て終了した時点で削除される。タ
スクがオペレーティングシステムにメッセージの受信要
求をした時、それが属するタスク間通信手段２５（後
記）は待ちメッセージ行列３３（メッセージボックス）
に待ちメッセージがないと、ローカルメモリにある該受
信要求をしたタスクのタスク固有情報を共有メモリ６に
コピーし、タスク間通信情報領域３０の待ちタスク行列
３２に繋げる。

【００２５】図２は、上記図１のオペレーティングシス
テム８〜１２が備えるタスク間通信手段２５のブロック
図、及び共有メモリ６内のタスク間通信情報領域３０及
び関連の情報を示す図である。前者のタスク間通信手段
２５はタスク間の通信とタスクの処理の制御を行うもの
で全オペレーテイングシステムに共通であるため、ＣＰ
Ｕ１（１）、ＣＰＵ３（３）、ＣＰＵ４（４）のそれぞ
れオペレーテイングシステム８、１０、１１について図
示し説明する。図２中オペレーティングシステム８内に
はタスク間通信手段２５があり、その中に複数のタスク
にメッセージ５１を送信する多重送信手段２６、受信タ
スクのメッセージ処理完了時に受信タスクに次の処理を
続行させるか、受信待ちに戻すかを判断する処理完了判
断手段２７、及びメッセージの受信処理を行なう受信処
理手段２８、送信プロセッサからの割り込みを処理する
受信割込処理手段２９がある。３０はタスク間通信情報
領域で、同じ処理機能毎に作成されて同じ処理機能のタ
スクとそれに対するメッセージ等が繋げられる。具体的
には、通信チャネルＩＤ（３１）、及び受信待ちタスク
を繋げる待ちタスク行列３２、そして受信待ちメッセー
ジを繋げる待ちメッセージ行列３３がある。４０〜４２
は待ちタスク行列３２に繋がれるタスク固有情報であ
る。このタスク固有情報は、各プロセッサのローカルメ
モリ内にあるタスク固有情報の一部をコピーしたもので
あるが、その領域にはそのタスクがどのプロセッサに属
するかを示すＣＰＵＩＤ領域など処理に必要な情報が付
加される。

【００２６】６０〜６２は待ちメッセージ行列３３に繋
がれるメッセージ情報である。メッセージ情報６０〜６
２には、メッセージの本体及び確認領域５０へのポイン
タ（アドレス）が含まれる。ＣＰＵ１（１）のオペレー
テイングシステム８に属するタスクＡ（１３）からメッ
セージ５１の送信要求があった時、オペレーティングシ
ステム８のタスク間通信手段２５はタスク間通信情報領
域３０の待ちタスク行列３２を調べ受信待ちタスクが存
在しない場合に、メッセージを共用メモリ６のメッセー
ジ情報６０（以下必要な場合を除き１つ目の６０として
説明するが、実際には状況により６０〜６２の何れかが
操作される）にコピーし、それをタスク間通信情報領域
３０の待ちメッセージ行列３３に繋げる。メッセージ受
信側のＣＰＵ４（４）またはＣＰＵ３（３）が受信可能
になったら、待ちメッセージ行列を基にこのメッセージ
情報６０を得て処理を行う。タスク間通信情報領域３０
の待ちタスク行列３２には同じ処理を行なうタスクのみ
が接続されるので、送信側でどのタスクに送信するかを
意識する必要はない。

【００２７】次に、この実施例１の動作を図１、図２を
用いて説明する。ＣＰＵは一般に送受信をするが、説明
の便宜上ＣＰＵ１（１）に属するタスクＡ（１３）がＣ
ＰＵ４（４）のタスクＤ（１６）、ＣＰＵ３（３）のタ
スクＣ（１５）にメッセージを送信する場合の動作につ
いて説明する。ＣＰＵ１（１）のタスクＡ（１３）がメ
ッセージ送信を要求すると、タスクＡ（１３）が属する
オペレーティングシステム８の多重送信手段２６はまず
共有メモリ６内のタスク間情報領域３０を参照し、その
情報の中にある待ちタスク行列３２から１つ目のタスク
固有情報４０を取り外し、タスク固有情報４０内にある
ＣＰＵＩＤ（＝ＣＰＵ４（４））及びタスクＩＤ（＝タ
スクＤ（１６））を取得し、タスク固有情報４０を共有
メモリ６内から削除する。次にオペレーティングシステ
ム８の多重送信手段２６は、共有メモリ６内に確認領域
５０を作成し、この領域を“未処理”という値に初期化
する。そして、取得したＣＰＵＩＤが示すＣＰＵ、即ち
ＣＰＵ４（４）に対しメッセージ５１を送信する。この
時、ＣＰＵ４（４）にはメッセージ５１及びタスクＩＤ
とともに作成した確認領域５０のアドレスも送信する。
オペレーテイングシステム８の多重送信手段２６は次に
待ちタスク行列３２を介して次に繋がれたタスク固有情
報４１を参照し、タスク固有情報４１内にあるＣＰＵＩ
Ｄ（＝ＣＰＵ３（３））及びタスクＩＤ（タスクＣ（１
５））を取得して、タスク固有情報４１を共有メモリ６
内から削除し、取得したＣＰＵＩＤが示すＣＰＵ、即ち
ＣＰＵ３（３）に対しメッセージ５１を送信する。この
送信にはＣＰＵ４（４）に送信した時と同様にメッセー
ジ５１、タスクＩＤ、確認領域５０のアドレス等を送信
する。以上が多重送信手段２６の処理である。

【００２８】次に受信処理を説明する。メッセージ５１
の送信は受信のＣＰＵ４（４）に対する割り込みで行な
われる。受信ＣＰＵ４（４）が受信するとまずオペレー
ティングシステム１１の受信割込処理手段２９に制御が
移る。受信割込処理手段２９では、送信されてきたタス
クＩＤからローカルメモリ内にあるタスク固有情報を取
得し、指定された受信タスクＤ（１６）を実行可能状態
にする。そして、得られたメッセージを受信タスクに渡
し、ローカルメモリのタスク固有情報内に確認領域５０
のアドレスを格納する。これにより、受信タスクＤ（１
６）が起動され、得られたメッセージを基に処理を行な
う。

【００２９】ＣＰＵ４（４）のタスクＤ（１６）がメッ
セージ５１の処理を終了すると、オペレーティングシス
テム１１の処理完了判断手段２７はローカルメモリのタ
スク固有情報に格納されている確認領域アドレス（ポイ
ンタ）から共有メモリ６内にある確認領域５０を参照す
る。ここが“未処理”のままであれば、まだ当該メッセ
ージの処理を終了したタスクが存在しないと判断し、確
認領域５０を“処理済み”の値に変更し、次の処理（次
の機能群に処理依頼をするなど）に受信タスクを移行さ
せる。確認領域５０が“処理済み”の場合は、すでに他
のタスクがこれらの処理を終了、即ち当該メッセージの
処理を完了したタスクが存在するので、処理を無効化し
確認領域５０を削除後、元の状態（タスク間通信情報領
域３０の待ちタスク行列）に戻す。以上はタスクＤ（１
６）の処理について述べたが、ＣＰＵ３（３）のタスク
Ｃ（１５）も同様である。なお、ここではＣＰＵ４
（４）のタスクＤ（１６）が最初にメッセージを受信し
ているので、通常先に処理を終了し確認領域５０は”処
理済み”になる。従って後続のＣＰＵ３（３）のタスク
Ｃ（１５）の処理は無効にされる。

【００３０】次に、タスク間通信情報領域３０の待ちタ
スク行列３２に待ちタスクが１つだけ（タスクＤ（１
６））存在した場合の送受信処理の動作について図１、
図３を参照して説明する。この場合、送信タスクＡ（１
３）から１つ目の受信タスク、即ちタスクＤ（１６）へ
の送信は、前に説明した手順で行なわれるのでここでは
省略する。２番目の受信タスク、即ちタスクＣ（１５）
へ送信しようとする場合、タスク間通信情報領域３０の
タスク待ち行列３２には次のタスク固有情報４１、４２
が繋がれていないので（図上点線表示）、オペレーティ
ングシステム８の多重送信手段２６は、メッセージ情報
６０を共有メモリ６内に作成し、メッセージ５１をメッ
セージ情報６０にコピーする。なお、メッセージ情報６
０はメッセージ５１の全情報を保持する。そして、メッ
セージ情報６０の確認領域ポインタを、確認領域５０の
アドレスに設定する。さらに、確認領域５０を“未処
理”から“１タスク受信済み”にし既に１つのタスク
（ここではタスクＤ（１６））がこのメッセージを処理
していることを示しておく。以上が送信側のタスクＡ
（１３）に係わる多重送信手段２６の処理である。

【００３１】この後、タスクＣ（１５）がメッセージ５
１を受信しようとした場合次の動作を行なう。タスクＣ
（１５）が受信要求をすると、ＣＰＵ３（３）のオペレ
ーティングシステム１０の受信処理手段２８はまずタス
ク間通信情報領域３０の待ちメッセージ行列３３から作
成されたメッセージ情報６０を取得し、その確認領域ポ
インタから確認領域５０を参照する。この領域が“１タ
スク受信済み”となっているのを検出し、受信処理手段
２８はメッセージ情報６０を受信タスクＣ（１５）の受
信領域にコピーし、確認領域５０を“未処理”にする。
そしてメッセージ情報６０をタスク間通信情報領域３０
の待ちメッセージ行列３３から取り外し、メッセージ情
報６０を削除し、処理をする。タスクＣ（１５）がメッ
セージ処理を終了した後のオペレーティングシステム１
０の処理完了判断手段２７は前に説明した動作と同じで
ある。

【００３２】また、もし２番目の受信タスクＣ（１５）
が受信しないうちに最初の受信タスクＤ（１６）がメッ
セージ処理を終了した場合のオペレーテイングシステム
１１の処理完了判断手段２７は、処理終了後に参照する
確認領域５０から“１タスク受信済み”を検出し、タス
ク間通信手段２５の待ちメッセージ行列３３からメッセ
ージ情報６０を取り外し、メッセージ情報を削除する処
理を行なう。

【００３３】なお、上記のタスクＤ（１６）が処理終了
後、確認領域５０の”１タスク受信済み”を検出したと
きメッセージ情報６０を削除しないで、そのまま次の処
理を続行させることにより、後記のＣＰＵの異常処理検
出が可能になる。

【００３４】次に、タスク間通信情報領域３０の待ちタ
スク行列３２に待ちタスクが１つも存在しない場合につ
いての送受信処理の動作について図１、図４を参照して
説明する。この場合、送信タスクＡ（１３）のオペレー
ティングシステム８の多重送信手段２６は、共有メモリ
６内にメッセージ情報６０及び確認領域５０の作成を行
ない、メッセージ５１のコピー、確認領域ポインタの設
定と確認領域５０を“未処理”に設定する処理を行なっ
た後、作成したメッセージ情報６０をタスク間通信情報
領域３０の待ちメッセージ行列３３に繋げる。

【００３５】受信タスクＤ（１６）のオペレーティング
システム１１の受信処理手段２８は、待ちメッセージ行
列３３を介してメッセージ情報６０を参照し、その確認
領域ポインタから確認領域５０の値を読みとる。確認領
域５０が“未処理”の場合、まだどのタスクもそのメッ
セージに対する処理を終了していないので、メッセージ
を受信タスクＤ（１６）の受信領域にコピー後、確認領
域を“１タスク受信済み”にし、処理をする。

【００３６】確認領域５０が“１タスク受信済み”の状
態で、タスクＣ（１５）が受信要求したらメッセージ情
報６０を受信タスクの受信領域にコピー後、確認領域５
０を“未処理”にし、メッセージ情報６０を待ちメッセ
ージ行列３３から取り外し、削除する。これが待ちタス
ク行列３２にタスクが１つも存在しない場合の受信タス
クが属するオペレーテイングシステムの送受信処理手段
２８の処理である。

【００３７】以上述べた様に、ＣＰＵ１のタスクＡ（１
３）からの同じメッセージ５１は、ＣＰＵ４（４）、Ｃ
ＰＵ３（３）のそれぞれのタスクＤ（１６）、タスクＣ
（１５）に送信され、これらの受信タスクのメッセージ
処理状況に応じて確認領域５０に”未処理”、”処理
済”更に、”１タスク受信済”等の値が設定、参照され
る。換言すれば、同一メッセージ受信タスクは２台のＣ
ＰＵ上で対になって処理する。この為、メッセージ受信
側のＣＰＵ３（３）、ＣＰＵ４（４）の１方に、処理中
に障害が発生しても他方のＣＰＵにより処理は円滑に継
続され、中断されないので復旧に時間を必要とすること
もない。なお、同一メッセージを同時に処理するＣＰＵ
は３台以上でもよく、またＣＰＵの組み合せも任意であ
る。ＣＰＵがｎ台（ｎ＞２）の場合は同一メッセージに
関する待ちタスク行列３２のアクセス回数がｎ回にな
り、処理完了判断手段２７，受信処理手段２８による確
認領域５０の値の操作（メッセ−ジ情報６０をアクセス
する時の確認領域５０の値は”１タスク受信済み”か
ら”ｎ−１タスク受信済み”までの値を選択的に持
つ）、メッセージ情報６０の削除等を行うＣＰＵは２台
目のＣＰＵがｎ台目のＣＰＵに変る、等の相違はあるも
のの、確認領域５０の値によってタスクの実行が制御さ
れるので、２ＣＰＵの時と基本的に同じ要領で同様の効
果を奏する。

【００３８】次に、ＣＰＵの異常処理検出について説明
する。この異常処理とは例えば、ハード、ソフトの障害
に起因してＣＰＵが誤演算をしてもその時点では検出出
来ず、後でシステムに障害を及ぼす様な処理を指す。今
までの説明では処理が終了したらタスクＤ（１６）、タ
スクＣ（１５）の各オペレーテイングシステムの処理完
了判断手段２７は確認領域５０を参照し、その値が”処
理済み”なら処理を無効にしている。これに対して、最
初に処理が終了したタスクの処理結果を共有メモリ６に
保存しておき（確認領域５０の値はこのとき”処理済
み”となる）、後のタスクが処理を終了し、確認領域５
０が”処理済み”を検出したら両者の処理結果を比較
し、等しければ正常処理、異なれば異常と判断すること
により、処理をしたＣＰＵの異常を検知することが出来
る。この場合先行タスク即ち、当該の処理完了判断手段
２７が照会時に確認領域５０の値が”未処理”である場
合にはタスクにチェックポイント等を設けておき、後続
タスクの処理終了時に異常が検出されたら、先行タスク
の処理を停止させる事により、システムへの障害の波及
を防止することが出来る。なお，同一メッセ−ジを処理
するＣＰＵがｎ台（ｎ＞２）の場合も２ＣＰＵの時と同
様にｎ台のＣＰＵの処理が終了するまで処理結果を保
存，比較し例えば多数決により異常処理を検出すること
が出来る。

【００３９】次に、オペレーティングシステム８〜１２
の各タスク通信手段２５を構成する各手段（多重送信手
段２６、受信割り込み処理手段２９、受信処理手段２
８、処理完了判断手段２７）の動作を図５、図６、図
７、図８に示したフローチャートを用いて説明する。な
お、今まではＣＰＵ１（１）、ＣＰＵ３（３）、ＣＰＵ
４（４）間のメッセージ処理を送信、受信の各ＣＰＵに
区分して具体的に説明したので、以下の処理フローの説
明は送信受信区分は明らかであるのでこれらの区分をし
ないで述べる。また、タスク固有情報４０〜４２、メッ
セージ情報６０〜６２は実際には状況により処理の対象
は変るが、必要な場合以外はそれぞれタスク固有情報４
０、メッセージ情報６０で代表して説明する。

【００４０】図５は多重送信手段２６の動作フローを示
している。図５において、まずタスク間通信情報領域３
０の待ちタスク行列３２を参照し待ちタスクがいるか判
断する（ステップ１０１）。待ちタスクがいる場合、待
ちタスク行列３２からタスク固有情報４０を取り外し、
その情報からＣＰＵＩＤ及びタスクＩＤを取得する（ス
テップ１０２）。そして、共有メモリ６内に確認領域５
０を作成し、その領域を“未処理”に設定し、ＣＰＵＩ
Ｄが示すＣＰＵにタスクＩＤ、メッセージ、及び確認領
域アドレスを送信する（ステップ１０３）。次に、再度
待ちタスク行列３２を参照し待ちタスクがいるか判断す
る（ステップ１０４）。待ちタスク３２がいる場合待ち
タスク行列３２から次のタスク固有情報４１を取り外
し、その情報からＣＰＵＩＤ及びタスクＩＤを取得し
（ステップ１０５）、ＣＰＵＩＤが示すＣＰＵに対し、
タスクＩＤ、メッセージ、及び確認領域アドレスを送信
する（ステップ１０６）。また、ステップ１０４におい
て待ちタスクがいなかった場合は、メッセージ情報６０
を作成し、メッセージ５１をメッセージ情報６０にコピ
ーする。そして、確認領域ポインタを確認領域５０のア
ドレスに設定し確認領域５０を“１タスク受信済み”に
設定した後、待ちメッセージ行列３３にメッセージ情報
を繋げる（ステップ１０７）。また、ステップ１０１で
待ちタスクがいなかった場合は、メッセージ情報６０及
び確認領域５０を作成し、メッセージ情報６０にメッセ
ージをコピーし、確認領域ポインタを確認領域５０のア
ドレスに設定し、確認領域５０を“未処理”に設定した
あとメッセージ情報６０を待ちメッセージ行列３３に繋
げる（ステップ１０８）。以上が多重送信手段２６の動
作フローである。

【００４１】図６は受信割込処理手段２９の動作フロー
を示している。図６において、まずタスク固有情報４０
からタスクＩＤ、メッセージ、及び確認領域アドレスを
獲得し（ステップ１２０）、次にメッセージ５１をタス
クＩＤが示すタスクの受信領域にコピーし（ステップ１
２１）、最後に確認領域アドレスをタスク固有情報に付
加し、タスクを実行可能状態にし（ステップ１２２）受
信割込処理を終了する。

【００４２】図７は受信処理手段２８の動作フローを示
している。図７において、まずタスク間通信情報領域３
０の待ちメッセージ行列３３を参照し待ちメッセージが
あるか判断する（ステップ１４０）。待ちメッセージが
ある場合は、そのメッセージ情報６０の確認領域ポイン
タを使って確認領域５０を参照する（ステップ１４
１）。確認領域５０の値が“未処理”である場合は、確
認領域５０を“１タスク受信済み”にし、メッセージを
受信する（ステップ１４２）。ステップ１４１において
確認領域５０が“未処理”でない、即ち“１タスク受信
済み”である場合は、確認領域５０を“未処理”にした
（ステップ１４３）後、共有メモリ内のメッセージ情報
６０を待ちメッセージ行列３３から取り外し、メッセー
ジ情報を削除する（ステップ１４４）。ステップ１４０
において待ちメッセージがなかった場合は、共有メモリ
６内に受信タスクのタスク固有情報４０に付加しそれを
タスク間通信情報領域３０の待ちタスク行列３２に繋げ
（ステップ１４５）、そのタスク固有情報に受信タスク
が属するＣＰＵＩＤを付加し（ステップ１４６）、タス
クを実行可能状態から受信待ち状態へと遷移させる（ス
テップ１４７）。以上が受信処理手段２８の動作フロー
である。なお，以上はメッセ−ジ処理のＣＰＵが２台の
場合であるが，３台のＣＰＵの場合はステップ１４３で
確認領域５０の値が”１タスク受信済み”なら”２タス
ク受信済み”としステップ１４４はスキップして終了す
る。”２タスク受信済み”ならステップ１４４に移る。
ＣＰＵ台数がｎ台の場合は確認領域５０の値が受信の回
数に応じて”ｎー１タスク受信済み”まで進み、最後の
値の時にステッップ１４４に移る。

【００４３】図８は処理完了判断手段２７の動作フロー
を示している。図８において、受信タスクがメッセージ
処理を終了すると処理完了判断手段２７は最初に確認領
域５０を参照する（ステップ１６０）。そして値が“処
理済み”であるか否か判断する（ステップ１６１）。
“処理済み”でなかった場合、“１タスク受信済み”で
あるか判断する（ステップ１６２）。“１タスク受信済
み”でもない場合は、確認領域５０を“処理済み”に設
定し、次の処理に制御を移す（ステップ１６３）。ステ
ップ１６２において、“１タスク受信済み”であった場
合は、受信する前に別のタスクが既にメッセージを受信
していることを意味し、処理完了判断手段２７は共有メ
モリ６内にあるメッセージ情報６０を削除し、受信タス
クを次の処理に移行する（ステップ１６４）。ステップ
１６１において、“処理済み”であった場合は、既に別
のタスクがメッセージ処理を終了してしまったことを意
味するので、受信完了判断手段２７は受信タスクのメッ
セージ処理を終了させ確認領域５０を削除した後、受信
タスクを元の状態、即ち待ちタスク行列３２（メッセー
ジボックスへの受信待ち）に戻す（ステップ１６５）。

【００４４】実施例２．次に本発明の一実施例である実
施例２を図９を用いて説明する。図９は実施例２におけ
るマルチプロセッサシステムの構成図である。図中１〜
５はローカルメモリを備えたプロセッサボード、６は全
プロセッサが共有する共有メモリ、７は共有バスであ
る。また、８〜１２は各プロセッサボード上で動作する
オペレーティングシステム、１３〜２０はオペレーティ
ングシステム上で実行されるタスク、３０はタスク間通
信情報領域を示している。７１〜７３はタスク間通信情
報領３０域内に設けられたプロセッサ別待ちタスク行列
であり、受信タスクは自身の属するＣＰＵの待ちタスク
行列につながれる。４０〜４５は受信タスクのタスク固
有情報で、ローカルメモリにあるタスク固有情報をコピ
ーしたものである。５０は確認領域、５１は送信メッセ
ージを示す。なお、タスク間通信手段２５及びその構成
は図２と同一であるため、図９では省略している。

【００４５】本実施例２と既述の実施例１との相違点
は、後者がＣＰＵ１台に同じ処理を行うタスクが一応１
つであったが、本実施例２ではこのタスクが複数個存在
することにある。これは例えば、ＰＢＸのように、デー
タのピークを短時間で処理する必要のある場合、同じ処
理をマルチタスク処理とし高速化を図る場合に有効な方
法である。実施例２はこの様な場合における本発明の適
用例であり、待ちタスク行列７１〜７３はＣＰＵ毎の構
成になっている。なお、図９のＣＰＵ３（３）、ＣＰＵ
４（４）、ＣＰＵ５（５）がそれぞれ有するタスクＣと
Ｆ、タスクＤとＧ、タスクＥとＨは何れも同じ処理を行
うタスクである。

【００４６】次に動作について説明する。動作について
は、基本的な送受信処理は実施例１と変わらないため、
実施例２に特徴的な動作について説明する。図９は各プ
ロセッサ上に同じ処理を行なう複数のタスクが存在し、
ＣＰＵ１（１）のタスクＡ（１３）がメッセージを送信
する場合の例を示している。送信タスクＡ（１３）がメ
ッセージ送信を要求すると、タスクＡ（１３）が属する
オペレーティングシステム８の多重送信手段２６はまず
タスク間通信情報領域３０を参照し、その中にあるプロ
セッサ別待ちタスク行列７１〜７３を参照する。多重送
信手段２６は最初にＣＰＵ４（４）上のタスクが受信待
ちを行なうＣＰＵ４（４）用待ちタスク行列７１を参照
し、タスクＤ（１６）のタスク固有情報４０を得る。そ
して、タスクＤ（１６）に対しメッセージ５１を送信す
る。次にＣＰＵ１（１）の多重送信手段２６は次の待ち
タスク行列７２、この例ではＣＰＵ３（３）用待ちタス
ク行列７２からタスクＣ（１５）のタスク固有情報４１
を得て、タスクＣ（１５）に対し、メッセージ５１を送
信する。

【００４７】この後、上記のタスクＡからのメッセージ
を処理中に、ＣＰＵ２（２）のタスクＢ（１４）から同
種のメッセージ送信要求が発生しても、同様にしてＣＰ
Ｕ３（３）、ＣＰＵ４（４）のタスクＦ（１８）、タス
クＧ（１９）はそれぞれタスク固有情報４３、４４を介
して受信可能となる。換言すればマルチタスク処理への
対応が可能となる。この様に構成することによりＣＰＵ
上に同一処理をする複数のタスクがそれぞれ対をなすＣ
ＰＵ３（３）、ＣＰＵ４（４）に存在するので、１つの
タスクが処理中であっても更に別途送信要求される同一
処理のメッセージを送受信することがが可能である。な
お、この場合、メッセージ処理の状況を示す確認領域５
０はメッセージ送信要求毎に識別子を設けて設定し、そ
れぞれについて”未処理”、”処理済み”等の値を設定
して制御する。

【００４８】実施例３．次に本発明の実施例３を図１０
を用いて説明する。図１０は実施例３におけるマルチプ
ロセッサシステムの構成図である。図中、１〜５はロー
カルメモリを備えたプロセッサボード、６は共有メモ
リ、７は共有バスである。また、８〜１２は各プロセッ
サボード上で動作するオペレーティングシステム、１３
〜２３はオペレーティングシステム上で実行されるタス
クである。図中、１８はタスクＦ、１９はタスクＧ、２
０はタスクＨ、２１はタスクＩ、２２はタスクＪ、２３
はタスクＫを示す。３０はタスク間通信情報領域を示し
ており、７５〜７７はプロセッサ別待ちタスク行列、７
８〜８０はプロセッサ別待ち行列につながれているタス
ク個数を格納する個数領域、４０〜４５は共有メモリ６
用タスク固有情報である。また、５０は確認領域、５１
は送信メッセージを示す。この図において、タスクＧ
（１９）、タスクＩ（２１）、タスクＪ（２２）のタス
ク固有情報が共有メモリ６に存在しないのは、これらタ
スクがメッセージの処理中であることを意味する。

【００４９】次に動作について説明する。動作について
は実施例３の特徴的な部分について説明する。本実施例
３の特徴はタスク間通信情報領域３０に、ＣＰＵ別待ち
タスク行列３２〜３４につながれている待ちタスク数を
格納する個数領域７８〜８０を設けたことにある。送信
タスクＡ（１３）のオペレーティングシステム８の多重
送信手段２６は、待ちタスク行列７５〜７７を参照し、
まず一番待ちタスク数が多い待ちタスク行列を見つけ
る。図１０の例ではＣＰＵ５（５）の待ちタスク行列７
７の個数領域８０の値が３で一番多いのでその中にある
タスクＥ（１７）のタスク固有情報４２を取り出し、タ
スクＥ（１７）に対しメッセージ５１を送信する。次に
２番目に待ちタスクが多い待ちタスク行列を見つける。
ここではＣＰＵ３（３）の待ちタスク行列７６がその待
ち行列であり、その中にあるタスクＣ（１５）のタスク
固有情報４１を取り出し、タスクＣ（１５）に対しメッ
セージ５１を送信する。この様に構成することにより、
待ち他タスク数の多いＣＰＵ、即ち負荷の軽いＣＰＵに
メッセージを送付出来、処理待ち時間の短縮、処理効率
の向上が可能である。

【００５０】実施例４．次に本発明の実施例４を図１１
を用いて説明する。図１１は実施例４におけるマルチプ
ロセッサシステムの構成図である。図中、１〜５はロー
カルメモリを備えたプロセッサボード、６は共有メモ
リ、７は共有バスである。また、８〜１２は各プロセッ
サボード上で動作するオペレーティングシステム、１３
〜１７はオペレーティングシステム上で実行されるタス
ク、３０はタスク間通信情報領域、３２は待ちタスク行
列、４０〜４２は共有メモリ用タスク固有情報、５０は
確認領域、５１〜５２は送信メッセージを示す。なお、
実施例１と同一または相当の部分は同じ符号を付してい
る。

【００５１】次に動作について説明する。本実施例４の
特徴は、受信タスクにメッセージを送信する際に送信タ
イミングを一定時間ずらすことにある。図１１におい
て、送信タスクＡ（１３）がメッセージ送信する時、タ
スクＡ（１３）の属するオペレーティングシステム８の
多重送信手段２６はまずタスク間情報領域３０の待ちタ
スク行列３２から１つ目のタスク固有情報、図ではタス
ク固有情報４０からタスクＤのタスク固有情報を取り出
し、タスクＤ（１６）に対しメッセージ５１を送信す
る。次にタスク間情報領域３０の待ちタスク行列３２か
ら次のタスク固有情報、図ではタスク固有情報４１から
タスクＣ（１５）のタスク固有情報４１を取り出す。こ
の時、直ちにメッセージをタスクＣ（１５）に送信する
のではなく、一定時間送信タスクの処理を止め、その後
にタスクＣ（１５）に対しメッセージ５２を送信する。
この様に構成することにより共有バス７の負荷を分散す
ることが出来、処理の効率化を図る。

【００５２】

【発明の効果】以上のように、この発明によれば、同一
メッセージを複数のタスクが同時に処理するので、１つ
のプロセッサに故障が発生しても、その障害に対するメ
ッセージ処理の遅延が発生しないため、復旧に時間を要
しない。

【００５３】プロセッサが異常処理をしても、処理中に
それを検出することができる。

【００５４】さらに、待ちタスク行列をプロセッサ別に
設けたので，同一処理をする複数のタスクが複数の各プ
ロセッサに存在すれば、該タスクに同一メッセージを送
信する時，常にプロセッサを分けて送信することができ
る。

【００５５】さらに、プロセッサ別の待ちタスク行列に
受信待ちをしているタスク数を保持する領域を付加した
ので、常に待ちタスク数が多いプロセッサにメッセージ
を送信することが可能となり、プロセッサの付加を均等
にすることができる。

【００５６】さらに、複数の受信タスクへの送信を任意
の時間ずらして行うようにしたので、同一メッセージの
複数タスクへの送信、メッセージを受信した複数のタス
クが同一メッセージの処理をすることにより共用バス上
の通信負荷を分散することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】この発明のマルチプロセッサシステムのシステ
ム構成を示す図である。

【図２】この発明のマルチプロセッサシステムのタスク
間通信手段の構成及び共用メモリの構成を示す図であ
る。

【図３】この発明のマルチプロセッサシステムの動作例
の環境を示す図である。

【図４】この発明のマルチプロセッサシステムの動作例
の環境を示す図である。

【図５】この発明のマルチプロセッサシステムの多重送
信手段のフローの図である。

【図６】この発明のマルチプロセッサシステムの受信割
込処理手段のフローの図である。

【図７】この発明のマルチプロセッサシステムの受信処
理手段のフローをを示す図である。

【図８】この発明のマルチプロセッサシステムの処理完
了判断手段のフローを示す図である。

【図９】この発明の実施例２のマルチプロセッサシステ
ムの構成を示す図である。

【図１０】この発明の実施例３のマルチプロッセサシス
テムの構成を示す図である。

【図１１】この発明の実施例４のマルチプロッセサシス
テムの構成を示す図である。

【図１２】従来のマルチプロセッサシステムのシステム
構成を示す図である。

【図１３】従来のマルチプロセッサシステムのプロセッ
サ間通信におけるタスク間通信情報領域を示す図であ
る。

【符号の説明】

１〜５ プロセッサボード ６ 共用メモリ ７ 共用バス ８〜１２ オペレーティングシステム １３〜２３ タスク ２５ タスク間通信手段 ２６ 多重送信手段 ２７ 処理完了判断手段 ２８ 受信処理手段 ２９ 受信割込処理手段 ３０ タスク間通信情報領域 ３１ 通信チャネルＩＤ格納領域 ３２ 待ちタスク行列 ３３ 待ちメッセージ行列 ４０〜４５ 共用メモリ用タスク固有情報 ６０〜６２ メッセージ情報 ５０ 確認領域 ５１〜５２ メッセージ ７１〜７３ 待ちタスク行列 ７５〜７７ 待ちタスク行列 ７８〜８０ 個数領域 １００ システムコントローラ １０１ Ｉ／Ｏコントローラ １０２〜１０３ 入出力装置 １１１〜１１４ 待ち行列管理テーブル １１５〜１１８ 待ち行列ポインタ １１９〜１２４ 通信バッファ

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 待ちタスク行列と待ちメッセージ行列と
   メッセージを受信したタスクのメッセージ処理情報を保
   持する共有メモリと、メッセージ送信側のプロセッサに
   設け、タスクからのメッセージ送信要求に応じて前記の
   待ちタスク行列の複数のタスクに同じメッセージを送信
   する多重送信手段と、メッセージ受信側の複数のプロセ
   ッサに設け、該メッセージを受信したタスクが処理を終
   了したら前記共有メモリを参照し、該タスクが最初に処
   理を終了したと判定したら該メッセージ処理を終了した
   ことを前記共有メモリに書き込んで次の処理をさせ、該
   タスクが後から処理を終了したと判定したら処理を無効
   にする処理完了判断手段と、からなることを特徴とする
   マルチプロセッサ装置。
2. 【請求項２】 待ちタスク行列と待ちメッセージ行列と
   メッセージを受信したタスクのメッセージ処理情報を保
   持する共有メモリと、メッセージ送信側のプロセッサに
   設け、タスクからのメッセージ送信要求に応じて前記の
   待ちタスク行列の複数のタスクに同じメッセージを送信
   する多重送信手段と、メッセージ受信側の複数のプロセ
   ッサに設け、該メッセージを受信したタスクが処理を終
   了したら前記共有メモリを参照し、該タスクが最初に処
   理を終了したと判定したら該メッセージ処理を終了した
   こと及び処理結果を前記共有メモリに書き込んで次の処
   理をさせ、タスクが後から処理を終了したと判定したら
   その処理結果と前記の最初に処理を終了したタスクの処
   理結果を比較して、後から終了の処理を無効にする処理
   完了判断手段と、からなることを特徴とするマルチプロ
   ッセサ装置。
3. 【請求項３】 共有メモリの待ちタスク行列をプロッセ
   サ別に分けたプロッセサ別待ちタスク行列を持つことを
   特徴とする請求項１または請求項２に記載のマルチプロ
   セッサ装置。
4. 【請求項４】 共有メモリのプロッセサ別待ちタスク行
   列に待ちタスクの個数を保持することを特徴とする請求
   項３に記載のマルチプロセッサ装置。
5. 【請求項５】 多重送信手段は最初に受信タスクにメッ
   セージを送信した後、任意の時間経過後に後続の受信タ
   スクにメッセージを送信する様にしたことを特徴とする
   請求項１、請求項２、請求項３、請求項４の何れかに記
   載のマルチプロセッサ装置。
6. 【請求項６】 待ちタスク行列と待ちメッセージ行列と
   メッセージ処理情報を共有メモリに保持し、タスクがメ
   ッセージ送信要求を出力したら、送信側のプロセッサに
   設けた多重送信手段は前記の待ちタスク行列の複数のタ
   スクにメッセージを送信し、該メッセージを受信したタ
   スクが処理を終了したら、同処理をしたタスクのプロセ
   ッサに設けた処理完了判断手段は前記共有メモリを参照
   し、タスクが最初に該メッセージ処理を終了したと判定
   したら該メッセージの処理は終了したことを共有メモリ
   に書いて次の処理をさせ、タスクが後から該メッセージ
   処理を終了したと判定したら処理を無効にすることを特
   徴とするマルチプロセッサのタスク間通信方法。