JPS6049464A - マルチプロセッサ計算機におけるプロセッサ間通信方式 - 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） 本発明はマルチプロセラサンステムにおけるプロセッサ
間の通信を高速に行なう方式に関するものである。

（従来技術） 従来のマルチプロセッサ計算機におけるメツセージ通信
は、送信プロセッサから受信ゾロセッサへメツセージを
送出するのにオペレーティングシステムが介入している
。すなわち、ハードウェアの観点からみると、第１図に
示すようにプロセッサ２はメツセージ３をプロセッサ２
，４の間で共有されているメモリ５に書込み１割込み信
号６をプロセッサ４に送る。このため、メモリ書込みや
割込み処理の実行にオペレーティング７ステムの介入を
必要とする。従って、プロセッサ間通信に時間がかがシ
、仕事の性質によってはマルチプロセッサの利点を生か
せないという欠点があった。

例えば、第２図に示す行列の積を計算する仕事において
、第３図の処理を一単位として各プロセッサに割当て、
第４図に示すように各プロセッサを結合するものである
。この処理では、左側及び上側から行列の要素を供給し
、各プロセッサはこれらの積をとシ、内部の値に加算し
、供給された要素を各々下側と右側のプロセッサにその
まま伝える。これによシ行列の各要素の値はプロセッサ
Ｐ（ｉ、ｊ）でめられる。この方法は１つの仕事を複数
のプロセッサによって並列にかっツクイブライン的に高
速処理することをねらったものである。

しかしながら、従来のマルチプロセッサ方式では、ゾロ
セッサ間通信にオーバヘッドが多いため、このように１
つの仕事を細く分けて並列に処理するには適しておらず
、従ってユーザの仕事は１プロセスとして逐次的に処理
せざるを得なかった。

（発明の目的） 本発明の目的はこれら・の欠点を除去する為、ノロセッ
サ間のデータ転送を専用のハードウェアで行なうことに
よってデータ転送のオーバヘッドを減少させ、ユーザレ
ベルで複数のプロセッサによって仕事を高速に処理でき
るようにしたものであり、以下詳細に鮮明する。

（発明の構成） 本発明は、複数のプロセッサを有し該複数のプロセッサ
間のデータの通信をデータ部と該データの転送アドレス
部とを有するトークンを介して行ない、各プロセッサに
おいて他のプロセッサから送られてくるデータを用いて
処理する場合に各データに対応して設けられる入力検査
命令によってデータ到着の検査を行なうマルチゾロセッ
サ計算機におけるプロセッサ間通信方式であって、各ゾ
ロセッサにおいて各命令の一定実行サイクル毎にトーク
ン入力部に前記トークンが到着しているか否かを調べ前
記トークンが到着した場合に該トークンが目的とする前
記入力検査命令のオペランドによって示される記憶部へ
前記トークンが運んできたデータを格納するとともに前
記入力検査命令に対応するデータが到着した旨の情報を
記憶し、更に各プロセッサにおける前記入力検査命令実
行時において前記対応するデータ到着情報によりデータ
到着の有無を調べ、以後の命令において前記記憶され−
ているデータを用いることを特徴とするマルチプロセッ
サ計算機におけるゾロセ、ツサ間通信方式である。

（第１の実施例） まず、本発明に係るマルチプロセッサ計算機の概要を第
５図、第６図、第７図にて説明する。第５図において、
７はゾロセッサ、８はネットワークでラシ、各プロセッ
サ７はネットワーク８で互いに接続されている。プロセ
ッサ間の通信は、送信側のプロセッサ７から受信側のプ
ロセッサ７ヘネソトワーク８を介しトークンと呼ばれる
データパケットを送ることによって行われる。第６図は
トークン９の内容を説明するものであり、ＰＮは受信先
の目的とするプロセッサ番号、ＣＡは受信プロセッサ内
の目的とする命令コードのアドレス、ＶＡＬはトークン
９が運ぶ値である。第７図はプロセッサ７の概要を示す
ブロック図であシ、１３はトークン入力部、１４は＊Ｕ
御部、１５は演算部である。他のプロセッサ７からのデ
ータはトークン９によりネットワーク８を介して受信側
ゾロセッサ７のトークン入力部１３に到着し、制御部１
４と演算部１５によって処理されるものである。以下、
第８図を用いてトークン入力部１３と制御部１４の構成
ならびに動作を説明する。

第８図において、１６は運ばれてきたトークン９を一時
保持する入力レジスタでｆ）、９、ＣＡを保持するＣＡ
Ａｌ２ＯびＶＡＬを保持するＶＡＬＡｌＢ１２構成され
る。ＰＣ１９は通常の計算機におけるプログラムカウン
タに相当するものである。５ＰＣ２０はＰＣ１９の値を
一時退避するのに用いられる。

２１はコード部２２とＡビット２３から構成されるコー
ドメモリであシ、コード部２２は命令コードを格納し、
Ａピット２３は命令コードに対するオペランドの有効、
無効を示す。これらの詳しい説明は後述する。２４は入
力レジスタ１６のＣＡＡｌ２Ｏ保持されている値とＰＣ
ｌ３の値が等しいかどうか検査する比較器である。２５
はコードメモリ２１の命令によって操作されるデータを
保持するデータメモリであシ、２６は入力されてくるト
ークン９のＶＡＬを保持するための入力バッファメモリ
である。又、２７は各種のデータをトークン入力部１３
及び制御部１４内で扱うとともに演算部１５へ送るデー
タバスである。（Ａはアドレス入力、Ｄはデータ入出力
を意味する）本発明に係る計算機は演算命令、データ移
動命令のような通常命令と、特有の命令として入力検査
命令（以後Ｃ［ＩＮ命令と記す）を有する。Ｃ［Ｉ　Ｎ
命令はプロセッサが他のプロセッサから送られてぐる値
（データ）を用いる命令の直前におかれ、当該プロセッ
サが他のプロセッサから送られてくるデータを用いるに
当って該データが到着しているか否かを調べる命令であ
る。そして他のプロセッサから送られてくる全てのトー
クンは該トークン９の値を用いる命令の直前におかれる
ｃＨＫＩＮ命令に送られてくる。すなわち、トークン９
の命令コードアドレスＣＡはそのトークンが運んでいる
値ＶＡＬを必要としているプロセッサ内のＣ［ＩＮ命令
のアドレスを表わしてくる。ＣＨＩＮ命令のオペランド
部はデータメモリ２５のセルのアドレスを示しておシ、
そのセルにはそのＣＨＫＩＮ命令で用いる入力バッファ
メモリ２６中の領域の先頭アドレスが格納されている。

ＣＨＩＮ命令の対応するＡビットが１のとき、そのＣＨ
ＫＩＮ命令でチェックすべき他のプロセッサからのデー
タは既に到着しておシ、そのデータは入力バッファメモ
リ２６中に蓄えられていることを示し、Ａビットが０の
ときそのＣＩ（ＫＩＮ命令でチェックすべき他グロセッ
サからのデータはまだ到着していないことを示す。第９
図はＣ［ＩＮ命令の説明図であり、コードメモリ２１中
にプログラムが格納されておシ、そのシワグラム中の最
初（７）　ＣＨＫＩＮ命令のオペランドＭ１はデータメ
モリ２５のアドレスを示し、該アドレスの内容が他のプ
ロセッサから送られてくるデータの入力バッファメモリ
２６への格納アドレスを表わす。又本ＣＨＫＩＮ命令の
Ａビット２３は１となっているので、入力バッファメモ
リ２６中にはデータが既に到着しておシ、以下のプログ
ラムで該データが使用出来ることを示している。２番目
のＣＨＫＩＮ命令はＡビットがＯであるため、該ＣＨＫ
１．Ｎ命令がチェックするデータは他のプロセッサから
まだ到着していないことを示す。

次に命令の実行過程ならびにトークン、入力部１３、制
御部１４の動作を第８図と第１０図に従って説明する。

ＣＨＫＩＮ命令以外の通常命令の場合はその命令を実行
し、プログラムカウンタＰＣ１９を１すすめる。又飛越
命令の場合はオペランド部で指定された値をＰＣｌ３に
入れる。そして、ＰＣｌ３で指定された次の命令の実行
に移る前にレジスタ１６に他のプロセッサからトークン
９が送られて来ているか否かを制御部が調べる。（第８
図にはこの動作を行う部分は省略しである。）トークン
９が送られて来ている場合はＰＣｌ３の値をＳＰＣ２０
へ退避し、入力レジスタ１６のＣＡＡｌ２Ｏ値をＰＣｌ
３に設定する。この時アクセスされるコードメモリ２１
の命令はＣＡＡｌ２Ｏよって指定されたＣＨＫＩＮ命令
でアシ、この命令に対応するＡビット２３を調べる。Ａ
ビット２３が０の場合は入力レジスタ１６のＶＡＬＡｌ
Ｂ１２をそのＣ［ＩＮ命令で用いられる入力バッファメ
モリ２６に書き込み、Ａビット２３を１とする。Ａビッ
ト２３が１の場合は入力バッファメモリ２６に入力レジ
スタ１６のＶＡＬＡｌＢ１２をキー−の形で追加する。

以上の操作を行なった後、入力レジスタ１６をりリアし
、次のトークン９を入力可能にするとともに、ＳＰＣ２
０に退避してアったプログラムアドレスをＰＣｌ３に復
帰し、処理を続行する。

次にＣ［ＩＮ命令の実行過程について説明する。

はじめにＡビット２３を調べ、該Ａビット２３が１にセ
ットされている場合は、用い名べき他プロセツサからの
データ（値）が既に到着している為、ＰＣｌ３を１つ進
めて次の命令の実行に移る。Ａピット２３がＯの場合は
、用いるべき他プロセツサからのデータ（値）がまだ到
着していない為、ＰＣｌ３はそのＣＨＫＩＮ命令のアド
レスを保持したまま一時停止の状態に入る。この状態の
とき、入力レジスタ１６には他プロセツサからトークン
９が次次と送られてくるであろうから、それらを前述の
通常命令の処理過程で述べた手法で同様に入カバ、ファ
メモリ２６に格納する。そしてこれらの処理において、
もし、入力レジスタ１６にセットされたＣＡＡｌ２Ｏ値
と、現在一時停止しているＰＣｌ９の値の一致が比較器
２４によって検出された場合は、ＶＡＬＡｌＢ１２力バ
ッファメモリ２６に取シ入れると同時に、ＰＣｌ３を１
進めて処理を再開する。

以上説明したように、トークン９の値は各ＣＨＩＮ命令
毎に入力バッファメモリ２６内にキューの形で蓄積され
る。一方、このキュー中の値を使い終った場合には対応
するＡビット２３をＯとする必要がある。この操作をＲ
ＥＭＯＶＥ命令で行なう。

ＲＥＭＯＶＥ命令は第１１図に示す流れ図に従い、入力
バッファメモリ２６のキューの先頭の値をキューから外
ずすとともに、もしキューに値が存在しなくなった場合
にはＡビット２３をＯとする。

−例として、他プロセツサから送られて来た値に５を加
えるプログラムを第１２図に示す。プログラム命令はコ
ードメモリ２１に格納され、他プロセツサから転送され
てきたデータ（値）は入力／々ツファメモリ２６に格納
される。同図において、命令２８によシデータメモリ２
５中のセルＮに値５を入れ、命令３０によシ入力／％”
ラフアメモリ２６中のキュー３１に値が到着しているか
否かを検査する。命令３２によシメモリセルＮとキュー
３１の先頭セル３３とを加算する。命令３２において、
（Ｍ）はデータメモリ２５のセルＭを介して入力バッフ
ァメモリ２６中のキュー３１の先頭セル３３をアクセス
する間接アドレッシングであることを示す。そして、最
後に命令３４において計算に用いたデータ（値）をキュ
ー３１から外している。又キュー３１に残っている値は
、プログラムの制御が再びこの部分に移って来た時に用
いられる。

以上説明したように、第１の実施例ではプロセッサ間の
データ転送において、オペレーティングシステムの介入
なしにデータをトークンとして相手プロセッサ内のデー
タ待合せ命令（ＣＨＫＩＮ命令）に直接送っており、該
データを用いるプロセッサではＣ［ＩＮ命令によってデ
ータ到着の有無を調べて処理している為、データ転送に
よるオーバヘッドが少なく、広範囲の並列処理に適して
いるという利点がある。

（第２の実施例） 第１の実施例では、例えば第４図の並列処理において第
３図の処理単位毎にプロセッサを１台づつ割当てる方式
を用いていた。しかしながら、一般には処理単位の数だ
けゾロセッサが提供されているとは限らず、１台のゾロ
セッサに複数の処理単位を割当てる必要がある。第２の
実施例では以上の問題点を解決するための方式を示す。

この方式では、１プロセツサが受けもつ複数の処理単位
には１から順次番号が付与されており、各処理単位はこ
の処理単位番号によシ区別される。

第１３図に第２の実施例におけるトークン１０の形式を
示す。トークン１０のＰＩＤフィールドはそのトークン
１０が目的とするゾロセッサ内の処理単位の番号を表わ
しておシ、他のフィールドは第６図と同じ機能を有する
。第１４図は第２の実施例におけるゾロセッサの概要を
示したものである。第１の実施例との相違点は、ＰＣテ
ーブル３２とＰＩＤキュー３８を有していること、なら
びに入力レジスタ３６にＰＩＤ部３９を有していること
である。ＰＣテーブル−３７は入力レジスタ３６のＰＩ
Ｄ部３９あるいはＰＩＤキュー３８の出力、すなわち処
理単位番号をアドレス入力とするメモリで、各処理単位
のプログラムカウンタＰＣ１９の内容を保持する機能を
有する。ＰＩＤキュー３８は実行可能な処理単位の番号
を保持するためのキューである。

命令の実行過程について第１４図、第１５図を用いて説
明する。通常命令の場合は、命令を実行しＰＣ１９の更
新の後、入力レジスタ３６にトークン１０が到着してい
るか否かを検査する。トークン１０が到着している場合
には、ＰＣｌ３の内容をＳＰＣ２０に退避し、トークン
１０のＰＩＤで指定されている処理単位のプログラムカ
ウンタの値をＰＣテーフ゛ル３７から読出し、’ＰＣ１
９ヘセットスる。次にそのＡビット２３の値を検査し、
０の場合にはＡビット２３を１にセットするとともにＰ
Ｃｌ３とＣＡＡｌＯ２一致するか否かを□比較器２４で
検査する。一致した場合は、このトークン１０の処理単
位がいままでＣＡＡｌＯ２指定されたＣＨＫＩＮ命令で
データ待ちのため停止状態になっていたことを示し、か
つ、このトークン１０の到１着で実行可能になったこと
を示している。従って、この処理単位の番号をＰＩＤキ
ュー３８に、ＶＡＬ部４１を入カバソファメモリ２６に
入れ該処理単位が実行可能状態になったことをセットす
る。そして、ＳＰＣ２０からＰＣ１９へ退避していたプ
ログラムアドレスを復帰し、中断されていた処理単位の
実行を再開する。ＰＣＪ　９とＣＡＡｌＯ２一致しない
場合は、該処理単位がいまだ実行可能状態となっていな
い為、ｖＡＬ部４１を入力バッファメモリ２６に格納す
るのみで、中断していた処理単位の実行に移る。

次に、ＣＨＫＩＮ命令の実行過程について説明する。

まず該ＣＩ（ＫＩＮ命令に対応するＡビット２３を調べ
、セットされている場合はデータが揃っていることを示
しているので、ＰＣｌ３を１進めて次の命令の実行に移
る。Ａビット２３がセットされていない場合は、とのＣ
ＨＫ　ＩＮ命令にはデータが到着していないので、この
処理単位はデータの到着まで実行できないことを示す。

従って、現在のＰＣｌ３の内容、すなわちＣＨＩＮ命令
のアドレスをＰＣテーブル３７に書き込む。そして、Ｐ
ＩＤキュー３８から新たに処理可能な処理単位を読み出
し、ＰＣテーブル３７のアドレス入力とする。これによ
シ、ＰＣテーブル３７から新たに実行可能な処理単位の
コードメモリ２１のアドレスをＰＣ１９にロードし、実
行をはじめる。そして、上記動作を順次繰返すことによ
シ、他の複数のプロセッサから送られるデータを用いて
、１つのゾロセッサで複数の処理プログラムをマルチで
実行することができる。

以上説明したように、第２の実施例では１台のプロセッ
サに複数の処理単位を割当て、それらを実行時間及び実
行可能性にもとづき動的に処理している。従って、プロ
セッサの数による物理的制限を受けることなく、応用プ
ログラム中の並列性を取扱うことが可能となり、広範囲
の並列処理に適しているという利点がある。

（発明の効果） 本発明は、複数のプロセッサを用いた並列処理において
、プロセッサの同期を直接的にノ・−ドウエアで実現し
プロセッサ間のデータ転送を行っているので、プロセッ
サ間通信のオーバヘッドが少ないという利点がある。従
って、広範囲の並列処理を実現することが可能であシ、
現在、ベクトルプロセッサ、アレイプロセッサ等が用い
られている分野はもとよシ、論理７ユミレー７ヨンや記
号処理の分野に利用することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来のマルチゾロセッサの構成例を示すブロッ
ク図、第２図はプロセッサが処理する仕事の一例として
行列の積を表わす説明図、第３図は行列の積における１
つの処理単位を示す説明図、第４図は行列の積の並列処
理側を示す説明図、第５図は本発明を説明するためのシ
ステム構成概略図、第６図は第１の実施例におけるトー
クン９の形式を示す説明図、第７図はプロセッサ７の概
要を示すブロック図、第８図はトークン入力部１３と制
御部１４の構成図、第９図はＣ［ＩＮ命令の説明図、第
１０図は命令の実行過程を説明するフローチャート、第
１１図はＲＥＭＯＶＥ命令を説明するフローチャート、
第１２図はコードメモリ２１に格納されたグロダラム例
の実行方法を示す説明図、第１３図は第２の実施例にお
けるトークン１０ｖ。 形式を示す説明図、第１４図は第２の実施例におけるト
ークン入力部と制御部の構成図、第１５図は第２の実施
例における命令の実行過程を説明するフローチャートで
ある。 ７・・・プロセッサ、８・・・−ネットワーク、’　９
　、１０・・・トークン、１３・・・トークン入力部、
１４・・・制御部、１５・・・演算部、１６．３６・・
・入力レジスタ、ｌ　７　、４　（７−ＣＡ部、１８　
、４１　・ＶＡＬ部、１９−・・ＰＣ，２０・・・ＳＰ
Ｃ，２１・・・コードメモリ、２２・・・コード部、２
３・・・Ａビット、２４・・比較器、２５・・・データ
メモリ、２６・・・入力バッファメモリ、２７・・・デ
ータバス、２Ｂ、３０．３２．３４・・・コードメモリ
２１に格納された命令、３１・・・入力バッファメモリ
２６のデータ格納用キー−１３７・・・ｐｃテーブル、
３８・・・ＰＩＤキュー。 第１図 第２図 第３図 −３５； 第４図 ｂｒｕ　ｂｎｚ’　ｂｎｎ 第９図 第１０ＦＩＪ 第１１ｖＡ 手続補正書輸発） １．事件の表示 昭和５８年　特　許　願第１５７１９５号２、発明の名
称 事件との関係　特許出願人 住　所（〒１０５・）　東京都港区虎ノ門１丁目７番１
２号４、代理人 住　所（〒１０５）　東京都港区虎ノ門１丁目７査１２
号６補正の内容 （１）　明細書中「特許請求の範囲」の欄を別紙のとお
り補正する。 （２）同書第８頁第１５行目に「表わしてくる。」とあ
るのを「表わしている。」と補正する。 （３）同書第１６頁第９行目に「格納するのみで、」と
あるのを「格納し、Ａビットが００ときは１とするのみ
で、」と補正する。 別　厭 ２、特許請求の範囲 複数のプロセッサを有し該複数のプロセッサ間のデータ
の通信をデータ部と該データの転送アドレス部とを有す
るトークンを介して行ない、各ゾロセッサにおいて他の
ノロセッサから送られてくるデータを用−いて処理する
場合に各データに対応して設けられる入力検査命令によ
ってデータ到着の検査を行なうマルチゾロセッサ計算機
におけるゾロセッサ間通信方式であって、各プロセッサ
において各命令の一定実行サイクル毎にトークン入力部
に前記トークンが到着しているか否かを調べ前記トーク
ンが到達した場合に該トークンが目的とする前記入力検
査命令のオペランドによって示される記憶部へ前記トー
クンが運んできたデータを格納するとともに前記入力検
査命令に対応するデータが到着した旨の情報を記憶し、
更に各プロセッサにおける前記入力検査命令実行時にお
いて前記対応するデータ到着情報によりデータ到着の有
無を調べ、以後の命令において前記記憶されているデー
タを用いることを特徴とするマルチプロセッサ計算機に
おけるゾロセッサ間通信方式。 （２）トークンの転送アドレス部としてプロセッサアド
レスと入力検査命令のアドレスを含み、複数のプロセッ
サ各々が１つの処理単位を実行できることを特徴とする
特許請求の範囲第１項記載のマルチプロセッサ計算機に
おけるプロセッサ間通信方式。 （３）トークンの転送アドレス部としてゾロセッサアド
レスと入力検査命令のアドレスと処理単位番号を含み、
複数のプロセッサ各々が複数の処理単位を実行できるこ
とを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のマルチプロ
セッサ計算機におけるゾロセンサ間通信方式。 −３（

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 複数のゾロセッサを有し該複数のプロセッサ間のデータ
   の通信をデータ部と該データの転送アドレス部とを有す
   るトークンを介して行ない、各プロセッサにおいて他の
   プロセッサから送られてくるデータを用いて処理する場
   合に各データに対応して設けられる入力検査命令によっ
   てデータ到着の検査を行なうマルチプロセッサ計算機に
   おけるプロセッサ間通信方式であって、各ゾロセッサに
   おいて各命令の一定実行サイクル毎にトークン入力部に
   前記トークンが到着しているか否かを調べ前記トークン
   が到着した場合に該トークンが目的とする前記入力検査
   命令のオペランドによって示される記憶部へ前記トーク
   ンが運んできたデータを格納するとともに前記入力検査
   命令に対応するデータが到着した旨の情報を記憶し、更
   に各ゾロセッサにおける前記入力検査命令実行時におい
   て前記対応するデータ到着情報によシデータ到着の有無
   を調べ、以後の命令において前記記憶されているデータ
   を用いることを特徴とするマルチゾロセッサ計算機にお
   けるプロセッサ間通信方式。 （２）トークンの転送アドレス部としてプロセッサアド
   レスと入力検査命令のアドレスを含み、複数のプロセッ
   サ各々が１つの処理単位を実行できることを特徴とする
   特許請求の範囲第１項記載のマルチゾロセッサ計算機に
   おけるゾロセッサ間通信方式。 （３）トークンの転送アドレス部としてプロセッサアド
   レスと入力検査命令のアドレスと処理単位番号を含み、
   複数のプロセッサ各々か複数の処理単位を実行できるこ
   とを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のマルチゾロ
   セッサ計算機におけるプロセッサ間通信方式。