CN100361083C - 信息处理系统、信息处理方法 - Google Patents

Abstract

本发明提供了一种包括多个计算单元的信息处理系统，该信息处理系统包括：执行操作系统的操作系统执行单元和执行管理操作系统的操作的管理应用的管理应用执行单元。所述操作系统执行单元和管理应用执行单元对应于多个计算装置的任何一个。所述操作系统执行单元可以执行多个操作系统。多个操作系统的至少一个具有将状态改变请求发送给管理应用的功能。当在由所述操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，该管理应用控制由第一操作系统使用的一组物理资源的操作状态。

Description

信息处理系统、信息处理方法

相关申请的交叉参考

本申请包含于2004年10月14日在日本专利局提交的日本专利申请JP.2004-299538的相关主题，在此通过参考合并其整个内容。

技术领域

本发明涉及一种信息处理系统、信息处理方法和程序。具体地说，本发明涉及在具有逻辑分区(partitioning)功能的计算机系统中使用的信息处理系统、信息处理方法和程序。

背景技术

例如，在如典型的个人计算机中一次只运行一个操作系统(OS)的情况下，通常，个人计算机或OS具有挂起功能，即在检测到用户在预定的时间中没有输入任何操作之后，在内存中存储OS所执行的操作状态，然后停止操作以改变到节电模式，并且在重新开始时释放节电模式以恢复之前的状态；或者个人计算机或OS具有休眠功能，即在检测到用户在预定的时间中没有操作该计算机之后，将OS的执行状态存储在诸如硬盘的存储装置中，并且停止向设备供电。当执行挂起功能时，不停止对设备的供电，以保持内存中的内容。当执行休眠功能时，停止向设备的供电，并且当重新开始操作时，将在存储装置中所记录的数据重新载入到内存，从而开始在休眠之前的状态，即，恢复所执行的应用和所显示的窗口的状态。这些功能对于减少不必的能量消耗非常有效。

近年来，已经广泛地使用了诸如VMware(商标)和VirtualPC(商标)的、在x86处理器上操作的虚拟计算机系统。

在通用计算机中，具有逻辑分区(LPAR)功能的虚拟计算机系统从20世纪70年代就在商业上已经变得实用了。通过使用LPAR功能，可以将物理计算机分割为多个逻辑分区(LPAR分区)，并且可以同时在对应的逻辑分区中执行不同的操作系统。在一些情况下，将物理上不同的装置分配给各个逻辑分区。在其他情况下，多个逻辑分区共享一个装置。在具有LPAR功能的一些虚拟计算机系统中，可以由最多四个逻辑分区来共享一个物理处理器。这种状态等效于其中将一组独立的资源分配给每个逻辑分区的状态，从而每个逻辑分区不会受另一个逻辑分区的影响(例如，见非专利文献1：因特网研讨会“The 5th iSeries LPAR”，[在线]，日本IBM公司，[在2004年9月1日搜索的]在因特网上，

<http://www-6.ibm.com/jp/servers/eserver/iseries/seminar/lpar/lpar5.html>)。

发明内容

但是，由于只在大型通用计算机中才已经使用具有LPAR功能的虚拟计算机系统，所以还没有考虑减少能量消耗。因此，在其中于物理计算机中执行多个操作系统的多OS环境中，即使当一个操作系统处于空闲状态中时也不执行挂起或恢复功能。

当在可以由普通用户使用的计算机系统中使用具有LPAR功能的虚拟计算机系统时，例如普通用户通常使用的紧凑信息处理器，诸如个人计算机，或由家庭网络构成的小型计算机系统，也应该考虑减少能量消耗。

在虚拟计算机系统中，即使不使用多个操作系统中的一个时，其他操作系统还可能继续操作，并且因此不应用与在非虚拟计算机系统(即其中只执行一个OS的计算机系统)中使用的方法相同的减少能量消耗的方法。例如，当用户长时间不操作第一个OS时并且当执行网络服务的第二个OS必须继续提供服务时，不可能停止与网络服务有关的部件操作和对该部件的供电，并且因此继续该系统的操作。从而，不可能在即使多个OS中的一个处于空闲状态的情况下，通过以与已知情况相同的方法来关断电源以减少能量消耗。因此，即使用户长时间不操作第一OS也不利地消耗不必要的能量。

在近年来正变得普遍的x86处理器上操作的虚拟计算机系统中，诸如VMware(商标)和VirtualPC(商标)，提供了挂起功能或休眠功能。但是，这些功能用于停止整个系统或对整个系统的供电，而不能通过只停止用户不使用的部件而选择性地减少能量。

鉴于这些情况而提出了本发明，其目的是减少在具有逻辑分区功能的计算机系统中的能量消耗。

根据本发明实施例的包括多个计算单元的信息处理系统包括：操作系统执行单元，用于执行操作系统；和管理应用执行单元，用于执行管理操作系统的操作的管理应用。操作系统执行单元和管理应用执行单元对应于多个计算单元的任何一个。操作系统执行单元可以执行多个操作系统。由操作系统执行单元执行的多个操作系统的至少一个具有将状态改变请求发送给管理应用的功能。当在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中由管理应用执行单元执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用控制由第一操作系统使用的一组物理资源的操作状态。其中所述操作系统执行装置的至少一部分和所述管理应用执行装置的至少一部分对应于相同的一组物理资源。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有逻辑分区功能，其逻辑地对物理资源进行分区并且允许对应的多组物理资源执行不同的处理。可以在由管理应用的逻辑分区功能所产生的多个逻辑分区中，分别地执行由操作系统执行单元执行的多个操作系统。

操作系统执行单元的至少一部分和管理应用执行单元的至少一部分可以对应于相同的一组物理资源。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有这样的一种功能，当接收从第一操作系统来的状态改变请求时将对由第一操作系统使用的该组物理资源的供电进行控制。

信息处理系统还可以包括记录单元，用于记录预定的信息，并且由管理应用执行单元执行的管理应用排他地使用该记录单元。由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有这样的一种功能，当接收从第一操作系统来的状态改变请求时，允许记录单元记录关于执行状态或由第一操作系统使用的一组物理资源的执行的过程的信息，然后控制对该组物理资源的供电。

信息处理系统还可以包括记录单元，用于记录预定信息，并且不由第一操作系统排他地、作为一组物理资源来使用该记录单元。由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有这样的一种功能，当接收从第一操作系统来的状态改变请求时，允许记录单元记录关于执行状态或一组物理资源的执行的过程的信息，然后控制对由第一操作系统使用的该组物理资源的供电。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有这样的一种功能，控制提供给由第一操作系统使用的一组物理资源的时钟频率。

当在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中由管理应用执行单元执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用可以对由第一操作系统使用、而不由与发送状态改变请求的第一操作系统不同的操作系统使用的一组物理资源的操作状态进行控制。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有一种列表产生功能，产生在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中任何操作系统占有的一组物理资源的列表。当在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中由管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用可以参考由列表产生功能所产生的列表，并且对由第一操作系统使用、而不由与发送状态改变请求的第一操作系统不同的操作系统使用的一组物理资源的操作状态进行控制。

当在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中由管理应用执行单元执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用可以仅仅在时间分段中被分配给由第一操作系统使用的时间段期间控制该组物理资源的操作状态。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有一种逻辑分区功能，逻辑地将物理资源分区并且允许物理资源的各个组执行不同的处理。管理应用可以具有列表产生功能，产生在由各个逻辑分区中的操作系统执行单元执行的多个操作系统的状态中逻辑分区功能产生的各个逻辑分区中使用的多组物理资源的列表。当在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用可以参考由列表产生功能所产生的列表，并且可以仅仅在时间分段中被分配给由第一操作系统使用的时间段期间控制该组物理资源的操作状态。

由操作系统执行单元执行的多个操作系统中的至少一个可以具有这样的一种功能，发送用于改变另一个操作系统的操作状态的请求给由管理应用执行单元执行的管理应用。当在控制第一操作系统的操作状态的同时，由管理应用执行单元执行的管理应用从第二操作系统接收用于改变第一操作系统的操作状态的请求时，管理应用可以根据该请求控制第一操作系统的操作状态。

在根据本发明实施例的信息处理系统中，执行操作系统并且管理其操作。在多个计算单元的任何一个中执行操作系统及其管理。而且，可以执行多个操作系统，并且多个所执行的操作系统中的至少一个具有发送状态改变请求的功能。当从在执行多个操作系统的状态中第一操作系统发送状态改变请求时，控制由第一操作系统使用的一组物理资源的操作状态。

根据本发明的实施例的信息处理方法包括步骤：从由多个计算单元的任何一个执行的第一操作系统发送状态改变请求给管理该操作系统操作的管理应用；根据在发送步骤中所发送的状态改变请求，提取其状态可被控制而不影响与第一操作系统并行执行的第二操作系统的处理过程的一组物理资源；并且控制在提取步骤中所提取的一组物理资源的状态。其中所述操作系统执行装置的至少一部分和所述管理应用执行装置的至少一部分对应于相同的一组物理资源。

根据本发明实施例的程序允许计算机执行一种处理过程，该过程包括步骤：从由多个计算单元的任何一个执行的第一操作系统发送状态改变请求给管理该操作系统操作的管理应用；根据在发送步骤中所发送的状态改变请求，提取其状态可以被控制而不影响与第一操作系统并行执行的第二操作系统的处理过程的一组物理资源；并且控制在提取步骤中所提取的一组物理资源的状态。

在根据本发明实施例的信息处理方法和程序中，将状态改变请求从在多个计算单元的任何一个中执行的第一操作系统发送到管理该操作系统操作的管理应用。根据该状态改变请求，提取其状态可以被控制而不影响与第一操作系统并行执行的第二操作系统的处理过程的一组物理资源。然后控制所提取的该组物理资源的状态。

根据本发明的实施例，可以执行多个操作系统。具体地说，当在执行多个操作系统的状态中从第一操作系统发送状态改变请求并且将其操作进行管理时，将由第一操作系统使用的一组物理资源的操作状态进行控制。因此，可以控制特定一组物理资源的状态而不影响在执行多个操作系统的状态中被操作的操作系统，从而可以有效地减少能量消耗。

根据本发明的另一个实施例，可以执行多个操作系统。具体地说，当从在任何计算单元中执行的第一操作系统发送状态改变请求给管理操作系统的操作的管理应用时，提取其状态可以被控制而不影响与第一操作系统并行执行的第二操作系统的处理过程的一组物理资源，并且控制所提取的该组物理资源的状态。因此，可以有效地减少能量消耗。

附图说明

图1示出了根据本发明实施例的计算机系统的配置框图；

图2示出了管理OS和宾客(guest)OS的例子；

图3示出了物理内存空间的分配；

图4示出了管理OS和宾客OS的另一个例子；

图5示出了在管理OS已经执行逻辑分区并且宾客OS已经启动之后所执行的功能的功能框图；

图6示出了逻辑分区表；

图7示出了物理内存空间和逻辑内存空间；

图8示出了模块信息表；

图9示出了内存配置表；

图10示出了停止候选者(candidate-for-stop)列表；

图11示出了停止候选者列表产生过程1的流程图；

图12示出了当在逻辑分区LPAR/0中执行宾客OS并且发送要降低时钟频率的操作状态改变请求时所执行的处理的流程图；

图13示出了当另一个宾客OS执行超管理程序(Hypervisor)调用以向管理OS请求重新开始暂停的宾客OS的执行时所执行的处理的流程图；

图14示出了操作状态控制过程的流程图；

图15示出了操作状态改变过程1的流程图；和

图16示出了操作状态改变过程2的流程图。

具体实施方式

在描述本发明的实施例之前，在下面讨论在权利要求书的特征和在本发明实施例中所公开的特定元件之间的对应关系。该描述试图确保在本说明书中描述支持请求保护的发明的实施例。因此，即使没有与本发明的特定特征相关地说明在下面实施例中的元件，也不一定表示该元件与权利要求的特征无关。相反地，即使在这里与权利要求的特定特征相关描述一种元件，也不一定表示该元件与权利要求的其他特征无关。

而且，不应该将这种描述理解为在权利要求书中描述了实施例中披露的本发明的所有方面的这样的限制。也就是说，本描述并不否认在实施例中描述的、但是没有在本申请的发明中请求保护的、本发明的一些方面的存在，即，本发明的一些方面的存在可以在将来由分案申请请求进行保护，或者通过修改进行增加请求保护的发明。

根据本发明实施例的信息处理系统是一种包括多个计算单元(例如，图1中的多CPU 11)的信息处理系统(例如，图1中的计算机系统1)，并且包括：用于执行操作系统(例如，图5中的多个宾客OS 52)的操作系统执行单元(例如，图1中的CPU 11-1到11-3)；和用于执行管理操作系统的操作的管理应用(例如，图5中的管理OS 51)的管理应用执行单元(例如，在图2中的CPU 11-4)。操作系统执行单元和管理应用执行单元与多个计算单元的任何一个对应。操作系统执行单元可以执行多个操作系统。由操作系统执行单元执行的多个操作系统中的至少一个操作系统具有将状态改变请求(例如，要改变操作状态的状态改变请求)发送给管理应用的功能(例如，由图5中的ACPI控制单元83执行的功能)。当在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中，由管理应用执行单元执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用控制由第一操作系统使用的一组物理资源(例如，诸如图1中的CPU 11、内存模块14、和输入/输出模块18的资源)的操作状态。

至少操作系统执行单元的一部分和至少管理应用执行单元的一部分可以与相同的一组物理资源(例如，图4中的CPU 11-4)对应。

由管理应用执行单元所执行的管理应用可以具有这样的一种功能(例如，由图5中的电源控制单元66执行的功能)，用于当从第一操作系统接收状态改变请求时控制由第一操作系统使用的一组物理资源的供电。

信息处理系统还可以包括记录单元(例如，分配给管理OS 51的、在图1中的内存模块14的区域)，用于记录预定的信息并且被由管理应用执行单元所执行的管理应用专用。由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有这样的一种功能，即当从第一操作系统接收状态改变请求时，允许记录单元记录关于执行状态或由第一操作系统使用的一组物理资源的执行的过程的信息，然后控制对该组物理资源的供电。

信息处理系统还可包括记录单元(例如，被分配给与其状态被改变的宾客OS 52不同的宾客OS 52的、图1中的内存模块14的区域)，用于记录预定的信息并且不作为一组物理资源由第一操作系统进行专用。由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有这样的一种功能，即当从第一操作系统接收状态改变请求时，允许记录单元记录关于执行状态或一组物理资源的执行的过程的信息，然后控制由第一操作系统使用的该组物理资源的供电。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有这样的一种功能(例如，由图5中的时钟提供控制单元67所执行的功能)，用于控制提供给由第一操作系统使用的一组物理资源的时钟频率。

在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中，当管理应用执行单元执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用可以控制由第一操作系统使用的、并且不由与发送状态改变请求的第一操作系统不同的操作系统使用的一组物理资源(例如，图10中所示的在停止候选者列表中注册的资源)的操作状态。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有一种列表产生功能(例如，在图5中的停止候选者列表产生单元63所执行的功能)，即，在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中，产生任何操作系统占有的一组物理资源的列表(例如，在图10中的停止候选者列表)。在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中，当管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用可以参考由列表产生功能所产生的列表，并且对由第一操作系统使用、而不由与发送状态改变请求的第一操作系统不同的操作系统使用的一组物理资源的操作状态进行控制。

由管理应用执行单元执行的管理应用可以具有一种逻辑分区功能，逻辑地将物理资源分区并且允许各组物理资源执行不同的处理。管理应用可以具有列表产生功能(例如，在图5中的逻辑分区表管理单元62所执行的功能)，在由各个逻辑分区中的操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中，产生逻辑分区功能产生的各个逻辑分区中使用的多组物理资源的列表(例如，在图6中的逻辑分区表)。在由操作系统执行单元执行多个操作系统的状态中，当管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用可以参考由列表产生功能所产生的列表，并且可以仅仅在时间段中被分配给由第一操作系统使用的时间段期间控制该组物理资源的操作状态。

根据本发明实施例的信息处理方法是用于通过使用多个计算单元(例如，图1中的CPU 11)来处理信息的信息处理方法。所述信息处理方法包括步骤：从由多个计算单元的任何一个计算单元执行的第一操作系统(例如，图5中的宾客OS 52)发送状态改变请求(例如，要改变操作状态的状态改变请求)给管理该操作系统操作的管理应用(例如，管理OS 51)(这个步骤与例如在图12中的步骤S36或在图13中的步骤S87对应)；根据在发送步骤中所发送的状态改变请求，提取其状态可以被控制而不影响与第一操作系统并行执行的第二操作系统的处理过程的一组物理资源(例如图1中的CPU 11、内存模块14和输入/输出模块18)(这个步骤与例如图12中的步骤S38或图13中的S89对应)；并且控制在提取步骤中所提取的一组物理资源的状态(这个步骤与图12中的步骤S39到S44或图13中的步骤S90到S95对应)。

在根据本发明实施例的程序中，与每个步骤对应的具体元件(仅仅是例子)与在上述信息处理方法中的相同。

之后，将参照附图来说明本发明的实施例。

首先，参照图1来描述根据本发明实施例的的计算机系统1的配置。计算机系统1可以包括一个设备或多个设备。

各个中央处理单元(CPU)11-1到11-n具有逻辑分区(LPAR)功能并且连接到系统总线12。也就是说，CPU 11-1到11-n的任何一个或多个都可以执行用于管理计算机系统1的逻辑分区和各个逻辑分区的操作的管理操作系统(OS)，而且可以执行其操作由管理OS管理的宾客操作系统(OS)。由CPU 11-1到11-n的任何一个执行的管理OS具有能够产生逻辑分区的超管理程序特权级别(hypervisor privilege level)，并且可以发布仅仅可以通过超管理程序特权级别进行执行的超管理程序命令。

系统总线12连接到内存控制模块13、IO(输入/输出)桥接器15、管理OS定时器16、和用户定时器17。可以将除在图1中所示出的那些以外的各种装置连接到系统总线12。例如，可以将辅助处理器等连接到其上。

内存控制模块13控制向/从内存模块14-1到14-m的数据写入和读出。内存控制模块13可以包括高速缓存控制电路并且可以合并或连接到高速缓存内存。内存控制模块13将顺序的物理地址分派给连接到其上的所有内存模块，即，内存模块14-1到14-m。每个内存模块14-1到14-m包括诸如随机存取内存(RAM)的至少一个半导体记录装置，并且被进行配置从而可以控制其中的电源和操作频率。

IO桥接器15是将系统总线12连接到IO总线25的桥接器，其可具有在日本未审查专利公开No.2002-318701中所述的翻译控制输入(translationcontrol entry，TCE)机制。IO总线25连接到输入/输出模块18-1到18-p、电源模块19、时钟提供模块20、只读内存(ROM)21、硬盘驱动器(HDD)22、和驱动器23。

输入/输出模块18-1到18-p包括，例如：诸如键盘、鼠标、触摸垫、游戏杆、和轨迹球的操作输入装置或操作输入装置的接口模块，用于输入操作；诸如显示器的显示装置或图形接口；话音输出扬声器模块或声音接口；网络接口；或用于外部存储装置的盘控制器。

电源模块19将电源提供给计算机系统1的每个单元或者控制电源，其还能够根据由CPU 11-1到11-n的任何一个执行的上述管理OS的处理的控制，提供以及停止提供电源给计算机系统1的每个单元以及改变所提供的电压。时钟提供模块20将时钟提供给计算机系统1的每个单元或者控制时钟的提供，其还能够根据由CPU 11-1到11-n的任何一个执行的上述管理OS的处理的控制，提供以及停止提供时钟给计算机系统1的每个单元以及改变所提供时钟的频率。

ROM 21存储由CPU 11-1到11-n的任何一个分别执行的OS和在那些OS中执行的应用程序。即，ROM 21还存储管理OS。当启动计算机系统1时，由CPU 11-1到11-n的任何一个载入并且执行存储在ROM 21中的管理OS，从而产生在计算机系统1中的至少一个逻辑分区。因此，管理OS可以执行与各个逻辑分区关联的宾客OS。

HDD 22能够驱动内部硬盘并且记录/读出各种信息。硬盘可以存储分别在CPU 11-1到11-n的任何一个中执行的OS、在这些OS中执行的应用程序、由在CPU 11-1到11-n的任何一个中执行的OS和由在这些OS中执行的应用程序使用的数据、以及由OS和应用程序产生的数据。

除在图1中示出的那些装置以外的装置可以连接到IO总线25。此外，可以通过中继装置将该装置连接到IO总线25。

管理OS定时器16是由管理OS的处理使用的定时器，并且不能从宾客OS和在宾客OS中执行的应用来访问该定时器。具体地说，管理OS可以通过使用管理OS定时器16在预定的时间间隔，在CPU11-1到11-n中产生定时器中断。用户定时器17是可以从宾客OS或由宾客OS执行的应用访问的定时器。宾客OS或由宾客OS执行的应用可以通过使用用户定时器17在预定的时间间隔上，在CPU 11-1到11-n中产生定时器中断。

之后，当不需要将它们彼此区分时将CPU11-1到11-n的每一个称为CPU 11。类似地，当不需要将它们彼此区分时将内存模块14-1到14-m称为内存模块14，并且当不需要将它们彼此区分时将输入/输出模块18-1到18-p称为输入/输出模块18。

随后，将参照图2来说明管理OS和宾客OS。

例如，假设一种情况，其中CPU 11-4执行管理OS并且执行逻辑分区从而产生逻辑分区LPAR/0到LPAR/2，并且分派给在逻辑分区LPAR/0到LPAR/2中执行的各个OS的多组资源是CPU 11-1到11-3、内存模块14、和输入/输出模块18-1到18-3。

在这种情况下，由CPU 11-4执行的管理OS执行逻辑分区，从而产生逻辑分区LPAR/0到LPAR/2。可以将所有可以被逻辑分割的资源分派给逻辑分区。例如，分派给各个逻辑分区的多组资源包括在内存模块14的物理内存空间中彼此不重叠的区域、各个CPU 11的部分或所有的处理时间(之后称为“CPU时间”)和输入/输出模块18。

管理OS将一组资源分配给逻辑分区LPAR/0，该组资源包括CPU 11-1的整个处理时间、内存模块14的部分内存空间、整个输入/输出模块18-1、和输入/输出模块18-2的部分处理时间。而且，管理OS将一组资源分配给逻辑分区LPAR/1，该组资源包括CPU 11-2的部分处理时间、内存模块14的部分内存空间、和输入/输出模块18-2的部分处理时间。而且，管理OS将一组资源分配给逻辑分区LPAR/2，该组资源包括CPU 11-2的部分处理时间、CPU 11-3的整个处理时间、内存模块14的部分内存空间、和输入/输出模块18-3。

换句话说，将CPU 11-1分配给逻辑分区LPAR/0并且CPU11-1执行在逻辑分区LPAR/0中执行的第一OS。将CPU 11-2分配给逻辑分区LPAR/1和逻辑分区LPAR/2，并且CPU 11-2以使用预定时间分配的时分方法来执行在逻辑分区LPAR/1中执行的第二OS和在逻辑分区LPAR/2中执行的第三OS。将CPU 11-3分配给逻辑分区LPAR/2并且CPU 11-3与CPU 11-2一起执行在逻辑分区LPAR/2中执行的第三OS。

图3示出了在物理内存空间中的分配的例子。

如图3所示，将多个内存模块(例如，内存模块14-1到14-3)的存储区域分配给一个物理内存空间，并且虚拟地分配物理内存空间作为给管理OS和多个逻辑分区(这里LPAR/0、LPAR/1和LPAR/2)的内存空间。可以排他地使用被分配给管理OS的内存区域。

将输入/输出模块18-1分配给逻辑分区LPAR/0，输入/输出模块18-1根据在逻辑分区LPAR/0中执行的第一OS中执行的应用来执行处理。将输入/输出模块18-2分配给逻辑分区LPAR/0和LPAR/1，输入/输出模块18-2根据在逻辑分区LPAR/0中执行的第一OS和在逻辑分区LPAR/1中执行的第二OS中执行的应用来执行两个处理。将输入/输出模块18-3分配给逻辑分区LPAR/2，输入/输出模块18-3根据在逻辑分区LPAR/2中执行的第三OS中执行的应用来执行处理。

在将多组资源分配给多个逻辑分区的这种情况下，当因为用户在预定的时间段中没有输入任何操作，所以将例如对被分配给第二OS的一组资源停止供电、改变所提供的电压、或改变提供的时钟的频率的操作状态改变请求，从在逻辑分区LPAR/1中执行的第二OS发送到管理OS时，会发生下面的问题。即，如果通过控制电源模块19来停止对被分配给逻辑分区LPAR/1的一组资源的供电，或如果通过控制时钟提供模块20来改变提供给被分配给逻辑分区LPAR/1的一组资源的时钟频率，在逻辑分区LPAR/0中执行的第一OS或在逻辑分区LPAR/2中执行的第三OS的处理中会出现问题，或者会妨碍处理的执行。

即，管理OS需要识别被分配给各个逻辑分区的多组资源。而且，当接收从任何一个宾客OS来的操作状态改变请求时，管理OS需要检测是否与另一个逻辑分区共享被分配给执行宾客OS的处理的逻辑分区的一组资源，并且确定是否可以改变操作状态，例如是否可以停止该组资源的供电、是否可以改变所提供的电压、或是否可以改变所提供的时钟的频率。

管理OS可以通过响应于从宾客OS来的请求而改变被分配给其中执行宾客OS的逻辑分区的一组资源的操作状态，换句话说，物理计算机的元件的操作状态，来有效地减少能量消耗而不影响在另一个逻辑分区中执行的处理。

在上面说明中，由一个CPU 11-4执行管理OS而执行管理OS的CPU 11-4不执行任何宾客OS。但是，可以由多个CPU执行管理OS。而且，执行管理OS的CPU 11还可以通过使用时分方法等来执行宾客OS。

例如，如图4所示，CPU 11-4可以执行管理OS以产生逻辑分区LPAR/0到LPAR/2。而且，可以分配CPU 11-4的处理时间的预定比率作为给在逻辑分区LPAR/0到LPAR/2中执行的各个OS的多组资源。而且，可以分配CPU11-1到11-3、内存模块14、和输入/输出模块18-1到18-3。

由CPU 11-4执行的管理OS来执行逻辑分区，从而产生逻辑分区LPAR/0到LPAR/2。如在参照图2的上述情况中，能够将可以被逻辑分割的所有资源分配给逻辑分区。例如，被分配给各个逻辑分区的资源包括不与在内存模块14的物理内存空间中彼此重叠的区域、CPU 11的所有或部分处理时间、和输入/输出模块18。

管理OS分配一组资源给逻辑分区LPAR/0，该组资源包括：其中执行管理OS的CPU 11-4的部分处理时间、CPU 11-1的整个处理时间、内存模块14的内存空间的一部分、整个输入/输出模块18-1、和输入/输出模块18-2的部分处理时间。而且，管理OS将一组资源分配给逻辑分区LPAR/1，该组资源包括：其中执行管理OS的CPU 11-4的部分处理时间、CPU 11-2的部分处理时间、内存模块14的内存空间的一部分、和输入/输出模块18-2的部分处理时间。而且，管理OS将一组资源分配给逻辑分区LPAR/2，该组资源包括：其中执行管理OS的CPU 11-4的部分处理时间、CPU 11-2的部分处理时间、CPU 11-3的整个处理时间、内存模块14的内存空间的一部分、和输入/输出模块18-3。

换句话说，将CPU 11-1分配给逻辑分区LPAR/0，并且CPU 11-1可以同CPU 11-4一起执行在逻辑分区LPAR/0中执行的第一OS。将CPU 11-2分配给逻辑分区LPAR/1和LPAR/2，并且CPU 11-2可以同CPU 11-4一起以使用预定时间分配的时分方法，执行在逻辑分区LPAR/1中执行的第二OS和在逻辑分区LPAR/2中执行的第三OS。将CPU 11-3分配给逻辑分区LPAR/2，并且CPU 11-3可以同CPU 11-2和CPU 11-4一起执行在逻辑分区LPAR/2中执行的第三OS。

图5是示出了下述功能的功能框图，即当执行管理OS并且以参照图2所述的方式执行逻辑分区时能在计算机系统1中执行的功能，从而产生多个逻辑分区(这里是LPAR/0、LPAR/1和LPAR/2)。在下面说明中的逻辑分区的分配与在图2中所示的情况中的相同。

在启动计算机系统1之后，执行管理OS 51。管理OS 51具有下述各种功能，这些功能由由下面单元实现：宾客OS管理控制单元61、逻辑分区表管理单元62、停止候选者列表产生单元63、停止候选者列表存储控制单元64、中断控制单元65、电源控制单元66、时钟提供控制单元67、OS切换状况存储控制单元68、和电源控制状况存储控制单元69。管理OS 51控制在由逻辑分区产生的各个逻辑分区中执行的宾客OS 52-1到52-3的处理。

之后，当不需要将它们彼此区分时，将每个宾客OS 52-1到52-3称为宾客OS。

宾客OS管理控制单元61根据由中断控制单元65产生的中断定时，通过使用由逻辑分区表管理单元62的处理所管理的逻辑分区表以及由停止候选者列表产生单元63产生并且由停止候选者列表存储控制单元64存储的停止候选者列表，来控制宾客OS 52-1到52-3的操作。当宾客OS管理控制单元61从宾客OS 52-1到52-3的任何一个接收要减少能量消耗的操作状态改变请求时，根据由逻辑分区表管理单元62管理的逻辑分区表、模块信息表、和在停止候选者列表存储控制单元64的控制之下存储的停止候选者列表，宾客OS管理控制单元61检测是否与另一个逻辑分区共享被分配给执行请求改变的宾客OS的处理的逻辑分区的一组资源，并且确定是否能改变操作状态，即，是否能停止向该组资源供电、是否能改变所提供的电压、或是否能改变所提供的时钟的频率。然后，宾客OS管理控制单元61将确定结果通知给电源控制单元66和时钟提供控制单元67。

逻辑分区表管理单元62管理在能由管理OS 51专用的内存区域中记录的逻辑分区表。如上面参照图2所述，当CPU 11-4执行管理OS 51以执行逻辑分区时，产生逻辑分区LPAR/0到LPAR/2。图6示出了在一种情况中的逻辑分区列表，在这种情况中被分配给在逻辑分区LPAR/0到LPAR/2中执行的各个OS的多组资源是CPU 11-1到11-3、内存模块14、和输入/输出模块18-1到18-3。

在图6所示的逻辑分区表中，分配给逻辑分区LPAR/0一组资源，该组资源包括：从物理内存空间中的地址0x20000000开始的1GB的区域、CPU 11-1的100％的CPU时间、和输入/输出模块18-1和18-2。分配给逻辑分区LPAR/1一组资源，该组资源包括：从物理内存空间中的地址0x50000000开始的512MB的区域、CPU 11-2的60％的CPU时间、和输入/输出模块18-2。分配给逻辑分区LPAR/2一组资源，该组资源包括：从物理内存空间中的地址0x80000000开始的1GB的区域、CPU 11-2的40％的CPU时间、CPU11-3的100％的CPU时间、和输入/输出模块18-3。

这里，将逻辑地址空间给予每个逻辑分区。如在图7中所示，在逻辑分区中执行的各个宾客OS 52将逻辑地址空间识别作为物理地址空间，并且被分配给每个逻辑分区的物理地址范围都从逻辑地址空间的顶端进行分配。如果宾客OS 52适当地设置CPU 11的地址转换机制并且有效地使用它，还可以将逻辑地址分配给虚拟地址。由于由逻辑分区表管理单元62管理逻辑分区表，所以管理OS 51可以将由在各个逻辑分区中执行的宾客OS 52所识别的逻辑地址和逻辑地址空间与内存模块14的物理地址和物理地址空间进行匹配。

当改变所执行的宾客OS或逻辑分区格式时，或者当在计算机系统1中包括的物理模块改变时，更新逻辑分区表。因此，当在逻辑分区格式或所执行的宾客OS中的变化或在要被分配的一组资源中的变化被从宾客OS管理控制单元61发送来时，逻辑分区表管理单元62更新逻辑分区表。

而且，逻辑分区表管理单元62存储在图1所示的每个模块的模块信息表。图8示出了图1中所示的输入/输出模块18的模块信息表的例子。装置信息包括关于在每种操作状态中的电源电压和时钟频率的信息。在这种情况下，根据基于在典型个人计算机或工作站和在其中可执行的各种OS中使用的高级配置和电源接口(ACPI)规格的操作状态，模块信息表指示诸如在每种操作状态中的时钟频率和电源电压的信息。但是，操作状态可以不基于ACPI。通过识别每个模块的装置信息，管理OS 51根据从宾客OS来的状态改变请求来选择最佳状态，确定被分配作为请求状态改变的宾客OS的一组资源的模块的状态设置，并且设置要被提供的时钟频率或电源电压。当不存在匹配状态改变请求的状态时，可以选择较高操作级别的状态。

停止候选者列表产生单元63提前提取其状态可以被改变为节能模式或供电停止模式的一个或多个模块，并且通过参考由逻辑分区表管理单元62管理的逻辑分区表来产生停止候选者列表，然后将所产生的停止候选者列表提供给停止候选者列表存储控制单元64。因此，当宾客OS管理控制单元61从由宾客OS管理控制单元61控制的任何宾客OS接收操作状态改变请求时，可以限制能量消耗而不影响其他宾客OS的执行。

更具体地说，当由逻辑地进行分区而产生逻辑分区时、当逻辑分区格式或所执行的OS改变时、和当在计算机系统1中包括的物理模块改变时，停止候选者列表产生单元63产生可以在逻辑分区中被停止的资源的列表。

停止候选者列表产生单元63在其内部内存中存储如图9所示的内存配置表。当将整个内存模块14当作单个模块时，内存配置表就示出了内存模块14(图9中的内存模块14-1到14-3)的各个物理配置的存储容量(大小)和物理地址。

停止候选者列表产生单元63参照逻辑分区表以获得关于被分配给逻辑分区的多组资源的信息。停止候选者列表产生单元63检测是否100％地将CPU 11分配给了任何分区。如果存在被100％地分配给任何分区的CPU 11，则停止候选者列表产生单元63在停止候选者列表中注册CPU 11。然后，停止候选者列表产生单元63检查分配给每个逻辑分区的物理内存范围，并且通过参考图9所示的内存配置表，检测是否与其他逻辑分区共享在该范围内的内存模块14。如果存在不与另一个逻辑分区共享的内存模块14，则停止候选者列表产生单元63在停止候选者列表中注册该内存模块14。而且，停止候选者列表产生单元63检测是否存在被只分配给一个逻辑分区的任何输入/输出模块18，换句话说，是否存在不由多个逻辑分区共享的任何输入/输出模块18。如果存在不由多个逻辑分区共享的任何输入/输出模块18，则停止候选者列表产生单元63在停止候选者列表中注册该输入/输出模块18。

图10示出了在一种情况下的停止候选者列表的例子，在这种情况下，CPU 11-4执行管理OS以产生逻辑分区LPAR/0到LPAR/2，并且将多组资源分配给在逻辑分区LPAR/0到LPAR/2中执行的各个OS，如上面参照图2所述。在图10所示的停止候选者列表中，注册了被专门分配给逻辑分区LPAR/0的CPU 11-1、输入/输出模块18-1、和内存模块14-1。另一方面，因为没有将资源专门分配给逻辑分区LPAR/1，所以没有为逻辑分区LPAR/1注册任何资源。而且，注册了专门分配给逻辑分区LPAR/2的CPU 11-3、输入/输出模块18-3、和内存模块14-3。下面将详细说明产生列表的过程。

当逻辑分区格式或所执行的宾客OS改变时，或当包括在计算机系统1中的物理模块改变时，更新停止候选者列表，如在逻辑分区表中一样。具体地说，当逻辑分区格式或所执行的OS中的变化或者所分配的资源中的变化被从宾客OS管理控制单元61发送来时，停止候选者列表产生单元63更新停止候选者列表。

停止候选者列表存储控制单元64控制在可以由管理OS专用的内存区域中所提供的停止候选者列表的存储。

中断控制单元65根据管理OS定时器16的计数，在预定的定时产生定时器中断。例如，当通过宾客OS管理控制单元61的处理由多个逻辑分区共享任何一组资源，例如，CPU 11时，换句话说，当将任何CPU 11的少于100％的CPU时间分配给任何逻辑分区时，由从管理OS定时器16来的中断在预定的时间间隔调用中断控制单元65，中断控制单元65测量所经过的时间，并且每次经过被分配给每个逻辑分区的预定时间，都控制使用CPU 11的逻辑分区的切换。

电源控制单元66控制从电源模块10提供到计算机系统1的每个单元的电源。更具体地说，当由后面要说明的处理过程来控制对分配给任何逻辑分区的一组资源的供电时，电源控制单元66控制电源模块19，以停止对该组特定资源的供电或控制其供电电压。

时钟提供控制单元67控制从时钟提供模块20提供到计算机系统1的每个单元的时钟。更具体地说，当由后面要说明的处理过程来控制对分配给任何逻辑分区的一组资源提供时钟时，时钟提供控制单元67控制时钟提供模块20，以停止对该组特定资源提供时钟或者改变所提供的时钟频率。

当中断CPU 11的处理时OS切换状况存储控制单元68控制在内存模块14中记录CPU 11的执行状况的记录，并且当恢复该状况时控制该执行状况的读出和恢复，从而执行在由中断控制单元65在时分过程中产生的定时器中断所切换的逻辑分区中的处理，当由多个逻辑分区共享一个CPU 11时，换句话说，当由宾客OS管理控制单元61的处理而将少于100％的一个CPU 11的CPU时间分配给任何逻辑分区时，执行所述时分过程。在由多个逻辑分区共享输入/输出模块18和应该存储在一个逻辑分区中所执行的宾客OS 52的处理的执行状态的情况下，当将CPU 11的处理改变为在另一个逻辑分区中执行的另一个宾客OS 52的处理时，OS切换状况存储控制单元68控制将输入/输出模块18的执行状况记录在内存模块14中，并且当恢复该状况时还控制该执行状况的读出和恢复。

当停止对在停止候选者列表(其由停止候选者列表产生单元63产生并且在停止候选者列表存储控制单元64的控制下被存储)中注册的任何一组资源的供电时，响应于从任何宾客OS来的状态改变请求通过宾客OS管理控制单元61的处理需要存储状况以控制电源，电源控制状况存储控制单元69存储诸如由宾客OS执行的CPU 11的任何处理状态的状况，并且控制在连接到HDD 22或输入/输出模块18的外部存储装置中的状况的存储，而且在恢复该状况时控制该状况的读出和恢复。

随后，将说明宾客OS 52的功能。在逻辑分区LPAR/0中执行宾客OS 52-1，在逻辑分区LPAR/1中执行宾客OS 52-2，并且在逻辑分区LPAR/2中执行宾客OS 52-3。

宾客OS 52-1到52-3具有由信息处理单元81-1到81-3、内存控制单元82-1到82-3、和ACPI控制单元83-1到83-3分别实现的下面各种功能。

信息处理单元81-1到81-3执行各个宾客OS 52-1到52-3的处理或者在其中执行的应用程序的处理。

内存控制单元82-1到82-3控制各个宾客OS 52-1到52-3的处理的执行状况的存储或者在其中所执行的应用程序的存储，以及在那些处理中所产生或需要的数据的存储。

ACPI控制单元83-1到83-3控制宾客OS 52-1到52-3的操作状态控制功能。当从被分配给任何宾客OS 52-1到52-3的输入模块来的中断在预定的时间段中没有发生时，例如，当用户在预定的时间段中没有输入任何操作时，操作状态控制功能将操作状态改变请求发送给管理OS 51，以减少对应逻辑分区的资源的操作速度、停止操作、或关闭电源。ACPI控制单元83-1到83-3根据在典型个人计算机、工作站、和在这些设备中可执行的各种OS中所使用的高级配置和电源接口(ACPI)规格，来控制操作状态。在根据本发明实施例的计算机系统1中，管理OS 51接收从具有基于ACPI的操作状态控制功能的宾客OS 52-1到52-3发送来的、基于ACPI的操作状态改变请求。响应于该请求，管理OS 51能够控制包括在计算机系统1中的各种模块的操作。

在这个实施例中，在各个逻辑分区中所执行的所有宾客OS 52-1到52-3具有基于ACPI的操作状态控制功能。但是，不是所有的宾客OS 52-1到52-3都具有基于ACPI的操作状态控制功能。而且，当与管理OS 51独立的同时，可以由宾客OS 52-1到52-3来独立地设置操作状态控制功能的操作设置。例如，可以通过用户的设置操作来禁止操作状态控制功能。

之后，当不需要将它们彼此区分时，将每个信息处理单元81-1到81-3称为信息处理单元81；当不需要将它们彼此区分时，将每个内存控制单元82-1到82-3称为内存控制单元82；并且当不需要将它们彼此区分时，将每个ACPI控制单元83-1到83-3称为ACPI控制单元83。

现在，将参照流程图来描述由管理OS 51执行以控制由逻辑地进行分区产生的逻辑分区中所执行的宾客OS 52-1到52-3的操作。

首先，将参照图11中所示的流程图来描述停止候选者列表产生过程1。

在步骤S1，逻辑分区表管理单元62根据是否已经改变了逻辑分区格式或所执行的宾客OS以及是否已经改变了在计算机系统1中所包括的物理模块，来确定是否需要产生或更新逻辑分区表。当在步骤S1确定不需要产生或更新逻辑分区表时，重复步骤S1直到确定需要产生或更新逻辑分区表为止。

当在步骤S1确定需要产生或更新逻辑分区表时，过程行进到步骤S2，其中逻辑分区表管理单元62通过获得关于现在逻辑分区的格式、所执行的宾客OS、以及在计算机系统1中所包括的物理模块的信息，来产生或更新逻辑分区表。

在步骤S3，停止候选者列表产生单元63参考在步骤S2中所产生或更新的逻辑分区表。

在步骤S4，停止候选者列表产生单元63确定是否通过参考逻辑分区表100％地将任何CPU 11分配给任何逻辑分区。

当在步骤S4确定存在有100％地将CPU 11分配给任何逻辑分区的情况，则过程行进到步骤S5，其中停止候选者列表产生单元63提取被100％地分配给任何逻辑分区的CPU 11并且将该CPU 11在停止候选者列表中进行注册。

当在步骤S4确定没有100％地将CPU 11分配给任何逻辑分区时，或在步骤S5之后，过程行进到步骤S6，其中停止候选者列表产生单元63通过参考逻辑分区表来确定是否存在不由任何其他的逻辑分区共享的内存模块14。

当在步骤S6中确定存在有不由任何其他的逻辑分区共享的内存模块14时，则处理行进到步骤S7，其中停止候选者列表产生单元63提取不由任何其他的逻辑分区共享的内存模块14并且将其在停止候选者列表中进行注册。

当在步骤S6确定不存在有不由任何其他的逻辑分区共享的内存模块14时，或在步骤S7之后，过程行进到步骤S8，其中停止候选者列表产生单元63通过参考逻辑分区表来确定是否存在有不由任何其他逻辑分区共享的输入/输出模块18。

当在步骤S8中确定存在有不由任何其他逻辑分区共享的输入/输出模块18时，过程行进到步骤S9，其中停止候选者列表产生单元63提取不由任何其他逻辑分区共享的输入/输出模块18并且将其在停止候选者列表中进行注册。

当在步骤S8中确定不存在不由任何其他逻辑分区共享的输入/输出模块18时，或在步骤S9之后，过程结束。

在上述过程中，产生在图10中所示的停止候选者列表，并且由停止候选者列表存储控制单元64来控制其存储。

随后，将参照图12中所示的流程图，来说明在逻辑分区LPAR/0中执行宾客OS 52-1时和在做出了降低时钟频率的操作状态改变请求时所执行的过程。

在步骤S31，管理OS 51指定逻辑分区LPAR/0以开始宾客OS 52-1。

在步骤S32，管理OS 51指令宾客OS 52-1开始并且将分配给逻辑分区LPAR/0的装置信息发送给宾客OS 52-1。这里，管理OS 51在新逻辑分区中开始新的宾客OS，并因此执行如参照图11在上面所述的停止候选者列表产生过程1，从而重新产生或更新停止候选者列表。

在步骤S33，根据管理OS 51的控制，宾客OS 52-1开始并且获得所分配的装置信息。

在步骤S34，宾客OS 52-1执行正常处理，例如，根据用户的操作输入来执行应用程序。

在步骤S35，宾客OS 52-1确定是否将操作状态改变请求发送给管理OS 51，例如，是否用户在比预定的时间段长的时间中没有输入任何操作。当在步骤S35确定不应该发送操作状态改变请求时，过程返回到步骤S34并且重复随后的过程。

当在步骤S35确定应该发送操作状态改变请求时，过程行进到步骤S36，其中宾客OS 52-1发送要减小时钟频率的操作状态改变请求到管理OS 51。

在步骤S37，管理OS 51确定管理OS 51是否已经从任何宾客OS(在这种情况下从宾客OS 52-1)接收了操作状态改变请求。当在步骤S37中确定管理OS 51还没有接收到操作状态改变请求，则重复步骤S37直到确定管理OS 51已经接收到了操作状态改变请求为止。

当在步骤S37确定管理OS 51已经接收了操作状态改变请求，则过程行进到步骤S38，其中管理OS 51通过参考由逻辑分区表管理单元62管理的逻辑分区表和参考在停止候选者列表存储控制单元64的控制之下存储的停止候选者列表，来提取其状态可以根据已经发送了操作状态改变请求的宾客OS(这里是宾客OS 52-1)的操作状态中的改变而改变的模块。而且，管理OS 51参考由逻辑分配表管理单元62所存储的每个模块的模块信息表，选择其状态可以改变的模块的转变状态。

更具体地说，管理OS 51通过参考如10所示的停止候选者列表，来提取在已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52-1中要被停止的候选者模块，即，CPU 11-1、输入/输出模块18-1、和内存模块14-1。然后，通过参考如图8所示的、由逻辑分区表管理单元62存储的每个模块的模块信息表，管理OS 51响应于要减小时钟频率的操作状态改变请求来选择其状态可以改变的模块的转变状态。

在步骤S39，管理OS 51将转变状态的确定结果，通知给已经发送了操作状态改变请求的宾客OS(这里是宾客OS 52-1)。

在步骤S40，管理OS 51确定步骤S38是否已经允许减小任何模块的时钟频率。当步骤S40确定已经允许了减小任何模块的时钟频率，则过程返回到步骤S37并且重复随后的步骤。

当在步骤S40确定已经允许减小任何模块的时钟频率，过程行进到步骤S41，其中管理OS 51控制改变状态所需要的过程。具体地说，管理OS 51控制过程以确定在内存模块14中记录的信息是否包括要被存储的信息、获得可能存在的要被存储的信息、以及根据需要将该信息存储到与输入/输出模块18连接的HDD 22和外部存储装置中的任何一个中。

另一方面，宾客OS 52-1确定在步骤S42中是否已经允许减小任何模块的时钟频率。当在步骤S42确定还没有允许减小任何模块的时钟频率时，过程行进到步骤S34并且重复随后的步骤。

当在步骤S42确定已经允许减小任何模块的时钟频率时，过程行进到步骤S43，其中宾客OS 52-1执行改变状态所需要的过程。具体地说，宾客OS 52-1输出要在管理OS 51的控制下被保存的信息。然后，过程行进到步骤S44，其中宾客OS 52-1在管理OS 51的控制下，将特定模块的状态从正常处理状态改变为节能操作状态。

然后，过程行进到步骤45，其中例如当接收到用户的操作输入时，宾客OS 52-1确定是否将用于将操作状态从节能状态改变为正常操作状态的请求发送给管理OS 51。当在步骤S45确定不应该发送操作状态改变请求时，重复步骤S45直到确定要发送操作状态改变请求为止。

当在步骤S45确定应该发送操作状态改变请求时，过程行进到步骤S46，其中宾客OS 52-1发送要增加时钟频率的操作状态改变请求给管理OS51。

另一方面，管理OS 51确定管理OS 51是否已经在步骤S47从任何宾客OS(这里是宾客OS 52-1)接收了操作状态改变请求。当在步骤S47确定还没有接收到操作状态改变请求时，重复步骤S47直到确定已经接收到了操作状态改变请求为止。

当在步骤S47确定已经接收到了操作状态改变请求时，过程行进到步骤S48，其中宾客OS 51允许状态改变并且将该允许发送给已经发送了操作状态改变请求的宾客OS(这里是宾客OS 52-1)。

在步骤S49，管理OS 51执行改变状态所需要的过程。具体地说，管理OS 51增加被分配给逻辑分区LPAR/0的资源中、其时钟频率已经被减少的多组资源的时钟频率到正常状态，并且控制所保存的信息的恢复。

在步骤S50，宾客OS 52-1接收改变状态的允许并且执行改变状态所需要的过程。具体地说，宾客OS 52-1在管理OS 51的控制之下获得所保存的信息，并且在内存模块14中扩展该信息。然后，过程终止。

如上所述，通过使用发布状态改变请求以减小能量消耗的宾客OS 52-1的ACPI兼容功能，管理OS 51通过参考逻辑分区表、停止候选者列表、和模块信息，将状态改变到节能操作状态，以通过减小模块的时钟频率来减小能量消耗，同时防止对其他宾客OS的处理的影响。而且，当从宾客OS 52-1接收另一个操作状态改变请求时，管理OS 51增加分配给逻辑分区LPAR/0的资源中、其时钟频率已经被减小的多组资源的时钟频率到正常的状态，从而可以恢复正常操作状态。

偶尔，如果任何一个宾客OS 52的操作状态改变为供电停止状态，对于宾客OS 52来说很难通过其自己向管理OS 51请求状态恢复。

为此，在多个宾客OS 52中的至少一个中可操作的应用程序或该至少一个宾客OS 52，具有请求在供电停止状态中的另一个宾客OS 52的执行重新开始的超管理程序调用功能。具有超管理程序调用功能的宾客OS 52或具有超管理程序调用功能的应用程序提供由用户使用的用户接口，以输出重新开始正在暂停中的宾客OS 52的执行的命令。具有超管理程序调用功能(其向管理OS 51请求将正在暂停的宾客OS 52的执行重新开始)的宾客OS 52或其中执行具有该功能的应用程序的宾客OS 52从用户接收执行重新开始命令，并且通过使用超管理程序调用功能向管理OS 51请求重新开始正在暂停的宾客OS 52的执行。

此外，应该保护由用户使用来输入命令以重新开始正在暂停的宾客OS52的执行的用户接口，从而只有计算机系统1的管理员才能操作它。

在图13中示出的流程图示出了当宾客OS 52-2执行超管理程序调用以向管理OS 51请求将正在暂停的宾客OS 52-1的执行重新开始时所执行的过程。

在步骤S81，宾客OS 52-2执行正常处理。

在步骤S82到S85，管理OS 51和宾客OS 52-1执行与图12中所示的步骤S31到S34中相同的过程。即，管理OS 51指定要开始宾客OS 52-1的逻辑分区LPAR/0，指令该宾客OS 52-1进行启动，并且发送被分配给逻辑分区LPAR/0的装置信息。然后，在管理OS 51的控制之下，宾客OS 52-1开始并且获得所分配的装置信息并且执行正常处理，例如，根据用户的操作输入来执行应用程序。

在步骤S86，例如当在比预定的时间段长的时间中用户没有输入任何操作的时候，宾客OS 52-1确定是否发送要关闭电源的操作状态改变请求给管理OS 51。当在步骤S86确定不应该发送操作状态改变请求时，过程返回到步骤S86并且重复随后的步骤。

当在步骤S86确定应该发送操作状态改变请求时，过程行进到步骤S87，其中宾客OS 52-1将关断电源的操作状态改变请求发送给管理OS 51。

在步骤S88，管理OS 51确定管理OS 51是否已经从任何宾客OS(这里是宾客OS 52-1)接收了操作状态改变请求。当在步骤S88确定还没有接收到操作状态改变请求，则重复步骤S88直到确定已经接收到了操作状态改变请求为止。

当在步骤S88确定管理OS 51已经接收到了操作状态改变请求时，过程行进到步骤S89，其中通过参考由逻辑分区表管理单元62管理的逻辑分区表，并且通过参考在停止候选者列表存储控制单元64的控制下存储的停止候选者列表，管理OS 51提取一种模块，其状态可以根据已经发送了操作状态改变请求的宾客OS(这里是宾客OS 52-1)的操作状态中的改变来变化。而且，管理OS 51选择模块的转变状态，该模块的状态可以通过参考由逻辑分区表管理单元62所存储的每个模块的模块信息表来改变。

更具体地说，通过参考图10中所示的停止候选者列表，管理OS 51提取在已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52-1中要被停止的候选者模块，即，CPU 11-1、输入/输出模块18-1、和内存模块14-1。然后，管理OS 51选择模块的一种转变状态，该模块的状态可以响应于要关闭电源的操作状态改变请求、通过参考逻辑分区表管理单元62所存储的每个模块的模块信息表(如图8所示)而改变。

在步骤S90，管理OS 51将转变状态的确定结果通知给已经发送了操作状态改变请求的宾客OS(这里是宾客OS 52-1)。

在步骤S91，管理OS 51确定步骤S89是否已经允许了关闭任何模块的电源。当在步骤S91确定还没有允许关闭任何模块的电源，则过程返回到步骤S88并且重复随后的步骤。

当在步骤S91确定已经允许了关闭任何模块的电源，则过程行进到步骤S92，其中管理OS 51控制改变状态所需要的过程。具体地说，管理OS 51控制一种过程，用于确定在内存模块14中记录的信息是否包括要被保存的信息、获得任何存在的要被保存的信息、并且根据需要将该信息存储在与输入/输出模块18连接的外部存储装置和HDD 22中的任何一个中。

在另一方面，宾客OS 52-1在步骤S93确定是否已经允许关闭任何模块的电源。当在步骤S93确定还没有允许关闭任何模块的电源时，过程返回到步骤S85并且重复随后的步骤。

当在步骤S93确定已经允许了关闭任何模块的电源时，过程行进到步骤S94，其中宾客OS 52-1执行改变状态所需要的过程。具体地说，在管理OS51的控制下，宾客OS 52-1输出要保存的信息。然后，过程行进到步骤S95，其中在管理OS 51的控制之下，宾客OS 52-1将特定模块的状态从正常处理状态改变为执行停止状态。

然后，过程行进到步骤S96，其中宾客OS 52-2确定是否发送操作状态改变请求到管理OS 51，以根据用户输入的操作而将另一个宾客OS(这里是宾客OS 52-1)的操作状态从执行停止状态改变为正常操作状态。当在步骤S96确定不应该发送操作状态改变请求时，过程返回到步骤S81，并且重复S81到S96直到宾客OS 52-2确定发送操作状态改变请求为止。

当在步骤S96确定应该发送操作状态改变请求时，过程行进到步骤S97，其中宾客OS 52-2发送操作状态改变请求到管理OS 51，以将特定宾客OS(这里是宾客OS 52-1)的操作状态从执行停止状态改变到正常操作状态。

在另一方面，在步骤S98，管理OS 51确定管理OS 51是否已经从任何宾客OS(这里是宾客OS 52-2)接收了操作状态改变请求。当在步骤S98确定还没有接收操作状态改变请求，则重复步骤S98直到确定已经接收了操作状态改变请求为止。

当在步骤S98确定已经接收了操作状态改变请求时，过程行进到步骤S99，其中宾客OS 51允许状态改变并且开始其中操作状态要被改变的宾客OS(这里是宾客OS 52-1)。

在步骤S100，管理OS 51执行改变状态所需要的过程。具体地说，管理OS 51将电源提供给在被分配给由宾客OS 52-1使用的逻辑分区LPAR/0的资源中的、其中关断电源的一组资源，并且控制所保存的信息的恢复。

在步骤S101，宾客OS 52-1接收改变状态的允许并且执行改变状态所需要的处理。具体地说，宾客OS 52-1在管理OS 51的控制之下获得所保存的信息，并且在内存模块14扩展该信息。然后，过程结束。

如上所述，通过使用发布状态改变请求以减小能量消耗的宾客OS 52-1的ACPI兼容功能，通过参考逻辑分区表、停止候选者列表、和模块信息表，管理OS 51改变状态到执行停止状态以通过关断对模块的供电来减小能量消耗，同时防止对其他宾客OS的处理产生影响。而且，当从与宾客OS 52-1不同的宾客OS接收另一个操作状态改变请求时，例如，宾客OS 52-2，管理OS 51将电源提供给在由正在暂停的宾客OS 52-1使用的资源(即，分配给逻辑分区LPAR/0的资源)中的、其中已经关断电源的一组资源，从而可以恢复正常的操作状态。

随后，将参照图14的流程图来描述由宾客OS 52执行的操作状态控制过程。这个过程对应于图12中的步骤S35、S36、S42和S43，以及图13中的步骤S86、S87、S93和S94。

在步骤S131，宾客OS 52的信息处理单元81确定是否发生了中断。

当在步骤S131确定还没有发生中断时，过程行进到步骤S132，其中信息处理单元81执行正常处理。然后，过程返回到步骤S131并且重复随后的步骤。

当在步骤S131确定发生了中断时，过程行进到步骤S133，其中信息处理单元81确定所发生的中断是否是由用户定时器17(图1)计数的用户定时器中断，即，因为在预定的时间段中用户没有输入操作而发生的中断。

当在步骤S133确定所发生的中断不是用户定时器中断时，过程行进到步骤S134，其中信息处理单元81确定该中断是否是操作输入的中断。

当在步骤S134确定该中断是操作输入的中断时，过程行进到步骤S135，其中信息处理单元81执行与操作输入对应的过程并且复位用户定时器17。

当在步骤S134确定所发生的中断是由不同于操作输入的、从管理OS来的控制命令等而导致的中断，则过程行进到步骤S136，其中信息处理单元81根据中断执行处理。在步骤S135或S136之后，过程返回到步骤S131，并且重复随后的步骤。

当在步骤S133确定所发生的中断是用户定时器中断时，过程行进到步骤S137，其中信息处理单元81将用户定时器中断的发生通知给ACPI控制单元83。响应于此，ACPI控制单元83发送要减小时钟频率或关闭电源的操作状态改变请求到管理OS 51。这个步骤与例如图12的步骤S36或图13中的步骤S87对应。

在步骤S138，信息处理单元81确定管理OS 51是否已经指令了信息处理单元81来改变操作状态。当在步骤S138确定还没有指令信息处理单元81以改变操作状态，则过程返回到步骤S131并且重复随后的步骤。

当在步骤S138确定已经指令了信息处理单元81来改变操作状态时，过程行进到步骤S139，其中信息处理单元81确定是否在改变操作状态之前需要保存状况。

当在步骤S139确定需要保存状况时，过程行进到步骤S140，其中信息处理单元81将状况保存在由HDD 22等中的内存控制单元82的处理所控制的存储装置中。

当在步骤S139确定不需要保存状况，或者在步骤S140之后，则过程停止。

通过执行上述过程，宾客OS 52可以将操作状态改变请求发送给管理OS，从而可以根据ACPI来控制操作状态的改变。当由管理OS指令宾客OS52以改变操作状态时，执行保存状况等所必须的处理，然后改变操作状态。

随后，将参照图15的流程图来描述操作状态改变过程1。由管理OS 51响应于要减小能量消耗的操作状态改变请求来执行这个过程，该过程对应于图12中的步骤S37到S41或图13中的S88到S92。

在步骤S171，宾客OS管理控制单元61确定宾客OS管理控制单元61是否已经从任何宾客OS 52接收到了操作状态改变请求。当在步骤S171确定宾客OS管理控制单元61还没有接收到操作状态改变请求，则重复步骤S171直到确定宾客OS管理控制单元61已经接收到了操作状态改变请求为止。

当在步骤S171确定已经接收到了操作状态改变请求时，过程行进到步骤S172，其中宾客OS管理控制单元61参考由停止候选者列表产生单元63产生的、并且在停止候选者列表存储控制单元64的控制下存储的停止候选者列表，和由逻辑分区表管理单元62管理的逻辑分区表。

在步骤S173，宾客OS管理控制单元61根据停止候选者列表和逻辑分区表确定被分配给其中执行已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52的逻辑分区的模块是否包括可以被停止的、或其状态可以改变的模块。

当在步骤S173确定不存在可以被停止的、或其状态可以改变的模块，则过程行进到步骤S174，其中宾客OS管理控制单元61将状态不能改变通知给已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52，然后过程结束。

当在步骤S173确定存在可以被停止的、或其状态可以改变的模块时，过程行进到步骤S175，其中宾客OS管理控制单元61参考与可以被停止的、或其状态可以改变的模块对应的模块信息表、由逻辑分区表管理单元62管理的表。

在步骤S176，宾客OS管理控制单元61根据在步骤S175中所参考的模块信息表来选择一转变状态以改变状态。

更具体地说，当操作状态改变请求是用于关断电源时并且当存在可以被停止的模块时，即，在停止候选者列表中有对应的宾客OS 100％地使用的模块时，宾客OS管理控制单元61停止对该模块的供电。当操作状态改变请求是用于通过减小时钟频率而切换到节能模式时并且当存在100％地由对应的宾客OS 52使用的模块时，宾客OS管理控制单元61减小提供给该模块的时钟频率。当无论操作状态改变请求类型如何都不存在100％地由对应的OS 52使用的模块时，可以仅仅在由时分处理所分配的时间段期间，通过控制要被提供的电源或时钟频率来减少能量消耗。

在步骤S177中，宾客OS管理控制单元61确定是否在其状态要被改变的宾客OS 52中需要保存状况。

当在步骤S177中确定需要保持状况时，过程行进到步骤S178，其中宾客OS管理控制单元61将需要被保存的状况通知给能量控制状况存储控制单元69，从而能量控制状况存储控制单元69保存其状态要被改变的宾客OS 52的状况。

当在步骤S177确定不需要保存状况时，或在步骤S178之后，则过程行进到步骤S179，其中宾客OS管理控制单元61发送改变状态的允许给已经发送了状态改变请求的宾客OS 52。而且，宾客OS管理控制单元61通过使用电源控制单元66或时钟提供控制单元67，控制被分配给其中执行已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52的逻辑分区的模块中、其中允许状态改变的模块的时钟频率和能量设置。然后，过程结束。

通过执行上述过程，管理OS 51可以从被分配给其中执行已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52的逻辑分区的模块中选择其状态可以改变的模块，并且确定在改变之后的状态。根据需要，管理OS 51可以在保存了状况之后改变被选择来改变状态的模块的时钟频率或供电的设置。因此，当因为在比预定的时间段长的时间中用户没有输入任何操作而从宾客OS 52请求操作状态的改变时，管理OS 51可以减小模块的部分能量消耗，而不导致对并行执行的其他宾客OS 52的操作的影响。

随后，将参照图16中所示的流程图来描述操作状态改变过程2。可以由管理OS 51来执行这种过程，以将状态从节能状态改变为正常状态，并且这个过程对应于图12的步骤S47到S49或图13中的步骤S98到S100。

在步骤S201中，宾客OS管理控制单元61确定宾客OS管理控制单元61是否已经从任何一个宾客OS 52中接收了操作状态改变请求。当在步骤S201确定还没有接收到操作状态改变请求时，重复步骤S201直到确定已经接收了操作状态改变请求为止。

当在步骤S201确定已经接收了操作状态改变请求时，过程行进到步骤S202，其中宾客OS管理控制单元61参考由停止候选者列表产生单元63产生的、并且在停止候选者列表存储控制单元64的控制之下存储的停止候选者列表，和由逻辑分区表管理控制单元62管理的逻辑分区表。

在步骤S203，宾客OS管理控制单元61根据停止候选者列表和逻辑分区表，检查在被分配给其中执行已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52的逻辑分区的模块中的、其状态已经改变的模块。

在步骤S204，宾客OS管理控制单元61参考与能够被停止的模块对应的模块信息表，和由逻辑分区表管理单元62管理的表。

在步骤S205，宾客OS管理控制单元61根据在步骤S204所参考的模块信息表来选择转变状态。

在步骤S206，宾客OS管理控制单元61确定在其状态要被改变的宾客OS 52中是否已经保存状况。

当在步骤S206确定已经保存了状况时，过程行进到步骤S207，其中宾客OS管理控制单元61将需要被恢复的状况通知给能量控制状况存储控制单元69，从而能量控制状况存储控制单元69恢复其状态要被改变的宾客OS 52的状况。

当在步骤S206中确定还没有保存状况时，或在步骤S207之后，过程行进到步骤S208，其中宾客OS管理控制单元61发改变状态的允许给已经发送了状态改变请求的宾客OS 52。而且，宾客OS管理控制单元61通过使用电源控制单元66或时钟提供控制单元67，控制被分配给其中执行已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52的逻辑分区的模块中、其中状态已经改变的模块的时钟频率和电源设置。然后，过程结束。

通过执行上述过程，管理OS 51可以恢复被分配给其中执行已经发送了操作状态改变请求的宾客OS 52的逻辑分区的模块中、其状态已经改变的模块。

如上所述，根据本发明实施例的计算机系统1能够响应于从宾客OS 52来的请求有效地减小能量消耗，而不导致对由其他宾客OS 52所执行的过程的影响。因此，根据每个宾客OS 52的应用可以控制能量消耗。

可以由软件来执行上述的系列过程。在这种情况下，将构成该软件的程序从记录介质安装到与专用硬件合并的计算机或能够在被安装有各种程序之后执行各种功能的通用个人计算机中。

这种记录介质的例子包括如图1所示的可拆卸介质24，其被分发来将程序提供给用户并且其包含程序，即，磁盘(包括软盘)，以及光盘(包括致密盘只读存储器(CD-ROM))和数字多功能盘(DVD))、磁光盘(包括小型盘(Mini Disk商标)(MD))、或包括半导体存储器的封装介质。

在本说明书中，可以根据所描述的顺序以时间顺序来执行描述了在记录介质上所记录的程序的步骤。或者，可以并行或独立地执行所述步骤。

在这个说明书中，“系统”是指包括一个或多个装置的整个组合体。

本领域的技术人员应该理解，只要它们在所附权利要求书或其等效物的范围之内，可以根据设计要求和其他因素而进行各种修改、合并、子合并和替换。

Claims (12)

1.一种包括多个计算装置的信息处理系统，该信息处理系统包括：

操作系统执行装置，用于执行操作系统；和

管理应用执行装置，用于执行管理操作系统的操作的管理应用，

其中操作系统执行装置和管理应用执行装置对应于多个计算装置的任何一个，

操作系统执行装置可以执行多个操作系统，

由操作系统执行装置执行的多个操作系统的至少一个具有将状态改变请求发送给管理应用的功能，并且

当在由操作系统执行装置执行多个操作系统的状态中由管理应用执行装置执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，管理应用控制由第一操作系统使用的一组物理资源的操作状态，

其中所述操作系统执行装置的至少一部分和所述管理应用执行装置的至少一部分对应于相同的一组物理资源。

2.根据权利要求1所述的信息处理系统，

其中由所述管理应用执行装置执行的管理应用具有逻辑分区功能，其逻辑地对物理资源进行分区并且允许对应的多组物理资源执行不同的处理，并且

其中在由所述管理应用的逻辑分区功能所产生的多个逻辑分区中，分别地执行由所述操作系统执行装置执行的多个操作系统。

3.根据权利要求1所述的信息处理系统，其中由所述管理应用执行装置执行的管理应用具有这样的一种功能，当接收从第一操作系统来的状态改变请求时将对由第一操作系统使用的一组物理资源的供电进行控制。

4.根据权利要求3所述的信息处理系统，还包括：

记录装置，用于记录预定的信息，并且由所述管理应用执行装置执行的管理应用专用该记录装置，

其中由所述管理应用执行装置执行的管理应用具有这样的一种功能，当接收从第一操作系统来的状态改变请求时，允许记录装置记录关于执行状态或由第一操作系统使用的该组物理资源的执行的过程的信息，然后控制对该组物理资源的供电。

5.根据权利要求3所述的信息处理系统，还包括：

记录装置，用于记录预定信息，并且不由第一操作系统排他地、作为一组物理资源来使用该记录装置，

其中由所述管理应用执行装置执行的管理应用具有这样的一种功能，当接收从第一操作系统来的状态改变请求时，允许记录装置记录关于执行状态或该组物理资源的执行的过程的信息，然后控制对由第一操作系统使用的该组物理资源的供电。

6.根据权利要求1所述的信息处理系统，其中由所述管理应用执行装置执行的管理应用具有这样的一种功能，控制提供给由第一操作系统使用的该组物理资源的时钟频率。

7.根据权利要求1所述的信息处理系统，其中，当在由所述操作系统执行装置执行多个操作系统的状态中由所述管理应用执行装置执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，该管理应用对由第一操作系统使用、而不由与发送状态改变请求的第一操作系统不同的操作系统使用的一组物理资源的操作状态进行控制。

8.根据权利要求7所述的信息处理系统，

其中由所述管理应用执行装置执行的管理应用具有一种列表产生功能，产生在由操作系统执行装置执行多个操作系统的状态中任何操作系统占有的一组物理资源的列表，并且

其中，当在由所述操作系统执行装置执行多个操作系统的状态中由所述管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，该管理应用参考由列表产生功能所产生的列表，并且对由第一操作系统使用、而不由与发送状态改变请求的第一操作系统不同的操作系统使用的该组物理资源的操作状态进行控制。

9.根据权利要求1所述的信息处理系统，其中当在由所述操作系统执行装置执行多个操作系统的状态中由所述管理应用执行装置执行的管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，所述管理应用仅仅在时间分段中被分配给由第一操作系统使用的时间段期间控制该组物理资源的操作状态。

10.根据权利要求9所述的信息处理系统，

其中由所述管理应用执行装置执行的管理应用具有一种逻辑分区功能，逻辑地将物理资源分区并且允许物理资源的各个组执行不同的处理，

其中所述管理应用具有列表产生功能，产生在由各个逻辑分区中的操作系统执行装置执行多个操作系统的状态中由逻辑分区功能产生的各个逻辑分区中使用的多组物理资源的列表，并且

其中当在由所述操作系统执行装置执行多个操作系统的状态中所述管理应用从第一操作系统接收状态改变请求时，所述管理应用参考由列表产生功能所产生的列表，并且可以仅仅在时间分段中被分配给由第一操作系统使用的时间段期间控制该组物理资源的操作状态。

11.根据权利要求1所述的信息处理系统，

其中由所述操作系统执行装置执行的多个操作系统中的至少一个具有这样的一种功能，发送用于改变另一个操作系统的操作状态的请求给由所述管理应用执行装置执行的管理应用，并且

其中，当在控制第一操作系统的操作状态的同时，由所述管理应用执行装置执行的管理应用从第二操作系统接收用于改变第一操作系统的操作状态的请求时，所述管理应用根据该请求控制第一操作系统的操作状态。

12.一种用于通过使用多个计算装置来处理信息的信息处理方法，该信息处理方法包括步骤：

从由多个计算装置的任何一个执行的第一操作系统发送状态改变请求给管理该操作系统操作的管理应用；

根据在发送步骤中所发送的状态改变请求，提取其状态能被控制而不影响与第一操作系统并行执行的第二操作系统的处理过程的一组物理资源；以及

控制在提取步骤中所提取的一组物理资源的状态，

其中所述操作系统执行装置的至少一部分和所述管理应用执行装置的至少一部分对应于相同的一组物理资源。

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