JPH03246730A - デッドロック状態検出制御方式 - Google Patents
デッドロック状態検出制御方式Info
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- JPH03246730A JPH03246730A JP2042635A JP4263590A JPH03246730A JP H03246730 A JPH03246730 A JP H03246730A JP 2042635 A JP2042635 A JP 2042635A JP 4263590 A JP4263590 A JP 4263590A JP H03246730 A JPH03246730 A JP H03246730A
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- resources
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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】
〔概要〕
複数のプロセスが同一種類の資源を必要とすることによ
り生じるデッドロックを検出し、且つそのデッドロック
を解消させるデッドロック状態検出制御方式に関し、 デッドロック状態を早期に検出し、このデッドロックを
自動的に解消させることを目的とし、複数の資源を備え
、且つ複数のプロセスが同時に存在し、前記資源の任意
数をハントして処理を実行し、処理終了により該資源を
解放する電子計算機応用システムに於いて、前記資源対
応の使用量及びハント並びに解放が行われる期間を検出
する検出手段を設け、該検出手段により、資源の使用量
が規定値以上であると共に、該資源が規定期間以上ハン
ト並びに解放されないことを検出した時に、該資源によ
るデッドロック状態の発生と判断するように構成した。
り生じるデッドロックを検出し、且つそのデッドロック
を解消させるデッドロック状態検出制御方式に関し、 デッドロック状態を早期に検出し、このデッドロックを
自動的に解消させることを目的とし、複数の資源を備え
、且つ複数のプロセスが同時に存在し、前記資源の任意
数をハントして処理を実行し、処理終了により該資源を
解放する電子計算機応用システムに於いて、前記資源対
応の使用量及びハント並びに解放が行われる期間を検出
する検出手段を設け、該検出手段により、資源の使用量
が規定値以上であると共に、該資源が規定期間以上ハン
ト並びに解放されないことを検出した時に、該資源によ
るデッドロック状態の発生と判断するように構成した。
〔産業上の利用分野］
本発明は、複数のプロセスが同一種類の資源を必要とす
ることにより生じるデッドロックを検出し、且つそのデ
ッドロックを解消させるデッドロック状態検出制御方式
に関するものである。
ることにより生じるデッドロックを検出し、且つそのデ
ッドロックを解消させるデッドロック状態検出制御方式
に関するものである。
電話交換システムや他の各種の電子計算機応用システム
に於いては、一方のプロセスと他方のプロセスとが同一
種類の資源を必要とした場合、例えば、一方のプロセス
がその資源を用いて処理を実行し、その処理の終了によ
りその資源を解放するから、他方のプロセスは、その資
源を用いて処理を実行することができる。従って、他方
のプロセスは僅かの待ち時間だけ処理の開始が遅れるだ
けとなる。
に於いては、一方のプロセスと他方のプロセスとが同一
種類の資源を必要とした場合、例えば、一方のプロセス
がその資源を用いて処理を実行し、その処理の終了によ
りその資源を解放するから、他方のプロセスは、その資
源を用いて処理を実行することができる。従って、他方
のプロセスは僅かの待ち時間だけ処理の開始が遅れるだ
けとなる。
しかし、一方のプロセスと他方のプロセスとが、それぞ
れ同一の第１と第２との資源を必要とし、一方のプロセ
スが第１の資源をハントし、他方のプロセスが第２の資
源をハントした後、一方のプロセスが第１の資源と共に
第２の資源を必要とし、他方のプロセスが第２の資源を
解放することを待つことになり、又他方のプロセスも第
２の資源と共に第１の資源を必要とし、一方のプロセス
が第１の資源を解放することを待つ状態となると、方と
他方とのプロセスは、相互に資源の解放を待つことにな
り、処理が進行できない状態となる。
れ同一の第１と第２との資源を必要とし、一方のプロセ
スが第１の資源をハントし、他方のプロセスが第２の資
源をハントした後、一方のプロセスが第１の資源と共に
第２の資源を必要とし、他方のプロセスが第２の資源を
解放することを待つことになり、又他方のプロセスも第
２の資源と共に第１の資源を必要とし、一方のプロセス
が第１の資源を解放することを待つ状態となると、方と
他方とのプロセスは、相互に資源の解放を待つことにな
り、処理が進行できない状態となる。
即ち、デッドロック状態となる。このようなデッドロッ
ク状態を検出して解消する制御を行うことが必要である
。
ク状態を検出して解消する制御を行うことが必要である
。
［従来の技術］
電子交換システム等の各種の電子計算機応用システムに
於いて、複数のプロセスが同時に存在して各種の処理を
行う場合に、複数のプロセスに対してメモリ、プリンタ
等の入出力装置９回線接続の為のトランク等の共有の資
源を同時に必要とするプロセスが生じる場合がある。
於いて、複数のプロセスが同時に存在して各種の処理を
行う場合に、複数のプロセスに対してメモリ、プリンタ
等の入出力装置９回線接続の為のトランク等の共有の資
源を同時に必要とするプロセスが生じる場合がある。
例えば、第１４図に示すように、プロセス１が資源Ａを
ハントし、次に資源Ｂをハントして処理を行い、その処
理の終了により資源Ｂを解放した後置′ａＡを解放し、
又プロセス２が資源Ｂをハントし、次に資源Ａをハント
して処理を行い、その処理の終了により資源Ａを解放し
た後、資源Ｂを解放する場合に、プロセス１が資源Ａを
ハントし、同時的にプロセス２が資源Ｂをハントした後
、プロセス１が資ａＩＡと共に資源Ｂを必要とすること
により、資ａ！Ｂをハントすることになるが、その資＃
Ｂをプロセス２が専有しているので、プロセス１は資源
Ｂの空き待ちとなる。又プロセス２が資ａＩＢと共に資
ｔＡＡを必要とすることにより、資ａＡをハントするが
、その資源Ａをプロセス１が専有しているので、プロセ
ス２は資源Ａの空き待ちとなる。
ハントし、次に資源Ｂをハントして処理を行い、その処
理の終了により資源Ｂを解放した後置′ａＡを解放し、
又プロセス２が資源Ｂをハントし、次に資源Ａをハント
して処理を行い、その処理の終了により資源Ａを解放し
た後、資源Ｂを解放する場合に、プロセス１が資源Ａを
ハントし、同時的にプロセス２が資源Ｂをハントした後
、プロセス１が資ａＩＡと共に資源Ｂを必要とすること
により、資ａ！Ｂをハントすることになるが、その資＃
Ｂをプロセス２が専有しているので、プロセス１は資源
Ｂの空き待ちとなる。又プロセス２が資ａＩＢと共に資
ｔＡＡを必要とすることにより、資ａＡをハントするが
、その資源Ａをプロセス１が専有しているので、プロセ
ス２は資源Ａの空き待ちとなる。
このようにプロセス１が資源Ａを専有したまま、資源Ｂ
が解放されるのを待つことになり、同様にプロセス２が
資源Ｂを専有したまま、資源Ａが解放されるのを待つこ
とになる。従って、プロセス１．２は処理が進行しない
ことになる。即ち、プロセス１．２は資源Ａ、Ｂによる
デッドロック状態となる。
が解放されるのを待つことになり、同様にプロセス２が
資源Ｂを専有したまま、資源Ａが解放されるのを待つこ
とになる。従って、プロセス１．２は処理が進行しない
ことになる。即ち、プロセス１．２は資源Ａ、Ｂによる
デッドロック状態となる。
このようなデンドロツク状態となったシステムは、外部
からの入力に対して反応しないことになるから、従来に
於いては、外部監視装置等から定期的に入力し、その入
力に対して反応するか否か判定するものであった。又デ
ッドロック状態を解消する為には、システムを一旦停止
させて、再立上げを行うものであり、この再立上げは、
人手により行うか或いは外部監視装置等から自動的に行
わせるものであった。
からの入力に対して反応しないことになるから、従来に
於いては、外部監視装置等から定期的に入力し、その入
力に対して反応するか否か判定するものであった。又デ
ッドロック状態を解消する為には、システムを一旦停止
させて、再立上げを行うものであり、この再立上げは、
人手により行うか或いは外部監視装置等から自動的に行
わせるものであった。
デッドロック状態を検出するには、人手或いは外部監視
装置等により行うことになるが、外部入力に対応した反
応を示すか否かを判定して行うものであり、定期的に検
出処理を行うとしても、その周期を短くすれば、正常の
処理を阻害することになり、周期を長くすれば、デッド
ロック状態の検出が遅れることになる。
装置等により行うことになるが、外部入力に対応した反
応を示すか否かを判定して行うものであり、定期的に検
出処理を行うとしても、その周期を短くすれば、正常の
処理を阻害することになり、周期を長くすれば、デッド
ロック状態の検出が遅れることになる。
又デッドロック状態を解消する為に再立上げを行うと、
実行中のプロセスは総て消滅することになる。それによ
り、システムが提供するサービスが一時停止されること
になる。例えば、交換システムに於いては、ダイヤル操
作が無効化されたり、通話が切断されたりすることにな
る。
実行中のプロセスは総て消滅することになる。それによ
り、システムが提供するサービスが一時停止されること
になる。例えば、交換システムに於いては、ダイヤル操
作が無効化されたり、通話が切断されたりすることにな
る。
本発明は、デッドロック状態を早期に検出し、このデッ
ドロックを自動的に解消させることを目的とするもので
ある。
ドロックを自動的に解消させることを目的とするもので
ある。
本発明のデッドロック状態検出制御方式は、資源の使用
量が規定値以上の時の資源のハント及び解放を監視して
、デッドロック状態を検出し、又予備資源によりデッド
ロック状態を解消するものであり、第１図を参照して説
明する。
量が規定値以上の時の資源のハント及び解放を監視して
、デッドロック状態を検出し、又予備資源によりデッド
ロック状態を解消するものであり、第１図を参照して説
明する。
複数の資源１−１〜１−ｎを備えると共に、複数のプロ
セス２−１〜２−ｍが同時に存在し、資源の任意数をハ
ントして処理を実行し、処理終了によりその資源を解放
する電子交換機システム等の各種の電子計算機応用シス
テムに於いて、資源１−１−１− ｎ対応の使用量及び
ハント並びに解放が行われる期間を検出する検出手段３
を設け、この検出手段３により、資源の使用量が規定値
以上であると共に、その資源が規定期間以上にわたって
ハント並びに解放されないことを検出した時に、その資
源によるデッドロック状態の発生と判断する。
セス２−１〜２−ｍが同時に存在し、資源の任意数をハ
ントして処理を実行し、処理終了によりその資源を解放
する電子交換機システム等の各種の電子計算機応用シス
テムに於いて、資源１−１−１− ｎ対応の使用量及び
ハント並びに解放が行われる期間を検出する検出手段３
を設け、この検出手段３により、資源の使用量が規定値
以上であると共に、その資源が規定期間以上にわたって
ハント並びに解放されないことを検出した時に、その資
源によるデッドロック状態の発生と判断する。
又複数の資源１−１〜１−ｎ毎に予備資源４−１〜４−
ｎを設け、デッドロック状態の発生と判断された時に於
いてのみ、そのデッドロック状態を引き起こしている資
源を既に専有し、且つそのデンドロツタ状態を引き起こ
している資源を要求しているプロセスに対して、そのデ
ッドロック状態を引き起こしている資源に対する予備資
源を与えるように制御するものである。
ｎを設け、デッドロック状態の発生と判断された時に於
いてのみ、そのデッドロック状態を引き起こしている資
源を既に専有し、且つそのデンドロツタ状態を引き起こ
している資源を要求しているプロセスに対して、そのデ
ッドロック状態を引き起こしている資源に対する予備資
源を与えるように制御するものである。
プロセス２−１が資源１−１をハントして専有し、又プ
ロセス２−２が資源１−２をハントして専有した状態に
於いて、点線で示すように、プロセス２−１が資源１−
２をハントし、又プロセス２−２が資源１−１をハント
すると、プロセス２−１が専有する資源１＝−１をプロ
セス２−２が要求し、プロセス２−２が専有する資源を
プロセス２−１が要求しているので、相互に資源の解放
待ちの状態となる。従って、規定期間以上経過しても資
源１−１．１−２は解放されないことになるから、検出
手段３によりデッドロック状態の発生と判断される。
ロセス２−２が資源１−２をハントして専有した状態に
於いて、点線で示すように、プロセス２−１が資源１−
２をハントし、又プロセス２−２が資源１−１をハント
すると、プロセス２−１が専有する資源１＝−１をプロ
セス２−２が要求し、プロセス２−２が専有する資源を
プロセス２−１が要求しているので、相互に資源の解放
待ちの状態となる。従って、規定期間以上経過しても資
源１−１．１−２は解放されないことになるから、検出
手段３によりデッドロック状態の発生と判断される。
又資源ｌ−１−１−ｎ対応に予備資源４−１〜４−ｎを
設けて、デッドロック状態の発生と判断された時に於い
てのみ、即ち、前述のように、プロセス２−１により資
源１−１を専有し、プロセス２−２により資源１−２を
専有し、プロセス２１はデッドロック状態を引き起こし
ている資源１−２を要求している場合に、そのデッドロ
ック状態を引き起こしている資源１−２に対する予備資
源４−２を矢印で示すようにプロセス２−１に与えるこ
とにより、プロセス２−１に於ける資源１−１．１−２
を用いた処理を実行させ、その処理の終了により資源１
−１．１−２が解放され、その解放された資源１−１が
プロセス２−２に与えられるから、プロセス２−２も資
源１−１． １−２を用いた処理を実行し、その処理の
終了により資源１−１．１−２が解放される。即ち、デ
ッドロック状態を解消することができる。
設けて、デッドロック状態の発生と判断された時に於い
てのみ、即ち、前述のように、プロセス２−１により資
源１−１を専有し、プロセス２−２により資源１−２を
専有し、プロセス２１はデッドロック状態を引き起こし
ている資源１−２を要求している場合に、そのデッドロ
ック状態を引き起こしている資源１−２に対する予備資
源４−２を矢印で示すようにプロセス２−１に与えるこ
とにより、プロセス２−１に於ける資源１−１．１−２
を用いた処理を実行させ、その処理の終了により資源１
−１．１−２が解放され、その解放された資源１−１が
プロセス２−２に与えられるから、プロセス２−２も資
源１−１． １−２を用いた処理を実行し、その処理の
終了により資源１−１．１−２が解放される。即ち、デ
ッドロック状態を解消することができる。
以下図面を参照して本発明の実施例について詳細に説明
する。
する。
第２図乃至第９図は本発明の実施例の動作説明図であり
、プロセス１．２が資源Ａ、Ｂをハントして処理を実行
する場合を示し、資源部１１は通常部と予備部とからな
り、それぞれ同一の資源Ａ及び資源Ｂを有し、監視機構
１３は第１図に於ける検出手段３に相当し、資源Ａ、Ｂ
の使用量を監視し、又ハント及び解放の期間を監視し、
使用量が規定値以上となった後、その資源が規定期間以
上ハント並びに解放されない時に、デッドロック状態の
発生と判断するものである。
、プロセス１．２が資源Ａ、Ｂをハントして処理を実行
する場合を示し、資源部１１は通常部と予備部とからな
り、それぞれ同一の資源Ａ及び資源Ｂを有し、監視機構
１３は第１図に於ける検出手段３に相当し、資源Ａ、Ｂ
の使用量を監視し、又ハント及び解放の期間を監視し、
使用量が規定値以上となった後、その資源が規定期間以
上ハント並びに解放されない時に、デッドロック状態の
発生と判断するものである。
第２図は、プロセス１から資源Ａをハントしく１）、資
源部１１の通常部の資源Ａがプロセス１に与えられ（２
）、又プロセス２からの資源Ｂをハントしく３）、資源
部１１の通常部の資＃Ｂがプロセス２に与えられた（４
）状態を示す。
源部１１の通常部の資源Ａがプロセス１に与えられ（２
）、又プロセス２からの資源Ｂをハントしく３）、資源
部１１の通常部の資＃Ｂがプロセス２に与えられた（４
）状態を示す。
次に、第３図に示すように、プロセス１は資源Ａを専有
して資源Ｂをハントする（５）と、その資源Ｂは資源部
１１の通常部にないので、資源Ｂの空き待ちとなる（６
）。又プロセス２は資源Ｂを専有して資′ａＡをハント
する（７）と、その資＃Ａは資源部１１の通常部にない
ので、資源Ａの空き待ちとなる（８）。この状態で監視
機構１３に於いては、資源Ａ、 Ｂが規定期間以上解
放されないことを検出してデンドロツク状態の発生と判
断する（９）。
して資源Ｂをハントする（５）と、その資源Ｂは資源部
１１の通常部にないので、資源Ｂの空き待ちとなる（６
）。又プロセス２は資源Ｂを専有して資′ａＡをハント
する（７）と、その資＃Ａは資源部１１の通常部にない
ので、資源Ａの空き待ちとなる（８）。この状態で監視
機構１３に於いては、資源Ａ、 Ｂが規定期間以上解
放されないことを検出してデンドロツク状態の発生と判
断する（９）。
このようにデッドロック状態の発生と判断されると、第
４図に示すように、デッドロック状態を引き起こしてい
る資源Ａを既に専有し、又デッドロック状態を引き起こ
している資源Ｂを要求しているプロセス１に対して、予
備部の資源Ｂを与える０ω。それによってプロセス１は
資源Ａ、 Ｂを専有して処理を実行することができるか
ら、プロセス１に於けるデッドロック状態は解消するこ
とになる。
４図に示すように、デッドロック状態を引き起こしてい
る資源Ａを既に専有し、又デッドロック状態を引き起こ
している資源Ｂを要求しているプロセス１に対して、予
備部の資源Ｂを与える０ω。それによってプロセス１は
資源Ａ、 Ｂを専有して処理を実行することができるか
ら、プロセス１に於けるデッドロック状態は解消するこ
とになる。
プロセス１に於ける資ｍＡ、Ｂを用いた処理が第５図に
示すように終了すると０１）、資源Ａ、Ｂを解放する０
２）。解放された資源Ａ、Ｂは資源部１１の通常部に格
納される。それにより、第６図に示すように、資源Ａの
空き待ちのプロセス２に、資源部１１０通常部から資源
Ａが与えられ０３）、プロセス２は、資源Ａ、Ｂを専有
して処理を実行できることになる。
示すように終了すると０１）、資源Ａ、Ｂを解放する０
２）。解放された資源Ａ、Ｂは資源部１１の通常部に格
納される。それにより、第６図に示すように、資源Ａの
空き待ちのプロセス２に、資源部１１０通常部から資源
Ａが与えられ０３）、プロセス２は、資源Ａ、Ｂを専有
して処理を実行できることになる。
このプロセス２の処理が終了する圓と、第７図に示すよ
うに、資源Ａ、Ｂを解放する０５）、これらの資ａＡ、
Ｂは資源部１１０通常部に格納されるものであるが、第
８図に示すように、資源部１１の通常部には、１個の資
源Ａと２個の資源Ｂが格納されたことになり、監視機構
１３によりデッドロック状態の解消が検出され０ω、資
源部１１の通常部の２個の資源Ｂの中の１個の資源Ｂが
予備部に移されるθ力。それよって、第９図に示すよう
に、資源部１１の通常部にはそれぞれ１個の資源Ａ。
うに、資源Ａ、Ｂを解放する０５）、これらの資ａＡ、
Ｂは資源部１１０通常部に格納されるものであるが、第
８図に示すように、資源部１１の通常部には、１個の資
源Ａと２個の資源Ｂが格納されたことになり、監視機構
１３によりデッドロック状態の解消が検出され０ω、資
源部１１の通常部の２個の資源Ｂの中の１個の資源Ｂが
予備部に移されるθ力。それよって、第９図に示すよう
に、資源部１１の通常部にはそれぞれ１個の資源Ａ。
Ｂと、予備部にもそれぞれ１個の資源Ａ、Ｂが格納され
た初期状態となる。
た初期状態となる。
第１０図はメモリブロックをハントする場合の説明図で
あり、例えば、電子交換システムに於ける呼状態遷移処
理時に使用するメモリブロックＭＡ、ＭＢによるデッド
ロック状態を自動的に検出し、且つ自動的にデッドロッ
ク状態を解消する場合の説明図である。
あり、例えば、電子交換システムに於ける呼状態遷移処
理時に使用するメモリブロックＭＡ、ＭＢによるデッド
ロック状態を自動的に検出し、且つ自動的にデッドロッ
ク状態を解消する場合の説明図である。
同図に於いて、ＭＡｌ 〜ＭＡｎ、ＭＢ １−ＭＢｎは
通常部のメモリブロック、ＭＡＡ、ＭＡＢ。
通常部のメモリブロック、ＭＡＡ、ＭＡＢ。
ＭＢＡ、ＭＢＢは予備部のメモリブロック、２１゜２３
はメモリブロックＭＡ ｉ、 ＭＢ ｊ （ｉ、
ｊ ＝１．２，３． ・・・ｎ）対応の通常部アイド
ルチェーン部、２２．２４はメモリブロックＭＡＡ。
はメモリブロックＭＡ ｉ、 ＭＢ ｊ （ｉ、
ｊ ＝１．２，３． ・・・ｎ）対応の通常部アイド
ルチェーン部、２２．２４はメモリブロックＭＡＡ。
ＭＡＢ、ＭＢＡ、ＭＢＢ対応の予備部アイドルチェーン
部、２５．２７はメモリブロックＭＡｉ。
部、２５．２７はメモリブロックＭＡｉ。
ＭＢｊ対応のデッドロックフラグ（ＭＡＤＦ、ＭＢＤＦ
）、２６．２８はメモリブロックＭ Ａ ｉ 。
）、２６．２８はメモリブロックＭ Ａ ｉ 。
ＭＢｊ対応のハント解放フラグ（ＭＡ）（Ｆ、ＭＢＨＦ
）、２９．３０はプロセス対応のメモリブロックＭＡｉ
、ＭＢｊの保有数を示すカウンタを示す。
）、２９．３０はプロセス対応のメモリブロックＭＡｉ
、ＭＢｊの保有数を示すカウンタを示す。
この場合、通常部と予備部とのメモリブロックＭＡ ｉ
、ＭＡＡ、ＭＡＢは同一種類の資源に相当し、通常部は
ｎ個、予備部は２個の同一種類の資源を設けた場合であ
り、又通常部と予備部とのメモリブロックＭＢｊ、ＭＢ
Ａ、ＭＢＢについても同様に、通常部にｎ個、予備部に
２個の同一種類の資源を設けた場合を示す。
、ＭＡＡ、ＭＡＢは同一種類の資源に相当し、通常部は
ｎ個、予備部は２個の同一種類の資源を設けた場合であ
り、又通常部と予備部とのメモリブロックＭＢｊ、ＭＢ
Ａ、ＭＢＢについても同様に、通常部にｎ個、予備部に
２個の同一種類の資源を設けた場合を示す。
プロセスからメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊをハントす
る場合、通常部アイドルチェーン部２１゜２３に通常部
のメモリプロ・ツクＭＡｉ、ＭＢｊが接続されている限
り、そのアイドルチェーンから外してプロセスに与える
ことになる。又通常部アイドルチェーン部２１．２３に
接続されているメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊが零とな
った場合は、プロセスからの要求に対して、他のプロセ
スがメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊを解放するまで、待
ち合わせとなる。
る場合、通常部アイドルチェーン部２１゜２３に通常部
のメモリプロ・ツクＭＡｉ、ＭＢｊが接続されている限
り、そのアイドルチェーンから外してプロセスに与える
ことになる。又通常部アイドルチェーン部２１．２３に
接続されているメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊが零とな
った場合は、プロセスからの要求に対して、他のプロセ
スがメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊを解放するまで、待
ち合わせとなる。
デッドロック状態が発生した場合には、通常部アイドル
チェーン部２１．２３に接続されるメモリフロックＭＡ
ｉ、ＭＢｊは零となるが、予備部アイドルチェーン部２
２．２４に予備部のメモリブロックＭＡＡ、ＭＡＢ、Ｍ
ＢＡ、ＭＢＢが接続されているから、例えば、既にメモ
リブロックＭＡｉを専有しているプロセスに対して、予
備部アイドルチェーン部２４からメモリブロックＭＢＡ
を外して与えるものである。
チェーン部２１．２３に接続されるメモリフロックＭＡ
ｉ、ＭＢｊは零となるが、予備部アイドルチェーン部２
２．２４に予備部のメモリブロックＭＡＡ、ＭＡＢ、Ｍ
ＢＡ、ＭＢＢが接続されているから、例えば、既にメモ
リブロックＭＡｉを専有しているプロセスに対して、予
備部アイドルチェーン部２４からメモリブロックＭＢＡ
を外して与えるものである。
それによりメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊを専有して処
理を実行し、その処理の終了によりメモリブロックＭＡ
ｉ、ＭＢｊを解放するから、既にメモリブロックＭＢｊ
を専有しているプロセスに対して、解放されたメモリブ
ロックＭＡｉを与えることにより、そのプロセスはメモ
リブロックＭＡｉ、ＭＢｊを専有して処理を実行し、そ
の処理の終了によりメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊを解
放することになる。
理を実行し、その処理の終了によりメモリブロックＭＡ
ｉ、ＭＢｊを解放するから、既にメモリブロックＭＢｊ
を専有しているプロセスに対して、解放されたメモリブ
ロックＭＡｉを与えることにより、そのプロセスはメモ
リブロックＭＡｉ、ＭＢｊを専有して処理を実行し、そ
の処理の終了によりメモリブロックＭＡｉ、ＭＢｊを解
放することになる。
第１１図はデッドロック状態監視ルーチン説明図であり
、例えば、１０秒周期で実行されるものである。先ずメ
モリブロックＭＡの使用率を調べ■、使用率が例えば８
０％以上か否か判定し■、８０％以上の場合は、メモリ
ブロックＭＡのハント解放フラグＭＡＨＦの真偽を判定
する■。
、例えば、１０秒周期で実行されるものである。先ずメ
モリブロックＭＡの使用率を調べ■、使用率が例えば８
０％以上か否か判定し■、８０％以上の場合は、メモリ
ブロックＭＡのハント解放フラグＭＡＨＦの真偽を判定
する■。
メモリブロックＭＡ、ＭＢのハント解放フラグＭＡＨＦ
、ＭＢＨＦ （第１０図のハント解放フラグ２６．２８
）の真（ｔｒｕｅ）は、ハント又は解放されたことを示
し、偽（ｆａｌｓｅ）は、ハントも解放もされていない
ことを示す。又デッドロックフラグＭＡＤＦ、ＭＢＤＦ
（第１０図のデッドロックフラグ２５．２７）の真（
ｔｒｕｅ）は、メモリブロックＭＡ、ＭＢのデッドロッ
ク状態、偽（ｆａｌｓｅ）はデッドロック状態ではない
ことを示す。
、ＭＢＨＦ （第１０図のハント解放フラグ２６．２８
）の真（ｔｒｕｅ）は、ハント又は解放されたことを示
し、偽（ｆａｌｓｅ）は、ハントも解放もされていない
ことを示す。又デッドロックフラグＭＡＤＦ、ＭＢＤＦ
（第１０図のデッドロックフラグ２５．２７）の真（
ｔｒｕｅ）は、メモリブロックＭＡ、ＭＢのデッドロッ
ク状態、偽（ｆａｌｓｅ）はデッドロック状態ではない
ことを示す。
従って、ハント解放フラグＭＡＨＦの真偽を判定し、偽
（ｆａｌｓｅ）の場合は、デッドロックフラグＭＡＤＦ
を真（ｔｒｕｅ）とし■、ハント解放フラグＭＡＨＦを
偽（ｆａｌｓｅ）とする■。
（ｆａｌｓｅ）の場合は、デッドロックフラグＭＡＤＦ
を真（ｔｒｕｅ）とし■、ハント解放フラグＭＡＨＦを
偽（ｆａｌｓｅ）とする■。
又メモリブロックＭＡの使用率が８０％未満の場合及び
８０％以上でもハント解放フラグＭＡＨＦが真（ｔｒｕ
ｅ）の場合は、デッドロックフラグＭＡＤＦを偽（ｆ
ａ １ ｓ ｅ）とし■、次にハント解放フラグＭＡＨ
Ｆを偽（ｆａｌｓｅ）とする■。
８０％以上でもハント解放フラグＭＡＨＦが真（ｔｒｕ
ｅ）の場合は、デッドロックフラグＭＡＤＦを偽（ｆ
ａ １ ｓ ｅ）とし■、次にハント解放フラグＭＡＨ
Ｆを偽（ｆａｌｓｅ）とする■。
次にメモリブロックＭＢの使用率を調べ■、その使用率
が例えば８０％以上か否か判定し■、使用率が８０％以
上の場合は、ハント解放フラグＭＢＨＦの真偽を判定し
■、偽（ｆ ａ ｌ ｓ ｅ）の場合は、デッドロック
フラグＭＢＤＦを真（ｔｒｕｅ）とし［相］、ハント解
放フラグＭＢＨＦを偽（ｆａｌｓｅ）とする＠。又使用
率が８０％未満の場合及び８０％以上でもハント解放フ
ラグＭＢＨＦが真（ｔｒｕｅ）の場合は、デッドロック
フラグＭＢＤＦを偽（ｆａｌｓｅ）とし■、ハント解放
フラグＭ Ｂ ＨＦを偽（ｆａｌｓｅ）とする＠。
が例えば８０％以上か否か判定し■、使用率が８０％以
上の場合は、ハント解放フラグＭＢＨＦの真偽を判定し
■、偽（ｆ ａ ｌ ｓ ｅ）の場合は、デッドロック
フラグＭＢＤＦを真（ｔｒｕｅ）とし［相］、ハント解
放フラグＭＢＨＦを偽（ｆａｌｓｅ）とする＠。又使用
率が８０％未満の場合及び８０％以上でもハント解放フ
ラグＭＢＨＦが真（ｔｒｕｅ）の場合は、デッドロック
フラグＭＢＤＦを偽（ｆａｌｓｅ）とし■、ハント解放
フラグＭ Ｂ ＨＦを偽（ｆａｌｓｅ）とする＠。
即ち、メモリブロックＭＡ、ＭＢの使用率が規定値以上
の場合に、規定期間以上、ハントも解放もされない状態
となると、デッドロックフラグＭＡＤＦ、ＭＢＤＦを真
（ｔｒｕｅ）として、デッドロック状態発生を示すこと
になる。
の場合に、規定期間以上、ハントも解放もされない状態
となると、デッドロックフラグＭＡＤＦ、ＭＢＤＦを真
（ｔｒｕｅ）として、デッドロック状態発生を示すこと
になる。
第１２図はメモリブロックハントルーチン説明図であり
、通常部ＩＤＬＣ，予備部ＩＤＬＣは、第１０図の通常
部アイドルチェーン部２１．２３及び予備部アイドルチ
ェーン部２２．２４を示し、この通常部ＩＤＬＣに接続
されたメモリブロックＭＡ （ＭＢ）の有無を判定し＠
、メモリブロックＭＡ （ＭＢ）が存在する場合は、通
常部ＩＤＬＣからメモリブロックＭＡ （ＭＢ）を外し
［相］、ＰＣＢ（プロセスコントロールブロック）内の
メモリブロックＭＡ （ＭＢ）の保有数カウンタ（第１
０図のカウンタ２９．３０）を＋１する■。即ち、プロ
セスがメモリブロックＭＡ （ＭＢ）をハントして少な
くとも１個専有していることを示すものとなる。そして
、ハント解放フラグＭＡ （ＭＢ）ＨＦを真（ｔｒｕｅ
）とする。この場合はハント成功となる。
、通常部ＩＤＬＣ，予備部ＩＤＬＣは、第１０図の通常
部アイドルチェーン部２１．２３及び予備部アイドルチ
ェーン部２２．２４を示し、この通常部ＩＤＬＣに接続
されたメモリブロックＭＡ （ＭＢ）の有無を判定し＠
、メモリブロックＭＡ （ＭＢ）が存在する場合は、通
常部ＩＤＬＣからメモリブロックＭＡ （ＭＢ）を外し
［相］、ＰＣＢ（プロセスコントロールブロック）内の
メモリブロックＭＡ （ＭＢ）の保有数カウンタ（第１
０図のカウンタ２９．３０）を＋１する■。即ち、プロ
セスがメモリブロックＭＡ （ＭＢ）をハントして少な
くとも１個専有していることを示すものとなる。そして
、ハント解放フラグＭＡ （ＭＢ）ＨＦを真（ｔｒｕｅ
）とする。この場合はハント成功となる。
又通常部Ｉ ＤＬＣが空（ｅｍＰ ｔ Ｖ）の場合、デ
ッドロックフラグＭＡ （ＭＢ）ＤＦの真偽を判定する
＠。偽（ｆａｌｓｅ）の場合はハント失敗となる。即ち
、デッドロック状態ではないので、他のプロセスがメモ
リブロックＭＡ （ＭＢ）を解放するまで待ちとなる。
ッドロックフラグＭＡ （ＭＢ）ＤＦの真偽を判定する
＠。偽（ｆａｌｓｅ）の場合はハント失敗となる。即ち
、デッドロック状態ではないので、他のプロセスがメモ
リブロックＭＡ （ＭＢ）を解放するまで待ちとなる。
又真（ｔｒｕｅ）の場合は、メモリブロックＭＡ （Ｍ
Ｂ）の保有数カウンタの内容が零か否か判定し■、零の
場合は、デッドロックフラグＭＢ （ＭＡ）ＤＦの真偽
を判定し［相］、零でない場合は、ステップ■に移行す
る。
Ｂ）の保有数カウンタの内容が零か否か判定し■、零の
場合は、デッドロックフラグＭＢ （ＭＡ）ＤＦの真偽
を判定し［相］、零でない場合は、ステップ■に移行す
る。
又デッドロックフラグＭＢ （ＭＡ）ＤＦの真偽判定に
より、偽（ｆ ａ Ｉ ｓ ｅ）の場合は、デッドロッ
ク状態ではないので、ハント失敗となるが、プロセスに
於ける処理終了によるメモリブロックの解放を待つこと
になる。又デッドロックフラグＭＢ （ＭＡ）ＤＦが真
（ｔｒｕｅ）の場合は、メモリブロックＭＢ （ＭＡ）
の保有数カウンタの内容が零か否か判定し［相］、零の
場合はハント失敗となる。又零でない場合は、プロセス
が既にそのメモリブロックを専有した状態でデッドロッ
ク状態が発生したものであるから、予備部Ｉ ＤＬＣに
予備のメモリブロックが接続されているか否か判定し■
、空（ｅｍｐ ｔ ｙ）の場合は、ハント失敗となり、
メモリブロックＭＡ、ＭＢが接続されている場合は、予
備部ＩＤＬＣからメモリブロックＭＡ、ＭＢを外し＠、
プロセスコントロールブロック内のメモリブロックＭＡ
、ＭＢの保有数カウンタを＋１し０、ハント成功となる
から、デッドロック状態を解消することができる。
より、偽（ｆ ａ Ｉ ｓ ｅ）の場合は、デッドロッ
ク状態ではないので、ハント失敗となるが、プロセスに
於ける処理終了によるメモリブロックの解放を待つこと
になる。又デッドロックフラグＭＢ （ＭＡ）ＤＦが真
（ｔｒｕｅ）の場合は、メモリブロックＭＢ （ＭＡ）
の保有数カウンタの内容が零か否か判定し［相］、零の
場合はハント失敗となる。又零でない場合は、プロセス
が既にそのメモリブロックを専有した状態でデッドロッ
ク状態が発生したものであるから、予備部Ｉ ＤＬＣに
予備のメモリブロックが接続されているか否か判定し■
、空（ｅｍｐ ｔ ｙ）の場合は、ハント失敗となり、
メモリブロックＭＡ、ＭＢが接続されている場合は、予
備部ＩＤＬＣからメモリブロックＭＡ、ＭＢを外し＠、
プロセスコントロールブロック内のメモリブロックＭＡ
、ＭＢの保有数カウンタを＋１し０、ハント成功となる
から、デッドロック状態を解消することができる。
第１３図はメモリブロック解放ルーチン説明図であり、
デッドロックフラグＭＡ （ＭＢ）ＤＦの真偽を判定し
［相］、偽（ｆａｌｓｅ）の場合は、予備部ＩＤＬＣ内
のメモリブロックＭＡ （ＭＢ）の個数を判定し［相］
、規定値（第１０図に於いては２個）未満の場合は、解
放されたメモリブロックＭＡ （ＭＢ）を予備部ＩＤＬ
Ｃに接続する［相］。又デッドロックフラグＭＡ （Ｍ
Ｂ）ＤＦが真（ｔｒｕｅ）の場合及び、偽（ｆ ａ ｌ
ｓ ｅ）で且つ予備部ＩＤＬＣ内のメモリブロックＭ
Ａ （ＭＢ）の個数が規定値（第１０図に於いては２個
）以上の場合は、解放されたメモリブロックＭＡ （Ｍ
Ｂ）を通常部ＩＤＬＣに接続するＣ０ そして、プロセスコントロールブロック内のメモリブロ
ックＭＡ （ＭＢ）の保有数カウンタを１する［相］。
デッドロックフラグＭＡ （ＭＢ）ＤＦの真偽を判定し
［相］、偽（ｆａｌｓｅ）の場合は、予備部ＩＤＬＣ内
のメモリブロックＭＡ （ＭＢ）の個数を判定し［相］
、規定値（第１０図に於いては２個）未満の場合は、解
放されたメモリブロックＭＡ （ＭＢ）を予備部ＩＤＬ
Ｃに接続する［相］。又デッドロックフラグＭＡ （Ｍ
Ｂ）ＤＦが真（ｔｒｕｅ）の場合及び、偽（ｆ ａ ｌ
ｓ ｅ）で且つ予備部ＩＤＬＣ内のメモリブロックＭ
Ａ （ＭＢ）の個数が規定値（第１０図に於いては２個
）以上の場合は、解放されたメモリブロックＭＡ （Ｍ
Ｂ）を通常部ＩＤＬＣに接続するＣ０ そして、プロセスコントロールブロック内のメモリブロ
ックＭＡ （ＭＢ）の保有数カウンタを１する［相］。
即ち、プロセスがメモリブロックＭＡ（ＭＢ）を解放す
ることにより、そのプロセスが保有するメモリブロック
ＭＡ （ＭＢ）の保有数を減算するものである。そして
、ハント解放フラグＭＡ （ＭＢ）ＨＦを真（ｔｒｕｅ
）とする。
ることにより、そのプロセスが保有するメモリブロック
ＭＡ （ＭＢ）の保有数を減算するものである。そして
、ハント解放フラグＭＡ （ＭＢ）ＨＦを真（ｔｒｕｅ
）とする。
前述の実施例は、資源としてメモリブロックＭＡ、ＭＢ
を例とした場合であるが、メモリ以外の各種の資源を複
数のプロセスがハントして処理を実行する場合にも、前
述のようなデッドロック状態が発生する場合があるが、
そのデッドロック状態の検出及びその解消の制御に適用
できるものである。
を例とした場合であるが、メモリ以外の各種の資源を複
数のプロセスがハントして処理を実行する場合にも、前
述のようなデッドロック状態が発生する場合があるが、
そのデッドロック状態の検出及びその解消の制御に適用
できるものである。
以上説明したように、本発明は、検出手段３により、資
源１−１〜ｌ−ｎの使用量が規定値以上であると共に、
その資源を規定期間以上にわたってハントされないか又
は解放されないことを検出した時に、その資源によるデ
ッドロック状態の発生と判断するものであり、プロセス
に外部から定期的に入力するようなことを必要とせず、
又自動的にデッドロック状態の発生を検出することがで
きる。
源１−１〜ｌ−ｎの使用量が規定値以上であると共に、
その資源を規定期間以上にわたってハントされないか又
は解放されないことを検出した時に、その資源によるデ
ッドロック状態の発生と判断するものであり、プロセス
に外部から定期的に入力するようなことを必要とせず、
又自動的にデッドロック状態の発生を検出することがで
きる。
又資源１−１〜１−ｎに対して予備資源４−１〜４−ｎ
を設けて、デッドロック状態の発生と判断された時に於
いてのみ、このデッドロック状態を引き起こしている資
源を既に専有すると共に、デッドロック状態を引き起こ
している資源を要求しているプロセスに対して、予備資
源を与えるものであり、それにより、プロセスは既に専
有している資源と予備資源とを用いて処理を実行し、そ
の処理の終了により資源を解放するから、他のプロセス
は、解放された資源を用いて処理を実行することができ
ることになり、デンドロツク状態を自動的に解消するこ
とができる利点がある。
を設けて、デッドロック状態の発生と判断された時に於
いてのみ、このデッドロック状態を引き起こしている資
源を既に専有すると共に、デッドロック状態を引き起こ
している資源を要求しているプロセスに対して、予備資
源を与えるものであり、それにより、プロセスは既に専
有している資源と予備資源とを用いて処理を実行し、そ
の処理の終了により資源を解放するから、他のプロセス
は、解放された資源を用いて処理を実行することができ
ることになり、デンドロツク状態を自動的に解消するこ
とができる利点がある。
従って、デッドロック状態を早期に検出し、システムが
提供するサービスを停止することなく、デッドロック状
態を解消することができるから、各種の電子計算機応用
システムに適用することができるものである。
提供するサービスを停止することなく、デッドロック状
態を解消することができるから、各種の電子計算機応用
システムに適用することができるものである。
第１図は本発明の原理説明図、第２図乃至第９図は本発
明の実施例の動作説明図、第１Ｏ図はメモリブロックを
ハントする場合の説明図、第１１図はプツトロック状態
の監視ルーチン説明図、第１２図はメモリブロックハン
トルーチン説明図、第１３図はメモリブロック解放ルー
チン説明図、第１４図はデッドロック状態の説明図であ
る。 ｌ−１−１−ｎは資源、２−１〜２−ｍはプロセス、３
は検出手段、４−１〜４−ｎは予備資源である。
明の実施例の動作説明図、第１Ｏ図はメモリブロックを
ハントする場合の説明図、第１１図はプツトロック状態
の監視ルーチン説明図、第１２図はメモリブロックハン
トルーチン説明図、第１３図はメモリブロック解放ルー
チン説明図、第１４図はデッドロック状態の説明図であ
る。 ｌ−１−１−ｎは資源、２−１〜２−ｍはプロセス、３
は検出手段、４−１〜４−ｎは予備資源である。
Claims (2)
- （１）、複数の資源（１−１〜１−ｎ）を備え、且つ複
数のプロセス（２−１〜２−ｍ）が同時に存在し、前記
資源（１−１〜１−ｎ）の任意数をハントして処理を実
行し、処理終了により該資源を解放する電子計算機応用
システムに於いて、前記資源（１−１〜１−ｎ）対応の
使用量及びハント並びに解放が行われる期間を検出する
検出手段（３）を設け、 該検出手段（３）により、資源の使用量が規定値以上で
あると共に、該資源が規定期間以上ハント並びに解放さ
れないことを検出した時に、該資源によるデッドロック
状態の発生と判断することを特徴とするデッドロック状
態検出制御方式。 - （２）、前記複数の資源（１−１〜１−ｎ）毎に予備資
源（４−１〜４−ｎ）を設け、 前記デッドロック状態の発生と判断された時に於いての
み、該デッドロック状態を引き起こしている資源を既に
専有し、且つ該デッドロック状態を引き起こしている資
源を要求しているプロセスに対して、該デッドロック状
態を引き起こしている資源に対する予備資源を与えるよ
うに制御し、前記デッドロック状態を解消することを特
徴とする前記請求項１記載のデッドロック状態検出制御
方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2042635A JPH03246730A (ja) | 1990-02-26 | 1990-02-26 | デッドロック状態検出制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2042635A JPH03246730A (ja) | 1990-02-26 | 1990-02-26 | デッドロック状態検出制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03246730A true JPH03246730A (ja) | 1991-11-05 |
Family
ID=12641471
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2042635A Pending JPH03246730A (ja) | 1990-02-26 | 1990-02-26 | デッドロック状態検出制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH03246730A (ja) |
Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5773457A (en) * | 1980-10-23 | 1982-05-08 | Toshiba Corp | Control system for electronic computer system |
| JPS605358A (ja) * | 1983-06-24 | 1985-01-11 | Fujitsu Ltd | 記憶領域のセル管理制御方式 |
| JPS649544A (en) * | 1987-07-02 | 1989-01-12 | Fujitsu Ltd | Enq resource monitoring system |
| JPH01255055A (ja) * | 1988-04-04 | 1989-10-11 | Fujitsu Ltd | セルプール領域管理方式 |
-
1990
- 1990-02-26 JP JP2042635A patent/JPH03246730A/ja active Pending
Patent Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5773457A (en) * | 1980-10-23 | 1982-05-08 | Toshiba Corp | Control system for electronic computer system |
| JPS605358A (ja) * | 1983-06-24 | 1985-01-11 | Fujitsu Ltd | 記憶領域のセル管理制御方式 |
| JPS649544A (en) * | 1987-07-02 | 1989-01-12 | Fujitsu Ltd | Enq resource monitoring system |
| JPH01255055A (ja) * | 1988-04-04 | 1989-10-11 | Fujitsu Ltd | セルプール領域管理方式 |
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