DE602004006253T2

DE602004006253T2 - Vorrichtungen und verfahren zur wiederherstellung der synchronisation für objektorientierte softwareanwendungen in verwalteten laufzeitumgebungen

Info

Publication number: DE602004006253T2
Application number: DE602004006253T
Authority: DE
Inventors: Gansha Chao Yang District WU; Guei-Yuan San Jose LUEH; Xiaohua Shi
Original assignee: Intel Corp
Current assignee: Intel Corp
Priority date: 2003-05-20
Filing date: 2004-03-19
Publication date: 2008-01-10
Anticipated expiration: 2024-03-20
Also published as: ATE361494T1; EP1625497B1; DE602004006253D1; EP1625497A2; US7603663B2; WO2004104823A3; CN100414503C; CN1791860A; US20040237073A1; WO2004104823A2

Description

GEBIET DER BESCHREIBUNG
Die vorliegende Beschreibung betrifft allgemein verwaltete Laufzeitumgebungen und insbesondere eine Vorrichtung und ein Verfahren zum Wiederherstellen einer Synchronisation bei objektorientierten Software-Anwendungen in verwalteten Laufzeitumgebungen.
HINTERGRUND
Das Erfordernis der erhöhten Übertragbarkeit von Software-Anwendungen (d.h. der Möglichkeit, eine gegebene Software-Anwendung auf verschiedenen Plattformen mit unterschiedlicher Hardware, unterschiedlichen Betriebssystemen usw. auszuführen) sowie das Erfordernis einer Verkürzung der Vermarktungszeit für unabhängige Softwarehändler (ISVs) haben zu einer verstärkten Entwicklung und Verwendung von verwalteten Laufzeitumgebungen geführt.
Verwaltete Laufzeitumgebungen sind typisch für dynamische Programmiersprachen wie zum Beispiel Java, C# usw. Eine Software-Engine (z.B. eine Java Virtual Machine (JVM), Common Language Runtime (CLR) etc.), die üblicherweise als Laufzeitumgebung bezeichnet wird, führt die Anweisungen der dynamischen Programmiersprache aus. Die Laufzeitumgebung legt sich zwischen die auszuführenden Anweisungen der dynamischen Programmiersprache (z.B. ein Java-Programm oder ein Quellcode) und die Zielplattform der Ausführung (d.h. die Hardware und das/die Betriebssystem(e) des Computers, der das dynamische Programm ausführt), so daß das dynamische Programm auf eine plattformunabhängige Art ausgeführt werden kann.
Die Anweisungen von dynamischen Programmiersprachen (z.B. Java-Anweisungen) werden nicht statisch kompiliert und für die Ausführung durch die Zielplattform (d.h. das Betriebssystem und die Hardware des Ziel-Verarbeitungssystems oder der Zielplattform) direkt mit einem nativen oder Maschinencode verbunden. Statt dessen werden die Anweisungen von dynamischen Programmiersprachen statisch in eine Zwischensprache (z.B. in einen Bytecode) umgesetzt, und die Zwischensprache wird danach von einem Just-in-Time-(JIT)-Compiler in den nativen oder Maschinencode übertragen, der von dem Ziel-Verarbeitungssystem oder der Zielplattform ausgeführt werden kann. In der Regel ist der JIT-Compiler mit einer Laufzeitumgebung versehen, die von dem Betriebssystem der Ziel-Verarbeitungsplattform, zum Beispiel einem Computersystem, bereitgestellt wird. Die Laufzeitumgebung und insbesondere der JIT-Compiler überträgt daher plattformunabhängige Programmanweisungen (z.B. Java-Bytecodes, C#-Bytycodes etc.) in den nativen Code (d.h. den Maschinencode, der von dem darunterliegenden Ziel-Verarbeitungssystem oder der Zielplattform ausgeführt werden kann).
Um die Gesamtproduktivität zu erhöhen, stellen viele dynamische Programmiersprachen und die diese unterstützenden verwalteten Laufzeitumgebungen eine Infrastruktur bereit, die es ermöglicht, gleichzeitig ablaufende Programmtechniken wie zum Beispiel ein Multithreading anzuwenden. Insbesondere enthalten viele dynamische Programmiersprachen Synchronisationsmerkmale oder Synchronisationsoperationen, die die gleichzeitige Ausführung von Ausführungssträngen ermöglichen und dabei die gemeinsame Verwendung oder den Zugriff auf ein gegebenes Objekt und dessen Variablen erlauben, ohne daß dadurch eine Konflikt- oder Konkurrenzsituation entsteht. Zum Beispiel wird in "Compositional Pointer and Escape Analysis for Java Programs" von John Whaley und Martin Rinard (Oktober 1999) das Sperren von Objekten im Falle von möglichen gleichzeitigen Objektzugriffen diskutiert. Um die unnötige Verwendung von Ressourcen zur Vermeidung von Sperren einzuschränken, werden Analyseninformationen herangezogen, um zu bestimmen, wann Objekte Verarbeitungssträngen und Verfahren nicht entweichen können. Auf diese Weise kann der Softwaredesigner sicherstellen, daß ein global zugängliches Objekt "strangsicher" ist (d.h. in einer Multithread-Laufzeitumgebung ohne Konflikte und Konkurrenzsituationen verwendet werden kann).
Unglücklicherweise verlangsamt die mit der Objektsynchronisation verbundene Verarbeitung die Ausführungszeit. Zum Beispiel kann bei einigen gut bekannten Java-Anwendungen und Benchmarks der Aufwand für die Synchronisation zwischen zehn und zwanzig Prozent der Gesamt-Ausführungszeit ausmachen. Außerdem erfolgt die Synchronisation gewöhnlich als Sicherheitsmaßnahme gegen Konkurrenzsituationen während der Laufzeit (insbesondere bei Objektbibliotheken) ohne Rücksicht darauf, ob die Synchronisation während der Laufzeit tatsächlich erforderlich ist oder nicht.
Es können bekannte Escape-Analysetechniken angewendet werden, um die Gesamt-Ausführungsgeschwindigkeit von Code einschließlich unnötiger Synchronisationen zu erhöhen. Im allgemeinen führen bekannte Escape-Analysetechniken eine Gesamtprogrammanalyse durch, die das Entfernen von Synchronisationsoperationen bei nicht globalen Objekten und bei globalen Objekten ermöglicht, für die während der laufenden Ausführung des Programms keine Konkurrenzsituationen entstehen. Die bekannten Escape-Analysetechniken beruhen auf einem statisch verbundenen Codemodell, bei dem angenommen wird, daß während der Laufzeit keine neuen Objektklassen geladen werden. Einige populäre Programmiersprachen wie zum Beispiel Java und CLI enthalten jedoch ein Merkmal zum dynamischen Laden von Klassen, das eine dynamische Verbindung von Verfahren oder Funktionen ermöglicht, die innerhalb des Kontexts einer Laufzeit aufgerufen werden können. In einigen Fällen kann das dynamische Laden einer Klasse in einer Laufzeitumgebung, die ein vorher optimiertes Programm ausführt (z.B. ein Programm, aus dem die Synchronisation zur Gänze oder teilweise entfernt wurde), dazu führen, daß sich das Programm unsicher verhält (z.B. aufgrund Datenkonkurrenz) oder abstürzt. Die bekannten, auf einem statisch verbundenen Codemodell beruhenden Escape-Analysetechniken können zwar dazu verwendet werden, die Synchronisation aus einem statisch verbundenen Code zu entfernen, diese Techniken unterstützen jedoch nicht die Wiederherstellung der Synchronisation eines vorher desynchronisierten (d.h. optimierten) Codes, bei dem später durch die Auswirkungen einer dynamisch geladenen Klasse wieder eine Syn chronisation erforderlich wird. Außerdem können andere offene Merkmale wie zum Beispiel eine Reflexion und native Verfahren eine Escape-Analyse ungültig machen und dadurch zu unsicheren Ausführungsbedingungen führen.
Die Aspekte der vorliegenden Erfindung sind in den anhängenden unabhängigen Patentansprüchen genannt.
KURZBESCHREIBUNG DER ZEICHNUNGEN
1 ist eine Blockdarstellung einer beispielhaften Architektur, die zur Ausführung der beschriebenen Vorrichtung und des beschriebenen Verfahrens zur Wiederherstellung einer Synchronisation verwendet werden kann.
2 zeigt beispielhaft einen auf Java basierenden Code für eine Klasse, für die nach einer Escape-Analyse die Synchronisation entfernt wurde.
3 zeigt beispielhaft einen auf Java basierenden Code für eine andere Klasse, die, wenn sie dynamisch geladen wird, das Entfernen der Synchronisation für die Aufrufstelle A hinfällig werden läßt.
4 ist ein Flußdiagramm für ein Beispiel, wie der Just-in-Time-Compiler der 1 konfiguriert werden kann, um die Synchronisation von Aufrufstellen wiederherzustellen, die von einer dynamisch geladenen Klasse betroffen sind.
5 ist ein detaillierteres Flußdiagramm für ein Beispiel, wie der Just-in-Time-Compiler der 1 konfiguriert werden kann, um die Synchronisation von betroffenen Aufrufstellen wiederherzustellen.
6 ist ein Beispiel für einen Pseudo-Code, der eine Art aufzeigt, wie der Just-in-Time-Compiler der 1 konfiguriert werden kann, um für jeden mit einer betroffenen Aufrufstelle verbundenen Verarbeitungsstrang eine Sperren/Freigabekompensation durchzuführen.
7 zeigt beispielhaft einen auf Java basierenden Code, für den trotz des dynamischen Ladens einer mit der Aufrufstelle A verbundenen Klasse das Entfernen der Synchronisation gültig bleibt.
8 und 9 zeigen schematisch eine beispielhafte Art, wie der Just-in-Time-Compiler der 1 konfiguriert werden kann, um eine Freigabe-Kompensationsoperation durchzuführen.
10 ist ein Beispiel für einen Code, der eine Art aufzeigt, wie das Cookie COMP_UNLOCK_TAG dazu verwendet werden kann, eine Rückkehradresse in einem Stapelabwickelkontext wiederherzustellen.
11 zeigt ein Beispiel für ein Prozessorsystem, das dazu verwendet werden kann, die beschriebene Vorrichtung und das beschriebene Verfahren zu verwirklichen
GENAUE BESCHREIBUNG
Die 1 ist eine Blockdarstellung einer beispielhaften Architektur 100, die dazu verwendet werden kann, die beschriebene Vorrichtung und das beschriebene Verfahren zur Wiederherstellung einer Synchronisation zu verwirklichen. In der beispielhaften Architek tur 100 werden eine oder mehrere Software-Anwendungen 102, die aus einer oder aus mehreren dynamischen Programmiersprachen und/oder Anweisungen bestehen, zu einem Sprachencompiler 104 geführt. Die Anwendungen 102 können in einer plattformunabhängigen Sprache wie zum Beispiel Java oder C# geschrieben sein. Es kann auch jede andere dynamische oder plattformunabhängige Computersprache oder Anweisung verwendet werden. Außerdem können einige oder alle der Anwendungen 102 in dem System gespeichert sein, auf dem die Anwendungen ausgeführt werden. Zusätzlich oder alternativ können einige oder alle der Anwendungen auf einem System gespeichert sein, das von dem System getrennt (und möglicherweise weit davon entfernt) ist, auf dem die Anwendungen 102 ausgeführt werden.
Der Sprachencompiler 104 kompiliert eine oder mehrere der Anwendungen 102 statisch, um einen kompilierten Code 106 zu erzeugen. Der kompilierte Code 106 ist ein Zwischensprachecode oder eine Zwischenspracheanweisung (z.B. ein Bytecode, wenn die kompilierte(n) Anwendung(en) in Java geschrieben ist/sind), der oder die im Binärformat in einem Speicher (nicht gezeigt) gespeichert wird. Wie bei den Anwendungen 102 kann der kompilierte Code 106 lokal im Zielsystem 108 gespeichert werden, auf dem der kompilierte Code 106 auszuführen ist. Das Zielsystem 108 kann ein Computersystem und dergleichen sein, etwa das, das genauer weiter unten in Verbindung mit der 11 beschrieben wird. Das Zielsystem 108 kann mit einem oder mit mehreren Endnutzern und dergleichen in Verbindung stehen. Zusätzlich oder alternativ kann der kompilierte Code 106 über eine Kommunikationsverbindung oder über Kommunikationsverbindungen, zum Beispiel ein lokales Netzwerk, das Internet, ein zellulares oder ein anderes drahtloses Kommunikationssystem etc. zu dem Zielsystem 108 geliefert werden.
Ein oder mehrere Abschnitte des kompilierten Codes 106 (z.B. eine oder mehrere Softwareanwendungen) können auf dem Zielsystem 108 ausgeführt werden. Das heißt, daß ein Betriebssystem 110 wie zum Beispiel Windows, Linux etc. eine Laufzeitumgebung 112 bereitstellt, die einen oder mehrere Abschnitte des kompilierten Codes 106 ausführt. Wenn der kompilierte Code 106 zum Beispiel Java-Bytecode enthält, beruht die Laufzeitumgebung 112 auf einer Java Virtual Machine (JVM) und dergleichen, die Java-Bytecode ausführt. Die Laufzeitumgebung 112 lädt einen Abschnitt oder mehrere Abschnitte des kompilierten Codes 106 (d.h. die Zwischenspracheanweisungen oder den Zwischensprachecode) in einen Speicher (nicht gezeigt), auf den die Laufzeitumgebung 112 zugreifen kann. Vorzugsweise lädt die Laufzeitumgebung 110 eine ganze Anwendung (oder möglicherweise mehrere Anwendungen) in den Speicher und überprüft den kompilierten oder Zwischensprachecode 106 auf Typsicherheit.
Nachdem die Laufzeitumgebung 112 eine Anwendung oder mehrere Anwendungen) in den Speicher geladen hat, können die Zwischenspracheanweisungen, die mit Verfahren oder Objekten verbunden sind, die von der ausgeführten Anwendung aufgerufen oder anderweitig zur Ausführung der Anwendung benötigt werden, von einem Just-in-Time-(JIT)-Compiler 114 verarbeitet werden. Der JIT-Compiler 114 kompiliert die Zwi schenspracheanweisungen, um nativen oder Maschinencode zu erzeugen, der von einem oder von mehreren Prozessoren (wie zum Beispiel dem Prozessor 1122 der 11) im Computersystem 108 ausgeführt wird.
Der JIT-Compiler 114 kann den nativen Code (d.h. den Maschinencode, der mit dem Computersystem 108 kompatibel ist und der daher davon ausgeführt werden kann) in einem JIT-Speichercache (JIT-IMC) 116 speichern. Auf diese Weise kann die Laufzeitumgebung 112 nativen Code, der mit einem vorher kompilierten Verfahren verbunden ist, das mehr als einmal aufgerufen wird, wieder verwenden. Mit anderen Worten können Zwischenspracheanweisungen, die in nativen Code kompiliert und im JIT-IMC 116 gespeichert wurden, von der Laufzeitumgebung 112 mehrfach wiederverwendet und ausgeführt werden.
Der JIT-IMC 116 wird zwar so dargestellt, als ob er sich in der Laufzeitumgebung 112 befindet, es sind jedoch auch andere Konfigurationen für den JIT-IMC 116 möglich. Zum Beispiel kann der JIT-IMC 116 Teil einer anderen Datenstruktur in anderen Laufzeitmodulen, Sitzungen oder Umgebungen (nicht gezeigt) sein, die vom Betriebssystem 110 bereitgestellt werden. In anderen Beispielen, insbesondere solchen mit virtuellen Aufrufen, kann der JIT-IMC 116 so ausgeführt sein, daß nativer Code, der mit den aufgerufenen Verfahren verbunden ist, in bekannten Datenstrukturen wie zum Beispiel virtuellen Verteilungstabellen gespeichert ist.
Im allgemeinen stellen dynamische Programmiersprachen wie zum Beispiel Java zwei Arten der Synchronisation zur Verfügung, damit Softwaredesigner ausführungsstrangsicheren Code oder Softwareobjekte erzeugen können. Auf ein synchronisiertes Softwareobjekt kann zu einem gegebenen Zeitpunkt nur ein Ausführungsstrang zugreifen, wodurch eine Konflikt- oder Konkurrenzsituation zwischen den beim Objekt verwendeten Parameter oder Variablen verhindert wird. Mit anderen Worten können globale Objekte und andere Objekte, auf die von mehr als einem Ausführungsstrang zugegriffen werden kann, dadurch strangsicher gemacht werden, daß Software-Sperr- und Freigabemechanismen eingeführt werden, die verhindern, daß mehrere Ausführungsstränge gleichzeitig auf das Objekt zugreifen. Eine dieser Synchronisationsarten erlaubt es, einen Codeblock (d.h. ein oder mehrere Statements) zur Synchronisation freizugeben. Eine andere Art der Synchronisierung ermöglicht es, Verfahren (d.h. den Aufruf eines Codeblocks) zur Synchronisation freizugeben.
Dynamische Programmiersprachen ermöglichen in der Regel zum Zwecke der Synchronisation von Codeblocks und Verfahren Synchronisationsstatements sowohl auf einem hohen Niveau oder auf Sprachenniveau als auch auf einem niedrigen Niveau oder einfachen verwalteten Laufzeitniveau. Zum Beispiel wird bei Java das Schlüsselwort "synchronisiert" auf der Sprachenebene (d.h. dem hohen Niveau) dazu verwendet, einen Block oder ein Verfahren als durch Synchronisation geschützt zu erklären. Der dem Schlüsselwort "synchronisiert" der Sprachenebene auf der niedrigen Ebene oder der verwalteten Laufzeitebene entsprechende einfache Ausdruck ist bei Java "monitorenter" und "monitor exit". Zur Vereinfachung der folgenden Beschreibung werden die einfachen Synchronisationsausdrücke auf dem niedrigen Niveau als "Sperren" und "Freigeben" bezeichnet, und die Synchronisationsstatements auf dem hohen Niveau oder dem Sprachenniveau werden durch die Verwendung des Schlüsselworts "synchronisiert" bezeichnet.
Wie oben angegeben, umfassen die bekannten Escape-Analysetechniken in der Regel eine Analyse des Gesamtprogramms auf der Basis der Annahme, daß keine zusätzlichen Objektklassen geladen werden, nachdem die Programmausführung begonnen hat (d.h. während der Laufzeit). Insbesondere können die Algorithmen zur Durchführung der Escape-Analyse kontextsensitive Vorgehensweisen anwenden, die interprozedurale Analysen eines kompilierten Programms durchführen, um festzustellen, ob zu Aufgerufenen (z.B. aufgerufenen Verfahren, Objekten etc.) weitergegebene Argumente statische Variablen zugeordnet sind. Diese Ganzprogramm- oder interprozeduralen Analysen beruhen auf der Annahme, daß während der Laufzeit keine neuen Objektklassen geladen werden, und werden im allgemeinen als geschlossene Analysen bezeichnet. Geschlossene Analysen führen oft zu einer aggressiven Optimierung des synchronisierten Codes. Mit anderen Worten können alle Synchronisationsoperationen für nicht globale Objekte und globale Objekte ohne Konkurrenzsituationen zum Zeitpunkt der geschlossenen Analyse elimiert werden, wodurch die Geschwindigkeit deutlich ansteigt, mit der der Code durch den JIT-Compiler 114 ausgeführt werden kann.
Die hier beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsvorrichtung und das hier beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsverfahren machen es möglich, in einer verwalteten Laufzeitumgebung (z.B. einer JVM-Umgebung) just-in-time Code zu kompilieren, der anfänglich durch aggressives Entfernen von Synchronisationsoperationen auf der Basis der Annahme, daß keine neuen Klassen dynamisch geladen werden (d.h. während der Laufzeit geladen werden), optimiert wurde. Die anfängliche Optimierung (d.h. Desynchronisation) kann auf einer herkömmlichen oder bekannten Escape-Analyse beruhen, die eine Analyse vom geschlossenen Typ durchführt, die zu der Entfernung von Synchronisationsoperationen führt, die mit zum Beispiel globalen Objekten ohne Konkurrenzsituationen oder mit nicht globalen Objekten verbunden sind. Im Gegensatz zu den bekannten Techniken können die beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsvorrichtung und das beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsverfahren im Kontext des dynamischen Ladens von Klassen verwendet werden. Insbesondere ermöglichen es die beschriebene Resynchronisationsvorrichtung und das beschriebene Resynchronisationsverfahren, daß ein JIT-Compiler (z.B. der JIT-Compiler 114) feststellt, ob eine neu geladene Klasse das Verhalten des gerade ausgeführten Programms so verändert, daß die Optimierungsentscheidungen (z.B. das Entfernen der Synchronisationsoperationen) nicht mehr gültig sind, die während der anfänglichen Escape-Analyse vom geschlossenen Typ getroffen wurden. Mit anderen Worten erfolgt, wenn der JIT-Compiler 114 während der Laufzeit oder während der Ausführung des Programms oder des Codes, den er gerade verarbeitet, auf eine neu geladene Klasse trifft, eine Escape-Analyse des ganzen Programms einschließlich der neu geladenen Klasse, und für den Code oder das Programm werden die Synchronisationsoperationen wiederhergestellt, die erforderlich sind, um Konflikte oder Konkurrenzsituationen zwischen mehreren Ausführungssträngen zu vermeiden. Wie genauer im folgenden beschrieben ist, können die hier beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsvorrichtung und das hier beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsverfahren die Synchronisation für Aufrufstellen, die vorher als Folge einer anfänglichen geschlossenen Escape-Analyse desynchronisiert wurden, wieder herstellen (wieder einführen). Zusätzlich analysieren die beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsvorrichtung und das beschriebene Synchronisations-Wiederherstellungsverfahren den Laufzeitkontext und erzeugen einen Kompensationscode für zum Beispiel Sperr- und Freigabeoperationen, damit die richtige Synchronisationssemantik erhalten bleibt.
Um die beispielhafte Situation, wie eine dynamisch hinzugefügte Klasse (d.h. eine während der Laufzeitausführung eines Programms hinzugefügte Klasse) das Ergebnis einer anfänglichen Escape-Analyse vom geschlossenen Typ zunichte macht, ist in den 2 und 3 ein entsprechender Java-Code dargestellt. Die 2 zeigt den Java-Code für eine Entfernung der Synchronisation für die Aufrufstelle A während der anfänglichen geschlossenen Escape-Analyse des Codes der 2. Das heißt, daß die Synchronisation von der Aufrufstelle A entfernt werden kann, da zumindest anfänglich "obj" dem Verfahren "caller" nicht entkommen kann. Mit anderen Worten kann auf "obj" nicht von einem Ausführungsstrang zugegriffen werden, der außerhalb des Ausführungsstrangs liegt, der gerade das Verfahren "caller" ausführt. Im Ergebnis kann die synchronisierte Version von "foo" nach der anfänglichen geschlossenen Escape-Analyse durch eine unsynchronisierte Version von "foo" ersetzt werden.
Die 3 zeigt einen Java-Code, der eine neue Klasse "Class2" beinhaltet, die von "Classl" abgeleitet ist. Wenn, während das Programm ausgeführt wird, das den Code der 2 enthält, das Objekt "Class2" dynamisch geladen wird, kann das in Classl definierte öffentliche statische Feld "global" auch ein Fall für die Class2 sein. Da das virtuelle Verfahren "do_nothing" in Class2 dem "obj" ein "global" zuordnet, wird "obj" für mehrere Ausführungsstränge zugänglich (d.h. es entweicht dem einen Ausführungsstrang). Im Ergebnis ist das Entfernen der Synchronisation für die Aufrufstelle A nicht länger gültig, und der fortgesetzte Ablauf des Programms kann eine Resynchronisation des Codes erfordern, der mit der Aufrufstelle A verbunden ist.
Die 4 ist ein Flußdiagramm für eine beispielhafte Art, wie der Just-in-Time-Compiler 114 der 1 konfiguriert werden kann, um die Synchronisation wiederherzustellen oder um die Aufrufstellen zu resynchronisieren, die von einer dynamisch geladenen Klasse betroffen sind, wie zum Beispiel der Class2, die in Verbindung mit den 2 und 3 oben beschrieben wurde. Zu Beginn stellt die Laufzeitumgebung 112 fest, ob offene Merkmale auftreten (z.B. eine neue Klasse geladen wird (Block 400)), und hebt gegebenenfalls eine vorher gemachte Desynchronisationsentscheidung auf. Wenn der JIT- Compiler 114 im Block 400 feststellt, daß es keine neu geladene Klasse gibt, bleibt der JIT-Compiler beim Block 400. Wenn dagegen der JIT-Compiler 114 feststellt, daß eine neue Klasse geladen wurde (Block 400), führt der JIT-Compiler 114 eine Escape-Analyse des gesamten, gerade ausgeführten Programms einschließlich der neu geladenen Klasse durch (Block 402). Die Escape-Analyse kann mit jeder gewünschten Technik ausgeführt werden, die Objekte identifiziert, die einem Ausführungsstrang entweichen (d.h. Objekte, auf die gleichzeitig von mehr als einem Ausführungsstrang zugegriffen werden kann).
Nach der Escape-Analyse (Block 402) stellt der JIT-Compiler 114 fest, ob die während einer anfänglichen Analyse des ganzen Programms vor dem Laden der neuen Klasse (Block 400) gemachten Annahmen weiter gelten (Block 404). Mit anderen Worten stellt der JIT-Compiler 114 fest, ob die Escape-Analyse (Block 402) festgestellt hat, daß die neu geladene Klasse das Verhalten des Programms so verändert, daß nun mehrere Ausführungsstränge Zugriff auf ein Objekt haben, das vorher strangsicher war (d.h. auf das zu einem Zeitpunkt nur ein Ausführungsstrang zugreifen konnte und das daher nicht dem gegenwärtigen Ausführungsstrang entweicht) und das daher gegenwärtig nicht mehr strangsicher ist. Insbesondere kann eine neu geladene Klasse zur Ungültigkeit der Entscheidung in einer früheren Escape-Analyse und des Optimierungsvorgangs zum Entfernen unnötiger Synchronisationsstatements für eine Aufrufstelle führen. Die während einer früheren Escape-Analyse durchgeführte Desynchronisation beruht gewöhnlich auf der Annahme, daß ein oder mehrere Objekte strangsicher sind. Zum Beispiel werden die während einer anfänglichen Escape-Analyse am Code der 2 gemachten Annahmen durch das Laden der neuen Klasse (d.h. der Class2) im Code der 3 ungültig.
Wenn der JIT-Compiler 114 feststellt, daß die bei einer früheren Escape-Analyse gemachten Annahmen) nicht mehr gelten (da z.B. ein oder mehrere Objekte nicht mehr strangsicher sind und eine Resynchronisation erforderlich sein kann), identifiziert der JIT-Compiler 114 die Aufrufstellen, die von den nun unrichtigen Annahmen betroffen sind (Block 406). Nachdem die betroffenen Aufrufstellen identifiziert wurden (Block 406), stellt der JIT-Compiler 114 für jede dieser Stellen die Synchronisation wieder her (Block 408), wie es genauer in Verbindung mit der 5 im folgenden beschrieben wird.
Die 5 ist ein detailliertes Flußdiagramm für eine beispielhafte Art, wie der JIT-Compiler 114 konfiguriert werden kann, um die Synchronisation für die betroffenen Aufrufstellen wiederherzustellen (Block 408 in der 4). Zuerst setzt der JIT-Compiler 114 alle gegenwärtig aktiven Ausführungsstränge aus (Block 500). Das Aussetzen der Ausführungsstränge stellt sicher, daß die wie im folgenden beschriebene Korrektur und Sperr/Freigabekompensation auf sichere Weise ausgeführt werden können (d.h. ohne Schäden am gegenwärtig ausgeführten Prozeß anzurichten). Da in der Praxis das dynamische Laden einer neuen Klasse während der Laufzeit eine relativ seltene Aktivität ist, hat der Zeitaufwand (d.h. die Zeitverzögerung), der mit einem vollständigen Aussetzen aller Ausführungsstrangaktivitäten verbunden ist, einen im wesentlichen vernachlässigbaren Einfluß auf die Gesamtproduktivität.
Nachdem die gegenwärtig ausgeführten Ausführungsstränge ausgesetzt wurden (Block 500), stellt der JIT-Compiler 14 für die betroffenen Aufrufstellen wieder ihre ursprünglichen synchronisierten Versionen her (Block 502). Wenn zum Beispiel die Zielcodeadressen geändert wurden, um auf eine desynchronisierte Version eines Verfahrens zu verweisen, werden die Zielcodeadressen erneut geändert (d.h. korrigiert), um wieder die ursprünglichen Zielcodeadressen zu erhalten.
Nach der Korrektur (Block 502) führt der JIT-Compiler 114 für jeden ausgesetzten Ausführungsstrang erforderlichenfalls eine Sperr/Freigabekompensation aus (Block 504). Eine Sperr/Freigabekompensation ist erforderlich, wenn nach dem Aufruf eines nicht synchronisierten Codes vor der Korrektur (Block 502) und vor der Rückkehr zum aufrufenden Programm ein oder mehrere Ausführungsstränge ausgesetzt wurden. In solchen Fällen ermöglicht es das Ausheben des Aussetzens der Ausführungsstrangaktivitäten unmittelbar nach der Korrektur (Block 502), daß der JIT-Compiler 114 eine synchronisierte Version eines Verfahrens aufruft, während die bereits begonnene (d.h. vor der Aussetzung im Block 500 begonnene) unsynchronisierte Version des gleichen Verfahrens weiter ausgeführt wird. Als Folge davon kann auf das/die Objekt(e), die mit dem Verfahren verbunden sind, gleichzeitig durch zwei Ausführungsstränge zugegriffen werden, was zu einem unsicheren Zustand für eine oder mehrere Ressourcen führen kann.
Die Art und Weise, wie die Sperr/Freigabekompensation angewendet wird, kann anhand des in den 2 und 3 gezeigten Beispielcodes verstanden werden. Wenn zum Beispiel der JIT-Compiler 114 feststellt, daß nach dem Laden von Class2 das Aufheben der Synchronisation für den Aufrufstelle A nicht länger gültig ist (d.h. daß die Escape-Analyse im Block 402 der 4 ein oder mehrere Objekte identifiziert hat, die ihren Ausführungssträngen entkommen), führt der JIT-Compiler 114 eine Resynchronisierung für die Aufrufstelle A durch (d.h. stellt die Synchronisierung wieder her) (Block 408 der 4). Wenn bei der Ausführung der Sperr/Freigabekompensation (Block 504 der 5) der JIT-Compiler 114 feststellt, daß ein erster Ausführungsstrang gegenwärtig mit dem aktiven Aufruf einer unsynchronisierten Version von "foo" verbunden ist, ist eine Sperr/Freigabekompensation erforderlich. Das heißt, daß, wenn der erste Ausführungsstrang "global.do_nothing(this)" auszuführen beginnt und gleichzeitig das "global" zu einem Fall für Class2 wird, die über das "do_nothing"-Verfahren dem "obj" ein "global" zuordnet, kann der zweite Ausführungsstrang gleichzeitig "global.foo()" ausführen. Als Folge davon kann der JIT-Compiler 114 versuchen, am gleichen "obj" sowohl die synchronisierte als auch die unsynchronisierte Version von "foo" auszuführen, wodurch die Synchronisationssemantik verletzt und ein unsicherer gemeinsamer Ressourcenzustand erzeugt wird.
Die 6 zeigt einen beispielhaften Pseudeo-Code, der eine Art aufzeigt, wie der JIT-Compiler 114 der 1 konfiguriert werden kann, um für jeden mit einer betroffenen Aufrufstelle verbundenen Ausführungsstrang eine Sperr/Freigabekompensation durchzuführen (Block 504 der 5). Im allgemeinen durchlauft das beispielhafte Verfahren der 6 alle Stapelblöcke (d.h. die mit den gegenwärtig aktiven Ausführungssträngen ver bundenen Blöcke) von der Oberseite bis zum Boden des Stapels. Das heißt, daß das in der 6 beispielhaft gezeigte Verfahren für jede betroffene Stelle <x,y> (d.h. für jede Aufrufstelle, deren Synchronisation wiederhergestellt werden muß) dadurch die richtige Synchronisationssemantik beibehält, daß es die Sperroperation für z, dem Aufrufer von <x,y> und dem letzten Block auf dem Stapel (d.h. der auf dem Stapel aktiv ist), wieder ausführt. Wenn z ein statisches Verfahren ist, wird die Sperroperation am Klassenobjekt durchgeführt. Wenn z dagegen ein Fallverfahren ist (d.h. einen virtuellen Aufruf beinhaltet), lokalisiert der JIT-Compiler 114 das Objekt, an dem die Sperroperation auszuführen ist, mit einer beliebigen gewünschten Technik.
Die Funktion "compensate_lock_unlock()" kann dazu verwendet werden, eine Sperroperation durchzuführen, um die richtige Sperrsequenz beizubehalten. Außerdem stellt diese Funktion sicher, daß die richtige Freigabesequenz ausgeführt wird. Wenn zum Beispiel der vom JIT-Compiler 114 verarbeitete Code auf Java beruht, müssen die Sperr- und Freigabeoperationen richtig zusammengeführt werden, um ein synchronisiertes Verfahren auszuführen. Insbesondere gibt es zwei Plätze, an denen nach dem Verlassen eines synchronisierten Verfahrens und während des destruktiven Abwickelns eines synchronisierten Verfahrens während einer Ausnahmebehandlung Freigabeobjekte ausgeführt werden müssen.
Das in der 6 gezeigte beispielhafte Verfahren ermöglicht es dem JIT-Compiler 114, nur für jene Abschnitte des Codes eine Kompensation durchzuführen, die von einer neu hinzugefügten Klasse betroffen sind, wobei diejenigen Abschnitte des Codes unbehandelt bleiben, die von der neu geladenen Klasse nicht beeinflußt werden. Mit anderen Worten kann das einfache Korrigieren des Epilog-Codes der unsynchronisierten Version eines Verfahrens den Code mehr als erforderlich de-optimieren, da die Laufzeitumgebung für andere Aufrufstellen, die von der neu geladenen Klasse nicht beeinflußt werden, eine de-synchronisierte Version des Verfahrens erforderlich machen kann (oder die ohne das Entstehen von Konkurrenzsituationen verwendet werden können). Die Escape-Analyse des JIT-Compilers 114 kann alle jene Aufrufstellen, die von einer neu geladenen Klasse beeinflußt werden (d.h. die Aufrufstellen, für die die ursprüngliche Annahme, daß die Synchronisation sicher aufgehoben werden kann, nicht mehr gilt), und jene Aufrufstellen einzeln identifizieren, für die weiter sicher eine desynchronisierte Version des Verfahrens verwendet werden kann.
Die 7 zeigt einen beispielhaften Java-Code, bei dem das Entfernen der Synchronisation trotz des dynamischen Ladens von Class2 (2) gültig bleibt. Insbesondere bleibt der Aufruf des unsynchronisierten "foo" an der Aufrufstelle B gültig, wenn Class2 neu geladen wird, da bei der Escape-Analyse festgestellt wird, daß der Typ von "obj" nicht vom Typ Class2 ist.
Die 8 und 9 zeigen beispielhaft, wie das compensate_lock_unlock-Verfahren des beispielhaften Pseudo-Codes der 6 ausgeführt werden kann. Allgemein ermöglicht es die compensate_lock_unlock-Funktion dem JIT-Compiler 114, die Rückkehradresse am Boden eines Blockstapels bei einem gerade ausgeführten unsynchronisierten Verfahren auf einen Stubcode umzuleiten oder zu "entführen", der eine geeignete Freigabeoperation ausführt. Bei dem in der 8 gezeigten Beispiel identifiziert der JIT-Compiler 114 den Ort der Rückkehradresse eines unsynchronisierten Verfahrens "foo", für das eine Freigabeoperation auszuführen ist. Wie in der 9 gezeigt, ersetzt der JIT-Compiler 114 die Rückkehradresse im Blockstapel des unsynchronisierten Verfahrens foo' durch die Adresse des Stubcodes. Wenn die Ausführung des unsynchronisierten Verfahrens foo' beendet ist, wird damit die Steuerung auf den geeigneten Stubcode übertragen. Der Stubcode führt die erforderliche Freigabeoperation aus und ermöglicht es dem JIT-Compiler 114, zu der ursprünglichen Rückkehradresse zurückzuspringen. Der Stubcode enthält eine fest kodierte Handhabungsadresse, die die reale Adresse des Objekts darstellt, für die eine Freigabeoperation auszuführen ist.
Die 10 zeigt einen beispielhaften Pseude-Code, der eine Art zeigt, wie das Cookie COMP_UNLOCK_TAG in Verbindung mit der in den 8 und 9 gezeigten beispielhaften Technik dazu verwendet werden kann, eine Rückkehradresse in einem Stapelabwickelkontext wiederherzustellen. In einem Stapelabwickelkontext benutzt die Laufzeitumgebung (z.B. eine virtuelle Maschine) in der Regel die Rückkehradresse, um den nächsten Block im Stapel zu finden. Zum Beispiel speichert die bekannte Open Runtime Plattform (ORP) die Startadresse und die Endadresse für jedes Verfahren in einer Tabelle. Ist eine Codeadresse gegeben, kann die virtuelle Maschine dann anhand der Tabelle das Verfahren finden, das die Codeadresse enthält. Durch ein Umleiten oder Entführen der Rückkehradresse wie in Verbindung mit den 8 und 9 beschrieben kann anhand der Tabelle jedoch nicht mehr der richtige nächste Block festgestellt werden.
Der Pseudo-Code der 10 enthält das Cookie COMP_UNLOCK_TAG, das anzeigt, daß der diesem Tag benachbarte Code der Kompensations-Freigabe-Stubcode ist. Wie in der 9 gezeigt, befinden sich die reale Rückkehradresse und das COMP_UNLOCK_TAG zusammen unmittelbar vor dem Stubcode. Wenn der JIT-Compiler 114 in der Tabelle kein zugehöriges Verfahren finden kann, prüft er daher, ob das benachbarte Wort das Cookie COMP_UNLOCK_TAG ist. Wenn das Cookie gefunden wird, gibt der JIT-Compiler 114 die reale Rückkehradresse zurück, die unmittelbar vor dem Cookie steht. Das Cookie COMP_UNLOCK_TAG ist per definitionem eine illegale Codesequenz, so daß der JIT-Compiler 114 das Cookie nicht mit kompiliertem Code verwechselt.
Im Falle eines destruktiven Stapelabwickelprozesses kompensiert der JIT-Compiler 114 das Fehlen der Freigabeoperation durch die Identifikation des gegenwärtig aktiven Stapelrahmens über das Cookie COMP_UNLOCK_TAG, wie es in Verbindung mit der 10 beschrieben wurde, wodurch der reale Objektbezug aus der Handhabungsadresse im Stubcode extrahiert und die Freigabeoperation am Objekt durchgeführt wird.
Die Sperr/Freigabeoperation wurde vorstehend beispielhaft in Verbindung mit Verfahren oder Aufrufen beschrieben, der Fachmann erkennt jedoch, daß die beschriebe nen Techniken und Vorrichtungen leicht an die Verwendung mit Codeblöcken angepaßt werden können, um ein ähnliches oder identisches Ergebnisse zu erhalten.
Die 11 ist eine Blockdarstellung eines beispielhaften Prozessorsystems 1120, das dazu verwendet werden kann, die beschriebenen Vorrichtungen und Verfahren zu implementieren. Zum Beispiel können die beschriebenen Verfahren in einem Speicher gespeicherte und durch einen mit dem Speicher verbundenen Prozessor ausgeführte Anweisungen sein. Wie in der 11 gezeigt, umfaßt das Prozessorsystem 1120 einen Prozessor 1122, der mit einem Verbindungsbus oder Netzwerk 1124 verbunden ist. Der Prozessor 1122 kann jeder geeignete Prozessor, jede geeignete Prozessoreinheit oder jeder geeignete Mikroprozessor sein, wie zum Beispiel ein Prozessor aus der Intel Itanium^®-Familie, der Intel X-Scale^®-Familie, der Intel Pentium^®-Familie usw. Es ist zwar in der 11 nicht gezeigt, das System 1120 kann jedoch auch ein Multiprozessorsystem sein und damit einen oder mehrere zusätzliche Prozessoren enthalten, die mit dem Prozessor 1122 identisch oder ihm ähnlich sind und die mit den Verbindungsbus oder Netzwerk 1124 verbunden sind.
Der Prozessor 1122 der 11 ist mit einem Chipsatz 1128 verbunden, der eine Speichersteuerung 1130 und eine Eingabe/Ausgabe-(I/O)-Steuerung 1132 enthält. Wie es allgemein bekannt ist, umfaßt ein Chipsatz in der Regel I/O- und Speicherverwaltungsfunktionen sowie eine Anzahl von Allzweck- und/oder Spezialregistern, Zeitgeber usw., auf die von dem oder den Prozessoren, die mit dem Chipsatz verbunden sind, zugegriffen werden kann und die von diesen Prozessoren verwendet werden können. Die Speichersteuerung 1130 führt Funktionen aus, die es dem Prozessor 1122 (oder den Prozessoren, wenn es mehrere gibt) ermöglichen, auf einen Systemspeicher 1134 zuzugreifen, der jede gewünschte Art von flüchtigem Speicher umfassen kann, etwa zum Beispiel einen statischen Direktzugriffsspeicher (SRAM), einen dynamischen Direktzugriffsspeicher (DRAM) usw. Die I/O-Steuerung 1132 führt Funktionen aus, die es dem Prozessor 1122 ermöglichen, über einen I/O-Bus 1140 mit peripheren Eingabe/Ausgabe-(I/O)-Vorrichtungen 1136 und 1138 in Verbindung zu treten. Die I/O-Vorrichtungen 1136 und 1138 können jede Art von I/O-Vorrichtung sein, etwa zum Beispiel eine Tastatur, ein Bildschirmdisplay oder ein Monitor, eine Maus usw. In der 11 sind die Speichersteuerung 1130 und die I/O-Steuerung 1132 innerhalb des Chipsatzes 1128 als separate Funktionsblöcke dargestellt, die von diesen Blöcken durchgeführten Funktionen können jedoch in einer einzigen Halbleiterschaltung integriert sein oder unter Verwendung von zwei oder mehr separaten integrierten Schaltungen ausgeführt werden.
Es wurden bestimmte Verfahren, Vorrichtungen und Produkte beschrieben; der Umfang des Patents ist darauf jedoch nicht beschränkt. Im Gegenteil, das Patent deckt alle Verfahren, Vorrichtungen und Produkte ab, die unter den Umfang der folgenden Patentansprüche fallen.

Claims

Verfahren zum Betreiben eines Systems (1120), das einen Programmcode in einer verwalteten Laufzeitumgebung (112) ausführt, in der Synchronisationsoperationen von Objekten entfernt werden, auf die zu einem Zeitpunkt jeweils nur ein Ausführungsstrang zugreift, wobei die von dem System durchgeführten Schritte dadurch gekennzeichnet sind, daß festgestellt wird (400), ob ein Klassenobjekt dynamisch geladen wurde; daß an dem Programmcode eine Escape-Analyse durchführt wird (402), um festzustellen, ob das dynamisch geladene Klassenobjekt das Verhalten des Programmcodes derart verändert hat, daß nun mehrere Ausführungsstränge auf ein Objekt Zugriff haben, auf das vorher zu einem Zeitpunkt nur ein Ausführungsstrang Zugriff hatte, und daß, falls ja, an mindestens einem Teil des vom Laden des Klassenobjekts beeinflußten Codes die Synchronisation dadurch wiederhergestellt wird (408), daß die dem besagten Teil des Programmcodes zugeordneten, entfernten Synchronisationsoperationen wiederhergestellt werden, um Konflikte oder Konkurrenzsituationen zwischen mehreren Ausführungssträngen zu verhindern.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei das Programmcodeverhalten mindestens einem Objekt zugeordnet wird, auf das zu einem bestimmten Zeitpunkt nur ein Ausführungsstrang Zugriff hat.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei der Programmcode auf einer dynamischen Programmiersprache beruht.
Verfahren nach Anspruch 3, wobei die dynamische Programmiersprache Java ist.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei der besagte Teil des Programmcodes eine Aufrufstelle ist.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei zum Wiederherstellen der Synchronisation an dem besagten Teil des Programmcodes eine Sperr/Freigabekompensation für einen diesem Teil des Programmcodes zugeordneten Ausführungsstrang durchgeführt wird (504).
Verfahren nach Anspruch 6, wobei ferner der Ausführungsstrang vor Durchführung der Sperr/Freigabekompensation für den Ausführungsstrang ausgesetzt wird (500).
Verfahren nach Anspruch 6, wobei vor Durchführung der Sperr/Freigabekompensation für den Ausführungsstrang eine diesem zugeordnete Aufrufstelle korrigiert wird (502).
Verfahren nach Anspruch 6, wobei zur Durchführung der Sperr/Freigabekompensation für den Ausführungsstrang ein Tag oder ein Cookie benutzt wird, um eine dem Programmcode zugeordnete Adresse in eine Stubcodeadresse zu ändern.
Verfahren nach Anspruch 9, wobei ein der Stubcodeadresse zugeordneter Stubcode ausgeführt wird, um den Programmcode freizugeben.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei die Escape-Analyse immer dann durch geführt wird, wenn eine neue Klasse zur Ausführung geladen wird.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei wenigstens der Teil des Programmcodes identifiziert wird, für den die Synchronisation wiederhergestellt werden soll.
Verfahren nach Anspruch 12, wobei zum Korrigieren des Programmcodes in die ursprüngliche synchronisierte Version eine dem mindestens einen Teil des Programmcodes zugeordnete Aufrufstelle korrigiert wird.
Verfahren nach Anspruch 1, wobei der Programmcode wieder in die ursprüngliche synchronisierte Version zurückversetzt wird.
System (1120) zum Betreiben eines Programmcode-Synchronisations-Systems, das einen Programmcode in einer verwalteten Laufzeitumgebung (112) ausführt, in der Synchronisationsoperationen von Objekten, auf die zu einem Zeitpunkt nur ein Ausführungsstrang Zugriff hat, entfernt werden, wobei das System einen Speicher (1134) aufweist sowie einen mit diesem verbundenen Prozessor (1122), der feststellen kann, ob ein Klassenobjekt dynamisch geladen wurde, dadurch gekennzeichnet, daß der Prozessor eine Escape-Analyse am Programmcode durchführt, um zu ermitteln, ob das dynamisch geladene Klassenobjekt das Verhalten des Programmcodes derart verändert hat, daß nun mehrere Ausführungsstränge auf ein Objekt Zugriff haben, auf das vorher zu einem Zeitpunkt nur ein Ausführungsstrang Zugriff hatte, und um, falls ja, an mindestens einem Teil des vom Laden des Klassenobjekts beeinflußten Codes die Synchronisation dadurch wiederherzustellen, daß er die dem besagten Teil des Programmcodes zugeordneten, entfernten Synchronisationsoperationen wiederherstellt, um Konflikte oder Konkurrenzsituationen zwischen mehreren Ausführungssträngen zu verhindern.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 15, wobei das Programmcodeverhalten mindestens einem Objekt zugeordnet wird, auf das zu einem bestimmten Zeitpunkt nur ein Ausführungsstrang Zugriff hat.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 15, wobei der Programmcode auf einer dynamischen Programmiersprache beruht.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 17, wobei die dynamische Programmiersprache Java ist.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 15, wobei der besagte Teil des Programmcodes eine Aufrufstelle ist.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 15, wobei der Prozessor zum Wiederherstellen der Synchronisation an dem besagten Teil des Programmcodes eine Sperr/Freigabekompensation für einen diesem Teil des Programmcodes zugeordneten Ausführungsstrang durchführt.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 20, wobei der Prozessor den Ausführungsstrang vor Durchführung der Sperr/Freigabekompensation für den Ausführungsstrang aussetzt.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 20, wobei der Prozessor vor Durchführung der Sperr/Freigabekompensation für den Ausführungsstrang eine diesem zugeordnete Aufrufstelle korrigiert.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 20, wobei der Prozessor zur Durchführung der Sperr/Freigabekompensation für den Ausführungsstrang einen Tag oder ein Cookie benutzt, um eine dem Programmcode zugeordnete Adresse in eine Stubcodeadresse zu ändern.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 23, wobei der Prozessor einen der Stubcodeadresse zugeordneten Stubcode ausführt, um den Programmcode freizugeben.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 15, mit ferner einem mit der verwalteten Laufzeitumgebung verbundenen Just-in-time-Compiler (114).
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 25, wobei die verwaltete Laufzeitumgebung auf einer virtuellen Maschine beruht.
Programmcode-Synchronisationssystem nach Anspruch 25, wobei der Just-in-time-Compiler zur Wiederherstellung der Synchronisation für mindestens eine Aufrufstelle mindestens einen Ausführungsstrang aussetzt, die mindestens eine Aufrufstelle wieder in die ursprüngliche synchronisierte Version korrigiert und die Sperr/Freigabekompensation für den mindestens einen Ausführungsstrang durchführt.
Computerlesbares Medium, auf dem Befehle zur Steuerung eines Prozessors zur Ausführung sämtlicher Schritte eines Verfahrens nach einem der Ansprüche 1 bis 14 gespeichert sind.