JPH0457135A - タスク間通信の障害処理方式 - Google Patents
タスク間通信の障害処理方式Info
- Publication number
- JPH0457135A JPH0457135A JP2166579A JP16657990A JPH0457135A JP H0457135 A JPH0457135 A JP H0457135A JP 2166579 A JP2166579 A JP 2166579A JP 16657990 A JP16657990 A JP 16657990A JP H0457135 A JPH0457135 A JP H0457135A
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- Japan
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- task
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- Pending
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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】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、複数タスク間で、１ヘランサクシヨンをキュ
ーインタする通信での相手タスクの障害認知及び、１ヘ
ランサクシヨン発行元タスクの障害回復に関する。
ーインタする通信での相手タスクの障害認知及び、１ヘ
ランサクシヨン発行元タスクの障害回復に関する。
従来、特開平１−９３８５２公報に記載のように、キュ
ーか’ａ：＜ｉ杯になる以前に、通信要求発行タスクに
通知を行い、要求発行削に、要求発行元で発行を抑止す
る方式となっていた。
ーか’ａ：＜ｉ杯になる以前に、通信要求発行タスクに
通知を行い、要求発行削に、要求発行元で発行を抑止す
る方式となっていた。
又、特開昭６０−２９８５２では、キューか満杯の時に
、キューの拡大を行う方式もあった。
、キューの拡大を行う方式もあった。
従来のタスク間通信は、見かけ」二、通信で要求するキ
ューに制限をつけないように、１・分キュ領域を大きく
とる必要があった。しかし、この方式では、使用可能な
メモリが十分ない時の場合か考慮できなかった。
ューに制限をつけないように、１・分キュ領域を大きく
とる必要があった。しかし、この方式では、使用可能な
メモリが十分ない時の場合か考慮できなかった。
本発明の１−１的は、使用１可能メモリを小さく押える
ことを１」的に、キューの個数を制限した場合の障害回
復を提供することにある。
ことを１」的に、キューの個数を制限した場合の障害回
復を提供することにある。
上記目的を達成するために、通信時に固定長のキューを
用い、更に、相手タスクの障害発生をタイマで監視し、
タイムアラ１−時に、発行中の通信要求をリセッ１〜す
る手段と、キューにｌされている通信要求をクリアする
手段を設けたものである。
用い、更に、相手タスクの障害発生をタイマで監視し、
タイムアラ１−時に、発行中の通信要求をリセッ１〜す
る手段と、キューにｌされている通信要求をクリアする
手段を設けたものである。
複数タスク間で通信を行う情報処理システムにおいて、
通信要求をキューイングする固定長のキューで通信のス
ケジュールを行い、相手タスクの障害検出時に、通信要
求がキューに登録できないためバンクアップしたタスク
の通信要求をリセッ１へし、更に、相手タスクが動き出
した時に無効な通信型−）、を受はイ・１けることにな
るのでキューをクリアすることで、障害回復ができる。
通信要求をキューイングする固定長のキューで通信のス
ケジュールを行い、相手タスクの障害検出時に、通信要
求がキューに登録できないためバンクアップしたタスク
の通信要求をリセッ１へし、更に、相手タスクが動き出
した時に無効な通信型−）、を受はイ・１けることにな
るのでキューをクリアすることで、障害回復ができる。
以下、本発明の−・実施例を、第１図により説明する。
タスク１２０はタスクＩＯに対し通信要求２０１．２０
ｍを出し応答２０を待つ。この時、固定長のキュー１０
に通信要求がイテ録され、順序をスケジュールされる。
ｍを出し応答２０を待つ。この時、固定長のキュー１０
に通信要求がイテ録され、順序をスケジュールされる。
一方１２０は、通信要求を出すと、タスク１．００に対
し、タイマ監視を要求するためタイマ監視テーブル５０
に、タイマ値６０と相手タスクＩＤ７０と自タスクＩＤ
８０を組みとして登録する。また、キュー１０が、あふ
れた時は、通信要求ハングアップタスクＩ Ｄテーブル
３０に、要求か登録され、１２０はハングアップする。
し、タイマ監視を要求するためタイマ監視テーブル５０
に、タイマ値６０と相手タスクＩＤ７０と自タスクＩＤ
８０を組みとして登録する。また、キュー１０が、あふ
れた時は、通信要求ハングアップタスクＩ Ｄテーブル
３０に、要求か登録され、１２０はハングアップする。
通信監視タスク１００は、第２図のフローに従って動作
する。通信応答２０が来ないためタイムアラＩ・が発生
したら、５０より通信タスクのタスクＩＤ７０及び８０
を求め、８０より、３０に８０と同じＩＤが登録されて
いるかチエツクする。
する。通信応答２０が来ないためタイムアラＩ・が発生
したら、５０より通信タスクのタスクＩＤ７０及び８０
を求め、８０より、３０に８０と同じＩＤが登録されて
いるかチエツクする。
もし有れば１、該当するタスク（例えば１２０）の、ハ
ングアップしている通信要求をリセノ１〜する。
ングアップしている通信要求をリセノ１〜する。
次に、７０より、キュー１．０を求め、発行元タスクＩ
Ｄ３０１〜３０ｍのうち、８０と同一のものを、すべて
クリアする。これにより、２０１〜２０ｍの通信要求の
うち、１２０の発行したものがすへてクリアされる。
Ｄ３０１〜３０ｍのうち、８０と同一のものを、すべて
クリアする。これにより、２０１〜２０ｍの通信要求の
うち、１２０の発行したものがすへてクリアされる。
一方、タイムアラ１〜後に、１１０がレスポンス２０を
返した場合、１２０は読み捨てる。
返した場合、１２０は読み捨てる。
以下、タスク月ｎとタスク１２Ωの通信でも同様である
。又キュー１０〜１ｎには、タスク１２０〜１１の要求
が、混在して入っていても当方式で対処できる。
。又キュー１０〜１ｎには、タスク１２０〜１１の要求
が、混在して入っていても当方式で対処できる。
クリアされた通信要求は、通信監視タスクの持つタイマ
監視テーブルに残っているため引き続きタイマ監視か行
われ、次々にタイムアラ１−になり、同様な処理をくり
返す。
監視テーブルに残っているため引き続きタイマ監視か行
われ、次々にタイムアラ１−になり、同様な処理をくり
返す。
ハングアンプした通信要求がリセットされることで、タ
スク１２０は、相手タスクの異常を認知し、相手タスク
との通信を禁止する手段をとればよい。
スク１２０は、相手タスクの異常を認知し、相手タスク
との通信を禁止する手段をとればよい。
以上のれ（１果、障害処理を考慮した、非同期通信を、
固定長のキューで実現でき、メモリ削減が可能となる。
固定長のキューで実現でき、メモリ削減が可能となる。
本発明によれは、複数タスク間の通信に使用する通信要
求キューが小さくできるので、メモリの削減かできる。
求キューが小さくできるので、メモリの削減かできる。
また、タスク間の通信における障害は、相手タスクのｌ
’ｌ’ ｒ’；がほどんとであるため、障害時の無用な
り１−ライを行う必要がなくなる。
’ｌ’ ｒ’；がほどんとであるため、障害時の無用な
り１−ライを行う必要がなくなる。
第１図は本発明の一実施例の情報処理システムにおける
障害処理方式のシステム構成図、第２図は第１図の］、
ＱＯのタスクの処理フロー図である。 １０、ｉｎ・通信要求登録キュー ２０ レスポンス、 ２１・・通信要求のキューへの登録、 ２２ 通信要求のキューよりの取り出し、３０・・・
通信要求ハングアップタスクＩＤｔ録テーブル、 ５０・・−タイマ監視テーブル、 ６０．６ｋ タイマ監視値、 ７０．７ｋ 相手タスク（１１０〜１１１）のタスク
Ｉ Ｉ）、８０．８ｋ 通信発行元タスク（１２０〜
１２Ｑ）のタスクＩＤ、 ２０１−２０ｍ −２ｎ １ ２ ［１ｍ−通信要求、
３０１−３０ｍ−３ｎ １−３ ｎ ｍ−通信要求タス
クＩＤ、４０〜４Ｑ・・通信要求がハングアップしてい
るタスクのＩ Ｄ、 １００・通信監視タスク、 １１０〜ｌｌｎ・・通信相手タスク、 篇 図 木 ２ 図 スクート −
障害処理方式のシステム構成図、第２図は第１図の］、
ＱＯのタスクの処理フロー図である。 １０、ｉｎ・通信要求登録キュー ２０ レスポンス、 ２１・・通信要求のキューへの登録、 ２２ 通信要求のキューよりの取り出し、３０・・・
通信要求ハングアップタスクＩＤｔ録テーブル、 ５０・・−タイマ監視テーブル、 ６０．６ｋ タイマ監視値、 ７０．７ｋ 相手タスク（１１０〜１１１）のタスク
Ｉ Ｉ）、８０．８ｋ 通信発行元タスク（１２０〜
１２Ｑ）のタスクＩＤ、 ２０１−２０ｍ −２ｎ １ ２ ［１ｍ−通信要求、
３０１−３０ｍ−３ｎ １−３ ｎ ｍ−通信要求タス
クＩＤ、４０〜４Ｑ・・通信要求がハングアップしてい
るタスクのＩ Ｄ、 １００・通信監視タスク、 １１０〜ｌｌｎ・・通信相手タスク、 篇 図 木 ２ 図 スクート −
Claims (1)
- １、複数のタスク間の通信で、要求発行元からの問いか
けに対し、必ず応答があるタスク間通信において、問い
かけ要求をキューイングする固定長のキューと、タイマ
監視のタイムアウト時にキューのクリア及び通信発行元
をリセットさせる機能を具備することを特徴とするタス
ク間通信の障害処理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2166579A JPH0457135A (ja) | 1990-06-27 | 1990-06-27 | タスク間通信の障害処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2166579A JPH0457135A (ja) | 1990-06-27 | 1990-06-27 | タスク間通信の障害処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0457135A true JPH0457135A (ja) | 1992-02-24 |
Family
ID=15833892
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2166579A Pending JPH0457135A (ja) | 1990-06-27 | 1990-06-27 | タスク間通信の障害処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0457135A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7774532B2 (en) | 2005-03-03 | 2010-08-10 | Nec Corporation | Processing device, failure recovery method therefor, and failure restoration method |
| CN107273229A (zh) * | 2017-05-24 | 2017-10-20 | 百富计算机技术（深圳）有限公司 | 处理计时器计时异常的方法、装置及计算机可读存储介质 |
-
1990
- 1990-06-27 JP JP2166579A patent/JPH0457135A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7774532B2 (en) | 2005-03-03 | 2010-08-10 | Nec Corporation | Processing device, failure recovery method therefor, and failure restoration method |
| CN107273229A (zh) * | 2017-05-24 | 2017-10-20 | 百富计算机技术（深圳）有限公司 | 处理计时器计时异常的方法、装置及计算机可读存储介质 |
| CN107273229B (zh) * | 2017-05-24 | 2020-06-26 | 百富计算机技术（深圳）有限公司 | 处理计时器计时异常的方法、装置及计算机可读存储介质 |
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