JPH0433128A - プログラム実行環境の割付処理方式 - Google Patents
プログラム実行環境の割付処理方式Info
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- JPH0433128A JPH0433128A JP14090790A JP14090790A JPH0433128A JP H0433128 A JPH0433128 A JP H0433128A JP 14090790 A JP14090790 A JP 14090790A JP 14090790 A JP14090790 A JP 14090790A JP H0433128 A JPH0433128 A JP H0433128A
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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
- G06F9/524—Deadlock detection or avoidance
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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)
- Computer And Data Communications (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】
〔概要〕
クライアント・サーバモデルにおいてのプログラム実行
環境の割付処理方式に関し、 プログラム実行環境の利用の競合に起因するデッドロッ
クの発生防止を、システムの性能劣化を最小限に押さえ
つつ少ないメモリ容量でもって実現できるようにするこ
とを目的とし、 各サーバに対して一意のレイヤ番号を割り付けるととも
に、各サーバが、メツセージ通信の際に、自身のレイヤ
番号を送信する送信部と、送られてくるレイヤ番号が自
身のレイヤ番号より大きいか小さいかを判断することで
、新規のプログラム実行環境を作成するか否かを決定す
る判断部とを備え、各サーバは、新規のものを作成する
と判断するときには、動的に作成してそれを用いて処理
を実行するとともに、新規のものを作成しないと判断す
るときには、起動時に作成されるものを用いて処理を実
行し、かつ、新規のものを作成する場合において、他の
サーバへ処理依頼するときには、依頼先のサーバに対し
て新規のものを作成することになるレイヤ番号を送信し
ていくよう構成する。
環境の割付処理方式に関し、 プログラム実行環境の利用の競合に起因するデッドロッ
クの発生防止を、システムの性能劣化を最小限に押さえ
つつ少ないメモリ容量でもって実現できるようにするこ
とを目的とし、 各サーバに対して一意のレイヤ番号を割り付けるととも
に、各サーバが、メツセージ通信の際に、自身のレイヤ
番号を送信する送信部と、送られてくるレイヤ番号が自
身のレイヤ番号より大きいか小さいかを判断することで
、新規のプログラム実行環境を作成するか否かを決定す
る判断部とを備え、各サーバは、新規のものを作成する
と判断するときには、動的に作成してそれを用いて処理
を実行するとともに、新規のものを作成しないと判断す
るときには、起動時に作成されるものを用いて処理を実
行し、かつ、新規のものを作成する場合において、他の
サーバへ処理依頼するときには、依頼先のサーバに対し
て新規のものを作成することになるレイヤ番号を送信し
ていくよう構成する。
（産業上の利用分野〕
本発明は、クライアント・サーバモデル構成を採るデー
タ処理システムにおいてのプログラム実行環境の割付処
理方式に関し、特に、プログラム実行環境の利用の競合
に起因するデッドロックの発生防止を、システムの性能
劣化を最小限に押さえつつ少ないメモリ容量でもって実
現するプログラム実行環境の割付処理方式に関する。
タ処理システムにおいてのプログラム実行環境の割付処
理方式に関し、特に、プログラム実行環境の利用の競合
に起因するデッドロックの発生防止を、システムの性能
劣化を最小限に押さえつつ少ないメモリ容量でもって実
現するプログラム実行環境の割付処理方式に関する。
データ処理システムでは、資源の利用が競合したときに
互いに待ち状態となることでデータ処理が進行しないデ
ッドロック状態に陥ることがある。
互いに待ち状態となることでデータ処理が進行しないデ
ッドロック状態に陥ることがある。
これから、データ処理システムでは、このようなデッド
ロック状態の発生を防止するための手段を備えていく必
要があるが、この防止手段は、システムの性能劣化を最
小限に押さえつつ少ないハードウェア量の増加でもって
実現していく必要があるのである。
ロック状態の発生を防止するための手段を備えていく必
要があるが、この防止手段は、システムの性能劣化を最
小限に押さえつつ少ないハードウェア量の増加でもって
実現していく必要があるのである。
オブジェクトごとにサーバを対応させ、サーバ間のイン
タフェースはメツセージ通信を使うことで、クライアン
トからのサービス提供要求に応答するよう処理するクラ
イアント・サーバモデル構成のデータ処理システムでは
、従来、メツセージによる処理依頼を受けたときに直ち
にサービス処理を実行できるようにするために、システ
ムの起動時に、待ち行列モデルにより決定される必要最
小限の数のプログラム実行環境（プログラムの実行のた
めに必要となるスタックやレジスタや管理表等）を作成
する構成を採っている。そして、メツセージによる処理
依頼を受けたときに、この用意されるプログラム実行環
境を使用して、直ちにクライアントに対してサービスを
提供していくよう処理するのである。
タフェースはメツセージ通信を使うことで、クライアン
トからのサービス提供要求に応答するよう処理するクラ
イアント・サーバモデル構成のデータ処理システムでは
、従来、メツセージによる処理依頼を受けたときに直ち
にサービス処理を実行できるようにするために、システ
ムの起動時に、待ち行列モデルにより決定される必要最
小限の数のプログラム実行環境（プログラムの実行のた
めに必要となるスタックやレジスタや管理表等）を作成
する構成を採っている。そして、メツセージによる処理
依頼を受けたときに、この用意されるプログラム実行環
境を使用して、直ちにクライアントに対してサービスを
提供していくよう処理するのである。
〔発明が解決しようとするＩ８）
しカルながら、従来技術のように、予め用意しであるプ
ログラム実行環境を利用していく方法を採ると、クライ
アント・サーバモデル構成のデータ処理システムではサ
ーバ間の呼び出し関係を意識しないことに起因して、サ
ーバ間の処理依頼がループを形成してしまうことが起こ
り、これがために、プログラム実行環境を互いに奪い合
うことでデッドロックが発生してしまうことが起こる。
ログラム実行環境を利用していく方法を採ると、クライ
アント・サーバモデル構成のデータ処理システムではサ
ーバ間の呼び出し関係を意識しないことに起因して、サ
ーバ間の処理依頼がループを形成してしまうことが起こ
り、これがために、プログラム実行環境を互いに奪い合
うことでデッドロックが発生してしまうことが起こる。
すなわち、第７図に例示するように、処理■では、サー
バＹがサーバＺに処理を依願していくことでサービス処
理を実行し、処理■では、サーバＺがサーバＸに処理を
依願し、更に、このサーバＸがサーバＹに処理を依願し
ていくことでサービス処理を実行していくというように
、個々の処理自体で見るならばループを形成しないこと
がらデッドロックは発生しないものであっても、処理■
と処理■とが組み合わされると、 「サーバχ→サーバＹ→サーバＺ→サーバＸ」というル
ープが形成されることで、プログラム実行環境を奪い合
ってデッドロックが発生することになるのである。
バＹがサーバＺに処理を依願していくことでサービス処
理を実行し、処理■では、サーバＺがサーバＸに処理を
依願し、更に、このサーバＸがサーバＹに処理を依願し
ていくことでサービス処理を実行していくというように
、個々の処理自体で見るならばループを形成しないこと
がらデッドロックは発生しないものであっても、処理■
と処理■とが組み合わされると、 「サーバχ→サーバＹ→サーバＺ→サーバＸ」というル
ープが形成されることで、プログラム実行環境を奪い合
ってデッドロックが発生することになるのである。
このように、オブジェクトに対するインタフェースが決
定されると、クライアントが内部構造を意識せずにサー
ビス要求できるというクライアント・サーバモデル構成
のデータ処理システムのメリットは、一方で、処理の組
み合わせによるデッドロックの発生をもたらすというデ
メリットとなることになる。この処理の組み合わせに起
因するデッドロックは、単一の処理に対しての発生防止
手段では解決できるものではないことは明らかである。
定されると、クライアントが内部構造を意識せずにサー
ビス要求できるというクライアント・サーバモデル構成
のデータ処理システムのメリットは、一方で、処理の組
み合わせによるデッドロックの発生をもたらすというデ
メリットとなることになる。この処理の組み合わせに起
因するデッドロックは、単一の処理に対しての発生防止
手段では解決できるものではないことは明らかである。
このようなデッドロックの発生を防止するために、プロ
グラム実行環境を動的に作成していくという方法を採る
ことも考えられるが、この方法を単純に用いると、プロ
グラム実行環境を作成するための処理により、本来のデ
ータ処理機能の性能が劣化させられてしまうことになる
とともに、あるサーバに負荷が集中した場合に、作成さ
れるプログラム実行環境によりそのサーバのメモリ容量
が圧迫されてしまうことになるという新たな問題点がで
てくることになる。
グラム実行環境を動的に作成していくという方法を採る
ことも考えられるが、この方法を単純に用いると、プロ
グラム実行環境を作成するための処理により、本来のデ
ータ処理機能の性能が劣化させられてしまうことになる
とともに、あるサーバに負荷が集中した場合に、作成さ
れるプログラム実行環境によりそのサーバのメモリ容量
が圧迫されてしまうことになるという新たな問題点がで
てくることになる。
本発明はかかる事情に鑑みてなされたものであって、ク
ライアント・サーバモデル構成のデータ処理システムに
おけるプログラム実行環境の利用の競合に起因するデッ
ドロックの発生防止を、システムの性能劣化を最小限に
押さえつつ少ないメモリ容量でもつて実現するプログラ
ム実行環境の割付処理方式の提供を目的とするものであ
る。
ライアント・サーバモデル構成のデータ処理システムに
おけるプログラム実行環境の利用の競合に起因するデッ
ドロックの発生防止を、システムの性能劣化を最小限に
押さえつつ少ないメモリ容量でもつて実現するプログラ
ム実行環境の割付処理方式の提供を目的とするものであ
る。
第１図は本発明の原理構成図である。
図中、１−ｉ、 １−ｊはサーバであって、規定のサー
ビス処理を提供するものである。この各サーバ１−ｈ
（ｈ＝１〜ｎ、ｎ＝サーバ総個数）に対して、通番等か
らなる一意のレイヤ番号が割り付けられることになる。
ビス処理を提供するものである。この各サーバ１−ｈ
（ｈ＝１〜ｎ、ｎ＝サーバ総個数）に対して、通番等か
らなる一意のレイヤ番号が割り付けられることになる。
以下、説明の便宜上、サーバ１−ｈに割り付けられるレ
イヤ番号をＲ１と記述する。
イヤ番号をＲ１と記述する。
各サーバＩ−ｈは、サービス処理部１０−ｈと、送信部
１１−ｈと、判断部１２−ｈと、システム起動時に作成
される１つ又は複数のプログラム実行環境１３−ｈとを
備えるとともに、必要に応じて動的に作成されるプログ
ラム実行環境１４〜ｈを備える。
１１−ｈと、判断部１２−ｈと、システム起動時に作成
される１つ又は複数のプログラム実行環境１３−ｈとを
備えるとともに、必要に応じて動的に作成されるプログ
ラム実行環境１４〜ｈを備える。
このサービス処理部１０−ｈは、予め用意されるプログ
ラム実行環境１３−ｈか、動的に作成されるプログラム
実行環境１４−ｈのいずれが一方を用いて規定のサービ
ス処理を実行するよう処理し、送信部１１−ｈは、メツ
セージ通信の際に、自サーバ１−ｈに割り付けられたレ
イヤ番号Ｒ６を送信するよう処理し、判断部１２−ｈは
、送られてくるレイヤ番号ＲＩＭが自サーバ１−ｈに割
り付けられたレイヤ番号Ｒ１より大きいか小さいかを判
断することで、プログラム実行環境１４−ｈの作成依願
を発行するか否かを判断するよう処理する。ここで、動
的に作成されるプログラム実行環境１４−ｈは、対応の
処理の終了時点において削除されることが好ましい。
ラム実行環境１３−ｈか、動的に作成されるプログラム
実行環境１４−ｈのいずれが一方を用いて規定のサービ
ス処理を実行するよう処理し、送信部１１−ｈは、メツ
セージ通信の際に、自サーバ１−ｈに割り付けられたレ
イヤ番号Ｒ６を送信するよう処理し、判断部１２−ｈは
、送られてくるレイヤ番号ＲＩＭが自サーバ１−ｈに割
り付けられたレイヤ番号Ｒ１より大きいか小さいかを判
断することで、プログラム実行環境１４−ｈの作成依願
を発行するか否かを判断するよう処理する。ここで、動
的に作成されるプログラム実行環境１４−ｈは、対応の
処理の終了時点において削除されることが好ましい。
２０はプログラム実行環境管理部であって、各サーバ１
−ｈが必要とするプログラム実行環境１３−ｈ、１４−
ｈを作成して管理するものである。このプログラム実行
環境管理部２ｏは、システムの起動時にプログラム実行
環境１３−ｈを作成するとともに、各サーバ１−ｈの判
断部１２−ｈがらの作成要求に応じて動的にプログラム
実行環境１４−ｈを作成していくよう処理する。
−ｈが必要とするプログラム実行環境１３−ｈ、１４−
ｈを作成して管理するものである。このプログラム実行
環境管理部２ｏは、システムの起動時にプログラム実行
環境１３−ｈを作成するとともに、各サーバ１−ｈの判
断部１２−ｈがらの作成要求に応じて動的にプログラム
実行環境１４−ｈを作成していくよう処理する。
本発明では、判断部１２−ｈは、例えば、送られてくる
レイヤ番号ＲＩＭが自サーバ１−ｈに割り付けられるレ
イヤ番号Ｒ，より大きいと判断するときニハ、サービス
処理部１０−ｈに対して、システム起動時に作成される
プログラム実行環境１３−ｈを用いてサービス処理の実
行に入ることを指示する。
レイヤ番号ＲＩＭが自サーバ１−ｈに割り付けられるレ
イヤ番号Ｒ，より大きいと判断するときニハ、サービス
処理部１０−ｈに対して、システム起動時に作成される
プログラム実行環境１３−ｈを用いてサービス処理の実
行に入ることを指示する。
一方、判断部１２−ｈは、これとは逆に、送られてくる
レイヤ番号、Ｎが自サーバ１−ｈに割り付けられたレイ
ヤ番号Ｒ２より小さいと判断するときには、プログラム
実行環境管理部２ｏに対して、プログラム実行環境１４
−ｈの動的な作成依鯨を発行するとともに、サービス処
理部１０−ｈに対して、この作成依鯨に応じて作成され
るプログラム実行環境１４−ｈを用いてサービス処理の
実行に入ることを指示し、更に、この指示内容を送信部
１１−ｈに通知する。
レイヤ番号、Ｎが自サーバ１−ｈに割り付けられたレイ
ヤ番号Ｒ２より小さいと判断するときには、プログラム
実行環境管理部２ｏに対して、プログラム実行環境１４
−ｈの動的な作成依鯨を発行するとともに、サービス処
理部１０−ｈに対して、この作成依鯨に応じて作成され
るプログラム実行環境１４−ｈを用いてサービス処理の
実行に入ることを指示し、更に、この指示内容を送信部
１１−ｈに通知する。
この通知に従って、サービス処理部１０−ｈが動的に作
成されたプログラム実行環境１４−ｈを用いてサービス
処理を実行していることを判断すると、送信部１１−ｈ
は、他のサーバ１−ｋ（ｋ−４−ｈ）に対して処理依頼
のメツセージを送信するときには、上述の例に対応して
説明するならば、最も小さなレイヤ番号Ｒｓｉ、１より
更に小さな値を持つレイヤ番号Ｒ゛を本来の送信対象の
レイヤ番号Ｒ１に代えて送信していくことで、処理依頼
先のサーバ１−にのサービス処理部１０−にもまた、動
的に作成されるプログラム実行環境１４−ｋを用いてサ
ービス処理を実行することになるよう処理する。
成されたプログラム実行環境１４−ｈを用いてサービス
処理を実行していることを判断すると、送信部１１−ｈ
は、他のサーバ１−ｋ（ｋ−４−ｈ）に対して処理依頼
のメツセージを送信するときには、上述の例に対応して
説明するならば、最も小さなレイヤ番号Ｒｓｉ、１より
更に小さな値を持つレイヤ番号Ｒ゛を本来の送信対象の
レイヤ番号Ｒ１に代えて送信していくことで、処理依頼
先のサーバ１−にのサービス処理部１０−にもまた、動
的に作成されるプログラム実行環境１４−ｋを用いてサ
ービス処理を実行することになるよう処理する。
この処理に従って、サーバミーｈ間の処理依頼が、レイ
ヤ番号Ｒ１の大小により規定される特定の一方向に従っ
て実行されているときには、システム起動時に作成され
るプログラム実行環境１３−ｈを用いてサービス処理が
実行されることになるとともに、サーバ１−ｈ間の処理
依頼が、−度この方向と逆の方向に向かうと、それから
以降動的に作成するプログラム実行環境１４−ｈを用い
てサービス処理が実行されることになるので、第７図で
説明したようなループが形成されることがな（なり、こ
れによりプログラム実行環境の奪い合いに起因するデッ
ドロックの発生を防止できるようになるのである。
ヤ番号Ｒ１の大小により規定される特定の一方向に従っ
て実行されているときには、システム起動時に作成され
るプログラム実行環境１３−ｈを用いてサービス処理が
実行されることになるとともに、サーバ１−ｈ間の処理
依頼が、−度この方向と逆の方向に向かうと、それから
以降動的に作成するプログラム実行環境１４−ｈを用い
てサービス処理が実行されることになるので、第７図で
説明したようなループが形成されることがな（なり、こ
れによりプログラム実行環境の奪い合いに起因するデッ
ドロックの発生を防止できるようになるのである。
このように、本発明では、クライアント・サーバモデル
構成のデータ処理システムにおいて、ループ形成の可能
がでてくるときにのみプログラム実行環境を動的に作成
してデッドロックの発生を防止するよう構成するもので
あることから、システムの性能劣化を最小限に押さえつ
つ少ないメモリ容量でもってデッドロックの発生防止を
実現できるようになるのである。そして、この本発明の
効果は、サーバ１−ｈの処理依頼の態様を考慮して、プ
ログラム実行環境１４−ｈの作成頻度が少なくなるよう
にレイヤ番号Ｒ６を割り付けていくことで一層大きなも
のにできるのである。
構成のデータ処理システムにおいて、ループ形成の可能
がでてくるときにのみプログラム実行環境を動的に作成
してデッドロックの発生を防止するよう構成するもので
あることから、システムの性能劣化を最小限に押さえつ
つ少ないメモリ容量でもってデッドロックの発生防止を
実現できるようになるのである。そして、この本発明の
効果は、サーバ１−ｈの処理依頼の態様を考慮して、プ
ログラム実行環境１４−ｈの作成頻度が少なくなるよう
にレイヤ番号Ｒ６を割り付けていくことで一層大きなも
のにできるのである。
以下、実施例に従って本発明の詳細な説明する。
第２図に、本発明の適用されるデータ処理システムのソ
フトウェア構成を図示する。この図に示すように、本発
明は、所定のサービス処理を実行するサーバ１−ｈ （
ｈ＝１〜ｎ、ｎ−サーバ総個数）を複数備えて、このサ
ーバ１−ｈ間をメツセージ通信制御部３０に従ってイン
タフェース処理するクライアント・サーバモデル構成の
データ処理システムに適用されるものであって、各サー
バＩ−ｈの持つサービス処理機能に対して、プログラム
実行環境管理部２０により作成されるプログラム実行環
境を適切に割り付けていくことで、プログラム実行環境
の奪い合いに起因するデッドロックの発生を効率的に防
止するよう処理するものである。
フトウェア構成を図示する。この図に示すように、本発
明は、所定のサービス処理を実行するサーバ１−ｈ （
ｈ＝１〜ｎ、ｎ−サーバ総個数）を複数備えて、このサ
ーバ１−ｈ間をメツセージ通信制御部３０に従ってイン
タフェース処理するクライアント・サーバモデル構成の
データ処理システムに適用されるものであって、各サー
バＩ−ｈの持つサービス処理機能に対して、プログラム
実行環境管理部２０により作成されるプログラム実行環
境を適切に割り付けていくことで、プログラム実行環境
の奪い合いに起因するデッドロックの発生を効率的に防
止するよう処理するものである。
第１図でも説明したように、本発明では、各サーバＩ−
ｈに対して一意のレイヤ番号Ｒ２を割り付けていく構成
を採るとともに、処理依頼のメツセージ通信の際に、こ
の割り付けられたレイヤ番号Ｒ１を依頼先のサーバｌ−
ｋに通知していく構成を採ることを基本構成としている
。この割り付けられるレイヤ番号Ｒおは様々な割付方法
に従うことが可能であるが、例えば、サーバ１−ｉとサ
ーバ１−ｊとでｒｉ＜ＪＪの関係があるときには、その
レイヤ番号をｒＲ，＜Ｒ＝Ｊと割り付けていく方法等を
用いることが可能である。
ｈに対して一意のレイヤ番号Ｒ２を割り付けていく構成
を採るとともに、処理依頼のメツセージ通信の際に、こ
の割り付けられたレイヤ番号Ｒ１を依頼先のサーバｌ−
ｋに通知していく構成を採ることを基本構成としている
。この割り付けられるレイヤ番号Ｒおは様々な割付方法
に従うことが可能であるが、例えば、サーバ１−ｉとサ
ーバ１−ｊとでｒｉ＜ＪＪの関係があるときには、その
レイヤ番号をｒＲ，＜Ｒ＝Ｊと割り付けていく方法等を
用いることが可能である。
第３図に、プログラム実行環境の奪い合いに起因するデ
ンドロツクの発生防止のためにサーバ１−ｈが実行する
処理の一実施例を図示する９次に、この第３図に従って
、本発明の処理内容について詳細に説明する。
ンドロツクの発生防止のためにサーバ１−ｈが実行する
処理の一実施例を図示する９次に、この第３図に従って
、本発明の処理内容について詳細に説明する。
本発明では、プログラム実行環境管理部２０の処理に従
い、第４図に示すように、サーバ１−ｈに対して、シス
テムの起動時に、待ち行列モデルによる決定される必要
最小限の数のプログラム実行環境１３−ｈを展開してい
く構成が採られる。これから、各サーバＩ−ｈは、第３
図に示すように、す−ビス処理中に、このシステム起動
時に作成される１つ又は複数のプログラム実行環境１３
−ｈを固定的に持つことになる。
い、第４図に示すように、サーバ１−ｈに対して、シス
テムの起動時に、待ち行列モデルによる決定される必要
最小限の数のプログラム実行環境１３−ｈを展開してい
く構成が採られる。これから、各サーバＩ−ｈは、第３
図に示すように、す−ビス処理中に、このシステム起動
時に作成される１つ又は複数のプログラム実行環境１３
−ｈを固定的に持つことになる。
各サーバ１−ｈは、送られてくるレイヤ番号Ｒ１，４を
受は取ると、先ず最初に、この受は取ったレイヤ番号Ｒ
ＩＭが自サーバ１−ｈに割り付けられているレイヤ番号
Ｒ１より大きいか小さいかを判断する。
受は取ると、先ず最初に、この受は取ったレイヤ番号Ｒ
ＩＭが自サーバ１−ｈに割り付けられているレイヤ番号
Ｒ１より大きいか小さいかを判断する。
この判断処理により、送られてくるレイヤ番号ＲＩＭが
自サーバ１−ｈのレイヤ番号Ｒｈより大きいと判断する
ときには、第３図中の（ａ）（ｉ）に示すように、シス
テム起動時に作成されたプログラム実行環境１３−ｈを
用いてサービス処理を実行していく、そして、このサー
ビス処理中に他のサーバ１−ｋに対して処理依頼のメツ
セージを送信するときには、本来通りに、自サーバｌ−
ｂのレイヤ番号Ｒｈを送信していくよう処理する。
自サーバ１−ｈのレイヤ番号Ｒｈより大きいと判断する
ときには、第３図中の（ａ）（ｉ）に示すように、シス
テム起動時に作成されたプログラム実行環境１３−ｈを
用いてサービス処理を実行していく、そして、このサー
ビス処理中に他のサーバ１−ｋに対して処理依頼のメツ
セージを送信するときには、本来通りに、自サーバｌ−
ｂのレイヤ番号Ｒｈを送信していくよう処理する。
一方、送られてくるレイヤ番号Ｒ０が自サーバ１−ｈの
レイヤ番号Ｒｈより小さいと判断するときには、サーバ
１−ｈは、プログラム実行環境部２０に対して、用意さ
れているプログラム実行環境１３−ｈとは別のプログラ
ム実行環境１４−ｈの作成依願を発行し、第３図（ｂ）
（ｉ）に示すように、この発行依頼に応答してプログラ
ム実行環境１４−ｈが展開されると、第３図中の（ｂ）
（ｉｉ）に示すように、この動的に作成されたプログラ
ム実行環境１４−ｈを用いてサービス処理を実行してい
く。そして、このサービス処理中に他のサーバｌ−ｋに
対して処理依頼のメツセージを送信するときには、自サ
ーバ１−ｈのレイヤ番号Ｒ１に代えて、割り付けたレイ
ヤ番号Ｒ１の内の最も小さなレイヤ番号ＲｓｉＪ’ら“
ビを引いたレイヤ番号“Ｒ−ｉ−１”を送信していくよ
う処理する。このレイヤ番号“Ｒ１，。
レイヤ番号Ｒｈより小さいと判断するときには、サーバ
１−ｈは、プログラム実行環境部２０に対して、用意さ
れているプログラム実行環境１３−ｈとは別のプログラ
ム実行環境１４−ｈの作成依願を発行し、第３図（ｂ）
（ｉ）に示すように、この発行依頼に応答してプログラ
ム実行環境１４−ｈが展開されると、第３図中の（ｂ）
（ｉｉ）に示すように、この動的に作成されたプログラ
ム実行環境１４−ｈを用いてサービス処理を実行してい
く。そして、このサービス処理中に他のサーバｌ−ｋに
対して処理依頼のメツセージを送信するときには、自サ
ーバ１−ｈのレイヤ番号Ｒ１に代えて、割り付けたレイ
ヤ番号Ｒ１の内の最も小さなレイヤ番号ＲｓｉＪ’ら“
ビを引いたレイヤ番号“Ｒ−ｉ−１”を送信していくよ
う処理する。このレイヤ番号“Ｒ１，。
−１”の送信処理により、処理依頼先のサーバ１−には
、依頼元のサーバ１−ｈと同様に、動的に作成されるプ
ログラム実行環境１４−ｋを用いてサービス処理を実行
していくよう処理することになる。そして、サービス処
理が終了すると、プログラム実行環境管理部２０に依願
することで、第３図中の（ｂ）（ｉｉ）に示すように、
この動的に作成したプログラム実行環境１４−ｈを削除
する。
、依頼元のサーバ１−ｈと同様に、動的に作成されるプ
ログラム実行環境１４−ｋを用いてサービス処理を実行
していくよう処理することになる。そして、サービス処
理が終了すると、プログラム実行環境管理部２０に依願
することで、第３図中の（ｂ）（ｉｉ）に示すように、
この動的に作成したプログラム実行環境１４−ｈを削除
する。
この処理に従って、サーバ１−ｈ間の処理依頼が、レイ
ヤ番号Ｒ１の大きなものから小さなものに行われている
ときには、システム起動時に作成されるプログラム実行
環境１３−ｈを用いてサービス処理が実行されることに
なるとともに、サーバ１−ｈ間の処理依頼が、−度この
方向とは逆の方向に実行されることになると、以降動的
に作成するプログラム実行環境１４−ｈを用いてサービ
ス処理が実行されることになる。これから、第７図で説
明したループは、第５図に示すように形成されることが
なくなるので、プログラム実行環境の奪い合いに起因す
るデッドロックの発生を防止できるようになるのである
。ここで、第５図では、Ｒ，＞Ｒア＞Ｒｔを想定してい
る。
ヤ番号Ｒ１の大きなものから小さなものに行われている
ときには、システム起動時に作成されるプログラム実行
環境１３−ｈを用いてサービス処理が実行されることに
なるとともに、サーバ１−ｈ間の処理依頼が、−度この
方向とは逆の方向に実行されることになると、以降動的
に作成するプログラム実行環境１４−ｈを用いてサービ
ス処理が実行されることになる。これから、第７図で説
明したループは、第５図に示すように形成されることが
なくなるので、プログラム実行環境の奪い合いに起因す
るデッドロックの発生を防止できるようになるのである
。ここで、第５図では、Ｒ，＞Ｒア＞Ｒｔを想定してい
る。
このようにして、本発明では、第６図に示すように、ク
ライアント・サーバモデル構成のデータ処理システムに
おいて、ループ形成の可能がでてくるときにのみプログ
ラム実行環境１４−ｈを動的に作成してデッドロックの
発生を防止するよう構成するのである。なお、サーバ１
−ｈ間の処理依頼の概要は設計段階で把握できるので、
この把握を基にして、レイヤ番号Ｒ６をプログラム実行
環境１４−ｈの作成頻度が少なくなるように割り付けて
いくことで、プログラム実行環境１４−ｈの作成に伴う
システム性能の劣化を極力少なくするようにしていくこ
とが好ましい。
ライアント・サーバモデル構成のデータ処理システムに
おいて、ループ形成の可能がでてくるときにのみプログ
ラム実行環境１４−ｈを動的に作成してデッドロックの
発生を防止するよう構成するのである。なお、サーバ１
−ｈ間の処理依頼の概要は設計段階で把握できるので、
この把握を基にして、レイヤ番号Ｒ６をプログラム実行
環境１４−ｈの作成頻度が少なくなるように割り付けて
いくことで、プログラム実行環境１４−ｈの作成に伴う
システム性能の劣化を極力少なくするようにしていくこ
とが好ましい。
図示実施例について説明したが、本発明はこれに限定さ
れるものではない。例えば、実施例では、サーバ１−ｈ
間の処理依頼がレイヤ番号の大きいものから小さなもの
に行われているときに、システム起動時に作成されるプ
ログラム実行環境１３−ｈを用いていくことで説明した
が、これとは逆であってよいのである。
れるものではない。例えば、実施例では、サーバ１−ｈ
間の処理依頼がレイヤ番号の大きいものから小さなもの
に行われているときに、システム起動時に作成されるプ
ログラム実行環境１３−ｈを用いていくことで説明した
が、これとは逆であってよいのである。
このように、本発明では、クライアント・サーバモデル
構成のデータ処理システムにおいて、ループ形成の可能
がでて（るときにのみプログラム実行環境を動的に作成
してデッドロックの発生を防止するよう構成するもので
あることから、システムの性能劣化を最小限に押さえつ
つ少ないメモリ容量でもってデッドロックの発生防止を
実現できるようになるのである。
構成のデータ処理システムにおいて、ループ形成の可能
がでて（るときにのみプログラム実行環境を動的に作成
してデッドロックの発生を防止するよう構成するもので
あることから、システムの性能劣化を最小限に押さえつ
つ少ないメモリ容量でもってデッドロックの発生防止を
実現できるようになるのである。
第１図は本発明の原理構成図、
第２図は本発明の適用されるデータ処理システムのソフ
トウェア構成Ｓ、 第３図は本発明のサーバが実行する処理の説明図、 第４図はシステム起動時に作成されるプログラム実行環
境の説明図、 第５図及び第６図は本発明の詳細な説明図、第７図はク
ライアント・サーバモデル構成のデータ処理システムに
おけるデッドロック発生の説明図である。 図中、１はサーバ、１０はサービス処理部、１１は送信
部、１２は判断部、１３及び１４はプログラム実行環境
、２０はプログラム実行環境管理部、３０はメツセージ
通信制御部である。 本禿明杓薗相ご小５るテ°−タカＵ１シ人テムめン７ト
クシア揖へ１刀 第 区 Ａ発明／ｌガー／ｌ’也・’ｌ（ｉするか５姪のｔ九明
図第 ３ 図 本寄畦め匁ｐＬ＾比畔図 芋 図 フクイ了ント １−ハ゛七プ−レ＊Ａｒ＋ｆ”夕顛Ｊ１
システム１てｈ−＋’ｒ与テ゛・・、ドｔ１−／フＡト
Ｌすを九峠図第 ７ 図
トウェア構成Ｓ、 第３図は本発明のサーバが実行する処理の説明図、 第４図はシステム起動時に作成されるプログラム実行環
境の説明図、 第５図及び第６図は本発明の詳細な説明図、第７図はク
ライアント・サーバモデル構成のデータ処理システムに
おけるデッドロック発生の説明図である。 図中、１はサーバ、１０はサービス処理部、１１は送信
部、１２は判断部、１３及び１４はプログラム実行環境
、２０はプログラム実行環境管理部、３０はメツセージ
通信制御部である。 本禿明杓薗相ご小５るテ°−タカＵ１シ人テムめン７ト
クシア揖へ１刀 第 区 Ａ発明／ｌガー／ｌ’也・’ｌ（ｉするか５姪のｔ九明
図第 ３ 図 本寄畦め匁ｐＬ＾比畔図 芋 図 フクイ了ント １−ハ゛七プ−レ＊Ａｒ＋ｆ”夕顛Ｊ１
システム１てｈ−＋’ｒ与テ゛・・、ドｔ１−／フＡト
Ｌすを九峠図第 ７ 図
Claims (3)
- （１）オブジェクトに対応して用意されるサーバ（１）
を備え、該サーバ間のインタフェースをメッセージ通信
により処理するデータ処理システムにおいて、 各サーバ（１）に対して一意のレイヤ番号を割り付ける
とともに、 各サーバ（１）が、メッセージ通信の際に、自らに割り
付けられたレイヤ番号を送信する送信部（１１）と、送
られてくるレイヤ番号が自らに割り付けられたレイヤ番
号より大きいか小さいかを判断することで、新規のプロ
グラム実行環境を作成するか否かを決定する判断部（１
２）とを備え、各サーバ（１）は、該判断部（１２）が
新規のプログラム実行環境を作成すると判断するときに
は、動的にプログラム実行環境を作成して、該作成した
プログラム実行環境を用いて処理を実行するとともに、
新規のプログラム実行環境を作成しないと判断するとき
には、システム起動時に作成されるプログラム実行環境
を用いて処理を実行し、かつ、新規のプログラム実行環
境を作成する場合において、他のサーバ（１）へ処理依
頼するときには、上記送信部（１１）が依頼先のサーバ
に対して新規のプログラム実行環境を作成することにな
るレイヤ番号を送信していくよう処理することを、 特徴とするプログラム実行環境の割付処理方式。 - （２）請求項（１）記載のプログラム実行環境の割付処
理方式において、 動的に作成するプログラム実行環境は、該プログラム実
行環境を用いる処理の終了時点において削除するよう構
成することを、 特徴とするプログラム実行環境の割付処理方式。 - （３）請求項（１）又は（２）記載のプログラム実行環
境の割付処理方式において、 各サーバ（１）に割り付けられるレイヤ番号は、動的に
作成するプログラム実行環境の作成頻度が少なくなるよ
うに割り付けるよう構成することを、特徴とするプログ
ラム実行環境の割付処理方式。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14090790A JPH0433128A (ja) | 1990-05-30 | 1990-05-30 | プログラム実行環境の割付処理方式 |
| EP19910304833 EP0459775A3 (en) | 1990-05-30 | 1991-05-29 | A processing system for assigning a program executing environment |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14090790A JPH0433128A (ja) | 1990-05-30 | 1990-05-30 | プログラム実行環境の割付処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0433128A true JPH0433128A (ja) | 1992-02-04 |
Family
ID=15279587
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP14090790A Pending JPH0433128A (ja) | 1990-05-30 | 1990-05-30 | プログラム実行環境の割付処理方式 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0459775A3 (ja) |
| JP (1) | JPH0433128A (ja) |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0319796B1 (en) * | 1987-11-26 | 1995-08-16 | Hitachi, Ltd. | Job control for an on-line system |
| US5063500A (en) * | 1988-09-29 | 1991-11-05 | Ibm Corp. | System for executing segments of application program concurrently/serially on different/same virtual machine |
-
1990
- 1990-05-30 JP JP14090790A patent/JPH0433128A/ja active Pending
-
1991
- 1991-05-29 EP EP19910304833 patent/EP0459775A3/en not_active Withdrawn
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0459775A3 (en) | 1993-01-07 |
| EP0459775A2 (en) | 1991-12-04 |
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