JPH0330027A - 排他制御方式 - 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】 ［概要］ 複数のプロセスにより共用される情報をアクセスする際
にロックを獲得して他のプロセスからのアクセスを禁止
する排他制御方式に関し、既に獲得しているロックによ
る情報の占有時間に応じたロックの獲得及びロック獲得
状態での複数のロック種別の保持を目的とし、 ロック獲得要求時に情報占有時間を指定し、現在ロック
獲得らに成功しているプロセスの指定占有時間が短い時
は待ち状態となり、長い時はロック獲得を不成功として
待たない。またロック獲得の要求時に現在ロック獲得に
成功しているプロセス名をチェックし、要求プロセス名
と同じ時にはロック獲得を成功させ、同一プロセスによ
る連続的なロック獲得による複数のロック種別を保持可
能に構成する。

［産業上の利用分野］ 本発明は、複数のプロセスにより共用される情報をアク
セスする際にロックを獲得して他のプロセスからのアク
セスを禁止する排他制御方式に関する。

計算機上で実行される複数のプロセスによって共用され
る情報の排他制御にあっては、情報の占有時間に合わせ
たロックの獲得と複数のロック種別を保持し、ロックの
解除時にロックの種別の変更前の状態にもどす手段が望
まれる。

［従来の技術］ マルチプロセスを実現している計算機上では、共有情報
の利用についてプロセス間の情報の共有／排他という問
題が発生する。そのために、情報を他プロセスからアク
セスすることを禁止した状態にする「ロックの獲得」と
、アクセスを許可した状態にする「ロックの解除」とい
う２つの排他制御の操作が必要になる。

従来、ロックの獲得では、第２１図に示す他プロセスか
らの情報の更新を許さないシェアロック（ｓｈｓｘｒｅ
　ｌｏｃｋ）と、第２２図に示す他のプロセスからの情
報の参照と更新のどちらも許さないエクスクルーシイブ
ロック（ｅｘｃｌｕｓｉｖｅ　ｌｏｃｋ，以下ｒＥＸＣ
ロック」という）の２つのロックの種別により、排他制
御を行なっている。

［発明が解決しようとする課題］ しかし、従来の排他制御方式にあっては、複数のプロセ
スからのロックの獲得が衝突した場合、後から来たロッ
クの獲得要求には、その前、すなわち現在獲得されてい
るロックによる情報の占有時間にかかわらず、そのロッ
クが獲得できるまで待つか、または、諦めてしまうかを
決定しなければならない。

また、ロックの獲得中に情報の内容によってロックの種
別を変更したいことがある。従来の技術ではロックの種
別の変更は実現されているが、複数のロックの種別を持
ち、ロックの解除時にロックの獲得の状態にもどす手段
が実現されていない。

まず、獲得されているロックによる情報の占有時間がわ
からないことから起こる問題について、２つ例をあげて
説明する。

■つめの例は、第２３図のような場合である。

第２３図では、プロセスＡが情報Ｐを参照しようとして
シェアロックの獲得を要求し、プロセスＢは情報Ｐを更
新しようとして、ＥＸＣロックの獲得を要求している。

この場合、プロセスＡもプロセスＢもロックの獲得がで
きなかったら、ロックの獲得ができるようになるまで待
つこととする。

今、ロックの獲得要求がプロセスＡ，プロセスＢの順に
行なわれたとする。プロセスＡによって、情報Ｐは、情
報Ｐを更新しようとする他プロセスからのアクセスを禁
止した状態になる。この状態でプロセスＢが情報Ｐを更
新しようとしてＥＸＣロックの獲得を要求しても、プロ
セスＡが既にシェアロックを獲得しているので、プロセ
スＢはＥＸＣロックの獲得ができない。従って、プロセ
スＢは、プロセスＡがロックの解除を行なうのを待つ。

プロセスＡがシェアロックを長い時間獲得したままでい
ると、プロセスＢはその間処理が進行せず、無駄に遅延
してしまう。

もう１つの例は、第２４図のような場合である。

第２４図では、プロセスＣが情報Ｑを更新しようとして
、ＥＸＣロックの獲得を要求し、プロセスＤは情報Ｑを
参照しようとしてシェアロックの獲得を要求している。

この時、プロセスＣもプロセスＤも、ロックは獲得でき
なかったらば、ロックの獲得ができるようになるのを待
たずに、すぐに復帰するものとする。

今、ロックの獲得がプロセスＣ，プロセスＤの順に行な
われたとする。プロセスＣのＥＸＣロック獲得によって
、情報Ｑは、情報Ｑを操作しようとする他の全てのプロ
セスからのアクセスが禁止された状態になる。この状態
で、プロセスＤが情報Ｑを参照しようとして、シェアロ
ックの獲得を要求しても、プロセスＤはシエアロ．ツク
が獲得できす、すぐに復帰してしまう。この場合、プロ
セスＤは情報Ｑの操作を中止１−でしまう。しかし、第
２４図のプロセスＣのようにＥＸＣロックの獲得が短い
間だった場合、プロセスＤはその間待ち状態になってい
れば、処理を継続できたはずである。

次に、複数のロックの種別を保持し、そのロックを解除
する時に、一部だけのロックの解除ができないことから
起こる問題点について例をあげて説明する。

始めに、情報を参照するためにシェアロックを獲得する
。情報の内容からロックの種別をシェアロックからＥＸ
Ｃロックに変更する。従来の技術では、この変更ではロ
ックの種別をシェアロックからＥＸＣロックにすり替え
られてしまう。つまり、ＥＸＣロックのみが存在する状
態になってしまう。このような状態の時にロックの解除
をしてしまうと、情報Ｒに対するロックの獲得がすべて
解除されてしまう。しかし、ロックの解除後続けて、他
プログラムからの情報の変更のみを禁止するシェアロッ
クを獲得している状態にして、情報を操作したい場合が
ある。

従来の技術の場合、■第２５図のプロセスＸＸ１のよう
に、ロックの解除を遅らせる。■第２６図のプロセスＸ
Ｘ２のように、一端ロックを解除してシェアロックを獲
得する。しかし■の場合、情報ＹＹ１を参照しようとす
るプロセスＺＺ１を遅延させる。■の場合、プロセスＸ
Ｘ２がロックを解除してから新たにロックを獲得する間
に、プロセスＹＹ２のように情報ＺＺ２を操作してしま
う可能性があり、情報ＺＺ２の一貫性が保証されなくな
ってしまう。

以上から明らかなように、複数プロセスから共有される
情報に対する排他制御は、情報の占有時間にあわせたロ
ックの獲得と複数のロックの種別を保持し、ロックの解
除時にロックの種別の一部を前の状態にもどす方式と一
度に解除する方式が必要となる。

本発明は、このような従来の問題点に鑑みてなされたも
ので、既に獲得しているロックによる情報の占有時間に
合わせたロックの獲得とロックの種別の変更を可能にす
る排他制御方式を実現する。

［課題を解決するための手段］ 第１図は本発明の原理説明図である。

まず本発明は、計算機上で実行される複数のプロセスに
よって共有される共有情報を有し、この共有情報をアク
セス（参照又は更新）する際に他のにプロセスからのア
クセスを禁止するためにロックを獲得する排他制御方式
を対象とする。

このような排他制御方式につき本発明にあっては、ロッ
ク獲得成功時の情報の占有時間が長い占有時間か短い占
有時間かを指定する占有時間指定手段と；ロック獲得を
要求した際に現在ロック獲得に成功しているプロセスの
指定占有時間をチェックし、指定占有時間が短い時には
待ち状態となり、指定占有時間我長い時にはロック獲得
を不成功とする手段と；を設け、情報の占有時間に応じ
た排他制御を行なう。

またロック獲得を要求した際に、現在ロック獲得に威功
しているプロセス名を判別するチェック手段と；該チェ
ック手段による判別プロセス名がロック獲得要求を行な
ったプロセス名と同一であった場合には新たなロック獲
得を成功させる手段と；を設け、同一プロセスにおいて
連続的にロック獲得を成功させて複数のロックの種別を
保持し、ロックの解除時にロックを一度に解除する方法
と一部づつ解除する方法が同時に実現される。

ここで、共有情報のアクセス時に獲得するロックの種別
としては、他のプロセスからの情報の更新を許さずに参
照のみを許す情報の参照時に獲得する第１のロック（シ
ェアロック）と、他のプロセスからの情報の参照及び更
新のどちらも許さない情報の更新時に獲得する第２のロ
ック（　ＥＸＣロック）との２つがある。

［作用コ このような構成を備えた本発明の排他制御方式によれば
、 ロック獲得を要求した際に現在ロック獲得の成功により
情報を占有しているプロセスの占有時間が輪かり、占有
時間が短かければロック解除を待ってロック獲得に成功
し、一方、占有時間が長ければロック獲得を不成功に終
らせ、長い時間にわたりロック解除を待つことによるプ
ロセスの処理の停滞を防止できる。

更に、ロック獲得を要求したプロセス名と現在ロック獲
得に成功しているプロセス名が同じ時にはロック獲得を
成功させ複数のロックの種別を保持することからロック
の種別が変更可能であり、ロックの解除の時に一度に複
数のロックを解除したり、一部のロックだけを解除した
りすることができる。

［実施例］ 第１図において、１０はプロセスであり、このプロセス
１０に加えた他の複数のプロセスが存在する。１２はプ
ロセス１０を含む複数のプロセスで共用する情報、１４
は本発明の排他制御を実行する排他制御システム、１６
は主記憶、１８は主記憶１６上に形成された排他制御管
理情報である。

この第２図の実施例においてプロセス１０のロックの過
獲得要求に対する処理は次の通りでせある。

■プロセス１０は共用情報１２に対するロックの獲得を
排他制御システム１４に要求する。

■排他制御システム１４は主記憶１６上の排他制御管理
情報１８からロック獲得の成功または失敗を判断する。

■排他制御システム１４はプロセス１０にロックの獲得
の成功／失敗を返す。

ここで、プロセス１０がロックの獲得を要求する際には
、シェアロックとＥＸＣロックの各々につき第３図に示
すロックの種別と、第４図に示す占有時間の種別を指定
する。

その結果、本発明にのロック種別は、 （Ａ）　　ＥＸＣｏング（ｅｘｃｌｕｓｉｔｅ　＆ｌｏ
ｎｇ）（Ｂ）　　ＥＸＣシａ　一ト（ｅｘｃｌｕｓｉｖ
ｅ　＆　ｓｈｏｒｔ　）（Ｃ）シェアロング（ｓｂｘｒ
ｅ　＆　ｌｏｎＫ（Ｄ）シェアショート（ｓｈａｒｅ　
ｓｈｏｒｔ）の４種類となり、プロセス１０は４つの中
のいずれか一つをロック指定する。

第５図は第２図に示したは排他制御管理情報１８の形式
の一例を示した説明図である。

第５図において、排他制御管理情報は、排他制御対象の
情報を示す情報名２０、この情報のロック指定状況２２
，２４．２６．２８、プロセス管理リスト３４へのポイ
ンタ３０、待ち状態プロセス管理リスト４０へのポイン
タ３２、プロセス管理リスト３４から構威される。

ロック指定状況２２〜２８とは、ＥＸＣロング、ＥＸＣ
ショート、シェアロング、シェアショートによるロック
獲得を要求し、ロック獲得に成功したプロセス又は待ち
状態になっているプロセスの数Ａ，　　Ｂ，　　Ｃ，　
Ｄを示す。このプロセス数Ａ−Ｄはロックの解除が要求
された時、１減らされる。あるロック指定のプロセス数
が０の場合、その指定でロックの獲得を要求しているプ
ロセスがないことを表し、プロセスの数が０でない場合
はその指定でロックの獲得を要求しているプロセスが幾
つあるかを表す。

第６図のの情報名ａの排他制御管理情報中のロック指定
状況は、ＥＸＣロング、ＥＸＣショート、シェアロング
、シェアショートを指定したプロセス数（Ａ，　Ｂ，　
Ｃ，　Ｄ）が（０．　　１，　０．　０）となっている
ので、Ｂ＝１によりＥＸＣショートを指定してロックの
獲得を要求したプロセスが一つあることを表し、それ以
外の指定をしてロックを獲得しているプロセスがないこ
とを表している。

再び第５図を参照するに、プロセス管理リスト３４には
、ロックを獲得しているプロセスを示すプロセス名３６
がリスト形式で保持されている。

またプロセス管理リスト３４の前の部分ロック獲得プロ
セス管理リスト３８であり、既にロックの獲得が成功し
ているプロセス名３６が並んでおり、その後に、待ち状
態になっているプロセス名３６を並べた待ち状態プロセ
ス管理リス４０を設けている。この点を第６図について
見ると、排他制御管理情報のプロセス管理リスト３４は
、プロセスｐ１がロックの獲得が成功しており、待ち状
態なっているプロセスがないことを表している。

第７図は第２図の実施例において、ある情報に対してロ
ックを獲得しようとした時、その情報の排他制御管理情
報のロック指定状況とこの獲得要求のロック指定の２つ
から、排他制御システムの判断、つまり、ロックの獲得
を成功させるか、失敗させるか、または、プロセスを待
ち状態にするかの排他制御システム１４による判断処理
を表にまとめている。

これ第７図の表に従って、ある情報に対してロックを獲
得しようとした時、その情報の排他制御管理情報１８か
ら排他制御システム１４がどのような処理を行なうかを
、例をあげて説明する。

［処理１］ 最初どのプロセスからもロックの獲得がされていない時
の情報ｂの排他制御管理情報１８は第８図のようになっ
ている。この状態の時に、情報ｂに対してＥＸＣショー
トを指定したロックの獲得要求があった場合、第７図の
■に基づきロックの獲得が成功し、プロセス管理リスト
３４にプロセス名ｐｉが登録される。

［処理２］ 情報Ｃの排他制御管理情報１８が第１０図の時、即ち、
プロセスｐ２の情報Ｃに対するシェアロング指定のロッ
クの獲得が成功している時、プロセスｐ３がロック指定
をＥＸＣショートとしてロックの獲得を要求した場合、
第７図の■に基づき、排他制御システムはロックの獲得
を失敗させる。

［処理３］ 情報ｄの排他制御管理情報１８が第１■図の時、即ち、
プロセスｐ４の情報ｄに対するＥＸＣショート指定のロ
ックの獲得が成功している時、プロセスｐ５がロック指
定をシェアショートとしてロックの獲得を要求した場合
、対７図の■に基づき排他制御システムはプロセスｐ５
を待ち状態にする。

この待ち状態から目覚め、プロセスｐ５がロックの獲得
ができるようになるのは、プロセスｐ４がロックの解除
を行なった時である。プロセスｐ５が待ち状態から目覚
め、ロックの獲得が成功した時の排他制御管理情報ｌ８
は第１２図のようになる。

［処理４］ 情報ｅの排他制御管理情報１８が第１３図の時、即ちプ
ロセスｐ６の情報ｅに対するシェアロング指定のロック
の獲得とシェアショート指定のロックの獲得が成功して
いる時、プロセスｐ７がロック指定をＥＸＣショートと
してロックの獲得を要求した場合は、排他制御システム
１４は第７図の■からロックの獲得を失敗させるか、第
７図の■からプロセスｐ７を待ち状態にするかのいずれ
かにする。

このとき排他制御システム１４は （失敗）＝（待ち状態）→（成功） の順に判断し、プロセスｐ７のロックの獲得は失敗する
。

［処理５コ 第１４図は、情報ｆに対してどのプロセスからもロック
の獲得の要求が行なわれていない状態の時に、プロセス
ｐ８が情報ｆに対してシェアロングを指定したロックの
獲得を要求し、その要求が成功した時の排他制御管理情
報１８を表している。

更に、プロセスｐ８がＥＸＣショートを指定して同じ情
報ｆにロックの獲得を要求した場合、現状では第７図の
■からロツクの獲得が失敗する。しかし、第ｌ４図の排
他制御管理情報１８の中のプロセス管理リスト３４を見
ると、以前にロックの獲得が威功しているプロセスは自
プロセスｐ８だけである。

このような場合に本発明の排他制御システム１４はプロ
セス管理リスト３４の中を検索して、既にロックの獲得
が成功しているプロセスが自プロセスだけだった場合、
後からのロックの獲得を成功させる。これによって、ロ
ックの種別変更が可能となる。第１４図の処理では、プ
ロセス名ｐ８が更にプロセス管理リスト３４に加えられ
、プロセスｐ８のＥＸＣショートのロックの獲得要求は
成功する。即ち、同じプロセスｐ８のロック種別をシェ
アショートからＥＣＸショートに変更する。このＥＣＸ
ショート指定による新たなロックの獲得後の排他制御管
理情報１８の状態は第１５図のようになる。

この第１５図に示した同一プロセスで連続してロック獲
得を行なうことによりロック種別を変更するための処理
を更に詳細に説明する。

まず同一プロセスでの連続ロック獲得のため、第１６図
に示すように排他管理情報１８のプロセス管理リスト３
４は、プロセス名３６に加えてＩＤ部４２が設けられて
おり、ＩＤＩＤ部４２にはロック獲得の順番を示す識別
子を任意に設定することができる。

従って、第１４．１５図に示した情報ｆに対し同じプロ
セスｐ８が２回ロック獲得を行なった時のプロセス管理
リスト３４は第１７図の（ａ）（ｂ）のようにＩＤ部に
ロック獲得順を示すＮｏ．１，Ｎｏ．２が設定されてい
る。即ち、ロック獲得毎に新たなプロセス管理リストが
重複して作られる。

第１７図（ｃ）（ｄ）はロック解除を示している。即ち
、第１７図（ｂ）のロック獲得状態について第２回目の
ロック獲得で得られたプロセス管理リストを使用してア
ンロックを行なうと、同図（ｃ）の状態となり、この状
態で更に第１回目のロック獲得で得られたプロセス管理
リストを使用してアンロックを行なうとロック解除に至
る。

このような第１７図に示した本発明のロック獲得毎に重
複してプロセス管理リストを作成して制御する方式の利
点は、例えば第１８図（ａ）に示すように、１回目と２
回目のロック獲得時に同じＩＤ部の値Ｎｏ．１を使用し
たとすると、第１回目のロック獲得で得られたプロセス
管理リストを使用してアンロックを１回行なうだけで、
２回に亘り重複設定されたロック獲得を１回で解除でき
、ロック解除が迅速にできる点にある。

即ち、第１６図に示したプロセス管理リスト３４のＩＤ
部４２の値はロック獲得の順番を表わす識別子であるが
、識別子の値はロック獲得の順番とは無関係に自由に設
定できることから、２回の連続したロック獲得を２回の
アンロックで解除するか、１回のアンロックで解除する
かＩＤ部の決め方で選択することができる。

第２０図に第２図の実施例による排他制御の処理フロー
を示す。

第２０図ノステップ８５，８６．８７及びｓ８において
、排他制御システム１４が排他制御管理情報１８中のロ
ック指定状況からロックの獲得の成功／失敗または待ち
状態にさせることの判断を第７図のリストに示したよう
に行なっている。同じくステップＳ９において、排他制
御管理情報１８中のプロセス管理リスト３４を検索し、
自プロセスか否かによってロックの変更を行なうかどう
かを判断している。

［発明の効果］ 以上説明したきたように本発明によれば、マルチプロセ
スを実現している計算機上で、情報の占有時間にあわせ
たロックの獲得とロックの種別の変更が可能な排他制御
システムが実現され、プロセスは共有情報の排他状況に
あわせた処理をスムーズに行なうことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理説明図； 第２図は本発明の実施例構成図； 第３図は本発明のロック種別説明図； 第４図は本発明の占有時間の種別説明図；第５図は本発
明の排他制御管理情報の説明図；第６図は情報ａの排他
制御管理情報説明図；第７図は本発明のロック獲得の成
功、失敗、待ち状態の判断テーブル説明図； 第８．　９，　１．０，　１１．　１２．　１３．　１
４．　１５図は情報ｂ−ｆの排他管理情報説明図；第１
６図は連続ロック獲得のためのプロセス管理リスト説明
図； 第１７図は２回ロック獲得及びアンロツク時のリスト説
明図； 第｛８図はアンロツク時のリスト説明図；第ｌ９図は本
発明の処理フロー図； 第２０図は従来のｓｈａＩｅ　ｌｏｃｋ獲得状態説明図
；第２１図は従来のｅｘｃｌｕｃｉｖｅ　ｌｏｃｋ獲得
状態説明図； 第２２図は後からロック獲得要求を行なったプロセスの
遅延状態図； 第２３図は後からロック獲得要求を行なったプロセスが
獲得を失敗して処理を中止した状態図；第２４図はロッ
クの解除を遅らせる従来方式の説明図； 第２５図はロックを一端解除する従来方式の説明図であ
る。 １４：排他制御システム １６：主記憶 １８：排他制御管理情報 ２０：情報名 ２２，　２４，　２６．　，　２８　：ロツク獲得及び
待ちプロセス数３０．３２：ポインタ ３４：プロセス管理リスト ３６：プロセス名 ３８：ロック獲得見みプロセス管理リスト４０：待ち状
態プロセス管理リスト ４２：ＩＤ部

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）計算機上で実行される複数のプロセスによって共
   有される情報を有し、該情報をアクセスする際に他のプ
   ロセスからのアクセスを禁止するためにロックを獲得す
   る排他制御方式に於いて、ロック獲得の要求時にロック
   獲得に成功した際の情報の占有時間が長い占有時間か短
   い占有時間かを指定する占有時間指定手段と； ロック獲得を要求した際に現在ロック獲得に成功してい
   るプロセスの指定占有時間が短い時には待ち状態となり
   、指定占有時間が長い時には待ち状態とならずロック獲
   得を不成功とする手段と；を設け、情報の占有時間に応
   じて排他制御することを特徴する排他制御方式。
2. （２）計算機上で実行される複数のプロセスによって共
   有される情報を有し、該情報をアクセスする際には他の
   プロセスからのアクセスを禁止するためにロックを獲得
   する排他制御方式に於いて、ロック獲得を要求した際に
   現在ロック獲得に成功しているプロセス名を判別するチ
   ェック手段と；該チェック手段による判別プロセス名が
   ロック獲得を要求したプロセス名と同一であった場合に
   は、新たなロック獲得を成功させる手段と；を備え、同
   一プロセスにおいて連続的にロック獲得を成功させて、
   同時に複数のロック種別を保持可能とすることを特徴と
   する排他制御方式。
3. （３）前記情報のアクセス時に獲得するロックの種別と
   して、他のプロセスからの情報の更新を許さずに参照の
   みを許す情報の参照時に獲得する第１のロックと、他の
   プロセスからの情報の参照及び更新のどちらも許さない
   情報の更新時に獲得する第２のロックとを備えたことを
   特徴とする請求項１又は２記載の排他制御方式。