JPS63634A

JPS63634A - 並列論理型言語実行方式

Info

Publication number: JPS63634A
Application number: JP14353386A
Authority: JP
Inventors: Takeshi Sato; 健佐藤
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1986-06-19
Filing date: 1986-06-19
Publication date: 1988-01-05

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。

Description

【発明の詳細な説明】Ｃ櫃　要〕並列論理型言語ＧＨＣの処理において、実行を中断して
いるプロセスが実行可能になったときに、再開する節の
始めから実行する方式。

〔産業上の利用分野〕

本発明は並列論理型言語で作成したプログラムの実行中
に、あるプロセスで実行を中断し、そのプロセスが実行
可能になったとき、実行を再開する実行方式に関する。

〔従来の技術〕

プログラミング言語に並列論理型言語Ｇ　ＨＣと呼ばれ
るものがある。ＧＨＣはＣＬＡＵＳＥ　（節とも呼ぶ）
の集合であり、ＣＬＡＵＳＥはＨ：　−Ｇ　１．　＝−−Ｇｍ　ｌ　Ｂ　＋、　＝Ｂｎ
。

という形をしている。こ＼でパーティカルバ−１”はＴ
ＲｔｌＳＴオペレータ、“１′″の前の部分はＰＡＳＳ
ＩＶＥ　ＰＡＲＴ、　　”　ｌ　”　ノ後の部分はＡＣ
ＴＩＶＥ　　ＰＡＲＴと呼ばれる。またＨはＣＬＡＩＩ
ＳＥのヘッド、Ｇｉはガード、Ｂ１はボディと呼ぶ。各
Ｈ，Ｇｉ、ＢｉはＡＴＯＭＩＣＦＯＲＭＵＬＡテある。

ＡＴＯＭＩＣＦＯＲＭＵＬ＾は述語名または述語名（引
数、・・・・・・引数）という形をしている。同じ述語
名を持つ手続きを節と呼ぶ。引数（ヒキスウ）は定数または変数または構造体という形をしている。定数、述語名は小文字のアルファ
ベットから始まる文字列で表わす。変数は大文字のアル
ファベントから始まる文字列で表わす。構造体は構造体名（引数、・・・・・・引数）という形をしている。構造体名は小文字のアルファベッ
トから始まる文字列で表わす。

、ＧＨＣで作成されたプログラムの実行は、最初、初期
プロセス列？Ｉ＋、・・・・・・Ｉｎ、を与えることで
起動される。Ｉｉはプロセスと呼ばれ、ＡＴＯ旧ＣＦＯ
ＲＭＵＬＡである。

まずプロセスとＣＬＡＵＳＥとのマツチング（ユニフィ
ケーションとも呼ぶ）が行なわれる。マ・７チングは以
下の条件を満たせば成功である。

（１）プロセスとＣＬＡＵＳＨの述語名が等しい。

（２）プロセスの各引数に関して次の条件が満足される
。（ａ）プロセスの引数とＣＬＡＵＳＥの引数が両方定
数で、等しい。（ｂ）プロセスの引数とＣＬＡＵＳＨの
引数が変数で、ＣＬＡ［ＩＳＥの変数が他のプロセスの
変数とマツチングを行なっていない。（Ｃｌプロセスの
引数が定数でＣＬＡＵＳＥの引数が変数である。（ｄｌ
プロセスの引数が構造体でＣＬＡＵＳＨの引数が構造体
のとき■構造体名が等しい、または■各引数が上記（ａ
ｌ〜・（ｄ）の条件を満たず。

以上の条件を満たすＣＬＡＵＳＥ　（クローズ）のヘッ
ドを探す。もしなければ、以下の条件を満たすようなも
のがあればそのプロセスは実行を中断する。

（１）プロセスとＣＬＡＵＳＨの述語名が等しい。

（２）引数に次のものが１つ以上ある。（ａｌプロセス
の引数が変数で、ＣＬＡＵＳＥの引数が定数または構造
体である。ｆｂ）プロセスの引数とＣＬＡＵＳＨの引数
が変数で、ＣＬＡＵＳＨの変数が他のプロセスの変数と
マツチングを行なっている。（Ｃ）プロセスの引数が構
造体でＣＬＡＵＳＨの引数が構造体のとき■構造体名が
等しい又は■引数の中に上記（ａｌ〜（Ｃ１の条件を満
たすものが存在する。

これは、プロセスの環境がまだ定まっていないとき（ま
だ変数のとき）に、ＣＬＡＵＳＥ内の変数でないものと
マツチしようとすると、そのプロセスの実行が中断され
るということである。プロセスの環境を外部環境と呼び
、プロセスが中断するときは外部環境を書き換えること
が起るときとみることもできる。そして実行がそれ以上
に進むことができるのは、どこからか値がその変数に代
入されたときとなる。

もし以上のどの条件も満たすＣＬＡＵＳＥがない場合に
はＦＡＩＬする。もしマツチング成功するＣＬＡＵＳＥ
があれば、そのガード部も実行する。ガード部ではやは
り外部環境を書き換えるような実行は中断される。もし
ガード部の実行がすべて成功するＣＬＡＵＳＥがあれば
、ＴＲＵＳＴの実行を行う。これは別なＣＬＡＵＳＥの
ＰＡＳＳＩＶＥ部に関する実行がなされているときその
実行をやめさせるものである。そして、プロセスはＡＣ
ＴＩＶＥ　　ＰＡＲＴの部分におきかわる。ここでは外
部環境を書き替えてもよい。

実行例を挙げると、今、次のＣＬＡＵＳＥがあり、■ｐ
　　（ａ、　　Ｙ）　　ニーｔｒｕｅｌ仁ｒｕｅ。

■ｐ　　（Ｘ、　　ｂ）　　：　−ｔｒｕｅｌ　ｔｒｕ
ｅ。

■Ｑ　　（Ｘ、　　Ｙ）　　ニーｔｒｕｅｌ　Ｙ＝ｂ。

これに対して次の初期プロセスを与えたとする。

？−ｐ　　（Ｘ、Ｙ）、ｑ　　（Ｘ、Ｙ）。

上記のゴールが起動されると先ずｐ（Ｑでもよいが）に
関してのＣＬＡＩＩＳＥが探され、■、■とのマツチン
グが生ずる。このヘッドとのマツチングは両方のＣＬＡ
ＵＳＥとも中断（ｓｕｓｐｅｎｄ　）される。なぜなら
、■では第一引数が定数であるのに対しプロセスの第一
引数は変数だからであり、■では第二引数が定数である
のに対しプロセスの第二引数は変数だからである。次に
ｑに関してのＣＬＡＵＳＥが探され、■のヘッドとのマ
ツチングが生ずる。この場合は変数同士のマツチングな
ので成功する。次にｑに関するＡＣＴＩＶＥ　　ＰＡＲ
Ｔの実行がなされる。これにより第二引数Ｙに定数すが
代入される。するとｐに関して■のＣＬＡＵＳＥが実行
を進めることができ、ｐが実行されてｐとｑ両方成功し
たので実行は終了するのである。

〔発明が解決しようとする問題点〕

この並列論理型言語ＧＨＣの処理において、実行が中断
したプロセスを中断プロセスリストにたくわえておき、
実行可能になった際に実行可能プロセスリストにつなげ
る方式において、実行の再開をする方式には以下の２つ
のものがあった。

（１）再開する手続きの始めから実行する方式。前記の
実行例で言えば、Ｙ＝ｂが得られたとき、述語名ｐにつ
いてのマツチングが得られる可能性が出てくるが、これ
を先ず■について行ない、次に■について行ないと、順
に行なう方式。

（２）再開する命令から実行する方式。前記の実行例で
言えば、ゴールと■とのミスマツチは一方は変数Ｙ、他
方は定数すであることにより発生し、実行中断となった
が、ｙ＝ｂが分った現在、これはミスマツチではないと
する。

しかし、（１）の方式欠点は、失敗した節に関しても実
行を重複しなければならないことであり、また（２）の
方式の欠点は、その命令以前に実行した結果を覚えてお
く領域が必要となる点である。即ち、上記の例で言えば
、（１）では失敗である■とのマツチングをまた行なう
無駄があり、また（２）では変数Ｘについては一致、変
数Ｙについてはｙ＋ｂで不一致、という比較結果を覚え
ておく必要がある。

本発明はか−る点を改善しようとするものである。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明は、並列論理型言語ＧＨＣの処理において、実行
を中断しているプロセスが、実行可能になったときに、
再開する節の始めから実行する方式である。

〔作用〕

前記の例で言えば■から再開するので、（１１の方式の
ように■に対する無用なマツチングをすることがなく、
また（２）の方式のように■とのマツチング結果を詳細
にメモリに格納しておく必要がない。

〔実施例〕

第１図に処理システムの概要を示す。図示のようにこの
システムはスケジューラ１０、ユニファイア１２、デー
タベース１４、及びプロセス、引数ベクトル、ローカル
変数、ヒープ各領域１６゜１８．２０．２２からなる。

スケジューラは実行可能プロセスをプロセス領域から取
り出し、それをユニファイアに送る機能と、ユニファイ
アから再起動されたプロセスを実行可能プロセスリスト
につなぐ機能を持つ。またユニファイアは、スケジュー
ラから送られてきたプロセスと対応する手続きくプロセ
スの述語名と等しい述語の集まり）を実行する機能を持
つ。手続きを実行した際に使う変数の値がまだ定まって
いないと実行が中断されることがある。このときは、ユ
ニファイアはまだ定まっていない変数にそのプロセスを
つなげる。

また逆に変数に値が代入されるときにその変数に関して
中断しているプロセスがあれば、そのプロセスをスケジ
ューラに送る。またデータベースは手続きの定義を格納
してお（領域、ヒープ領域は実行中に造られる構造を蓄
える領域、弓ｉ数ベクトル領域はプロセスの環境を蓄え
る領域、プロセス領域は処理の基本単位であるプロセス
の実体を蓄える領域、ローカル領域は実行中の参照結果
を覚えておく領域である。

プロセスは次のフィールド名を持つセルからなる。

Ｐ・・・・・・ＰＲＣＤＴＧ　（プロシージャタグ）ま
たはＣＬＳＴＧ（クローズタグ）というタグを持ち、前
者はそのプロセスが実行する手続きへのポインタであり
、これは始めてそのプロセスが実行されるときにセット
されている。また後者はそのプロセスが実行する節への
ポインタであり、これは中断したあとのプロセスにセッ
トされている。実行中断したとき、再開すべき節はこの
ポインタにより示される。

Ａ・・・・・・ＡＶＴＧ　（アーキュメント　ベクター
　タグ）というタグを持ち、そのプロセスが持つ引数の
ベクトルへのポインタである。どの引数ベクトルをその
プロセスが使っているかを示す。

■・・・・・・中断したとき、どの変数で中断したかを
表わすポインタである。ＬＩＮＫＴＧ　（リンクタグ）
または、ＰＤＴＧ　（プロセス　ディスクリブタタグ）
というタグを持ち、これらによって次のものを表す。

ＬＩＮＫＴＧのとき：そのプロセスがサスペンドのとき
は、そのプロセスで待っている変数へのポインタである
。そのプロセスが実行可能ならば、実行可能プロセスポ
インタへのポインタである。ＰＤＴＧのとき：そのプロ
セスがサスペンドのときは、同じ変数でまっている変数
へのポインタである。そのプロセスが実行可能ならば、
他の実行可能プロセスへのポインタである。これにより
、実行可能プロセス、サスペンドプロセスともに、循環
リストを形成する。

Ｂ・・・・・・ＰＤＴＧというタグを持ち、同じ手続き
呼出によってサスペンドしたプロセス（兄第プロセスと
呼ぶ）へのポインタである。前記の例ではｐ（Ｘ、Ｙ）
については■と■でサスペンドし、２つのプロセスがで
きたが、これらを結ぶポインタである。同じ兄第プロセ
スは循環リストを形成している。

次にプロセスの実行過程を示す。例としては前と同じ次
のものをとり、この実行でプロセスがどの様に変化して
行くかを示す。

■　ｐ　　　（ａ、　　　Ｙ）　　　：　　−仁ｒｕ６
　１　ｔｒｕｅ。

■ｐ　（ｘ、　　ｂ）　　ニーｔｒｕｅｌ　ｔｒｕｅ。

■Ｑ　（Ｘ、　Ｙ）　　ニーｔｒｕｅ！　Ｙ＝ｂ。

？−ｐ　（Ｘ、Ｙ）、ｑ　（Ｘ、Ｙ）。

初期プロセス？−ｐ　（Ｘ、　　Ｙ）　、　　ｑ　（Ｘ
、　Ｙ）　。

が与えられた初期状態では各部は第２図の如くなってい
る。変数Ｘ、Ｙはまだ未定義なのでヒープ領域２２の当
該領域にはＩＩＮＢＴＧ　　（アンバウンドタグ）が置
かれる。プロセスｐ、　　ｑの変数Ｘ、　Ｙはベクｌ−
ル領域１８に、ヒープ領域のＸ、Ｙを指すＬＩＮＫＴＧ
としておかれる。またプロセスｐ、ｑは最初実行可能な
ので、実行可能プロセスリスト１６（先頭はＲＩＩＮＮ
−１１というポインタ）に図示のようにつながれる。プ
ロセスｐのＰフィールドは■を七しており　（■を実行
せよ、を示す）、Ａフィールドはｐ用のａベクトルを指
し、■フィールドは次の実行可能プロセスｑを指し、Ｂ
フィールドはまだ待ちプロセスはないので自己を指して
いる。

同様にｑプロセスのＰフィールドは■を指し、Ａフィー
ルドはｑ用のａベクトルを指し、■フィールドは実行可
能リストを指し、Ｂは自己を指している。

次にＲＬＩＮＮ−Ｈから最初のプロセスを取り出す。

このプロセスでは、Ｐフィールドが、ｐという手続きを
詣しているのでｐを実行することになる。

ｐを実行すると、先ず■の節に関してヘッドのユニフィ
ケーションが起こる。しかし節の第１引数が定数でプロ
セス側が変数であるので、このユニフィケーションはサ
スペンドされる。そこでＸについて、ｐのプロセスが■
のＣＬＡＵＳＥでサスペンドしていることを表すために
Ｘの変数をＰＤＴＧにして、そこからプロセスｐの■に
関する待ち合わせプロセスを生成する（実際は元のプロ
セスが置き換わる）。次に■の節に関して実行するが今
度は第２引数に関してサスペンドするので、Ｙに関して
待ち合わせプロセスを生成する。そしてＹで待つプロセ
スのＢフィールドからＸで待つプロセ′スのＰフィール
ドを措して循環リストを形成する。ｐを実行した状態を
第３図に示す。２４は中断プロセスリストを示す。

次にｑを実行するが、ｑの実行ではパンシブパートの実
行が成功するのでアクティブ　パートでの実行が開始さ
れる。ここではヒープ領域２２のＹにｂが代入される。

このときヒープ領域２２のＹはＰＤＴＧであったのでＹ
で待っているプロセスがあることが分り、これを辿って
“Ｙで待つプロセス”に至り、これを実行可能プロセス
リスト１６に加える。中断プロセスリスト２４の“Ｘで
待つプロセス”については何もないので、そのま＼であ
る。

ｑに関しては、他に実行するものがないので成功して、
消滅する。ｑを実行した状態を第４図に示す。

次はこの“Ｙで待っていたプロセス”を実行するが、そ
れはＰフィールドのＣＬＳＴＧが示す■の節より始める
。節■に関してのヘッドのユニフィケーションを再度行
なう（節■に関しては再実行を行なわない）と今度は成
功し、トラストが起る。

すると兄第プロセスであるＸで待っているプロセスをＢ
フィール、ドを使ってたぐり、それを削除する。このあ
とアクティブ部は成功するので、実行しているプロセス
も削除されて全て成功したのでこの実行は正常終了する
。

このように本発明では、サスペンドしたとき変数毎に待
ちプロセスリスト２４を作り、その待ちプロセスにどの
節でサスペンドしたかを記録しておき、実行可能になっ
たとき、待ちプロセスを実行可能リスト１６に組み換え
、記録しであるサスペンド節より、核部の先頭から行な
うので、重複実行の部分を減らすことができかつ実行途
中の結果を覚える必要がない。また、制限されたＧＨＣ
（ＦＬＡＴ−ＧＨＣ”）のパッシブ部にはユーザ定義の
節呼出かないため、節の最初から再実行するオーバーヘ
ッドはほとんどない。

〔発明の効果〕

以上説明したように本発明によれば７．実行が中断した
プロセスの再開を、失敗する節に対しても行なうことな
くまた前回実行結果を詳細に記憶しておく必要なく、適
確に行なうことができ甚だ有効である。

【図面の簡単な説明】

第１図は処理システムの構成を示すブロック図、第２図
〜第５図は実行過程の説明図である。第２図、第３図で１６は実行可能プロセスリスト、２４
は実行中断プロセスリストである。

Claims

【特許請求の範囲】ヘッド（Ｈ）、ガード（Ｇｉ）、トラストオペレータ（
ｌ）、ボディ（Ｂｉ）からなる笛（Ｈ：−Ｇ・・・・・
・Ｇｍ｜Ｂ＿１、・・・・・・Ｂ＿ｎ）の集合である並
列論理型言語でのプログラムの実行方式において、実行
が中断したとき、その中断したプロセスを実行中断プロ
セスリスト（２４）に蓄え、かつどの節で中断したかを
記録しておき、実行再開が可能になったとき、前記実行中断プロセスを
実行可能プロセスリスト（１６）に組み換え、前記の記
録により、中断した節を知って該節から実行開始するこ
とを特徴とする並列論理型言語実行方式。