JPS6079460A - 密結合多重演算装置における制御方式 - 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】 発明の属する技術分野 本発明はマルチプロセッシングにち・ける情報処理方式
、具体的には複数の密結合多才【演算装置間での主記憶
装置上に格納された共通データの弁開／更新を逐次化す
る制御方式に関する。

従来技術 主記憶装置を複数台の演算装置で共鳴し処理を行うマル
チプロセシングはシステムの処理能力の向上と烏信頼性
を確保する点で効果のある処理方式である。マルチプロ
セシング少のもとでは一元的な処理を行うために複数の
演算装置間での連絡機能を必要とする。該機能の一つと
して複数の演算装置が主記憶上に格納された共通データ
を参照／更新する場合、一方の演算装置が該データの参
照／更新を終了するまで、他方の演算装置の該データの
参照／更新を一時的に抑止する機構が必要である。マル
チプロセシングでは、演算装置間で主記憶装置上にある
共通データを競合して使用するケースは随所にある。例
えば、ＣＰＵとチャネルまたはＣＰＵとＣＰＵにおいて
である。特にＣＰＵとＣＰＵについて処理を逐次化する
機構は２つのタイプに分類できる。第１のタイプは第２
図に示されるようなサスペンドφタイプと呼ばれるもの
である。ＬＯＣＫは一つのオペランドを有する命令であ
り主記憶のある番地を指定する。この番地は共用テーブ
ル等のある特定のリソースに対応づけられている。ＬＯ
ＣＫ命令はそのオペランドにより指定される番地の内容
を取り出しそれの特定ビットを調へてもしゝ０“であれ
ばそのビットを１１“に変えて元のところへ格納し、Ｌ
ＯＣＫ命令につづく命令を実行する。もし、そのビット
がすでに２１“であれば、指定された番地の内容は変え
ずに割込みを発生する。この割込みによって管理プログ
ラムに制御が移り割込みが発生したタスクの実行を中断
（サスペンド）させて待ち（ウェイト）状態に置き、他
のタスクに制御を移す。

ＵＮＬＯＣＫはＬ　ＯＣＫ命令と対をなす命令であり、
オペランドに指定される番地の内容を取り出し、それの
特定ビットを調べてもしゝ１“であればそのビットを１
０“に変えて元のところへ格納し割込みを発生する。こ
の割込みによって管理プログラムはこのリソースのため
にウェイトしている１タスクを実行可能状態に置いた後
、割込みが発生したタスクのＵＮＬＯＣＫ命令につづく
命令ヘリターンし実行を継続させる。もしその特定ビッ
トが１０“であればエラーであるので割込みの発生によ
って管理プログラムはこのタスクをアポートさせる等の
処置を行うことができる。本例では第１の演算装置５上
で実行しているタスクｌがリソースＡを先に確保したた
めに、第２の演算装置６上で実行に入った状態が示され
ている。第２の演算装［６はその間、他のタスクを実行
しており遊びはない。

オーバヘッドを少なくするために割込みをできるだけ発
生させない方法も考案されている。ＵＮＬＯＣＫ命令で
はオペランドに指定される番地の内容の特定ビットを無
条件にＶ″０“に変えて元のところに格納し割込みは発
生させない。したがって、サスペンド−ロックのタスク
の実行開始は、通常のタスクへの演算装置割当て（ディ
スパッチング）と同じに扱われることになり、実行開始
した時点で再ひサスペンド・ロックとなる可能性は存在
する。その他にＬＯＣＫ命令とＵＮＬＯＣＫ命令のオペ
ランドにより指定される飴（ロック・ワード）またはそ
の特定ビット（ロック・ビット）は、対応するリソース
が使用されているか否かの情報だけでなく、使用待ちタ
スク数のカウンタとする方法がある。カウンタ′ＸＯ“
が未使用、ｖ′１“が使用中、′２“以上が使用待ちタ
スク数＋１を表わす。ＬＯＣＫ命令はカウンタに１“を
加え結果がゝゝ２“以上ならば割込みを発生する。υＮ
Ｌ　ＯＣＫ命令はカウンタからゝ１“を減じ、結果が１
１“以上ならば割込みを発生する。割込みによって管理
プログラムはそれぞれタスクをサスペンド・ロックさせ
たシ、ロックによりウェイトしているタスクから一つの
再実行させたりする。

Ｕ　Ｎ′Ｌ　ＯＣＫ命令でカウンタ減算の結果がゝゝｌ
“以上のケースが希れであれは割込み社かなり防ぐこと
ができる。さらに別の方法、ＬＯＣＫ命令とＵＮＬＯＣ
Ｋ命令では割込みを一切発生させずタスク自身に制御を
任せてしまうことも考えられる。

すなわち、ＬＯＣＫ命令ではオペランドに指定されるロ
ック・ビットを調べ′Ｘ″０“であれはそのビットを“
ｌ“に変えて元のところへ格納し、固定数番地先へ分岐
し処理を続行する。もし２１“であれはＬＯＣＫ命令に
つづく命令を実行する。この命令から固定数番地先の直
前までの一連の命令祉一定時間そのタスク自身の制御を
放棄し後刻制御を得°Ｃから再びＬＯＣＫ命令へ分岐す
る動作をする様なものを並べる。ＵＮＬＯＣＫ１ｆ６令
ではオペランドに指定されたロック−ビットを無条件に
“０“に変えるだけで良い。なお算ツク・ワードまたは
ロック・ビットは′Ｘｏ“をロック・オンとしゝゝ０“
以外をロック・オフとして逐次制御することもでき、こ
れは以降の説明でも同様である。

ハードウェアの機構としては、ＬＯＣＫ命令とＵＮＬＯ
ｅＫ命令であり、それぞれの動作過程が一つの命令でで
きること、動作中は演算装置内蔵のキャッシュをバイパ
スすることそして途中に割込みを一切許さないことが必
要である。

サスペンドタイプの性徴としＣは、リソースを確保して
いる時間には方式上制限がない、演算装置に待ちによる
遊びがない、マルチプロセッシングだけでなくユニプロ
セッシングにもタスクで共通に参照／更新されるリソー
ス管理とし°Ｃ使用できる点である。

第２のタイプはスピン・タイプと呼ばれるものであり、
第３図に例を示す。スピン・タイプはサスペンド−タイ
プと同様にマルチプロセッシングにおけるタスク間での
リソースの逐次使用を制御するのに広く利用できるが、
スピン・ロックの競合は後述するように演算処置の並行
処理性を減少させることから、タスク自身を制御するノ
ン・タスク部のルーチンで主として利用される。一連の
タスクあるいはルーチンを構成する手続きが演算装置で
実行されているときその軌跡をプロセスと呼ぶ。

ＬＯＣＫ命令は二つのオペランドを有する命令定のリソ
ースに対応づけられている。第２オペラ／ドの番地は飛
び先を指定する。ＬＯＣＫ命令は第１オペランドによシ
指定されるロック・ワード／ビットを調べＣもしロック
・オフであればオンに変えて元のところへ格納しＬＯＣ
Ｋ命令につづく命令を実行する。もしすでにロック・ワ
ード／ビットがすでにロック・オンであれば何も変えず
に第２オペランドの番地へ分岐する。ロック・ワード／
ビットの読み出しと書き込みは演算装置内蔵のキャシュ
をバイパスして行われ、命令動作途中で割込みは起こら
ないようにしている。

ＵＮＬＯＣＫ命令はオペランドに指されるロック・ワー
ド／ビットを無条件にロック・オフに変える。

本例では第１の演算装置Ｓ上で実行し°Ｃいるプロセス
ｌがリソースＡを先に確保したため第２の演算装置６上
で実行しＣいたプロセスｍはＢ番地へ分岐する。Ｂ番地
は全ての演算装置６上のリソース待ちルーチンの入口点
であり再帰的プログラム構造を有している。ここでは、
一定時間リソースＡが解放されるまでループし、解放さ
れたならは直ちにプロセスｍへ制御を移す。プロセスｍ
は再度ＬＯＣＫ命令によってリソースＡを確保する。

一定時間待っＣもリソースＡが解放されなければエラー
、である。リソース待ちルーチンでＬＯＣＫ命令によっ
てリソースＡが使用中かどうか調べることにすればプロ
セスｍへ制御を移した時点で再度ＬＯＣＫ命令を出す必
要をなくすことができる。

スピン・タイプは演算装置自身が制御上ループしＣ待ち
合わせる、すなわちスピンするため利用土煙つかの制約
を付けるのが普通である。異常検出のためにスピンして
いる時間を有限とするにはプロセスがリソースを確保し
′Ｃいる間を割込み禁止とする必要がある。演算装置に
は割込み禁止で連続し゛τ動作する時間に演算装置固有
の処理性能に見合う程度の時間制限を設けるのが普通で
あるのでスピンし′Ｃいる時間の最大値はその制限値ま
でである。一方の演算装置にてスピンしていたプロセス
が既に幾つかのリソースを確保していた場合で、他方の
演算装置でのプロセスがそのリソースを確保しようとし
た時ロック競合よシブラドロックになる可能性を有する
。これを避けるため、スピンタイプではロックの確保と
解放の順番に一定の規則を設けている。例えば、リソー
ス名のアルファベット類にロックを確保しかつ解放する
等である。スピンタイプはユニプロセッシングでは意味
を持たないがリソース確保中割込み禁止とし′Ｃいる点
でユニプロセッシングにおいてスピンせずに参照／更新
を逐次化する手段はある。

サスペンド・タイプとスピン・タイプの中にはハードウ
ェア機構であるＬＯＣＫ命令とＵＮＬＯＣＫ命令を７ア
ームウエアで制御し、ソフトウェアに対してはＥＮＱ／
１）ＥＱマクロ命令、あるいはセマフォ制御命令として
みせリソース使用の逐次操作を行うものもある。

マルチプロセッシングにおける逐次化手法の最大の問題
点は、枚数の演算装置のうち一方がロックを確保したま
ま停止したとき他方の演算装置がルーフないしウェイト
状態となり、結局システム全体の処理が進行しなくなっ
てしまうことである。

一般に、タスク実行途中の演算装置停止は、他の演算装
置上の管理プログラムによって該タスクをアポートする
か、該タスクの処理上都合の良い区切り点まで逆に戻し
、再実行させることを行う。

該タスクがロックを確保中であれば、演算装置停止時に
他の演算装置を使って矛盾なく処理を行うことは非常に
難しい。タスクをアポートさせる場合は、アポート時の
後処理で区切り点まで逆に戻す場合は戻す前処理で、ロ
ックを解放するとともに該ロック・ワード／ビットに対
応するリソースの状態を確保以前にまで戻さなければな
らないからである。管理プログラムの基本部であるルー
チンではアポートはシステｌトダウンを意味し、かつ、
他のプログラムによって処理を戻すということすらでき
ないので通常システム−ダウンとしている。

このために、マルチプロセッシングでは、タスクあるい
はルーチンにリソースを使用するロック操作の段階で参
照／更新前の該リソースの情報を自己管理のもとて適当
な主記憶上の領域に退避することと前記停止による回復
処理、すなわち、該リソースを退避した情報によって使
用前の状態に戻し、ロックを解放する機能を入れ、一方
の演算装置停止時に、他方の演算装置上で次々と前記タ
スクあるいはルーチンの回復処理を行なわせることによ
っＣ正しく処理を継続させる方式が考案されている。

しかし、従来の方式では逐次処理の必要な全てのリソー
スに対してロック操作を行う全てのタスクあるいはルー
チンのモジュールに前記考慮を行なわせなけれはならず
プログラムの量的規模が大きくなる点と、リソースを使
用前の状態に戻すことができない場合もあり、完全には
回復処理ができないという欠点がある。

発明の目的 本発明の目的はロック操作による共用リソースの逐次化
使用の機構を有するマルチプロセシングのもとで、マル
チプロセシングを構成する如何なる演算装置が、如何な
る処理をし°Ｃいても任意の時点に任意の演算装置をマ
ルチプロセシング全体の処理を間断なく継続させること
を前提として停止させることができるようにした密結合
多重演算装置における制御方式を提供することにある。

発明の構成 本発明の方式は共通プログラムおよび共通データを記憶
する主記憶装置と、 この主記憶装置の前記共通プログラムの参照および前記
共通データの参照／更新を行なう第１の演算処理装置と
、 前記第１の演算処理装置による前記主記憶装置の前記共
通プログラムの参照および前記共通データの参照／更新
中前記共通プログラムの参照および前記共通データの参
照／更新の終了を待ち合わせる第２の演算処理装置とを
備えた密結合多重演算装置における制御方式におい′Ｃ
１ クロックの停止した演算処理装置をｂ田怠する第１の装
置記憶手段と、 クロック停止演算処理装置からのクロック停止通知をＢ
ピ憶する停止通知記憶手段と、処理を一時中断した演算
処理装置を記憶する第２の装置記憶手段と、 処理を一時中断した演算処理装置の継続処理を再開させ
る処理再開手段とを有し、 前記第２の装置記憶手段と１記処理再開手段とを組み合
わせ使用することによって前記第１の装置記憶手段によ
る演算処理装置の中断した処理と前記停止通知記憶手段
による演算処理装置の処理を、前記停止通知記憶手段に
よる演算処理装置において前記共通プログラムの参照お
よび前記共通テークの参照／更新の競合がなくなるまで
交互に実行することを特徴とする。

発明の実施例 次に本発明について図面を参照し゛Ｃ詳細に説明する。

第１図を参照すると本発明の一実施例は、主記憶装置１
．複数の演算処理装置３．チャネル制御装置４、および
これら各装置１〜３に接続される構成制御装置２を含む
。

このシステムは演算装置３とチャネル制御装置４との間
で主記憶装置１の参照を逐次化する機構を有しており、
かつ複数の演算装置３０間でも前記逐次化の機構を有し
てい′Ｃ複数の演算装置に関する前記機構はＬＯＯＫ／
ＵＮＬＯＣＫと呼ぶ二つの命令からなり、複数の演算装
置３のうちの一つを緊急に停止させる必要が発生したと
き停止すべき演算装置へ内部割込を発生させる機構と、
停止する演算装置の５ＴＯＰ命令実命令文り複数の演算
装置の一つに停止したことを知らせる外部割込を発生さ
せる機構とを有する。前記内部割込が発生した場合特定
演ｑ、装置の処理が中断したことを主記憶装置上に記憶
し、中断した時点の演算装置のレジスタ情報を主記憶装
置上に退避し停止する演算装置を仮想化することを主記
憶装置上に記憶する。５ＴＯＰ命令の実行により、前記
演算装置は停止するとともに他の一つの演算装置に外部
割込を発生させ該外部割込を受付けた演算装置は、仮想
化した演算装置を肩替りする実演算装置であることを主
記憶装置上に記憶し、直ちに仮想演算装置の実行に入る
。すなわち、自らの処理を中断させるために、処理が中
断したことを主記憶装置上に記憶し、中断した時点の演
狗装置のレジスタ情報を主記憶上に退避し、仮想演算装
置の処理の中断が解除されたことを主記憶上に反映し、
中断した時点の仮想演算装置の退避したレジスタを実演
算装置に復元することによって処理を再開させる。これ
以降、仮想化された演算装置と肩替りする実演算装置の
間でロック競合が発生した時点で後からロックしてルー
プまたはウェイトした演算装置の処理を前記手段で中断
させ先にロックしたままにて中断していた演算装置を前
記手段で再開処理させデッドロックを回避しつつ全体の
処理を継続させる。一つの演算装置で二つの演算装置の
処理をロック競合の状況によって次々と切替して処理を
進行するのは管理プログラムにて演算装置をディスパッ
チングする時点で処理を中断している演算装置が無くな
るまでとする。前記処理と関係のない第三以上の演算装
置間のロック競合は、それらの間で解決させるのは当然
として、たとえ前記演算装置とロック競合しても前記切
替は起こさすＵＮＬＯＣＫされるまでループまたはウェ
イトさせるだけである。なお、前記内部割込みから外部
割込みまでの処理を専用処理装置にて実施しても良く、
このことは本発明を特に限定するものでない。

以下本発明の動作につき詳細に説明する。

第４Ａ図−第４Ｃ図は本発明の一実施例の動作表１ 領域（Ｖ−） 仮想演算装置Ｖを実現するために実演算装置のレジスタ
情報（几）を退避・復元する記憶上に存在する領域。こ
れは仮想演算装置ごとにある。

再開要求フラグ（Ｖ） 仮想演算装置■が処理再開を要求する主記憶上に存在す
るフラグ。これは仮想演算装置ごとにおる。

遷移中フラグ（Ｖ） の共通データを参照していると混乱が生じる可能性があ
る期間を示すフラグであり主記憶上に存在する。これは
仮想演算装置ごとにある。

■とはＶでない他の仮想演算装置の意。−は任意の数。

表１は該フローチャート中に出現する特別な記号を説明
したものである。ずなわち、スピン−タイツの機構を有
するマルチプロセシングのモトて何らかの原因で特定の
演算装置、第４Ａ図の例においては番号ｌの実演算装置
を緊急に停止させる必要が発生した場合、停止させるこ
とを唯一の目的とする内部割込みが演算装置（ｌ、ｌ）
に発生し、実行中のプロセス（ｌ、ｘ）を中断させ管理
プログラム内の割込処理ルーチンの特定の入口点■に飛
ぶ。該内部側込みはプロセス（ｌ、１）が割込禁止状態
であっても受付けることのできるものである。停止させ
る動機としては人手による押ボタンでも良いし、演算装
置（ｌ、１）のハードウェアエラーチェック機構と連動
させたものとすることもできる。割込処理ルーチンでは
停止を目的とする内部割込みであることを確認した稜レ
ジスタ情報（１）を領域（１）に退避し、再開要求フラ
グ（１）をセットする。再開要求フラグは仮想演算装置
で実行中のプロセスが中断されていて実行待ちであるこ
とを示し実演算装置を与へ仮想演算装置に対応するレジ
スタ情報を復元すればいつでも中断プロセスを再開でき
る状態にあることを意味している。レジスタ情報は割込
処理ルーチンの入口点で退避することから、中断プロセ
スに関するものとなるが命令カウンタや制御用レジスタ
類は管理プログラムの出口点で中断プロセスにリターン
できる値に変更しておく必要がある。該割込処理ルーチ
ンでは最後に遷移中フラグ（１）をセットした後、Ｓ　
’Ｉ”　ＯＦ命令を発行して停止する。遷移中フラグは
複数の演算装置間で主記憶上に格納された共通データを
競合して参照したとき一方の仮想演舞装置がスピン・ロ
ックでループしているのを解除し実演算装置を競合して
いた他方の仮想演算装置へ明は渡すかどうかの判定に使
用するためのものである。５ＴＯＰ命令は一つのオペラ
ンドを有し主記憶のある番地を指す。この番地には５Ｔ
ＯＰ命令を発行したことを通知すべき実演算装置の番号
が格納されている。５ＴＯＰ命令の実行によって発行元
演算装置（１，１）は直ちに停止し、演算装置（２，２
）に発行したことを通知する外部割込みを発生させる。

外部割込みは演算装置が割込み禁止状態では保留され割
込許可状態のときに受付けられる。第４Ａ図の例ではプ
ロセス（ｍ　、　２　）実行途中割込まれ、割込処理ル
ーチンの入口点■へ飛ぶ。一般に外部割込の受付けは入
出力割込等全てまとめて行うのが通當であるから受付は
後停止の通知であることを確認したらすぐ割込処理ルー
チンの入口点■へ飛ぶようにしても良い。割込処理ルー
チンではレジスタ情報（２）を領域（１）へ退避した後
再開要求フラグ（２）と遷移中フラグ（２）をセットす
る。これによって演算装置（２１２）で実行し”Ｃいた
プロセス（ｍ、２）は、後に実演算装置を与へられれば
いつでも再開できる状態で中断したことになる。割込処
理ルーチンではこの後、演算装置（１，１）で中断して
いたプロセスｌの実行を再開させる処理に入る。どの実
演算装置が停止したかを知るには、特定の主記憶上の番
地に演算装置（ｉ　＋１）が停止命令を発行する前に番
号を格納して置くことで十分である。該番号は１である
から再開要求フラグ（１）をリセットし、領域（１）よ
りレジスタ情報を番号２の実演算装置へ復元することに
よってプロセス（ｌ、１）ヘリターンする。演算装置（
２，２）で実行していたプロセス（ｍ、２）を中断させ
てまでプロセス（ｌ　、　］、　）を再開させる理由ａ
演算装置（１１１）へ割込んだ内部割込みがプロセス（
ｌ１１）による割込禁止状態でも受付けられる点にあり
処理上の優先度を配慮したことによる。第４Ａ図では、
遷移中フラグは２台の仮想演算装置、つまり、停止した
演算装置と停止したことを通知された演算装置だけにつ
きセットされるが、これは演算装置の構成が３台以上有
していても、前記２台の仮想演算装置と１台の実演算装
置のみケマッピングさせることで処理の単純性を追求し
たことによる。

本実施例では演算装置（１＋１）での内部割込み受付け
から停止命令発行まで演算装置（１＋１〕自身で処理し
ているが、停止の動機が演算装置（ｔ　＋ｉ）の・・−
ドウエア障害の場合、演算装置（１，１）を引き続き動
作させることが好ましくない、または動１作させること
ができない状況もある。この場合演算装置（１，１）で
の内部割込み受付けから５ＴＯＰ命令発行までの処理を
別の専用演算装置に代行させることで解決でき、・本発
明の効果を限定するものではない。

次に第４Ｂ図の例である演算装置（ｔｔ、Ｖ）で実行し
ているプロセス（ｎ、Ｖ）がＬ　ＯＣＫ命令を実行する
と第１オペランドによる指されるリソースＡが調べられ
未使用であれば使用中としてＬＯＣＫ命令の次の命令へ
進ませ、既に使用中であればアドレス２ヘジヤンプする
。アドレスは管理プログラム内のウェイトルーチンの入
口点であり。

従来技術では該リソースＡが未使用になるまで演算装！
（Ｒ，Ｖ）上にてスピン・ロックの閉ループを形成して
いたが１本発明においては該リソース八がスピン・ロッ
クしている他の仮想演算装置に遷移中フラグがオンのも
のがあり、かつその演７４装置で該リソースＡを使用中
の場合スピン・ロックの閉ループを脱出させるようにし
ている。ただしスピン・ロックしている仮想演算装置自
身の遷移中フラグがオフである場合、再びスピン・ロッ
クの閉ループに飛び込む。すなわち、遷移中フラグがオ
フの演算装置は実演算装置と仮想演算装置の番号は一致
させるようにする。これは停止した演算装置と停止した
ことを通知された演算装置の２台の間だけで実演算装置
を切換して使用し仮想化することによってロック・競合
によるデッドロックを回避することができるからであり
、遷移・中フラグがオフのｂＩ・算装置はひたすら待ち
に入っておれば良い。スピン・口、りの閉ループ中に該
リソースＡが未使用となれば直ちにイ史用中とじフ。

ロセス（ｎ　、　Ｖ　）ヘリターンしＬＯＣＫ　命令の
次の命令へ進むことができる。一方、一定時間、Ｔミリ
秒経過し”［もスピン・ロックの閉ルーフ゛を脱出でき
なけれはエラーであり一般的にはシステムダウンさせて
情報収集するのが普通である。

遷移中フラグ（Ｖ）がオンの場合、レジスタ情報（６）
を領域（Ｖ）へ退避させ再開要求フラグ（ト）をセット
することによってプロセス（ｎ、Ｖ）を中断し先に該リ
ソースＡを使用していて中断していたプロセスを再開始
させる処理を行う。つまり先に該リソースＡを使用し°
Ｃいた仮想演算装置の番号をめその仮想演算装置の再開
要求フラグをリセットした後対応する領域よりレジスタ
情報を番号Ｒの実演算装置へ復元することにより中断プ
ロセス（Ｋ。

Ｗ）をスタートさせる。ある演算装置（比、■）で実行
中のプロセス（ｎ、Ｖ）が入出力完了を含む割込みある
いはプロセス自身の制御の放棄により管理プログラムの
一つであるディスパッチャへ制御が渡ると第４Ｃ図に示
すように遷移中フラグがオンの仮想演算装置があるか調
べ、なければ通常のディスパッチ処理を行う。遷移中フ
ラグがオンの仮想演算装置が存在しかつ再開要求フラグ
がオンであれば、直ちに該仮想演算装置上で実行途中で
あうたプロセスをスタートさせる処理を行う。

遷移中フラグがオンの仮想演算装置が存在しても再開要
求フラグがオフのものしかなけれは全°ての遷移中７ラ
グをリセットした後通常のデイスノくツチ処理を行う。

全′Ｃの遷移中フラグをリセットした段階で実演算装置
を複数の仮想演算装置に遂次割当てるという処理は終了
する。スピン・タイプ。

の制約によりプロセス（ｎ　、Ｖ）が特定のリソースを
使用中の場合は、演Ｉ！装置（几、■）は割込禁止状態
にあり、かつ実行の放棄はしないことになっているので
ディスパッチャに制御が渡ることなくロック・競合によ
るデッドロックは起こらない。なお、特に本発明の一実
施例における逐次制御は、スピンタイプを前提としてい
るが、これに限定されずサスペンドタイプでも適用でき
ることに注意されたい。

発明の効果 本発明には第４図のような処理方式を実施することによ
りロック操作による逐次制御機構を有するマルチプロセ
シングにおいて、演算装置上で実行しているプログラム
の実行属性や処理内容および複数波ａ、装置それぞれの
処理の時間的組み合わせを一切考慮せずかつ最小のプロ
グラム規模で任意の時点で直ちに演算装置を停止させ残
シの演算装置のうち一つを仮想化させロック競合による
デッドロックを回避しつつマルチプロセシング全体の処
理を継続できるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示す図、第２図および第３
図は本発明の基礎となる技術を説明するための図、およ
び第４Ａ図−第４Ｃ図は本発明の一実施例の処理フロー
を示す図である。 第１図において、１・・・・・・主記憶装置、２・・・
・・・描成制御装置、３・・・・・・演算装置、４・・
・・・・チャネル制御装置。 第　ｌ　坏 ＃２　区 來３　図 第４ＣＢ）図 第４（Ｃ）図 ＊＊ｔｙ＋うｊズノ＼°ツケλ！理

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 共通プログラムおよび共通データを記憶する主記憶装置
   と、この主記憶装置の前記共通プログラムの参照および
   前記共通テークの参照／更新を行なう第一の演算処理装
   置と、前記第一の演算処理装置による前記主記憶装置の
   前記共通プログラムの参照および前記共通データの参照
   ／更新中前記共通プログラムの参照および前記共通デー
   タの参照／更新の終了を待ち合わせる第二の演算処理装
   置とを備えた密結合多重演算装置における制御方式にお
   いて、 クロックの停止した演算処理装置を記憶する第一の装置
   記憶手段と、クロック停止演算処理装置からのクロック
   停止通知を記憶する停止通知記憶手段と、処理を一時中
   断した演算処理装置を記憶する第二の装置記憶手段と、
   処理を一時中萌した演算処理装置の継続処理を再開させ
   る処理再開手段とを有し、前記第二の装置記憶手段と前
   記処理再開手段とを組み合わせ使用することによって前
   記第一の装置記憶手段による演算処理装置の中断した処
   理と前記停止通知記憶手段による演算処理装置の処理を
   、前記停止通知記憶手段による演算処理装置において前
   記共通プログラムの参照および前記共通データの参照／
   更新の競合がなくなるまで交互に実行することを％徴と
   する密結合多重演算装置における制御方式。