JPH03230225A - プロセス分散方法 - Google Patents
プロセス分散方法Info
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- JPH03230225A JPH03230225A JP2026449A JP2644990A JPH03230225A JP H03230225 A JPH03230225 A JP H03230225A JP 2026449 A JP2026449 A JP 2026449A JP 2644990 A JP2644990 A JP 2644990A JP H03230225 A JPH03230225 A JP H03230225A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/52—Program synchronisation; Mutual exclusion, e.g. by means of semaphores
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Multi Processors (AREA)
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。
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、密結合多重プロセッサシステムに関し、特に
動的に生成される複数のプロセスから成るプログラムを
多重ジョブ環境で効率的に複数のプロセッサに実行させ
るためのプロセスのプロセッサへの分散方式に関する。
動的に生成される複数のプロセスから成るプログラムを
多重ジョブ環境で効率的に複数のプロセッサに実行させ
るためのプロセスのプロセッサへの分散方式に関する。
プログラムの実行時間を短縮するアプローチに、１つの
プログラムを並列化して複数のプロセスに分割しマルチ
プロセッサで並列に実行するという方法がある。
プログラムを並列化して複数のプロセスに分割しマルチ
プロセッサで並列に実行するという方法がある。
１つのプログラムを並列化する方法としては以下の方法
が一般的である。すなわちプログラム中逐次的に実行す
べき部分を１つのプロセス内で実行し、並列実行可能な
部分に到達したらその部分を実行するための子プロセス
を複数生成し、全ての子プロセスの実行終了を待ってか
ら続きの逐次実行部分を実行するという方法である。生
成された子プロセスも、該子プロセス内で並列実行可能
な部分を実行するための子プロセス（もともとのプロセ
スにとってみれば孫プロセス）をさらに生成できるよう
にすることもあり、この場合並列処理のネスティングが
許されているという。
が一般的である。すなわちプログラム中逐次的に実行す
べき部分を１つのプロセス内で実行し、並列実行可能な
部分に到達したらその部分を実行するための子プロセス
を複数生成し、全ての子プロセスの実行終了を待ってか
ら続きの逐次実行部分を実行するという方法である。生
成された子プロセスも、該子プロセス内で並列実行可能
な部分を実行するための子プロセス（もともとのプロセ
スにとってみれば孫プロセス）をさらに生成できるよう
にすることもあり、この場合並列処理のネスティングが
許されているという。
並列化されたプログラムの実行時間を短縮するためには
、プロセスのプロセッサに対する効率的な分散が必要で
あり、そのためにキューを設け、プログラムの実行に伴
い動的に生成される子プロセスをキューに登録し、行う
べき仕事のないプロセッサがキューを検査して子プロセ
スが登録されていればそれを取りだし実行する方式がよ
く知られている。
、プロセスのプロセッサに対する効率的な分散が必要で
あり、そのためにキューを設け、プログラムの実行に伴
い動的に生成される子プロセスをキューに登録し、行う
べき仕事のないプロセッサがキューを検査して子プロセ
スが登録されていればそれを取りだし実行する方式がよ
く知られている。
従来から行われているオペレーティングシステム（Ｏ８
）を介したプロセスの分散及び通信では並列化プログラ
ムの高速化が図れないため、プロセスの分散を高速に行
うためにキューへの子プロセス登録およびキューの検査
、子プロセスの取りだしをプロプレムモードで行う方法
が提案されている。
）を介したプロセスの分散及び通信では並列化プログラ
ムの高速化が図れないため、プロセスの分散を高速に行
うためにキューへの子プロセス登録およびキューの検査
、子プロセスの取りだしをプロプレムモードで行う方法
が提案されている。
また、プロセス間の通信を高速に行うために、プロプレ
ムモードにおいてフラグの変化を参照しながらスピンル
ープして事象の成立を待つアクティブウェイト方式があ
る（”Ａｃｔｉｖｅ １ｌａｉｔ” Ｕ、Ｓ、ＰＡＴＥ
ＮＴ ４，６３１，６７４）。
ムモードにおいてフラグの変化を参照しながらスピンル
ープして事象の成立を待つアクティブウェイト方式があ
る（”Ａｃｔｉｖｅ １ｌａｉｔ” Ｕ、Ｓ、ＰＡＴＥ
ＮＴ ４，６３１，６７４）。
スピンループして待つ事象としては、プロセスの生成や
、生成した全ての子プロセスの実行終了（”Ｍｉｃｒｏ
ｔａｓｋｉｎｇ ｏｎ ＩＢＭ Ｍｕｌｔｉｐｒｏｃｅ
ｓｓｏｒｓ”ＩＢＭ Ｊ。
、生成した全ての子プロセスの実行終了（”Ｍｉｃｒｏ
ｔａｓｋｉｎｇ ｏｎ ＩＢＭ Ｍｕｌｔｉｐｒｏｃｅ
ｓｓｏｒｓ”ＩＢＭ Ｊ。
ＲＥＳ、ＤＥＶＥＬＯＰ、 ＶＯＬ、３０ Ｎｏ、６
ＮＯＶＥＭＢＥＲ１９８６）などが挙げられる。
ＮＯＶＥＭＢＥＲ１９８６）などが挙げられる。
従来技術の一例を第１５図で説明すると、全ての子プロ
セスの終了を待つべき親プロセスは処理１００１におい
て一旦中断され、処理１００２を実行して新しいプロセ
スがあるかを検査する。新しいプロセスがあれば、処理
１００３を実行して新しいプロセスを実行する。新しい
プロセスがなければ、処理１００４を実行し、全ての子
プロセスが終了したかを検査する。全ての子プロセスが
終了していれば処理１００５を実行して親プロセスを再
開するが、終了していなければ再び処理１００４を実行
して全ての子プロセスが終了するまでスピンループする
。
セスの終了を待つべき親プロセスは処理１００１におい
て一旦中断され、処理１００２を実行して新しいプロセ
スがあるかを検査する。新しいプロセスがあれば、処理
１００３を実行して新しいプロセスを実行する。新しい
プロセスがなければ、処理１００４を実行し、全ての子
プロセスが終了したかを検査する。全ての子プロセスが
終了していれば処理１００５を実行して親プロセスを再
開するが、終了していなければ再び処理１００４を実行
して全ての子プロセスが終了するまでスピンループする
。
上記従来技術は、並列処理のネスティングがない場合は
問題ないが、並列処理のネスティングを許した場合に、
以下のようなケースにおいてプロセッサ資源が有効に活
用されないという問題点がある。即ち、親プロセスを実
行しているプロセッサ０が、子プロセスの終了を待つス
ピンループを実行してしまった場合、その後でプロセッ
サ１で新たな孫プロセスを生成しプロセスキューに登録
してもプロセッサ０では孫プロセスを実行できないとい
う状況が生じる。この場合孫プロセスはいずれプロセッ
サ１で実行されるのでプログラムは正常に終了するが、
プロセッサ０が有効に活用されず処理時間が増大すると
いう問題がある。（課題１） さらに上記従来技術のスピンループはＣＰＵ資源を１つ
のジョブで占有するので並列プログラムの実行が１ジヨ
ブ環境で行われるときは問題がないが、多重ジョブ環境
で行われる時はシステムのスループットを低下させると
いう問題がある。多重ジョブ環境でデバッグされた並列
プログラムが１ジヨブ環境で実行されることも多いこと
がら、１ジヨブ環境と多重ジョブ環境で使用するロード
モジュールを一本化した上で上記の問題を解決する必要
がある（課題２）。
問題ないが、並列処理のネスティングを許した場合に、
以下のようなケースにおいてプロセッサ資源が有効に活
用されないという問題点がある。即ち、親プロセスを実
行しているプロセッサ０が、子プロセスの終了を待つス
ピンループを実行してしまった場合、その後でプロセッ
サ１で新たな孫プロセスを生成しプロセスキューに登録
してもプロセッサ０では孫プロセスを実行できないとい
う状況が生じる。この場合孫プロセスはいずれプロセッ
サ１で実行されるのでプログラムは正常に終了するが、
プロセッサ０が有効に活用されず処理時間が増大すると
いう問題がある。（課題１） さらに上記従来技術のスピンループはＣＰＵ資源を１つ
のジョブで占有するので並列プログラムの実行が１ジヨ
ブ環境で行われるときは問題がないが、多重ジョブ環境
で行われる時はシステムのスループットを低下させると
いう問題がある。多重ジョブ環境でデバッグされた並列
プログラムが１ジヨブ環境で実行されることも多いこと
がら、１ジヨブ環境と多重ジョブ環境で使用するロード
モジュールを一本化した上で上記の問題を解決する必要
がある（課題２）。
一般に多重ジョブ環境では、論理的なプロセッサ（一般
にタスクとも呼ばれる。水量ｍ書でも以下ではタスクは
論理的プロセッサを指す）がプロセスを実行し、Ｏ８が
プロセッサに時分割でタスクを実行させる。Ｏ８は各タ
スクのＣＰＵ資源や入出力資源使用率などを考慮しなが
ら各タスクに対するプロセッサ使用権の割り振りを決定
する。
にタスクとも呼ばれる。水量ｍ書でも以下ではタスクは
論理的プロセッサを指す）がプロセスを実行し、Ｏ８が
プロセッサに時分割でタスクを実行させる。Ｏ８は各タ
スクのＣＰＵ資源や入出力資源使用率などを考慮しなが
ら各タスクに対するプロセッサ使用権の割り振りを決定
する。
そのためある子プロセスを実行中のタスク１がプロセッ
サ使用権を取り上げられた場合、プロセッサ使用権を有
するタスクＯで親プロセスが該子プロセスの実行終了を
スピンループでいくら待ってもプログラムは終了しない
。これをデッドロック状態という。これを解決するため
にはデッドロック状態を検出し、Ｏ８がタスク１にプロ
セッサ使用権を与えるようにする必要がある（課題３）
。
サ使用権を取り上げられた場合、プロセッサ使用権を有
するタスクＯで親プロセスが該子プロセスの実行終了を
スピンループでいくら待ってもプログラムは終了しない
。これをデッドロック状態という。これを解決するため
にはデッドロック状態を検出し、Ｏ８がタスク１にプロ
セッサ使用権を与えるようにする必要がある（課題３）
。
本発明は、前記問題点を解決するためになされたもので
ある。
ある。
本発明の目的は、オペレーティングシステムを介在させ
ることなく、ユーザプログラムの中でプロセスの分散と
同期を高速に実行するプロセス分散方式を提供すること
にある。
ることなく、ユーザプログラムの中でプロセスの分散と
同期を高速に実行するプロセス分散方式を提供すること
にある。
〔課題を解決するための手段〕
上記課題１を解決するために本発明では、全ての子プロ
セスの終了という事象か、プロセスキューへの新しいプ
ロセスの登録という事象かのいずれかの事象の成立をス
ピンループして待つ並列処理用実行時ルーチン￥ＷＡＩ
Ｔを用意した。
セスの終了という事象か、プロセスキューへの新しいプ
ロセスの登録という事象かのいずれかの事象の成立をス
ピンループして待つ並列処理用実行時ルーチン￥ＷＡＩ
Ｔを用意した。
￥ＷＡＩＴの特徴となる部分の処理を第１６図を用いて
説明する。全ての子プロセスの終了を待つべき親プロセ
スは処理１００１において一旦中断され、処理１００４
を実行して全ての子プロセスが終了したかを検査する。
説明する。全ての子プロセスの終了を待つべき親プロセ
スは処理１００１において一旦中断され、処理１００４
を実行して全ての子プロセスが終了したかを検査する。
全ての子プロセスが終了していれば処理１００５におい
て親プロセスの実行を再開する。全ての子プロセスが終
了していなければ処理１００２を実行し、新しいプロセ
スがあるかを検査する。新しいプロセスがあれば処理１
００３において新しいプロセスを実行し、その後処理１
００４を再び実行する。新しいプロセスがなければ処理
１００４を再び実行し、全ての子プロセスが終了するか
、新しいプロセスができるか、いずれかの事象が成立す
るまでスピンループする。
て親プロセスの実行を再開する。全ての子プロセスが終
了していなければ処理１００２を実行し、新しいプロセ
スがあるかを検査する。新しいプロセスがあれば処理１
００３において新しいプロセスを実行し、その後処理１
００４を再び実行する。新しいプロセスがなければ処理
１００４を再び実行し、全ての子プロセスが終了するか
、新しいプロセスができるか、いずれかの事象が成立す
るまでスピンループする。
本発明ではさらに、プロセスキューへのプロセスの登録
をスピンループして待つ並列処理用実行時ルーチン￥Ｐ
ＲＣ３を用意し、プロセスオブジェクト中生成した全て
の子プロセスの終了を待つべきポイントでは実行時ルー
チン￥ＷＡ Ｉ Ｔをコールし、すべき仕事のないタス
クに実行させるオブジェクトの先頭では実行時ルーチン
￥ＰＲＣ５をコールするようにコンパイラがオブジェク
トモジュールを作成するようにした。
をスピンループして待つ並列処理用実行時ルーチン￥Ｐ
ＲＣ３を用意し、プロセスオブジェクト中生成した全て
の子プロセスの終了を待つべきポイントでは実行時ルー
チン￥ＷＡ Ｉ Ｔをコールし、すべき仕事のないタス
クに実行させるオブジェクトの先頭では実行時ルーチン
￥ＰＲＣ５をコールするようにコンパイラがオブジェク
トモジュールを作成するようにした。
実行時ルーチン￥ＷＡＩＴにおける２事象待ちスピンル
ープのためには、全ての子プロセスの終了を表示するフ
ラグ１と、プロセスキューへのプロセス登録を表示する
フラグ２とを用意し、フラグ１を参照して、終了してい
ない子プロセスがあるならばフラグ２を参照し、プロセ
スが登録されていないならばふたたびフラグ１の参照を
繰り返すというステップをふめばよい。また、別のフラ
グ３を用意し、フラグ１の設定時およびフラグ２の設定
時には同時にフラグ３にも設定するようにし、フラグ１
とフラグ２の表示内容をフラグ３に代表させてフラグ３
の参照を繰り返すというステップをふんでもよい。
ープのためには、全ての子プロセスの終了を表示するフ
ラグ１と、プロセスキューへのプロセス登録を表示する
フラグ２とを用意し、フラグ１を参照して、終了してい
ない子プロセスがあるならばフラグ２を参照し、プロセ
スが登録されていないならばふたたびフラグ１の参照を
繰り返すというステップをふめばよい。また、別のフラ
グ３を用意し、フラグ１の設定時およびフラグ２の設定
時には同時にフラグ３にも設定するようにし、フラグ１
とフラグ２の表示内容をフラグ３に代表させてフラグ３
の参照を繰り返すというステップをふんでもよい。
上記課題２および３の解決のために本発明では、実行時
ルーチン￥ＷＡＩＴおよび￥ＰＲＣ８で実行するスピン
ループに時間期限を設け、該時間期限までスピンループ
を行っても待ち事象が成立しない場合はスピンループを
やめ、該プロセスを実行しているタスクのプロセッサ使
用権を待ち事象が成立するまで自ら手放すようにした。
ルーチン￥ＷＡＩＴおよび￥ＰＲＣ８で実行するスピン
ループに時間期限を設け、該時間期限までスピンループ
を行っても待ち事象が成立しない場合はスピンループを
やめ、該プロセスを実行しているタスクのプロセッサ使
用権を待ち事象が成立するまで自ら手放すようにした。
プロセッサ使用権を自ら手放すためのＯＳマクロとして
ＨＩＴＡＣＶＯ５３／ＥＳｔ’はＷＡＩＴＶクコを用、
１１しており、該マクロのオペランドにて指定した連絡
領域に連絡があったときはＯ８により上記タスクに再び
プロセッサ使用権が与えられる。また上記時間期限は、
コンパイラによる各プロセスの予想実行時間や、該ジョ
ブが多重ジョブ環境で実行されているかなどのシステム
稼働状況や、ユーザが指定したジョブクラスなどに基づ
き実行時に実行時ルーチンにより決定される。
ＨＩＴＡＣＶＯ５３／ＥＳｔ’はＷＡＩＴＶクコを用、
１１しており、該マクロのオペランドにて指定した連絡
領域に連絡があったときはＯ８により上記タスクに再び
プロセッサ使用権が与えられる。また上記時間期限は、
コンパイラによる各プロセスの予想実行時間や、該ジョ
ブが多重ジョブ環境で実行されているかなどのシステム
稼働状況や、ユーザが指定したジョブクラスなどに基づ
き実行時に実行時ルーチンにより決定される。
第１６図に示すように、￥ＷＡＩＴを動作させることに
より、並列処理のネスティングが許されている場合でも
、前述したプロセッサＯは子プロセスの終了を待つスピ
ンループ中にプロセッサ１で新しい孫プロセスが生成さ
れたかどうかを監視でき、新しいプロセスが登録された
ら子プロセス終了部ちを中断して新プロセスを実行でき
るため、プロセッサ資源が有効活用される。
より、並列処理のネスティングが許されている場合でも
、前述したプロセッサＯは子プロセスの終了を待つスピ
ンループ中にプロセッサ１で新しい孫プロセスが生成さ
れたかどうかを監視でき、新しいプロセスが登録された
ら子プロセス終了部ちを中断して新プロセスを実行でき
るため、プロセッサ資源が有効活用される。
上記のように実行時に決定されるスピンループの時間期
限を設けることにより、システムの稼働状況などを考慮
してスピンループ時間を増減できるのでシステムのスル
ープットを低下させずかつ１ジヨブ環境と多重ジョブ環
境でロードモジュールを一本化することができる。
限を設けることにより、システムの稼働状況などを考慮
してスピンループ時間を増減できるのでシステムのスル
ープットを低下させずかつ１ジヨブ環境と多重ジョブ環
境でロードモジュールを一本化することができる。
さらに上記のようにスピンループ時間期限を設けて時間
期限に達したらＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行することによ
り、デッドロック状態が発生した場合最悪でもスピンル
ープ期限時間後にはＯ８への通知が行われ、Ｏ８は子プ
ロセスを実行中のタスクにプロセッサ使用権を与えるこ
とができる。
期限に達したらＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行することによ
り、デッドロック状態が発生した場合最悪でもスピンル
ープ期限時間後にはＯ８への通知が行われ、Ｏ８は子プ
ロセスを実行中のタスクにプロセッサ使用権を与えるこ
とができる。
以下、本発明の実施例を図面を参照しながら説明する。
（実施例１）
第１図は本発明の全体構成を示す図である１図中１から
４は、主記憶５を介して接続される、マルチプロセッサ
を構成するＣＰＵである。
４は、主記憶５を介して接続される、マルチプロセッサ
を構成するＣＰＵである。
コンパイラはソースプログラムから逐次実行部分のオブ
ジェクト命令列４１と並列実行部分のオブジェクト命令
列４２およびデータ領域４３、並列プロセス実行情報４
４から成るオブジェクトモジュール４０を生成する。プ
ログラム中メインプロセスとなるのは逐次実行部分であ
る。メインプロセスは並列実行部分を実行するサブプロ
セスを生成する。本発明の実施例では並列処理のネステ
ィングが可能であり、サブプロセスはサブプロセス内で
並列実行可能な部分を実行するサブプロセスをさらに生
成できる。
ジェクト命令列４１と並列実行部分のオブジェクト命令
列４２およびデータ領域４３、並列プロセス実行情報４
４から成るオブジェクトモジュール４０を生成する。プ
ログラム中メインプロセスとなるのは逐次実行部分であ
る。メインプロセスは並列実行部分を実行するサブプロ
セスを生成する。本発明の実施例では並列処理のネステ
ィングが可能であり、サブプロセスはサブプロセス内で
並列実行可能な部分を実行するサブプロセスをさらに生
成できる。
Ｏ３６はユーザジョブの処理要求受は付は時に、１つの
ユーザ空間１０ （ＡＳＣＢＩ）を生成し、その中で実
行されるメインタスク１１（ＴＣＢＩＯ）を生成し、プ
ログラムの開始部であるプロローグ処理、終了部である
エピローグ処理およびメインプロセスである逐次実行オ
ブジェクトを実行させる。プロローグ処理においては、
ジョブ制御言語ＪＣＬのＥＸＥＣ文のＰＡＲＡＭオペラ
ンドにてユーザが指定した生成要求サブタスク数に基づ
きシステムの状態を考慮した上で生成サブタスク数を決
定しサブタスク（ＴＣＢＩＩ、１２．・・・）を生成す
る実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨ１６を呼ぶ。
ユーザ空間１０ （ＡＳＣＢＩ）を生成し、その中で実
行されるメインタスク１１（ＴＣＢＩＯ）を生成し、プ
ログラムの開始部であるプロローグ処理、終了部である
エピローグ処理およびメインプロセスである逐次実行オ
ブジェクトを実行させる。プロローグ処理においては、
ジョブ制御言語ＪＣＬのＥＸＥＣ文のＰＡＲＡＭオペラ
ンドにてユーザが指定した生成要求サブタスク数に基づ
きシステムの状態を考慮した上で生成サブタスク数を決
定しサブタスク（ＴＣＢＩＩ、１２．・・・）を生成す
る実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨ１６を呼ぶ。
本発明の実施例では生成されるサブタスクはＴＣＢ１１
（１２）のみである。上記サブタスク１２は、並列プロ
セスキュー２５にプロセス情報テーブルが登録されるの
を待ち、登録されるとプロセス情報テーブルから実行す
べきサブプロセスの情報をとりだし、該プロセス実行に
必要なワークデータ領域（３３，３８）をスタック管理
して、タスク対応のローカルデータ領域（３０，３５）
内から確保して、該サブプロセスを実行しワークデータ
領域（３３，３８）を解放する実行時ルーチン￥ＰＲＣ
８２０を実行する。￥ＰＲＣ８２０は並列プロセスキュ
ー２５へのプロセス情報テーブルの登録を一定時間待っ
ても登録が行われない場合システムのスループットを低
下させないよう自らＣＰＵ使用権を手離す。
（１２）のみである。上記サブタスク１２は、並列プロ
セスキュー２５にプロセス情報テーブルが登録されるの
を待ち、登録されるとプロセス情報テーブルから実行す
べきサブプロセスの情報をとりだし、該プロセス実行に
必要なワークデータ領域（３３，３８）をスタック管理
して、タスク対応のローカルデータ領域（３０，３５）
内から確保して、該サブプロセスを実行しワークデータ
領域（３３，３８）を解放する実行時ルーチン￥ＰＲＣ
８２０を実行する。￥ＰＲＣ８２０は並列プロセスキュ
ー２５へのプロセス情報テーブルの登録を一定時間待っ
ても登録が行われない場合システムのスループットを低
下させないよう自らＣＰＵ使用権を手離す。
メインプロセスの実行が並列実行部分の直前に達したら
、タスク対応のプロセス情報テーブル用フリーエリア（
３０，３５）から領域を確保し、並列実行部分の実行に
必要な情報を一括して示す並列プロセス情報テーブルを
作成して並列プロセスキュー２５に登録する実行時ルー
チン￥ＤＩＳＰ１８を呼ぶ。１つのプロセス情報テーブ
ルからは複数の並列サブプロセスが生成されるが、プロ
セス情報テーブルを作成したメインプロセスもしくはサ
ブプロセスを親プロセス、プロセス情報テーブルから生
成されるサブプロセスを子プロセスと呼ぶ。￥ＤＩＳＰ
１８は同時にタスクウェイトフラグ２６．２７ （ＴＷ
ＩＯ，ＴＷＩＩ）を参照してＷＡ Ｉ Ｔマクロ発行中
のタスクがあれば実行すべきプロセスが生成されたこと
を知らせるためにＰＯ８Ｔマクロをタスク対応のＥＣＢ
２８．２９ （タスクｌ０ＥＣＢ、タスクＩＩＥＣＢ）
に対し発行する。
、タスク対応のプロセス情報テーブル用フリーエリア（
３０，３５）から領域を確保し、並列実行部分の実行に
必要な情報を一括して示す並列プロセス情報テーブルを
作成して並列プロセスキュー２５に登録する実行時ルー
チン￥ＤＩＳＰ１８を呼ぶ。１つのプロセス情報テーブ
ルからは複数の並列サブプロセスが生成されるが、プロ
セス情報テーブルを作成したメインプロセスもしくはサ
ブプロセスを親プロセス、プロセス情報テーブルから生
成されるサブプロセスを子プロセスと呼ぶ。￥ＤＩＳＰ
１８は同時にタスクウェイトフラグ２６．２７ （ＴＷ
ＩＯ，ＴＷＩＩ）を参照してＷＡ Ｉ Ｔマクロ発行中
のタスクがあれば実行すべきプロセスが生成されたこと
を知らせるためにＰＯ８Ｔマクロをタスク対応のＥＣＢ
２８．２９ （タスクｌ０ＥＣＢ、タスクＩＩＥＣＢ）
に対し発行する。
プロセス情報テーブルを作成するためのフリーエリア（
３１，３６）はタスク対応のローカルデータ域（３０，
３５）にチエインされて設けられてシ）る。３２．３７
はタスク対応のフリーエリアポインタであり、プロセス
情報テーブル用フリーエリア（３１，３６）をどこまで
使用したかを示す。並列プロセスキュー２５は、グロー
バルデータ域２４にある並列プロセスキュー先頭アドレ
スＱＨ２１を先頭として、上記のうち実行可能なプロセ
スの情報を含んでいるプロセス情報テーブルエリア（３
１，３６）をチエインして構成されている。
３１，３６）はタスク対応のローカルデータ域（３０，
３５）にチエインされて設けられてシ）る。３２．３７
はタスク対応のフリーエリアポインタであり、プロセス
情報テーブル用フリーエリア（３１，３６）をどこまで
使用したかを示す。並列プロセスキュー２５は、グロー
バルデータ域２４にある並列プロセスキュー先頭アドレ
スＱＨ２１を先頭として、上記のうち実行可能なプロセ
スの情報を含んでいるプロセス情報テーブルエリア（３
１，３６）をチエインして構成されている。
￥ＤＩＳＰ１８の実行が終了するとメインプロセスは全
ての子プロセスの実行終了もしくは並列プロセスキュー
２５への新しいプロセス情報テーブルの登録を待つ実行
時ルーチン￥ＷＡ Ｉ Ｔ １９を呼ぶ。￥ＷＡＩ’ｒ
１９は新しいプロセス情報テーブルが登録された場合は
プロセス情報テーブルから実行すべきサブプロセスの情
報をとりだし、該サブプロセス実行に必要なワークデー
タ領域（３３，３８）をスタック管理してタスク対応の
ローカルデータ領域（３０，３５）内から確保して、該
サブプロセスを実行しワークデータ領域（３３，３８）
を解放する。また一定時間待ってもサブプロセスの実行
が終了せずまた新しいプロセス情報テーブルも登録され
ない場合は、システムのスループットを低下させないよ
うＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行し、自らＣＰＵ使用権を手
離す。
ての子プロセスの実行終了もしくは並列プロセスキュー
２５への新しいプロセス情報テーブルの登録を待つ実行
時ルーチン￥ＷＡ Ｉ Ｔ １９を呼ぶ。￥ＷＡＩ’ｒ
１９は新しいプロセス情報テーブルが登録された場合は
プロセス情報テーブルから実行すべきサブプロセスの情
報をとりだし、該サブプロセス実行に必要なワークデー
タ領域（３３，３８）をスタック管理してタスク対応の
ローカルデータ領域（３０，３５）内から確保して、該
サブプロセスを実行しワークデータ領域（３３，３８）
を解放する。また一定時間待ってもサブプロセスの実行
が終了せずまた新しいプロセス情報テーブルも登録され
ない場合は、システムのスループットを低下させないよ
うＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行し、自らＣＰＵ使用権を手
離す。
￥ＷＡ Ｉ Ｔ １９の実行が終了するとメインプロセ
スは逐次実行オブジェクトの実行を再開する。
スは逐次実行オブジェクトの実行を再開する。
メインプログラムの終了部で実行されるエピローグ処理
においては生成したサブタスク１２（ＴＣＢｌｌ）を消
滅させる実行時ルーチン￥ＤＥＴＡＣＨ１７が呼ばれプ
ログラムが終了する。
においては生成したサブタスク１２（ＴＣＢｌｌ）を消
滅させる実行時ルーチン￥ＤＥＴＡＣＨ１７が呼ばれプ
ログラムが終了する。
３３．３８は並列プロセス実行に必要なワークデータ領
域を確保するためのデータ領域であり、３４．３９はそ
のスタックポインタである。
域を確保するためのデータ領域であり、３４．３９はそ
のスタックポインタである。
本ジョブが多重ジョブ環境で実行される時は、他ユーザ
空間８．１３ （ＡＳＣＢＯ，ＡＳＣＢ２）およびその
中で実行されるタスク９．１４（ＴＣＢｏｏ、ＴＣＢ２
０）も存在するが、どのタスクを実行させるかのスケジ
ューリング処理はＯ３６により公知のスケジューリング
処理制御技術により行われる。
空間８．１３ （ＡＳＣＢＯ，ＡＳＣＢ２）およびその
中で実行されるタスク９．１４（ＴＣＢｏｏ、ＴＣＢ２
０）も存在するが、どのタスクを実行させるかのスケジ
ューリング処理はＯ３６により公知のスケジューリング
処理制御技術により行われる。
第２図に並列実行可能部分を含むＦＯＲＴＲＡＮソース
プログラムの一例を、第３図に本発明による第２図のソ
ースプログラムから生成されるオブジェクトモジュール
をＦＯＲＴＲＡＮライクに記述したものを、第４図に第
３図のオブジェクトモジュールから生成されるプロセス
の概念的実行順序を示す。
プログラムの一例を、第３図に本発明による第２図のソ
ースプログラムから生成されるオブジェクトモジュール
をＦＯＲＴＲＡＮライクに記述したものを、第４図に第
３図のオブジェクトモジュールから生成されるプロセス
の概念的実行順序を示す。
第２図のソースプログラム５１中処理Ａおよび処理Ｅは
逐次実行部分であり、Ｄ○３０のループ５２内の処理Ｂ
およびＤは添字工に関し、Ｄ○４０のループＳ３内の処
理Ｃは添字Ｉ、Ｊに関し並列化可能な部分である。
逐次実行部分であり、Ｄ○３０のループ５２内の処理Ｂ
およびＤは添字工に関し、Ｄ○４０のループＳ３内の処
理Ｃは添字Ｉ、Ｊに関し並列化可能な部分である。
第３図のオブジェクトモジュールの概略構成は、並列プ
ロセスオブジェクト命令列部分（６７，６８）と並列プ
ロセス実行情報部分（６３，６４）が追加されているこ
とを除いて従来の逐次実行プログラムと同一である（例
えば、ＨＩＴＡＣＶ○Ｓ３最適化ＦＯＲＴＲＡＮ７７
０ＦＯＲＴ７７ Ｅ２．ＨＡＰ ＦＯＲＴＲＡＮ７
７使用ＴＲ側き８０９０−３−７６５−３０ ４７６頁
オブジェクトモジュールの構成）ゆソースプログラム
５１中の処理Ｂ、Ｄを実行するオブジェクトが並列プロ
セスオブジェクト命令列の６７部分に、処理Ｃを実行す
るオブジェクトが並列プロセスオフシェフ８０６８部分
に格納される。またコンパイラにより生成される、並列
プロセスオブジェクト■６７を実行するために必要な情
報が並列プロセス実行情報０６３部分に、並列プロセス
オブジェクト■６８を実行するために必要な情報が並列
プロセス実行情報■６４部分に格納される。
ロセスオブジェクト命令列部分（６７，６８）と並列プ
ロセス実行情報部分（６３，６４）が追加されているこ
とを除いて従来の逐次実行プログラムと同一である（例
えば、ＨＩＴＡＣＶ○Ｓ３最適化ＦＯＲＴＲＡＮ７７
０ＦＯＲＴ７７ Ｅ２．ＨＡＰ ＦＯＲＴＲＡＮ７
７使用ＴＲ側き８０９０−３−７６５−３０ ４７６頁
オブジェクトモジュールの構成）ゆソースプログラム
５１中の処理Ｂ、Ｄを実行するオブジェクトが並列プロ
セスオブジェクト命令列の６７部分に、処理Ｃを実行す
るオブジェクトが並列プロセスオフシェフ８０６８部分
に格納される。またコンパイラにより生成される、並列
プロセスオブジェクト■６７を実行するために必要な情
報が並列プロセス実行情報０６３部分に、並列プロセス
オブジェクト■６８を実行するために必要な情報が並列
プロセス実行情報■６４部分に格納される。
以下、第３図と第４図を参照しながらオブジェクトモジ
ュールの内容とプロセスの対応およびプロセスの概念的
実行順序について説明する。
ュールの内容とプロセスの対応およびプロセスの概念的
実行順序について説明する。
プロローグ処理部分６５はメインタスク１１（ＴＣＢＩ
Ｏ）により実行される。プロローグ処理部分６５の処理
は、前述の実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨ１６を呼ぶ以
外は従来の逐次実行プログラムと同一である。￥ＡＴＴ
ＡＣＨＩ ６の処理の詳細については後述する。
Ｏ）により実行される。プロローグ処理部分６５の処理
は、前述の実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨ１６を呼ぶ以
外は従来の逐次実行プログラムと同一である。￥ＡＴＴ
ＡＣＨＩ ６の処理の詳細については後述する。
メインタスク１１ （ＴＣＢＩＯ）はプロローグ処理６
５に続いてメインプロセス１ （８１）として逐次実行
オブジェク１−命令列６６を実行し、処理Ａ９２の実行
終了後、Ｄ○３ｏの処理を子プロセスとして生成するた
めに前述の実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ９３を呼ぶ。￥Ｄ
ＩＳＰの処理の詳細については後述する。￥ＤＩＳＰ９
３の引数ＥＮＴＲＹ■は並列プロセス実行情報■６３部
分の先頭アドレスを示し、引数ＰＴＢＬ■には作成され
たプロセス情報テーブルの先頭アドレスが返される。
５に続いてメインプロセス１ （８１）として逐次実行
オブジェク１−命令列６６を実行し、処理Ａ９２の実行
終了後、Ｄ○３ｏの処理を子プロセスとして生成するた
めに前述の実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ９３を呼ぶ。￥Ｄ
ＩＳＰの処理の詳細については後述する。￥ＤＩＳＰ９
３の引数ＥＮＴＲＹ■は並列プロセス実行情報■６３部
分の先頭アドレスを示し、引数ＰＴＢＬ■には作成され
たプロセス情報テーブルの先頭アドレスが返される。
￥ＤＩＳＰ９３は引数ＥＮＴＲＹ■より得られる情報を
たどり並列プロセスオブジェクト■６７を実行するため
のプロセス情報テーブルを作成する。コンパイラにより
並列プロセスオブジェクト■６７中に埋め込まれたルー
プ制御変数ＬＣＩおよびＬＣに与えるべき値を￥ＤＩＳ
Ｐｆｆｉ８が実行時に決定することにより、生成される
サブプロセス数が決定される。本発明の実施例ではＬＣ
Ｉには０．１．２がＬＣには３が与えられ、サブプロセ
ス２ （８２）、サブプロセス３ （８５）、サブプロ
セス４ （８８）が生成される。生成されたサブプロセ
スはいずれかのタスクで実行されている￥ＰＲＣ５もし
くは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２１）により取り呂
され実行される。
たどり並列プロセスオブジェクト■６７を実行するため
のプロセス情報テーブルを作成する。コンパイラにより
並列プロセスオブジェクト■６７中に埋め込まれたルー
プ制御変数ＬＣＩおよびＬＣに与えるべき値を￥ＤＩＳ
Ｐｆｆｉ８が実行時に決定することにより、生成される
サブプロセス数が決定される。本発明の実施例ではＬＣ
Ｉには０．１．２がＬＣには３が与えられ、サブプロセ
ス２ （８２）、サブプロセス３ （８５）、サブプロ
セス４ （８８）が生成される。生成されたサブプロセ
スはいずれかのタスクで実行されている￥ＰＲＣ５もし
くは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２１）により取り呂
され実行される。
￥ＤＩＳＰ９３の実行が終るとメインプロセス１ （８
１）は￥ＤＩＳＰ９３の引数ＰＴＢＬ■を引数として前
述の実行時ルーチン￥ＷＡＩＴ９４を呼ぶ。ＰＴＢＬ■
で示されるプロセス情報テーブル内には、全ての子プロ
セス即ちサブプロセス２．３．４（８２，８５，８８）
の実行が終了したか否かを示すプロセス終了ポストフラ
グ（後述）があり、￥ＷＡＩＴ９４は引数ＬＩＭＩＴ■
の値およびシステムやジョブの状態を考慮して決定した
一定時間が経過するまで、該プロセス終了ポストフラグ
を参照して全ての子プロセスの終了を待つ。引数ＬＩＭ
ＩＴ■の値は、生成されるサブプロセスの予測実行時間
やタスク間の同期に従来から使用されているＰＯ８Ｔ／
ＷＡＩＴマクロの処理時間などを考慮してコンパイラに
より決定される。￥ＷＡＩＴ９４はサブプロセスの終了
を待つと同時に新しいサブプロセスの生成も待つが、そ
の点については後で述べる。
１）は￥ＤＩＳＰ９３の引数ＰＴＢＬ■を引数として前
述の実行時ルーチン￥ＷＡＩＴ９４を呼ぶ。ＰＴＢＬ■
で示されるプロセス情報テーブル内には、全ての子プロ
セス即ちサブプロセス２．３．４（８２，８５，８８）
の実行が終了したか否かを示すプロセス終了ポストフラ
グ（後述）があり、￥ＷＡＩＴ９４は引数ＬＩＭＩＴ■
の値およびシステムやジョブの状態を考慮して決定した
一定時間が経過するまで、該プロセス終了ポストフラグ
を参照して全ての子プロセスの終了を待つ。引数ＬＩＭ
ＩＴ■の値は、生成されるサブプロセスの予測実行時間
やタスク間の同期に従来から使用されているＰＯ８Ｔ／
ＷＡＩＴマクロの処理時間などを考慮してコンパイラに
より決定される。￥ＷＡＩＴ９４はサブプロセスの終了
を待つと同時に新しいサブプロセスの生成も待つが、そ
の点については後で述べる。
サブプロセス２．３．４（８２，８５，８８）はそれぞ
れＬＣＩの値のみ異なる並列プロセスオブジェクト■６
７を実行し、処理Ｂの実行終了後、Ｄ○４ｏの処理を子
プロセスとして生成するためにそれぞれ実行時ルーチン
￥ＤＩＳＰ （９９，１１１，１２３）を呼ぶ。￥ＤＩ
ＳＰ （９９，１１１，１２３）の引数ＥＮＴＲＹ■は
並列プロセス実行情報■部分６４の先頭アドレスを示し
、引数ＰＴＢＬ■にはそれぞれ並列プロセスオブジェク
ト■６８を実行するためのプロセス情報テーブルの先頭
アドレスが返される。コンパイラにより並列プロセスオ
ブジェクトロ６８中に埋め込まれたループ制御変数ＬＣ
２には本実施例ではそれぞれＯｌｌが、ＬＣには２が与
えられ、サブプロセス２（８２）からはサブプロセス５
．６（８３，８４）が、サブプロセス３（８５）からは
サブプロセス７．８（８６，８７）が、サブプロセス４
（８８）からはサブプロセス９．１０（８９，９０）が
生成される。
れＬＣＩの値のみ異なる並列プロセスオブジェクト■６
７を実行し、処理Ｂの実行終了後、Ｄ○４ｏの処理を子
プロセスとして生成するためにそれぞれ実行時ルーチン
￥ＤＩＳＰ （９９，１１１，１２３）を呼ぶ。￥ＤＩ
ＳＰ （９９，１１１，１２３）の引数ＥＮＴＲＹ■は
並列プロセス実行情報■部分６４の先頭アドレスを示し
、引数ＰＴＢＬ■にはそれぞれ並列プロセスオブジェク
ト■６８を実行するためのプロセス情報テーブルの先頭
アドレスが返される。コンパイラにより並列プロセスオ
ブジェクトロ６８中に埋め込まれたループ制御変数ＬＣ
２には本実施例ではそれぞれＯｌｌが、ＬＣには２が与
えられ、サブプロセス２（８２）からはサブプロセス５
．６（８３，８４）が、サブプロセス３（８５）からは
サブプロセス７．８（８６，８７）が、サブプロセス４
（８８）からはサブプロセス９．１０（８９，９０）が
生成される。
￥ＤＩＳＰ（９９，１１１，１２３）の実行が終るとサ
ブプロセス２．３．４（８２，８５，８８）は実行時ル
ーチン￥ＷＡ４Ｔ（１００，１１２，１２４）を呼び、
引数ＬＩＭＩＴ■に示される時間が経過するまで、引数
ＰＴＢＬ■から九どれるプロセス終了ポストフラグを参
照してそれぞれサブプロセス５．６（８３，８４）、サ
ブプロセス７．８（８６，８７）、サブプロセス９．１
０（８９，９０）の終了を待つ。
ブプロセス２．３．４（８２，８５，８８）は実行時ル
ーチン￥ＷＡ４Ｔ（１００，１１２，１２４）を呼び、
引数ＬＩＭＩＴ■に示される時間が経過するまで、引数
ＰＴＢＬ■から九どれるプロセス終了ポストフラグを参
照してそれぞれサブプロセス５．６（８３，８４）、サ
ブプロセス７．８（８６，８７）、サブプロセス９．１
０（８９，９０）の終了を待つ。
サブプロセス５．６．７．８．９．１０（８３，８４，
８６，８７，８９，９０）はそれぞれＬＣｌおよびＬＣ
２の値のみ異なる並列プロセスオブジェクト■６８を実
行し、処理Ｃの実行終了後自プロセスを取りだした￥Ｐ
ＲＣ５もしくは￥ＷＡＩＴ （１０３，１０６，１１５
，１１８，１２７゜１３０）に分岐する。￥ＰＲＣ３も
しくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２１）は取りだし
た子プロセスの実行が終了したことをプロセス終了ポス
トフラグを通じて親プロセスに通知し、該子プロセスを
消滅させる。
８６，８７，８９，９０）はそれぞれＬＣｌおよびＬＣ
２の値のみ異なる並列プロセスオブジェクト■６８を実
行し、処理Ｃの実行終了後自プロセスを取りだした￥Ｐ
ＲＣ５もしくは￥ＷＡＩＴ （１０３，１０６，１１５
，１１８，１２７゜１３０）に分岐する。￥ＰＲＣ３も
しくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２１）は取りだし
た子プロセスの実行が終了したことをプロセス終了ポス
トフラグを通じて親プロセスに通知し、該子プロセスを
消滅させる。
サブプロセス２．３．４（８２，８５，８８）で実行さ
れていた￥ＷＡＩＴ（１００，１１２，１２４）は、そ
れぞれ金子プロセス即ちサブプロセス５．６（８３，８
４）、サブプロセス７．８（８６，８７）、サブプロセ
ス９．１０ （８９，９０）の終了通知をうけると呼び
もとに分岐して実行を終了する。サブプロセス２．３．
４（８２，８５，８８）は続いて処理Ｄ（１０１，１１
３，１２５）を実行し、処理Ｄ（１０１，１１３，１２
５）の実行終了後は自プロセスを取りだした￥ＰＲＣ５
もしくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２１）に分岐す
る。￥ＰＲＣＳもしくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１
２１）では親プロセスであるメインプロセス１（８１）
にとりだした子プロセスの実行が終了したことを通知し
該子プロセスを消滅させる。
れていた￥ＷＡＩＴ（１００，１１２，１２４）は、そ
れぞれ金子プロセス即ちサブプロセス５．６（８３，８
４）、サブプロセス７．８（８６，８７）、サブプロセ
ス９．１０ （８９，９０）の終了通知をうけると呼び
もとに分岐して実行を終了する。サブプロセス２．３．
４（８２，８５，８８）は続いて処理Ｄ（１０１，１１
３，１２５）を実行し、処理Ｄ（１０１，１１３，１２
５）の実行終了後は自プロセスを取りだした￥ＰＲＣ５
もしくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２１）に分岐す
る。￥ＰＲＣＳもしくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１
２１）では親プロセスであるメインプロセス１（８１）
にとりだした子プロセスの実行が終了したことを通知し
該子プロセスを消滅させる。
メインプロセス１（８１）で実行されていた￥ＷＡＩＴ
９４は、金子プロセスすなわちサブプロセス２．３．４
（８２，８５，８８）の終了通知をうけると呼びもとに
分岐して実行を終了する。
９４は、金子プロセスすなわちサブプロセス２．３．４
（８２，８５，８８）の終了通知をうけると呼びもとに
分岐して実行を終了する。
メインプロセス１ （８１）は続いて処理Ｅ９５を実行
し、エピローグ処理部分６９に分岐する。エピローグ処
理部分６９の処理は、前述の実行時ルーチン￥ＤＥＴＡ
ＣＨ１７を呼ぶ以外は従来の逐次実行プログラムと同一
である。
し、エピローグ処理部分６９に分岐する。エピローグ処
理部分６９の処理は、前述の実行時ルーチン￥ＤＥＴＡ
ＣＨ１７を呼ぶ以外は従来の逐次実行プログラムと同一
である。
第３図のデータ領域６２はプロセス中断時のレジスタの
退避領域や、変数や配列の領域、パラメタリスト領域な
ど従来の逐次実行プログラムのデータ領域と同一の領域
から構成されている。
退避領域や、変数や配列の領域、パラメタリスト領域な
ど従来の逐次実行プログラムのデータ領域と同一の領域
から構成されている。
並列プロセス実行情報部分（６３，６４）には、並列プ
ロセスオブジェクト対応に以下の情報がある。
ロセスオブジェクト対応に以下の情報がある。
並列プロセスオブジェクト先頭アドレスフィールド（７
１，７４）はオブジェクトモジュール中命令語領域にあ
る対応する並列プロセスオブジェクトの先頭アドレスを
示す。並列プロセスオブジェクトで必要なワークデータ
領域の大きさフィールド（７２，７５）は、該並列プロ
セスで並列実行に必要な一時変数、変数、配列のために
必要なワークデータ領域の大きさを示す。並列プロセス
オブジェクトで必要なワークデータ領域における初期値
情報フィールド（７３，７６）は、ワークデータ領域が
１つのペースレジスタで届かない大きさの場合の、ワー
クデータ領域のベースアドレス値などを示す。
１，７４）はオブジェクトモジュール中命令語領域にあ
る対応する並列プロセスオブジェクトの先頭アドレスを
示す。並列プロセスオブジェクトで必要なワークデータ
領域の大きさフィールド（７２，７５）は、該並列プロ
セスで並列実行に必要な一時変数、変数、配列のために
必要なワークデータ領域の大きさを示す。並列プロセス
オブジェクトで必要なワークデータ領域における初期値
情報フィールド（７３，７６）は、ワークデータ領域が
１つのペースレジスタで届かない大きさの場合の、ワー
クデータ領域のベースアドレス値などを示す。
以下、第６図（ａ）〜（Ｃ）を用い実行時ルーチン￥Ａ
ＴＴＡＣＨＩ ６．￥ＤＥＴＡＣＨＩ ７の処理を説明
する。 ￥ＡＴＴＡＣＨ１６は処理１５１においてシス
テム内に多すぎるＴＣＢを生成してシステムのスループ
ッ１−を低下させることを避けるために、サブタスクの
生成に先立ち追加獲得可能なＴＣＢ数をＯ８に問い合わ
せるマクロ（ＮＴＣＢ）を発行する。ＮＴＣＢ １５８
を実行するＯ８は処理１５５においてシステム内に存在
する全ＴＣＢ数やそのうち実行可能状態のＴＣＢＯ数、
およびそれらによるＣＰＵ＊源や入出力資源の使用状況
などを調べ、処理１５６において問い合わせてきたジョ
ブに対し追加付与可能なＴＣＢ数を計算し、引数に返す
。￥ＡＴＴＡＣＨＩ ６では処理１５２において得られ
た追加獲得可能ＴＣＢ数と、ユーザがＪＣＬにて指定し
た生成要求サブタスク数との小さい方を変数ＮＰに設定
し、処理１５３においてサブタスクの生成をＯ８に依頼
する公知のＡＴＴＡＣＨマクロをＮＰ回発行する。ＡＴ
ＴＡＣＨマクロの発行時には入口アドレスとして￥ＰＲ
Ｃ３２０の入口アドレスを指定して、サブタスクに￥Ｐ
ＲＣ８２０を実行させる。処理１５４においてＡＴＴＡ
ＣＨマクロの実行によりＯ８から返されるＮＰ個のＴＣ
Ｂの先頭アドレスおよび変数ＮＰをリストにし、リスト
の先頭アドレスを引数ＡＤＲＬＳＴに返す。
ＴＴＡＣＨＩ ６．￥ＤＥＴＡＣＨＩ ７の処理を説明
する。 ￥ＡＴＴＡＣＨ１６は処理１５１においてシス
テム内に多すぎるＴＣＢを生成してシステムのスループ
ッ１−を低下させることを避けるために、サブタスクの
生成に先立ち追加獲得可能なＴＣＢ数をＯ８に問い合わ
せるマクロ（ＮＴＣＢ）を発行する。ＮＴＣＢ １５８
を実行するＯ８は処理１５５においてシステム内に存在
する全ＴＣＢ数やそのうち実行可能状態のＴＣＢＯ数、
およびそれらによるＣＰＵ＊源や入出力資源の使用状況
などを調べ、処理１５６において問い合わせてきたジョ
ブに対し追加付与可能なＴＣＢ数を計算し、引数に返す
。￥ＡＴＴＡＣＨＩ ６では処理１５２において得られ
た追加獲得可能ＴＣＢ数と、ユーザがＪＣＬにて指定し
た生成要求サブタスク数との小さい方を変数ＮＰに設定
し、処理１５３においてサブタスクの生成をＯ８に依頼
する公知のＡＴＴＡＣＨマクロをＮＰ回発行する。ＡＴ
ＴＡＣＨマクロの発行時には入口アドレスとして￥ＰＲ
Ｃ３２０の入口アドレスを指定して、サブタスクに￥Ｐ
ＲＣ８２０を実行させる。処理１５４においてＡＴＴＡ
ＣＨマクロの実行によりＯ８から返されるＮＰ個のＴＣ
Ｂの先頭アドレスおよび変数ＮＰをリストにし、リスト
の先頭アドレスを引数ＡＤＲＬＳＴに返す。
￥ＤＥＴＡＣＨＩ ７では処理１５７において￥ＡＴＴ
ＡＣＨ１６で返された引数ＡＤＲＬＳＴを引数として受
けとり、そこに示されるＴＣＢの消去をＯ８に依頼する
公知のＤ Ｅ Ｔ Ａ ＣＨマクロをＮＰ回発行する。
ＡＣＨ１６で返された引数ＡＤＲＬＳＴを引数として受
けとり、そこに示されるＴＣＢの消去をＯ８に依頼する
公知のＤ Ｅ Ｔ Ａ ＣＨマクロをＮＰ回発行する。
次にプロセス情報テーブル１４９の内容を示す第５図を
参照しつつ、タスクｋ （ＴＣＢｋ）において￥ＤＩＳ
Ｐｉ８が実行されている場合の処理を第７図を使って説
明する。
参照しつつ、タスクｋ （ＴＣＢｋ）において￥ＤＩＳ
Ｐｉ８が実行されている場合の処理を第７図を使って説
明する。
第５図の１ｎｕｓｅピツｈ １４１は￥ＤＩＳＰ１８に
おいてプロセス情報テーブル１４９を作成した時に１に
設定され、該プロセス情報テーブル１４９から生成され
た全ての子プロセスの実行が終了した時に￥ＷＡ Ｉ
Ｔ １９によって０が設定されるビットであり、該ビッ
トが１である間は該プロセス情報テーブルエリアは使用
中である。
おいてプロセス情報テーブル１４９を作成した時に１に
設定され、該プロセス情報テーブル１４９から生成され
た全ての子プロセスの実行が終了した時に￥ＷＡ Ｉ
Ｔ １９によって０が設定されるビットであり、該ビッ
トが１である間は該プロセス情報テーブルエリアは使用
中である。
次フリーエリアポインタフィールド１４２はタスクに用
のローカルデータ域（３０，３５）（第１図）内でプロ
セス情報テーブルエリア（３１゜３６）どうしをチエイ
ンするものであり、次のプロセス情報テーブルエリアの
先頭アドレスを保持している。
のローカルデータ域（３０，３５）（第１図）内でプロ
セス情報テーブルエリア（３１゜３６）どうしをチエイ
ンするものであり、次のプロセス情報テーブルエリアの
先頭アドレスを保持している。
並列プロセスキューポインタフィールド１４３は並列プ
ロセスキュー２５（第１図）内のプロセス情報テーブル
どうしをチエインするものであり、該プロセス情報テー
ブル１４９が並列プロセスキュー内の最後のエントリで
あれば０が、途中のエントリであれば次のプロセス情報
テーブルの先頭アドレスが設定される。
ロセスキュー２５（第１図）内のプロセス情報テーブル
どうしをチエインするものであり、該プロセス情報テー
ブル１４９が並列プロセスキュー内の最後のエントリで
あれば０が、途中のエントリであれば次のプロセス情報
テーブルの先頭アドレスが設定される。
第７図の処理１６１において、タスクに用のプロセス情
報テーブル用フリーエリア（３１，３６）からプロセス
情報テーブルエリアを獲得する。フリーエリアポインタ
ｋ （３２，３７）はプロセス情報テーブル用フリーエ
リアをどこまで使用したかを示すポインタであり、処理
１６２ではそれにより示されるプロセス情報テーブル１
４９内の次フリーエリアポインタフィールド１４３の値
を新たにフリーエリアポインタｋ（３２，３７）に設定
することにより次のプロセス情報テーブルエリアのアド
レスを得、処理１６３では該プロセス情報テーブルエリ
ア１４９内のｉ ｎ ｕ ｓ ｅピッ１−１４１が０が
どうか調べる。１ｎｕｓｅビツト１４１が１であれば該
プロセス情報テーブル１４９は使用中であるから再び処
理１６２を実行する。処理１６３において１ｎｕｓｅピ
ツｈ １４１が０であれば１ｎｕｓｅビツト１４１に１
を設定して該プロセス情報テーブルエリアが使用中であ
ることを表示する。
報テーブル用フリーエリア（３１，３６）からプロセス
情報テーブルエリアを獲得する。フリーエリアポインタ
ｋ （３２，３７）はプロセス情報テーブル用フリーエ
リアをどこまで使用したかを示すポインタであり、処理
１６２ではそれにより示されるプロセス情報テーブル１
４９内の次フリーエリアポインタフィールド１４３の値
を新たにフリーエリアポインタｋ（３２，３７）に設定
することにより次のプロセス情報テーブルエリアのアド
レスを得、処理１６３では該プロセス情報テーブルエリ
ア１４９内のｉ ｎ ｕ ｓ ｅピッ１−１４１が０が
どうか調べる。１ｎｕｓｅビツト１４１が１であれば該
プロセス情報テーブル１４９は使用中であるから再び処
理１６２を実行する。処理１６３において１ｎｕｓｅピ
ツｈ １４１が０であれば１ｎｕｓｅビツト１４１に１
を設定して該プロセス情報テーブルエリアが使用中であ
ることを表示する。
処理１６５においては獲得したプロセス情報テーブル１
４９に、実行時に決定される並列プロセスの実行に必要
な情報を設定する。並列プロセス実行情報アドレスフィ
ールド１４４には、コンパイラの生成した並列プロセス
の実行に必要な情報を保持するため、引数として入力さ
れた並列プロセス実行情報（６３，６４）の先頭アドレ
スを設定する。ループ分割数ＬＣフィールド１４５には
該並列プロセス情報テーブルから幾つの子プロセスを生
成するかを、本ジョブにおいて生成したサブタスク数や
サブプロセス数、プロセスのロードバランスなどを考慮
して実行時に決定し設定する。
４９に、実行時に決定される並列プロセスの実行に必要
な情報を設定する。並列プロセス実行情報アドレスフィ
ールド１４４には、コンパイラの生成した並列プロセス
の実行に必要な情報を保持するため、引数として入力さ
れた並列プロセス実行情報（６３，６４）の先頭アドレ
スを設定する。ループ分割数ＬＣフィールド１４５には
該並列プロセス情報テーブルから幾つの子プロセスを生
成するかを、本ジョブにおいて生成したサブタスク数や
サブプロセス数、プロセスのロードバランスなどを考慮
して実行時に決定し設定する。
第４図におけるサブプロセス２．３．４（８２，８５，
８８）を生成するときはＬＣに３を設定する。￥ＰＲＣ
８２０や￥ＷＡＩＴ１９は、ループ分割数ＬＣ１４５を
１ずつ減算していくことにより並列プロセスキュー２５
からサブプロセスを１つずつ取りだす。
８８）を生成するときはＬＣに３を設定する。￥ＰＲＣ
８２０や￥ＷＡＩＴ１９は、ループ分割数ＬＣ１４５を
１ずつ減算していくことにより並列プロセスキュー２５
からサブプロセスを１つずつ取りだす。
プロセス終了ポストフラグフィール１４６は、その値を
１減算することによって、各々の子プロセスの終了を通
知するための連絡領域であり、初期値として上記ループ
分割数を設定する。
１減算することによって、各々の子プロセスの終了を通
知するための連絡領域であり、初期値として上記ループ
分割数を設定する。
事象制御ブロックであるプロセス終了ポスト／ウェイト
ＥＣＢ （Ｅｖｅｎｔ ＣｏｎｔｒｏｌＢｌｏｃｋ）
フィールド１４７もまた子プロセスの終了を通知するた
めの連絡領域である。該タスクｋにおいて￥ＤＩＳＰ１
８に続いて実行される￥ＷＡＩＴ１９は、一定時間待っ
ても金子プロセスが終了せずまた新しいサブプロセスも
生成されない場合はＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行する。そ
の場合に実行を最後に終了した子プロセスが通知してく
るのがプロセス終了ボスト／ウェイトＥＣＢフィールド
１４７であり、該子プロセスがＰＯ８Ｔマクロを発行す
べきか否かを表示するのがプロセス終了ポスト／ウェイ
トマクロ発行フラグ１４８であり、いずれも初期値とし
て０を設定する。
ＥＣＢ （Ｅｖｅｎｔ ＣｏｎｔｒｏｌＢｌｏｃｋ）
フィールド１４７もまた子プロセスの終了を通知するた
めの連絡領域である。該タスクｋにおいて￥ＤＩＳＰ１
８に続いて実行される￥ＷＡＩＴ１９は、一定時間待っ
ても金子プロセスが終了せずまた新しいサブプロセスも
生成されない場合はＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行する。そ
の場合に実行を最後に終了した子プロセスが通知してく
るのがプロセス終了ボスト／ウェイトＥＣＢフィールド
１４７であり、該子プロセスがＰＯ８Ｔマクロを発行す
べきか否かを表示するのがプロセス終了ポスト／ウェイ
トマクロ発行フラグ１４８であり、いずれも初期値とし
て０を設定する。
処理１６６においては、値を設定したプロセス情報テー
ブルを並列プロセスキュー２５に排他的に登録する。排
他制御が必要なのは、データの更新が複数のタスクで同
時に起こる可能性があるためである。例えば本発明の実
施例のように並列処理がネスティングしている場合は、
第４図に示すようにサブプロセス２ （８２）とサブプ
ロセス３（８５）で同時に￥ＤＩＳＰ１８が動作しうる
。
ブルを並列プロセスキュー２５に排他的に登録する。排
他制御が必要なのは、データの更新が複数のタスクで同
時に起こる可能性があるためである。例えば本発明の実
施例のように並列処理がネスティングしている場合は、
第４図に示すようにサブプロセス２ （８２）とサブプ
ロセス３（８５）で同時に￥ＤＩＳＰ１８が動作しうる
。
キューへのエントリの排他的登録は公知の排他制御技術
により主記憶への排他的アクセス命令を使用して実現で
きる。主記憶への排他的アクセス命令としてはたとえば
ＨＩＴＡＣＭ−ｓｅｒｉｓのＣ３（Ｃｏｍｐａｒｅ
ａｎｄ Ｓｗａｐ）命令などが挙げられる。
により主記憶への排他的アクセス命令を使用して実現で
きる。主記憶への排他的アクセス命令としてはたとえば
ＨＩＴＡＣＭ−ｓｅｒｉｓのＣ３（Ｃｏｍｐａｒｅ
ａｎｄ Ｓｗａｐ）命令などが挙げられる。
前述の￥ＰＲＣ３２０や￥ＷＡ’ｌＴ１９は一定時間待
っても並列プロセスキューにプロセス情報テーブルが登
録されない時は、タスク対応のタスクウェイトフラグＴ
Ｗｉ（２６，２７）に１を設定してＣＰＵ資源の有効活
用のためＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行して該タスクを待ち
状態にさせる。処理１６７においては、上記タスクに対
してタスク対応のタスク１ＥＣＢ （２８，２９）を連
絡領域に指定してＷＡＩＴマクロを発行しているタスク
に対して、ＰＯＳＴマクロを発行し、待ち状態を解除す
ると共に新しいプロセス情報テーブル１４９が登録され
たことを通知する。
っても並列プロセスキューにプロセス情報テーブルが登
録されない時は、タスク対応のタスクウェイトフラグＴ
Ｗｉ（２６，２７）に１を設定してＣＰＵ資源の有効活
用のためＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行して該タスクを待ち
状態にさせる。処理１６７においては、上記タスクに対
してタスク対応のタスク１ＥＣＢ （２８，２９）を連
絡領域に指定してＷＡＩＴマクロを発行しているタスク
に対して、ＰＯＳＴマクロを発行し、待ち状態を解除す
ると共に新しいプロセス情報テーブル１４９が登録され
たことを通知する。
処理１６８においては獲得したプロセス情報テーブルの
先頭アドレスを第２引数ＰＴＢＬに返し、￥ＤＩＳＰ１
８の実行を終了する。
先頭アドレスを第２引数ＰＴＢＬに返し、￥ＤＩＳＰ１
８の実行を終了する。
次に￥ＰＲＣＳ２０がタスクｋ （ＴＣＢｋ）で実行さ
れる場合の処理を第８図（ａ）、（ｂ）を参照しつつ説
明する。
れる場合の処理を第８図（ａ）、（ｂ）を参照しつつ説
明する。
処理１８１は並列プロセスキュー２５の、先頭ポインタ
ＱＨ２１が０か否かを判定する。０でない場合は以下処
理１８３〜１９２を実行する。先頭ポインタＱＨ２１が
Ｏでないとはプロセス情報テーブルが並列プロセスキュ
ー２５中に存在することを意味する。
ＱＨ２１が０か否かを判定する。０でない場合は以下処
理１８３〜１９２を実行する。先頭ポインタＱＨ２１が
Ｏでないとはプロセス情報テーブルが並列プロセスキュ
ー２５中に存在することを意味する。
処理１８３は先頭ポインタＱＨ２１で示されるプロセス
情報テーブルから生成されるサブプロセスを排他的に取
り出す。具体的にはプロセス情報テーブル１４９内のル
ープ分割数ＬＣ１４５を排他的に１減算する。排他制御
が必要なのは複数のタスクにより￥ＰＲＣ３２０や￥Ｗ
ＡＩＴ１９が実行されＬＣの減算が同時に起こりうるか
らである。サブプロセスの実行時には、減算後のＬＣの
値を第４図におけるＬＣＩやＬＣ２として使用する。
情報テーブルから生成されるサブプロセスを排他的に取
り出す。具体的にはプロセス情報テーブル１４９内のル
ープ分割数ＬＣ１４５を排他的に１減算する。排他制御
が必要なのは複数のタスクにより￥ＰＲＣ３２０や￥Ｗ
ＡＩＴ１９が実行されＬＣの減算が同時に起こりうるか
らである。サブプロセスの実行時には、減算後のＬＣの
値を第４図におけるＬＣＩやＬＣ２として使用する。
処理１８４は幾つめのサブプロセスを取りだしたかを調
べるもので、減算後のＬＣの値が負の場合は他タスクの
更新により既に全てのサブプロセスが取り出されたこと
を意味するので再び処理１８１を実行する。減算後のＬ
Ｃの値が正の場合はサブプロセスを獲得したことを意味
し処理１８６を実行する。減算後のＬＣの値がＯの場合
は該プロセス情報テーブル１４９から生成された最後の
サブプロセスを獲得したことを意味するので、並列プロ
セスキュー２５からプロセス情報テーブル１４９を排他
的に取り外す処理１８５を実行し、その後処理１８６を
実行する。キューからエントリを取りはずす処理は公知
の排他制御技術により前述のＣ８命令などを使用して実
現できる。
べるもので、減算後のＬＣの値が負の場合は他タスクの
更新により既に全てのサブプロセスが取り出されたこと
を意味するので再び処理１８１を実行する。減算後のＬ
Ｃの値が正の場合はサブプロセスを獲得したことを意味
し処理１８６を実行する。減算後のＬＣの値がＯの場合
は該プロセス情報テーブル１４９から生成された最後の
サブプロセスを獲得したことを意味するので、並列プロ
セスキュー２５からプロセス情報テーブル１４９を排他
的に取り外す処理１８５を実行し、その後処理１８６を
実行する。キューからエントリを取りはずす処理は公知
の排他制御技術により前述のＣ８命令などを使用して実
現できる。
処理１８６ではサブプロセス実行に必要なワークデータ
領域を、該プロセス情報テーブル１４９から指される並
列プロセス実行情報（６３，６４）中にある必要ワーク
データ領域の大きさフィールド（７２，７５）を読みだ
し、その値の大きさの領域をタスクに用のローカルデー
タ域（３３，３８）に確保する。ワークデータ領域とは
、並列プロセス実行のために新たに必要となる領域で、
サブプロセス２〜１０（８２〜９０）のループ制御変数
やレジスタが不足するために必要な一時変数などである
。確保はワークデータ領域ポインタｋ（４３，３９）（
第１図）の値にワークデータ領域の大きさフィールド（
７２，７５）の値を加算することにより行い、ワークデ
ータ領域（３３，３８）の確保／解放管理はスタック的
に行われる。
領域を、該プロセス情報テーブル１４９から指される並
列プロセス実行情報（６３，６４）中にある必要ワーク
データ領域の大きさフィールド（７２，７５）を読みだ
し、その値の大きさの領域をタスクに用のローカルデー
タ域（３３，３８）に確保する。ワークデータ領域とは
、並列プロセス実行のために新たに必要となる領域で、
サブプロセス２〜１０（８２〜９０）のループ制御変数
やレジスタが不足するために必要な一時変数などである
。確保はワークデータ領域ポインタｋ（４３，３９）（
第１図）の値にワークデータ領域の大きさフィールド（
７２，７５）の値を加算することにより行い、ワークデ
ータ領域（３３，３８）の確保／解放管理はスタック的
に行われる。
処理１８７はワークデータ領域先頭アドレスを。
オブジェクＩ−中でワークデータ領域ベース１ノジスタ
として使用しているレジスタに設定し、プロセス情報テ
ーブル１４９から指される並列プロセス実行情報（６３
，６４）中にある並列プロセスオブジェクト先頭アドレ
スフィールド（７１，７４）を読みだし、そのアドレス
に分岐を行い、サブプロセスを実行する。
として使用しているレジスタに設定し、プロセス情報テ
ーブル１４９から指される並列プロセス実行情報（６３
，６４）中にある並列プロセスオブジェクト先頭アドレ
スフィールド（７１，７４）を読みだし、そのアドレス
に分岐を行い、サブプロセスを実行する。
処理１８８はサブプロセス実行終了後、処理１８６で確
保したワークデータ領域（３３，３８）を解放する。解
放はワークデータ領域ポインタｋ（３４，３９）の値か
らワークデータ領域の大きさフィールド（７２，７５）
の値を減算することにより行う。
保したワークデータ領域（３３，３８）を解放する。解
放はワークデータ領域ポインタｋ（３４，３９）の値か
らワークデータ領域の大きさフィールド（７２，７５）
の値を減算することにより行う。
処理１８９〜１９２は該子プロセスの終了を親プロセス
に通知する。子プロセスの終了通知は処理１８８におい
てプロセス情報テーブル１４９中のプロセス終了ポスト
フラグ１４６から排他的に１減算することにより行う。
に通知する。子プロセスの終了通知は処理１８８におい
てプロセス情報テーブル１４９中のプロセス終了ポスト
フラグ１４６から排他的に１減算することにより行う。
プロセス終了ポストフラグ１４６は初期値としてループ
分割数ＬＣが設定されており、値がＯになったら全ての
子プロセスが終了したことを示す。処理１９０は減算後
のプロセス終了ポストフラグ１４６が０であるかを調べ
ることにより該子プロセスが金子プロセス中最後に実行
を終了したプロセスであるかを調べる６０である場合は
最後の子プロセスであるので、処理１９１を実行してプ
ロセス終了ポスト／ウェイトマクロ発行フラグ１４８が
１であるかをさらに調べることにより親プロセスがＷＡ
ＩＴマクロを発行してしているかを調べる。１である場
合はＷＡ工Ｔマクロを発行しているので処理１９２を実
行して親プロセスに対しプロセス情報テーブル１４９中
のプロセス終了ポスト／ウェイｌ−Ｅ ＣＢ１４７を連
絡領域としてＰＯＳＴマクロを発行して、再び処理１８
１を実行する。処理１９０においてプロセス終了ポスト
フラグ１４６が０でなかった場合および処理１９１にお
いてプロセス終了ボスト／ウェイトマクロ発行フラグ１
４８が１でなかった場合は、親プロセスに対しＰＯ３Ｔ
マクロを発行する必要がないので再び処理１８１を実行
する。
分割数ＬＣが設定されており、値がＯになったら全ての
子プロセスが終了したことを示す。処理１９０は減算後
のプロセス終了ポストフラグ１４６が０であるかを調べ
ることにより該子プロセスが金子プロセス中最後に実行
を終了したプロセスであるかを調べる６０である場合は
最後の子プロセスであるので、処理１９１を実行してプ
ロセス終了ポスト／ウェイトマクロ発行フラグ１４８が
１であるかをさらに調べることにより親プロセスがＷＡ
ＩＴマクロを発行してしているかを調べる。１である場
合はＷＡ工Ｔマクロを発行しているので処理１９２を実
行して親プロセスに対しプロセス情報テーブル１４９中
のプロセス終了ポスト／ウェイｌ−Ｅ ＣＢ１４７を連
絡領域としてＰＯＳＴマクロを発行して、再び処理１８
１を実行する。処理１９０においてプロセス終了ポスト
フラグ１４６が０でなかった場合および処理１９１にお
いてプロセス終了ボスト／ウェイトマクロ発行フラグ１
４８が１でなかった場合は、親プロセスに対しＰＯ３Ｔ
マクロを発行する必要がないので再び処理１８１を実行
する。
処理１８１において並列プロセスキューの先頭アドレス
ＱＨ２１がＯである場合は処理１８２を実行し、一定の
待ち時間期限に到達したかを調べる。期限時間にまだ到
達していないならば再び処理１８１を実行し、並列プロ
セスキュー２５に新しいプロセス情報テーブル１４９が
３１されてＱＨ２１が０でなくなるか、期限時間に到達
するかまで処理１８１の実行を繰り返す。期限時間は、
システムが現在多重ジョブ環境で運営されているか等の
システムの稼働状況や、ユーザの指定したジョブクラス
などを考慮して￥ＰＲＣ８２０により決定される。
ＱＨ２１がＯである場合は処理１８２を実行し、一定の
待ち時間期限に到達したかを調べる。期限時間にまだ到
達していないならば再び処理１８１を実行し、並列プロ
セスキュー２５に新しいプロセス情報テーブル１４９が
３１されてＱＨ２１が０でなくなるか、期限時間に到達
するかまで処理１８１の実行を繰り返す。期限時間は、
システムが現在多重ジョブ環境で運営されているか等の
システムの稼働状況や、ユーザの指定したジョブクラス
などを考慮して￥ＰＲＣ８２０により決定される。
処理１８２において期限時間に到達した場合。
システムのスループットを低下させないために自らＣＰ
Ｕ使用権を手離す処理１９３を実行する。
Ｕ使用権を手離す処理１９３を実行する。
処理１９３では該タスクｋがＷＡＩＴマクロを発行中で
あることを表示するタスク対応のタスクウェイトフラグ
ＴＷｋ （２６，２７）に１を設定しタスク対応のタス
クｋＥＣＢ （２８，２９）を連絡領域としてＷＡＩＴ
マクロを発行する。
あることを表示するタスク対応のタスクウェイトフラグ
ＴＷｋ （２６，２７）に１を設定しタスク対応のタス
クｋＥＣＢ （２８，２９）を連絡領域としてＷＡＩＴ
マクロを発行する。
他タスクで実行される￥ＤＩＳＰ１８によって新しいプ
ロセス情報テーブル１４９が生成された時にはタスクｋ
ＥＣＢ （２８，２９）に通知がなされ、タスクにはＣ
ＰＵ使用権を取り戻し、処理１９４から￥ＰＲＣ８２０
の実行を再開する。処理１９４ではＷＡＩＴマクロ発行
中ではなくなったことを表示するためにタスクウェイト
フラグＴＷｋ （２６，２７）にＯを設定するとともに
、連絡領域タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に再使用に
そなえてＯを設定し、再び処理１８１を実行する。
ロセス情報テーブル１４９が生成された時にはタスクｋ
ＥＣＢ （２８，２９）に通知がなされ、タスクにはＣ
ＰＵ使用権を取り戻し、処理１９４から￥ＰＲＣ８２０
の実行を再開する。処理１９４ではＷＡＩＴマクロ発行
中ではなくなったことを表示するためにタスクウェイト
フラグＴＷｋ （２６，２７）にＯを設定するとともに
、連絡領域タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に再使用に
そなえてＯを設定し、再び処理１８１を実行する。
次にタスクｋ （ＴＣＢｋ）で￥ＷＡＩＴ１９が実行さ
れる場合の処理を第９図（ａ）、（ｂ）を使用して説明
する。
れる場合の処理を第９図（ａ）、（ｂ）を使用して説明
する。
処理２１１はプロセス情報テーブル１４９中のプロセス
終了ポストフラグ１４６が０であるかを調べることによ
り生成した全ての子プロセスが終了したかを調べる。終
了している場合は処理２１４を実行し、プロセス情報テ
ーブル１４９中の１ｎｕｓｅビツト１４１を０にするこ
とにより該プロセス情報テーブルエリアを解放し、タス
クｋにおいて後に￥ＤＩＳＰ１８を実行する場合にそな
え、￥ＷＡＩＴ１９の実行を終了する。処理２１１にお
いてまだ終了していない子プロセスがある場合は、処理
２１２を実行して並列プロセスキュー先頭アドレスＱＨ
２１がＯでないかを調べることにより並列プロセスキュ
ー２５内にプロセス情報テーブル１４９が存在するかを
調べ、存在する場合は処理２１５から２２４を実行して
新しいプロセスを実行する。処理２１５から２２４の処
理内容は、￥ＰＲＣ８２０の処理を説明した第８図（ａ
）、（ｂ）における処理１８３から１９２と同一である
。
終了ポストフラグ１４６が０であるかを調べることによ
り生成した全ての子プロセスが終了したかを調べる。終
了している場合は処理２１４を実行し、プロセス情報テ
ーブル１４９中の１ｎｕｓｅビツト１４１を０にするこ
とにより該プロセス情報テーブルエリアを解放し、タス
クｋにおいて後に￥ＤＩＳＰ１８を実行する場合にそな
え、￥ＷＡＩＴ１９の実行を終了する。処理２１１にお
いてまだ終了していない子プロセスがある場合は、処理
２１２を実行して並列プロセスキュー先頭アドレスＱＨ
２１がＯでないかを調べることにより並列プロセスキュ
ー２５内にプロセス情報テーブル１４９が存在するかを
調べ、存在する場合は処理２１５から２２４を実行して
新しいプロセスを実行する。処理２１５から２２４の処
理内容は、￥ＰＲＣ８２０の処理を説明した第８図（ａ
）、（ｂ）における処理１８３から１９２と同一である
。
処理２１２において並列プロセスキュー２５内にプロセ
ス情報テーブル１４９が存在しない場合は、処理２１３
を実行し、一定の待ち時間期限に到達したかを調べる。
ス情報テーブル１４９が存在しない場合は、処理２１３
を実行し、一定の待ち時間期限に到達したかを調べる。
期限時間にまだ到達していないならば再び処理２１１を
実行し、全ての子プロセスの実行が終了してプロセス終
了ポストフラグ１４６がＯとなるか、並列プロセスキュ
ー２５に新しいプロセス情報テーブル１４９が登録され
てＱＨ２１がＯでなくなるか、期限時間に到達するかま
で処理２１１〜２１３の実行を繰り返す。
実行し、全ての子プロセスの実行が終了してプロセス終
了ポストフラグ１４６がＯとなるか、並列プロセスキュ
ー２５に新しいプロセス情報テーブル１４９が登録され
てＱＨ２１がＯでなくなるか、期限時間に到達するかま
で処理２１１〜２１３の実行を繰り返す。
期限時間は、システムが現在多重ジョブ環境で運営され
ているか等のシステムの稼働状況や、ユーザの指定した
ジョブクラス、およびコンパイラが並列プロセスの予想
実行時間などから決定した待ち時間期限である第一引数
ＬＩＭＩＴなどを考慮して￥ＷＡＩＴ１９により決定さ
れる。
ているか等のシステムの稼働状況や、ユーザの指定した
ジョブクラス、およびコンパイラが並列プロセスの予想
実行時間などから決定した待ち時間期限である第一引数
ＬＩＭＩＴなどを考慮して￥ＷＡＩＴ１９により決定さ
れる。
処理２１３において期限時間に到達した場合、システム
のスループットを低下させないために自らＣＰＵ使用権
を手離す処理２２５を実行する。
のスループットを低下させないために自らＣＰＵ使用権
を手離す処理２２５を実行する。
処理２２５では該タスクｋがＷＡＩＴマクロを発行中で
あることを表示するタスク対応のタスクウェイトフラグ
ＴＷｋ （２６，２７）に１を設定し、また該親プロセ
スがＷＡＩＴマクロを・発行中であることを表示するプ
ロセス情報テーブル１４９中のプロセス終了ポスト・／
ウェイトマクロ発行フラグ１４８に１を設定する。そし
て新しいサブプロセスが生成された場合および全ての子
プロセスが終了した場合のいずれにも連絡してもらえる
ように、タスクｋに対応するタスクｋＥＣＢ （２８，
２９）およびプロセス情報テーブル１４９中のプロセス
終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４７の双方を連絡領域と
してＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行する。
あることを表示するタスク対応のタスクウェイトフラグ
ＴＷｋ （２６，２７）に１を設定し、また該親プロセ
スがＷＡＩＴマクロを・発行中であることを表示するプ
ロセス情報テーブル１４９中のプロセス終了ポスト・／
ウェイトマクロ発行フラグ１４８に１を設定する。そし
て新しいサブプロセスが生成された場合および全ての子
プロセスが終了した場合のいずれにも連絡してもらえる
ように、タスクｋに対応するタスクｋＥＣＢ （２８，
２９）およびプロセス情報テーブル１４９中のプロセス
終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４７の双方を連絡領域と
してＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行する。
新しいサブプロセスが生成された時もしくは全ての子プ
ロセスが終了した時には、タスクｋＥＣＢ （２８，２
９）もしくはプロセス終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４
７に通知がなされ、タスクにはＣＰＵ使用権を取り戻し
、処理２２６から￥ＷＡＩＴ１９の実行を再開する。処
理２２６ではプロセス終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４
７に対して通知があったのかを調べ、その場合はプロセ
ス情報テーブルエリアを解放する処理２１４を実行する
。一方タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に対する通知が
あった場合は処理２２７を実行し、タスクウェイトフラ
グＴＷＩ＜ （２６，２７）およびタスクｋＥＣＥ （
２８，２９）にＯを設定して再び処理２１１を実行する
。
ロセスが終了した時には、タスクｋＥＣＢ （２８，２
９）もしくはプロセス終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４
７に通知がなされ、タスクにはＣＰＵ使用権を取り戻し
、処理２２６から￥ＷＡＩＴ１９の実行を再開する。処
理２２６ではプロセス終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４
７に対して通知があったのかを調べ、その場合はプロセ
ス情報テーブルエリアを解放する処理２１４を実行する
。一方タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に対する通知が
あった場合は処理２２７を実行し、タスクウェイトフラ
グＴＷＩ＜ （２６，２７）およびタスクｋＥＣＥ （
２８，２９）にＯを設定して再び処理２１１を実行する
。
（実施例２）
次に、子プロセスの終了とサブプロセスの生成という２
つの事象の成立を１つのフラグで代表させて待つ他の実
施例を第１０図から第１４図を参照しながら説明する。
つの事象の成立を１つのフラグで代表させて待つ他の実
施例を第１０図から第１４図を参照しながら説明する。
第１０図は全体構成を示す図である。第１図と異なるの
は、２つの事象の成立を待つためのタスク対応のタスク
フラグ４６．４７ （ＴＦＩＯ，ＴＦｉｌ）、￥ＤＩＳ
Ｐ１８がプロセス情報テーブル１４９作成時に各サブプ
ロセスに対してジョブ全体で一意にプロセス番号を与え
るために使用するプロセスより順序番号Ｐ より５ＥＱ
４５、および現在各タスクで￥ＷＡＩＴ１９を実行中の
プロセスのプロセス番号を保持するためのタスク対応の
実行プロセスＩＤフィールドＥＸＰＩＤｉ （４８，４
９）が追加されている点である。実行プロセスＩＤフィ
ールドＥＸＰＩＤｉ （４８，４９）には￥ＷＡ Ｉ
Ｔ ｌ ９実行時以外は○が設定されている。￥ＷＡ
ＩＴ１９では第９図（ａ）、（ｂ）に示したようにプロ
セス終了ポストフラグ１４６と並列プロセスキュー先頭
アドレスＱＨ２１のいずれかが変化するのを待つのでは
なく、タスクフラグ１゛Ｆｉ （４６，４７）が変化
するのを待つ。
は、２つの事象の成立を待つためのタスク対応のタスク
フラグ４６．４７ （ＴＦＩＯ，ＴＦｉｌ）、￥ＤＩＳ
Ｐ１８がプロセス情報テーブル１４９作成時に各サブプ
ロセスに対してジョブ全体で一意にプロセス番号を与え
るために使用するプロセスより順序番号Ｐ より５ＥＱ
４５、および現在各タスクで￥ＷＡＩＴ１９を実行中の
プロセスのプロセス番号を保持するためのタスク対応の
実行プロセスＩＤフィールドＥＸＰＩＤｉ （４８，４
９）が追加されている点である。実行プロセスＩＤフィ
ールドＥＸＰＩＤｉ （４８，４９）には￥ＷＡ Ｉ
Ｔ ｌ ９実行時以外は○が設定されている。￥ＷＡ
ＩＴ１９では第９図（ａ）、（ｂ）に示したようにプロ
セス終了ポストフラグ１４６と並列プロセスキュー先頭
アドレスＱＨ２１のいずれかが変化するのを待つのでは
なく、タスクフラグ１゛Ｆｉ （４６，４７）が変化
するのを待つ。
コンパイラが生成するオブジェクトモジュール４０は第
２図と同一である。
２図と同一である。
Ｏ８６は第１図と同様ユーザ空間ＡＳＣＢ １（１０）
およびメインタスク゛ｒｃＢ１０ （ｌｉ）を生成する
。メインプログラムはメインタスク１゛ＣＢＩＯ（１１
）で実行開始され、プロローグ処理６５においては、第
６図で説明したのと同一の実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣ
Ｈ１６を呼び、サブタスクＴＣＢＩＩ （１２）が生成
される。サブタスクＴＣＢＩＩ （１２）は、新しいサ
ブプロセスの生成を待ち、サブプロセスを取りだして実
行する実行時ルーチン￥ＰＲＣ３２０を実行する。￥Ｐ
ＲＣ８２０では子プロセスの終了をプロセス終了ポスト
フラグ１４６に通知するという第８図（ａ）、（ｂ）の
処理に追加して、あるタスクが現在￥ＷＡＩＴ１９を実
行中の親プロセスを実行中であれば該タスクに対応する
タスクフラグＴＦｉ （４６゜４７）にも通知する。
およびメインタスク゛ｒｃＢ１０ （ｌｉ）を生成する
。メインプログラムはメインタスク１゛ＣＢＩＯ（１１
）で実行開始され、プロローグ処理６５においては、第
６図で説明したのと同一の実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣ
Ｈ１６を呼び、サブタスクＴＣＢＩＩ （１２）が生成
される。サブタスクＴＣＢＩＩ （１２）は、新しいサ
ブプロセスの生成を待ち、サブプロセスを取りだして実
行する実行時ルーチン￥ＰＲＣ３２０を実行する。￥Ｐ
ＲＣ８２０では子プロセスの終了をプロセス終了ポスト
フラグ１４６に通知するという第８図（ａ）、（ｂ）の
処理に追加して、あるタスクが現在￥ＷＡＩＴ１９を実
行中の親プロセスを実行中であれば該タスクに対応する
タスクフラグＴＦｉ （４６゜４７）にも通知する。
あるタスクで親プロセスが￥ＷＡＩＴ１９を実行中であ
るかは実行プロセスＩＤフィールドＥＸＰＩＤｉ （
４８，４９）を参照して調べる。
るかは実行プロセスＩＤフィールドＥＸＰＩＤｉ （
４８，４９）を参照して調べる。
プロローグ処理６５の後実行されるメインプロセスの実
行が並列実行部分の直前に達したら、プロセス情報テー
ブル１４９の作成と並列プロセスキューへの登録および
他タスクへのプロセス情報テーブル１４９登録の通知を
行う実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ１８を呼ぶ。￥ＤＩＳＰ
１８では第７図の処理に追加して、各サブプロセスへの
プロセス番号の付与、実行時ルーチン￥ＷＡＩＴ１９を
実行しながらタスクフラグＴＦｉ （４６，４７）の
変化を待っているプロセスに対するプロセス情報テーブ
ル１４９登録の通知などを行う。
行が並列実行部分の直前に達したら、プロセス情報テー
ブル１４９の作成と並列プロセスキューへの登録および
他タスクへのプロセス情報テーブル１４９登録の通知を
行う実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ１８を呼ぶ。￥ＤＩＳＰ
１８では第７図の処理に追加して、各サブプロセスへの
プロセス番号の付与、実行時ルーチン￥ＷＡＩＴ１９を
実行しながらタスクフラグＴＦｉ （４６，４７）の
変化を待っているプロセスに対するプロセス情報テーブ
ル１４９登録の通知などを行う。
プロセス情報テーブル１４９を作成するためのフリーエ
リア（３１，３６）および並列プロセスキュー２５の構
成は、第１図と同一である。
リア（３１，３６）および並列プロセスキュー２５の構
成は、第１図と同一である。
￥ＤＩＳＰ１８の実行が終了するとメインプロセスは全
ての子プロセスの実行終了もしくは並列プロセスキュー
２５への新しいプロセス情報テーブル１４９の登録を待
つ実行時ライブラリ￥ＷＡＩＴ１９を呼ぶ。￥ＷＡＩＴ
１９では第９図に示したようにプロセス終了ポストフラ
グ１４６と並列プロセスキュー先頭アドレスＱ Ｈ２１
のいずれかが変化するのを待つのではなく、タスクフラ
グＴＦｉ （４６，４７）が変化するのを待つ。
ての子プロセスの実行終了もしくは並列プロセスキュー
２５への新しいプロセス情報テーブル１４９の登録を待
つ実行時ライブラリ￥ＷＡＩＴ１９を呼ぶ。￥ＷＡＩＴ
１９では第９図に示したようにプロセス終了ポストフラ
グ１４６と並列プロセスキュー先頭アドレスＱ Ｈ２１
のいずれかが変化するのを待つのではなく、タスクフラ
グＴＦｉ （４６，４７）が変化するのを待つ。
￥ＷＡＩＴ１９の実行が終了するとメインプロセスは逐
次実行オブジェクトの実行を再開し、エピローグ処理６
９においては生成したサブタスク１２ （ＴＣＢ １１
）を消滅させる第６図で説明したのと同一の実行時ルー
チン￥ＤＥＴＡＣＨ１８が呼ばれプログラムが終了する
。
次実行オブジェクトの実行を再開し、エピローグ処理６
９においては生成したサブタスク１２ （ＴＣＢ １１
）を消滅させる第６図で説明したのと同一の実行時ルー
チン￥ＤＥＴＡＣＨ１８が呼ばれプログラムが終了する
。
３３．３８は並列プロセス実行に必要なワークデータ領
域を確保するためのデータ領域であり、３４．３９はそ
のスタックポインタである。他ユーザ空間８．１３ （
ＡＳＣＢＯ，ＡＳＣＢ２）およびその中で実行されるタ
スク９．１４ （ＴＣＢｏｏ、ＴＣＢ２０）は本ジョブ
が多重ジョブ環境で実行される時○Ｓ６により生成され
る。
域を確保するためのデータ領域であり、３４．３９はそ
のスタックポインタである。他ユーザ空間８．１３ （
ＡＳＣＢＯ，ＡＳＣＢ２）およびその中で実行されるタ
スク９．１４ （ＴＣＢｏｏ、ＴＣＢ２０）は本ジョブ
が多重ジョブ環境で実行される時○Ｓ６により生成され
る。
次にプロセス情報テーブル１４９の内容を示す第１１図
を参照しつつ、タスクｋ （ＴＣＢｋ）において￥ＤＩ
ＳＰ１８が実行されている場合の処理を第１２図を使っ
て説明する。
を参照しつつ、タスクｋ （ＴＣＢｋ）において￥ＤＩ
ＳＰ１８が実行されている場合の処理を第１２図を使っ
て説明する。
第１１図の１ｎｕｓｅビツト１４１、次フリーエリアポ
インタフィールド１４２および並列プロセスキューポイ
ンタフィールド１４３の意味および設定内容と設定タイ
ミングは第５図と同一である。
インタフィールド１４２および並列プロセスキューポイ
ンタフィールド１４３の意味および設定内容と設定タイ
ミングは第５図と同一である。
第１２図の処理３３１において、タスクに用のプロセス
情報テーブル用フリーエリアからプロセス情報テーブル
エリアを獲得する。この処理内容３３２〜３３４は第７
図の処理１６２〜１６４と同一である。
情報テーブル用フリーエリアからプロセス情報テーブル
エリアを獲得する。この処理内容３３２〜３３４は第７
図の処理１６２〜１６４と同一である。
処理３３５においては獲得したプロセス情報テーブル１
４９に、実行時に決定される並列プロセスの実行に必要
な情報を設定する。並列プロセス実行情報アドレスフィ
ールド１４４、ループ分割数ＬＣフィールド１４５、プ
ロセス終了ポストフラグフィールド１４６、プロセス終
了ボスト／ウェイトＥＣＢフィールド１４７およびプロ
セス終了ボスト／ウェイトマクロ発行フラグ１４８の意
味および保持内容は第５図と同一であり、第７図の処理
１６５で設定したのと同一の値を設定する。
４９に、実行時に決定される並列プロセスの実行に必要
な情報を設定する。並列プロセス実行情報アドレスフィ
ールド１４４、ループ分割数ＬＣフィールド１４５、プ
ロセス終了ポストフラグフィールド１４６、プロセス終
了ボスト／ウェイトＥＣＢフィールド１４７およびプロ
セス終了ボスト／ウェイトマクロ発行フラグ１４８の意
味および保持内容は第５図と同一であり、第７図の処理
１６５で設定したのと同一の値を設定する。
プロセスＩＤフィールド３０１は各サブプロセスにジョ
ブ内で一意のプロセス番号を与えるためのフィールドで
、￥ＤＩＳＰ１８実行時にはプロセスＩＤ順番号ＰＩＤ
ＳＥＱ４５ （第１図）の内容を与える。￥ＰＲＣ３２
０もしくは￥ＷＡＩＴ１９によるサブプロセス取りだし
時にプロセスＩＤフィールド３０１の内容を読みだし減
算後のＬＣの値と加算し、確保したワークデータ領域（
３３，３８）内に格納することによりプロセス番号はジ
ョブ内で一意の値となる。ＰＩＤＳＥＱ４５には作成中
のプロセス情報テーブル１４９から生成されるサブプロ
セス数即ちループ分割数を加算して値を更新しておくこ
とによりジョブ内に同じ値のプロセス番号は存在しなく
なる。
ブ内で一意のプロセス番号を与えるためのフィールドで
、￥ＤＩＳＰ１８実行時にはプロセスＩＤ順番号ＰＩＤ
ＳＥＱ４５ （第１図）の内容を与える。￥ＰＲＣ３２
０もしくは￥ＷＡＩＴ１９によるサブプロセス取りだし
時にプロセスＩＤフィールド３０１の内容を読みだし減
算後のＬＣの値と加算し、確保したワークデータ領域（
３３，３８）内に格納することによりプロセス番号はジ
ョブ内で一意の値となる。ＰＩＤＳＥＱ４５には作成中
のプロセス情報テーブル１４９から生成されるサブプロ
セス数即ちループ分割数を加算して値を更新しておくこ
とによりジョブ内に同じ値のプロセス番号は存在しなく
なる。
第４図のプロセスが生成、実行される場合を例にとって
プロセス番号の付与を説明する。メインプロセスのプロ
セス番号は標準値として１が与えられている。メインプ
ロセス１ （８１）で実行される￥ＤＩＳＰ９３はプロ
セスＩＤフィールド３０１に２を与え、ＰＩＤＳＥＱ４
５の値２にループ分割数３を加えた値５に更新しておく
。￥ＰＲＣＳもしくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２
１）によりメインプロセス１（８１）の子プロセスが取
りだされる時には２にＬＣの値が加算され、それぞれプ
ロセス番号２．３．４をもつサブプロセス２．３．４
（８２，８５，８８）が生成される。
プロセス番号の付与を説明する。メインプロセスのプロ
セス番号は標準値として１が与えられている。メインプ
ロセス１ （８１）で実行される￥ＤＩＳＰ９３はプロ
セスＩＤフィールド３０１に２を与え、ＰＩＤＳＥＱ４
５の値２にループ分割数３を加えた値５に更新しておく
。￥ＰＲＣＳもしくは￥ＷＡＩＴ（９７，１０９，１２
１）によりメインプロセス１（８１）の子プロセスが取
りだされる時には２にＬＣの値が加算され、それぞれプ
ロセス番号２．３．４をもつサブプロセス２．３．４
（８２，８５，８８）が生成される。
サブプロセス２（８２）による￥Ｄ工５Ｐ９９の実行が
サブプロセス３．４ （８５，８８）によるものより早
かった場合、サブプロセス２（８２）で実行される￥Ｄ
ＩＳＰ９９がＰＩＤＳＥＱ４５の値５をプロセスＩＤフ
ィールド３０１に与え、ＰＩＤＳＥＱ４５には５にルー
プ分割数２を加えた値７を与えると、サブプロセス５．
６（８３，８４）が生成される。以下同様にしてサブプ
ロセス３．４（８５，８８）が￥ＤＩＳＰＩＩＩ、１２
３を実行すると各サブプロセスにはジョブ内で一意のプ
ロセス番号が与えられ、ＰＩＤＳＥＱ４５には最後に１
１が格納される。
サブプロセス３．４ （８５，８８）によるものより早
かった場合、サブプロセス２（８２）で実行される￥Ｄ
ＩＳＰ９９がＰＩＤＳＥＱ４５の値５をプロセスＩＤフ
ィールド３０１に与え、ＰＩＤＳＥＱ４５には５にルー
プ分割数２を加えた値７を与えると、サブプロセス５．
６（８３，８４）が生成される。以下同様にしてサブプ
ロセス３．４（８５，８８）が￥ＤＩＳＰＩＩＩ、１２
３を実行すると各サブプロセスにはジョブ内で一意のプ
ロセス番号が与えられ、ＰＩＤＳＥＱ４５には最後に１
１が格納される。
第１１図の族プロセス番号ＰＰＩＤフィールド３０２に
は￥ＤＩＳＰ１８を呼んだプロセスのワークデータ領域
（３３，３８）中のプロセス番号を読みだして与える。
は￥ＤＩＳＰ１８を呼んだプロセスのワークデータ領域
（３３，３８）中のプロセス番号を読みだして与える。
また親プロセス実行ＴＣＢ＃フィールド３０３には￥Ｄ
ＩＳＰ１８を実行中のタスク番号ｋを与える。該プロセ
ス情報テーブル１４９から生成されるサブプロセスは、
ＰＰＩＤフィールド３０２を参照して実行終了を通知す
べき親プロセスのプロセス番号を知り、親プロセス実行
ＴＣＢ＃フィールド３０３で示されるタスりｋに対応す
る実行プロセスＩＤｋフィールド（４８，４９）の値と
比較して、該タスクｋに対応するタスクフラグＴＦｋ（
４６，４７）に通知を行うべきかを判断する。上記の制
御を行うのは、タスクにでは上記￥ＤＩＳＰ１８を呼ん
だプロセスのみが実行されるわけではないため、無関係
なプロセスに子プロセス終了の通知を行ってしまうこと
を避けるためである。
ＩＳＰ１８を実行中のタスク番号ｋを与える。該プロセ
ス情報テーブル１４９から生成されるサブプロセスは、
ＰＰＩＤフィールド３０２を参照して実行終了を通知す
べき親プロセスのプロセス番号を知り、親プロセス実行
ＴＣＢ＃フィールド３０３で示されるタスりｋに対応す
る実行プロセスＩＤｋフィールド（４８，４９）の値と
比較して、該タスクｋに対応するタスクフラグＴＦｋ（
４６，４７）に通知を行うべきかを判断する。上記の制
御を行うのは、タスクにでは上記￥ＤＩＳＰ１８を呼ん
だプロセスのみが実行されるわけではないため、無関係
なプロセスに子プロセス終了の通知を行ってしまうこと
を避けるためである。
処理３３６においては第７図の処理１６６と同様に、値
を設定したプロセス情報テーブル１４９を並列プロセス
キュー２５に排他的に登録する。
を設定したプロセス情報テーブル１４９を並列プロセス
キュー２５に排他的に登録する。
処理３３７では、￥ＷＡ工Ｔ１９においてタスクフラグ
ＴＦｉ （４６，４７）を参照しながら新しいサブプロ
セスの生成もしくは子プロセスの終了通知を待っている
他タスクに対しプロセス情報テーブル１４９の登録を通
知するために、実行プロセスよりフィールド（４８，４
９）にＯ以外が設定されているタスクに対応するタスク
フラグＴＦｉ （４６，４７）に通知を行う。第７図
においてこの処理が不要だったのは、￥ＷＡＩＴ１９が
並列プロセスキュー先頭アドレスＱＨ２１を参照しなが
らサブプロセスの生成を待っており、処理１６６におい
てプロセス情報テーブル１４９を並列プロセスキュー２
５に登録すれば自動的にＱＨ２１の値が変化したためで
ある。
ＴＦｉ （４６，４７）を参照しながら新しいサブプロ
セスの生成もしくは子プロセスの終了通知を待っている
他タスクに対しプロセス情報テーブル１４９の登録を通
知するために、実行プロセスよりフィールド（４８，４
９）にＯ以外が設定されているタスクに対応するタスク
フラグＴＦｉ （４６，４７）に通知を行う。第７図
においてこの処理が不要だったのは、￥ＷＡＩＴ１９が
並列プロセスキュー先頭アドレスＱＨ２１を参照しなが
らサブプロセスの生成を待っており、処理１６６におい
てプロセス情報テーブル１４９を並列プロセスキュー２
５に登録すれば自動的にＱＨ２１の値が変化したためで
ある。
処理３３８においては第７図の処理１６７と同様に、Ｗ
ＡＩＴマクロ発行中のタスクに対しＰＯＳ Ｔマクロを
発行して新しいプロセス情報テーブル１４９が５ｌｔａ
されたことを通知する。
ＡＩＴマクロ発行中のタスクに対しＰＯＳ Ｔマクロを
発行して新しいプロセス情報テーブル１４９が５ｌｔａ
されたことを通知する。
処理３３９においては第７図の処理１３８と同様に、獲
得したプロセス情報テーブル１４９の先頭アドレスを第
２引数ＰＴＢＬに返し、￥ＤＩＳＰ１８の実行を終了す
る。
得したプロセス情報テーブル１４９の先頭アドレスを第
２引数ＰＴＢＬに返し、￥ＤＩＳＰ１８の実行を終了す
る。
次に￥ＰＲＣ８２０がタスクｋ （ＴＣＢｋ）で実行さ
れる場合の処理を第１３図（ａ）、（ｂ）を参照しつつ
説明する。
れる場合の処理を第１３図（ａ）、（ｂ）を参照しつつ
説明する。
処理３５１は第８図（ａ）の処理１８１と同様に、並列
プロセスキュー先頭ポインタＱ Ｈ２１がＯか否かを判
定し、０でない場合は以下処理３５３〜３６５を実行す
る。先頭ポインタＱＨ２１が０でないとはプロセス情報
テーブル１４９が並列プロセスキュー２５中に存在する
ことを意味する。
プロセスキュー先頭ポインタＱ Ｈ２１がＯか否かを判
定し、０でない場合は以下処理３５３〜３６５を実行す
る。先頭ポインタＱＨ２１が０でないとはプロセス情報
テーブル１４９が並列プロセスキュー２５中に存在する
ことを意味する。
処理３５３〜３５６は第８図（ａ）、（ｂ）の処理１８
３〜１８６と同様に、先頭ポインタＱＨ２１で示される
プロセス情報テーブル１４９から生成されるサブプロセ
スを排他的に取り呂し、必要ならばプロセス情報テーブ
ル１４９を並列プロセスキュー２５から取り外した上で
ワークデータ領域を必要ワークデータ領域の大きさフィ
ールド（７２，７５）に示される大きさだけタスクに用
のローカルデータ域（３０，３５）に確保する。
３〜１８６と同様に、先頭ポインタＱＨ２１で示される
プロセス情報テーブル１４９から生成されるサブプロセ
スを排他的に取り呂し、必要ならばプロセス情報テーブ
ル１４９を並列プロセスキュー２５から取り外した上で
ワークデータ領域を必要ワークデータ領域の大きさフィ
ールド（７２，７５）に示される大きさだけタスクに用
のローカルデータ域（３０，３５）に確保する。
処理３５７は、プロセス情報テーブル１４９中のプロセ
スよりフィールド３０１から読みだした値と減算後のＬ
Ｃの値を加算することによりプロセス番号を決定し、確
保したワークデータ領域（３３，３８）に格納する。
スよりフィールド３０１から読みだした値と減算後のＬ
Ｃの値を加算することによりプロセス番号を決定し、確
保したワークデータ領域（３３，３８）に格納する。
処理３５８〜３５９は第８図（ｂ）の処理１８７〜１８
８と同様に、並列プロセスオブジェクト先頭アドレスに
分岐を行い、サブプロセスを実行した後、確保したワー
クデータ領域（３３，３８）を解放する。
８と同様に、並列プロセスオブジェクト先頭アドレスに
分岐を行い、サブプロセスを実行した後、確保したワー
クデータ領域（３３，３８）を解放する。
処理３６０〜３６５は該子プロセスの終了を親プロセス
に通知する。処理３６０において第８図（ｂ）の処理１
８９と同様に、子プロセスの終了通知をプロセス情報テ
ーブル１４９中のプロセス終了ボストフラグ１４６から
排他的に１減算することにより行う。処理３６１は減算
後のプロセス終了ポストフラグ１４６がＯであるかを調
べることにより該子プロセスが金子プロセス中最後に実
行を終了したプロセスであるかを調へる。Ｏである場合
は最後の子プロセスであるので、処理３６２を実行して
親プロセスがタスクで実行されていてかつ￥ＷＡ Ｉ
Ｔ １９を実行中であるかを調べる。
に通知する。処理３６０において第８図（ｂ）の処理１
８９と同様に、子プロセスの終了通知をプロセス情報テ
ーブル１４９中のプロセス終了ボストフラグ１４６から
排他的に１減算することにより行う。処理３６１は減算
後のプロセス終了ポストフラグ１４６がＯであるかを調
べることにより該子プロセスが金子プロセス中最後に実
行を終了したプロセスであるかを調へる。Ｏである場合
は最後の子プロセスであるので、処理３６２を実行して
親プロセスがタスクで実行されていてかつ￥ＷＡ Ｉ
Ｔ １９を実行中であるかを調べる。
上記のためには、処理３６２においてプロセス情報テー
ブル１４９中の親プロセス実行ＴＣＩ３３フィールド３
０３に示されるタスクに対応する実行プロセスＩＤ Ｅ
ＸＰより （４８，４９）がプロセス情報テーブル１４
９中の族プロセスＩＤフィールド３０２の値と等しいか
を調べる。等しければあるタスクで親プロセスが￥ＷＡ
ＩＴ１９を実行中なので、処理３６３を実行して該タス
クに対応するタスクフラグ（４６，４７）に１を設定し
て金子プロセスが実行終了したことを通知し、処理３５
１を再実行する。
ブル１４９中の親プロセス実行ＴＣＩ３３フィールド３
０３に示されるタスクに対応する実行プロセスＩＤ Ｅ
ＸＰより （４８，４９）がプロセス情報テーブル１４
９中の族プロセスＩＤフィールド３０２の値と等しいか
を調べる。等しければあるタスクで親プロセスが￥ＷＡ
ＩＴ１９を実行中なので、処理３６３を実行して該タス
クに対応するタスクフラグ（４６，４７）に１を設定し
て金子プロセスが実行終了したことを通知し、処理３５
１を再実行する。
等しくなければ族プロセスによる￥ＷＡ Ｉ Ｔ １９
は実行中ではないので、さらに処理３６４を実行してプ
ロセス終了ポスト／ウェイトマクロ発行フラグ１４８が
１であるかを調べることにより族プロセスがＷＡＩＴマ
クロを発行してしているかを調へる。１である場合はＷ
ＡＩＴマクロを発行しているので処理３６５を実行して
族プロセスに対しプロセス情報テーブル１４９中のプロ
セス終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４７を連絡領域とし
てＰＯ５Ｔマクロを発行して、再び処理３５１を実行す
る。処理３６４においてプロセス終了ボスト／ウェイト
マクロ発行フラグが１でなかった場合は、族プロセスに
対しＰＯ３Ｔマクロを発行する必要がないので再び処理
３５１を実行する。
は実行中ではないので、さらに処理３６４を実行してプ
ロセス終了ポスト／ウェイトマクロ発行フラグ１４８が
１であるかを調べることにより族プロセスがＷＡＩＴマ
クロを発行してしているかを調へる。１である場合はＷ
ＡＩＴマクロを発行しているので処理３６５を実行して
族プロセスに対しプロセス情報テーブル１４９中のプロ
セス終了ポスト／ウェイトＥＣＢ１４７を連絡領域とし
てＰＯ５Ｔマクロを発行して、再び処理３５１を実行す
る。処理３６４においてプロセス終了ボスト／ウェイト
マクロ発行フラグが１でなかった場合は、族プロセスに
対しＰＯ３Ｔマクロを発行する必要がないので再び処理
３５１を実行する。
処理３５１において並列プロセスキュー２５の先頭アド
レスＱＨ２１がＯである場合は第８図（ａ）における処
理１８２〜１８１と同様に処理３５１〜３５２を実行し
、並列プロセスキュー２５に新しいプロセス情報テーブ
ル１４９が登録されてＱＨ２１がＯでなくなるが、期限
時間に到達するがまで処理３５１の実行を繰り返し１期
限時間に到達した場合は、ＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行中
であることを表示するタスク対応のタスクウェイトフラ
グＴＷｋ （２６，２７）に１を設定しタスク対応のタ
スクｋＥＣＢ （２８，２９）を連絡領域としてＷＡＩ
Ｔマクロを発行する。￥ＰＲＣ８２０では待つべき事象
が１つのため、タスクフラグＴＦｋを参照せず直接ＱＨ
２１を参照する。
レスＱＨ２１がＯである場合は第８図（ａ）における処
理１８２〜１８１と同様に処理３５１〜３５２を実行し
、並列プロセスキュー２５に新しいプロセス情報テーブ
ル１４９が登録されてＱＨ２１がＯでなくなるが、期限
時間に到達するがまで処理３５１の実行を繰り返し１期
限時間に到達した場合は、ＷＡ Ｉ Ｔマクロを発行中
であることを表示するタスク対応のタスクウェイトフラ
グＴＷｋ （２６，２７）に１を設定しタスク対応のタ
スクｋＥＣＢ （２８，２９）を連絡領域としてＷＡＩ
Ｔマクロを発行する。￥ＰＲＣ８２０では待つべき事象
が１つのため、タスクフラグＴＦｋを参照せず直接ＱＨ
２１を参照する。
新しいプロセス情報テーブル１４９が生成された時には
タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に通知がなされ、処理
３６７から￥ＰＲＣ８２０の実行が再開される。処理３
６７では第８図（ａ）の処理１９４と同様にタスクウェ
イトフラグＴＷｋ （２６゜２７）とタスクｋＥＣＢ
（２８，２９）に再使用にそなえて０を設定し、再び処
理３５１を実行する。
タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に通知がなされ、処理
３６７から￥ＰＲＣ８２０の実行が再開される。処理３
６７では第８図（ａ）の処理１９４と同様にタスクウェ
イトフラグＴＷｋ （２６゜２７）とタスクｋＥＣＢ
（２８，２９）に再使用にそなえて０を設定し、再び処
理３５１を実行する。
次にタスクｋ （ＴＣＢｋ）で￥ＷＡＩＴ１９が実行さ
れる場合の処理を第１４図（ａ） 、 （ｂ）を使用し
て説明する。
れる場合の処理を第１４図（ａ） 、 （ｂ）を使用し
て説明する。
処理３８１はプロセス情報テーブル１４９中のプロセス
終了ポストフラグ１４６が０であるかを調べることによ
り生成した全ての子プロセスが終了したかを調べる。終
了している場合は処理３８３を実行し、プロセス情報テ
ーブル１４９中の１ｎｕｓｅビツト１４１をＯにするこ
とにより該プロセス情報テーブルエリアを解放し、タス
クｋにおいて後に￥ＤＩＳＰ１８を実行する場合にそな
えて、￥ＷＡＩＴ１９に実行を終了する。処理３８１に
おいてまだ終了していない子プロセスがある場合は、処
理３８２を実行して並列プロセスキュー先頭アドレスＱ
Ｈ２１がＯでないかを調べることにより並列プロセスキ
ュー２５内にプロセス情報テーブル１４９が存在するか
を調べ、存在する場合は処理３８４から３９６を実行し
て新しいプロセスを実行する。処理３８４から３９６の
処理内容は、￥ＰＲＣＳ２０の処理を説明した第１３図
における処理３５３から３６５と同一である。
終了ポストフラグ１４６が０であるかを調べることによ
り生成した全ての子プロセスが終了したかを調べる。終
了している場合は処理３８３を実行し、プロセス情報テ
ーブル１４９中の１ｎｕｓｅビツト１４１をＯにするこ
とにより該プロセス情報テーブルエリアを解放し、タス
クｋにおいて後に￥ＤＩＳＰ１８を実行する場合にそな
えて、￥ＷＡＩＴ１９に実行を終了する。処理３８１に
おいてまだ終了していない子プロセスがある場合は、処
理３８２を実行して並列プロセスキュー先頭アドレスＱ
Ｈ２１がＯでないかを調べることにより並列プロセスキ
ュー２５内にプロセス情報テーブル１４９が存在するか
を調べ、存在する場合は処理３８４から３９６を実行し
て新しいプロセスを実行する。処理３８４から３９６の
処理内容は、￥ＰＲＣＳ２０の処理を説明した第１３図
における処理３５３から３６５と同一である。
処理３８２において並列プロセスキュー２５内にプロセ
ス情報テーブル１４９が存在しない場合は、処理４０１
〜４０８を実行し、タスクフラグＴＦｋ （４６，４７
）を参照することにより一定の待ち時間期限の間断しい
サブプロセスの生成もしくは全ての子プロセスの終了を
待つ。
ス情報テーブル１４９が存在しない場合は、処理４０１
〜４０８を実行し、タスクフラグＴＦｋ （４６，４７
）を参照することにより一定の待ち時間期限の間断しい
サブプロセスの生成もしくは全ての子プロセスの終了を
待つ。
処理４０１においては、これからタスクフラグＴＦｋ
（４６，４７）を参照して待つ族プロセスのプロセス番
号を表示するため、該￥ＷＡ Ｉ Ｔ １９を呼んだ族
プロセスのワークデータ領域（３３゜３８）から該族プ
ロセスのプロセス番号を読みだし実行プロセスＩＤｋ
（４８，４９）に設定する。
（４６，４７）を参照して待つ族プロセスのプロセス番
号を表示するため、該￥ＷＡ Ｉ Ｔ １９を呼んだ族
プロセスのワークデータ領域（３３゜３８）から該族プ
ロセスのプロセス番号を読みだし実行プロセスＩＤｋ
（４８，４９）に設定する。
処理４０２においてはタスクフラグＴＦｋ （４６，４
７）に初期値を設定する。タスクフラグＴＦｋ （４６
，４７）には全ての子プロセス終了時もしくは新しいサ
ブプロセス生成時に１が設定されるので、初期値として
、プロセス終了ポストフラグ１４６の値がＯ即ち全ての
子プロセスが終了していれば１を、０以外ならば０を設
定する。
７）に初期値を設定する。タスクフラグＴＦｋ （４６
，４７）には全ての子プロセス終了時もしくは新しいサ
ブプロセス生成時に１が設定されるので、初期値として
、プロセス終了ポストフラグ１４６の値がＯ即ち全ての
子プロセスが終了していれば１を、０以外ならば０を設
定する。
処理４０３ではタスクフラグＴＦｋ （４６，４７）に
通知があったかを調べ、あった場合は処理４０４を実行
し、すでにタスクフラグＴＦｋ（４６，４７）を参照し
て待ってはいないことを表示するため実行プロセスＩＤ
ＥＸＰＩＤｋ （４８゜４９）に○を設定する。さら
に処理４０５を実行して該タスクフラグＴＦ’ｋ （４
６，４７）への通知は全ての子プロセス実行終了による
ものかを調へるためプロセス終了ボストンラグ１４６が
１であるかを調入、１であれば全ての子プロセスは終了
しているので処理３８３を実行する。１でなければタス
クフラグＴＦｋ （４６，４７）への通知は新しいサブ
プロセス生成によるものであるので処理４０６を実行し
て並列プロセスキュー先頭アドレスＱ ）Ｉ ２１が０
でないかを調べる。０でなければプロセス情報テーブル
１４９が登録されているのでサブプロセスを取りだし実
行する処理３８４〜３９６を実行する。Ｏであれば既に
他タスクが登録されたプロセス情報テーブル１４９を取
りはずしてしまったことを意味するので処１１３８１を
再実行する。
通知があったかを調べ、あった場合は処理４０４を実行
し、すでにタスクフラグＴＦｋ（４６，４７）を参照し
て待ってはいないことを表示するため実行プロセスＩＤ
ＥＸＰＩＤｋ （４８゜４９）に○を設定する。さら
に処理４０５を実行して該タスクフラグＴＦ’ｋ （４
６，４７）への通知は全ての子プロセス実行終了による
ものかを調へるためプロセス終了ボストンラグ１４６が
１であるかを調入、１であれば全ての子プロセスは終了
しているので処理３８３を実行する。１でなければタス
クフラグＴＦｋ （４６，４７）への通知は新しいサブ
プロセス生成によるものであるので処理４０６を実行し
て並列プロセスキュー先頭アドレスＱ ）Ｉ ２１が０
でないかを調べる。０でなければプロセス情報テーブル
１４９が登録されているのでサブプロセスを取りだし実
行する処理３８４〜３９６を実行する。Ｏであれば既に
他タスクが登録されたプロセス情報テーブル１４９を取
りはずしてしまったことを意味するので処１１３８１を
再実行する。
処理４０３においてタスクフラグＴＦｋ （４６゜４７
）に通知がない場合は処理４０７を実行し待ち時間期限
に到達したかを調べる。期限時間にまだ到達していない
ならば再び処理４０３を実行し、タスクフラグＴＦｋ
（４６，４７）に対し金子プロセス終了もしくは新しい
サブプロセス生成の通知があるか、期限時間に到達する
かまで処理４０３の実行を繰り返す。
）に通知がない場合は処理４０７を実行し待ち時間期限
に到達したかを調べる。期限時間にまだ到達していない
ならば再び処理４０３を実行し、タスクフラグＴＦｋ
（４６，４７）に対し金子プロセス終了もしくは新しい
サブプロセス生成の通知があるか、期限時間に到達する
かまで処理４０３の実行を繰り返す。
処理４０７において期限時間に到達した場合は処理４０
８を実行してすでにタスクフラグＴＦｋ（４６，４７）
を参照して待ってはいないことを表示するため実行プロ
セスＩＤ ＥＸＰＩＤ （４８，４９）にＯを設定し
、その後システムのスループットを低下させないために
ＷＡＩＴマクロを発行して自らＣＰＵ使用権を手離す処
理４０９を第９図（ａ）の処理２２５と同様に実行する
。
８を実行してすでにタスクフラグＴＦｋ（４６，４７）
を参照して待ってはいないことを表示するため実行プロ
セスＩＤ ＥＸＰＩＤ （４８，４９）にＯを設定し
、その後システムのスループットを低下させないために
ＷＡＩＴマクロを発行して自らＣＰＵ使用権を手離す処
理４０９を第９図（ａ）の処理２２５と同様に実行する
。
新しいサブプロセスが生成された時もしくは全ての子プ
ロセスが終了した時には、タスクｋＥＣＢ （２８，２
９）もしくはプロセス終了ボスト／ウェイＩ−Ｅ ＣＢ
１４７に通知がなされ、タスクにはＣＰＵ使用権を取
り戻し、処理４１０から￥ＷＡＩＴ１９の実行を再開す
る。処理４１０ではプロセス終了ボスト／ウェイトＥＣ
Ｂ１４７に対して通知があったのかを調べ、その場合は
プロセス情報テーブルエリアを解放する処理３８３を実
行する。一方タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に対する
通知があった場合は処理４１１を実行し、タスクウェイ
トフラグＴＷｋ （２６，２７）およびタスクｋＥＣＢ
（２８，２９）に０を設定して再び処理３８１を実行
する。
ロセスが終了した時には、タスクｋＥＣＢ （２８，２
９）もしくはプロセス終了ボスト／ウェイＩ−Ｅ ＣＢ
１４７に通知がなされ、タスクにはＣＰＵ使用権を取
り戻し、処理４１０から￥ＷＡＩＴ１９の実行を再開す
る。処理４１０ではプロセス終了ボスト／ウェイトＥＣ
Ｂ１４７に対して通知があったのかを調べ、その場合は
プロセス情報テーブルエリアを解放する処理３８３を実
行する。一方タスクｋＥＣＢ （２８，２９）に対する
通知があった場合は処理４１１を実行し、タスクウェイ
トフラグＴＷｋ （２６，２７）およびタスクｋＥＣＢ
（２８，２９）に０を設定して再び処理３８１を実行
する。
以上、説明したように、本発明によればプロセッサ資源
を有効に活用することができ、また多重ジョブ環境でも
システムスループットを低下させず、かつスピンループ
方式の高速性を失わないプロセス間通信を実現できる。
を有効に活用することができ、また多重ジョブ環境でも
システムスループットを低下させず、かつスピンループ
方式の高速性を失わないプロセス間通信を実現できる。
さらに多重ジョブ環境で発生するデッドロック状態を検
出し、それを除去することができる。
出し、それを除去することができる。
第１図は、本発明の１実施例におけるプロセス分散方式
の全体概要図、 第２図は、本発明の１実施例におけるソースプログラム
例を示す図、 第３図は、本発明の１実施例におけるオブジェクトモジ
ュールの構成図、 第４図は１本発明の１実施例におけるプロセスの概念的
実行順序を示した図、 第５図は、本発明の１実施例におけるプロセス情報テー
ブル構造を示した図、 第６図（ａ）〜第６図（ｃ）は、本発明の１実施例にお
ける並列処理用実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨおよび￥
ＤＥＴＡＣＨの実行方法を示す図、第７図は１本発明の
１実施例における並列処理用実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ
の実行方法を示す図、第８図（ａ）、第８図（ｂ）は、
本発明の１実施例における並列処理用実行時ルーチン￥
ＰＲＣＳの実行方法を示す図、 第９図（ａ）、第９図（ｂ）は、本発明の１実施例にお
ける並列処理用実行時ルーチン￥ＷＡＩＴの実行方法を
示す図、 第１０図は、本発明の他の実施例におけるプロセス分散
方式の全体概要図、 第１１図は、本発明の他の実施例におけるプロセス情報
テーブル構造を示した図、 第１２図は、本発明の他の実施例における並列処理用実
行時ルーチン￥ＤＩＳＰの実行方法を示す図、 第１３図（ａ）、第１３図（ｂ）は１本発明の他の実施
例における並列処理用実行時ルーチン￥ＰＲＣ８の実行
方法を示す図、 第１４図（ａ）、第１４図（ｂ）は、本発明の他の実施
例における並列処理用実行時ルーチン￥ＷＡＩＴの実行
方法を示す図、 第１５図は、従来技術の一例を示す図、第１６図は、本
発明の詳細な説明するための図である。 図中、１〜４・・・プロセッサ、５・・・主記憶、６・
・・Ｏ８，１０・・・ユーザ空間、１１．１２・・・並
列プロセスを実行するためのタスク、１６・・・並列処
理用実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨ１１７・・・並列処
理用実行時ルーチン￥ＤＥＴＡＣＨ，１８・・・並列処
理用実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ、１９・・・並列処理用
実行時ルーチン￥ＷＡＩＴ、２０・・・並列処理用実行
時ルーチン￥ＰＲＣ５，２５・・・並列プロセスキュー
、２１・・・並列プロセスキュー先頭アドレスＱＨ，２
６，２７・・・タスクウェイトフラグ、４６．４７・・
・タスクフラグ、２８．２９山タスクＥＣＢ。 ４８．４９・・・実行プロセスより、３１．３６・・プ
ロセス情報テーブル用フリーエリア、４０・・・オブジ
ェクトモジュール、５１・・・ソースプログラム、６３
．６４・・・オブジェクトモジュール中の並列プロセス
実行情報、８１・・・メインプロセス、８２〜９０・・
・サブプロセス、１４９・・・プロセス情報テブル、１
４１・・・１ｎｕｓｅビツト、１４５・・・ループ分割
数、１４６・・・プロセス終了フラグ、１４７・・・プ
ロセス終了ボスト／ウェイトＥＣＢ、１４８・・プロセ
ス終了ボスト／ウェイトマクロ発行フラグ、３０１・・
・プロセスＩＤフィールド、３０２・・族プロセスＩＤ
フィールド。 第２図 第７図
の全体概要図、 第２図は、本発明の１実施例におけるソースプログラム
例を示す図、 第３図は、本発明の１実施例におけるオブジェクトモジ
ュールの構成図、 第４図は１本発明の１実施例におけるプロセスの概念的
実行順序を示した図、 第５図は、本発明の１実施例におけるプロセス情報テー
ブル構造を示した図、 第６図（ａ）〜第６図（ｃ）は、本発明の１実施例にお
ける並列処理用実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨおよび￥
ＤＥＴＡＣＨの実行方法を示す図、第７図は１本発明の
１実施例における並列処理用実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ
の実行方法を示す図、第８図（ａ）、第８図（ｂ）は、
本発明の１実施例における並列処理用実行時ルーチン￥
ＰＲＣＳの実行方法を示す図、 第９図（ａ）、第９図（ｂ）は、本発明の１実施例にお
ける並列処理用実行時ルーチン￥ＷＡＩＴの実行方法を
示す図、 第１０図は、本発明の他の実施例におけるプロセス分散
方式の全体概要図、 第１１図は、本発明の他の実施例におけるプロセス情報
テーブル構造を示した図、 第１２図は、本発明の他の実施例における並列処理用実
行時ルーチン￥ＤＩＳＰの実行方法を示す図、 第１３図（ａ）、第１３図（ｂ）は１本発明の他の実施
例における並列処理用実行時ルーチン￥ＰＲＣ８の実行
方法を示す図、 第１４図（ａ）、第１４図（ｂ）は、本発明の他の実施
例における並列処理用実行時ルーチン￥ＷＡＩＴの実行
方法を示す図、 第１５図は、従来技術の一例を示す図、第１６図は、本
発明の詳細な説明するための図である。 図中、１〜４・・・プロセッサ、５・・・主記憶、６・
・・Ｏ８，１０・・・ユーザ空間、１１．１２・・・並
列プロセスを実行するためのタスク、１６・・・並列処
理用実行時ルーチン￥ＡＴＴＡＣＨ１１７・・・並列処
理用実行時ルーチン￥ＤＥＴＡＣＨ，１８・・・並列処
理用実行時ルーチン￥ＤＩＳＰ、１９・・・並列処理用
実行時ルーチン￥ＷＡＩＴ、２０・・・並列処理用実行
時ルーチン￥ＰＲＣ５，２５・・・並列プロセスキュー
、２１・・・並列プロセスキュー先頭アドレスＱＨ，２
６，２７・・・タスクウェイトフラグ、４６．４７・・
・タスクフラグ、２８．２９山タスクＥＣＢ。 ４８．４９・・・実行プロセスより、３１．３６・・プ
ロセス情報テーブル用フリーエリア、４０・・・オブジ
ェクトモジュール、５１・・・ソースプログラム、６３
．６４・・・オブジェクトモジュール中の並列プロセス
実行情報、８１・・・メインプロセス、８２〜９０・・
・サブプロセス、１４９・・・プロセス情報テブル、１
４１・・・１ｎｕｓｅビツト、１４５・・・ループ分割
数、１４６・・・プロセス終了フラグ、１４７・・・プ
ロセス終了ボスト／ウェイトＥＣＢ、１４８・・プロセ
ス終了ボスト／ウェイトマクロ発行フラグ、３０１・・
・プロセスＩＤフィールド、３０２・・族プロセスＩＤ
フィールド。 第２図 第７図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １、複数のプロセッサ上で、複数の論理的プロセッサが
複数のプロセスを並列に実行し、該論理的プロセッサは
、第１のプロセス実行中に該第１のプロセスによって生
成された第２のプロセスにおける事象の成立を待つ並列
処理システムにおいて、該第２のプロセスが終了したと
いう第１の事象が成立しているか否かを調べる第１のス
テップと、プロセスの実行中に第３のプロセスが生成さ
れたという第２の事象が成立しているか否かを調べる第
２のステップとを有し、前記論理的プロセッサは前記第
１のステップを実行して前記第１の事象が成立していな
い場合は前記第２のステップを実行し、前記第２のステ
ップの実行において前記第２の事象が成立していない場
合は前記第１のステップを再度実行して、前記第１のス
テップと前記第２のステップの実行を繰り返すことによ
り、前記第１の事象もしくは前記第２の事象のいずれか
の成立をスピンループして待ち、前記第１の事象が成立
した場合は前記第１のプロセスの実行を継続し、前記第
２の事象が成立した場合は前記第１のプロセスの実行を
中断して前記第３のプロセスを実行することを特徴とす
るプロセス分散方式。 ２、前記スピンループを所定の時間実行しても前記第１
の事象も第２の事象も成立しなかった場合に、前記プロ
セスを実行している前記論理的プロセッサのプロセッサ
使用権を一時的に取り上げるようオペレーティングシス
テムに依頼することを特徴とする請求項１記載のプロセ
ス分散方式。 ３、前記所定の時間は、プロセスの実行時に決定される
ことを特徴とする請求項２記載のプロセス分散方式。 ４、複数のプロセッサ上で、複数の論理的プロセッサが
複数のプロセスを並列に実行し、該論理的プロセッサは
、第１のプロセス実行中に該第１のプロセスによって生
成された第２のプロセスにおける事象の成立を待つ並列
処理システムにおいて、該第２のプロセスが終了したと
いう第１の事象もしくはプロセスの実行中に第３のプロ
セスが生成されたという第２の事象のいずれかが成立し
たかを調べるステップを有し、前記論理的プロセッサは
前記ステップを繰り返し実行することにより、前記第１
の事象もしくは前記第２の事象のいずれかの成立をスピ
ンループして待ち、前記第１の事象が成立した場合は前
記第１のプロセスの実行を継続し、前記第２の事象が成
立した場合は前記第１のプロセスの実行を中断して前記
第３のプロセスを実行することを特徴とするプロセス分
散方式。 ５、前記スピンループを所定の時間実行しても前記第１
の事象も第２の事象も成立しなかった場合に、前記プロ
セスを実行している前記論理的プロセッサのプロセッサ
使用権を一時的に取り上げるようオペレーティングシス
テムに依頼することを特徴とする請求項４記載のプロセ
ス分散方式。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2026449A JP2829078B2 (ja) | 1990-02-05 | 1990-02-05 | プロセス分散方法 |
| US07/647,754 US5193186A (en) | 1990-02-05 | 1991-01-30 | Processor system for executing processes in parallel under multitask, control method of waiting for event of process |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2026449A JP2829078B2 (ja) | 1990-02-05 | 1990-02-05 | プロセス分散方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03230225A true JPH03230225A (ja) | 1991-10-14 |
| JP2829078B2 JP2829078B2 (ja) | 1998-11-25 |
Family
ID=12193812
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2026449A Expired - Fee Related JP2829078B2 (ja) | 1990-02-05 | 1990-02-05 | プロセス分散方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5193186A (ja) |
| JP (1) | JP2829078B2 (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5497500A (en) * | 1986-04-14 | 1996-03-05 | National Instruments Corporation | Method and apparatus for more efficient function synchronization in a data flow program |
| US5737622A (en) * | 1986-04-14 | 1998-04-07 | National Instruments Corporation | Method and apparatus for more efficient function synchronization in a data flow program |
| JP3268338B2 (ja) | 1992-04-22 | 2002-03-25 | 株式会社日立製作所 | 計算機システム |
| FR2696259A1 (fr) * | 1992-09-30 | 1994-04-01 | Apple Computer | Organisation en tâches et en modules d'une exécution dans un processeur. |
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| US5848283A (en) * | 1993-01-29 | 1998-12-08 | International Business Machines Corporation | Method and system for efficient maintenance of data coherency in a multiprocessor system utilizing cache synchronization |
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| DK0635784T3 (da) * | 1993-07-23 | 2000-03-27 | Siemens Ag | Multiprocessorsystem. |
| US5632032A (en) * | 1994-02-07 | 1997-05-20 | International Business Machines Corporation | Cross address space thread control in a multithreaded environment |
| JP3658420B2 (ja) * | 1994-04-14 | 2005-06-08 | 株式会社日立製作所 | 分散処理システム |
| DE69635409T2 (de) * | 1995-03-06 | 2006-07-27 | Intel Corp., Santa Clara | Ein rechnersystem mit unbewachter auf-anfrage-verfügbarkeit |
| JPH08286932A (ja) * | 1995-04-11 | 1996-11-01 | Hitachi Ltd | ジョブの並列実行制御方法 |
| JP3573546B2 (ja) * | 1995-10-27 | 2004-10-06 | 富士通株式会社 | 並列計算機における並列プロセススケジューリング方法および並列計算機用処理装置 |
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| US6453430B1 (en) | 1999-05-06 | 2002-09-17 | Cisco Technology, Inc. | Apparatus and methods for controlling restart conditions of a faulted process |
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| US6658650B1 (en) * | 2000-02-18 | 2003-12-02 | International Business Machines Corporation | Service entry point for use in debugging multi-job computer programs |
| JP3664473B2 (ja) * | 2000-10-04 | 2005-06-29 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | プログラムの最適化方法及びこれを用いたコンパイラ |
| US8032886B2 (en) * | 2000-11-22 | 2011-10-04 | Microsoft Corporation | Tracking asynchronous execution of program using hierarchical structure of objects |
| US7386797B1 (en) * | 2002-05-22 | 2008-06-10 | Oracle Corporation | Framework to model and execute business processes within a collaborative environment |
| US20050021756A1 (en) * | 2003-07-26 | 2005-01-27 | Grant Bruce K. | Method of developing, delivering and rendering network applications |
| US9003413B1 (en) * | 2009-09-28 | 2015-04-07 | Xilinx, Inc. | Thread synchronization by transitioning threads to spin lock and sleep state |
| US8250576B2 (en) * | 2009-09-30 | 2012-08-21 | Microsoft Corporation | Structured task hierarchy for a parallel runtime |
| US9086922B2 (en) | 2009-10-26 | 2015-07-21 | Microsoft Technology Licensing, Llc | Opportunistically scheduling and adjusting time slices |
| US20120005682A1 (en) * | 2010-06-30 | 2012-01-05 | International Business Machines Corporation | Holistic task scheduling for distributed computing |
| US9513975B2 (en) | 2012-05-02 | 2016-12-06 | Nvidia Corporation | Technique for computational nested parallelism |
| US9323931B2 (en) * | 2013-10-04 | 2016-04-26 | Bitdefender IPR Management Ltd. | Complex scoring for malware detection |
| US9824130B1 (en) * | 2013-12-13 | 2017-11-21 | Open Text Corporation | Optimizing synchronization of enterprise content management systems |
| CN112799799B (zh) * | 2020-12-29 | 2024-07-19 | 杭州涂鸦信息技术有限公司 | 数据消费方法及装置 |
Family Cites Families (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4636942A (en) * | 1983-04-25 | 1987-01-13 | Cray Research, Inc. | Computer vector multiprocessing control |
| US4631674A (en) * | 1985-02-05 | 1986-12-23 | International Business Machines Corporation | Active wait |
| US4825358A (en) * | 1985-04-10 | 1989-04-25 | Microsoft Corporation | Method and operating system for executing programs in a multi-mode microprocessor |
| JPH0766329B2 (ja) * | 1985-06-14 | 1995-07-19 | 株式会社日立製作所 | 情報処理装置 |
-
1990
- 1990-02-05 JP JP2026449A patent/JP2829078B2/ja not_active Expired - Fee Related
-
1991
- 1991-01-30 US US07/647,754 patent/US5193186A/en not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US5193186A (en) | 1993-03-09 |
| JP2829078B2 (ja) | 1998-11-25 |
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| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |