JPS62140156A

JPS62140156A - ポ−リング方式

Info

Publication number: JPS62140156A
Application number: JP60282371A
Authority: JP
Inventors: Osamu Isaka; 攻井坂
Original assignee: Ricoh Co Ltd
Current assignee: Ricoh Co Ltd
Priority date: 1985-12-16
Filing date: 1985-12-16
Publication date: 1987-06-23

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、ポーリング方式に関し、詳しくはデータ通信
、あるいはマルチプロセッシングシステムにおいて、ポ
ーリング時の待ち時間を減少させ、ＣＰＵの処理の高速
化を図ることができるポーリング方式に関するものであ
る。

従来技術データ通信やマルチプロセッシングシステムでは、ポー
リング方式により開数の相手方と連絡をとることによっ
て、少ない回線やバスを有効に吏用するとともに、複数
装百間の蕩合を防止している。

従来のポーリング方式は、常に一定の周期でポーリング
を行っている。ポーリング時の平均待ち時間は、ポーリ
ング周期の１／２である。従って、ポーリング周期を長
くすると、待ち時間が長くなり１反対にポーリング周期
を短くすると、ＣＰＵをポーリングのために使用する時
間が長くなる。

ＣＰＵがボーリンνのために使用する時間が長くなると
、他の処理にＣＰＵを使用する時間が減少し、その結果
、システム全体としての処理能力が低下するという問題
がある。

目　　　　　的本発明の目的は、このような従来の問題を改菩し、ポー
リングによるＣＰｔＪの負荷を増加させることなく、ポ
ーリング時の待ち時間を減少させて、ＣＰＵの処理の高
速化を図ることが可能なポーリング方式を提供すること
にある。

構成上記目的を達成するため１本発明のポーリング方式は、
ＣＰＵにより制御される２つ以上の端末の間で、一方の
端末が他方の端末に対し、実行時間がデータ長に比例す
る処理を依頼し、実行完了結果をポーリングにより得る
システムにおいて、一方の端末は他方の端末に対し、処
理を依頼した後の最初のポーリングを、処理依頼時点か
ら、依願した処理のデータ長に比例する時間Ｔ１だけ経
過した時点に行い、その後は上記Ｔ１より小さい周期で
ポーリングを行うことに特徴がある。

以下、本発明の実発明の構成を、実施例により詳細に説
明する。先ず、本発明のｙＸ理を述べる。

第４図はプロセス間通信の概念図であり、第５図はそれ
を１個のＣＰＵと１個のメモリにより実現する場合のハ
ードウェア構成図、第６図は２個のＣＰＵと１個のメモ
リにより実現する場合のハードウェア構成図であり、第
７図は２個のＣＰＵと３個のメモリにより実現する場合
のハードウェア構成図である。

第４図においては、プロセスＡ（９）とプロセスＢ（１
０）の間で連絡をとりながら処理を行っている状態を示
している。この場合、２つのプロセス９．１０を１個の
ＣＰＵが処理しても、またＳ’Ｊ個のＣＰＵがそれぞれ
のプロセス９，１０を処理してもよい。２つのプロセス
９，１０間の連絡はポーリングにより行われる。第５図
は、１個のＣＰＵ１により２つのプロセス９，１０を処
理する場合である。第６図は、２個のＣＰＵＩ、３によ
り２つのプロセス９，１０を処理する場合である。

次に、第７図において、データ通信の場合を例にとり、
プロセス間の概念を述べる。この場合、Ｃｒ’Ｕ１とメ
モリ２がプロセスＡ専用として使用され、ＣＰＵ３とメ
モリ４がプロセスＢ専用として使用され、メモリ５は両
プロセスＡ、Ｂに共用され、ＣＰＵＩ、ＣＰＵ３、メモ
リ５が共通バスを介して接続されている。第７図では、
プロセス間通信は同時にプロセッサ間通信でもある。こ
こで、プロセスとは空間を占める物体ではなく、時系列
的な動作（処理）であり、プロセスＡの動作はＣＰＵ１
と、メモリ２内のプロセスＡのためのプログラムと、メ
モリ２、メモリ５内のデータエリアを使用して実現され
る。また、プロセスＢの動作は、ＣＰＵ３と、メモリ４
内のプログラムと、メモリ４、メモリ５内のデータエリ
アを使用して実現される。いま、プロセスＢは１図示さ
れていない他のコンピュータにネットワークを介して、
プロセスＡから渡されたデータを転送するためのプロセ
スであるとする。プロセスＡは、他のコンピュータに転
送すべきデータをメモリ５のデータエリアに準備して、
プロセス已に転送を依頼する。

この場合、プロセスＡは周期的にポーリングを行って、
プロセスＢに依願した処理の実行結果をチェックする。

第８図は、第７図におけるメモリ５の格納エリアを示す
図である。上記のようなプロセスＡとプロセスＢのプロ
セス間通信のために、メモリ５には、第８図に示すよう
に、データエリア５１と通信エリア５２を有している。

プロセスＡは、他のコンピュータに転送すべきデータを
、メモリ５のデータエリア５１に準備完了すると、通信
エリア５２の特定のアドレスに転送要求フラグをセット
するとともに、そのパラメータとして、転送すべきデー
タが格納されているデータエリアの先頭番地、データ長
、宛先コンピュータのアドレス等をセラ１−する。また
、通信エリア５２内の要求セットフラグをオンにする。

プロセスＢは、要求セッドブラグを周期的にチェックし
、オンになっていることを知ると、通信エリア５２内の
要求内容、パラメータをチェックし、それに従ってメモ
リ５のデータエリア５１内のデータを取り込み、宛先コ
ンピュータに転送する。プロセスＢは、依頼された全て
のデータ転送を完了すると、通信エリア５２内の実行完
了フラグをオンにするとともに、リターンコードとして
正常終了を示すコードをセラ１−する。なお、リターン
コードがＩＩ　Ｏｎのとき正常終了であり、リターンコ
ードがＩＩ　１１．のとき異常終了である。この間、プ
ロセスＡは１次の送信データの準備をするとともに、周
期的に通信エリア５２内の実行完了フラグをチェックす
る。

第２図は、本発明と比較するための従来のタイムチャー
トである。第２図において、１１は送信要求フラグセッ
ト、１２はポーリング処理、１３は要求フラグチェック
、１４は実行完了処理である。また、Ｔはポーリング周
期、Ｔ　”ｔＶはプロセスＢが転送を完了してから、プ
ロセスＡがそれを知るまでの待ち時間である。先ず、プ
ロセスＡが送信データｆ！ｆｎをしている間、プロセス
Ｂは一定周期で要求フラグをチェックする。プロセスＡ
が送信要求フラグをセラ１−シた後に、プロセスＢがチ
ェックしてこれを検出することにより、送信処理を行う
。送信処理にはＴＳの時間だけかかる。送信が終了した
後、実行完了処理を行って、実行完了フラグをオンにす
る。プロセスＡは、送信要求フラグをセットした後は、
一定周期でポーリング処理を行い、送信処理の結果をチ
ェックする。ポーリング処理と次のポーリング処理の間
では、プロセスＡは次の送信データの準備を行う。実行
完了処理が終了した時点で、実行完了フラグがオンにさ
九る。実行完了フラグオンになってから、プロセスＡが
ポーリング処理で完了を検出するまでの時間が、待ち時
間ＴＷである。この待ち時間ＴＷの平均値は、ポーリン
グ周期Ｔの半分、つまりＴ／２である。

第１図は、本発明の一実施例を示すポーリング方式のタ
イムチャートである。本発明のポーリング方式は、プロ
セスＡがプロセスＢに処理を依頼する場合に処理時間を
予測できるので、処理が完了する時点の少し前から短か
い周期でポーリング処１ｆｆｉを行い、チェックをする
ものである。本発明においては、プロセスＡがプロセス
已に対して処理を依頼した後の最初のポーリングを、処
理依頼時点から依頼した処理のデータ長に比例する時間
Ｔ１だけ経過した時点で行い、その後は、Ｔ１より小さ
い周期でポーリングを行う。これによって、プロセスＡ
の待ち時間は格段に短縮される。

第１図において、Ｔ１は前述したように、送信データの
データ長に比例した時間であり、従来のポーリング周期
よりも長くしている。それに対して、その後のポーリン
グ周期は５図の場合には、Ｔ１／３にしであるので、プ
ロセスＡの待ち時間Ｔｗも平均時間をとれば、従来のＴ
１／２より短いＴ１／６になる。つまり、従来の待ち時
間の１／３に短縮されることになる。

第１図では、先ず、プロセスＡが送信データ準箭を行っ
ている間、プロセスＢは一定周期でメモリ５をアクセス
して要求フラグのチェックを行い（１３）、プロセスＡ
が送信要求フラグをセラ１〜した後に（１１）プロセス
Ｂがチェックすることにより（１３）、送信処理が開始
される。Ｔｓの時間だけ送信処理が行われた後、処理終
了により実行完了処理が行われる（１４）。一方５プロ
セスＡにおいては、送信要求フラグをセラＩ−した後（
１１）、Ｔ１の周期でポーリングを行い（１２）、その
後はそれより極めて短い周期Ｔ２でポーリング処理を行
う（１２）。Ｔ１は送信データ長に比例した時間で、送
信処理時間Ｔｓより少し短くしているため、それより前
に実行完了フラグがオンしていることはない。ポーリン
グ周期Ｔ１の後は、それより短い周期、例えばＴ□／３
の周期でポーリングを１１うたぬ、実行完了フラグオン
を検出するまでにかかる時間は極めて短時間である。

ポーリングのタイミングは、ＣＰＵ内のタイマによって
行うことができる。タイマから一定周期で出力される信
号をメモリ２内に作ったカウンタてカウントしくタイマ
割込み処理〕５ある所定の値に達した時をポーリングの
タイミングとする。従来では、この値は、固定（Ｔ）で
あったが、本発明では通信エリアにセットされたデータ
長りにあらかじめ設定されたａを乗じてＴ□を求め（Ｔ
ｌ＝ａＸＬ）、この値をメモリ２内のあるアドレスにセ
ットする。ＣＰＵＩは送信要求フラグを通信エリア５２
にセットすると、タイマ出力信号をカランｌ−Ｌ、、Ｔ
１とコンベアして、その値に達したとき最初のポーリン
グを行う。その後は、タイマ出力を固定１直（例えば、
ＴＩ／３）とコンベアして、その値になる度ごとにポー
リングを行う。

第３図は１本発明の一実施例を示すプロセスＡのポーリ
ング処理のフローチャートである。

プロセスＡは、先ず、送信データの準備を行い（ステッ
プ１０１）、次に最初のポーリング周期Ｔ１の計算を行
う（ステップ１０２）。計算の結果であるＴ１をメモリ
２にセットしくステップ１０３）、メモリ５の通信エリ
アに送信要求セットする（ステップ１０４）。そして、
次の送信データの準備を行う（ステップＩＱ５）。タイ
マの割込み処理により、タイマカウンタがＴ工になった
か否かを澗べる（ステップ１０６．１０７）。Ｔ１の時
間が経過したならば、ボーリンク処理を行う（ステップ
１０８）。次の送信データの準備を行い、タイマ割込み
処理があり、タイマカウンタがＴ２になったならば（ス
テップ１０９，１１０，１１１）、ポーリング処理を行
う（ステップ１１２）、ポーリング処理の結果、実行完
了フラグがオンになっているか否かを調べる（ステップ
１１３）、なっていなけわば、ステップ１０９に戻って
タイマ割込みを待つ（ステップ１１０）。実行完了フラ
グがオンになっていれば、次の送信データの準備を行い
。

データ転送処理を終了する（ステップ１１３，１１４）
。

このように、本発明においては、ポーリング時の待ち時
間を減少させることができるので、プロセス間の処理に
限らず、端末間のポーリング処理にも勿論有効である。

効　　　果以上説明したように、本発明によれば、ポーリングによ
る負荷を増加させることなく、ポーリング時の待ち時間
を減少されることができるので、ＣＰＵの処理の高速化
を図ることが可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すポーリング方式のタイ
ムチャート、第２図は従来のポーリング方式のタイムチ
ャート、第３図は本発明のプロセスの動作フローチャー
ト、第４図、第５図、第６図および第７図はプロセス間
のポーリング処理を行う場合の構成図、第８図は第７図
における共通メモリの格納エリア配置図である。１．３：ＣＰＵ、２，４，５ｉメモリ、５１８データエ
リア、５２：通信エリア。第　　　　　１　　　　　図第　　　　　２　　　　　図第３図第　　　壬　　図　　　　　　　　　　　　第　　　５
　　　図第８図

Claims

【特許請求の範囲】

（１）ＣＰＵにより制御される２つ以上の端末の間で、
一方の端末が他方の端末に対し、実行時間がデータ長に
比例する処理を依頼し、実行完了結果をポーリングによ
り得るシステムにおいて、一方の端末は他方の端末に対
し、処理を依頼した後の最初のポーリングを、処理依頼
時点から依頼した処理のデータ長に比例する時間Ｔ＿１
だけ経過した時点に行い、その後は上記Ｔ＿１より小さ
い周期でポーリングを行うことを特徴とするポーリング
方式。
（２）ＣＰＵにより処理される２つ以上のプロセスの間
で、プロセスＡがプロセスＢに対して、実行時間がデー
タ長に比例する処理を依頼し、実行完了結果をポーリン
グにより得るシステムにおいて、プロセスＡはプロセス
Ｂに対して処理を依頼した後の最初のポーリングを、処
理依頼時点から依頼した処理のデータ長に比例する時間
Ｔ＿１だけ経過した時点で行い、その後は上記Ｔ＿１よ
り小さい周期でポーリングを行うことを特徴とするポー
リング方式。