JPH0934849A

JPH0934849A - 入出力方法

Info

Publication number: JPH0934849A
Application number: JP7179799A
Authority: JP
Inventors: Masaaki Shimizu; 正明清水; Toshiaki Mori; 利明森; Toshiyuki Ukai; 敏之鵜飼; Toyohiko Kagimasa; 豊彦鍵政
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1995-07-17
Filing date: 1995-07-17
Publication date: 1997-02-07

Abstract

(57)【要約】【目的】並列コンピュータシステムで、演算ノードから
入出力ノードへのファイル入出力を並列で行い、スルー
プットを向上する。【構成】演算ノード１０１のユーザアプリケーションプ
ログラム１０４から送られてくる入出力要求１０５は入
出力要求分割管理部１０６で複数の要求に分割され分割
要求管理ブロック１０８に登録されて管理される。分割
要求発行部107は分割要求管理ブロック１０８に登録さ
れた複数の分割された要求を取り出し連続で入出力ノー
ド１２０に転送する。入出力ノード１２０ではそれぞれ
の要求の入出力処理を行い、演算ノード１０１に報告す
る。入出力ノード１２０からの入出力終了報告は入出力
結果受信部１０９で受信され入出力結果統合部１１０に
送られる。入出力結果統合部１１０で分割する前の要求
に対する入出力結果を作成しユーザアプリケーションプ
ログラム１０４に報告する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は並列コンピュータの入出
力方法に係り、特にその入出力性能を高める方法に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】演算ノードと入出力ノードとを有する並
列コンピュータシステムでは、演算ノードは入出力要求
を入出力ノードに転送し、入出力ノードでは入出力要求
を入出力ノード内で実行して処理を完了したあとに、処
理結果もしくはデータを要求元の演算ノードに転送する
ことで分散ファイルシステムを実現している。

【０００３】こうした機能は、ノード間の要求転送やデ
ータ転送を管理するマイクロカーネル等のオペレーティ
ング・システム（以下ＯＳ）を各ノードで実行し、更に
入出力ノードではファイルを管理する入出力機能を持つ
ことによって実現している。

【０００４】このとき、入出力ノードのＯＳは自ノード
からの入出力要求と、他ノードである演算ノードからの
入出力要求とを同等に扱うことができるようにしてい
る。この機能により、演算ノードからの入出力要求を入
出力ノードに転送して実行している。例として、演算ノ
ードからのファイル出力では、出力要求は要求とデータ
を一度入出力ノードに転送し、入出力ノードではその要
求を自ノード内での出力要求と同様に処理する。その
後、処理結果を演算ノードに戻している。また、演算ノ
ードでのファイル入力では、入力要求を入出力ノードに
転送し、入出力ノード内で入力処理を行った後に、入出
力ノード内に読み込まれたデータを演算ノードに転送し
ている。

【０００５】こうしたＯＳについては、例えば、文献
（Roman Zajcew,Paul Roy, DavidBlack他：“An OSF／1
UNIX for Massively Parallel Multicomputers”,Proc
eedings of the Winter 1993 USENIX conference,San D
iego, January ２５−２９，１９９３，pp４４９−４６
８のｐｐ４５３ File System Enhancements)に説明され
ている。

【０００６】このＯＳ機能は並列コンピュータの全ての
ノードで、一つのファイルシステムビューを共有するこ
とを可能にするものである。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】マイクロカーネルＯＳ
を使用した並列コンピュータシステムでは、演算ノード
からの出力要求およびデータは、マイクロカーネルが入
出力ノードに一括転送して実行し、入力要求は入出力ノ
ードで実行し、得た入力データを要求元の演算ノードに
一括転送する。このような方法には次の問題点がある。

【０００８】問題は入出力データの転送を一括で行うの
で、データ転送と物理入出力とを並列動作させることが
できないことである。マイクロカーネルは演算ノードの
入出力要求を、入出力ノードに転送したり、逆に読出し
データを演算ノードに転送したりするが、このデータ転
送のフェーズが物理入出力のフェーズとは全く独立して
行われるので、演算ノードからの入出力時間＝データ転送時間＋物理入
出力時間のコストがかかる。

【０００９】本発明の目的は、演算ノードと入出力ノー
ドの間の入出力データ転送と、入出力ノードでのデバイ
ス入出力とを並列動作させて、入出力のスループットを
向上し、演算ノードからの入出力時間＜データ転送時間＋物
理入出力時間にすることにある。

【００１０】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明のデータ入出力制御方法は、演算を行う単数
または複数の演算ノードと、入出力デバイスを保持して
演算ノードからの要求に応じて入出力を行う単数または
複数の入出力ノードとを有する並列コンピュータで、演
算ノード上のユーザアプリケーションプログラム（以下
ＵＡＰ）からの入出力要求を複数に分割して入出力ノー
ドへ転送し、転送と入出力ノードにおけるデバイス入出
力とを並列で実行する。

【００１１】さらに本発明の望ましい態様では、演算ノ
ードでＵＡＰからの入出力要求データを複数に分割して
入出力ノードへ送出し、送出と入出力ノードにおけるデ
バイス入出力データ送出とを並列で実行する。

【００１２】さらに本発明の望ましい態様では、演算ノ
ードは入出力ノードの処理の終了を待たずに次の分割要
求を入出力ノードに送出する。

【００１３】さらに本発明の望ましい態様では、分割し
た要求の状態を保持してすべての分割した要求が終了し
たことを判定する。

【００１４】さらに本発明の望ましい態様では、演算ノ
ードでの要求分割と分割要求送出および入出力ノードで
の分割入出力に要する総時間が最短になるように、要求
分割の単位を決定する。

【００１５】さらに本発明の望ましい態様では、演算ノ
ードでの要求分割と分割要求転送および入出力ノードで
の分割入出力に要する時間が、入出力要求分割無しで転
送および入出力を行った場合よりも所要時間が短い場合
に、要求分割および分割入出力を行う。

【００１６】

【作用】演算ノードでＵＡＰから要求された入出力要求
は、自ノードのマイクロカーネルＯＳもしくはそれに準
じるプログラムが複数の入出力要求に分割し、ターゲッ
トの入出力ノードに転送する。このとき、前要求の終了
をまたずに複数の要求を連続発行することで、要求の転
送と入出力ノードにおける物理入出力とを並行動作させ
て、高いスループットを実現できる。このときに、分割
のオーバーヘッドや起動回数に依存するデバイス起動オ
ーバーヘッドが、並列動作の効果よりも大きくならない
ような要求の分割単位を選択する。また、分割のオーバ
ーヘッドが大きく、分割なしの入出力よりも分割した入
出力の方が入出力時間を要するときには、分割を行わな
い。

【００１７】

【実施例】

［実施例１］図１は本発明による並列コンピュータシス
テムの一実施例のブロック図である。並列コンピュータ
システムは大きく分けて、単数または複数の演算ノード
101,単数または複数の入出力ノード１２０から構成さ
れ、これらノード間をノード間の通信機構１５０によっ
て接続されている。並列コンピュータシステムは、演算
ノード１０１のＵＡＰから入出力要求が発行されると演
算ノード１０１内で要求を分割し、分割した要求を連続
で入出力ノード１２０に転送する。入出力ノード１２０
では演算ノード１０１から転送されてくる入出力要求を
受けとる動作と並列に、以前に受けとった要求を入出力
デバイスに発行する。

【００１８】演算ノード１０１はマイクロカーネル等の
オペレーティング・システム（以下ＯＳ）１０２とUAP1
04等から構成され、UAP104からの入出力要求に従ってOS
102が要求を分割し、入出力ノード１２０に分割した要
求を転送する。ＯＳ１０２は、データ転送および入出力
管理部１０３およびノード間通信処理部１１６等で構成
される。データ転送および入出力管理部１０３は、入出
力要求分割管理部106,分割要求発行部１０７，分割要求
管理ブロック１０８のリスト、入出力結果受信部１０
９，入出力結果統合部１１０等から構成される。また、
データ転送および入出力管理部１０３で、分割した要求
を管理するために使用する分割要求管理ブロック１０８
からポイントされる入出力コマンド語１１２，１１３の
格納領域、および入出力コマンド語に付随するデータを
格納するデータエリア１１４，115が確保されている。

【００１９】演算ノード１０１とノード間通信機構１５
０を介して接続される入出力ノード１２０は、演算ノー
ド１０１からの入出力要求に従ってファイル入出力を行
う。入出力ノード１２０は、ファイルシステム１２１，
ＯＳ１２５，入出力デバイス１３０等から構成される。
ファイルシステム１２１は、ファイル処理部１２２等か
ら構成される。

【００２０】ＯＳ１２２は入出力デバイス駆動部１２
４，ノード間通信処理部１２４等から構成される。

【００２１】演算ノード１０１，入出力ノード１２０を
構成する特徴となる構成部分の詳細説明は後で行う。

【００２２】図２から図４を参照して、本実施例におけ
る入出力処理の概略について説明する。図２と図４は演
算ノード１０１内の処理フローを示したものであり、図
３は入出力ノード１２０内の処理フローを示したもので
ある。

【００２３】演算ノード１０１のUAP104から発行された
入出力要求１０５は演算ノード101のＯＳ１０２内部の
データ転送および入出力管理部１０３で受け付けられ
る。まず入出力要求分割管理部１０６で、要求のサイズ
から分割すべきかどうか、また、分割する場合には分割
数が決定される（ステップ２０２）。この判別はあらか
じめ決定された閾値で行う。ここで、入出力要求１０５
を分割すると決定していれば複数の要求とデータに分割
する（ステップ２０３）。

【００２４】次に、分割した要求をひとまとめに管理す
る分割要求管理ブロック１０８を一つ作成し、この分割
要求管理ブロック１０８にすべての分割した要求の入出
力コマンド語１１２とデータエリア１１４を登録する。

【００２５】本実施例で従来と大きく異なる所は、元の
要求１０５を分割してできた全ての要求の入出力コマン
ド語１１２とデータエリア１１４を一つの分割要求管理
ブロック１０８にまとめておくことである。要求１０５
が分割され複数の要求になっている時には、分割要求管
理ブロック１０８に複数の入出力コマンド語１１２と複
数のデータエリア１１４を登録し（ステップ２０４）、
要求１０５が分割されずに一つの要求のままの場合に
は、分割要求管理ブロック１０８に一つの入出力コマン
ド語１１２と一つのデータエリア１１４を登録する（ス
テップ２０９）。その後、作成した分割要求管理ブロッ
ク１０８をリストに登録する（ステップ２０５）。

【００２６】ステップ２０６では、管理ブロックリスト
に登録されている管理ブロック108が存在するかどうか
を判定し、管理ブロックが存在しなければ登録されるま
で待つ（ステップ２１０）。ステップ２０７で管理ブロ
ック１０８を一つ取り出し、分割要求発行部１０７で管
理ブロック１０８に登録されているすべての入出力コマ
ンド語１１２およびデータエリア１１４を入出力ノード
１２０に転送する（ステップ２０８）。ノード間通信処
理部１１６で、転送する要求をノード間の通信形式にま
とめて入出力ノード１２０に送出する。

【００２７】入出力ノード１２０のノード間通信処理部
１２４で受信した入出力要求は（ステップ３０１）、入
出力コマンド語１１２およびデータエリア１１４の形式
に復元され、ファイルシステム１２１に送られる。ファ
イル処理部１２２では、入出力コマンド語１１２および
データエリア１１４から、当ファイルの存在する入出力
デバイスへの要求を作成する（ステップ３０２）。ステ
ップ３０２で作成した要求をＯＳ１２５に発行する。Ｏ
Ｓ１２５内部の入出力デバイス駆動部１２３は要求に従
って入出力デバイス１３１の起動要求を発行する（ステ
ップ３０４）。ステップ３０５で非同期要求か、同期要
求かを判定し、非同期要求の場合にはデバイス起動完了
報告を演算ノード１０１に対して行う（ステップ３０
８）。デバイス起動完了報告３０９後および同期要求で
は、実際のデバイス動作の終了を待って（ステップ３０
６）終了報告および必要があればデータの転送を行う
（ステップ３０７）。これら報告およびデータは、ノー
ド間通信処理部１２４でノード間の通信形式にまとめて
演算ノード１０１に送出する。

【００２８】入出力ノード１２０から発行されるデバイ
ス起動完了報告および要求終了報告は、演算ノード１０
１のノード間通信処理部１１６で受信し、入出力結果受
信部１０９に送る（ステップ４０１）。次に入出力結果
統合部１１０では、まず報告を受けた要求が登録されて
いる管理ブロックを見つける（ステップ４０２）。そし
て、分割要求管理ブロック内の当する要求を示す起動完
了フラグを立て（ステップ４０３）、その要求の存在す
る管理ブロック１０８に登録されているすべての要求の
要求終了フラグが立っているかどうか判定する（ステッ
プ４０５）。全ての要求が終了していなければ次の報告
受付けを待ち、全ての要求が終了していれば、ステップ
４０５で結果を一括化する。

【００２９】次に、この要求が同期要求であるかどうか
を判定する（ステップ４０６）。非同期要求であった場
合は、UAP104に対してデバイス起動要求終了報告を行い
（ステップ４０９）、使用した分割要求管理ブロックお
よび分割時に作成した要求を削除する（ステップ４０
８）。ステップ４０６で、同期要求であった場合には、
ステップ４０７でUAP104に対して入出力結果報告を行う
（ステップ４０８）。その後、使用完了した管理ブロッ
ク１０８および分割時に作成した要求を削除する（ステ
ップ４０９）。

【００３０】本実施例で従来と大きく異なる所は、ノー
ド間通信処理部１１６とノード間通信処理部１２４との
ノード間通信と、入出力デバイス１３１での入出力とを
並列に行うことである。これにより、ノードを隔てたフ
ァイル入出力でネットワークオーバーヘッドを低減し、
高スループットを実現することができる。

【００３１】以下、本実施例についてさらに詳細に説明
する。

【００３２】まず、本実施例でUAP104から発行される入
出力要求について図５を用いて説明する。図５は演算ノ
ード上のＵＡＰであるファイル入出力を行うプログラム
の一例５０１と、ファイル入出力要求を受けて要求を転
送するＯＳおよび実際にデバイスに対して入出力を行う
オペレーティング・システムの動作５０２〜５０６の概
略を示したものである。

【００３３】入出力プログラム５０１は一般的なファイ
ル入出力プログラムを記述したものであり、ファイル入
出力はＷＲＩＴＥ部分で行われ、その前後に入出力を行
うための前後処理（ＯＰＥＮ／ＣＬＯＳＥ）が含まれ
る。ＲＥＡＤ部分ではパラメータとして、入出力を行い
たいファイルの識別子，データエリアおよび他の情報を
指定する。入出力プログラム５０１のＷＲＩＴＥ部分を
受けて同ノード（演算ノード）のＯＳが起動される。図
２ないし図４を用いて説明したとおりであるが、５０２
で要求を分割し、分割した要求それぞれに対して５０３
で要求コマンド語を作成する。ステップ５０３では複数
作成した要求コマンド語を入出力ノードに転送し、処理
を依頼する。そして、ステップ５０５で、すべての分割
した要求の入出力が完了するのを待つ。

【００３４】入出力ノードではステップ５０６で依頼さ
れたファイル入出力を実行し、結果を報告する。この報
告が演算ノードのＯＳに届くことで、演算ノードのＯＳ
は処理の終了を知る。すべての分割した要求が終了する
と、入出力完了待ちが解除され、入出力プログラム５０
１の処理が継続される。

【００３５】ＵＡＰが発行するファイル入出力要求の一
例を図６に示す。図６では入出力処理に用いられる入出
力要求の基本的な形式のものを示している。

【００３６】入出力要求には、入出力デバイスにデータ
を書き込む要求ＷＲＩＴＥと、入出力デバイスからデー
タを読み出す要求ＲＥＡＤがある。要求には、対象とな
るファイルを示すファイル識別子６０１およびデータの
転送対象となる記憶領域上のデータアドレス６０２と、
入出力すべきデータ長を指定するパラメータ６０３が指
定される。データアドレスが示す先には、演算ノード１
０１上の記憶装置に確保されたデータエリア６０４が存
在する。この記憶装置はたとえば物理メモリのような記
憶装置でも良いし、仮想化された主記憶装置でも良い。

【００３７】次に、演算ノードが使用する主要なリソー
スについて説明する。本発明で使用する主要なリソース
は図１に示す分割要求管理ブロック１０８のリストであ
る。分割要求管理ブロック１０８は複数の入出力コマン
ド語１１２および複数のデータエリア１１４を管理する
ために用いる。また、同時に複数の要求を受け付けるた
めに分割要求管理ブロック１０８をリストにして管理す
る。

【００３８】まず、図７を用いて分割要求管理ブロック
１０８の構造を説明する。分割要求管理ブロック１０８
は、次の要求ブロックを示す指示子７０１，分割前の要
求を示す指示子７０２，非同期要求識別フラグ７０３，
このブロックに含む分割要求数７０４と、このブロック
に含む分割要求数７０４の値をＮとするとＮ個の分割し
た要求を示す指示子を格納するフィールドを有してい
る。分割した要求を示す指示子は、分割した要求１を示
す指示子７０５，分割した要求２を示す指示子７０６，
…，分割した要求Ｎを示す指示子７０７がある。分割前
の要求を示す指示子とそれぞれの分割した要求を示す指
示子とには、要求終了フラグ７０８が付加している。

【００３９】単数もしくは複数のユーザが、一つの入出
力要求の終了を待たずに複数個の要求を多重に発行する
場合がある。複数の入出力要求それぞれを分割し、か
つ、それぞれの分割した要求の結果を集めるために、複
数の分割要求管理ブロックを持つ。この複数の分割要求
管理ブロックは、次の要求ブロックを示す指示子７０１
を使用してリストで管理されている。分割前の元の要求
を示す指示子７０２は、ユーザが発行した分割前の要求
を保持するためのものである。分割前の要求はユーザが
発行したままの状態で保持される。非同期要求識別フラ
グ７０３は分割前の要求が非同期要求であるかを識別す
るためのものである。このブロックに含む分割要求数７
０４はユーザが発行した要求を分割した個数を保持し、
この個数分の分割した要求を示す指示子が以降に保持さ
れている。ユーザの発行した要求が分割されなかった場
合には、このブロックに含む分割要求数７０４の値は０
であり分割した要求を示す指示子の領域は確保されな
い。要求終了フラグ７０８は同期要求および非同期要求
の結果を示すためのものである。

【００４０】分割前の要求を示す指示子７０２が示す要
求および分割した要求を示す指示子７０５，７０６，７
０７が示す要求はともに、図６に示した入出力要求の構
造を持つ。分割前の要求を示す指示子７０２が示す要求
は、ユーザが要求した要求をそのまま保持している。分
割した要求を示す指示子７０５，７０６，７０７が示す
要求はユーザが要求した要求と同じファイル識別子６０
１を持ち、データアドレス６０２とデータ長６０３は分
割したデータのアドレスとデータ長を保持する。

【００４１】入出力分割管理部１０６における要求分割
処理は本発明の特徴の一つであり、次に説明する。

【００４２】入出力分割管理部１０６は、ユーザからの
入出力要求によって起動される。ユーザからの入出力要
求８０１を受け取ると（ステップ２０１）、入出力分割
管理部はその要求が分割すべき要求かどうか調べる（ス
テップ２０２）。分割すべき要求かどうか調べる際に
は、要求のデータ長６０３を参照し、分割単位よりも大
きければ分割単位ごとに要求のデータを分割することを
決定する。この分割単位は分割オーバーヘッドおよび転
送準備のオーバーヘッドから算出するものであり、転送
とデバイス入出力とが並列動作できる単位を使用する。
単位が大きすぎると並列度が下がり、単位が小さすぎる
と、ノード間転送の回数に依存するオーバーヘッドが大
きくなってスループットが低下する。

【００４３】分割することが決定すると、データアドレ
ス６０２から始まりデータ長６０３の大きさで示される
データエリア８０５を分割単位で割り、Ｎ個に分割する
（８０６〜８０７）（処理２０３）。次に、分割したデ
ータを管理するための入出力要求をＮ個作成する（８０
９〜８１１）。分割した入出力要求を示す指示子７０５
〜７０７のデータアドレスはそれぞれ分割したデータエ
リア８０６〜８０８を指すようにする。また、分割した
入出力要求のそれぞれのデータ長は、データアドレスが
指し示すデータエリアのデータ長を保持するようにす
る。次に、分割要求管理ブロックを一つ確保し、Ｎ個の
分割した入出力要求とユーザが発行した分割前の要求を
登録する。その際、そのユーザの要求が非同期要求であ
れば、分割要求管理ブロック１０８内部の非同期要求識
別フラグ７０３に１を立て、同期要求であれば０を設定
する。その後、作成した分割要求管理ブロックをリスト
に登録し（ステップ２０５）、分割要求発行部１０７に
制御を移す。

【００４４】次に分割要求発行部１０７について説明す
る。

【００４５】入出力要求分割管理部１０６から、入出力
要求である分割要求管理ブロック１０８を受け取った分
割要求発行部１０７は、その分割要求管理ブロック１０
８に登録されている全ての分割した要求を発行する。通
常のユーザアプリケーションプログラムの場合、連続し
た同期要求は一つの要求の終了を待って次の要求を発行
するが、本発明の方法ではノード間転送とデバイス入出
力を並列で動作させるために要求の終了をまたずに連続
で要求を発行する。分割要求発行部１０７で、それぞれ
の分割された要求を発行すると、その要求はノード間通
信処理部１１６を経由して入出力ノード１２０に伝えら
れる。入出力ノード１２０における処理は前述したとお
りである。

【００４６】次に、本発明の特徴の一つである入出力結
果統合部１１０について説明する。

【００４７】入出力ノード１２０から戻ってくる入出力
要求のリプライには、ＲＥＡＤ等の同期要求の結果（入
出力終了または失敗）と読出したデータ，ＷＲＩＴＥ等
の非同期要求のデバイス起動の結果（起動要求完了また
は失敗）がある。これらのリプライ（これを報告と呼
ぶ）は、演算ノード１０１で、ノード間通信処理部116
と入出力結果受信部１０９を経由して入出力結果統合部
１１０にわたる。

【００４８】入出力結果統合部１１０では、報告の対象
となる要求を含む分割要求管理ブロック１０８を捜す。
捜す方法は、全ての分割要求管理ブロック１０８を検索
しても良いし、ハッシュテーブルを用いて検索をしても
良い（ステップ４０３）。次に、要求が正常終了してい
れば、分割要求管理ブロック１０８内部にある報告され
た要求に対応する要求終了フラグ７０８に１を立て、要
求が失敗していれば２を立てる。

【００４９】この要求終了フラグ７０８は対応する要求
が終了していれば値が入っており、まだ終了していなけ
れば０である。そして、現在対象としている分割要求管
理ブロック１０８内のすべての要求終了フラグが立って
いるかどうか判定する。判定方法は、全てのフラグが立
っているかどうかを確かめても良いし、フラグが０であ
る要求があるかどうかを確かめても良い。また、全ての
フラグの値を乗じて０かどうかを判定してもよい。０な
らば終了していない要求が存在することが分る。

【００５０】現在対象としている分割要求管理ブロック
１０８内のすべての要求が終了していなければ新たな終
了報告を待つ（ステップ４０５）。すべての要求が終了
していた場合には、ステップ４０５で結果を一括化す
る。結果の一括化では、すべての分割した要求が成功し
ていれば、ユーザが要求した分割前の要求も成功であ
り、この場合には、分割要求管理ブロック１０８内部の
分割前の要求を示す指示子７０２に対応する要求終了フ
ラグ７０８に１を立てる。もし、いずれか一つでも要求
が失敗していれば、ユーザが要求した分割前の要求は失
敗であり、要求終了フラグ７０８に２を立てる。

【００５１】次に、その要求が同期要求であるかどうか
を判定する（ステップ４０６）。判定は、報告対象とな
った要求を管理する分割要求管理ブロック１０８内部の
非同期要求識別フラグ７０３で行う。この識別フラグに
１が立っていると非同期要求であり、フラグが０ならば
同期要求である。非同期要求であった場合には、UAPに
対して非同期要求が終了したことを報告する（ステップ
４０９）。ステップ４０６で要求が同期要求であった場
合には、ＵＡＰに対して同期要求が終了したことを報告
する（ステップ４０７）。入出力要求発行時に止まって
いたＵＡＰは要求終了報告でふたたび動作することにな
る。最後に、入出力結果統合部１１０は、使用完了マた
分割要求管理ブロック１０８をリストから外し、分割時
に生成した要求と共に削除する（ステップ４０８）。

【００５２】次に図９を用いて演算ノード１０１，入出
力ノード１２０間のデータ転送と入出力ノード１２０で
のデバイス入出力との関係を、従来方式と比較する。従
来のノードを隔てた入出力では、入出力データの転送が
完全に終了した後に実際の入出力が行われていた。した
がって、ノードを隔てた入出力にかかる時間は、データ
転送時間９０２＋データ入出力時間９０３＋データ転送
オーバーヘッド９０４＋入出力オーバーヘッド９０５で
あった。これに対して、本実施例のデータ転送方法およ
び入出力方法では、入出力要求を分割して発行すること
から、９０７と９１２あるいは９０８と９１３で見られ
るように、データ転送およびデバイス入出力を並列で行
われる所が出てくる。分割単位の最適値は分割して要求
するオーバーヘッドにより異なり、分割単位を細かくし
すぎると、分割回数に依存するコストが増大する。ま
た、分割単位を大きくしすぎると並列度が低下する。並
列に動作すると、最高では、Ｍａｘ（ノード間転送時
間，デバイス入出力時間）＋分割オーバーヘッドの時間
で要求が完了する。ノード間転送時間がデバイス入出力
時間よりも小さいとすると、デバイス入出力時間＋分割
オーバーヘッドの時間である。このとき、分割して要求
するコストが低いほど効果が大きくなる。これは、分割
単位をより細かくできることで並列度が向上するからで
ある。更に今後は高速プロセッサを搭載した並列コンピ
ュータ，超並列コンピュータでノードを隔てた通信及
び、入出力のスループットが望まれることが望像され
る。このような場合にも、分割するオーバーヘッドを低
く抑え、ノードを隔てた入出力のスループットを向上す
ることが可能である。

【００５３】

【発明の効果】本発明によれば、演算ノードから入出力
ノードにデータを転送して入出力する時間を短縮するこ
とが可能になる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による並列コンピュータシステムの実施
例１のブロック図。

【図２】実施例１の演算ノード内の要求発行処理を示す
フローチャート。

【図３】実施例１の入出力ノード内の処理を示すフロー
チャート。

【図４】実施例１の演算ノード内の要求受信処理を示す
フローチャート。

【図５】実施例１の入出力要求処理の一例の説明図。

【図６】実施例１の入出力要求処理の一例の説明図。

【図７】実施例１の分割要求ブロックの一例の説明図。

【図８】実施例１の入出力要求分割の一例のブロック
図。

【図９】実施例１の従来の入出力と本発明の入出力の説
明図。

【符号の説明】

１０１…演算ノード、１０４…ユーザアプリケーション
プログラム、１０５…入出力要求、１０６…入出力要求
分割管理部、１０７…分割要求発行部、１０８…分割要
求管理ブロック、１０９…入出力結果受信部、１１０…
入出力結果統合部、１２０…入出力ノード。

フロントページの続き (72)発明者鍵政豊彦東京都国分寺市東恋ケ窪１丁目280番地株式会社日立製作所中央研究所内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】演算を行う単数または複数の演算ノード
と、入出力デバイスを保持して前記演算ノードからの要
求に応じて入出力を行う単数または複数の入出力ノード
とを有する並列コンピュータにおいて、前記演算ノード
上のユーザアプリケーションプログラムからの入出力要
求を複数に分割して前記入出力ノードへ転送し、前記転
送と前記入出力ノードにおけるデバイス入出力とを並列
に実行することを特徴とする入出力方法。
【請求項２】請求項１において、前記演算ノードで前記
ユーザアプリケーションプログラムからの入出力要求を
複数に分割して前記入出力ノードへ送出し、前記送出と
前記入出力ノードにおけるデバイス入出力とを並列に実
行する入出力方法。
【請求項３】請求項１において、前記演算ノードは、前
記入出力ノードの処理の終了を待たずに次の分割要求を
前記入出力ノードに送出する入出力方法。
【請求項４】請求項１において、前記演算ノードは分割
した要求の状態を保持して、すべての分割した要求が終
了したことを判定する入出力方法。
【請求項５】請求項１において、前記演算ノードでの要
求分割と分割要求送出および前記入出力ノードでの分割
入出力に要する総時間が最短になるように、要求分割の
単位を決定する入出力方法。
【請求項６】請求項１において、前記演算ノードでの要
求分割と分割要求転送および前記入出力ノードでの分割
入出力に要する時間が、入出力要求分割なしで転送およ
び入出力を行った場合よりも所要時間が短い場合に、前
記要求分割および前記分割入出力を行う入出力方法。