WIPO专利WO1991014230A1 Message communication processing system

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公开号:WO1991014230A1
申请号:PCT/JP1991/000293
申请日:1991-03-05
公开日:1991-09-19
发明作者:Syuji Hamada；Koji Miyazaki；Hidefumi Maruyama
申请人:Fujitsu Limited；
IPC主号:H04L29-00

专利说明:
[0001] 明細書メッセージ通信処理方式
[0002] 〔技術分野〕
[0003] 本発明はメッセージ通信処理方式に関し、特に、複数のノードでネットワークを構成する分散処理システムにおいて、あるノードに存在するクライアントと他のノードに存在するサーバとの間のメッセージ通信、あるノ一ドと他のノードの間のサーバ間のメッセージ通信、及び、あるノード内のサーバ間のメッセージ通信の処理方式に関する。
[0004] 〔背景技術〕
[0005] 近年、複数のノ一ドでネットワークを構成する分散処理システムの利用が多方面で進展している。例えば、 LAN (Loca l Ar ea Networ k) への利用である。各ノードはプロセッサ、メモリ等で構成され、これらは光フアイバ等で結合されてネットワークを構成している。分散処理システムとはノード間若しくは各ノ ―ド内でプロセッサを中心にしてメッセージの分散処理を行い処理の高速化を図るシステムである。
[0006] 分散処理システムにおいて、あるノードに存在するクライアントと他のノ ― ドに存在するサーバとの間のメッセージ通信、若しくはあるノ一ド内でのサーバ間のメッセージ通信に際して、ハ一ドウヱァに起因して若しくはソフトウェアに起因してサーバクラッシュが発生することがある。一般に、ハードウヱァに起因するサ一バクラッシュに対処する方法として、現用系のシステムの他に待機系のシステムを設け、現用系でサーバクラッシュが発生したならば直ちに待機系に切り換えてシステムダウンを防止している。
[0007] —方、ソフトゥヱァに起因するサーバクラッシュに対処する方法は、従来、プ π グラムのバグを発見し手直しする以外になく、結局その間は待機系を使用することになる。
[0008] 〔発明の開示〕
[0009] 本発明の 1つの目的は、あるノードに存在するクライアントと他のノ一ドに存在するサーバとの間のメッセージ通信、あるノードと他のノ一ドの間のサーバ間のメッセージ通信、及び、あるノード内のサーバ間のメッセージ通信において、主としてソフトウヱ了に起因するサーバクラッシュへの対応を小さなオーバーヘッドにより実現することにあり、
[0010] 本発明の他の目的は、あるノードに存在するクライアントと他のノ一ドに存在するサーバとの間のメッセージ通信において、クライアントからのサービスの要求を受け付ける受付サーバが、サービスの提供元となる処理サーバに対して、クライアントへのサービスの提供を要求するときに、処理サーバにて、送られてくるメッセージが再送のものであるか冗送のものであるかを効率的に検出することにあり、
[0011] 本発明のさらに他の目的ば、あるノードに存在するクライアントと他のノ一ドに存在するサーバとの間のメッセージ通信において、メッセージ識別子等を不揮発性メモリに保存しておき、特に送信側現用系がダウンしたとき、待機系が不揮発性メモリに保存されているメッセージ識別子の内容を参照し、現用系サーバに簪わって再送信を示す識別子を付加した上でメッセージを再送信するようにして、メッセージの脱送防止と冗送検出を行うことにある。
[0012] 上記の目的を達成するために、以下の本発明を提案する。本発明の基本的な形態によれば、分散処理システムにおけるメッセージ通信処理方式において、クライアントサーバと処理サーバの間に配置される受付サーバ内に、媒体の更新や資源の排他を伴わない参照処理のみの要求と、参照処理と共に資源の状態変更を伴う参照 ·更新処理の要求とを選別する要求判定手段を設けたことを特徴とし、
[0013] 本発明の 1つの形態によれば、処理サーバ内に、クライアントから送信されてくるメッセージに対しての処理が^了済であるか否かを判断する判断部と、該判断部により未処理と判断されたときにクライアントからのメッセ一ジの処理を実行する要求処理部と、該要求処理部の処理結果を不揮発性メモリに書き込む書込部と、該判断部により処理済と判断されたときにクライアントに対して処理済通知を発行し未処理と判断されたときはクライアントに対して該要求処理部の正常終了通知を発行する発行部とを備え、クライアントは、メッセージの再送処理に対して該発行部から処理済通知を受け取るときに正常と判断するように構成することを特徴とし、本発明の他の形態によれば、クライアントサーバと複数の処理サーバの間に受付サーバを設け、該受付サーバはクラィァントから受け付けたサービス要求の提拱元となる処理サーパを特定し、この特定した処理サーバに対してサービスの提供を要求するとともに、該受付サーバはさらに処理サーバに送信するメッセージに、該クライアントからのメッセージに付加されている識別子及び再送回数値を付加し、一方、処理サーバは、受付サーバによりメッセ一ジに付加された識別子及び 2種類の再送回数值を待機系への引継ぎ情報として保持し、処理サーバはさらに 2種類の再送回数値とこの再送回数値に対応する保持値とを比較し、該メッセージが再送メッセ一ジなのか冗送メッセ一ジなのかを検出するようにしたことを特徴とし、この比較に際して、再送回数值が対応の保持値より大きいときは再送メッセージと判断し、小さいときは冗送メッセージと判断し、等しいときは更にメッセージに付加されている受付サーバからの再送回数値が対応の保持値より大きい場合には再送メッセージと判断し、小さいか等しい場合には冗送メッセージと判断するように処理することを特徴とし、
[0014] 本発明のさらに他の形態によれば、現用系の他に待機系を有するシステムの現用系と待機系の間に、メッセージ及びこれに付加されたメッセージ識別子を保持する不揮発性メモリの両方の系で共有するように設け、さらに両方の系にメツセ —ジ識別子の異同を識別する識別子判定処理部を設け、該メッセージ識別子は多重要求 I Dと要求カウンタの内容と再送カウンタの内容により構成され、メッセージの送信に際しては多重要求 I D及びメッセージの新規再送の内容に応じ、対応したメッセージ識別子を付加して送信するようにしたことを特徴とする。
[0015] 〔図面の簡単な説明〕
[0016] 第 1図は本発明の基本的な形態の構成図、
[0017] 第 2図は本発明の第 1の形態の基本構成図、
[0018] 第 3図は第 1の形態を実現するためのソフトウエア構成の実施例構成図、
[0019] 第 4図は第 1の形態においてサーバが実行する処理のフ口
[0020] — -ャト
[0021] 第 5図は第 1の形態においてクライアントが実行する処理のフローチヤ一ト、
[0022] 第 6図は第 1の形態におけるメッセージ通信の処理の説明図、
[0023] 第 7 A及び 7 B図は分散処理システムの構成図、
[0024] 第 8 A及び 8 B図は従来の処理を説明するフ口一チャート , 第 9 A及び 9 B図は従来の処理の説明図、
[0025] 第 10図は本発明の第 2の形態の基本構成図、
[0026] 第 11図は第 2 の形態を適用する分散処理システム構成図、第 12図は第 2の形態においてクライアントが実行する処理のフローチヤ一ト、
[0027] 第 13図は第 2の形態においてファィル各管理サーバが実行する処理のフ口一チヤ一ト、
[0028] 第 14図は第 2の形態においてファィル資源管理サーバが実行する処理のフローチャート、第 15図は第 2の形態の基本的処理の説明図、
[0029] 第 16図は第 2の形態を説明するためのクライアントとサ一バ間の模式図、
[0030] 第 17図は第 2の形態におけるクライアントとサーバ間の不揮発性メモリの説明図、
[0031] 第 18図は第 2の形態におけるサーバとサーバ間の不揮発性メモリの説明図、
[0032] 第 19図は本発明の第 3の形態の基本構成図、
[0033] 第 20図は第 3の形態のメッセージ識別子の説明図、
[0034] 第 21図は第 3の形態のソフトゥユアによる実施例構成図、第 22図は第 3の形態における通常処理の送信側サーバのメッセージ送信処理のフローチャート、
[0035] 第 23図は第 3の形態における送信側サーバ再起動後のメッセージ再送信処理のフローチャート、及び、
[0036] 第 24図は第 3の形態における受信側サーバでのメッセージ受信処理のフローチャートである。
[0037] 〔発明を実施するための最良の形態〕
[0038] 第 1図は本発明の基本的な形態の構成図である。図示のように、クライアントプロセス 10と処理サーバ 30の間に受付サーバ 20を配置した構成とする。クライアントプロセス 10内には、データ処理部 11と、メッセージ送信部 12と、再送回数値管理部 13がある。受付サーバ 20内にはメッセージ受信部 21と. 処理サーバ特定部 22と、メッセージ送信部 23と、再送回数值管理部 24と、要求判定部 25がある。また、処理サーバ 30内にはメッセージ受信部 31と、引継ぎ情報管理部 32と、メッセージ属性検出部 33と、サービス提供部 34がある。
[0039] 本発明の基本的形態では受付サーバ 20内に要求判定部 25を設け、この要求判定部 25によって、後述する本発明の第 1、第 2、第 3の形態における各メッセージ通信の方式を切り分ける。即ち、各方式は要求の種別により選択され、その選択順位は以下の（ 1 )，（2 )，（3 )，（4 ) の順位とすることにより必要最小限のオーバーへッドに抑えることができる。以下の説明から明らかなように、（ 2 ) が第 1の形態に対応し- ( 3 ) が第 2の形態に対応し、（ 4 ) が第 3の形態に対応する o
[0040] ( 1 ) 媒体の更新や資源の排他を伴わない参照系の要求の場合である。この場合、再送機構のみ使用しオーバーへッドはない。なお、この場合は本発明では取り上げない。
[0041] ( 2 ) 更新系の要求であっても、再送や冗送を意識せずに処理し、要求元が処理済等の処理結果を判断することができる場合である。ここで、再送や冗送を意識とは再送や冗送要求を検出し、再要求を正常と見なしたり、要求を破棄することをいう。サーバとサーバとの間の通信の場合であり、後述する本発明の第 1の形態では処理サーバでのみ処理内容を不揮発性メモリに記憶する。
[0042] ( 3 ) クライアントから見た機能のァトミシティ保証のための処理を処理サーバが行う場合である。この場合、受付サ —バは処理サーバを特定するだけである。後述する本発明の第 2の形態では、処理サーバでのみ処理内容を不揮発性メモリに記憶する点では上記の（ 2) に同じである。しかし、受付サーバで独自の再送カウンタの付加を行う。ここで、アトミシティ保証のための処理とは創成を完全に遂行する処理を意味する。
[0043] (4) クライアントから見た機能のァトミシティ保証のための処理を受付サーバが中心に行う場合である。この場合、受付サーバは処理サーバに対して部品ィメージで処理を要求する。後述する本発明の第 3の形態では受付サーバと処理サーバの双方で処理内容を不揮発性メモリに記憶する。
[0044] 要求判定部 25の判定処理を以下に説明する。図中の（ 1 ) 一（4) は上記の（ 1 ) 一（4) に対応している。
[0045] ( 1 ) の要求のときは何の処理も行わない。単なる参照のみの要求だからである。
[0046] (2 ) の要求のときも何の処理も行わない。上述したように、更新系の要求であっても、再送や冗送を意識せずに処理し、要求元が処理済等の処理結果を判断するからである。
[0047] ( 3) の要求のときは、後述する第 2の形態で説明するように、クライアントと受付サーバ間、及び受付サーバと処理サーバ間に再送力ゥンタを設定し、さらにクライアントからのメッセージを識別するメッセージ識別子を設定する。
[0048] (4) の要求のときは、後述する第 3の形態で説明するように、識別子に多重要求 I Dを割当て、メッセージ識別子を具体的に設定する。メッセージ識別子は多重要求 I Dと要求カウンタと再送カウンタからなる。これは受付サーバと処理サーバ間で使用される。受付サーバのクラッシュに対処するために、受付サーバ側では送信メッセージの内容を不揮発性メモリに退避させる。
[0049] 本発明の第 1の形態について以下に説明する。
[0050] 第 7 A , 7 B図に示すようなプロセッサ 3、揮発性メモリ 4、不揮発性メモリ 5及び通信装置 6を備えたノ一ド 1が、ネットワーク 2によって接続されている分散処理システムを考える。このようなシステムにおける各ノード 1間の情報のやりとりは、メッセ一ジ通信により行われることになる。
[0051] 第 8 A , 8 B図は従来の処理のフローチャートである。ここで、第 8 A図はクライアントが実行するメッセージ送信処理で、第 8 B図はサーバが実行するメッセージ受信処理のフ口一チヤ一トであ。
[0052] メッセージ通信には、一般に、メッセージの遅延性と無順序性という問題がある。すなわち、メッセージは、任意の時間遅れる可能性があり、喪失する可能性もある。また、送信側で送る順序と受信側で受け取る順序とは一般に一致しない, このような間題に対して、従来技術では、次のような方法を採っていた。以下、或るノード 1 に存在するクライアントが、異なるノード 1に存在するサーバに対してメッセージにより処理を要求する場合を例にして説明する。
[0053] ( a ) メッセージの遅延性に対する対処
[0054] クライアントは、ある時間経過してもサーバからの返信メッセージを受信できない場合にはサーバに対して再度メッセージを送る。即ち、メッセージを再送する。
[0055] ( b ) メッセージの無順序性に対する対処クライアントは、サーバへの要求毎にメッセージに要求
[0056] I Dを昇頫に振る。要求 I Dを昇順に振るとは、再送する場合には同じ要求 I Dを使い、サーバからの返信を受信後、次の要求メッセージを送信するときには " 1 " を加算して要求
[0057] I Dを使うことを意味する。一方、サーバは、クライアント単位に要求 I Dを管理し、以下のプロトコルによってメッセージの選別を行う。
[0058] ( 1 ) 「管理している要求 I D」 = 「クライアントから送信されてきた新しい要求 I D」ならば、クライアントからのメッセージは再送であるので、クライアントには処理結果のみを通知する。
[0059] ( 2 ) 「管理している要求 I D」〉「クライアントから送信されてきた新しい要求 I D」ならば、クライアントからのメッセージは遅れてきた再送であるので無視する。
[0060] ( 3 ) 「管理している要求 I D」 < 「クライアントから送信されてきた新しい要求 I D」ならば、クライアントからのメッセージは新しい要求であるので、その要求を実行してクライアントに返信メッセージを送信するとともに、「管理している要求 I D」に「クライアントから送信されてきた新しい要求 I D」を設定する。
[0061] このように処理されるメッセージ通信にあつて、クライアントの存在するノード 1がクラッシュした場合のフオールトトレラント（F T ) 对策を実現するために、クライアントは、要求 I Dの昇順性を保証すベく要求 I Dを不揮発性メモリ 5 に書き込む構成を採って、サーバに要求を依頼する度にその内容を更新していく方法を採っている。そして、クラッシュ後は、この情報を揮発性メモリ 4に展開して矛盾のない状態に復元してから要求の発行を再開するよう処理している。ここで、フォールトトレラントとは積極的に冗長設計を取り入れて故障に対して強いシステムを実現しょうとするアブローチである。
[0062] 一方、サーバの存在するノード 1がクラッシュした場合のフォールトトレラント（ F T ) 対策を実現するために、サ一バは、クライアントから送信されてくる要求 I Dを不揮発性メモリ 5に書き込む構成を採って、新たな要求 I Dが送られてくる度毎にその内容を更新していく方法を採っている。このとき、サーバクラッシュの影響がクライアントに見えないようにするために、メッセージに対する処理結果やサーバの管理する環境を復元するための情報も不揮発性メモリ 5に書き込まれることになる。そして、クラッシュ後は、この情報を揮発性メモリ 4に展開して矛盾のない状態に復元してから要求の受付を再開するよう処理している。
[0063] 第 9 A , 9 B図は従来の処理の説明図であり、クラッシュ後のリカバリ処理を説明している。ここで、第 9 A図は、クライアントがクラッシュしたときに実行されるリカバリ処理を図示するものであり、第 9 B図は、サーバがクラッシュしたときに実行されるリ力バリ処理を図示するものである。
[0064] しかしながら、このような従来技術では、第 8 B図に示すフローチャートからも明らかなように、サーバは、サーバクラッシュに対処するために、処理結果（サーバの管理する環境を復元するための情報も含む）の他にメッセージに付されている要求 I Dも不揮発性メモリ 5に書き込まなくてはならないことになる。よく知られているように、不揮発性メモリ 5へのアクセスは揮発性メモリ 4へのアクセスよりも格段と処理時間を要することになる。これから、従来技術では、サ一バタラッシュに対処するためのオーバーへッドが大きくなるという問題点があった。
[0065] 本発明の第 1の形態はかかる事情に鑑みてなされたものであって、サーバクラッシュへの対応を小さなオーバーへッドでもつて実現できるようにする新たなメッセージ通信処理方式の提供を目的とする。
[0066] 第 2図は本発明の第 1の形態の基本構成図である。
[0067] 図中、 10は分散処理システムの他のノードに備えられるクライアントであって、サーバ 10に対してサービスを要求するもの、 30は分散処理システムの或るノードに備えられるサーバであって、特定のサービスを提供するもの、 40はメッセージ通信制御部であって、サーバ 30とクライアント 10との間のメッセージ通信を制御するものである。
[0068] サーバ 30は、要求処理部 35、揮発性メモリ 36、判断部 37、書込部 38、不揮発性メモリ 39、リカバリ部 40及び発行部 41を備える。この要求処理部 35は、クライアント 10からのサービス要求を処理し、揮発性メモリ 36は、要求処理部 35の処理結果を格納し、判断部 37は、クライアント 10からのサービス要求が終了済みであるのか否かを揮発性メモリ 36の格納データに従って判断し、書込部 38は、要求処理部 35の処理結果を不揮発性メモリ 39に書き込み、不揮発性メモリ 39は、書込部 38 により書き込まれた処理結果をクラッシュが発生しても保持し、リカノリ部 40は、クラッシュの回復時に不揮発性メモリ 39の保持する処理結果を揮発性メモリ 36に展開し、発行部 41 は、判断都 37により既処理であると判断されるときには、クライアント 10に対して既処理通知を発行するとともに、判断部 37により未処理であると判断されるときには、クライアント 10に対して要求処理部 35の正常終了通知を発行する。
[0069] クライアント 10は、通知内容判断部 14を備える。この通知内容判断部 14は、サーバ 30の発行部 41からの通知内容を判断する。
[0070] 本発明の第 1の形態では、サーバ 30は、サーバクラッシュに対してのフォールトトレラント（ F T ) 対策を実現するために、書込部 38の処理に従って、不揮発性メモリ 39に対して要求処理部 35の処理結果のみを書き込むよう処理し、リカバリ部 40の処理に従って、サーバクラッシュが発生してもこの書き込まれた処理結果を正常に回復できるよう処理する。そして、クライアント 10から処理済に関してのメッセージが再送されてくる場合には、発行部 41が、クライアント 10に対して、既に処理が終了していることを表示する既処理通知を発行する。
[0071] クライアント 10は、通知内容判断部 14の判断処理に従って. 発行部 41から既処理通知が発行されてくるときには、正常な処理が実行されているものと判断してメッセージの再送を終了する。このように、本発明の第 1の形態によれば、サーバ 30は、従来のように不揮発性メモリ 39に要求 I Dを書き込まないように処理することから、不揮発性メモリ 39に対してのァクセス回数が減ることで、サーバクラッシュへの对応を小さなォ一バーへッドでもつて実現できるようになるのである。
[0072] 以下、本発明の第 1の形態の実施例を詳細に説明する。第 3図は本発明の第 1の形態を実現するためのソフトウ二ァ構成の一実施例である。
[0073] 図中、第 2図で説明したものと同じものについては同一の記号で示してある。 301はサーバ 30が備えるサーバメッセージ通信処理部であつて、クライアント 10との間のメッセージ通信の制御を実行するもの、 302はサーバ 30が備えるサーバ要求処理部であつて、クライアント 10からのメッセージ通信により要求されるサービス処理を実行するもの、 15はクライ了ント 10が備える揮発性メモリであって、サーバ 30に送信するメッセージに付加される要求 I Dを管理するもの、 16はクライアント 10が備える不揮発性メモリであって、クライアントクラッシュに対応すベく揮発性メモリ 15に格納される要求 I Dと同一の要求 I Dを不揮発的に保持するもの、 100— 10 はクライアント 10が備えるクライアントメッセージ通信処理部であって、サーバ 30との間のメッセージ通信の制御を実行するもの、 50はメッセージ通信権管理部であって、クライアント 10に对してサーバ 30へのメッセージ送信の権限を与えるものである。
[0074] クライ了ントメッセージ通信処理部 100— 10は、サーバ 30 に対して新たなメッセージを送信する場合には、揮発性メモリ 15の要求 I Dに " 1 " を加算してその加算した要求 I Dを不揮発性メモリ 25に格納してから、送信メッセージにその加算した要求 I Dを付加してサーバ 30に対して送信していくとともに、所定の時間が経過してもサーバ 30側から返信がない場合には、送信メッセージに同じ要求 I Dを付加して再送していくことで、メッセ一ジ送信におけるシリアライズ処理を実行していくよう処理する。そして、クライアントクラッシュが発生してそのクラッシュが回復するときには、不揮発性メモリ 16に保持される要求 I Dを揮発性メモリ 15に展開していくことで、このメッセ一ジ送信のシリアライズ処理の继続を実現していくよう処理する。
[0075] 次に、第 4図は第 1の形態においてサーバが実行する処理フローチャートであり、サーバ 30が実行するクライアント 10 からのメッセージを受信したときの処理について説明する。
[0076] クライアント 10からのメッセージを受信すると、サーバ 30 は、先ず最初に、第 4図のフローチャートのステップ 1で示すように、揮発性メモリ 36を参照することで、クライアント 10から要求のある処理が既に処理されているものであるのか否かをチヱックする。このステップ 1のチヱック処理に従つて、要求のある処理が既に処理されているものであると判断するときには、ステップ 2に進んで、クライアント 10に対して既処理通知を発行する。一方、このステップ 1のチェック処理に従って、要求のある処理が未だ処理されていないものであると判断するときには、ステップ 3に進んで、要求のある処理を実行（サーバ要求処理部 302 が実行する）し、次のステップ 4で、サーバクラッシュへの対応のためにその処理結果を不揮発性メモリ 39に書き込み、続くステップ 5で、クライアント 10に封して正常終了通知を発行する。そして、サーバクラッシュが発生してそのクラッシュが回復するときには、不揮発性メモリ 39に保持される処理結果の管理データを揮発性メモリ 36に展開していくことで、このメッセージ受信の処理の継続を実現していくよう処理する。
[0077] 第 5図は第 1の形態においてクライアントが実行する処理フローチャートであり、このサーバ 30からの既処理 Z正常終了通知を受け取るクライアント 10の処理を説明する。クライアント 10は、サーバ 30から既処理通知を受け取るときには、正常終了通知と同様に正常であると判断するよう処理するのめ 0。
[0078] 第 6図は第 1の形態におけるメッセージ通信の処理の説明図であり、図示のように資源 Aのアサインを指定する「asn A J の処理がサーバ 30により正常に処理されると、同じ要求 I Dをもつ「asn A」が再送されるときに対しても処理済の既処理通知を通知するとともに、続いて、プログラムエラー等に従って別の要求 I Dをもつ「asn A」が送信されるときに対しても、処理済の既処理通知を通知するよう処理することになる。
[0079] 以上説明したように、本発明の第 1の形態によれば、クライアントからの新要求受付毎に行っていた要求 I Dの不揮発性メモリへの書込処理が不要になるようにできることから、サ一ノクラッシュに対処するための処理のォ—パ >ッドを大きく削減できるようになるのである。
[0080] 本発明の第 2の形態について以下に説明する。
[0081] 従来の技術において、アプリケーションプ πグラム間でメッセージ通信を行ってデータ処理を実行する構成を採る場合、送出したメッセージに対しての応答がないときには、そのメッセージの送出先のアプリケーションプログラムがダウンしたと判断される。これから、従来技術では、メッセージ通信をペースにしてデータ処理を実行する場合、送信したメッセ一ジに対して応答がないときには異常終了するという構成を
[0082] J>Kつ aいす：。
[0083] しかるに、メッセージの送信先がシステム内の固有な空間で走行して、空間内にシステム資源を閉じ込めてシステム全体の資源を制御するグロ一バル · サービスプログラ厶であるような場合では、そのサービスの提供を中断しないようにするために、現用系と待機系とを備えて、現用系がダウンするときには待機系にその処理を引き継いでいくことで、フォールトトレラント化する構成が採られることになる。これから. メッセージの送信元は、メッセージの送信先がグロ一バル ♦ サービスプログラムであるときには、送信したメッセージに対しての応答がない場合であっても、ダウンしているということは起こらないことに鑑みて、メッセージを再送していくという構成を採るようにしていくことが考えられる。
[0084] 第 16図は本発明の第 2の形態を説明するためのクライアントとサーバ間の模式図であり、第 17図はクライアントとサーバ間、第 18図はサーバとサーバ間の不揮発性メモリの説明図である。第 16図において、クライアントプロセス 10と、このクライアントプロセス 10からのサービス提供要求を受け付ける第 1のサーバ 30 aと、この第 1のサーバ 30 aからのサービス提供要求を受け付ける第 2のサーバ 30 bとが、メッセージ通信に従ってデータ処理を実行していく場合において、第 1 のサーバ 30 aと第 2のサーバ 30 bとがグロ一バル . サービスプログラムとして構成される場合に、メッセージ送信先としての第 1のサーバ 30 aがクラッシュするときには、第 17図に示すように、クライアントプロセス 10が処理を引き琏いだ新現用系の第 1のサーバ 30 aに対してメッセージを再送していくとともに、メッセ一ジ送信元としての第 1のサーバ 30 aがクラッシュするときには、第 18図に示すように、処理を引き琏いだ新現用系の第 1のサーバ 30 aが第 2のサーバ 30 bに対してメッセージを再送していくよう処理するのである。サ一パ 30 aからサーバ 30 bにメッセージ通信を行った後、サーバ 30 bがクラッシュした場合には、サーバ 30 aが処理を引き継いだ新規用系の第 2のサーバ 30 bに対してメッセージを返送していく。ここで、図中の F S Sは、現用系が待機系に処理を引き継ぐために必要となる情報を書き込んでおくための不揮発性の特別な記憶領域である。
[0085] このようなデータ処理構成を採るときに考慮しなければならないこととして、送られてくるメッセージが新規の要求に係るメッセージであるのか、あるいは再送メッセ一ジであるのか、あるいは冗送メッセージであるのかを知る必耍があるという点である。新規の要求に係るメッセージであれば、その要求の処理を実行しなければならないし、再送メッセージであれば、処理済であるか否かを判断して処理済でなければ処理を実行しなければならないし、冗送メッセージであれば、処理済であるので何も処理しないようにしなければならないからである。これから、メッセ一ジを再送していくことでフオールトトレラント化を図る場合には、受信側に再送 Z冗送メッセージを検出するための手段を備えていく必要がある。一方、第 1のサーバ 30 aが資源を残すような処理を実行するものであるときには、クラッシュ時に備えてその受け取つた要求情報を F S Sに記録していく必要があるものの、第 1 のサーバ 30 aが資源を残さないような処理を実行するものであるときには、クライアントプロセス 10から送られてくる要求をすベて新規な要求として扱ってしまえば、その受け取つた要求情報を F S Sに記録していく必要はない点が挙げられ ο
[0086] これから、第 1のサーバ 30 aが資源を残さないような処理を実行するものに対して、資源を残すものに適用する再送 Z 冗送メッセージの検出のァルゴリズムをそのまま適用する必要はないのであって、逆に、そのまま適用してしまうようにすると、不要な F S Sのメモリ領域を用意してしまうことになりかつ不要な再送 Z冗送メッセージ検出処理を行ってしまい性能を悪化させるという問題点がでてくる。
[0087] 本発明の第 2の形態はかかる背景に鑑みてなされたものであって、クライアントプロセスからのサービス要求を受け付ける受付サーバと、クライアントプロセスにサービスを提供する複数の処理サーバとを備えて、受付サーバがサービスの提供元となる処理サーバを特定してクライアントプロセスへのサービス提供を要求する構成を採るデータ処理システムにおいて、処理サーバが送られてくる再送 Z冗送メッセージを効率的に検出できるようにする新たなメッセージ属性検出処理方式の提供を目的とするものである。
[0088] 第 10図は本発明の第 2の形態の基本構成図である。
[0089] 図中、 10はクライアントプロセスであって、サービスの提供を受けながら所定のデータ処理を実行するもの、 20は受付サーバであつて、クライアントプロセス 10からのサービス要求を受け付けるもの、 30は複数備えられる処理サーバであつて、クライアントプロセス 10に对して規定のサービスを提供するものである。
[0090] クライアントプロセス 10は、データ処理部 11と、メッセ一ジ送信部 12と、再送回数值管理部 13とを備える。このデータ処理部 11は、データ処理の実行に必要となるサービスの提供要求を発行する。メッセージ送信部 12は、データ処理部 11から発行されるサービス要求に応答して受付サーバ 20に対してサービス要求メッセージを送信する。このとき送信されるメッセージには、メッセージの識別のための識別子と、該メッセージの再送回数を表示する再送回数值 aとが付加されることになる。再送回数值管理部 13は、このメッセージの再送回数值 aをメッセージの識別子と対応付けて管理する。
[0091] 受付サーバ 20は、メッセージ受信部 21と、処理サーバ特定部 22と、メッセージ送信部 23と、再送回数值管理部 24とを備える。このメッセージ受信部 21は、クライアントプロセス 10 から送られてくるサービス要求メッセージを受信する。処理サーバ特定部 22は、受信されたサービス要求メッセージが指定するサービスの提供元となる処理サーバ 30を特定する。メッセージ送信部 23は、受信されたサービス要求メッセージについてのサービス要求メッセージに特定された処理サーバ 30 に送信する。このとき送信されるメッセージには、クライアントプロセス 10から送られてきたメッセージに付されている識別子及び再送回数值 aが付加されることになるとともに、該メッセージの受付サーバ 20からの再送回数を表示する再送回数値 bが付加されることになる。再送回数値管理部 24は、この再送回数値 bをメッセージの識別子と対応付けて管理す o
[0092] このように、受付サーバ 20は、クライアントプロセス 10が必要とするサービスの提供元となる処理サーバ 30を特定する処理を実行するのであって、ディスクに情報を書き込んだりするような資源を残す処理を実行するものではない。これから、本発明の第 2の形態の受付サーバ 20は、クライアントプロセス 10から送られてくるサービス要求のメッセージを再送 Z冗送にかかわらず、すべて新規なものとして扱うことで F S Sへの引き継ぎ情報の記録を省略する構成を採っているのである。
[0093] 処理サーバ 30は、メッセージ受信部 31と、引継情報管理部 32と、メッセ一ジ属性検出部 33と、サービス提供部 34とを備える。このメッセージ受信部 31は、受付サーバ 20から送られてくるサービス要求メッセージを受信する。引継情報管理部 32は、受信されたメッセージに付されている識別子や 2種類の再送回数值 a ， b等の情報を待機系への引き继ぎ情報として不揮発的に保持する。メッセージ属性検出部 33は、受信されたメッセージに付されている識別子と、揮発性メモリに展開される引继情報管理部 32の保持する識別子とを比較することで、受信されたメッセージが新規のサービス要求にかかるものであるか否かを検出するとともに、新規なものでない場合には、受信されたメッセージに付されている 2種類の再送回数僮 a ， bと、揮発性メモリに展開される引綞情報管理部 32の保持する対応の保持值とを比較することで、受信されたメッセージが再送メッセージであるのか冗送メッセージであるのか検出する。サービス提供部 34は、メッセージ属性検出部 33の検出結果に応じてクライアントプロセス 10に対してサ —ビス提供処理を実行する。
[0094] 本発明の第 2の形態では、処理サーバ 30のメッセージ属性検出部 33は、先ず最初に、受信されたメッセージに付されている識別子が引继情報管理部 32に保持されているか否かを判断する。この判断処理により、保持されていないことを検出する場合には、受信されたメッセージが新規のサービス要求にかかるものであると判断する。一方、保持されていることを検出する場合には、続いて、受信されたメッセージに付されている再送回数值 aが引継情報管理部 32に保持される対応の保持值より大きいか小さいかを判断する。メッセージ属性検出部 33は、この判断処理により、受信されたメッセージに付されている再送回数値 aが対応の保持値より大きいことを検出する場合には、受信されたメッセージが再送メッセージであると判断し、逆に、小さいことを検出する場合には、受信されたメッセージが冗送メッセージであると判断する。一方、等しいことを検出する場合には、続いて、受信されたメッセージに付されている再送回数値 bが引继情報管理部 32に保持される対応の保持値より大きいか等しいか小さいかを判断する。
[0095] メッセージ属性検出部 33は、この判断処理により、受信されたメッセージに付されている再送回数値 bが対応の保持値より大きいことを検出する場合には、受信されたメッセージが再送メッセージであると判断し、等しいか小さいことを検出する場合には、受信されたメッセージが冗送メッセージであると判断する。
[0096] このように、本発明の第 2の形態では、処理サーバ 20が資源を残す処理を実行するものではないという特性に鑑みて、受付サーバ 20に送られてくるクライアントプロセス 10からのサービス要求のメッセージをすベて新規なものとして扱って- 受付サーバ 20ではメッセージの再送 Z冗送の判断をしないようにするとともに、 F S Sへの引き継ぎ情報の記録を省略する構成をとる。そして、処理サーバ 30は、送られてくるメッセージに付されている 2種類の再送回数値 a , bに従って、受信したメッセージが再送メッセージであるのか冗送メッセージであるのかを判断する構成を採るので、メモリ容量の削減を図りつつ、少ないダイナミックステツプ数でもつて効率的に再送 Z冗送メッセージを検出できるようになるのである < 以下、本発明の第 2の形態の実施例を詳細に説明する。
[0097] 第 11図は、本発明の第 2の形態を適用する分散処理システム構成図である。図中、 10は第 10図で説明したクライアントプロセスである。 20 xはファイル名管理サーバであって、システム内のすべてのファィルの名前とそれらのファィルの存在するボリュ一ムとの対応闋係を管理するもの、 30 Xは各ボリュ一ム对応で備えられるファィル資源管理サーバであって, ボリューム内のフアイルの使用権を発行処理等のファィル資源の管理処理を実行するものである。ここで、ファイル名管理サーバ 20 X及びファィル資源管理サーバ 30 Xは、クラッシュに備えて現用系の他に待機系が備えられることになる。そして、図中では省略してあるが、ファイル資源管理サーバ 30 Xは、待機系に処理を引き耱ぐために必要となる情報を書き込んでおくための特別な記憶領域である上述の F S Sを備えている。
[0098] この図に示すように、クライアントプロセス 10は、フアイル名管理サーバ 20 xに対してファィル使用権の獲得要求メッセージを受信し、このメッセージを受け取ると、ファイル名管理サーバ 20 Xは、獲得要求のあるファィルが存在するボリユー厶を特定して、その特定したボリュームについてのファィル使用権を管理するファィル資源管理サーバ 30 Xに対して- フアイル使用権の発行要求メッセージを送信する。そして、このメッセージを受け取ると、フアイル資源管理サーバ 30 X は、ファイルの排他獲得を実行して、獲得したファイル使用権のケーパビリティ（図中の cap)をファィル名管理サーバ 20 x に発行し、ファイル名管理サーバ 20 x は、このファイル使用権のケーパピリティをクライアントプロセス 10に譲渡する。このようにして、ファイル使用権を獲得すると、クライ了ントプロセス 10は、直接、フアイル資源管理サーバ 30 X に対して、譲渡されたケーパピリティの指す排他獲得されたフアイル資源（図中の《) のオープン要求や属性情報の参照処理を要求していくよう処理することになる。
[0099] この処理にあって、クライアントプロセス 10は、ファイル名管理サーバ 20 xがクラッシュする場合には、待機系に処理が引き継がれていることを考慮して、フアイル使用権の獲得要求メッセージを再送していくよう処理するとともに、ファィル名管理サーバ 20 Xは、フアイル資源管理サーバ 30 xがクラッシュする場合には、待機系に処理が引き継がれていることを考慮して、ファイル使用権の発行要求メッセージを再送していくよう処理することになる。これから、ファイル資源管理サーバ 30 xは、この再送メッセージを検出するための手段を備える必要があるとともに、何らかの理由で遅れて送られてくる処理済の冗送メッセージを検出するための手段を備える必要があるのである。
[0100] 第 12図は本発明の第 2の形態でクライアントが実行する処理フローチャート、第 13図はファィル名管理サーバが実行する処理フローチャート、第 14図はファィル資源管理サーバが実行する処理フローチヤートである。第 12図ないし第 14図に示すフローチャートに従って、本発明の第 2の形態の再送 Z 冗送メッセージの検出処理について詳細に説明する。
[0101] クライアントプロセス 10は、第 12図のフローチャートのステップ 10で示すように、フアイル名管理サーバ 20 xに対してファイル使用権の獲得要求メッセージを送信する。このとき，クライアントプロセス 10は、この送信するメッセージに一意のメッセージ I Dを付加していくとともに、そのメッセ一ジの再送回数值（第 10図で説明した再送回数 a ) を付加していく。続いて、ステップ 11で、このメッセージの送信処理に対して、図示しないメッセージサーバに従って、メッセージが届かないことが検出され、あるいは送信先のファィル名管理サーバ 20 Xがクラッシュしていることが検出されると、クライアントプロセス 10は、続くステツプ 12で、再送回数を管理するカウンタの計数值をィンクリメントするとともに、ステップ 10に戻って、そのィンクリメントした再送回数值を付加して、再度、ファイル名管理サーバ 20 xに対してファイル使用権の獲得要求メッセージを送信していくよう処理していくことになる。
[0102] 第 15図は本発明の第 2の形態の基本的処理の説明図である _£ 図示のように、クライアントプロセス 10からフアイル名管理サ一バ 20 Xに送信されるメッセージには、メッセージ I Dと再送回数值 aが付加されることになる。
[0103] フアイル名管理サーバ 20 Xは、クライアントプロセス 10からフアイル使用権の獲得要求メッセージを受信すると、第 13 図のフローチヤ一トに示すように、受信したメッセージに対しての再送 Z冗送の検出処理を行わずに、直ちに、ステップ 21に進んで、クライアントプロセス 10が指定したファィルの存在するボリュームを特定し、続いて、ステップ 22で、その特定したボリュームについてのフアイル使用権を管理するファィル資源管理サーバ 30 Xに対して、フアイル使用権の発行要求メッセージを送信する。このとき、ファイル名管理サーバ 20 xは、この送信するメッセージに対して、クライアントプロセス 10から送られてきたメッセージ I D及び再送回数値 aを付加するとともに、この送信するメッセージの再送回数値（第 10図で説明した再送回数 b ) を付加していく。
[0104] 続いて、ステップ 23で、このメッセージの送信処理に対して、図示しないメッセージサーバに従って、メッセージが届かないことが検出され、あるいは送信先のファィル資源管理サーバ 30 xがクラッシュしていることが検出されると、ファィル名管理サーバ 20 xは、続くステップ 24で、再送回数を管理するカウンタの計数値をインクリメント（再送回数 bがィンクリメントされる）するとともに、ステツプ 22に戻って、そのインクリメントした再送回数値を付加して、再度、ファィル資源管理サーバ 30 Xに対してフアイル使用権の発行要求メッセージを送信していくよう処理していくことになる。一方、ステツプ 23で、メッセ一ジが届いたことが確認されるとステツプ 25に進んで、クライアントプロセス 10に対してメッセージの返信処理を実行していく。
[0105] このようにして、第 15図に示すように、ファイル名管理サ —バ 20 xからファィル資源管理サーバ 30 xに送信されるメッセージには、クライアントプロセス 10から送られてきたメッセージ I D及び再送回数值 aに加えて、ファイル名管理サーバ 20 xからのメッセージの再送回数値である再送回数 bが付加されることになる。
[0106] フアイル資源管理サーバ 30 Xは、フアイル名管理サーバ
[0107] 20 xからフアイル使用権の発行要求メッセージを受信すると、第 14図のフローチヤ一トのステツプ 31で示すように、送られてきたメッセ一ジ I Dを持つファィル使用権が既に登録されているのか否かを判断する。この判断処理は、第 15図に示すように、揮発性メモリに展開される F S Sの保持情報を検索することで実行されることになる。この判断処理に従って、送られてきたメッセージ I Dを持つファィル使用権が未だ登録されていないと判断するときには、ステツプ 32に進んで、新たな要求として処理を行い、続くステップ 33で、ファイルの排他を獲得して資源を作成すると、ステップ 34で、復元情報を書き込むための領域を F S S内に確保してから、ステツプ 35で、その確保した F S Sの領域に送られてきたメッセージ I D、再送回数 a及び再送回数 bを書き出すとともに、その他の復元に必要となる情報を書き出すよう処理する。このようにしてファイル使用権を獲得すると、ファイル資源管理サーバ 30 xは、第 15図に示すように、そのケーパビリティをフアイル名管理サーバ 20 Xを経由してクライアントプロセス 10に提供するよう処理することになる。
[0108] —方、ステップ 31の判断処理に従って、送られてきたメッセージ I Dを持つファィル使用権が既に登録されていると判断するときには、ステップ 36に進んで、送られてきた再送回数 aがそのフアイル使用権に設定されている再送回数 aよりも大きいか否かを判断して、大きいと判断するときには受信したメッセージは再送であると判断する。一方、ステツプ 36 の判断で大きくないと判断するときには、ステップ 37に進んで、今度は送られてきた再送回数 aがそのファィル使用権に設定されている再送回数 aよりも小さいか否かを判断して、小さいと判断するときには受信したメッセ一ジは冗送であると判断する。一方、このステップ 37の判断で、送られてきた再送回数 aとそのフアイル使用権に設定されている再送回数 aとが等しいと判断するときには、ステップ 38に進んで、今度は送られてきた再送回数 bがそのファィル使用権に設定されている再送回数わよりも大きいか否かを判断して、大きいと判断するときには受信したメッセージは再送であると判断し、それ以外、すなわち等しいか小さいときには受信したメッセージは冗送であると判断する。
[0109] フアイル資源管理サーバ 30 xは、このようにして冗送メッセージであると判断したときには、既に処理済であるので何ら処理を実行しないで処理を終了する。一方、再送メッセージであると判断したときには、ステップ 39に進んで、 F S S 内に保持されている再送回数 a , bを書き換えて更新するとともに、ステップ 40に進んで、再送メッセージに応じた処理を実行する。すなわち、同一の処理を行っている可能性があるものとして処理を行い、同一の処理を行っていることが確認されたならば処理を終了し、同一の処理を行っていないことが確認されたならば処理を続行していくよう処理する。
[0110] このようにして、本発明の第 2の形態では、ファイル名管理サーバ 20 Xで再送 Z冗送の判断をしないで済むように構成したことから、クライアントプロセス 10に対して高速にファィル使用権を提供できるようになるのである。
[0111] 以上説明したように、本発明の第 2の形態を用いることで- クライアントプロセスが受付サーバを呼び出し、この受付サーバが処理サーバを呼び出していく構成を採るデータ処理システムにあって、受付サーバが資源を残さないような場合には、それに適合したメッセージの再送 Z冗送検出処理を実現できるようになるのであって、これにより、メモリ容量の削減を図りつつ、少ないダイナミックステツプ数でもつて効率的に再送/冗送メッセージを検出できるようになるのである ₍ 本発明の第 3の形態について以下に説明する。従来の技術において、プログラ厶間の通信手段としてメッセージ通信を使用する場合、メッセージ宛先のプログラムが、システム内で固有な空間で走行し、空間内にシステム資源を閉じ込めてシステム全体の資源を制御するサービスプログラム、すなわちグローバル ' サービス（ G S ) であった場合、メッセージ自動再送機能を使用することによりメッセージの送信漏れを防止していた。ここでメッセージ自動再送機能とは、メッセージ宛先の現用系 G S、すなわち受信側の現用系の G Sがダゥンした場合に、待機系 G Sの再起動後にメッセージを再度送信する機能である。
[0112] メッセージ受信側の G Sでは、メッセージを受信する毎にメッセージ識別子を不揮発性メモリに保存し、新たに受信したメッセージ識別子とそれらを比較し、新規メッセージか再送メッセージかを認識するようにしていた。
[0113] なお、本発明では、 G Sは現用系 G Sと待機系 G Sとを 1 つの G Sと見なす。また現用系 G Sがダウンした場合には待機系 G Sが処理の引き继ぎを行うようになつている。
[0114] しかしながら従来の方式では、送信側の G Sにメッセージ識別子を現用系 G Sと待機系 G Sとが共通に使用できる形態で保存していなかつたため、メッセージ送信側の G Sがダウンした場合、送信メッセージに使用したメッセージ識別子が喪失してしまい、待機系から再送信したメッセージ識別子は前の現用系で送信したメッセージ識別子と異なるものがメッセージに付加されて送信されていた。
[0115] そのため従来の方式では、送信側 G Sの再起動後、すなわち送信側待機系 G Sが送信した再送メッセージを、受信側 G Sでは再送要求と認識できず、新規のメッセージとして受入れられる等新規再送メッセージの判別ができず、 G S間メッセージの脱送、冗送が生じる欠点があった。
[0116] 本発明の第 3の形態は、上記の欠点を解決することを目的としており、特に送信側現用系 G Sがダウンしたとき、待機系 G Sが不揮発性メモリに保存されているメッセージ識別子等の内容を参照し、再送信である旨の識別子を付加した上でメッセージを送信する構成にしてメッセージの脱送防止と冗送検出を行う多重要求 I Dと再送力ゥンタを使用する G S間メッセージの脱送防止と冗送検出方式を提供することを目的としている。
[0117] 第 19図は本発明の第 3の形態の基本構成図、第 20図は第 3 の形態のメッセージ識別子の説明図である。
[0118] 図中、 100は現用系であり、正常時には当該現用系 100 からメッセージ通信の内容が受信されるものであり、特にメッセ一ジ宛先のプログラムが上記説明の G Sである場合には、後に説明するメッセージ識別子を付加してメッセージ通信が行われるもの、 100— 1 はプロセッサであり、現用系 100 に所属するもの、 100— 2は主メモリであり、現用系 100 に所属するもの、 200は待機系であり、現用系 100 がダウンした場合、当該現用系 100 に替つて処理の引き継ぎを行うもの、 200 - 1 はプロセッサであり、待機系 200 に属するもの、 200 一 2は主メモリであり、待機系 200 に所属するもの、 100— 11 , 200— 11は識別子判定処理部であり、メッセージ識別子の異同判定を行うもの、 5は不揮発性メモリであり、現用系 100 及び待機系 200 に共通にアクセスされるようになっており、上記メッセージ宛先のプログラムが G Sである場合には、送受信されるメッセージ内容と共に同時に付加された後に説明するメッセージ識別子の内容を保存しておくもの、 50はメッセージ通信制御部であり、現用系 100 がダウンし待機系 200 が起動された場合、通常はスーパバイザの提供するメッセージの自動再送機能により送受信を行うようになっているが、上記メッセ一ジ宛先のプログラムが G Sの場合には、当該メッセージの自動再送機能が使用されず、送受信を行う G S間の論理でのメッセージ再送を行うようになっているものである o
[0119] そして第 20図において、上記送受信を行う G S間の論理でのメッセージ再送を行う際、メッセージには必ず図示のメッセージ識別子 300 が付加され、送信側、受信側の G Sともこのメッセージ識別子 300 を不揮発性メモリ 5に保存するようになっている。
[0120] このメッセ一ジ識別子 300 は多重要求 I D 300— 1、要求カウンタ 300— 2及び再送カウンタ 300— 3の各識別子で構成されており、それぞれ次の役割を分担し、その使用方法は次の通りである。
[0121] 多重要求 I D 300— 1 は、通信路を指定するものである。つまり送信側の G Sの論理で要求毎の I Dが割当てられる。送信側の G Sでは、複数の要求を同時に処理するために、受信側の G Sも複数の要求を同時に処理する必要が生じ、このため各要求毎の通信路を指定するのに当該多重要求 I D 300— 1 を使用する。不揮発性メモリ 5の容量拡大を制御するため、送信側の G Sでは、再送要求を含め要求が完了した時点、すなわち受信側の G Sからメッセージを正規に受信した旨の応答があった時点で当該多重要求 I D 300 - 1を他の要求に再使用するようにしている。
[0122] 一方、受信側の G Sでは、この多重要求 I D 300 - 1毎にメッセージ内容を記憶する領域が設けられる。つまりこの記憶領域の増加を抑止するため、多重要求 I D 300— 1を再使用する構成となっている。
[0123] 要求力ゥンタ 300— 2は、多重要求 I D 300 - 1で一意に決まる通信路の中で、何審目の要求なのかを示すものである。
[0124] 1つの要求が完了し新しい要求を処理する際に、送信側の
[0125] G Sでこのカウント值に「 1」を加えてメッセージを送信するようになっている。
[0126] —方、受信側の G Sでは、このカウント値が直前の力ゥント值より大きいカウント值のメッセージを受信した場合、新規要求と見做し処理を行う。
[0127] 再送カウンタ 300— 3は、 1つの要求の中で再送回数を示すものである。送信側の G Sでは、新規要求の場合には「 0 . を設定し、メッセージの再送を行う度に「 1」を加えて送信を行う。
[0128] —方、受信側の G Sでは、このカウント値が直前の力ゥント值より大きいカウント值のメッセージを受信した場合に、再送要求とみなし処理を行う。
[0129] 送信側の G Sと受信側の G Sとの間の通信路が多重要求
[0130] I D 300 - 1の内容によって限定され、通信路毎に送信側、受信側でメッセージ内容、特にメッセージ識別子 300 が不揮発性メモリ 5に保存されるようになっている。
[0131] 従って、送信側 G Sの現用系 100 がダウンしても、起動された待機系 200 は不揮発性メモリ 5に保存されているメッセージ識別子 300 を参照し、新メッセージ識別子 300 を作成した上でメッセージと共に通信制御部 50を介して受信側 G Sに再送信される。受信側の G Sは、新メッセージ識別子 300 の各内容と直前の旧メッセージ識別子 300 の各内容とをそれぞれ比較することにより、新規再送メッセージの判定認識ができ、 G S間メッセージの脱送防止と冗送検出が可能となる。第 21図は本発明の第 3の形態のソフトゥアによる実施例構成図を示しており、 101は現用系送信側の G S空間、 101
[0132] - 1 はプログラム領域、 101— 2はデータ領域、 101— 5は送信メッセージ · テーブル、 102は待機系送信側の G S空間、 201は現用系受信側の G S空間、 201— 1 はプログラム領域、 201 - 2はデータ領域、 201— 5は受信メッセージ ♦ テープル、 202は待機系受信側の G S空間、 50はメッセージ通信制御部のスーパバイザを表わしている。
[0133] メッセージ識別子 MSG I D 1ないし 3等にはメッセージ識別子 MSG I Dごとに第 20図図示の 3つの識別子がそれぞれ格納されている。
[0134] 第 21図において、点線で描画されている待機系送信側の
[0135] G S空間 102 及び待機系受信側の G S空間 202 は、現用系送信側の G S空間 101 及び現用系受信側の G S空間 201 がそれぞれダウンして使用不可になったとき、起動され発生するものであり、通常の動作では存在していないものと考えてよい ₍ また同図における各最下位桁の番号は、第 19図のハードゥエアの符号にそれぞれ対応しているものと考えてよい。
[0136] なお第 21図には第 19図に示した不揮発性メモリ 5が描画されていないが、送信メッセージ ♦ テーブル 101— 5、受信メッセージ ' テーブル 201— 5に相当するものを記憶している不揮発性メモリ 5が実質的には存在している。
[0137] 第 22図は第 3の形態における送信側サーバのメッセージ送信処理のフローチャート、第 23図は第 3の形態の送信側サーバの再起動後の再送信処理のフローチヤ一ト、第 24図は第 3 の形態の受信側サーバでのメッセ一ジ受信処理のフローチャ ― ト &る。
[0138] 第 22図において、メッセージ送信要求が生じたとき、現用系送信側の G S空間 101 側ではメッセージ通信路を獲得し、メッセージ送信要求に備える。すなわち現在未使用の多重要求 I D、例えば MSG ID1を獲得する（ステップ 1 ) 。そして当該 MSG ID1の要求カウンタに「 1」を加算すると共に（ステツプ 2 ) 、当該 MSG ID1の再送カウンタに「 0」を設定する（ステップ 3 ) 。この様にして生成された MSG ID1 についてのメッセージ識別子の内容を送信すべきメッセージ内容と共に送信メッセージ · テーブル 101— 5に格納し、かつ待機系送信側の G S空間 102 もアクセスできる図示されていない共有の不揮発性メモリ（第 19図の不揮発性メモリ 5に相当。以下同様）に保存する（ステップ 4 ) 。その上でメッセージ内容と共に当該メッセージ識別子 MSG ID 1を付してスーパバィザ 104 にメッセージの送信を依頼し、その返信メッセージを受信する（ステップ 5 ) 。返信メッセージが正規に受信した旨の内容であれば、すなわち現用系受信側の G S空間 201 の受信メッセージ · テーブル 201— 5における、 MSG ID 1及びそのメッセージ内容の各欄にメッセージ識別子とメッセージとの内容がそれぞれ格納され、かつ図示されていない受信側 G Sの不揮発性メモリにも保存され、受信側の G Sのダウンにより処理が中断されていなければ（ステップ 6 ) 、当該メッセージ通信路の解放を行う（ステップ 8 ) 。一方、受信側の G Sのダウンにより、現用系受信側の G S 空間 202 にメッセージ送信が正規になされなかったとき（ステツプ 6 ) 、現用系送信側の G S空間 101 ではメッセ一ジ識別子の再送力ゥンタに「 1」を加算し（ステップ 7 ) 、この「 1」加算された再送力ゥンタの内容を送信メッセージ · テ一ブル 101— 5におけるメッセージ識別子 MSG I D 1に格納すると共に図示されていない不揮発性メモリに保存する（ステップ 4 ) 。その上で改めてメッセージ内容に新たなメッセ一ジ識別子 MSG I D 1の内容を付してスーパバイザ 104 にメッセージ送信を依頼し、その返信メッセージを受信する（ステツプ 5 ) 。この返信メッセージの内容に応じて、上記メッセージ識別子の再送力ゥンタに「 1」を加算するか（ステップ 7 ) メッセージ通信路の解放か（ステップ 8 ) が行われる。
[0139] 第 23図において、何んらかの原因により現用系送信側の G Sがダウンした場合、待機系送信側の G Sが起動され、現用系送信側の G S空間 101 に替り、待機系送信側の G S空間 102 により改めてメッセージ送信処理が行われる。すなわち待機系送信側の G S空間 102 では、図示されていない不揮発性メモリに保存されているメッセージ送信内容、例えば上記メッセージ識別子 MSG I D 1 についての再送信を行う場合には当該メッセージ識別子 MSG I D 1 についてのメッセージ識別子と共にそのメッセージ内容を上記不揮発性メモリから読出し、当該待機系送信側の G S空間 102 の送信メッセージ · テ一ブルに格納する（ステップ 11) 。その上でメッセージ識別子の再送力ゥンタに「 1」を加算し（ステップ 12) 、送信メッセージ - テーブルの MSG I D 1を新たなメッセージ識別子に置換すると共に、上記不揮発性メモリに当該新たなメッセージ識別子を保存する（ステップ 4 ) 。この後は第 22図の場合と同様に、当該新たなメッセージ識別子 MSG I D 1を対応メッセージ内容に付加してスーパバイザ 104 にメッセージの送信を依頼し、その返信メッセージを待機系の G Sが受信する
[0140] (ステップ 5 ) 。以下第 22図の場合と同様であるのでその説明を省略する。
[0141] 現用系送信側の G Sがダウンする直前のメッセージ識別子及びその送信されるべきメッセージ内容が不揮発性メモリに保存されているので、現用系送信側の G S空間 101 が使用できない状態になりデータが喪失しても、起動された待機系送信側の G S空間 102 に現用系送信側の G Sのダウン直前の状態を再現することができる。
[0142] またそのメッセージ再送に当っても、現用系送信側の G S のダウン直前の状態が再現できるので、これに基づいて容易に再送することが可能となる。
[0143] 第 24図において、現用系又は待機系送信側の G Sから送信されてきたメッセージの内容とそのメッセージ識別子とが現用系受信側の G S空間 201 又は当該現用系受信側の G Sがダゥンしたときには起動された待機系受信側の G S空間 202 に受信される。現用系受信側の G S空間 201 ではその受信メッセージ · テーブル 201— 5 にメッセージの内容とメッセージ識別子とがそれぞれ格納される。
[0144] 受信メッセージ · テーブル 201— 5に正規に格納されたとき、現用系受信側の G Sは正規に受付けた旨の受信メッセージの送信をスーパバイザ 104 に依頼する。また当該現用系受信側の G Sがダウンし送信側の G Sから送信されてきたメッセージを受信できないときにはスーパパィザ 104 が現用系送信側 G Sに対してその旨を返信し、待機系受信側の G Sが起動されて、上記説明の手顒を経て再送されてくる送信メッセージを当該待機系受信側の G S空間 202 の受信メッセージ · テーブルに格納する。そして正規に受信した旨の返信メッセ一ジの送信を待機系受信側の G Sがスーパバイザ 104 に依頼する。
[0145] この様な状態の下で、すなわち受信側 G Sにメッセージが受信され、例えば現用系で受信されたものとして説明すると、現用系受信側 G Sに受信されたメッセージ受信内容が取出され（ステップ 21) 、当該受信メッセージに付加されている第 20図図示のメッセージ識別子 300 の異同判定処理が行われる c 当該メッセージ識別子 300 内の多重要求 I D 300 - 1がー致するものを受信メッセージ · テーブル 201— 5より検索する
[0146] (ステップ 22) 。この多重要求 I D 5— 1の内容と一致するェントリが受信メッセージ · テーブル 201— 5にあるとき（ステップ 23) 、例えば MSG I D 1の多重要求 I Dと一致していると、続いて当該メッセージ識別子 300 の要求力ゥンタ 300— 2と MSG I D 1の要求カウンタとのカウント值が比較される
[0147] (ステップ 24) 。受信メッセージの要求力ゥンタの方が大きくないとき、当該メッセージ識別子 300 の再送力ゥンタ 300 — 3 と MSG I D 1 の再送カウンタとのカウント值が比較される (ステツプ 25) 。受信メッセージの再送カウンタの方が大きいとき、当該受信メッセージの内容、すなわちメッセージ内容とそのメッセージ識別子とが図示されていない受信側不揮発性メモリの MSG I D 1の攆に書込まれ保存される。従って前の記憶内容は消去される（ステップ 26) 。同時に現用系受信側 G Sは受信メッセージ ' テーブル 201— 5の MSG I D 1の檷も当該受信メッセージの内容で更新する。つまり当該受信メッセージが送信側 G S或いは受信側 G S (現用系 G Sの場合）のダウンにより再送要求に応答して送信されてきたものとみなして処理を行う（ステップ 27) 。
[0148] ステツプ 25で受信メッセージの再送力ゥンタの方が MSG I D1 の再送カウンタより大きくないとき、上記メッセージ識別子 300 の再送カウンタの所で説明した様に、再送を行う度に
[0149] 「 1」を加えて送信する規約から、当該受信メッセージは以前に受信した冗送メッセージとして処理される（ステツプ 30 また、ステツプ 24で受信メッセージの要求力ゥンタの方が MSG I D 1の要求力ゥンタより大きいとき、上記メッセージ識別子 5の要求カウンタの所で説明した様に、 1つの要求が完了し新しい要求を処理する際に送信側の G Sで「 1」を加えて送信する規約から、当該受信メッセージは新規のメッセージとして図示されていない受信側不揮発性メモリの MSG I D 1 の槻にその内容、すなわちメッセージ内容とそのメッセージ識別子とが書込まれ保存される（ステップ 28) 。同時に現用系受信側 G Sは受信メッセージ · テーブル 201— 5の欄も当該受信メッセージの内容で更新し、新規要求として処理する (ステップ 29) 。
[0150] 同様に、ステップ 23で受信メッセージの多重要求 I Dが受信メッセージ · テーブル 201— 5にェントリされていないとき、全く新規のメッセージとして図示されていない受信側不揮発性メモリの新たな MSG I D 1の欄にそのメッセージの内容とそのメッセ一ジ識別子とを書込み保存する（ステップ 28) _t 同時に現用系受信側 G Sは送信メッセージ · テーブル 201— 5の新たな欄に当該受信メッセージの内容を新規要求として格納し保存する（ステツプ 29) 。
[0151] 以上の第 24図のフローチヤ一トの説明は受信側が現用系 G Sで説明したが、当該現用系 G Sがダウンし起動された待機系 G Sが上記メッセージを受信した場合でも、待機系 G S が起動された後に図示されていない受信側不揮発性メモリからその時点での受信メッセージ · テーブルが当該待機系 G S に再構築される処理が行われる様になっているので、上記説明の現用菜 G Sの場合と同様の処理が実行される。
[0152] 以上説明した如く、本発明の第 3の形態によれば、受信側の G Sがダウンした場合でも、不揮発性メモリに保存していた旧メッセージ識別子を参照し、送信形態対応の新メッセージ識別子を作成した上でメッセージ内容と共に送信する構成とし、さらに受信側の G Sで当該新メッセージ識別子の内容を保存されている旧メッセージ識別子のものと比較処理を行う構成としたので、受信側の G Sで、再送信であると認識され得るメッセージを送信することができ、 G S間のメッセージの脱送防止と冗送検出とを行うことができる。従ってシステムのダウンが回避される。〔産業上の利用分野〕
[0153] 本発明は複数のノードをネットワークで結合した分散処理システムにおけるフォールトトレラントへのアプーチに有劲であり、特にソフトゥヱァに起因するクラッシュに対して有効である。

权利要求:
Claims請求の範囲
1. 分散処理システムにおけるメッセージ通信処理方式において、クライアントサーバと処理サーバの間に配置される受付サーバ内に要求判定手段を備え、該要求判定手段は、媒体の更新や資源の排他を伴わない参照処理のみの要求と、参照処理と共に資源の状態変更を伴う参照 ·更新処理の要求とを選別することを特徴とするメッセージ通信処理方式。
2. 該処理サーバ内に、クライアントから送信されてくるメッセージに対しての処理が終了済であるか否かを判断する判断部と、該判断部により未処理と判断されたときにクライアントからのメッセージの処理を実行する要求処理部と、該要求処理部の処理結果を不揮発性メモリに書き込む書込部と，該判断部により処理済と判断されたときにクライアントに対して処理済通知を発行し未処理と判断されたときはクライアントに対して該要求処理部の正常終了通知を発行する発行部とを備え、クライアントは、メッセージの再送処理に対して該発行部から処理済通知を受け取るときは正常と判断することを特徴とする請求項 1 に記載のメッセージ通信処理方式。
3. 該受付サーバはクライアントから受け付けたサービス要求の提供元となる処理サーバを特定し、この特定した処理サーバに対してサービスの提供を要求するとともに、該受付サーバはさらに処理サーバに送信するメッセージに、該クライアントからのメッセージに付加されている識別子及び再送回数僚を付加し、一方、処理サーバは、受付サーバによりメッセージに付加された識別子及び 2種類の再送回数爐を待機系への引継ぎ情報として保持し、処理サーバはさらに 2種類の再送回数值とこの再送回数値に対応する保持僮とを比較し- 該メッセージが再送メッセージなのか冗送メッセージなのかを検出することを特徴とする請求項 1 に記載のメッセージ通信処理方式。
4. 前記比較に際して、再送回数值が対応の保持值より大きいときは再送メッセージと判断し、小さいときは冗送メッセージと判断し、等しいときは更にメッセージに付加されている受付サーバからの再送回数值が対応の保持值より大きい場合には再送メッセージと判断し、小さいか等しい場合には冗送メッセージと判断するように処理することを特徴とする請求項 3に記載のメッセージ通信処理方式。
5. 現用系の他に待機系を有するシステムの現用系と待機系の間に、メッセージ及びこれに付加されたメッセージ識別子を保持する不揮発性メモリを両方の系で共有するように設け、さらに両方の系にメッセージ識別子の異同を識別する識別子判定処理部を設け、該メッセージ識別子は多重要求 I D と要求力ゥンタの内容と再送力ゥンタの内容により構成され，メッセージの送信に際しては多重要求 I D及びメッセージの新規再送の内容に応じ、対応しメッセージ識別子を付加して送信するようにしたことを特徴とする請求項 3に記載のメッセージ通信処理方式。

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引用文献:

公开号 | 申请日 | 公开日 | 申请人 | 专利标题

法律状态:
1991-09-19| AK| Designated states|Kind code of ref document: A1 Designated state(s): US |

1991-09-19| AL| Designated countries for regional patents|Kind code of ref document: A1 Designated state(s): DE FR GB |

1991-11-04| WWE| Wipo information: entry into national phase|Ref document number: 1991905327 Country of ref document: EP |

1992-02-19| WWP| Wipo information: published in national office|Ref document number: 1991905327 Country of ref document: EP |

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优先权:

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