JPS5987553A - 競合制御方式 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の利用分野〕 本発明は、競合制御方式に関し、詳しくは複数の処理ノ
ードが共通のリソースをアクセスする分散処理システム
において、複数処理／−ドが同時に共通リソースをアク
セスすることにより生じる競合の制御方式に関するもの
である。

〔従来技術〕

複数のプロセスがシステムの共通リソース（共用資源）
を利用して処理を進めていく場合、共通リソースとして
は、ＣＰＵ　（中央処理装置）、共通バス、共通メモリ
、チャネル、および入出力装置等がある。複数の処理ノ
ードを備えた分散処理システムにおいても、各処理ノー
ドのプロセスが並列処理を行い、共通リソースを利用す
るので、当然のこと乍らこれらの間に競合の問題が生ず
る。

従来の競合制御方法では、処理内容によるアクセス権の
優先度付与や同一優先度の処理を持つ各処理ノード間の
アクセス機会を均等化する機能が考慮されていないのが
一般的であった。また、これらの機能を実現している少
数のシステムにおいては、各処理メート個別に識別番号
を付与し、共通リソースアクセスの際には、該識別番号
や処理種別をあらかじめシステム内の中央処理ノードへ
通知するよう構成されでいたため、アクセス権を得るた
めの手順、及び該手順を実現するためのノ１−ドウエア
あるいはソフトウェアが複雑となる欠点があった。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、このような従来の欠点を改善するため
、分散処理システムにおける共通りンースのアクセス権
の付与および処理ノード間のアクセス機会均等化を簡単
に実現して、処理手順および装置のハードウェアとソフ
トウェアを簡略化することが可能な競合制御方式を提供
することにある。

〔発明の概要〕

本発明の競合制御方式は、複数の処理ノードが共通のリ
ソースをアクセスする処理システムにおいて、各処理ノ
ードごとに、上記共通リソースの空き塞りを検出する手
段と、該共通リソースのアクセス競合を検出する手段と
を設け、処理の種別により定められた時間だけ継続して
共通リソース空き状態を検出したとき、処理ノードは共
通リソースのアクセス権を取イゼし、一旦アクセス権を
取得した処理ノードがアクセス競合を検出したとき、直
ちに処理を中止して、アクセス権を放棄することに特徴
を有する。

〔発明の実施例〕

第１図は、本発明が適用される共通バス形の分散通信シ
ステムの榴成図である。

第１図において、１は共通バス（共通リソース）、２□
〜２□、は通信ノード（処理７）−ド）、δは中央処理
ノードであって、共通バス１を介して中央処理ノード３
と通信ノード２□間でデータ送受信が行われる（１−１
〜ｎ）。

第２図は、共通バスｌを時分割形単方向バスとした場合
のフレーム構成例を示したもので、手□は、中央処理ノ
ード３から、通信ノード２□へのデータフレームフォー
マット、４２　はその逆方向のデータフレームフォーマ
ットであ゛る。５□、５２は制御フラグ、６□、６２は
実際の通信データが転送されるフィールドである。５□
、５．は競合制御の対象となるデータフィールド６２（
共通り゛７−ス）の空ｉりを表示するために用いる。例
文ば、中央処理／−ド３が空き／塞りを管理する場合、
データフィールド６、上に有効な情報を検出すると、直
ちにフラグ５□に塞りを表示し、システム内の全通信ノ
ード２１　へ通知する。この場合、逆方向の制御フィー
ルド５２　は不要となる。又、各通信ノード２□が共通
リソース６２　　の空き／塞りを分散して管理する場合
には、共通リソースのアクセス権を得た通信メートは、
フィールド６２　にデータを送出すると同時に、制御フ
ィールド５２　へ塞りを表示し、他端末へ通知する。こ
の場合、逆方向の制御フィールド５、は不要となる。更
にデータ・フィールド６、上で転送されるデ；りが一定
の７オーーツトに従う場合、例えば、ＨＤ　Ｌ　Ｃ手、
類を用いる時には、１５以上連続”１′”を送らないよ
うな構成をどることにより、データ・フィールド６２　
を直接監視することで共通リソース６２　の空き／塞り
か検出できる。この場合、制御フィールド５□、５．共
に不要となる。

又、競合の発生を検出する手段としては、例えば、デー
タフレーム４２　はワイヤードオア（又はアンド）をと
るよう構成する。各通信ノード２□はデータの送出と同
時に共通バス１を監視し、送出データと監視データとを
照合する。照台結呆の不−・致は、他の孔信ノードが同
時にアクセスしていることを示しＣおり、直ちにデータ
送出を中止する。

第３図は、第１図における競合発生時の動作タイム・チ
ャートである。第３１Ｍ　（ａ）は、共通リソースの空
き／塞り状態を示し、ハイレベルか空き、ローレベルが
塞りに対応する。又、第３図（ｂ）　（ｃ）　（ａ＞は
各々通信ノード２□〜２８のデータ送出状態を、また１
２〜１５は各通信ノードの送量データを示す。第３図（
ｅ）は、中央処理／−ド３のデータ受信状態を示す。

初期状態で通信ノード２．が処理順位Ｐ０　のデータ１
２、通信ノード２２　が処理順位Ｐ、のデータ１３．１
５を２個、通信ノード２８が処理順位Ｐ２　のデータ１
４を持つものとする。ここで、処理優先順位はｐ、　＞
　ｐ２であり、各々対応する空き監視時間をｔ、　　（
Ｐ、）＜ｔ　（Ｐ２）とする。

第３図において、時刻ｔ。で通信メート２□〜２８　　
は、空き監視を開始する。ｔ　（Ｐ、）＜ｔ（Ｐ、）で
あるため、時刻ｔ、　　（＝　ｔｏ十ｔ（Ｐ、　））で
端末２１が共通リソースアクセス権を取得し、データ１
２を送出する。これは、共通リソースのバス１を介し、
中央処理ノード３へ転送される。この間、バス基りが表
示されているため、他の通信ノードは共通リソース空き
待ち状態となる。

時刻ｔ２　で、通信ノード２．のデータ送出が終了し、
リソース空き状態になると、通信ノード２Ｂ　＋　２Ｂ
は空き監視を開始し、処理の優先度が同一であるため、
時刻ｔ８＝　（ｔ、　＋　ｔ（Ｐ２））で同時にアクセ
ス権を得、各々データ１３．１４を送出する。データ１
３．１４が同一内容の場合、バス上ではワイヤード・オ
ア（又はアンド）がとられているため、競合は検出され
ず、データの送出処理は続行される。しかし、いずれ異
なるデータが送出されるため、例えば通信ノード２．か
”１″。

通信ノード２８　が”０′″を送出すると、バス上では
１１１１１と見なされる。従って、通信ノード２８　は
照合結果の不一致を検出し、時刻ｔ、で直ちに送出を中
止する。一方通信メード２Ｐ！　　のデータ送出は正常
に続けられ、時刻ｔ５　で完了する。通信メート２２．
２８は再び回線の空きを監視することになる。この場合
、ｔ５　時点において、通信メート２２　＋　２６は共
に同一優先度の送出情報１４−．１５を持゛つ。従って
、空き監視時間を同一のままにしておく場合には、デー
タ１５が送出されることもあり、例えば、通信ノード２
．の送出データが連続して複数回送出される場合がある
。即ち、同一優先度のデータを持つ通信ノード間で、回
線アクセス機会の不均衡が生じる。本発明では、一旦ア
クセスに失敗した通信ノード２８　の回線空き監視時間
を△ｔだけ短縮することにより上記問題を解決する。

同一優先度のデータ１４，１５ば、一旦送出に失敗した
データ１４を送出するための空き監視時間がｔ（Ｐ、）
−△ｔと短縮されるため、時刻ｔ６−ｔ５＋ｔ（Ｐ、）
−△ｔで通信ノード２８　が共通リソースのアクセス権
を得、データ１４を送出する。

通信ノード２．では、時刻ｔ５　で回線空きを監視する
が、実際の空き時間ｔ（ｐ２）−△ｔ＜ｔ（Ｐ、）であ
るため、データ１５は送出せず、次の空きを監視するこ
とになる。

このようにして、同一優先度のデータを持つ複数の通信
／−ド即においては、ある通信ノード間のデータが連続
して送出されることはなくなる。

第４図は、本発明の実施例を示す中央処理ノードおよび
通信メートのブロック構成［Δである。

第４図において、１６□、２はライントライバ、１７□
、２はレシーバ、１８．　、は送信ボート、１９□、。

は受信ボート、２１はマルチプレクサ、２ｏはデマルチ
プレクサ、２２□、２は処理装置である。

この構成では、中央処理ノード３が共通バス１の空き／
塞りを管理しており、第２図における制御フラグ５．に
空き／塞りを表示する。

通信／−ド２□にデータ送出の要求が発生する場合、中
央処理ノード３からのフレーム牛、はデマルチプレクサ
２０によってデータと制御フラグ５□　に分離される。

制御７ラグ５□は処理装置２２□へ入力され、空きを表
示しているとき、その空き表示時間を監視し、送出すべ
きデータによって定まる時間を経過したとき、ドライバ
１６．をアクティブにし、同時に送信ボート１８□ヘデ
ータ送信開始を指示する。

一方、中央処理ノード３では、抵抗とラインレシーバ１
７．より成るワイヤードオア回路を介し、データを処理
装置２２２へ入力し、パス基りを検出して、制御フラグ
５□に塞りを表示する。制御７ラグ５□のデータは、マ
ルチプレクサ２１を通して中央処理ノード３からのデー
タと多重化され、システム配下の全通信ノード２□〜２
ｎへ通知される。又、データ送信中の通信ノード２１　
は、送出データと共通バス上のデータを照合し、不一致
を検出した場合は直ちにドライバ１６□を非活性化する
。又、その場合には、送出データ再送のための監視時間
なΔｔだけ短縮する。

第５図は、本発明の他の実施例を示す中央処理メートと
通信ノードのブロック構成図である。

第５図では、各通信ノード２□が分散して共通リソース
６２　の空き／塞りを管理する場合であり、制御フラグ
５□は不要であるため、中央処理７ノード３ではデータ
のみを送信し、受信したフレームをデマルチプレクサ２
０により不要な制ｍｔフレーム５．とデータに分離する
。これに対して、通信ノード２□では、共通バス１のデ
ータと制御フラグ５．を常時デマルチプレクサ２０を介
して監視し、空きのときだけ制御７ラグ５．により送信
ドライバ１６□を活性化して、データと制御フラグ５゜
をマルチプレクサ２１を通し送信する。１第６図は、本
発明のさらに他の実施例を示す中央処理メートと通信ノ
ードのブロック構成図である。

この場合は、特に空き／塞り管理用の制御ビットを設け
ることなく、直接通信回線（データ・フィールド）６を
監視することにより、空き塞りを検出している。すなわ
ち、各通信ノード２１は通信回線を常時監視して空きの
ときドライバ１６□を活性化してデータを途信し、送信
データと監視データの照合の結果、不一致のときには直
ちにデータ送信を停止する。中央処理ノード３は、制御
フラグ５□、５．かないため、デマルチプレクサも不要
となり、ハードウェアはきわめて簡単となる。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明によれば、処理メートごと
に、共通リソースの空き塞りを検出する手段と該共通リ
ソースのアクセス競合を検出する手段を設けて、処理の
種別、つまり高速処理か否かによって空き監視時間長を
変えるのみで、優先順位を付すことかでき、さらに同一
優先順位の処理を持つ処理ノード間のアクセス機会均等
化を実現できるので、処理手順および装置のハードウェ
アとソフトウェアが簡略化される。また、各処理ノード
に対して、識別番号を付与しなくてよいため、システム
の増設、異動が簡単となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明が適用される共通バス形の分散通信シス
テムの榴ｆＡＩ￥Ｊ、第２図は第１図における時分割バ
スのフレーム構成１区１、第３図は第１図における競合
発生時の動作タイム・チャート、第４図は本発明の実施
例を示す中央処理ノードおよび通信ノードのブロック構
成図、第５図、第６図は、それぞれ本発明の他の実施例
を示す中央処理ノードおよび通信ノードのブロック構成
図である。 １：共通バス、２□〜ｎ：通信ノード、３：中央処理メ
ート、４　　：　フレーム構成、５　　二　制御、　２
　　　　　　　　　　　　　　　　１．２御フラグ、６
□２：　データフィールド、１２〜１５：データ、Ｐ工
、Ｐ、：優先順位、ｔ　（Ｐ、）、ｔ（Ｐ、）：空き監
視時間、１６：ドライバ、１７□２．：し１．２ シーバ、１８□、Ｐｉ’送他ボート、１９□１．：受信
ボー）、２０：デマルチプレクサ、２１：マルチプレク
サ、２２０，２：処理装置。 特許出願人　日本電信電話公社　、−（−、代　理　人
　弁理士　磯　村　雅　俊ゲ第　　　１　　　図 第　　　２　　　図 第４図 ２１２２ 第　　　５　　　図 ２□　　　３ 第　　　６　　　図 ３

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 α）複数の処理ノードが共通のリソースをアクセスする
   処理システムにおいて、処理ノードごとに、上記共通の
   リソースの空き塞りを検出する手段と、該共通リソース
   のアクセス競合を検出する手段とを設け、各処理／−ド
   は上記空き塞り検出手段により処理の種別ごとに定めら
   れた時間だけ継続して上記共通リソースの空き状態を検
   出したとき、該共通リソースのアクセス権を取得し、該
   アクセス権を取得した後、上記アクセス競合検出手段に
   より競合を検出したとき、直ちに処理を中止して上記ア
   クセス権を放棄することを特徴とする競合制御方式。 ２）前記空き塞り検出手段は、処理ノードがアクセス競
   合によりアクセス権を放棄したとき、処理の種別ごとに
   定められた空き状態検出時間を短縮することを特徴とす
   る特許請求の範囲第１項記載の競合制御方式。