JPH1139209A - コンピュータ資源アクセス制御装置およびその方法 - Google Patents

コンピュータ資源アクセス制御装置およびその方法

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JPH1139209A
JPH1139209A JP9181024A JP18102497A JPH1139209A JP H1139209 A JPH1139209 A JP H1139209A JP 9181024 A JP9181024 A JP 9181024A JP 18102497 A JP18102497 A JP 18102497A JP H1139209 A JPH1139209 A JP H1139209A
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JP9181024A
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Kotaro Miyamoto
本 晃 太 郎 宮
Kenichi Okuyama
山 健 一 奥
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International Business Machines Corp
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    • G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
    • G06F9/46—Multiprogramming arrangements
    • G06F9/52—Program synchronisation; Mutual exclusion, e.g. by means of semaphores
    • Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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    • Y10S—TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
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Abstract

(57)【要約】 【課題】複数のプロセスが並行してＶＲＡＭ等の資源に
アクセスして、スタベーション等の不具合なしに正しい
処理結果を得る。 【解決手段】複数の処理手段のいずれかが、資源のある
部分に対する排他アクセスを要求した際に、ロックレン
ジ処理部１２２は、重複部分に対して他の処理手段に排
他アクセスが許可されていない場合等、処理に不具合が
生じない場合に限って、排他アクセスを許可する。さら
に、ロックレンジ処理部１２２は、ある部分に対して排
他アクセスが許可されないまま、この部分に重複する他
の部分に対して排他アクセスが許可された回数を一定値
を越えた場合に、他の部分に対する排他アクセスの許可
を禁止し、この部分に対する排他アクセスを許可する。
このように、ロックレンジ処理部１２２は、ある部分を
追い越して、重複した他の部分に対して排他アクセスが
許可される回数を制限することにより、スタベーション
の発生を防ぐ。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、複数のプロセスあるい
はスレッド(thread)が、共通のコンピュータ資源にアク
セスして処理を行なうシステムにおいて、共通資源に対
する各プロセス・スレッドのアクセスを制御するコンピ
ュータ資源アクセス制御装置およびその方法に関する。
【０００２】特定的には、例えば、複数の画像処理用プ
ロセッサ・エレメント（ＰＥ）それぞれが、重複領域を
有する画像データを共通のコンピュータ資源［ビデオＲ
ＡＭ（ＶＲＡＭ）］に書き込む画像処理システムにおい
て、最終的に正常処理結果を得ることができるように、
ＶＲＡＭに対する各ＰＥの書き込みアクセスを制御する
コンピュータ資源アクセス制御装置およびその方法に関
する。
【０００３】
【従来の技術】例えば、複数のプロセスあるいはスレッ
ド(thread)が、共通のデータリソース(共通資源)を用い
て並行して処理を行なうと、あるプロセス・スレッドに
より共通資源のある部分に書き込まれるデータが、他の
プロセス・スレッドによる同一部分へのデータの書き込
みにより壊される等の不具合、あるいは、処理上の矛盾
が生じることがある。
【０００４】従って、このような複数のプロセス・スレ
ッドが共通資源にアクセスし、並行して処理を行なう並
行処理システムにおいては、複数のプロセス・スレッド
のいずれか１つのみに、共通資源の１つの部分に対する
アクセスを許可し、他のプロセス・スレッドのいずれに
対しても、この部分へのアクセスを、同時には許さない
ように制限する制御が必要になる。このように、複数の
プロセス・スレッドが同時にアクセスし得る部分を限定
する制御を行なうコンピュータシステムは、同期コンピ
ュータシステムとも呼ばれる。
【０００５】上述した同期コンピュータシステムにおい
て、複数のプロセス・スレッド間のアクセス制御を行な
うための方法としては、例えば、複数のプロセス・スレ
ッドの共通資源に対するアクセスを、単純に排他制御す
る相互排他［以下、ＭＵＴＥＸ(mutual exclusion)とも
記す］方式、および、より複雑な制御を基本とするセマ
フォ(semaphore)方式等を例として挙げることができ
る。同期コンピュータシステムにおいて、これらの方式
は、プロセス・スレッド間でデッドロック（deadlock)
あるいはスターベーション(starvation)等の同期コンピ
ュータシステムに固有の不具合が生じないように実現さ
れる。
【０００６】上記スターベーションとは、例えば、プロ
セス・スレッドが、メモリ上の複数の部分の１つに対し
てアクセスしようとしても、重複した他の部分に排他制
御がなされているために、アクセス不可能な期間が長く
続く現象をいう。具体例として、部分Ａ，Ｂと一部重複
した部分Ｃ（部分Ａ，Ｂの間には重複なし）を考える
と、下表に示す状態（ａ）〜（ｆ）が循環して続いてス
ターベーションが発生し、プロセス・スレッドが部分Ｃ
に対するアクセスが永遠に不可能となる可能性がある。
【０００７】
【表１】 （表１；スターベーションの具体例） （ａ）部分Ａがロックが続いている間、部分Ｃをロック
することができない。 （ｂ）部分Ｂに対するロックが要求されると、部分Ｂは
部分Ａと重複しないので、部分Ｂをロックすることがで
きる。 （ｃ）部分Ａのロックが解放されても、（ｂ）において
ロックされた部分Ｂと重複した部分Ｃをロックすること
はできない。 （ｄ）部分Ｂのロックが続いている間、部分Ｃをロック
することはできない。 （ｅ）部分Ａに対するロックが要求されると、部分Ａは
部分Ｂと重複しないので、部分Ａをロックすることがで
きる。 （ｆ）部分Ｂのロックが解放されても、（ｅ）において
ロックされた部分Ａと重複した部分Ｃをロックすること
はできない。 但し、「ロックする」とは、「ＭＵＴＥＸ（図２参照）
等により、並行動作する処理手段のいずれかに対して部
分ｘに対するアクセスが許可され、他の処理手段に対し
ては部分ｘに対するアクセスが許可されない状態とする
ことをいい、「アンロックする」とは、ロックした状態
を解除することをいう。
【０００８】また、画像処理の分野では、データから最
終的な画像（イメージ）を生成する処理をラスタライズ
と呼ぶ。従来は、ラスタライズ(rasterise)を行なう装
置は、１台につき１つの画像処理手段しか持たないのが
普通であったので、並行処理を行なわずに、入力される
データが指定する順序でシーケンシャルにラスタライズ
処理を行なっていた。従って、ラスタライズ処理は、常
にデータが指定する順序で実行され、処理の順序が前後
することにより、最終的に得られるイメージに誤りが生
じるということはなかった。
【０００９】しかしながら、近年は、複数の画像処理手
段を用いてラスタライズ処理を行なう装置があり、この
ような装置においては、各画像処理手段の間でデータを
処理する順序が前後して、最終的に得られるイメージに
誤りが生じてしまうことがある。例えば、丸い図形の上
に方形の図形を重ねたように描画する必要がある場合
に、丸い図形を描いた後に方形の図形を描けば正しいイ
メージを得られるが、方形の図形を描いた後に丸い図形
を描いてしまうと、正しいイメージを得ることはできな
い。つまり、複数のプロセス・スレッドは、同時に共通
資源の部分の重複領域に同時に書き込み処理をしてはな
らない。
【００１０】また、例えば、ＨＴＭＬ(HyperText Marku
p Language)のように、全てのデータを１つのデータス
トリームとして管理するのではなく、部分ごとに保持さ
れているデータを必要に応じて取得し、ラスタライズ処
理を行なう方式もある。このような方式を用いる場合に
は、ラスタライズ処理の処理時間を短縮するために、デ
ータを指定された順序で処理するのではなく、必要な分
が得られたデータから順に処理する必要がある。
【００１１】複数のプロセス・スレッドを用いてラスタ
ライズ処理を行なう場合、各プロセス・スレッドが並行
して、それぞれ別々の部分に対してラスタライズ処理を
行なうようにするのが最も簡単である。しかしながら、
上述した同期コンピュータシステムにおいて、各プロセ
ス・スレッドが並行してラスタライズ処理を行なおうと
すると、必要な処理パフォーマンスが実現できなくなっ
たり、膨大な容量のメモリが必要になったりしてしま
う。
【００１２】このような不具合をさらに具体例を挙げて
説明する。例えば、複数のプロセス・スレッドを用いて
ラスタライズ処理を行なう際に、イメージを作成用のＶ
ＲＡＭ全体を単一のＭＵＴＥＸでロックする方法を採る
と、一時に単一のプロセス・スレッドだけしかラスタラ
イズ処理を行なうことができない。従って、ラスタライ
ズ処理の並行性が損なわれてしまい、高い処理パフォー
マンスを達成しえない。
【００１３】また、例えば、複数のプロセス・スレッド
を用いてラスタライズ処理を行なう際に、画素（ピクセ
ル）単位でＭＵＴＥＸによるロックを行なう方法を採る
と、イメージを構成するピクセルの数に応じた回数のＭ
ＵＴＥＸ処理が必要になる。従って、処理に膨大な容量
のメモリが必要となる上に、ＭＵＴＥＸによるロックの
処理とロック解除（アンロック）の処理とに要する時間
が多くなってしまい、高い処理パフォーマンスを達成し
えない。
【００１４】また、例えば、複数のプロセス・スレッド
を用いてラスタライズ処理を行なう際に、ラスタライズ
処理を行なう部分ごとにセマフォを用いた排他制御を行
なう方法（同期制御システムがロックされている部分を
記憶し、所定の部分に対する新たなロックの要求が発生
した場合に、既にロックされている他の部分と重複を有
さない部分に対するロックのみを許可する）を採ると、
上述したスターベーションが発生することがあり、高い
処理パフォーマンスを達成できない可能性がある。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】本発明は、上述した従
来技術の問題点に鑑みてなされたものであり、例えば、
同期コンピュータシステムにおいて、複数のプロセス・
スレッドが、共通のＶＲＡＭ等のコンピュータ資源に対
してアクセスを行なってラスタライズ処理を行なう場合
に、スターベーションを生じさせずに正しい処理結果を
得ることができ、しかも、適正な容量のメモリを用いて
高い処理パフォーマンスを得ることができるコンピュー
タ資源アクセス制御装置およびその方法を提供すること
を目的とする。
【００１６】
【課題を達成するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明にかかるコンピュータ資源アクセス制御装置
の一態様は、複数の処理手段のいずれかが、コンピュー
タの資源を少なくとも一部の領域を重複可能に分割した
複数の部分に対して、他の前記処理手段によるアクセス
を禁じたアクセス（排他アクセス）を要求した場合に、
前記処理手段それぞれに、前記部分に対する前記排他ア
クセスを許可または禁止するコンピュータ資源アクセス
制御装置であって、前記処理手段が前記部分に対して排
他アクセスを要求し、かつ、前記処理手段が排他アクセ
スを要求した前記部分と重複領域を有する他の前記部分
に対する排他アクセスが許可されていない場合に、排他
アクセスを要求した前記処理手段に、前記部分への排他
アクセスを許可する排他アクセス許可制御手段と、前記
複数の部分それぞれに対応して設けられ、対応する前記
部分に対する前記排他アクセスが要求され、かつ、対応
する前記部分に対する前記排他アクセスが許可されない
期間ごとに、対応する前記部分と重複領域を有する他の
前記部分に対する前記排他アクセスが許可された回数を
計数する複数の計数手段と、前記計数手段の計数値が所
定の数値になった場合に、前記計数手段に対応する前記
部分と重複領域を有する他の前記部分に対する排他アク
セスの許可を禁止するアクセス禁止制御手段とを有す
る。
【００１７】本発明にかかるコンピュータ資源アクセス
制御装置は、例えば、並行動作可能な複数の処理手段
（プロセス・スレッド）のいずれかが、一部または全部
の重複が可能なＶＲＡＭ等のコンピュータ資源の部分に
対して排他アクセスを要求した場合に、処理手段それぞ
れに対して、コンピュータ資源の部分それぞれに対する
排他アクセスを許可または禁止することにより、同期コ
ンピュータシステムを実現する。
【００１８】排他アクセス許可制御手段は、例えば、Ｍ
ＵＴＥＸあるいはセマフォによる同期制御（排他制御）
を行ない、複数の処理手段のいずれかが、コンピュータ
資源のある部分に対する排他アクセスを要求した際に、
排他アクセスが要求された部分と重複領域を有する他の
部分に排他アクセスが許可されていない場合、および、
排他アクセスが要求された部分が他の部分と重複領域を
有さない場合に限って、排他アクセスを要求した処理手
段に対して、コンピュータ資源の目的の部分への排他ア
クセスを許可する。反対に、排他アクセスが要求された
部分と重複領域を有する他の部分に排他アクセスが許可
されている場合には、排他アクセス許可手段は、排他ア
クセスを要求した処理手段に対して排他アクセスを許可
しない。
【００１９】コンピュータ資源の部分に対応して設けら
れた計数手段は、いずれかの処理手段により対応部分に
対する排他アクセスが要求されたにもかかわらず、上述
した排他アクセス許可制御手段の制御により、対応部分
に対する排他アクセスが許可されない場合に、対応部分
と重複する他の部分に対する排他アクセス許可の回数
［追い抜き(pass through)回数］をカウント（計数）す
る。具体例を挙げると、例えば、部分Ａ，Ｂの間に重複
がなく、部分Ａ，Ｂと部分Ｃとの間に一部重複がある場
合（表１を参照）に、排他アクセス許可制御手段が、部
分Ａ，Ｂに対して排他アクセスが許可されていることを
理由として部分Ｃに対する排他アクセスを許可しない間
に、部分Ａ，Ｂに対する排他アクセスを許可した回数を
カウントし、部分Ｃに対する排他アクセスが許可された
場合に計数値を０クリアする。なお、計数手段の計数方
法は、予め決められた値ｍから、部分Ａ，Ｂに排他アク
セスが許可されるたびに数値１を減ずる方法であって
も、部分Ａ，Ｂに排他アクセスが許可されるたびに数値
１を計数値に加算する方法であってもよい。
【００２０】アクセス禁止制御手段は、計数手段の計数
値（カウント値）が、予め決められた数になった場合
に、排他アクセス許可制御手段が、対応部分と重複領域
を有する他の部分に対する排他アクセスを許可すること
を禁止する。このように、アクセス禁止制御手段が、重
複領域を有する部分に対する排他アクセスの許可を禁止
すると、排他アクセス許可手段は、重複領域を有する他
の部分に対する排他アクセスが終了した時点で、直ちに
対応部分に対する排他アクセスを許可する処理を行なう
こととなる。具体例を挙げると、例えば、部分Ａ，Ｂの
間に重複がなく、部分Ａ，Ｂと部分Ｃとの間に一部重複
がある場合（表１を参照）に、部分Ｃに対応する計数手
段の計数値が数値ｍになると、排他アクセス禁止制御手
段は、排他アクセス許可制御手段が、部分Ａ，Ｂに対し
て排他アクセスを許可することを禁止する。排他アクセ
ス許可手段は、部分Ａ，Ｂに対する排他アクセスが終了
すると、直ちに部分Ｃに対する排他アクセスを許可し、
部分Ｃに発生しているスターベーションを解消する。
【００２１】また、本発明にかかるコンピュータ資源ア
クセス制御装置の他の一態様において、前記複数の処理
手段は、排他アクセスが許可された場合には、前記部分
に対する排他アクセスを行い、かつ、排他アクセスの許
可が禁止された場合には、前記部分に対する排他アクセ
スの許可を待つ。
【００２２】また、本発明にかかるコンピュータ資源ア
クセス制御装置の他の一態様は、前記アクセス許可制御
手段は、排他アクセスが許可されている前記部分を示す
許可済リストを作成する許可済リスト作成手段と、前記
処理手段が排他アクセスを待たされている前記部分を示
す待ちリストを作成する待ちリスト作成手段と、排他ア
クセスが要求された前記部分の内、前記許可済リストが
示す前記部分、前記許可済リストが示す前記部分と重複
領域を有する前記部分、および、前記待ちリストが示す
前記部分以外に対する排他アクセスを許可する排他アク
セス許可手段とを有する。
【００２３】また、本発明にかかるコンピュータ資源ア
クセス制御装置の他の一態様において、前記複数の処理
手段は、前記部分に対する排他アクセスが終了した場合
には、排他アクセスの終了を通知し、前記許可済リスト
作成手段は、前記許可済リストに、排他アクセスが許可
された前記部分を加え、前記許可済リストから、排他ア
クセスの終了が通知された前記部分を除去する。
【００２４】また、本発明にかかるコンピュータ資源ア
クセス制御装置の他の一態様においては、前記待ちリス
ト作成手段は、前記待ちリストに、排他アクセスが要求
された前記部分の内、前記許可済リストが示す前記部
分、前記許可済リストが示す前記部分と重複領域を有す
る前記部分、および、排他アクセスが禁止された前記部
分を加え、前記待ちリストから、計数値が前記所定の数
値になった前記計数手段に対応する前記部分を除去す
る。
【００２５】また、本発明にかかるコンピュータ資源ア
クセス制御方法の一態様は、複数の処理手段のいずれか
が、コンピュータの資源を少なくとも一部の領域を重複
可能に分割した複数の部分に対して、他の前記処理手段
によるアクセスを禁じたアクセス（排他アクセス）を要
求した場合に、前記処理手段それぞれに、前記部分に対
する前記排他アクセスを許可または禁止するコンピュー
タ資源アクセス制御方法であって、前記処理手段が前記
部分に対して排他アクセスを要求し、かつ、前記処理手
段が排他アクセスを要求した前記部分と重複領域を有す
る他の前記部分に対する排他アクセスが許可されていな
い場合に、排他アクセスを要求した前記処理手段に、前
記部分への排他アクセスを許可し、前記複数の部分それ
ぞれに対する前記排他アクセスが要求され、かつ、対応
する前記部分に対する前記排他アクセスが許可されない
期間ごとに、対応する前記部分と重複領域を有する他の
前記部分に対する前記排他アクセスが許可された回数を
計数し、前記計数値が所定の数値になった前記部分と重
複領域を有する他の前記部分に対する排他アクセスの許
可を禁止する。
【００２６】また、本発明にかかる記録媒体は、複数の
処理手段のいずれかが、コンピュータの資源を少なくと
も一部の領域を重複可能に分割した複数の部分に対し
て、他の前記処理手段によるアクセスを禁じたアクセス
（排他アクセス）を要求した場合に、前記処理手段それ
ぞれに、前記部分に対する前記排他アクセスを許可また
は禁止するプログラムを記録した記録媒体であって、前
記処理手段が前記部分に対して排他アクセスを要求し、
かつ、前記処理手段が排他アクセスを要求した前記部分
と重複領域を有する他の前記部分に対する排他アクセス
が許可されていない場合に、排他アクセスを要求した前
記処理手段に、前記部分への排他アクセスを許可するス
テップと、前記複数の部分それぞれに対する前記排他ア
クセスが要求され、かつ、対応する前記部分に対する前
記排他アクセスが許可されない期間ごとに、対応する前
記部分と重複領域を有する他の前記部分に対する前記排
他アクセスが許可された回数を計数するステップと、前
記計数値が所定の数値になった前記部分と重複領域を有
する他の前記部分に対する排他アクセスの許可を禁止す
るステップとをコンピュータに実行させるプログラムを
記録する。
【００２７】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態を説明す
る。本発明にかかるコンピュータ資源アクセス制御方法
は、ＶＲＡＭの記憶空間といったコンピュータ資源を、
一部領域を重複可能に分割した複数の部分ごとに設けた
セマフォあるいはＭＵＴＥＸ等の同期制御（排他制御）
手段それぞれに、追い抜きカウンタ(pass through coun
ter)を付加し、ある部分に対して、重複領域を有する他
の部分に排他アクセスが既に許可されていることを理由
として、排他アクセスを許可しない間に、他の部分に対
して排他アクセスを許可した回数（追い抜き回数）を計
数し、追い抜き回数を一定値以下に制限することによっ
て、各部分におけるスターベーションの発生を抑えるよ
うに構成されている。
【００２８】［マルチプロセッサコンピュータ１の構
成］図１は、本発明にかかるコンピュータ資源アクセス
制御方法が適応されるマルチプロセッサコンピュータ１
の構成を示す図である。なお、図１においては、マルチ
プロセッサコンピュータ１の各構成部分をハードウェア
として示しているが、可能である限り、各構成部分はソ
フトウェアであってもよい。また、図１においては、マ
ルチプロセッサコンピュータ１が、ＶＲＡＭ１４〜モニ
タ１８がそれぞれ１つだけ有する場合を例示するが、マ
ルチプロセッサコンピュータ１が、ＶＲＡＭ１４〜モニ
タ１８がそれぞれ複数、有する場合には、ＶＲＡＭ１４
〜モニタ１８の数に応じてセマフォ制御部１２の数を増
やす必要がある。
【００２９】図１に示すように、マルチプロセッサコン
ピュータ１は、ｎ個の単位プロセッサ(PU; processor u
nit)１０−１〜１０−ｎ（以下、これらをいずれか特定
せずに示す場合は、単位プロセッサ１０と略記する）、
セマフォ制御部（ＤＣＤＳ；2 dimension range limite
d count down semaphore）１２、ＶＲＡＭ１４、表示部
１６およびモニタ１８が、ネットワーク２０を介して相
互に接続されて構成される。マルチプロセッサコンピュ
ータ１は、これらの構成部分により、同期コンピュータ
システムとして動作し、複数の処理手段（単位プロセッ
サ１０−１〜１０−ｎ）が画像データを並行して生成
し、共通の資源（ＶＲＡＭ１４）を用いてラスタライズ
して１つのイメージとし、モニタ表示する。
【００３０】［マルチプロセッサコンピュータ１の構成
部分］以下、マルチプロセッサコンピュータ１の各構成
部分を説明する。
【００３１】［単位プロセッサ１０］単位プロセッサ１
０はそれぞれ、例えば、画像処理用のディジタル・シグ
ナル・プロセッサ（ＤＳＰ）、画像フレームメモリおよ
びこれらの周辺装置から構成され、マルチプロセッサコ
ンピュータ１内でユニークな識別子(PU ID)を有し、ｋ
次元（以下、ｋ＝２の場合を例示）の画像データを生成
するプロセス・スレッドを実行し、セマフォ制御部１２
の排他アクセス制御に従って、排他的なアクセス（排他
アクセス）が許可されたＶＲＡＭ１４の２次元記憶空間
の部分それぞれに書き込んで、ラスタライズ処理を行な
う。
【００３２】なお、単位プロセッサ１０がＶＲＡＭ１４
の部分ｘに対して排他アクセスを行なう場合には、部分
ｘ（以下、ＶＲＡＭ１４の複数の部分のいずれかを特定
せずに示す場合には、部分ｘと記す）の識別子(RID)、
部分ｘの範囲データおよび単位プロセッサ１０の識別子
(PU ID)を少なくとも含むロック要求［ロック・レンジ
・リクエスト（LRR; lock range request；要求１］を
要求データとして出力することにより、セマフォ制御部
１２に対して領域ｘのロックを要求し、この要求１に対
して返される応答データ（応答１）に応じて排他アクセ
スを行なう。
【００３３】つまり、単位プロセッサ１０は、セマフォ
制御部１２から、その単位プロセッサ１０の識別子(PU
ID)を含むロック完了応答［ロックト・リプライ（LR; l
ocked reply)］が応答データとして返ってきた場合に
は、部分ｘに対する排他アクセスを行ない、その単位プ
ロセッサ１０の識別子(PU ID)を含むロック非完了応答
［ノット・イェット・ロックト・リプライ(NLR; notyet
locked reply)］が応答データとして返ってきた場合に
は、ロック完了応答が返るまで部分ｘに対する排他アク
セスを待ち、その単位プロセッサ１０の識別子(PU ID)
を含むロック不能応答［フル・リプライ(FR; full repl
y)が応答データとして返ってきた場合には、所定の時間
（この時間はランダムにするのが望ましい）が経過した
後に、再度、要求１をセマフォ制御部１２に対して出力
する。また、単位プロセッサ１０は、例えば、ラスタラ
イズの処理が終了して部分ｘに対する排他アクセスが不
要になった場合には、単位プロセッサ１０の識別子(PU
ID)および部分ｘの識別子(RID)を含むロック解除要求
［アンロック・リクエスト(ULR; unlock request)；要
求２］を要求データとして出力し、部分ｘのロック解除
（アンロック）をセマフォ制御部１２に対して要求し、
ラスタライズ等の処理を終了する。
【００３４】［ＶＲＡＭ１４］ＶＲＡＭ１４は、少なく
とも一部の領域が重複する複数の部分に分割可能な２次
元の記憶空間を有し、単位プロセッサ１０それぞれがラ
スタライズ処理により書き込む画像データを、１つのイ
メージとして表示部１６に対して出力する。
【００３５】［表示部１６］表示部１６は、ＶＲＡＭ１
４から入力されるイメージを表示用の画像信号に変換
し、モニタ１８に表示する。
【００３６】［セマフォ制御部１２］図２は、図１に示
したセマフォ制御部１２の構成を示す図である。図２に
示すように、セマフォ制御部１２は、要求受信部１２
０、ロックレンジ処理部１２２、ＭＵＴＥＸ１２４、レ
ンジテーブル管理部１２６、アンロックレンジ処理部１
２８および応答送信部１３０から構成される
【００３７】セマフォ制御部１２は、これらの構成部分
により、単位プロセッサ１０それぞれからの要求に応じ
て、ＶＲＡＭ１４の部分の重複領域を考慮して、スター
ベーション等が発生しないようにＶＲＡＭ１４の部分そ
れぞれを、例えばＭＵＴＥＸによりロックし、ＭＵＴＥ
Ｘと連動する条件(condition)に従って、単位プロセッ
サ１０それぞれにロックした部分に対する排他アクセス
を許可する応答を返す。また、セマフォ制御部１２は、
単位プロセッサ１０それぞれからの要求に応じて、ＶＲ
ＡＭ１４の部分それぞれのロックを解除（アンロック）
する。
【００３８】つまり、ＶＲＡＭ１４は、他の１つ以上の
部分と重複領域を有するＶＲＡＭ１４のある部分に対し
て、これら他の部分のいずれかに対するアクセスが許可
されている場合には、単位プロセッサ１０によるアクセ
スを許可せず、これら他の部分のいずれに対するアクセ
スも許可されていない場合にのみ、単位プロセッサ１０
によるアクセスを許可することにより、同期制御（排他
制御）を行なう。なお、ＶＲＡＭ１４が用いるＭＵＴＥ
Ｘ、および、このＭＵＴＥＸと連動する条件は、例え
ば、下表に示すＰＯＳＩＸ（portable operating syste
m interface enviroment; IEEEにより制定されたUNIXの
国際規格)スレッドの規格を満たす。
【００３９】
【表２】 ［セマフォ制御部１２のＭＵＴＥＸが満たす規格；表２
−１］ ・ＭＵＴＥＸは、ロック(lock)およびロック解除(unloc
k)されうる。 ・ＭＵＴＥＸをロックおよびアンロックする操作は単一
性を有し、操作中は他のスレッドにより割り込まれな
い。 ・一旦、ロックされたＭＵＴＥＸは、ロック操作を行な
ったスレッドによってのみアンロックされ、他のスレッ
ドはアンロックできない。 ・あるＭＵＴＥＸが、あるスレッドによりロックされて
いる場合には、他のスレッドが同じＭＵＴＥＸをロック
しようとしても、他のスレッドは、そのＭＵＴＥＸがア
ンロックされるまで待たされ、実行が先に進むことはな
い。 ［セマフォ制御部１２のＭＵＴＥＸと連動する条件(con
dition)が満たす規格；表２−２］ ・条件は、「ウェイト(wait)」および「ブロードキャス
ト(broadcast)」されうる。 ・条件の「ウェイト」および「ブロードキャスト」の操
作は単一性を有し、その操作中は他のスレッドによって
割り込まれない。 ・条件には、必ず対になるＭＵＴＥＸが存在する。 ・ある条件で「ウェイト」するためには、「ウェイト」
になるスレッドは、条件と対になるＭＵＴＥＸをロック
しており、かつ、ブロードキャスト実行直前にこれをア
ンロックしていなければならない。 ・ある条件で「ウェイト」を実行した場合には、その条
件でウェイトする直前に、対になるＭＵＴＥＸは自動的
にアンロックされる。この動作は、条件に対するウェイ
ト操作の一部として行なわれ、操作の単一性が保たれ
る。 ・ある条件でウェイトを実行した場合、その条件でウェ
イトを実行した場合、その条件に対してブロードキャス
ト操作が行なわれるまで、ウェイトを実行したスレッド
は先に進まなくなる（待ち状態に入る）。 ・ある条件に対して、ブロードキャストを実行するため
には、ブロードキャストするスレッドは、条件と対にな
るＭＵＴＥＸをアンロックできていなければならない。 ・ある条件に対してブロードキャストをかけた場合、そ
の条件でウェイトしていた全てのスレッドが待ち状態か
ら解放される。 ・ある条件に対してウェイト中のスレッドが、その条件
に対するブロードキャストによって、待ち状態から解放
された場合、条件と対になるＭＵＴＥＸをロックしにゆ
く。何らかの理由で既に他のスレッドがロックしている
場合には、上記（表２−１）のＭＵＴＥＸについての記
述と同様に、ロックが外れるまで待つ。
【００４０】[セマフォ制御部１２の構成部分]以下、セ
マフォ制御部１２の構成部分を説明する。
【００４１】［要求受信部１２０］要求受信部１２０
は、単位プロセッサ１０からネットワーク２０を介して
入力される要求データの内容を解析し、解析結果に応じ
て要求データをロックレンジ処理部１２２またはアンロ
ックレンジ処理部１２８に対して出力する。つまり、単
位プロセッサ１０からＶＲＡＭ１４の部分ｘのロックを
要求するロック要求（要求１)が要求データとして入力
された場合には、要求受信部１２０は、入力されたロッ
ク要求をロックレンジ処理部１２２に対して出力する。
また、同様に、単位プロセッサ１０からＶＲＡＭ１４の
部分ｘのロック解除（アンロック）を要求するロック解
除要求（要求２)が要求データとして入力された場合に
は、要求受信部１２０は、ロック解除要求をアンロック
レンジ処理部１２８に対して出力する。
【００４２】［レンジテーブル管理部１２６］レンジテ
ーブル管理部１２６は、ロックレンジ処理部１２２およ
びアンロックレンジ処理部１２８の制御に従って、ＶＲ
ＡＭ１４の各部分のロックおよびアンロック処理に用い
られるデータを収容するレンジテーブルを管理する。つ
まり、レンジテーブル管理部１２６は、ロックレンジ処
理部１２２から入力される第１のフラグ(Use)および第
２のフラグ(Lock)、部分ｘの範囲を示す範囲データ、お
よび、部分ｘにアクセスしている単位プロセッサ１０の
識別子(PU ID)を示すデータをレンジテーブルに設定
し、さらに、部分ｘにユニークな識別子(RID)を生成し
てレンジテーブルに設定する処理を行なうとともに、レ
ンジテーブルの検索等を行なう。
【００４３】［レンジテーブルの内容］図３を参照し
て、レンジテーブルの内容をさらに説明する。図３は、
図２に示したレンジテーブル管理部１２６が管理するレ
ンジテーブルの内容を示す図である。図３に示すよう
に、レンジテーブル管理部１２６が管理するレンジテー
ブルには、部分ｘの識別子(RID)、第１のフラグ(Use)、
単位プロセッサ１０の識別子（PU ID)、第２のフラグ(L
ock)、部分ｘの範囲を示すデータ（範囲データ）および
追い抜き(pass through)カウンタの計数値(count)が格
納される。
【００４４】［部分ｘの識別子(RID)］レンジテーブル
において、部分ｘの識別子(RID)は、レンジテーブル管
理部１２６が、ＶＲＡＭ１４の部分ｘそれぞれにユニー
クに付す識別子であって、ロックレンジ処理部１２２お
よびアンロックレンジ処理部１２８による部分ｘのロッ
ク／アンロック処理において、ＶＲＡＭ１４の部分ｘの
識別に用いられる。なお、好適には、レンジテーブル管
理部１２６は、識別子(RID)を、アンロック処理に伴っ
て新たにロック可能となった部分の選択を行なう際の便
宜を図るために、排他アクセスが要求された順番が識別
可能に付す。
【００４５】［第１のフラグ(Use)］第１のフラグ(Use)
は、単位プロセッサ１０のいずれかが、対応する部分ｘ
に対して排他アクセスを要求しているか否かを示す。つ
まり、例えば、第１のフラグは、ロックレンジ処理部１
２２が、単位プロセッサ１０のいずれかから部分ｘに対
するロック要求を受けた場合に数値１に設定され、ロッ
クレンジ処理部１２２が、ロック要求した単位プロセッ
サ１０に対して排他アクセスを許可し、領域ｘをロック
した場合に数値０に設定される。
【００４６】［識別子（PU ID)］単位プロセッサ１０の
識別子（PU ID)は、対応する部分ｘに対して排他アクセ
スを行なっている単位プロセッサ１０の識別子であっ
て、ロックレンジ処理部１２２およびアンロックレンジ
処理部１２８の処理において、単位プロセッサ１０の識
別に用いられる。
【００４７】［第２のフラグ(Lock)］第２のフラグ(Loc
k)は、対応する部分ｘがロックされているか否かを示
す。つまり、例えば、第２のフラグは、ロックレンジ処
理部１２２が単位プロセッサ１０のいずれかに対して排
他アクセスを許可し、対応する部分ｘをロックした場合
に数値１に設定され、アンロックレンジ処理部１２８が
単位プロセッサ１０のいずれかからのロック解除要求に
応じて、対応する部分ｘをアンロックした場合に数値０
に設定される。
【００４８】［範囲データ｛range (x1,y1)-(x2,y
2)｝］範囲データ[range (x1,y1)-(x2,y2)]は、モニタ
１８の画面内における複数の部分ｘそれぞれの範囲を示
し、部分ｘが他の部分と重複部分を有する場合には、部
分のｘの範囲データは、他の部分の範囲データと重複部
分を有する範囲を示す。なお、図３においては、部分ｘ
がモニタ１８の画面内の矩形の領域として定義され、範
囲データrange (x1,y1)-(x2,y2)]が矩形領域の対角の座
標を示す場合を例示する。また、範囲データは、例え
ば、ラスタライズ処理開始時にレンジテーブルに予め、
マルチプロセッサコンピュータ１のユーザーにより設定
され、あるいは、ラスタライズ処理中に、単位プロセッ
サ１０がロックレンジ処理部１２２に対して範囲データ
を含むロック要求を送信した場合に設定される。以下、
特に言及しない限り、範囲データがロック要求により設
定される場合を説明する。
【００４９】［追い抜きカウンタ(count)］追い抜きカ
ウンタ(count)は、単位プロセッサ１０から部分ｘに排
他アクセスが要求されている間ごとに、部分ｘと重複領
域を有する他の部分に対する排他アクセスが許可され、
部分ｘと重複領域を有する他の部分がロックされた回数
を示す。
【００５０】具体例を挙げてさらに説明する。表１に示
して上述したように、ＶＲＡＭ１４の３つの部分（部分
Ａ〜Ｃ）が、部分Ａ，Ｂの間には重複部分がなく、部分
Ａ，Ｂと部分Ｃとの間に重複部分があるように配列され
ている場合、部分Ｃの追い抜きカウンタには、単位プロ
セッサ１０のいずれかから部分Ｃに対してロック要求が
出されている期間内に、部分Ａ，Ｂがロックされた回数
ｐを、予め設定された数値ｍから減算して得られる数値
（ｍ−ｐ）がロックレンジ処理部１２２により設定さ
れ、部分Ｃがロックされた時点で数値ｍが設定される。
【００５１】言いかえると、部分Ｃの追い抜きカウンタ
の数値は、部分Ａ，Ｂに対するロック要求が、部分Ｃに
対して出されているロック要求を追い抜いてロックレン
ジ処理部１２２に受け入れられた回数を、数値ｍからカ
ウントダウンした数値として示す。但し、追い抜きカウ
ンタ(count)の計数値は、部分Ａ，Ｂに対するロック要
求が、部分Ｃに対して出されているロック要求を追い抜
いてロックレンジ処理部１２２に受け入れられた回数を
正確に表すことができれば、カウントアップされるか、
カウントダウンされるかを問わない。
【００５２】［ＭＵＴＥＸ１２４］ＭＵＴＥＸ１２４
は、ロックレンジ処理部１２２およびＭＵＴＥＸ１２４
のいずれか一方のみに対してレンジテーブル管理部１２
６に対するアクセスを許可する排他制御を行ない、ロッ
クレンジ処理部１２２およびＭＵＴＥＸ１２４が同時に
レンジテーブル管理部１２６のレンジテーブルを不適切
にアクセスして、レンジテーブルの内容を破壊したり、
矛盾を生じさせたりすることを防止する。
【００５３】［ロックレンジ処理部１２２］ロックレン
ジ処理部１２２は、単位プロセッサ１０のいずれかから
要求受信部１２０を介して入力されるロック要求（後述
するアンロックレンジ処理部１２８のロック可能な部分
の通知を含む）が入力されると、ＭＵＴＥＸ１２４の排
他制御に従ってレンジテーブル管理部１２６のレンジテ
ーブルを検索し、検索の結果として得られたデータに基
づいて、単位プロセッサ１０による部分ｘに対する排他
アクセスを許可または拒否し、ロック要求を出した単位
プロセッサ１０の識別子(PU ID)を含む応答データを、
応答送信部１３０に対して出力する。
【００５４】［排他アクセスの許可（部分ｘのロック完
了）］さらにロックレンジ処理部１２２の処理の内容を
詳しく説明する。ロックレンジ処理部１２２は、部分ｘ
および他の部分の範囲データおよび第２のフラグ(Lock)
に基づいて、これらの部分の重複領域の有無、および、
重複領域を有する部分がロックされているか否か等を判
断し、部分ｘに対する排他アクセスを許可可能と判断し
た場合には、排他アクセスを要求した単位プロセッサ１
０に対して、レンジテーブル管理部１２６が部分ｘに付
した識別子(RID)を含むロック完了応答(LR)を返し、部
分ｘをロックする。
【００５５】なお、部分ｘに対する排他アクセスを許可
可能な場合には、部分ｘと重複領域を有する他の部分が
ない場合、部分ｘと重複領域を有する他の部分がロック
されていない場合、および、部分ｘと重複領域を有する
他の部分のロックが解除され、部分ｘをロックすること
ができるようになった場合が含まれる。また、部分ｘを
ロックする場合、ロックレンジ処理部１２２は、レンジ
テーブル管理部１２６を制御して、第１のフラグ(Use)
を数値０に設定させ、第２のフラグ(Lock)を数値１に設
定させ、識別子（PU ID)に、排他アクセスを許可した単
位プロセッサ１０の識別子を設定させる。
【００５６】［排他アクセス不能（拒否）］また、ロッ
クレンジ処理部１２２は、既に所定の数以上のＶＲＡＭ
１４の部分がロックされている場合、および、既にロッ
ク要求が未処理のまま所定数以上、待ち行列にたまって
いる場合等、新たなロック要求が受け入れ不能である場
合には、排他アクセスを要求した単位プロセッサ１０に
対してロック不能応答(FR)を返す。
【００５７】［排他アクセス非完了（拒否）］また、ロ
ックレンジ処理部１２２は、部分ｘおよび他の部分の重
複領域の有無、および、重複領域を有する部分がロック
されているか否か等に基づいて、部分ｘに対する排他ア
クセスを許可できないと判断したが、ロック要求を受け
入れることはできた場合、つまり、新たなロック要求を
受け入れ可能であって、部分ｘと重複領域を有する他の
部分がロックされている場合には、排他アクセスを要求
した単位プロセッサ１０に対してロック非完了応答(NL
R)を返し、ロック要求を待ち行列に加える。また、ロッ
ク非完了応答(NLR)部分ｘを返す場合、ロックレンジ処
理部１２２は、レンジテーブル管理部１２６を制御し
て、第１のフラグ(Use)を数値１に設定させ、単位プロ
セッサ１０の識別子(PU ID)にロック要求を出した単位
プロセッサ１０の識別子を設定させる。
【００５８】［スターベーションの防止］また、ロック
レンジ処理部１２２は、レンジテーブルの追い越しカウ
ンタ(count)の計数値に基づいて、ＶＲＡＭ１４の各部
分のスターベーションの発生を防止する。つまり、ロッ
クレンジ処理部１２２は、部分ｘに対する排他アクセス
を許可（部分ｘをロック）できない期間、換言すると、
部分ｘの第１のフラグ(Use)が数値１になっている期間
に、単位プロセッサ１０からの部分ｘに対するロック要
求に応じてロック非完了応答を返すたびに、レンジテー
ブル管理部１２６を制御して部分ｘの追い越しカウンタ
(count)をカウントダウンさせ、追い越しカウンタ(coun
t)の計数値が数値０になった場合に、部分ｘと重複領域
を有する他の部分に対する排他アクセスの許可を禁止
し、他の部分に対する排他アクセスが終了（他の部分を
アンロック）し次第、部分ｘに対する排他アクセスを許
可する（部分ｘをロックする）。
【００５９】具体例を挙げてさらに説明する。表１に示
して上述したように、ＶＲＡＭ１４の３つの部分（部分
Ａ〜Ｃ）が、部分Ａ，Ｂの間には重複部分がなく、部分
Ａ，Ｂと部分Ｃとの間に重複部分があるように配列され
ている場合、ロックレンジ処理部１２２は、部分Ｃに対
してロック要求が出されている［部分Ｃの第１のフラグ
(Use)が数値１である］期間内において、部分Ａ，Ｂが
ロックされるたびに、部分Ｃの追い越しカウンタ(coun
t)をカウントダウンする。
【００６０】ロックレンジ処理部１２２は、追い越しカ
ウンタ(count)の計数値が数値０になると、部分Ａ，Ｂ
に対する新たな排他アクセスの要求を拒否する。さら
に、ロックレンジ処理部１２２は、部分Ａ，Ｂに対する
排他アクセスが終了した（部分Ａ，Ｂがアンロックされ
た）時点で、部分Ｃに対する排他アクセスを許可し、部
分Ｃをロックする。このように、部分Ａ，Ｂへの排他ア
クセスの許可が、部分Ｃに対する排他アクセスの許可を
追い越す回数を所定数（ｍ回）に制限することにより、
部分Ｃにおけるスターベーションの発生を防止すること
ができる。
【００６１】［アンロックレンジ処理部１２８］アンロ
ックレンジ処理部１２８は、単位プロセッサ１０のいず
れかから要求受信部１２０を介して入力される部分ｘの
ロック解除要求が入力されると、ＭＵＴＥＸ１２４の排
他制御に従ってレンジテーブル管理部１２６を制御し、
入力されたロック解除要求に含まれる単位プロセッサ１
０の識別子(PU ID)を用いてレンジテーブルを検索さ
せ、部分ｘの第１のフラグ(Use)および第２のフラグ(Lo
ck)を数値０に設定させて、部分ｘをアンロックする。
また、アンロックレンジ処理部１２８は、部分ｘのアン
ロックに伴って、新たにロック可能な部分が生じた場合
には、この新たにロック可能になった部分をロックレン
ジ処理部１２２に通知し、ロックさせる。なお、アンロ
ックレンジ処理部１２８は、単位プロセッサ１０からの
ロック解除要求に対して応答を特に返さないが、図２に
おいて点線で示すように、例えば、アンロックレンジ処
理部１２８が、単位プロセッサ１０に返すＡＣＫを応答
送信部１３０に対して出力するようにしてもよい。
【００６２】［応答送信部１３０］応答送信部１３０
は、ロックレンジ処理部１２２（およびアンロックレン
ジ処理部１２８）から入力される応答データ（およびＡ
ＣＫ）等をネットワーク２０を介して単位プロセッサ１
０に対して出力する。
【００６３】［マルチプロセッサコンピュータ１の動
作］以下、図４〜図６を参照して、マルチプロセッサコ
ンピュータ１の動作を説明する。なお、以下、説明の簡
略化のために、マルチプロセッサコンピュータ１の異常
動作は省略してマルチプロセッサコンピュータ１の正常
動作のみを示し、要求受信部１２０および応答送信部１
３０等の動作を適宜、省略する。
【００６４】［単位プロセッサ１０の動作］まず、図４
を参照して、単位プロセッサ１０の動作を説明する。図
４は、図１に示した単位プロセッサ１０の動作を示すフ
ローチャート図である。図４に示すように、ステップ１
００（Ｓ１００）において、単位プロセッサ１０は、Ｖ
ＲＡＭ１４に書き込むｋ（この実施形態においてはｋ＝
２）次元の画像データを生成するプロセス・スレッドを
実行し、さらに、画像データを内包するＶＲＡＭ１４の
部分ｘを求める処理１を行なう。
【００６５】ステップ１０２（Ｓ１０２）において、単
位プロセッサ１０は、部分ｘに対する排他アクセスを要
求するロック要求（要求１；LRR）を、部分ｘの範囲デ
ータおよび単位プロセッサ１０の識別子(PU ID)を付し
てセマフォ制御部１２に対して出力する。ステップ１０
４（Ｓ１０４）において、単位プロセッサ１０は、セマ
フォ制御部１２から応答データ（応答１；NLR,FR,LRの
いずれか）が返されたか否かを判断し、応答が返された
場合にはＳ１０６の処理に進む。
【００６６】ステップ１０６（Ｓ１０６）において、単
位プロセッサ１０は、応答データ（応答１）の内容を解
析し、応答データがロック非完了応答(NLR)である場合
にはＳ１０４の処理に戻り、ロック不能応答(FR)である
場合にはＳ１０８の処理に進み、ロック完了応答(LR)で
ある場合にはＳ１１０の処理に進む。
【００６７】ステップ１０８（Ｓ１０８）において、単
位プロセッサ１０は、所定の時間、例えば、ロック不能
応答(FR)を受けるたびにランダムな時間の経過を待ち、
Ｓ１０２の処理に戻る。
【００６８】ステップ１１０（Ｓ１１０）において、単
位プロセッサ１０は、ロック完了応答(LR)に含まれる部
分ｘの識別子(RID)と、部分ｘの範囲データとを対応付
ける処理２を行なう。
【００６９】ステップ１１２（Ｓ１１２）において、単
位プロセッサ１０は、Ｓ１００の処理において生成した
画像データ（グラフィック・プリミティブ）をＶＲＡＭ
１４の部分ｘに書き込みラスタライズ処理（処理３）を
行なう。
【００７０】ステップ１１４（Ｓ１１４）において、単
位プロセッサ１０は、部分ｘのアンロックを要求するロ
ック解除要求(ULR)を、その単位プロセッサ１０の識別
子(PUID)および部分ｘの識別子(RID)を付してセマフォ
制御部１２に対して出力し、処理を終了する。
【００７１】［ロックレンジ処理部１２２の動作］次
に、図５をさらに参照して、ロックレンジ処理部１２２
の動作を説明する。図５は、図１および図２に示したセ
マフォ制御部１２のロックレンジ処理部１２２の動作を
示すフローチャート図である。
【００７２】図５に示すように、ステップ２００（Ｓ２
００）において、ロックレンジ処理部１２２は、単位プ
ロセッサ１０が、図４に示したＳ１０２の処理において
出力したロック要求（要求１）を要求受信部１２０を介
して受信し、ＭＵＴＥＸ１２４に対してレンジテーブル
管理部１２６に対する排他的なアクセスを要求する。
【００７３】ステップ２０２（Ｓ２０２）において、Ｍ
ＵＴＥＸ１２４によりレンジテーブル管理部１２６のレ
ンジテーブル（図３）に対する排他的なアクセスが許可
されると、ロックレンジ処理部１２２は、レンジテーブ
ルを検索し、数値１に設定された第１のフラグ(Use)お
よび第２のフラグ(Lock)の個数を計数する。
【００７４】ステップ２０４（Ｓ２０４）において、え
２０４は、第１のフラグ(Use)および第２のフラグ(Loc
k)のいずれもが、それぞれ所定数以下であるか否か、つ
まり、新たなロック要求を受け入れ可能であるか否かを
判断し、受け入れ可能な場合にはＳ２０６の処理に進
み、受け入れ不可能である場合にはＳ２１８の処理に進
む。
【００７５】ステップ２０６（Ｓ２０６）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、レンジテーブル管理部１２
６を制御して、レンジテーブルに、レンジテーブル管理
部１２６が生成した部分ｘの識別子(RID)、部分ｘの範
囲データ、および、単位プロセッサ１０の識別子(PU I
D)を設定させ、さらに、第１のフラグ(Use)を数値１
に、第２のフラグ(Lock)を数値０に、追い抜きカウンタ
(counter)の値を数値ｍに設定させる。
【００７６】ステップ２０８（Ｓ２０８）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、部分ｘおよびその他の部分
の範囲データに基づいて、部分ｘとその他の部分との間
の重複領域をチェックする。
【００７７】ステップ２１０（Ｓ２１０）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、部分ｘおよびその他の部分
との間に重複領域があるか否かを判断し、重複領域があ
る場合にはＳ２１２の処理に進み、重複領域がない場合
にはＳ２１６の処理に進む。
【００７８】ステップ２１２（Ｓ２１２）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、レンジテーブル管理部１２
６を制御してレンジテーブルを検索させ、部分ｘと重複
部分を有する他の部分の内、第１のフラグ(Use)が数値
１であり、第２のフラグ(Lock)が数値０であり、かつ、
追い抜きカウンタ(count)の計数値が数値０になってい
る部分をチェックする。つまり、ロックレンジ処理部１
２２は、排他アクセスが要求されていながらロックされ
ていない部分であって、ｍ回、先に重複領域を有する他
の部分に対する排他アクセスが許可された部分を検索す
る。
【００７９】ステップ２１４（Ｓ２１４）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、部分ｘと重複部分を有する
他の部分の内、第１のフラグ(Use)が数値１であり、第
２のフラグ(Lock)が数値０であり、かつ、追い抜きカウ
ンタ(count)の計数値が数値０になっている部分の有無
を判断し、このような部分がある場合にはＳ２１６の処
理に進み、ない場合にはＳ２２２の処理に進む。具体例
を挙げてさらに説明する。単位プロセッサ１０が、ロッ
ク要求の際に表１に示して上述したＶＲＡＭ１４の部分
Ａを部分ｘとして指定した場合、ロックレンジ処理部１
２２は、部分Ｃの第１のフラグ(Use)、第２のフラグ(Lo
ck)および追い抜きカウンタ(count)の計数値をチェック
し、これらの値が１，０，０である場合にはＳ２１６の
処理に進み、１，０，０でない場合にはＳ２２２の処理
に進む。
【００８０】ステップ２１６（Ｓ２１６）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、部分ｘへの排他アクセスを
要求した単位プロセッサ１０に対してロック非完了応答
(NLR)を返す。
【００８１】ステップ２１８（Ｓ２１８）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、部分ｘへの排他アクセスを
要求した単位プロセッサ１０に対してロック不能応答(F
R)を返す。
【００８２】ステップ２２０（Ｓ２２０）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、ＭＵＴＥＸ１２４に対して
処理の終了を通知し、ＭＵＴＥＸ１２４は、ロックレン
ジ処理部１２２によるレンジテーブル管理部１２６への
排他的なアクセスの許可を無効にする（アンロックす
る）。
【００８３】ステップ２２２（Ｓ２２２）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、重複領域に対する制御を行
なう。つまり、ロックレンジ処理部１２２は、レンジテ
ーブル管理部１２６を制御して、部分ｘと重複領域を有
する他の部分であって、部分Ｃの第１のフラグ(Use)の
値が数値１であり、かつ、第２のフラグ(Lock)の値が数
値０の部分である全ての追い抜きカウンタ(count)の計
数値をデクリメントさせる。
【００８４】ステップ２２４（Ｓ２２４）において、ロ
ックレンジ処理部１２２は、部分ｘへの排他アクセスを
要求した単位プロセッサ１０に対してロック完了応答(L
R)を返し、さらに、部分ｘの第２のフラグ(Lock)の値を
数値１に設定して、部分ｘをロックする。
【００８５】［アンロックレンジ処理部１２８の動作］
以下、図６をさらに参照して、アンロックレンジ処理部
１２８の動作を説明する。図６は、図１および図２に示
したセマフォ制御部１２のアンロックレンジ処理部１２
８の動作を示すフローチャート図である。
【００８６】図６に示すように、ステップ３００（Ｓ３
００）において、アンロックレンジ処理部１２８は、単
位プロセッサ１０から部分ｘに対するロック解除要求を
受けると、ＭＵＴＥＸ１２４に対してレンジテーブル管
理部１２６に対する排他的なアクセスを要求する。
【００８７】ステップ３０２（Ｓ３０２）において、Ｍ
ＵＴＥＸ１２４によりレンジテーブル管理部１２６に対
する排他的なアクセスが許可されると、アンロックレン
ジ処理部１２８は、レンジテーブル管理部１２６を制御
して、ロック解放要求に含まれる部分ｘの単位プロセッ
サ１０の識別子(PU ID)および部分の識別子(RID)を用い
てレンジテーブルを検索させ、部分ｘのデータを探させ
る。
【００８８】ステップ３０４（Ｓ３０４）において、ア
ンロックレンジ処理部１２８は、レンジテーブル管理部
１２６を制御して、部分ｘの第１のフラグ(Use)および
第２のフラグ(Lock)の値を数値０に設定させ、部分ｘを
アンロックする。
【００８９】ステップ３０６（Ｓ３０６）において、ア
ンロックレンジ処理部１２８は、レンジテーブル管理部
１２６を制御してレンジテーブルを検索させ、検索結果
に基づいて、部分ｘのアンロックに伴ってロック可能と
なった部分を選択する。さらに、アンロックレンジ処理
部１２８は、選択した部分をロックレンジ処理部１２２
に、ロック可能部分として、この部分の単位プロセッサ
１０の識別子（PU ID)等、ロックレンジ処理部１２２に
おける処理に必要なデータを付して通知する。ロックレ
ンジ処理部１２２は、この通知を単位プロセッサ１０か
らのロック要求と同様に、図５に示したように処理し、
ロック可能な部分をロックする。なお、表２−２に示し
た条件(condition)ノ処理は、Ｓ３０６の処理において
応答送信部１３０が行なう。
【００９０】なお、アンロックレンジ処理部１２８は、
ロックレンジ処理部１２２に通知するロック可能な部分
を、例えば、排他アクセスの要求が古い部分から順に選
択する。表１に示して上述したＶＲＡＭ１４の部分Ａ〜
Ｃ（部分Ａ，Ｂの間には重複領域がなく、部分Ａ，Ｂと
部分Ｃは重複する）を具体例にしてさらに説明する。部
分ｘ（例えば部分Ａ）をアンロックした場合、アンロッ
クレンジ処理部１２８は、まず、他の部分（部分Ｂ，
Ｃ）の内、ロックされている部分を探し、ロックされて
いる部分（例えば部分Ｂ）と重複する部分（部分Ｃ）を
ロック可能な部分として選択せず、ロックレンジ処理部
１２２に対する通知もしない。
【００９１】アンロックレンジ処理部１２８は、次に、
各部分の識別子(RID)に基づいて、排他アクセスが要求
されていながら、未だにロックされていない部分（例え
ば部分Ｃ）を、排他アクセスの要求が古い部分から順に
探し、探し出した部分と重複領域を有する他の部分がな
い（部分Ｂが存在しない）場合には、この部分（部分
Ｃ）をロック可能な部分として選択し、ロックレンジ処
理部１２２に通知する。
【００９２】探し出した部分（部分Ｃ）に重複領域を有
する他の部分がある場合には、アンロックレンジ処理部
１２８は、他の部分のレンジテーブルの追い越しカウン
タ(count)の計数値が数値０であるか否かを判断する。
追い越しカウンタ(count)の計数値が数値０である部分
が１つでもある場合（例えば部分Ｂの追い越しカウンタ
の計数値が数値０の場合）には、アンロックレンジ処理
部１２８は、探し出した部分（部分Ｃ）をロック可能な
部分として選択せず、ロックレンジ処理部１２２に対し
て通知もしない。反対に、追い越しカウンタ(count)の
計数値が数値０である部分が１つもない場合には、アン
ロックレンジ処理部１２８は、探し出した部分（部分
Ｃ）をロック可能な部分として選択して、ロックレンジ
処理部１２２に対して通知する。
【００９３】ステップ３０８（Ｓ３０８）において、ア
ンロックレンジ処理部１２８は、ＭＵＴＥＸ１２４に対
して処理の終了を通知し、ＭＵＴＥＸ１２４は、アンロ
ックレンジ処理部１２８に対するレンジテーブル管理部
１２６への排他的なアクセスの許可を無効にする（アン
ロックする）。
【００９４】［マルチプロセッサコンピュータ１の効
果］以下、図７および図８を参照して、本発明にかかる
コンピュータ資源アクセス制御（排他アクセス制御）方
法の効果を説明する。図７（Ａ），（Ｂ）は、複数の単
位プロセッサ１０が並行してＶＲＡＭ１４にアクセスし
てラスタライズ処理を行なった場合に得られる誤った画
像と正しい画像とを例示する図である。図８は、本発明
にかかるコンピュータ資源アクセス制御方法を用いず
に、画素ごとにＭＵＴＥＸによる排他アクセスの制御を
行なって、図７（Ｂ）に示した画像を生成する場合に発
生する不具合を例示する図である。
【００９５】以上説明したように、マルチプロセッサコ
ンピュータ１におけるＶＲＡＭ１４の各部分に対する排
他アクセス制御を行なうと、図７（Ｂ）に示すように、
本来、例えば２つの単位プロセッサ１０を用いてラスタ
ライズ処理を行ない、矩形Ｂの上に円Ａを重ねた正しい
画像を生成しようとした場合に、処理の順番が逆転し
て、図７（Ａ）に示すように、円Ａの上に矩形Ｂを重ね
た誤った画像が生成されるという不具合は発生しない。
しかも、ＶＲＡＭ１４の各部分におけるスターベーショ
ンの発生を防ぐことができる。
【００９６】また、例えば、図８（ｂ−１）〜（ｃ−
２）に示すように、マルチプロセッサコンピュータ１に
おけるＶＲＡＭ１４の各部分に対する排他アクセス制御
を行なわず、画素ごとにＭＵＴＥＸによる排他アクセス
の制御を行なって、例えば、２つの単位プロセッサ１０
を用いて図７（Ｂ）に示した画像を円Ａから先に描画し
ようとすると、矩形Ｂの領域を求める場合に比べ、円Ａ
の領域を求めるために時間がかかるので追い越しが生
じ、円Ａの画素を描画するよりも先に、本来、円Ａの領
域内［図８（ａ）］である画素に、矩形Ｂの画素が先に
描画されてしまうことがある。このような不具合が発生
すると、最終的に、図８（ｃ−３）に示すように、円Ａ
に矩形Ｂを重ねたのでも、矩形Ｂに円Ａを重ねたもので
もない画像が生成されることになる。
【００９７】マルチプロセッサコンピュータ１において
は、円Ａを内包する部分と、矩形Ｂを内包する部分とを
単位として排他アクセスの制御が行なわれるので、この
ような画素単位の描画の順番の追い越しに起因する不具
合は発生しえず、画素ごとに排他アクセスの制御を行な
う場合に比べて処理量およびメモリの消費量が少なく、
ラスタライズ処理の効率が向上し、高速化する。
【００９８】［変形例］なお、上述した実施形態におい
ては、ＶＲＡＭ１４の部分（領域）に対して排他アクセ
スの制御を行なう場合について説明したが、本発明にか
かる排他アクセス制御は、例えば、ハードディスク等の
書き込み可能な記録媒体等、他のコンピュータ資源に対
する排他アクセスの制御に応用することができる。ま
た、上述した実施形態においては、単位プロセッサ１０
およびセマフォ制御部１２を、それぞれ独立したハード
ウェアにより実現されるように説明したが、これらは、
例えば、同一のハードウェア上で並列的に実行されるソ
フトウェアであってもよい、
【００９９】また、上述した実施形態においては、本発
明にかかる排他アクセス制御を、２次元的な画像のラス
タライズ処理に応用する場合を例に説明したが、本発明
にかかる排他アクセス制御は、３次元的な画像のラスタ
ライズ処理、あるいは、流体の２次元的あるいは３次元
的なシュミレーション処理等、他の処理に応用可能であ
る。また、処理が終了した場合に、ロック解除要求とと
もに部分ｘの解放を要求可能とし、この要求を含むロッ
ク解除要求を受けて、部分ｘをレンジテーブルから削除
するように単位プロセッサ１０およびアンロック処理部
１２８の動作を変形することができる。
【０１００】また、アンロック処理により、新たにロッ
ク可能となった部分のロックを行なう処理を、アンロッ
ク制御処理部１２８の通知に応じてロック制御処理部１
２２が行なうのではなく、アンロック制御処理部１２８
自体が行ない、単位プロセッサ１０に対する応答(LR等)
を返すように動作を変更することができる。また、マル
チプロセッサコンピュータ１において、単位プロセッサ
１０及びセマフォ制御部１２等を、ネットワーク２０に
代えて、例えばバスを介して接続する等、本発明にかか
るマルチプロセッサコンピュータ１に対しては種々の変
形が可能である。
【０１０１】
【発明の効果】以上説明したように、本発明にかかるコ
ンピュータ資源アクセス制御装置およびその方法によれ
ば、例えば、同期コンピュータシステムにおいて、複数
のプロセス・スレッドが、共通のＶＲＡＭ等のコンピュ
ータ資源に対してアクセスを行なってラスタライズ処理
を行なう場合に、スターベーションの発生なしに正しい
処理結果を得ることができるように排他的なアクセスを
制御することができる。また、本発明にかかるコンピュ
ータ資源アクセス制御装置およびその方法によれば、適
正な容量のメモリを用いて高い処理パフォーマンスを得
ることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】図１は、本発明にかかるコンピュータ資源アク
セス制御方法が適応されるマルチプロセッサコンピュー
タの構成を示す図である。
【図２】図２は、図１に示したセマフォ制御部の構成を
示す図である。
【図３】図３は、図２に示したレンジテーブル管理部が
管理するレンジテーブルの内容を示す図である。
【図４】図４は、図１に示した単位プロセッサの動作を
示すフローチャート図である。
【図５】図１および図２に示したセマフォ制御部のロッ
クレンジ処理部の動作を示すフローチャート図である。
【図６】図１および図２に示したセマフォ制御部のアン
ロックレンジ処理部の動作を示すフローチャート図であ
る。
【図７】（Ａ），（Ｂ）は、複数の単位プロセッサが並
行してＶＲＡＭ１４にアクセスしてラスタライズ処理を
行なった場合に得られる誤った画像と正しい画像とを例
示する図である。
【図８】本発明にかかるコンピュータ資源アクセス制御
方法を用いずに、画素ごとにＭＵＴＥＸによる排他アク
セスの制御を行なって、図７（Ｂ）に示した画像を生成
する場合に発生する不具合を例示する図である。
【符号の説明】
１ ・・・マルチプロセッサコンピュータ １０，１０−１〜１０−ｎ ・・・単位プロセッサ １２ ・・・セマフォ制御部 １２０・・・要求受信部 １２２・・・ロックレンジ処理部 １２４・・・ＭＵＴＥＸ １２６・・・レンジテーブル管理部 １２８・・・アンロックレンジ処理部 １３０・・・応答送信部 １４・・・ＶＲＡＭ １６・・・表示部 １８・・・モニタ ２０・・・ネットワーク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 奥 山 健 一 神奈川県大和市下鶴間1623番地14 日本ア イ・ビー・エム株式会社 大和事業所内

Claims (7)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】複数の処理手段のいずれかが、コンピュー
    タの資源を少なくとも一部の領域を重複可能に分割した
    複数の部分に対して、他の前記処理手段によるアクセス
    を禁じたアクセス（排他アクセス）を要求した場合に、
    前記処理手段それぞれに、前記部分に対する前記排他ア
    クセスを許可または禁止するコンピュータ資源アクセス
    制御装置であって、 前記処理手段が前記部分に対して排他アクセスを要求
    し、かつ、前記処理手段が排他アクセスを要求した前記
    部分と重複領域を有する他の前記部分に対する排他アク
    セスが許可されていない場合に、排他アクセスを要求し
    た前記処理手段に、前記部分への排他アクセスを許可す
    る排他アクセス許可制御手段と、 前記複数の部分それぞれに対応して設けられ、対応する
    前記部分に対する前記排他アクセスが要求され、かつ、
    対応する前記部分に対する前記排他アクセスが許可され
    ない期間ごとに、対応する前記部分と重複領域を有する
    他の前記部分に対する前記排他アクセスが許可された回
    数を計数する複数の計数手段と、 前記計数手段の計数値が所定の数値になった場合に、前
    記計数手段に対応する前記部分と重複領域を有する他の
    前記部分に対する排他アクセスの許可を禁止するアクセ
    ス禁止制御手段とを有するコンピュータ資源アクセス制
    御装置。
  2. 【請求項２】前記複数の処理手段は、排他アクセスが許
    可された場合には、前記部分に対する排他アクセスを行
    い、かつ、排他アクセスの許可が禁止された場合には、
    前記部分に対する排他アクセスの許可を待つ請求項１に
    記載のコンピュータ資源アクセス制御装置。
  3. 【請求項３】前記アクセス許可制御手段は、 排他アクセスが許可されている前記部分を示す許可済リ
    ストを作成する許可済リスト作成手段と、 前記処理手段が排他アクセスを待たされている前記部分
    を示す待ちリストを作成する待ちリスト作成手段と、 排他アクセスが要求された前記部分の内、前記許可済リ
    ストが示す前記部分、前記許可済リストが示す前記部分
    と重複領域を有する前記部分、および、前記待ちリスト
    が示す前記部分以外に対する排他アクセスを許可する排
    他アクセス許可手段とを有する請求項２に記載のコンピ
    ュータ資源アクセス制御装置。
  4. 【請求項４】前記複数の処理手段は、前記部分に対する
    排他アクセスが終了した場合には、排他アクセスの終了
    を通知し、 前記許可済リスト作成手段は、前記許可済リストに、排
    他アクセスが許可された前記部分を加え、前記許可済リ
    ストから、排他アクセスの終了が通知された前記部分を
    除去する請求項３に記載のコンピュータ資源アクセス制
    御装置。
  5. 【請求項５】前記待ちリスト作成手段は、前記待ちリス
    トに、排他アクセスが要求された前記部分の内、前記許
    可済リストが示す前記部分、前記許可済リストが示す前
    記部分と重複領域を有する前記部分、および、排他アク
    セスが禁止された前記部分を加え、前記待ちリストか
    ら、計数値が前記所定の数値になった前記計数手段に対
    応する前記部分を除去する請求項３または４に記載のコ
    ンピュータ資源アクセス制御装置。
  6. 【請求項６】複数の処理手段のいずれかが、コンピュー
    タの資源を少なくとも一部の領域を重複可能に分割した
    複数の部分に対して、他の前記処理手段によるアクセス
    を禁じたアクセス（排他アクセス）を要求した場合に、
    前記処理手段それぞれに、前記部分に対する前記排他ア
    クセスを許可または禁止するコンピュータ資源アクセス
    制御方法であって、 前記処理手段が前記部分に対して排他アクセスを要求
    し、かつ、前記処理手段が排他アクセスを要求した前記
    部分と重複領域を有する他の前記部分に対する排他アク
    セスが許可されていない場合に、排他アクセスを要求し
    た前記処理手段に、前記部分への排他アクセスを許可
    し、 前記複数の部分それぞれに対する前記排他アクセスが要
    求され、かつ、対応する前記部分に対する前記排他アク
    セスが許可されない期間ごとに、対応する前記部分と重
    複領域を有する他の前記部分に対する前記排他アクセス
    が許可された回数を計数し、 前記計数値が所定の数値になった前記部分と重複領域を
    有する他の前記部分に対する排他アクセスの許可を禁止
    するコンピュータ資源アクセス制御方法。
  7. 【請求項7】複数の処理手段のいずれかが、コンピュー
    タの資源を少なくとも一部の領域を重複可能に分割した
    複数の部分に対して、他の前記処理手段によるアクセス
    を禁じたアクセス（排他アクセス）を要求した場合に、
    前記処理手段それぞれに、前記部分に対する前記排他ア
    クセスを許可または禁止するプログラムを記録した記録
    媒体であって、 前記処理手段が前記部分に対して排他アクセスを要求
    し、かつ、前記処理手段が排他アクセスを要求した前記
    部分と重複領域を有する他の前記部分に対する排他アク
    セスが許可されていない場合に、排他アクセスを要求し
    た前記処理手段に、前記部分への排他アクセスを許可す
    るステップと、 前記複数の部分それぞれに対する前記排他アクセスが要
    求され、かつ、対応する前記部分に対する前記排他アク
    セスが許可されない期間ごとに、対応する前記部分と重
    複領域を有する他の前記部分に対する前記排他アクセス
    が許可された回数を計数するステップと、 前記計数値が所定の数値になった前記部分と重複領域を
    有する他の前記部分に対する排他アクセスの許可を禁止
    するステップとをコンピュータに実行させるプログラム
    を記録したコンピュータにより読み取り可能な記録媒
    体。
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