JPS59172062A - 同期処理方式 - Google Patents
同期処理方式Info
- Publication number
- JPS59172062A JPS59172062A JP58046215A JP4621583A JPS59172062A JP S59172062 A JPS59172062 A JP S59172062A JP 58046215 A JP58046215 A JP 58046215A JP 4621583 A JP4621583 A JP 4621583A JP S59172062 A JPS59172062 A JP S59172062A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- command
- task
- lock
- processing
- section
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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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】
産業上の利用分野
本発明は、回線ネットワーク、データバス等によって結
合されたマルチプロセッサシステムにおいて、各プロセ
ッサ（ＯＰ Ｕ ）を汎用のマルチタスクオベレーンヨ
ンにより動作させるだめの同期処理ノ５式に関するもの
である。
合されたマルチプロセッサシステムにおいて、各プロセ
ッサ（ＯＰ Ｕ ）を汎用のマルチタスクオベレーンヨ
ンにより動作させるだめの同期処理ノ５式に関するもの
である。
従来例の構成とその問題点
従来、この秒の同期処理を簡単に行なうような方式はな
く、回線ネットワーク、データバスによって結合されて
いる各ＣＰＵ内のタスクがシステムの同期からはすれた
場合、例外処理として実行されていた。そのため、ＣＰ
Ｕ内のタスクが自走状態になり、データ処理信号等の送
受が系統的に行われなくなり、徒だ上記自走状態で送受
処理がすれ違っている場合、個々に対応するコマンドを
出すことはシステムを一層複雑にするという問題点が、
あった。
く、回線ネットワーク、データバスによって結合されて
いる各ＣＰＵ内のタスクがシステムの同期からはすれた
場合、例外処理として実行されていた。そのため、ＣＰ
Ｕ内のタスクが自走状態になり、データ処理信号等の送
受が系統的に行われなくなり、徒だ上記自走状態で送受
処理がすれ違っている場合、個々に対応するコマンドを
出すことはシステムを一層複雑にするという問題点が、
あった。
発明の目的
本発明は上記従来の問題点を除去しようとするものであ
り、汎用のマルチタスクオペレーンヨンシステムの基本
コマンドを利用して、マルチプロセッサシステム内の同
期処理を簡単に実現することを目的とするものである。
り、汎用のマルチタスクオペレーンヨンシステムの基本
コマンドを利用して、マルチプロセッサシステム内の同
期処理を簡単に実現することを目的とするものである。
発明の構成
本発明は、上記目的を達成するために、システム内の成
るＣＰＵ間での同期処理上、システム全体の同期から離
れて、同期をとる必要のあるＣＰＵについて、次々とタ
スク動作を不能の状態（以下ロックという）にして、即
ち、他の同期処理を必要とするＣＰＵからのロック要求
を受は入れたＣＰＵ１ｄ、／ステム同期処理専用タスク
にシステム内の同期処理を代行させていくものである。
るＣＰＵ間での同期処理上、システム全体の同期から離
れて、同期をとる必要のあるＣＰＵについて、次々とタ
スク動作を不能の状態（以下ロックという）にして、即
ち、他の同期処理を必要とするＣＰＵからのロック要求
を受は入れたＣＰＵ１ｄ、／ステム同期処理専用タスク
にシステム内の同期処理を代行させていくものである。
被ロックタスクは、該ロック要求を認識して、通常、マ
ルチタスクオペレーティングシステムトシて有する５Ｗ
（Ｓｔａｔｕｓ Ｗｏｒｄ ）、 ＰＯ８Ｔの各コマ
ン）・を用いることにより即ちタスクがＳＷコマンドを
発信するとロック状態になり、その後他のＣＰＵからの
ＰＯ５Ｔコマンドにより、前記ロック状態が解除される
までタスクは動作不能状態を継続する。この場合、タス
クに対するトランザクシヨンは、処理待ちとして、タス
クのデータキュ−、、ＪＨＶＣつ々がるのみて、この間
、入カドランザクジョンに対する処理は一切行なわれな
い。捷たロック要求元のＣＰＵに対して、ロック完了の
応答を返すことによって、以降ロック中の処理は、ロッ
クさノ１だ処理実行タスクが代行し、システム内の同期
処理終了による品ツク解除のＰＯ８Ｔ処理までを行うこ
とができるので、機能分散さノ１だマルチブロセノザシ
ステムの同期処理をスムーズに実行する上で大きな効果
を得られるものである。
ルチタスクオペレーティングシステムトシて有する５Ｗ
（Ｓｔａｔｕｓ Ｗｏｒｄ ）、 ＰＯ８Ｔの各コマ
ン）・を用いることにより即ちタスクがＳＷコマンドを
発信するとロック状態になり、その後他のＣＰＵからの
ＰＯ５Ｔコマンドにより、前記ロック状態が解除される
までタスクは動作不能状態を継続する。この場合、タス
クに対するトランザクシヨンは、処理待ちとして、タス
クのデータキュ−、、ＪＨＶＣつ々がるのみて、この間
、入カドランザクジョンに対する処理は一切行なわれな
い。捷たロック要求元のＣＰＵに対して、ロック完了の
応答を返すことによって、以降ロック中の処理は、ロッ
クさノ１だ処理実行タスクが代行し、システム内の同期
処理終了による品ツク解除のＰＯ８Ｔ処理までを行うこ
とができるので、機能分散さノ１だマルチブロセノザシ
ステムの同期処理をスムーズに実行する上で大きな効果
を得られるものである。
実施例の説明
以下に本発明の実施例の構成について図面とともに説明
する。
する。
第１図はＣＰＵ内のロック処理のタスク関連図を示す。
第１図において、１ばｃＰＵ、２は他のＣＰＵからのロ
ック要求信号、３けＣＰＵ１のａツクタスク起動信号、
４は前記他のＣＰＵ［対するロック要求の応答信号、５
は処理実行タスク（タスク１〜タスクｎ個）、６はシス
テム内同期処理専用タスク（ロックタスク）、７はオペ
レーティングシステムである。
ック要求信号、３けＣＰＵ１のａツクタスク起動信号、
４は前記他のＣＰＵ［対するロック要求の応答信号、５
は処理実行タスク（タスク１〜タスクｎ個）、６はシス
テム内同期処理専用タスク（ロックタスク）、７はオペ
レーティングシステムである。
今、システム内で、成るＣＰＵ間の同視処理を行う都合
」二、システム全体の同ＪｔＪＩがら蒔１ｈでＣＰＵ間
で同期をとりたい場合、ＣＰＵ１はオペレ−ティングシ
ステム７を介して入力されるトランザクションのロック
要求信号２を処理実行タスク５が自己の処理実行中受信
すると、直ちにシステム全体の同期処理専用タスクであ
るロックタスク６の起動信号３が与えられ、その後、ロ
ック要求元のＣＰＵに対し、応答信号４を発信する。
」二、システム全体の同ＪｔＪＩがら蒔１ｈでＣＰＵ間
で同期をとりたい場合、ＣＰＵ１はオペレ−ティングシ
ステム７を介して入力されるトランザクションのロック
要求信号２を処理実行タスク５が自己の処理実行中受信
すると、直ちにシステム全体の同期処理専用タスクであ
るロックタスク６の起動信号３が与えられ、その後、ロ
ック要求元のＣＰＵに対し、応答信号４を発信する。
次に上記実施例の動作について第２図の処理実行タスク
５とロックタスク６の動作フローによって説明する。処
理実行タスク５を第２図乙に示す。
５とロックタスク６の動作フローによって説明する。処
理実行タスク５を第２図乙に示す。
第２図ａ中、２１はトランザクション入力（コマンド）
による起動部、２２は前記コマンド解析部、２３は処理
実行部、２４はロック要求部で、ロックタスク起動部２
４１とＳＷ発信部２４２を有する。ロックタスク６を第
２図すに示す。第２図す中、２５Ｖｉトランザクシヨン
入力（コマンド）オよひ処理実行タスク５からのロック
起動信号によるロックタスク起動部、２６は前記コマン
ド解析ｒ；１ｓ、２７１ｄｏツク中のシステム内同期処
Ｊｊｌｊ実行部、２８１（Ｊロック処理起動による要求
元のＣＰＵに対するＬｃ４、谷部、２９はロック解除に
よるＰＯ３Ｔ処３１１ｊ実行部である。
による起動部、２２は前記コマンド解析部、２３は処理
実行部、２４はロック要求部で、ロックタスク起動部２
４１とＳＷ発信部２４２を有する。ロックタスク６を第
２図すに示す。第２図す中、２５Ｖｉトランザクシヨン
入力（コマンド）オよひ処理実行タスク５からのロック
起動信号によるロックタスク起動部、２６は前記コマン
ド解析ｒ；１ｓ、２７１ｄｏツク中のシステム内同期処
Ｊｊｌｊ実行部、２８１（Ｊロック処理起動による要求
元のＣＰＵに対するＬｃ４、谷部、２９はロック解除に
よるＰＯ３Ｔ処３１１ｊ実行部である。
ＣＰＵＩの処理実行タスク５がオペレーティングシステ
ム７（第１図参照）を介［７てトランザクシヨンの入力
（コマンド）を起動部２１て受けると、コマンド解析部
２２において、前記コマンドを解析し通常の処理コマン
ＶＶＪ−処理実行部２３へその中にロック要求コマンド
が含捷れている場合はロックタスク起動部２４１によっ
てロックタスク起動部２６ヘコマンドを与える。前記コ
マ／１・はコマンドｌＱ’６析部２６で解析さノｔ、ロ
ック中のシステム同期処理コマンドはシステム同ル］処
理実行部２７へ、寸だ、要求元のＣＰＵＫ対しての応答
コマンドを応答部２８によって行なう。ロック解除を実
行する場合は、ＰＯ３Ｔ処理実竹部２９より、ロック解
除コマン）′を処理実行タスク５のｓｗ発信部２４２へ
送る。
ム７（第１図参照）を介［７てトランザクシヨンの入力
（コマンド）を起動部２１て受けると、コマンド解析部
２２において、前記コマンドを解析し通常の処理コマン
ＶＶＪ−処理実行部２３へその中にロック要求コマンド
が含捷れている場合はロックタスク起動部２４１によっ
てロックタスク起動部２６ヘコマンドを与える。前記コ
マ／１・はコマンドｌＱ’６析部２６で解析さノｔ、ロ
ック中のシステム同期処理コマンドはシステム同ル］処
理実行部２７へ、寸だ、要求元のＣＰＵＫ対しての応答
コマンドを応答部２８によって行なう。ロック解除を実
行する場合は、ＰＯ３Ｔ処理実竹部２９より、ロック解
除コマン）′を処理実行タスク５のｓｗ発信部２４２へ
送る。
以上のようなロック処理を行なうことによって各ＣＰＵ
Ｋ機能分散された処理（ｄ Ｎｒ＋ Ｍｉに同期をとり
つ＼、システム全体としての処理を実行することが可能
と々る。
Ｋ機能分散された処理（ｄ Ｎｒ＋ Ｍｉに同期をとり
つ＼、システム全体としての処理を実行することが可能
と々る。
次に本発明の具体的々実施例について説明する。
（イ） 自動車電話交換機のチャネル切替処理成るチャ
イ・ル（トランク）で通話していた加入者が、ヂャイ・
ルの都合上、通話状態の１Ｌ別のチャネルに切替え処理
する場合、交換機は、チャイ・ルが異々れば、それに対
応するトランクを処理する呼処理ＣＰＵを、別のＣ１Ｐ
Ｕに切替えることを実行するが、この場合切替え前のト
ランクで処理していたタスクと、切替え後のＣＰＨのタ
スクとは、同期をとる必要がある。
イ・ル（トランク）で通話していた加入者が、ヂャイ・
ルの都合上、通話状態の１Ｌ別のチャネルに切替え処理
する場合、交換機は、チャイ・ルが異々れば、それに対
応するトランクを処理する呼処理ＣＰＵを、別のＣ１Ｐ
Ｕに切替えることを実行するが、この場合切替え前のト
ランクで処理していたタスクと、切替え後のＣＰＨのタ
スクとは、同期をとる必要がある。
第３図は前記チャネル切替え処理のシーケンスチャート
を示すもので、チャネル切替ＣＰＵからのロック要求（
ＬＲ）が旧チャネル（呼処理ＣＰＵ１．切替え前チャネ
ル）、新チャイ・ル（呼処理ＣＰＵ２．切替え後チャネ
ル）および通話相手のチャイ・ル（呼処理ＣＰＵ３）に
与えられると、前記各チャネルは、前記ロック要求（Ｌ
Ｒ）に対し、ロック要求応答（ＬＲＲ）を行い、同時に
ロック状態になる。この状態で、チャイ・ル切替えに必
要なｌ・ランザクジョンを各ＣＰＵ内のロックタスク（
第１図ロックタスク５に相当）と同期をとりながらやり
とりを行う。
を示すもので、チャネル切替ＣＰＵからのロック要求（
ＬＲ）が旧チャネル（呼処理ＣＰＵ１．切替え前チャネ
ル）、新チャイ・ル（呼処理ＣＰＵ２．切替え後チャネ
ル）および通話相手のチャイ・ル（呼処理ＣＰＵ３）に
与えられると、前記各チャネルは、前記ロック要求（Ｌ
Ｒ）に対し、ロック要求応答（ＬＲＲ）を行い、同時に
ロック状態になる。この状態で、チャイ・ル切替えに必
要なｌ・ランザクジョンを各ＣＰＵ内のロックタスク（
第１図ロックタスク５に相当）と同期をとりながらやり
とりを行う。
やりとりの内容としてに、（１）チャイ・ル切替えのた
めの信号をトランクより出力する。（２）新らしいトラ
ンクより、チャネル切替え確認信号を受ける。（３）各
タスクのＳ Ｗ （５ｔａｔｕｓ Ｗｏｒｄ ）を転送
する。（４）ロック中にすル違いで入力さね、たトラン
ザクションを新らしいタスクに転送する。
めの信号をトランクより出力する。（２）新らしいトラ
ンクより、チャネル切替え確認信号を受ける。（３）各
タスクのＳ Ｗ （５ｔａｔｕｓ Ｗｏｒｄ ）を転送
する。（４）ロック中にすル違いで入力さね、たトラン
ザクションを新らしいタスクに転送する。
等があめ。
（ロ） 自動車電話交換機の車依頼接続処理交換機の卓
に加入者から発信信号が与えらハ、前記卓のオペレータ
を通じて相手（着信側）を呼ひ出してもらう場合につい
て第４図とともに説明する。呼処理発信タスクと卓着信
タスクの相互処理Ａと、卓発信タスクと呼処理着信タス
クの相互処理Ｂを、通話状態にするためには呼処理発信
タスクと呼処理着信タスクの相互処理Ｃの状態に切替え
なければならんい。
に加入者から発信信号が与えらハ、前記卓のオペレータ
を通じて相手（着信側）を呼ひ出してもらう場合につい
て第４図とともに説明する。呼処理発信タスクと卓着信
タスクの相互処理Ａと、卓発信タスクと呼処理着信タス
クの相互処理Ｂを、通話状態にするためには呼処理発信
タスクと呼処理着信タスクの相互処理Ｃの状態に切替え
なければならんい。
通常、マルチプロセノザ内で２つの呼処理タスクを１つ
の呼処理タスクに切替える場合、多くのす力、違い処理
が発生するが、前記４つの呼処理タスクを一旦ロツクし
て、その間に相手の情＋１φ等を含むワークテーブルを
書き替えたり、Ｓ Ｗ （５ｔａｔｕｓ Ｗｏｒ４ ）
を変更する々どの同期処理を各ＣＰＵのロックタスク間
でやりとりし、ロックを解除し、これによって、呼出し
後の加入者相互の通話を可能にするものである。
の呼処理タスクに切替える場合、多くのす力、違い処理
が発生するが、前記４つの呼処理タスクを一旦ロツクし
て、その間に相手の情＋１φ等を含むワークテーブルを
書き替えたり、Ｓ Ｗ （５ｔａｔｕｓ Ｗｏｒ４ ）
を変更する々どの同期処理を各ＣＰＵのロックタスク間
でやりとりし、ロックを解除し、これによって、呼出し
後の加入者相互の通話を可能にするものである。
発明の効果
本発明は上記のような構成であり、以下にボす効果か得
られるものである。′″）捷り、マルチプロセノザシス
テム内で、ロック処理か複数のプロセノザ内に捷／こか
る処理であって、それら相互に同期を必要とする場合に
使用することにより、各タスクが勝手に動作することな
く、捷だすれ違い処理を発生するとと々く、個々のすれ
違い処理に対応するだめの繁雑な処理が不要であり、ま
た処理手順か汎用化されているので、機能分散されたシ
ステム設剖か容易に行える点で、工業的価値が犬である
。
られるものである。′″）捷り、マルチプロセノザシス
テム内で、ロック処理か複数のプロセノザ内に捷／こか
る処理であって、それら相互に同期を必要とする場合に
使用することにより、各タスクが勝手に動作することな
く、捷だすれ違い処理を発生するとと々く、個々のすれ
違い処理に対応するだめの繁雑な処理が不要であり、ま
た処理手順か汎用化されているので、機能分散されたシ
ステム設剖か容易に行える点で、工業的価値が犬である
。
第１図は本発明の一実施例におけるＣＰＵ内の処理実行
タスクとロック処理のタスク関連図、第２図は本発明の
一実施例におけるＣＰＵ内の各タスク関連図にもとつく
タスクの動作フロー図、第３図は本発明の具体的な一実
施例における自動車電話交換機のチャネル切替処理ンー
ケンスチャート図、第４図は本発明の他の具体的々一実
施例における自動車電話交換機の卓依頼接続処理構成ブ
ロック図である。 １・・・・・・ＣＰＵ、ｓ・・・・・処理実行タスク、
６・−・・−システム内同期処理専用タスク、了・・・
・・・オペレーティングンステム、２３・・・・・処理
実行部、２４・・−・・・ロック要求部、２７・・・・
・・システム内同１（１１処理実行部。
タスクとロック処理のタスク関連図、第２図は本発明の
一実施例におけるＣＰＵ内の各タスク関連図にもとつく
タスクの動作フロー図、第３図は本発明の具体的な一実
施例における自動車電話交換機のチャネル切替処理ンー
ケンスチャート図、第４図は本発明の他の具体的々一実
施例における自動車電話交換機の卓依頼接続処理構成ブ
ロック図である。 １・・・・・・ＣＰＵ、ｓ・・・・・処理実行タスク、
６・−・・−システム内同期処理専用タスク、了・・・
・・・オペレーティングンステム、２３・・・・・処理
実行部、２４・・−・・・ロック要求部、２７・・・・
・・システム内同１（１１処理実行部。
Claims (1)
- 汎用マルチタスクオベレーンヨンによって動作するマル
チグロセノザ／ステムに、前記システムに同期する処理
実行タスクと、前記他のプロセッサから前記／ステムと
の同期ロック要求のコマンドにより起動して前記システ
ムに同期する処理専用タスクとを備え、前記システム内
の同期と、併せて前記システム内の同期から離れてプロ
セッサ相互間で情報処理を行うことを特徴とする同期処
理力式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58046215A JPS59172062A (ja) | 1983-03-18 | 1983-03-18 | 同期処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58046215A JPS59172062A (ja) | 1983-03-18 | 1983-03-18 | 同期処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59172062A true JPS59172062A (ja) | 1984-09-28 |
Family
ID=12740875
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58046215A Pending JPS59172062A (ja) | 1983-03-18 | 1983-03-18 | 同期処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS59172062A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62237526A (ja) * | 1986-04-08 | 1987-10-17 | Nec Corp | コマンド送受信によるマイクロメインフレ−ムリンク型エデイタの実現方式 |
-
1983
- 1983-03-18 JP JP58046215A patent/JPS59172062A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62237526A (ja) * | 1986-04-08 | 1987-10-17 | Nec Corp | コマンド送受信によるマイクロメインフレ−ムリンク型エデイタの実現方式 |
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