JPH09269905A - 計算機システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】本発明は、リスタート時のロックランアウト処
理を不要とすることによって構築コストを大幅に低減さ
せる耐障害性の計算機システムを提供する。 【解決手段】チェックポイントリスタート機能を備えた
耐障害性の計算機システムにおいて、チェックポイント
を取得するチェックポイント処理専用プロセス２１を計
算機システムのもつプロセッサ１０それぞれに対応して
設ける。チェックポイントの取得時に、ウェイクアップ
部２３によってチェックポイント処理専用プロセス２１
を実行可能状態にする。チェックポイント処理専用プロ
セス２１がチェックポイントを取得した後に、スリープ
部２２によってチェックポイント処理専用プロセス２１
を再度待機状態とする。これにより任意のプロセス実行
時にチェックポイントが取得されることがなくなるた
め、リスタート時のロックランアウトを不要とすること
ができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、チェックポイント
リスタート機能を備えた計算機システムに係り、チェッ
クポイント処理専用プロセスを設けることにより、リス
タート時のロックランアウト処理を不要にし構築コスト
を大幅に低減させる計算機システムに関する。また、本
発明は、チェックポイントリスタート機能を備えたマル
チプロセッサシステムにおいて一部のプロセッサに故障
が発生した場合にも残りのプロセッサで処理を継続させ
る計算機システムに関する。

【０００２】

【従来の技術】例えば、通常時にはチェックポイントを
取得しながら処理を進め、障害が発生した場合には最後
に取得したチェックポイントからシステムを再実行させ
ることによって、故障からの回復を行なう従来の計算機
システムについて説明する。

【０００３】この計算機システムにおいては、通常稼働
中においてはシステムのチェックポイントを取得しなが
ら処理を進めていく。そして、故障などが発生した場合
においては、最後に取得したチェックポイントからシス
テムを再実行させることによって、故障からの回復を行
なう。

【０００４】このチェックポイントは、以下のような場
合に取得される。 （１）コード中にチェックポイントの取得が明示的に指
示されている場合。 （２）最後にチェックポイントを取得した後、一定時間
が経過した場合。 （３）チェックポイントの取得を促すイベント（割り込
み）が発生した場合。

【０００５】これらの条件は、プログラム実行中の任意
の時点で発生しうる。従来では、この条件が発生した時
点で、すなわち、プログラム実行中の任意の時点で、即
座にチェックポイントの取得を行なっていた。

【０００６】図１４は、プロセッサが通常の処理を実行
している途中で、チェックポイント処理を実行している
様子を示している。時刻ｔ１では、チェックポイントの
取得を促すようなイベントの発生に伴なう割り込み処理
（図１４の（１））の中で、チェックポイント処理（図
１４の（２））を行なっている。

【０００７】また、時刻ｔ２では、最後にチェックポイ
ントが取得されてから一定時間が経過したときに生ずる
タイマ割り込みの処理（図１４の（３））の中で、チェ
ックポイント処理（図１４の（４））を行なっている。
すなわちチェックポイントは、任意のプロセス実行中に
取得されていた。

【０００８】図１５は、チェックポイントを取得しなが
ら処理を進めていく途中で故障が発生し、最終チェック
ポイントから処理を再実行している様子を示している。
時刻ｔ１およびｔ２でチェックポイントを取得した後に
故障が発生すると（図１５の（１））、最後に取得した
チェックポイント（ｔ２）から処理が再実行される（図
１５の（２））。

【０００９】しかし、一般に、故障が発生した場合の再
実行を考慮すると、通常、処理の中には、「あるまとま
った単位で扱わなければならない処理」が存在する。こ
のような処理部分の１つにロックランアウト領域と呼ば
れるものがある。

【００１０】ロックランアウト領域とは、この間にチェ
ックポイントを取得しても構わないが、この間に取得さ
れたチェックポイントからシステムを再実行する場合に
は、正常状態に復帰する前に、故障回復処理の中で「走
り切らせる」必要がある区間のことを示す。これはスピ
ンロックを獲得している区間のことである。

【００１１】スピンロックとは、そのロックを獲得した
状態ではスリープすることができず、ロックが獲得でき
るまでそのプロセッサ上でスピンし続けなければならな
いロックのことである。

【００１２】このスピンロックを獲得する際には、デッ
ドロックが発生しないように注意する必要がある。通常
は各スピンロックにレベル付けされたロッククラスを付
加し、すでにスピンロックを獲得している状態でさらに
別のスピンロックを獲得する場合には、たとえば現在獲
得しているスピンロックのロッククラスのレベルの中で
最も低いレベルよりも、さらに低いレベルのロッククラ
スのスピンロックしか獲得できないように便宜的に設計
する。このようにスピンロックの獲得を管理することに
より、各プロセッサでのロック獲得の順序性を保証す
る。

【００１３】たとえば、図１７に示すようにロッククラ
スのレベルが設定され、ロック操作の伴なう「処理Ａ」
と「処理Ｄ」とを同時に実行する場合であって、その双
方のロックを同時期に重複して獲得しなければならない
場合、各プロセッサは、必ず「処理Ｄ」のロック（レベ
ルＬ５）を獲得してから「処理Ａ」のロック（レベルＬ
３）を獲得するといった順序を辿らなければならない。

【００１４】ここで、ロックをランアウトさせる必要が
ある理由を、図１８および図１９を参照して説明する。
図１８には、ロックランアウトを実施しないためにデッ
ドロックを発生させてしまう例が示されている。

【００１５】いま、プロセッサ（０）ではプロセスＴ０
が、プロセッサ（１）ではプロセスＴ１が、それぞれ実
行されており、プロセスＴ０はスピンロックＬ５とＬ３
を、プロセスＴ１はスピンロックＬ４を獲得した状態で
チェックポイントが取得されたものとする。

【００１６】そして、この後、プロセッサ（０）で固定
故障が発生した場合を考える。この場合、正常に稼働す
るプロセッサは、プロセッサ（１）のみになってしまう
ので、プロセッサ（１）でプロセスＴ０とプロセスＴ１
を実行しなければならない。プロセスＴ０およびプロセ
スＴ１が現在獲得しているスピンロックは認識可能だ
が、プロセスＴ０およびプロセスＴ１がこれからどのよ
うな挙動を示すか、すなわち、これからどのようなスピ
ンロックの獲得を行なうのかは予測することができな
い。

【００１７】そこで、リカバリを実行した後、プロセッ
サ（１）には現在低い方のレベルのスピンロックを獲得
しているプロセスＴ０がディスパッチされたとする。さ
らに、このプロセスＴ０は、すでに獲得しているスピン
ロックＬ３を解放した後、スピンロックＬ４を新たに獲
得しにいったとする。ところがこのスピンロックＬ４
は、故障発生前はプロセッサ（１）で実行されていたプ
ロセスＴ１が獲得しているため、プロセスＴ０はいつま
でたってもこのスピンロックを獲得できない。すなわ
ち、デッドロックの発生である。この問題は、故障前に
は２つのプロセッサでスピンロック獲得の順序性を保証
していたにも拘らず、１個のプロセッサが故障してしま
ったために、各プロセッサで保証していたスピンロック
獲得の順序性が崩れてしまったことに起因する。

【００１８】この問題を解決するための手法として、ロ
ックのランアウト機能が知られている。この機能は、チ
ェックポイントからの再実行前に、チェックポイント取
得時に獲得していたすべてのスピンロックを解放させ、
全てのプロセスを特定のプロセッサに依存しない状態に
するものであり、以下の手順を踏む。

【００１９】（１）チェックポイント取得時に獲得中だ
ったスピンロックの中で、最も低いレベルのスピンロッ
クを獲得しているプロセスを選択する。 （２）プロセッサを、選択されたプロセスを実行してい
たプロセッサにみせかけて、そのスピンロックを解放す
るまでそのプロセスを実行する。

【００２０】（３）スピンロックの解放処理の中で、ス
ピンロックを獲得しているプロセスがまだ存在するかど
うか調べる。 （４）もし存在すれば、（１）の処理から繰り返す。も
し存在しなければ、ロックランアウトの処理を終える。

【００２１】すなわち、たとえば図１９Ａに示すように
スピンロックが獲得されていた場合、まずプロセスＴ０
が選択され（Ｌ３が最もレベルが低い）、このプロセス
Ｔ０は、スピンロックＬ３が解放されるまで実行され
る。

【００２２】次に、最もレベルが低いＬ４を獲得してい
るプロセスＴ１が選択され（図１９Ｂ）、さらに、その
解放後にＬ５を獲得しているプロセスＴ０が選択されて
（図１９Ｃ）、ロックランアウトが完了する。そしてこ
のロックランアウトが完了した後に、システムはリスタ
ートを実施する。

【００２３】このような手順で実行されるロックランア
ウト処理を実現するためには、スピンロックの解放処理
が、ロックランアウト中は特殊なディスパッチ機構を呼
び出すようにする必要がある。

【００２４】

【発明が解決しようとする課題】このように、従来のチ
ェックポイントの取得方法では、ソフトウェア（ＯＳ：
オペレーティングシステム）において、ロックランアウ
ト領域といった処理部分を抽出し、それらの「まとまっ
た単位」を保護するために、前述したような特殊なディ
スパッチ機構を実装しなければならなかった。

【００２５】このため、計算機システムのコストアップ
が余儀なくされてしまうとソフトウェアの実装に制限を
うけてしまうという問題があった。そこで、本発明は上
記事情を考慮をして成されたものであり、チェックポイ
ント処理専用プロセスを設けることにより、リスタート
時のロックランアウト処理を不要にし構築コストを大幅
に低減させる計算機システムを提供することを目的とす
る。

【００２６】また、本発明はチェックポイントリスター
ト機能を備えたマルチプロセッサシステムにおいて、一
部のプロセッサに故障が発生した場合にも残りのプロセ
ッサで処理を継続できる計算機システムを提供すること
を目的とする。

【００２７】さらに、本発明は、チェックポイントリス
タート機能を備えたマルチプロセッサシステムにおい
て、一部のプロセッサに故障が発生した場合にも残りの
プロセッサで処理を継続させることのできる計算機シス
テムを提供することを目的とする。

【００２８】

【課題を解決するための手段】本発明は、上記目的を達
成するため、少なくとも１つのプロセッサと、プロセッ
サに対応してそれぞれ設けられ、故障などによって中断
されたプロセスを再開始するためのチェックポイントを
取得するチェックポイント処理専用プロセスと、プロセ
スの実行中に割り込みを行ない、チェックポイント処理
専用プロセスを待機状態から実行可能状態にする割り込
み手段と、割り込み手段によって実行可能状態にされた
チェックポイント処理専用プロセスをディスパッチする
ディスパッチ手段と、ディスパッチ手段によりディスパ
ッチされたチェックポイント処理専用プロセスがチェッ
クポイントを取得後、チェックポイント処理専用プロセ
スを再度待機状態にする待機状態手段とを具備したこと
を特徴とする計算機システムにある。

【００２９】従って、このような構成によれば、割り込
み手段により、プロセスの実行中に割り込みを行ない、
チェックポイント処理専用プロセスを待機状態から実行
可能状態にする。次に、ディスパッチ手段により、割り
込み手段によって実行可能状態にされたチェックポイン
ト処理専用プロセスをディスパッチし、チェックポイン
トを取得する。これにより、チェックポイント取得時に
は、他の一切のプロセスはｒｕｎｎｉｎｇ状態にはない
ので、デッドロックを発生する可能性はない。

【００３０】そして、ディスパッチ手段によりディスパ
ッチされたチェックポイント処理専用プロセスがチェッ
クポイントを取得後、待機状態移行手段によりチェック
ポイント処理専用プロセスを再度待機状態にする。

【００３１】また、本発明は上記目的を達成するため
に、少なくとも１つのプロセッサと、チェックポイント
取得条件が成立した場合に、故障などによって中断され
たプロセスを再開始するためのチェックポイントの取得
を指示するチェックポイント取得指示手段と、オペレー
ティングシステムのディスパッチャに設けられ、チェッ
クポイントを取得するチェックポイント取得手段と、チ
ェックポイント取得指示手段によりチェックポイントの
取得が指示された場合に、チェックポイント取得手段を
実行可能な状態にする実行可能手段と、実行可能手段に
よって実行可能状態にされたチェックポイント取得手段
をディスパッチするディスパッチ手段と、ディスパッチ
手段によりディスパッチされたチェックポイント取得手
段がチェックポイントを取得後、チェックポイント取得
手段を再度待機状態にする待機状態手段とを具備したこ
とを特徴とする計算機システムにある。

【００３２】従って、このような構成によれば、チェッ
クポイント取得指示手段によりチェックポイントの取得
が指示された場合に、実行可能手段がチェックポイント
取得手段を実行可能な状態にする。次に、ディスパッチ
手段が実行可能手段によって実行可能状態にされたチェ
ックポイント取得手段をディスパッチする。これによ
り、チェックポイント取得時には、他の一切のプロセス
はｒｕｎｎｉｎｇ状態にはないので、デッドロックを発
生する可能性はない。

【００３３】そして、ディスパッチ手段によりディスパ
ッチされたチェックポイント取得手段がチェックポイン
トを取得後、待機状態移行手段によりチェックポイント
取得手段を再度待機状態にする。

【００３４】さらに、本発明によれば、チェックポイン
トの取得時にｒｕｎｎｉｎｇ状態にあるプロセスは、チ
ェックポイント処理専用プロセスのみである。それ以外
の通常のプロセスは、全て、プロセッサに依存した状態
ではないので、マルチプロセッサシステムのうちの特定
のプロセッサで固定故障が発生したとしても、そのプロ
セッサ用のチェックポイント処理専用プロセスの実行を
行なわなければ、容易にシステムの再コンフィグレーシ
ョン（プロセッサの縮退）を行なうことが可能になる。

【００３５】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明の一
実施の形態を説明する。 （第１実施形態）図１は、本発明の一実施形態に係る計
算機システムの概略構成を示す図である。

【００３６】１０はプロセッサであり、内部バス１１に
接続されている。また、この内部バス１１にはメモリ１
２、メモリ１２の更新前のイメージデータを格納するＢ
ＩＢ（Ｂｅｆｏｒｅ Ｉｍａｇｅ Ｂｕｆｆｅｒ）１３
が接続されている。

【００３７】メモリ１２には、プロセッサによって実行
されるオペレーティングシステム（ＯＳ）を含めたソフ
トウェアが格納されている。図１４は、計算機のチェッ
クポイント／ロールバック機能を説明するための図であ
る。

【００３８】同図に示すように、時刻ｔ０においてメモ
リの０，１，２，３番地の内容はａ，ｂ，ｃ，ｄであ
り、ＢＩＢにデータは格納されていないものとする。こ
の状態をＣＫＰとする。

【００３９】その後、時刻ｔ１においてプロセッサから
１番地にｘをｓｔｏｒｅする命令が発行される。これに
より、メモリの１番地の内容は、ｘに変化する。このと
き、ＢＩＢは、メモリの更新前情報、すなわち、「１番
地がｂ」であったことを記憶する。

【００４０】次に、時刻ｔ２においてプロセッサから２
番地にＹをｓｔｏｒｅする命令が発行されると、メモリ
の２番地の内容がＹに書き替えられる前にＢＩＢは、メ
モリの更新情報を記憶する。その後、時刻ｔ３におい
て、障害が発生したとする。

【００４１】この場合、ＢＩＢに記憶されているメモリ
の更新情報を記憶された時とは逆の手順でメモリに反映
させれば、メモリの状態を更新前の状態、すなわち、時
刻ｔ０のＣＫＰの状態にロールバックすることができ
る。

【００４２】また、時刻ｔ３の時点で障害が発生せずに
処理が進んだ場合には、適当な時点でＢＩＢに記憶され
ている情報をクリアし、その時点でのメモリの状態をＣ
ＫＰとすれば、ＣＫＰの世代が進むことになる。

【００４３】図２は、メモリ１２に格納されるソフトウ
ェアの機能を説明するための機能ブロック図である。２
１はチェックポイント処理専用プロセスで、通常は、２
２に示されたスリープ部によって、待機状態になってい
る。

【００４４】また、チェックポイント取得条件が成立し
た場合には、２３に示されたウェイクアップ部を用い
て、待機状態になっているチェックポイント処理専用プ
ロセス２１を実行可能状態とする。

【００４５】チェックポイント取得条件は、ＢＩＢ１３
にデータが所定の量だけ格納された場合に成立するもの
とする。なお、チェックポイント取得条件は以下の場合
に成立するとしてもよい。

【００４６】（１） メモリ１２の更新後のイメージデ
ータを格納するＡＩＢ（ＡｆｔｅｒＩｍａｇｅ Ｂｕｆ
ｆｅｒ）にデータが所定の量だけ格納された場合。 （２） コード中にチェックポイントの取得が明示的に
指示されている場合。

【００４７】（３） 最後のチェックポイントを取得し
てから一定時間が経過した場合。実行可能状態となった
チェックポイント処理専用プロセス２１は、ディスパッ
チャ２４により選択される。これにより、チェックポイ
ント処理専用プロセス２１は実行状態となり、チェック
ポイントの取得を行なう。

【００４８】チェックポイント取得条件が成立した場合
には、なるべく早くチェックポイントを取得するため
に、チェックポイント処理専用プロセス２１のプライオ
リティ（実行優先度）を高くし、故障通知などの特殊な
割り込み以外は受け付けないようにしておく。

【００４９】次に、図３乃至図５を参照して動作を説明
する。図３は、チェックポイント処理専用プロセス２１
の処理の流れを示すフローチャートである。

【００５０】チェックポイント処理専用プロセス２１
は、通常は待機状態にあるが（ステップＡ１）、チェッ
クポイント取得条件が成立するとウェイクアップ部２３
によってウェイクアップされ実行可能状態になる。そし
て、ディスパッチャ２４によってチェックポイント処理
専用プロセスがディスパッチされることによってチェッ
クポイントが取得される（ステップＡ２）。それが終わ
ると、再び待機状態に戻される。

【００５１】図４は、チェックポイント取得条件の成立
を通知し、待機状態にあるチェックポイント処理専用プ
ロセス２１をウェイクアップさせる処理の流れを示すフ
ローチャートである。

【００５２】図４で示すように、チェックポイント取得
条件が成立すると、割り込み処理あるいはサブルーチン
コールによって、チェックポイント取得条件の成立を通
知する処理を実行する（ステップＢ１）。ここでは待機
状態にあるチェックポイント処理専用プロセス２１を実
行可能状態とする。

【００５３】チェックポイント処理専用プロセス２１の
待機状態への移行や、実行可能状態への移行において
は、特定のプロセスのみについて行なうため、たとえば
ＵＮＩＸでは、ウェイクアップさせるプロセスの特定化
のために、特定のウェイトチャネル（この場合はＳ）を
使用する。

【００５４】図５は、チェックポイント処理専用プロセ
ス２１によって取得されたチェックポイントから、再実
行を行なう場合の処理の流れを示すフローチャートであ
る。この場合、最後に取得されたチェックポイントの状
態をまず復元し（ステップＣ１）、続いてチェックポイ
ント処理専用プロセス２１をカレントプロセスとして、
その先頭から処理を実行させる（ステップＣ２）。ある
いは、チェックポイント中に保存されているチェックポ
イント処理専用プロセスのコンテクストを復元してよ
い。

【００５５】次に、図１乃至図７を参照して、本実施の
形態の計算機システムの動作について説明する。図６
は、本実施の形態の計算機システムの動作を説明するた
めの図である。

【００５６】プロセッサが任意のプロセスｘを実行して
いる最中に、ＢＩＢ１３に格納されるメモリ１２の更新
前のイメージデータのデータ量が所定のデータ量に達す
ると、ＢＩＢ１３は、プロセッサ１０にチェックポイン
ト採取要求割り込みをかける。

【００５７】ここでは、ＢＩＢ１３は、プロセッサ
（１）に割り込みをかけるものとする。ＢＩＢ１３から
プロセッサ（１）に割り込みがかけられると、プロセッ
サ（１）は、実行中のプロセスｘの処理を一時的に中断
して割り込み処理を行なう（図６の（１））。

【００５８】この割り込み処理においては、ウェイクア
ップ部２３によって全ての待機（ｓｌｅｅｐ）状態にあ
るチェックポイント処理専用プロセス２１を実行可能
（ｒｅａｄｙ）状態にする（図６の（２））。

【００５９】図７は、ｓｌｅｅｐ状態にあるチェックポ
イント処理専用プロセスをｒｅａｄｙ状態にする場合を
説明するための図である。このとき、ｒｅａｄｙ状態の
チェックポイント処理専用プロセスのプライオリティ
（実行優先度）を高くし、故障通知などの特殊な割り込
み以外は受け付けないようにしておく。

【００６０】割り込み処理を終えると、プロセッサ
（１）は、一時中断していたプロセスｘの実行を再開
し、このプロセスｘの一実行単位が終了すると、続いて
ディスパッチャが呼び出される（図６の（３））。この
ディスパッチャの呼び出しは、タイムシェアリング処理
などの制御によって行なわれる。

【００６１】ディスパッチャは、プライオリティの高い
プロセスを見つけ、ｒｕｎｎｉｎｇ状態にしてプロセッ
サに実行させる。ここでは、優先度の高いチェックポイ
ント処理専用プロセスがウェイクアップされているの
で、ディスパッチャは、チェックポイント専用プロセス
２１を選択して、プロセッサに実行させてチェックポイ
ントの取得を行なわせる（図６の（４））。

【００６２】このチェックポイントの取得は、従来の計
算機システムにおいては、任意のプロセスの任意の割り
込み処理において行なわれていたので、プロセスがスピ
ンロックを有していたり、プロセッサに依存したリソー
スにアクセスしている可能性があった。従って、これに
よりデッドロックを発生してしまう可能性があった。

【００６３】これに対して、本実施の形態の計算機シス
テムにおいては、ディスパッチャによりディスパッチし
たチェックポイント処理専用プロセスによって、チェッ
クポイントを取得するので、他の一切のプロセスはｒｕ
ｎｎｉｎｇ状態にない。このため、従来の計算機システ
ムのように、リスタート時に、デッドロックが発生する
ことがない。

【００６４】そして、チェックポイントの取得が終了す
ると、チェックポイント処理専用プロセス２１は、再び
待機（ｓｌｅｅｐ）状態になり（図６の（５））、ディ
スパッチャが呼び出されて、再び任意の通常プロセスが
選択される（図６の（６））。

【００６５】このように、チェックポイント処理専用プ
ロセス２１を用いた場合には、チェックポイントの取得
は常にチェックポイント処理専用プロセス２１の中での
み実行される。

【００６６】このため、リスタート時のロックランアウ
ト処理が不要となり、チェックポイント取得機能を含む
オペレーティングシステムを大幅に簡単化できる結果、
構築コストを大幅に低減することが可能となる。

【００６７】また、このような構成とすることにより、
次に示すような効果も得ることができる。図８Ａは、マ
ルチプロセッサシステムを示す図である。この例では、
プロセッサ（０）〜プロセッサ（３）の４つのプロセッ
サを有したマルチプロセッサシステムを前提としてお
り、各プロセッサ１０は、チェックポイントを取得する
際、プロセッサに対応するチェックポイント処理専用プ
ロセス２１をディスパッチして行なっている。

【００６８】具体的には、マルチプロセッサシステムに
おいては、チェックポイントの取得の方法には、（１）
データの依存関係を有するプロセッサ同士が同期して
一斉にチェックポイントを採取する方法、（２） 全て
のプロセッサが同期して一斉にチェックポイントを採取
する方法、の２つの方法がある。

【００６９】しかし、一般的には、プロセッサ間のデー
タ依存関係を管理することは難しく、且つオーバヘッド
が大きいため、（２）の方法、すなわち、全てのプロセ
ッサが同期して一斉にチェックポイントを採取すること
が多い。

【００７０】本実施の形態のマルチプロセッサシステム
においても全てのプロセッサが同期して一斉にチェック
ポイントを採取するものとする。このことは、チェック
ポイント取得時において実行中であるプロセスはチェッ
クポイント処理専用プロセス２１のみであり、他のいか
なるプロセスも実行状態にはないことを示している。

【００７１】ここで、たとえば特定のプロセッサ１０が
間欠故障を発生させた場合を考える。この場合、故障回
復処理では、最後に取得したチェックポイントまでシス
テムの状態をロールバックし、後は各プロセッサがチェ
ックポイント取得時に実行していたチェックポイント処
理専用プロセス２１をリジュームすればよい。

【００７２】次に、図８Ｂを参照して、たとえば特定の
プロセッサ１０が固定故障を発生させた場合を考える。
この場合、故障処理では、最後に取得したチェックポイ
ントまでシステムの状態をロールバックし、後は各プロ
セッサがチェックポイント取得時に実行していたチェッ
クポイント処理専用プロセス２１をリジュームする。

【００７３】ただし、固定故障を発生させたプロセッサ
１０（図８Ｂではプロセッサ（１））は処理を実行でき
ない。これにより、その固定故障を発生させたプロセッ
サで実行されていたチェックポイント処理専用プロセス
２１は、いかなるプロセッサからも実行されなくなり、
かつ他のいずれの通常プロセスも故障したプロセッサに
ディスパッチされることがないため、固定故障を発生さ
せたプロセッサの切り離し（プロセッサの縮退、再コン
フィグレーション）が容易に実現されることとなる。

【００７４】（第２実施形態）図９は、本発明の第２実
施形態に係わる計算機システムの概略構成を示す図であ
る。

【００７５】１０はプロセッサであり、２０に示された
オペレーティングシステムを含めたソフトウェアを実行
する。２４はディスパッチャで、チェックポイント処理
部２５を有している。ディスパッチャ２４は、常にチェ
ックポイント処理部２５を呼び出すわけではなく、チェ
ックポイント処理実行指示部２６がチェックポイント処
理の実行を指示している場合にだけ呼び出す。そしてチ
ェックポイント取得条件が成立した場合、チェックポイ
ント処理実行指示部２６にてチェックポイント処理の実
行指示される。

【００７６】チェックポイント処理実行指示部２６によ
ってチェックポイント処理の実行が指示されると、ディ
スパッチャ２４は、チェックポイント処理部２５を呼び
出す。

【００７７】このチェックポイント処理の実行指示は、
たとえばソフトウェアにおける変数をフラグとして用
い、チェックポイント処理の実行を指示する場合にフラ
グをセット（１）する。したがって、ディスパッチャ２
４は、このフラグがセット（１）されている場合にの
み、チェックポイント処理部２５を呼び出せば良い。

【００７８】次に、図１０乃至図１２を参照して本実施
の形態の計算機システムの動作手順を説明する。図１０
は、チェックポイント処理部２５を備えたディスパッチ
ャ２４の処理の流れを示すフローチャートである。

【００７９】チェックポイント処理部２５を備えたディ
スパッチャ２４は、チェックポイント処理実行指示部２
６からの指示が通知されているか否かを監視し（ステッ
プＤ１）、チェックポイント処理部２５の実行が指示さ
れている場合には、チェックポイント処理部２５の実行
指示をクリアした後（ステップＤ２）、チェックポイン
トの採取を行なう（ステップＤ３）。

【００８０】そして、このチェックポイントの採取が完
了すると、通常のディスパッチャの処理を実行する（ス
テップＤ４）。すなわち、優先度の高いプロセスを選択
してプロセッサにそのプロセスを実行させる。

【００８１】図１１は、チェックポイント取得条件の成
立を通知し、ディスパッチャ２４にチェックポイント処
理部２６の実行を指示する処理の流れを示すフローチャ
ートである。

【００８２】図１１に示すように、チェックポイント取
得条件が成立すると、割り込み処理あるいはサブルーチ
ンコールによって、チェックポイント取得条件の成立を
通知する処理を実行する（ステップＥ１）。ここではチ
ェックポイント処理部２５の実行を指示する。

【００８３】このチェックポイント処理部２５の実行指
示は、前述したように、たとえばソフトウェアにおける
変数をフラグとして用い、チェックポイント処理部２５
の実行を指示する場合にフラグをセット（１）する。し
たがって、ディスパッチャ２４は、このフラグがセット
（１）されている場合にのみ、チェックポイント処理部
２５を呼び出せば良い。

【００８４】図１２は、チェックポイント処理部２５に
よって取得されたチェックポイントから、再実行を行な
う場合の処理の流れを示すフローチャートである。この
場合、最後に取得されたチェックポイントの状態をまず
復元し（ステップＦ１）、続いてディスパッチャ２４を
先頭から呼び出す（ステップＦ２）。

【００８５】ここで、図１３を参照して本実施の形態の
計算機システムの動作を説明する。プロセッサが任意の
プロセスを実行している最中に、チェックポイント取得
条件が成立した旨の割り込みが発生すると（図１３の
（１））、チェックポイント処理実行指示部２６を介し
てチェックポイント処理部２５の実行を指示する（図１
３の（２））。

【００８６】この後、元のプロセスに制御が戻り、この
プロセスの一実行単位が終了すると、続いてディスパッ
チャが呼び出されるが、すでにチェックポイント処理部
２５の実行が指示されているので、ディスパッチャ２４
は、チェックポイントの取得を行なう（図１３の
（３））。

【００８７】このチェックポイントの取得が終了する
と、ディスパッチャ２４は、優先度の高いプロセスを選
択し、プロセッサ１０にそのプロセスを実行させるとい
う、通常のディスパッチャの処理に戻る（図１３の
（４））。

【００８８】このように、チェックポイント処理部２５
を備えたディスパッチャ２４を用いた場合には、チェッ
クポイントの取得は、常にディスパッチャの中でのみ実
行されるため、リスタート時のロックランアウトが不要
となる。従って、チェックポイント取得機能を含むオペ
レーティングシステムを大幅に簡単化でき、構築コスト
を大幅に低減することが可能となる。

【００８９】従って、上述実施の形態の計算機システム
によれば、チェックポイントは常に、チェックポイント
取得プロセスの中か、ディスパッチャの中でしか取得さ
れないこととなる。これにより、チェックポイント取得
時に、他のプロセスが実行されているといったことが一
切なくなり、従来のチェックポイントの取得方法では考
慮する必要のあった、上述の「まとまった単位」を考慮
することが不要になり、オペレーティングシステムが大
幅に簡単化できる。この結果、構築あるいは改良のコス
トを大幅に低減させることが可能となる。

【００９０】また、マルチプロセッサシステムにおいて
は、１部のプロセッサに固定故障が発生した場合にも、
故障が発生したプロセッサ用のチェックポイント処理専
用プロセスの実行を抑止することにより、容易にシステ
ムの再コンフィグレーション（プロセッサの縮退、切り
離し）を実現することが可能になる。

【００９１】

【発明の効果】以上詳記したように本発明によれば、チ
ェックポイント処理専用プロセスを設けることにより、
リスタート時のロックランアウト処理を不要にし構築コ
ストを大幅に低減させることができる。また、チェック
ポイントリスタート機能を備えたマルチプロセッサシス
テムにおいて、一部のプロセッサに故障が発生した場合
にも残りのプロセッサで処理を継続させることができ
る。さらに、チェックポイントリスタート機能を備えた
マルチプロセッサシステムにおいて、一部のプロセッサ
に故障が発生した場合にも残りのプロセッサで処理を継
続させることができるという優れた効果を奏する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施の形態に係る計算機システムの
ハードウェア構成を示すブロック図。

【図２】同実施の形態に係る計算機システムのメモリに
格納されるソフトウェアの機能を説明するための機能ブ
ロック図。

【図３】同実施の形態に係るチェックポイント処理専用
プロセスの処理の流れを示すフローチャート。

【図４】同実施の形態に係るチェックポイント処理専用
プロセスをウェイクアップさせる処理の流れを示すフロ
ーチャート。

【図５】同実施の形態に係るチェックポイント処理専用
プロセスによって取得されたチェックポイントから再実
行を行なう場合の処理の流れを示すフローチャート。

【図６】同実施の形態に係る計算機システムの動作を説
明するための図。

【図７】同実施の形態に係るｓｌｅｅｐ状態にあるチェ
ックポイント処理専用プロセスをｒｅａｄｙ状態にする
場合を説明するための図。

【図８】同実施の形態に係る、マルチプロセッサシステ
ムの構成を示すブロック図（８Ａ）、及びそのシステム
に於いて固定故障が発生した場合のマルチプロセッサシ
ステムの動作を説明するための図（８Ｂ）。

【図９】第２実施の形態に係る計算機システムの構成を
示すブロック図。

【図１０】同実施の形態に係る、チェックポイント処理
部を備えたディスパッチャの処理の流れを示すフローチ
ャート。

【図１１】同実施の形態に係る、ディスパッチャにチェ
ックポイント処理部の実行を指示する処理の流れを示す
フローチャート。

【図１２】同実施の形態に係る、チェックポイント処理
部によって取得されたチェックポイントから、再実行を
行なう場合の処理の流れを示すフローチャート。

【図１３】同実施の形態に係る、計算機システムの動作
を説明するための図。

【図１４】同実施の形態に係る、計算機のチェックポイ
ント／ロールバック機能を説明するための図。

【図１５】従来の計算機システムが通常の処理を実行し
ている途中で、チェックポイント処理を実行している様
子を示す図。

【図１６】従来の計算機システムがチェックポイントを
取得しながら処理を進めていく途中で故障が発生し、最
終チェックから再実行している様子を示す図。

【図１７】従来のロッククラスのレベルの設定例を示す
図である。

【図１８】デッドロックの発生を説明するための図であ
る。

【図１９】ロックランアウト処理を説明するための図で
ある。

【符号の説明】

１０…プロセッサ、 １２…メモリ、 １３…ＢＩＢ、 ２１…チェックポイント処理専用プロセス、 ２２…スリープ部、 ２３…ウェイクアップ部、 ２４…ディスパッチャ、 ２５…チェックポイント処理部。

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成８年１０月２２日

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０００６

【補正方法】変更

【補正内容】

【０００６】図１５は、プロセッサが通常の処理を実行
している途中で、チェックポイント処理を実行している
様子を示している。時刻ｔ１では、チェックポイントの
取得を促すようなイベントの発生に伴なう割り込み処理
（図１５の（１））の中で、チェックポイント処理（図
１５の（２））を行なっている。

【手続補正２】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０００７

【補正方法】変更

【補正内容】

【０００７】また、時刻ｔ２では、最後にチェックポイ
ントが取得されてから一定時間が経過したときに生ずる
タイマ割り込みの処理（図１５の（３））の中で、チェ
ックポイント処理（図１５の（４））を行なっている。
すなわちチェックポイントは、任意のプロセス実行中に
取得されていた。

【手続補正３】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】０００８

【補正方法】変更

【補正内容】

【０００８】図１６は、チェックポイントを取得しなが
ら処理を進めていく途中で故障が発生し、最終チェック
ポイントから処理を再実行している様子を示している。
時刻ｔ１およびｔ２でチェックポイントを取得した後に
故障が発生すると（図１６の（１））、最後に取得した
チェックポイント（ｔ２）から処理が再実行される（図
１６の（２））。

Claims (21)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 少なくとも１つのプロセッサと、 このプロセッサに対応してそれぞれ設けられ、故障など
   によって中断されたプロセスを再開始するためのチェッ
   クポイントを取得するチェックポイント処理専用プロセ
   スと、 前記プロセスの実行中に割り込みを行ない、前記チェッ
   クポイント処理専用プロセスを待機状態から実行可能状
   態にする割り込み手段と、 この割り込み手段によって実行可能状態にされたチェッ
   クポイント処理専用プロセスをディスパッチするディス
   パッチ手段と、 このディスパッチ手段によりディスパッチされた前記チ
   ェックポイント処理専用プロセスがチェックポイントを
   取得後、前記チェックポイント処理専用プロセスを再度
   待機状態にする待機状態移行手段とを具備したことを特
   徴とする計算機システム。
2. 【請求項２】 前記割り込み手段による割り込み処理
   は、チェックポイント取得条件が成立した後に行なわれ
   ることを特徴とする請求項１記載の計算機システム。
3. 【請求項３】 前記チェックポイント取得条件は、プロ
   セッサのコード中にチェックポイントの取得が指示され
   ている場合に成立することを特徴とする請求項２記載の
   計算機システム。
4. 【請求項４】 前記チェックポイント取得条件は、前記
   チェックポイント処理専用プロセスによってチェックポ
   イントが取得された後、所定時間経過後に成立すること
   を特徴とする請求項２記載の計算機システム。
5. 【請求項５】 前記チェックポイント取得条件は、メモ
   リの更新前のイメージデータを採取するＢＩＢに格納さ
   れるイメージデータのデータ量によって決定されること
   を特徴とする請求項２記載の計算機システム。
6. 【請求項６】 前記チェックポイント取得条件は、メモ
   リの更新後のイメージデータを採取するＡＩＢに格納さ
   れるイメージデータのデータ量によって決定されること
   を特徴とする請求項２記載の計算機システム。
7. 【請求項７】 前記チェックポイント処理専用プロセス
   の前記ディスパッチ手段によるディスパッチは、タイム
   シェアリング処理により行なわれることを特徴とする請
   求項１記載の計算機システム。
8. 【請求項８】 前記プロセッサのいずれかに一時故障が
   発生した場合に、前記チェックポイント処理専用プロセ
   スによって最後に取得されたチェックポイント時のプロ
   セッサの状態を復元する復元手段をさらに具備したこと
   を特徴とする請求項１記載の計算機システム。
9. 【請求項９】 前記復元手段によりプロセッサの状態が
   復元された後、前記チェックポイント処理専用プロセス
   をカレントプロセスとしてプロセッサの処理を実行させ
   ることを特徴とする請求項８記載の計算機システム。
10. 【請求項１０】 前記プロセッサのいずれかに固定故障
    が発生した場合に、前記固定故障が発生したプロセッサ
    以外のプロセッサの状態を前記チェックポイント処理専
    用プロセスによって最後に取得されたチェックポイント
    時のプロセッサの状態に復元する復元手段をさらに具備
    したことを特徴とする請求項１記載の計算機システム。
11. 【請求項１１】 前記復元手段によりプロセッサの状態
    が復元された後、前記チェックポイント処理専用プロセ
    スをカレントプロセスとして前記固定故障が発生したプ
    ロセッサ以外のプロセッサの処理を実行させることを特
    徴とする請求項１０記載の計算機システム。
12. 【請求項１２】 少なくとも１つのプロセッサと、 チェックポイント取得条件が成立した場合に、故障など
    によって中断されたプロセスを再開始するためのチェッ
    クポイントの取得を指示するチェックポイント取得指示
    手段と、 オペレーティングシステムのディスパッチャに設けら
    れ、前記プロセッサに対応する各チェックポイントを取
    得するチェックポイント取得手段と、 このチェックポイント取得指示手段によりチェックポイ
    ントの取得が指示された場合に、前記チェックポイント
    取得手段を実行可能な状態にする実行可能手段と、 この実行可能手段によって実行可能状態にされたチェッ
    クポイント取得手段をディスパッチするディスパッチ手
    段と、 このディスパッチ手段によりディスパッチされた前記チ
    ェックポイント取得手段がチェックポイントを取得後、
    前記チェックポイント取得手段を再度待機状態にする待
    機状態移行手段とを具備したことを特徴とする計算機シ
    ステム。
13. 【請求項１３】 前記チェックポイント取得条件は、プ
    ロセッサのコード中にチェックポイントの取得が指示さ
    れている場合に成立することを特徴とする請求項１２記
    載の計算機システム。
14. 【請求項１４】 前記チェックポイント取得条件は、前
    記チェックポイント取得手段によってチェックポイント
    が取得された後、所定時間経過後に成立することを特徴
    とする請求項１２記載の計算機システム。
15. 【請求項１５】 前記チェックポイント取得条件は、メ
    モリの更新前のイメージデータを採取するＢＩＢに格納
    されるイメージデータのデータ量によって決定されるこ
    とを特徴とする請求項１２記載の計算機システム。
16. 【請求項１６】 前記チェックポイント取得条件は、メ
    モリの更新後のイメージデータを採取するＡＩＢに格納
    されるイメージデータのデータ量によって決定されるこ
    とを特徴とする請求項１２記載の計算機システム。
17. 【請求項１７】 前記チェックポイント取得手段による
    チェックポイントの取得は、タイムシェアリング処理に
    より行なわれることを特徴とする請求項１２記載の計算
    機システム。
18. 【請求項１８】 前記プロセッサのいずれかに一時故障
    が発生した場合に、前記チェックポイント取得手段によ
    って最後に取得されたチェックポイント時のプロセッサ
    の状態を復元する復元手段をさらに具備したことを特徴
    とする請求項１２記載の計算機システム。
19. 【請求項１９】 前記復元手段によりプロセッサの状態
    が復元された後、前記チェックポイント取得手段による
    チェックポイントの取得をカレントプロセスとしてプロ
    セッサの処理を実行させることを特徴とする請求項１８
    記載の計算機システム。
20. 【請求項２０】 前記プロセッサのいずれかに固定故障
    が発生した場合に、前記固定故障が発生したプロセッサ
    以外のプロセッサの状態を前記チェックポイント取得手
    段によって最後に取得されたチェックポイント時のプロ
    セッサの状態に復元する復元手段をさらに具備したこと
    を特徴とする請求項１２記載の計算機システム。
21. 【請求項２１】 前記復元手段によりプロセッサの状態
    が復元された後、前記チェックポイント取得手段による
    チェックポイントの取得をカレントプロセスとして前記
    固定故障が発生したプロセッサ以外のプロセッサの処理
    を実行させることを特徴とする請求項２０記載の計算機
    システム。