JPS6339039A - プロセス同期方法 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、複数のプロセスがお互いにメツセージを交換
しながら処理を進めていくシステムにおけるプロセスの
同期方法に関する。

〔従来技術とその問題点〕

複数のプロセスがお互いにメツセージを交換しながら処
理を進めていくシステムにおけるプロセス同期方法には
大きく分けて２通りある。１つはタイム・インデペンデ
ント（Ｔｉｍｅ−１ｎｄｅｐｅｎｄｅｎｔ）型のプロセ
ス同期方法、もう１つはタイム・デベンデンＩ・（Ｔｉ
ｍｅ−Ｄｅｐｅｎｄｅｎｔ）型のプロセス同期方法であ
る。ここでプロセスとは１つの実行中ブロダラム単位と
考えることにする。タイム・インデペンデント型のプロ
セス同期方法は、メツセージと送るとそれに対する送達
確認情報（ＡＣＫ）を受けとることで送受間プロセスの
同期をとるものである。この方法はメツセージ交換型の
プロセス同期の典型的な方法として知られているが、障
害時の回復が困難となる点、また多プロセスでのコマン
ド実行に矛盾が生じることがある点などの問題点がある
。この矛盾が生じる場合に関しては、例えば次のような
例を考えればわかる。今、航空機の座席予約を行なうた
めの分散型データベースシステムを考える。プロセスＡ
（ユーザーＡ）とプロセスＢ（ユーザーＢ）とがほぼ同
時に分散データベースＸ、Ｙをアクセスし、座席予約を
行なおうとしている。ここで、分散データベースＸ、Ｙ
には全く同じ座席予約状況を示す情報が格納されている
゛とする。この場合、伝送路遅延のバラつきあるいは処
理時間のバラつきからデータベースＸ、Ｙに到着するプ
ロセスＡ、Ｂからのメツセージは順序関係が一意に決ま
らない。即ち、データベースＸにはＡ、Ｂの順序で到着
し、データベースＹにはＢ、Ａの順序で到着することが
起こり得る。この時、座席が１席しか空いていないとす
ると、データベースＸではユーザーＡに席を与え、デー
タベースＹではユーザーＢに席を与える状態となり、本
来同じ座席予約状況を示す情報が格納されている筈のデ
ータベースに違う情報が入り矛盾を生じてしまう。

次に、タイム・デペンデント型のプロセス同期はニーシ
ーエム・トランズアクションズ・オン・プログラミング
・ラングエジズ・アンド・システムズ、ボリューム６、
ナンバー２．エイプリル１９８４　（Ａ　ＣＭ　Ｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　Ｐｒｏｇｒａｍ＋ｓｉｎｇ
Ｌａｎｇｕａｇｅｓ　ａｎｄ　５ｙｓｔｅａ＋ｓ、Ｖｏ
ｌ、６．ｌ１１ａ２．Ａｐｒｉｌ　１９８４）に記載さ
れているランボート・エル（Ｌａｍｐｏｔ、Ｌ）著の“
ユージング・タイム・インステッド・オン・タイムアウ
ト・フォー・フォールトトレラント・デイストリビュー
テッド・システムズ（Ｕｓｉｎｇ　Ｔｉｍｅ　Ｉｎ５ｔ
ｅａｄ　ｏｒ　Ｔｉｍｅｏｕｔ　ｆｏｒ　Ｆａｕｌｔ−
ｔｏｌｅｒａｎｔ　Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　Ｓｙｓｔ
ｅｍｓ）にあるように、各プロセスがほとんど同じ時刻
を指すクロックをそれぞれ有しており、プロセス間の送
受信コマンド実行は、このクロックに基づいて行なわれ
る。

即ち、一定時間間隔おきに、上記送受信あるいはコマン
ド実行の起動がかけられるわけである。この動作原理を
第４図を用いて説明する。図において、横軸は時間ｔを
示す。時刻Ｔ、Ｔ十△、Ｔ＋２Δにて各プロセスのメツ
セージ送受信、コマンド実行の起動がかけられる。ここ
でΔはその時間内にメツセージの送受信が終了するに十
分なだけの時間で、あらかじめシステムに設定された値
である。図においては時刻ＴとＴ＋Δの間にプロセス１
とプロセスｎがそれぞれメツセージＣ１とメツセージＣ
８とを全てのプロセスに送信した例を示している。ここ
でプロセス之ではメツセージＣ１が先に受信され、次に
メツセージＣｎが受信されている。しかし、プロセス３
ではメツセージｃｏが先に受信され、次にメツセージＣ
１が受信されている。このような場合、タイム・インデ
ペンデント型のプロセス同期方法であると、プロセス２
ではｃ’、、ｃ、の順に実行され、プロセス３ではＣ，
、Ｃ，の順に実行されて、先程述べたような処理矛盾が
生じる。しかし、タイム・デペンデントのプロセス同期
方法ではコマンド実行は次のタイミング、即ちＴ＋△の
時刻まで待ってからΔの間に受信された全てのメツセー
ジに対して一括して行なわれるので、例えばコマンドの
うち送信したプロセスの番号の若い方から実行するとい
う規則を全てのプロセスに持たせることで、全てのプロ
セスでＣ，、Ｃ，の順にコマンド実行させることが可能
となり、矛盾ない処理が実現できる。また、障害発生時
においてもタイム・デペンデント型のプロセス同期方法
では同期のとれたクロックを全てのプロセスが有してい
るので、全てのプロセスをある絶対時刻の矛盾のない状
態に戻す制御が容易に行なえる。ここでΔ時間内に受信
できなかったメツセージ、即ち遅延メツセージは棄却さ
れるものとする。この遅延メツセージの検出は、メツセ
ージにタイムスタンプを付加することで容易にできるも
のである。この際の現象は障害発生と等価となり回復制
御がなされる。ところで、このタイム・デペンデント型
のプロセス同期方法は、各プロセスが有しているクロッ
クを精密に調整し、各クロックが示す絶対時刻がほとん
ど等しくなるようにする必要がある。即ち、Δに比較し
て各クロックの差が十分小さくなるようにしなければな
らない。この条件が満たされないと△を非常に大きくと
る必要が生じ、システムの効率が大きく損われる。しか
し、このタロツクの調整は伝送路の障害、遅延のバラつ
き等を考慮すると困難なものとなる。

〔閏題点を解決するための手段〕

本発明によれば、お互いにメツセージを交換しながら処
理を進めていく複数のプロセスの中で唯一のプロセスが
トークン所有権を有し、該トークン所有権は前記複数の
プロセス内を所定の時間毎に受け渡されていき論理的な
トークン所有権の巡回ループを形成し、即ちトークン所
有権を有するプロセスはトークン所有権を得てから前記
所定の時間経過後にトークンを全てのプロセスに送出す
ると共に前記トークン所有権を次のプロセスに渡し、ト
ークン所有権が第１のプロセスから順次受け渡されてい
き再び該第１のプロセスに戻ってくるまでの時間をトー
クン周期とし、各プロセスでは該トークンを受信すると
ただちにメツセージの送信を行ない、１トークン周期前
に受信したメツセージの中のコマンドの実行を行ない、
前記トークン所有権を有するプロセスではシステム状態
が正常か異常かを判断し、システム状態の異常を検出す
ると全てのプロセスを過去の正常状態に戻し、メツセー
ジの再送信、受信コマンドの再実行を行なわせることを
特徴とするプロセス同期方法が得られる。

〔発明の原理〕

第２図、第３図を用いて、本発明の方法の原理を説明す
る。第２図は、各プロセスでのメツセージ送出のタイミ
ング、および受信メツセージ中のコマンド実行のタイミ
ングを決定するトークンの受け渡し方法を示している。

前記トークンを所有するトークン所有プロセスは、図に
示すように時間的に順次移動していく。図においてプロ
セス２００　（１）〜２００　（６）が全プロセスを構
成し、矢印がトークン所有権の移動方向を示し、黒丸を
付したプロセスが、ある時刻でのトークン所有プロセス
である。トークン所有プロセスは重連したように、各プ
ロセスの処理を起動するためにトークンを全プロセスに
発行し、トークン所有権を次プロセスに受け渡す。この
トークン所有権はある時刻で見ると、唯一つのプロセス
が有している。プロセス数が４の場合の、本発明の詳細
な説明するタイミングチャートを第３図に示す。図にお
いて横軸は時間ｔを示す。またトークンの受け渡し間隔
Ｔｐは、その時間内にトークンの送受信及びメツセージ
の送受信処理が終了するに十分なだけの時間で、あらか
じめのシステムに設定された値である。本図においては
、第Ｏ周期でプロセス１がトークン所有プロセスであり
、第１周期の始まりを示すトークンＴＫＩを送信する。

プロセス２からプロセス４ではトークンＴＫＩを受信す
るとメツセージ送出、受信コマンド実行が起動される。

本例では第１周期でプロセス１とプロセス４とがそれぞ
れメツセージＣ１（１１、Ｃ，＋４１を送信している。

これらメツセージ間隔Ｔｐ内に全てのプロセスに行きわ
たる。第１周期ではトークン所有権は予め決められた順
序に従がい、例えば本例ではプロセス２に受け渡される
。以下、トークンの受け渡しがプロセス３．プロセス４
へと行なわれ、再びプロセス１に１トークン周期後、即
ち第４周期に戻ってくる。なお、トークン周期とは、ト
ークン所有権が第１のプロセスから順次受け渡されてい
き再び第１のプロセスに戻ってくるまでの時間である。

この時、プロセス１はトークンＴＫ５を送出するが、各
プロセスではトークンＴＫ５を受信した際に１トークン
周期前、即ち第１周期に受信したメツセージのコマンド
ｃ、”’（２，（４１を実行するわけである。トークン
所有権は全てのプロセス間で巡回されるので、各プロセ
スは１１・−クン周期内で必ず１回トークン所有権を得
ることができるので、障害発生後確実に１１・−クン周
期内に障害検出は可能である。逆に言うと、１トークン
周期の間障害検出がなければ１トークン周期前に送出さ
れたメツセージは確実に全てのプロセスに矛盾なく到達
しているので実行可能ということになる。本発明は、以
上述べた性質を利用し、受信コマンドの実行は１トーク
ン周期前に受信されたメツセージ中のものとすることで
、実行コマンドの無矛盾性を保証しようとするものであ
る。プロセス障害が生起することを考えると、本発明の
コマンド実行は、１トークン周期の間プロセス障害が生
起しなかった場合に、１トークン周期前に受信されたメ
ツセージ中のコマンドが実行される、と考えることと等
価である。

また、例えば受信コマンドのうち送信したプロセス番号
の若い方から実行する、という規則を全てのプロセスに
持たせることで、全てのプロセスにてＣ，（口　Ｃ１（
４１の順にコマンド実行させることが可能となり、いわ
ゆるコンカレンシイ（Ｃｏｎｃｕｒｒｅｎｃｙ）制御も
簡単に実現できる。

〔実施例〕

第１図に本発明を実現するアルゴリズムの１実施例を示
す。第１図（ａ）は特許請求の範囲（１）に記載された
発明の実施例における、トークン所有プロセスの基本処
理アルゴリズムを示す。各プロセスでは制御ブロック１
００でトークンＴ（ｔｓ、Ｓｖ　、ＣＮＴ）を受信する
と、自プロセスが次にトークン所有権を有するプロセス
か否かを制御ブロック１０１で判定する。ここで、トー
クンの中の変数としてのタイムスタンプｔｓは、正常動
作時にはＩ・−クン所有権が受け渡される毎に１ずつ増
加していく。またＳ、はシステム状態変数であり、ＣＮ
Ｔは制御変数である。制御ブロック１０１での判定がＹ
ＥＳの場合にトークン所有権を有するプロセスの処理に
入るわけで、制御ブロック１０２にて前述したタイムス
タンプ及びシステム状態変数などをチエツクすることで
システムの異常を検出する。もし、システムの異常がな
ければ、即ち、制御ブロック１０２での判定結果がＮｏ
の場合は、制御ブロック１０３で、メツセージ送出コマ
ンド実行が起動され、また他プロセスからのメツセージ
の受信を行なうと共にシステム状態変数が更新され、ト
ークン間隔処理が行なわれる。制御ブロック１０３での
一連の処理はトークン所有プロセスも一般のプロセスも
同じである、１・−クン間隔処理部１０３の詳細処理ア
ルゴリズムを第１図（ｃ）に示す。制御ブロック１０２
の判断がＮｏの場合、制御ブロック１２０，１２１．１
２２の各処理が実行される。制御ブロック１２０ではタ
イムスタンプｔｓ時刻でのメツセージ送出がなされ、１
２１ではタイムスタンプ（ｔ、ｓ　　−１＞時刻、即ち
１トークン間隔前に送出されたメツセージの受信処理が
なされ、１２２では１トークン周期前に受信されたメツ
セージｍ（ｔ、　ｓ　　Ｎ　、　Ｃ１ｓ−Ｎ）中のコマ
ンドＣｔｉ−Ｎが実行される。その後制置ブロック１２
３にてシステム状６３が更新されるわけである。これら
のトークン間隔処理が終了すると、トークン所有プロセ
スは制御ブロック１０４にてタイムスタンプの値を１増
加し、システム状態変数を新しい値に更新し、またＣＮ
ＴにＮＵＬＬなる値を入れる。制御ブロック１０５で、
次の１・−クン制御プロセスに１−−クンを受け渡すべ
き時刻になると、即ち１〜−クンを前のトークン所有プ
ロセスから受けとり、間隔Ｔｐの時間経過すると、トー
クン所有プロセスは制御ブロック１０６でこれらの値を
変数として有するトークンを全てのプロセスに送出し、
トークン所有権を放棄する。勿論、１〜−クンには次の
トークン所有プロセスのアドレスを示す変数が入ってい
るので、このトークンを受けた全てのプロセスの内、次
トークン所有プロセスと指定されたプロセスが次のトー
クン間隔処理に対するトークン所有プロセスのアルゴリ
ズムを実行するわけである。制御ブロック１０２にてシ
ステム異常が検出された場合、即ち、検出結果がＹＥＳ
の場合には、トークン所有プロセスは制御ブロック１０
７でタイムスタンプの値、システム状態変数を過去の正
常な位置の値に戻し、全てのプロセスをその過去の時点
に戻すためのロールパック要求処理を行なう。この制御
ブロックではパラメータＣＮＴ＝ロールパックを設定す
る。第１図（ｂ）にトークン所有プロセス以外のプロセ
スでのトークン間隔処理を示す。制御ブロック１０１で
の判定がＮｏの場合の処理として、まず制御ブロック１
１０にてトークンの中の変数ＣＮＴがＮＵＬＬかロール
パックかをチエツクする。もしＮＵＬＬであるならば、
即ち制御ブロック１１０の判定の結果がＹＥＳの場合に
は制御ブロック１０３にてメツセージ送出、コマンド実
行が起動され、他プロセスからの受信コマンドが実行さ
れ、システム状態変数の更新がなされる。制御ブロック
１０３の処理は前述した第１図（ｃ）に示す処理である
。その後、制御ブロック１１，２でタイムスタンプの値
を１増加し、制御ブロック１１２の処理に続く次のトー
クン受信を待つ。また、制御ブロック１１０の判定結果
がＮｏを場合には制御ブロック１１１にてタイムスタン
プの値とシステム状態を、トークン中の変数で示された
過去の正常な状態の値に戻すロールパック処理がなされ
る。

〔発明の効果〕

本発明によれば従来のタイム・デペンデント型のプロセ
ス同期方法に必要なりロックの再同期をとる必要がなく
、現実的なプロセス同期方法が得られる。また、コンカ
レンシイ制御も容易に行なうことができる。更に、トー
クン所有権を巡回させていることから、障害が発生して
から確実に１トークン周期内で、この障害を検出するこ
とが可能であり、信頼性高いプロセス同期が可能である
１、各プロセスに過去の状態を格納させておくことで、
障害検出時にロールパックさせることが可能となる。ま
た受信コマンドを１トークン周期待たせてから実行する
ことで、確実に正確な状態が保証されたコマンドを実行
することになり、例えばデータベースの変更のような後
戻りが出来にくい系、コマンド実行に高信頼性が要求さ
れる系に適用し大きな効果を発揮することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図（ａ＞、（ｂ）、（ｃ）は、本発明の実施例にお
けるアルゴリズムを示す流れ図、第２図は本発明の方法
を実現するためのトークン所有権の巡回を示す説明図、
第３図は本発明の方法の原理を示すタイミングチャート
、第４図は従来のタイム・デペンデント型のプロセス同
期方法の原理を示すタイミングチャートである。 Ｔｐ・・・（トークンの）受け渡し間隔、Ｔ　Ｋ　＋・
・・トークン、ｔｓ　　・・・タイムスタンプ、Ｓｔ・
・・システム状態変数、ＣＮＴ・・・制御変数、１０１
〜１０７．１１１〜１１３，１２０，１２１・・・制御
ブロック。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. お互いにメッセージを交換しながら処理を進めていく複
   数のプロセスの中で唯一のプロセスがトークン所有権を
   有し、該トークン所有権は前記複数のプロセス内を所定
   の時間毎に受け渡されていき論理的なトークン所有権の
   巡回ループを形成し、即ちトークン所有権を有するプロ
   セスはトークン所有権を得てから前記所定の時間経過後
   にトークンを全てのプロセスに送出すると共に前記トー
   クン所有権を次のプロセスに渡し、トークン所有権が第
   １のプロセスから順次受け渡されていき再び該第１のプ
   ロセスに戻ってくるまでの時間をトークン周期とし、各
   プロセスでは該トークンを受信するとただちにメッセー
   ジの送信を行ない、１トークン周期前に受信したメッセ
   ージの中のコマンドの実行を行ない、前記トークン所有
   権を有するプロセスではシステム状態が正常か異常かを
   判断し、システム状態の異常を検出すると全てのプロセ
   スを過去の正常状態に戻し、メッセージの再送信、受信
   コマンドの再実行を行なわせることを特徴とするプロセ
   ス同期方法。