JPS60200343A - タスク間共有デ−タの排他制御方式 - 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】 （技術分野） 本発明はタスク間共有データの排他制御方式に関し、特
に共有データの同時読み出し及び矛盾が発生しない最大
限の共有データに対する読み出し及び書き込みの並列性
を可能にするタスク間共有データの排他制御方式に関す
る。

（従来技術） データベース管理に代表されるように複数のタスクによ
って共有される情報はその読み出し、書き込みに対して
注意深く同期をとることによってデータの一貫性を保た
れねばならない。

従来電子計算機の機械語としてはＰ−Ｖ命令。

ｌ　ｏｃｋ　−ｕｎ　ｌ　ｏｃｋ命令といったものが用
意されて。

ある時刻にはその情報を読み出しまたは書き込みが出来
るタスクが唯一という制限を設けることによって、読み
出し、書き込みに関係なく、複数タスク間の共有情報の
管理を行なっていた。

しかしながらこの方式では本来複数タスク間で同時に読
み書きを行なうことが可能である状況においても、アク
セスの排他制御を行なって共有情報の読み書きの効率を
悪くしている場合があった。

たとえは、Ｃの方式は複数のタスクによって読み書きを
される一語長のデータの管理についてＰ−Ｖ命令を使っ
て具体的に説明すると、生産者−消費者（ｐｒｏｄｕｃ
ｅｒ　−ｃｏｎｓｕｍｅｒ　）問題として知られている
。そのアルゴリズムを第１図に示す。

Ｐ−Ｖ命令は、踏み切９のしゃ断機に相当し、同時に踏
み切りの中に入れるのは１タスクである。

Ｐ命令は踏み切シに入りりい要求を示すものであシ、■
命令は踏み切りの中から外に出る時に、踏み切シのしゃ
断俄を上げる要求を示すものである。一般的に Ｐ、排他制御の必要なデータの操作、■という順序で使
用する。Ｐ命令ｔ−’Ｍ行した時に既に踏み切りの中に
別タスクが入っているならばその別タスクが踏み切りの
外へ出る。すなわちＶ命令を実行するまでＰ命令で待ち
状態になる。従来のデータ処理装置では複数のタスクの
データ読み出し及び瞥き込みと読み出しの同時処理は逐
次直列化されてＰＶ命令を使って処理されてい友。すな
わち、効率を悪化させる要因の第１番目は読み出しに関
しては複数のタスクが同時に共有情報を読み出しても矛
盾が起らないにもかかわらず排他的にアクセスが制限さ
れることであり、第２番目は読み出しと瞥さ込みの要求
も矛盾が発生しない最大限に同時に処理を行なうことが
出来るにもかかわらずＣれをおこ九りていることである
。すなわち、従来の方式では共有情報の読み書きは、最
適な性能をもって処理されていないという欠点があった
。

（発明の目的） 本発明の目的は従来の方式における欠点を除去すると共
に最大限の効率で共有情報の制御を行なえるように、前
記並列性を取シ出す為の共有データの排他制御方式を提
供することにある。

（発明の構成） 本発明によれば、複数のタスクによって共有されるデー
タへのアクセス要求としてリードと２イトを許し、前記
複数タスクからの非同期かつ順不同の各要求ｔｌ−１つ
のプロセスとしてとらえ、前記共有データを前記プロセ
ス間で次々にその入力及び出力として受け渡されていく
データストリームとしてとらえ、各プロセスの生成時に
各プロセスの１１序性を制御するチケット番号を各プロ
セスに配付して前記データストリームの流れを制御する
ことによシ、前記共有データの一貫性を保つ排他制御方
式であって、ｖＩ数タスクからのリードあるいはライト
のアクセス要求を一括して受ける要求解釈ユニットと、
タスクからの要求１つに対してその要求ｔ−笑行すべく
１つ割りあてられ、要求の数に対して充分な数だけ存在
する仮数の要求実行ユニットと、前記複数個の要求実行
ユニット群のスケジューリングを行なう要求スケジユー
ラと。

前記チケット番号を管理するチケットカウンタと。

前記要求実行ユニット間で送受するデータストリームを
一時的にバッファリングする情報レジスタと、要求実行
ユニット間でのデータストリームの送受はブロードキャ
ストで行なわれるが、自分あてのデータストリートのと
きの不受信する判定ユニットと、ある要求に対して割シ
あてられ請求実行ユニットの解放を指示する信号を受信
するのに用いられるゲートとからなることを特徴とする
タスク間共■データの排他制御方式が得られる。

（実施例） 次に本発明の実施例について図面を参照して説明する。

第５図は本発明の一実施例における回路構成を示す。第
５図において１本実施例は複数のタスクによって共有さ
れるデータへのアクセス要求としてリードとライトを許
し、前記次数タスクからのリードやライトの非同期かつ
１胞不同の各要求を１つの小プロセスとしてとらえ、前
記共有データを前記小プロセス間で次々にその入力及び
出力として受け渡されていくデータストリームとしてと
らえ、そのデータの流れを制御することにニジ前記共有
データの一貫性を保つ排他制御ｔ−実現する方式であっ
て、前記データの流れを制御するのに前記各小プロセス
に一連の番号チケットを１つずつ発行し、チケット番号
ｎｔ−持つ小プロセスはチケット番号ｎ−１を持ちライ
ト要求を実行する小プロセスからその出力としての共有
データ直ヲ受けと９．チケット番号ｎを持つ小プロセス
の中でライト要求全実行する小プロセスは共！７’−タ
値を入力として受けとると、書き換えるべき値をチケッ
ト番号ｎ＋１を持つプロセスへの出力にして終了し、チ
ケット番号ｎ′ｆｃ持つ小プロセスの中でリード要求ｔ
−笑行する小プロセスは共有データ筺を入力として受け
とると、前記リード要求を出したタスクに前記入力値を
渡して終了し、前記一連のチケット番号全発行するチケ
ットカクンタはリード要求がりづ〈限りチケット番号値
を変えずに発行し、ライト要求が来るとそのライト要求
に対してはそのときのチケット番号［を与え、前記ライ
ト要求につづく要求に対してはｌ増加したチケット番号
値を与えるもので、複数のタスクからの読み出しあるい
は書き込みのアクセス要求を受けつける要求解釈ユニッ
ト１と、タスクからの要求１つに対してその要求を実行
すべく１つ割シあてられる、要求の数に対して充分な数
だけ存在する要求実行ユニツ）４．４０と、複数個存在
する要求実行ユニットのスケジユーリングを行なう要求
スケジ瓢−２２と、タスクからの非同期要求を順序化す
る為に１ずつ増分するのに用いられるチケットカクンタ
３と、要求実行ユニット４．４０間で送受するデータを
一時的に格納する要求実行ユニット４．４０と同数の情
報レジスタ５，５０と。

特定の要求実行ユニットからブロードキャストされた信
号を判別する為の要求実行ユニット４゜４０と同数の判
定ユニッ）６．６０と、ある特定の要求に対して割シあ
てられた要求実行ユニット４．４００解放を指示する信
号を受信するために用いられる要求実行ユニット４．４
０と同数のグー）７．７０を含む。

この実施例では代行部はバス結合によシ相互に結合され
ているが１代行部間士の結合方法にはバス結合という制
限はない。本方式を効率よく笑現するためには多数の代
行部が存在し１代行部の要求・解放の要求を効率よく笑
現し、任意の代行部から別の代行部へのデータ受は渡し
が容易である必要がある。

動作説明の為には代行部が最低２つ必要なのでこの実施
例では２つの代行部を図示し、各代行部の構成要素に、
４．　５．　６または４０．　５０゜６０の番号を与え
ている。

要求解釈ユニット１は到着する要求がリードかライトか
全判断し、要求の種類を１１に出力し。

同時に要求スケジー−ラ２に対して代行部全１つ割シあ
てるよう出力１２ｔ−送信し、要求の種類を出力１３と
してすべての判定ユニットに送信する。

ここでは要求スクジェ−２２が選択した代行部は。

命令火打ユニット４．情報レジスタ５と判定ユニット６
からなるとする。要求スケジニ−２は、°複数個の代行
部から１つを選択するために信号１４を出力する。各代
行部は判定ユニットによ多信号４１ｆｉ−受ける。ここ
で選択され次代打部の判定ユニット６は、チケットカク
ンタ３よシ送信された信号１６のデータｎと同じチケッ
ト番号よシ１小さい番号を持ちライト要求を処理する代
行部の情報レジスタ５０の値を信号１５として受信する
まで待つ。

信号１３，１４，１５．１６がすべてそろうと、判定ユ
ニット６は、その要求がライトのときのみ。

チケット番号ｎ−１１持って判定ユニット６からの装置
解放の許可信号を待つ装置の為に信号１７をブロードキ
ャストする。その後、要求の種類には関係なく信号１３
，１４．１５のデータをまとめて、信号２２全通して命
令実行二ニット４に渡す。

命令実行ユニット４は要求がリードの時、信号１５のデ
ータを出力１８として返し、要求スケジューラ２に装置
解放要求１９を出力する。

要求実行ユニット４は、要求がライトのとき。

信号１５で受けとった１ｌｆｔ−書きかえた値と信号１
６で受けとったチケット番号ｎに１加えたデータの組を
情報レジスタ５に書き込み、ゲート７に要求の終了を出
力２１で知らせる。ゲート７はチケット番号ｎ＋１ｔ：
持ち請求ｔ−実行する別の代行部の判定ユニットからの
出力１７を待つ。

ゲート７は信号１７及び２２がそろ−うと要求スケジＷ
−−ｙ２に対して装置解放要求２３ｔ−出力する。

このように本実流側の排他制御方式は、タスク間の排他
制御を美男するのに、共有データを特定のメモリセルに
格納して管理するのではなく、複数のタスクからのデー
タの読み書きの要求１つ１つを、各々１つの小プロセス
としてとらえ、前記共有データを前記小プロセス間でそ
の入力及び出力として流れていくデータストリームとし
てとらえ、そのデータの流れを各小プロセスに配付する
チケットによって制御することで最適な効率の排他制御
方式′１＆：災現している。

第２図は本発明の一実施例の排他制御方式における航空
券の予約センタの予約情報の管理を行なっている部分を
示す。

第２図において１本笑施例における予約センタへのアク
セスの方式は、ある便の予約状況を知ることと１客席を
予約することの２通シあるとし。

前者をリード［ＲＥＡＤｌ、後者ライト（ＷＲ，ＩＴＥ
ｎ（ｎは座席数）］で表現することとする。例として、
ある便の総席数を１００として、その便へのアクセス〃
１ １０席予約　（→ＷＲＩＴＥ　１０） 予約状況問いあわせ（→几ＥＡＩ）　）予約状況問いあ
わせ（→几ＥＡＤ） ２０席予約　（→ＷＲＩＴＥ２０） ２０席予約　（→ＷＲＩＴＥ２０） 予約状況問いあわせ（→几ＨＡＤ） の順に非同期に到着した場合を考える。

予約センタのデータ処理装置は最初の問いあわせに対し
、１つの要求実行ユニッ）１−割シあて。

入力として総席数１００と要求〔ＷＲＩＴＥ、１０）と
チケット番号Ｏを渡す。要求実行ユニットは総席数を１
００−１０の９０　にして、チケット番号１ｆ、持つ要
求実行ユニットに９０というデータを渡し、要求を出し
九タスクに対しては、終了信号を送る。チケット番号は
最初の問いあわせは０゜次のＲｇ　Ａ　Ｄ　、几ＥＡＤ
、Ｗ几ＩＴＥには１．その次のＷＲＩＴＥ　に２１最後
の几ＥＡＤに３が与えられる。

チケット番号の意味は、同じ番号を持つ要求ないしはそ
の要求ｔ−実行する要求実行ユニットは同時に処理され
ても矛盾が起らないことを意味する。

チケット番号ｎｆ持り要求解釈ユニットはチケット番号
ｎ−１を持つＷＲＩＴＥ　を実行する要求解釈ユニット
から総席数という入力を受けとるまでは実行を開始出来
ないので一連のチケット番号１゜２．３．・・・の順序
性は保たれる。

第２図ではチケット番号１ｔ−持つ３つの要求解釈ユニ
ットは２つが几ＥＡＤで１つがＷＲＩＴＥであるにもか
かわらず、同時に実行されても無矛盾である。つまシ共
有データを同時に読み書きしていることになる。チケッ
ト番号１を持つライト実行の要求実行ユニットは自分の
処理終了後９゜−２０の７０ｔ−チケット番号２の要求
実行ユニットに対し送る。このとき送信側は７０を受信
する要求実行ユニットが何台存在しているかはわかって
いない。チケット番号２の要求実行ユニットは７０−２
０の５０を次に送る。このように要求実行ユニット間の
データの送受は送夛手側が受け手が不特定多数であり、
誰であるかを認識していないのでブロードキャストとい
う形態をとることになる。

次に本発明の一実施例における共有データの排他制御方
式の７ａ−チャートを説明する。この排他制御方式は大
別して、タスクからの要求を受けつけ要求実行ユニット
に要求分割シあてる唯一の要求受信部と実際に要求を実
行する。１要求に対して１つ割勺あてられる複数個の代
行部に２分出来る。前底要素である要求判定ユニット、
要求スケジュー２．チケットカウンタが要求受信部に相
当し、命令実行ユニットと情報レジスタと判定コ。

ニットが代行部に相当する。

第３図は要求受信部の実行の様子を示す７０−チャート
を示し、第４図は代行部の実行７０−チャ−１示す。第
３図および第４図において、要求受信部では要求解釈ユ
ニット１によって、複数のタスクからの要求をステップ
１０１で判断し。

書き込み要求のときのみ、チケットカウンタ３を１増加
する。要求解釈ユニッ）１は次に、要求の種類（ＲＥＡ
ＤかＷＲＩＴＥ）とチケットカウンタ３の値を組とする
データを生成する。ステップ１０１の後、要求解釈ユニ
ット１のステップ１０２゜１０３の処理と並行して、要
求スケジェ−２２は現在未使用の複数個の代行部中の任
意の１つを選択して複数ある代行部の１つを指す信号を
出力する。この信号によシ、該当する代行部は自分が選
択されたことを知る。命令解釈ユニット１はステップ１
０４で生成したデータをステップ１０５で選択した代行
部に渡す。

第４図の代行部では次の４つのデータが到着するまで実
行は開始出来ない。

１、　要求スケジー−２からの指示信号２　要求解釈ユ
ニットからの要求の種類を示すデータ ３、　チケットカウンタから渡されるチケット化号 ４．３．で割りあてられたチケット番号−１の代行者か
ら送られる情報レジスタの値 前記１．　２．　３．　４のデータがすべて到着すると
ステップ２０５で実行開始される。代行部はステップ２
０６で要求の種類に応じて処理を行なう。

ステップ２０９及び２１０の処理は以下の理由の故に必
要である。

チケット番号ｎｆ持り代行部は自分に割りあてられｔ要
求を終了した後もチケット番号ｎ−１ｔ−持つ不特定多
数の代行部に情報レジスタのデータ金渡す為に存在して
いる必要がある。例えば要求のＩｌｉ’１列が ＷＲＩＴＥ、１（、ＥＡＤ、Ｉｔ、ＢＡＤ、ＷＲＩＴＥ
、ＲＥＡＤ と続いた場合、最初のＷＲＩＴＥのチケット番号ｆｎと
すると、このＷＲＩＴＥ　の要求を処理する代行部は続
く３要求の代行部に対して情報レジスタのデータを保証
しなくてはならない。

チケット番号ｎ＋１を持つＷＲＩＴＥ　処理の代行部は
チケット番号ｎｔ−持つＷＲＩＴＥ　処理の代行部の清
報レジスタの値が不要になったことをチケット番号ｎｔ
−持つＷＲＩ　Ｔ　Ｅ　処理の代行部に知らせる必要が
ある。

ステップ２０８では自分より１つチケット番号が小さい
代行部に送信する。ステップ２１０は自分より１つチケ
ット番号が大きい代行部からの受ｆば待ちである。

ステップ２１１で前記代行部の処理が完全に終了したの
で前記代行部を実行した装置の解放を要求スケジューラ
に要求する。

このように本実施例においてはタスク間で共有データを
並列的に制御することができる。

（発明の効果） 本発明は以上説明したようにタスク間共有データの排他
制御方式を用いると、最大限の並列性を取少出し得るの
で、最大限の効率で共有情報の制御を行なえ、更にデー
タ処理装置を用いると前記排他制御方式を物理的に実現
することが可能とする効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は生産者−消費者問題のアルゴリズム例を７０−
チャートで示す図、第２図は本発明の実施例における共
有情報管理方式の概念的な説明の為の例を示す図％第３
図は本発明の一実施例における共有情報管理方式の受信
部のフローチャートを示す図、第４図は代行部の７０−
チャー）ｆ示す図、第５図は本発明の一実施例共有清報
管理方式を示す図である。 １・・・・・・要求解釈ユニット、２・・・・・・要求
スケジェ−２，３・・・・・・チケットカウンタ、４及
び４０・・・・・・要求実行ユニット、５及び５０・・
・・・・情報レジスタ。 ６及び６０・・・・・・判定ユニット、７・・・・・・
ゲート。 １１、　１２．　１３．　１４．　１５．　１６．　１
７゜１Ｂ、１９．　２０．　２１．　２２．　２３・・
・・・・信号。 〜 斗彦看 適堂者 竿１圀 初」−１１イ：］ｉＬ　ｔａθ 茅２刻 不３頂

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のタスクによって共有されるデータへのアクセス要
   求としてリードとライトｔ−許し、前記複数タスクから
   の非同期かつ順不同の各要求を１つのプロセスとしてと
   らえ、前記共有データを前記プロセス間で次々にその入
   力及び出力として受け渡されていくデータストリームと
   してとらえ、各プロセスの生成時に各プロセスの順序性
   を制御するチケット番号を各プロセスに配付して前記デ
   ータストリームの流れを制御するＣとによシ、前記共有
   データの一貫性を保つ排他制御方式であって。 複数タスクからのリードあるいはライトのアクセス要求
   を一括して受ける要求解釈ユニットと、タスクからの要
   求１つに対してその要求を実行すべく１つ割りあてられ
   、要求の数に対して充分な数だけ存在する複数の要求実
   行ユニットと、前記複数個の要求実行ユニット群のスケ
   ジューリングを行なう要求スケジューラと、前記チケッ
   ト番号を管理するチケットカウンタと、前記要求実行ユ
   ニット間で送受するデータストリームを一時的にバッフ
   ァリングする複数の情報レジスタと、要求果行ユニット
   間でのデータストリームの送受はブロードキャストで行
   なわれるが、自分あてのデータス！−ムのときのみ受信
   する複数の判定ユニットと、ある要求に対して割りあて
   られた要求実行ユニットの解放を指示する信号を受信す
   るのに用いられるゲートとからなることを特徴とするタ
   スク間共有データの排他制御方式。