JP2000242510A - 共有記憶媒体の書き込み同期制御方法 - Google Patents
共有記憶媒体の書き込み同期制御方法Info
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- JP2000242510A JP2000242510A JP11047497A JP4749799A JP2000242510A JP 2000242510 A JP2000242510 A JP 2000242510A JP 11047497 A JP11047497 A JP 11047497A JP 4749799 A JP4749799 A JP 4749799A JP 2000242510 A JP2000242510 A JP 2000242510A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 複数の仮想領域が記憶媒体の共有領域を共有
し、共有領域に書き込みを行う場合に、共有領域の記憶
内容をコピーした一時領域を生成し、一時領域への書き
込み処理の終了時に一時領域の変更内容を共有領域に反
映する共有記憶媒体の書き込み同期制御方法において、
コピーの処理に要する時間を短縮する。 【解決手段】 一時領域への書き込み処理が終了したと
きに、その書き込みによる変更内容を共有領域に反映す
るための情報が、オペレーティングシステム内に保存さ
れている。好ましくは、一時領域を生成するためのコピ
ーが、コピーオンライト動作によって実行される。更
に、一時領域の書き込みによって変更された領域のカウ
ンタ情報がオペレーティングシステム内に保存される。
し、共有領域に書き込みを行う場合に、共有領域の記憶
内容をコピーした一時領域を生成し、一時領域への書き
込み処理の終了時に一時領域の変更内容を共有領域に反
映する共有記憶媒体の書き込み同期制御方法において、
コピーの処理に要する時間を短縮する。 【解決手段】 一時領域への書き込み処理が終了したと
きに、その書き込みによる変更内容を共有領域に反映す
るための情報が、オペレーティングシステム内に保存さ
れている。好ましくは、一時領域を生成するためのコピ
ーが、コピーオンライト動作によって実行される。更
に、一時領域の書き込みによって変更された領域のカウ
ンタ情報がオペレーティングシステム内に保存される。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、共有記憶媒体の書
き込み同期制御方法に関する。詳しくは、仮想記憶を実
現可能な記憶媒体を有する計算機（コンピュータ）にお
いて、複数の仮想領域が記憶媒体の共有領域を共有し、
共有領域に書き込みを行う場合に、共有領域の記憶内容
をコピーした一時領域を生成し、一時領域への書き込み
処理の終了時に一時領域の変更内容を共有領域に反映す
る共有記憶媒体の書き込み同期制御方法に関する。
き込み同期制御方法に関する。詳しくは、仮想記憶を実
現可能な記憶媒体を有する計算機（コンピュータ）にお
いて、複数の仮想領域が記憶媒体の共有領域を共有し、
共有領域に書き込みを行う場合に、共有領域の記憶内容
をコピーした一時領域を生成し、一時領域への書き込み
処理の終了時に一時領域の変更内容を共有領域に反映す
る共有記憶媒体の書き込み同期制御方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】仮想記憶を実現可能な記憶媒体を有する
計算機において、マルチタスクで実行される複数のプロ
セスが記憶媒体を共有するには、共有領域の競合を回避
するために、共有領域へのアクセスの同期をとる制御が
必要である。
計算機において、マルチタスクで実行される複数のプロ
セスが記憶媒体を共有するには、共有領域の競合を回避
するために、共有領域へのアクセスの同期をとる制御が
必要である。
【０００３】第１の方法として、あるプロセスが共有領
域にアクセスしている間は、セマフォやロックの手法を
用いて他のプロセス又はスレッドの共有領域へのアクセ
スをブロックすることにより、プロセス間の同期をとる
ことが一般的である。共有領域にアクセスしていたプロ
セスが共有領域へのアクセスを終了すると、共有領域へ
のアクセスがブロックされていた他のプロセス又はスレ
ッドに、共有領域の使用が可能になった旨が伝達され
（ロックの解放）、他のプロセス又はスレッドの実行が
再開される。
域にアクセスしている間は、セマフォやロックの手法を
用いて他のプロセス又はスレッドの共有領域へのアクセ
スをブロックすることにより、プロセス間の同期をとる
ことが一般的である。共有領域にアクセスしていたプロ
セスが共有領域へのアクセスを終了すると、共有領域へ
のアクセスがブロックされていた他のプロセス又はスレ
ッドに、共有領域の使用が可能になった旨が伝達され
（ロックの解放）、他のプロセス又はスレッドの実行が
再開される。
【０００４】このようなプロセス又はスレッドのブロッ
ク、そしてロックの解放によるプロセス又はスレッドの
実行再開は、通常、オペレーティングシステムによって
行われる。なお、他のプロセス又はスレッドを完全にブ
ロックする方法の他に、読み出しアクセスはブロックせ
ずに書き込みアクセスのみをブロックする方法も考えら
れる。
ク、そしてロックの解放によるプロセス又はスレッドの
実行再開は、通常、オペレーティングシステムによって
行われる。なお、他のプロセス又はスレッドを完全にブ
ロックする方法の他に、読み出しアクセスはブロックせ
ずに書き込みアクセスのみをブロックする方法も考えら
れる。
【０００５】また、第２の方法として、書き込みによる
内容変更の遅延が許される場合は、つぎのようなアクセ
ス制御が考えられる。つまり、共有領域の書き込みが生
じたときに、共有領域の内容を一時領域にコピーし、そ
の一時領域へ書き込みを行う。そして、一連の書き込み
処理が終了したときに、一時領域の内容を共有領域に書
き戻す。この場合、完全な共有ではないが、あるプロセ
スが書き込みを実行しているときに、他のプロセスが読
み出しを実行することが可能になる。つまり、書き込み
は一時領域に対して行われ、読み出しは共有領域から行
われる。
内容変更の遅延が許される場合は、つぎのようなアクセ
ス制御が考えられる。つまり、共有領域の書き込みが生
じたときに、共有領域の内容を一時領域にコピーし、そ
の一時領域へ書き込みを行う。そして、一連の書き込み
処理が終了したときに、一時領域の内容を共有領域に書
き戻す。この場合、完全な共有ではないが、あるプロセ
スが書き込みを実行しているときに、他のプロセスが読
み出しを実行することが可能になる。つまり、書き込み
は一時領域に対して行われ、読み出しは共有領域から行
われる。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】上記のような従来の共
有領域へのアクセスの同期をとる制御方法は、つぎのよ
うな問題点を有する。第１の方法では、あるプロセスが
共有領域にアクセスしている間は、他のプロセスは共有
領域へのアクセスをブロックされ、共有領域にアクセス
中のプロセスがそのアクセスを終了するまで処理が中断
される。したがって、時間のかかるプロセスが共有領域
を使用している場合であっても、他のプロセスはロック
の開放（共有領域の使用の終了）を待つしかない。
有領域へのアクセスの同期をとる制御方法は、つぎのよ
うな問題点を有する。第１の方法では、あるプロセスが
共有領域にアクセスしている間は、他のプロセスは共有
領域へのアクセスをブロックされ、共有領域にアクセス
中のプロセスがそのアクセスを終了するまで処理が中断
される。したがって、時間のかかるプロセスが共有領域
を使用している場合であっても、他のプロセスはロック
の開放（共有領域の使用の終了）を待つしかない。
【０００７】第２の方法では、共有領域の書き込みが発
生するたびに、共有領域の内容の一時領域へのコピー、
及び、一時領域の内容の共有領域への書き戻しが必要と
なる。したがって、共有領域が大きい場合は、コピー及
び書き戻しの処理に要する時間が長くなる。
生するたびに、共有領域の内容の一時領域へのコピー、
及び、一時領域の内容の共有領域への書き戻しが必要と
なる。したがって、共有領域が大きい場合は、コピー及
び書き戻しの処理に要する時間が長くなる。
【０００８】本発明は、上記のような従来の問題点に鑑
みてなされたものであって、第２の方法を改良し、コピ
ー及び書き戻しの処理に要する時間を短縮することを目
的とする。
みてなされたものであって、第２の方法を改良し、コピ
ー及び書き戻しの処理に要する時間を短縮することを目
的とする。
【０００９】
【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めに、本発明による共有記憶媒体の書き込み同期制御方
法は、仮想記憶を実現可能な記憶媒体を有する計算機に
おいて、複数の仮想領域が記憶媒体の共有領域を共有
し、共有領域に書き込みを行う場合に、共有領域の記憶
内容をコピーした一時領域を生成し、一時領域への書き
込み処理の終了時に一時領域の変更内容を共有領域に反
映する方法であって、一時領域への書き込み処理が終了
したときに、その書き込みによる変更内容を共有領域に
反映するための情報が、オペレーティングシステム内に
保存されていることを特徴とする。このような構成によ
り、共有領域と一時領域との関係が保持され、変更内容
の反映が容易になる。
めに、本発明による共有記憶媒体の書き込み同期制御方
法は、仮想記憶を実現可能な記憶媒体を有する計算機に
おいて、複数の仮想領域が記憶媒体の共有領域を共有
し、共有領域に書き込みを行う場合に、共有領域の記憶
内容をコピーした一時領域を生成し、一時領域への書き
込み処理の終了時に一時領域の変更内容を共有領域に反
映する方法であって、一時領域への書き込み処理が終了
したときに、その書き込みによる変更内容を共有領域に
反映するための情報が、オペレーティングシステム内に
保存されていることを特徴とする。このような構成によ
り、共有領域と一時領域との関係が保持され、変更内容
の反映が容易になる。
【００１０】特に、共有領域及び一時領域が情報を保持
し、一時領域を生成するためのコピーが、コピーオンラ
イト動作によって実行されることが好ましい。ここで、
コピーオンライトとは、書き込みの必要が実際に生じた
とき、つまり、内容の変更が生じたときまで、コピー動
作を遅延させることを意味する。このような構成によ
り、変更した内容の部分だけをコピーすることが可能と
なり、コピー量が低減され、コピーに要する時間が短縮
される。
し、一時領域を生成するためのコピーが、コピーオンラ
イト動作によって実行されることが好ましい。ここで、
コピーオンライトとは、書き込みの必要が実際に生じた
とき、つまり、内容の変更が生じたときまで、コピー動
作を遅延させることを意味する。このような構成によ
り、変更した内容の部分だけをコピーすることが可能と
なり、コピー量が低減され、コピーに要する時間が短縮
される。
【００１１】また、共有領域及び一時領域が情報を保持
し、一時領域の書き込みによって変更された領域のカウ
ンタ情報がオペレーティングシステム内に保存されるこ
とが好ましい。この構成によれば、変更された領域のカ
ウンタ情報から、変更された領域の割合が算出される。
あるいは、変更された領域の割合又は量がオペレーティ
ングシステム内に保存されるように構成してもよい。そ
の結果、一時領域の変更内容を共有領域に反映する処理
に要する時間を短縮することが可能になる。つまり、変
更された領域の割合が全体の５０％を越えている場合
は、一時領域の変更内容を共有領域に書き戻すのではな
く、共有領域の変更されなかった領域を一時領域にコピ
ーする。そして、共有領域によってマップされている記
憶媒体を一時領域によってマップされている記憶媒体に
変更すればよい。
し、一時領域の書き込みによって変更された領域のカウ
ンタ情報がオペレーティングシステム内に保存されるこ
とが好ましい。この構成によれば、変更された領域のカ
ウンタ情報から、変更された領域の割合が算出される。
あるいは、変更された領域の割合又は量がオペレーティ
ングシステム内に保存されるように構成してもよい。そ
の結果、一時領域の変更内容を共有領域に反映する処理
に要する時間を短縮することが可能になる。つまり、変
更された領域の割合が全体の５０％を越えている場合
は、一時領域の変更内容を共有領域に書き戻すのではな
く、共有領域の変更されなかった領域を一時領域にコピ
ーする。そして、共有領域によってマップされている記
憶媒体を一時領域によってマップされている記憶媒体に
変更すればよい。
【００１２】なお、記憶領域がページ単位で管理されて
いる場合は、変更した内容の部分だけでなく、その変更
領域を含む領域をページ単位で書き換えることになる。
いる場合は、変更した内容の部分だけでなく、その変更
領域を含む領域をページ単位で書き換えることになる。
【００１３】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態を図面に
基づいて説明する。図１は、本発明による共有記憶媒体
の書き込み同期制御方法が適用される一例として、２つ
のプロセスが記憶媒体（半導体メモリなどの物理メモ
リ）を共有している構成を示している。図１の構成で
は、第１プロセスの仮想空間１１内の領域（共有領域）
Ａと、第２プロセスの仮想空間１２内の領域（共有領
域）Ｂとがオペレーティングシステム１３を介して物理
メモリ１４を共有している。
基づいて説明する。図１は、本発明による共有記憶媒体
の書き込み同期制御方法が適用される一例として、２つ
のプロセスが記憶媒体（半導体メモリなどの物理メモ
リ）を共有している構成を示している。図１の構成で
は、第１プロセスの仮想空間１１内の領域（共有領域）
Ａと、第２プロセスの仮想空間１２内の領域（共有領
域）Ｂとがオペレーティングシステム１３を介して物理
メモリ１４を共有している。
【００１４】図２は、図１におけるオペレーティングシ
ステム１３の内部状態を示している。オペレーティング
システム１３内において、第１プロセス及び第２プロセ
スは、それぞれの仮想領域情報２１Ａ，２１Ｂのリスト
を保持している。仮想領域情報２１Ａ，２１Ｂは、各プ
ロセスの仮想空間の情報（アドレス及びサイズ）と、そ
の仮想空間に対応する物理メモリ情報２３，２４，…の
リストを保持するキャッシュ情報２２を保持している。
このキャッシュ情報２２を仮想領域情報２１Ａ，２１Ｂ
が共有することにより、異なる仮想空間領域（領域Ａ及
び領域Ｂ）が同じ物理メモリ（記憶媒体）１４を共有す
る機構が実現する。
ステム１３の内部状態を示している。オペレーティング
システム１３内において、第１プロセス及び第２プロセ
スは、それぞれの仮想領域情報２１Ａ，２１Ｂのリスト
を保持している。仮想領域情報２１Ａ，２１Ｂは、各プ
ロセスの仮想空間の情報（アドレス及びサイズ）と、そ
の仮想空間に対応する物理メモリ情報２３，２４，…の
リストを保持するキャッシュ情報２２を保持している。
このキャッシュ情報２２を仮想領域情報２１Ａ，２１Ｂ
が共有することにより、異なる仮想空間領域（領域Ａ及
び領域Ｂ）が同じ物理メモリ（記憶媒体）１４を共有す
る機構が実現する。
【００１５】図３は、第２プロセスの仮想空間１２にお
ける共有領域Ｂのコピー領域である一時領域Ｃをコピー
オンライトによって作成したときの様子を示している。
図３において、３１はバッキングストアリンク情報であ
り、一時領域Ｃに対する書き込み又は読み出しが生じた
場合、物理メモリ情報２３，２４，…を検索するための
情報となる。共有領域Ｂの内容を一時領域Ｃにコピーし
た後に一時領域Ｃの読み出しが発生した場合は、ページ
フォールトが発生し、オペレーティングシステムは領域
Ｃのキャッシュ情報３４の物理メモリ情報を検索しよう
とする。
ける共有領域Ｂのコピー領域である一時領域Ｃをコピー
オンライトによって作成したときの様子を示している。
図３において、３１はバッキングストアリンク情報であ
り、一時領域Ｃに対する書き込み又は読み出しが生じた
場合、物理メモリ情報２３，２４，…を検索するための
情報となる。共有領域Ｂの内容を一時領域Ｃにコピーし
た後に一時領域Ｃの読み出しが発生した場合は、ページ
フォールトが発生し、オペレーティングシステムは領域
Ｃのキャッシュ情報３４の物理メモリ情報を検索しよう
とする。
【００１６】しかし、このキャッシュ情報３４は物理メ
モリ情報を保持していないので、バッキングストアリン
ク情報３１に基づいて、バッキングストア先のキャッシ
ュ情報２２が保持する物理メモリ情報２３，２４，…の
リストが検索される。目的の物理メモリ情報が発見され
ると、対応する物理メモリ１４の領域が、ページフォー
ルトを発生した仮想空間にマップされる。 書き込みフ
ォールトが発生した場合も、検索の方法は同様である。
ただし、この場合、対応する物理メモリ１４の領域が発
見されると、そのコピーが生成され、ページフォールト
を発生した仮想空間にマップされる。
モリ情報を保持していないので、バッキングストアリン
ク情報３１に基づいて、バッキングストア先のキャッシ
ュ情報２２が保持する物理メモリ情報２３，２４，…の
リストが検索される。目的の物理メモリ情報が発見され
ると、対応する物理メモリ１４の領域が、ページフォー
ルトを発生した仮想空間にマップされる。 書き込みフ
ォールトが発生した場合も、検索の方法は同様である。
ただし、この場合、対応する物理メモリ１４の領域が発
見されると、そのコピーが生成され、ページフォールト
を発生した仮想空間にマップされる。
【００１７】図３において、３２はコピーリンク情報で
あり、第１プロセスの仮想空間１１における共有領域
Ａ、又は、第２プロセスの仮想空間１２における共有領
域Ｂに対する書き込み処理が発生した場合に、一時領域
Ｃへの書き込みが実行される前の状態をコピーするのに
使用される。
あり、第１プロセスの仮想空間１１における共有領域
Ａ、又は、第２プロセスの仮想空間１２における共有領
域Ｂに対する書き込み処理が発生した場合に、一時領域
Ｃへの書き込みが実行される前の状態をコピーするのに
使用される。
【００１８】共有領域Ａ又は共有領域Ｂに対する書き込
み処理が発生する直前にオペレーティングシステムに通
知するために、共有領域Ａ及び共有領域Ｂの保護属性は
リードオンリー、つまり、書き込み不可としておく。こ
れにより、共有領域Ａ又は共有領域Ｂに対する書き込み
処理が発生した場合はページフォールトが発生し、それ
に基づいて、対応する物理メモリ１４の領域を、コピー
リンク情報３２が指示するキャッシュ情報３４にコピー
することができる。
み処理が発生する直前にオペレーティングシステムに通
知するために、共有領域Ａ及び共有領域Ｂの保護属性は
リードオンリー、つまり、書き込み不可としておく。こ
れにより、共有領域Ａ又は共有領域Ｂに対する書き込み
処理が発生した場合はページフォールトが発生し、それ
に基づいて、対応する物理メモリ１４の領域を、コピー
リンク情報３２が指示するキャッシュ情報３４にコピー
することができる。
【００１９】図３において、リンク情報３３は、共有領
域Ｂと一時領域Ｃが将来、マージ可能であることを示し
ている。つまり、リンク情報３３は、一時領域Ｃへの書
き込み処理が終了したときに、その書き込みによる変更
内容を共有領域Ｂに反映するための情報に相当する。
域Ｂと一時領域Ｃが将来、マージ可能であることを示し
ている。つまり、リンク情報３３は、一時領域Ｃへの書
き込み処理が終了したときに、その書き込みによる変更
内容を共有領域Ｂに反映するための情報に相当する。
【００２０】また、リンク情報３３を保持する仮想記憶
領域は、コピーオンライト動作によってコピーを実現し
ている。これにより、変更した内容の部分だけをコピー
することが可能となり、コピー量が低減され、コピーに
要する時間が短縮される。
領域は、コピーオンライト動作によってコピーを実現し
ている。これにより、変更した内容の部分だけをコピー
することが可能となり、コピー量が低減され、コピーに
要する時間が短縮される。
【００２１】更に、新たに生成されたキャッシュ情報３
４は、変更が生じた物理ページのみをリストとして保存
する。したがって、キャッシュ情報３４は、変更された
領域のカウンタ情報として利用することができる。この
結果、後述するように、変更された領域の割合を算出
し、一時領域の変更内容を共有領域に反映する処理に要
する時間を短縮することが可能になる。
４は、変更が生じた物理ページのみをリストとして保存
する。したがって、キャッシュ情報３４は、変更された
領域のカウンタ情報として利用することができる。この
結果、後述するように、変更された領域の割合を算出
し、一時領域の変更内容を共有領域に反映する処理に要
する時間を短縮することが可能になる。
【００２２】図４は、共有領域Ａを一時領域Ｃにリマッ
プする処理の様子を示している。共有領域Ａに対応する
仮想領域情報２１Ａのキャッシュ情報２２を、一時領域
Ｃに対応する仮想領域情報２１Ｃのキャッシュ情報３４
に変更することにより、共有領域Ａが一時領域Ｃにリマ
ップされる。この結果、第１プロセスは、共有領域Ａの
アドレスを変更せずに、共有領域Ｂのコピー領域である
一時領域Ｃを参照していることになる。
プする処理の様子を示している。共有領域Ａに対応する
仮想領域情報２１Ａのキャッシュ情報２２を、一時領域
Ｃに対応する仮想領域情報２１Ｃのキャッシュ情報３４
に変更することにより、共有領域Ａが一時領域Ｃにリマ
ップされる。この結果、第１プロセスは、共有領域Ａの
アドレスを変更せずに、共有領域Ｂのコピー領域である
一時領域Ｃを参照していることになる。
【００２３】この場合は、共有領域Ａが一時領域Ｃにリ
マップされる前に共有していた物理メモリの領域（キャ
ッシュ情報２２が保持している）へのマップが、すべて
クリアされる。そして、リンク情報４４で示すように、
リマップ以後の領域Ａに対する書き込み及び読み出し
は、ページフォールトの発生により、新しいマップ、つ
まり、キャッシュ情報３４が保持する物理メモリの領域
へのマップを生成することになる。
マップされる前に共有していた物理メモリの領域（キャ
ッシュ情報２２が保持している）へのマップが、すべて
クリアされる。そして、リンク情報４４で示すように、
リマップ以後の領域Ａに対する書き込み及び読み出し
は、ページフォールトの発生により、新しいマップ、つ
まり、キャッシュ情報３４が保持する物理メモリの領域
へのマップを生成することになる。
【００２４】図５に、第１プロセスが共有領域Ａに対し
て書き込みを発生した直後の様子を示す。共有領域Ａに
対する書き込みが発生すると、ページフォールトによっ
て、その旨がオペレーティングシステムに通知される。
このとき、書き込みはまだ行われない。オペレーティン
グシステムは、共有領域Ａ中の書き込み対象領域Ａｗの
仮想アドレス情報に基づいて仮想領域情報２１Ａを検索
する。そして、仮想領域情報２１Ａが保持するキャッシ
ュ情報３４を利用して物理メモリ情報２３，２４，…が
検索される。
て書き込みを発生した直後の様子を示す。共有領域Ａに
対する書き込みが発生すると、ページフォールトによっ
て、その旨がオペレーティングシステムに通知される。
このとき、書き込みはまだ行われない。オペレーティン
グシステムは、共有領域Ａ中の書き込み対象領域Ａｗの
仮想アドレス情報に基づいて仮想領域情報２１Ａを検索
する。そして、仮想領域情報２１Ａが保持するキャッシ
ュ情報３４を利用して物理メモリ情報２３，２４，…が
検索される。
【００２５】図５の場合は、バッキングストアリンク情
報３１に基づいて、バッキングストア先のキャッシュ情
報２２が保持する物理メモリ情報２３，２４，…のリス
トが検索される。図５の例では、物理メモリ情報２４
が、書き込み対象領域Ａｗに対応する物理メモリ情報で
ある。キャッシュ情報３４の物理メモリ情報リストに物
理メモリ情報５１が追加され、物理メモリ情報２４の指
示する物理メモリ１４の領域１４ａが、物理メモリ情報
５１の指示する物理メモリ１４の領域１４ｂにコピーさ
れ、書き換えが許可される。この状態で、第１プロセス
が書き込みを発生した直前の命令、正確には、ページフ
ォールトを発生する原因となった命令から第１プロセス
を再開させる。
報３１に基づいて、バッキングストア先のキャッシュ情
報２２が保持する物理メモリ情報２３，２４，…のリス
トが検索される。図５の例では、物理メモリ情報２４
が、書き込み対象領域Ａｗに対応する物理メモリ情報で
ある。キャッシュ情報３４の物理メモリ情報リストに物
理メモリ情報５１が追加され、物理メモリ情報２４の指
示する物理メモリ１４の領域１４ａが、物理メモリ情報
５１の指示する物理メモリ１４の領域１４ｂにコピーさ
れ、書き換えが許可される。この状態で、第１プロセス
が書き込みを発生した直前の命令、正確には、ページフ
ォールトを発生する原因となった命令から第１プロセス
を再開させる。
【００２６】図６に、第２プロセスの仮想空間１２にお
ける共有領域Ｂと一時領域Ｃとのマージが行われる様子
を示す。第１プロセスの仮想空間１１における共有領域
Ａに対する変更は、図５で説明したように、キャッシュ
情報３４の物理メモリ情報リストに含まれる物理メモリ
情報５１として保持されている。そこで、第２プロセス
が共有領域Ｂと一時領域Ｃとのマージを行うと、一時領
域Ｃに対応する仮想領域情報２１Ｃのキャッシュ情報３
４から変更が生じた部分を、キャッシュ情報３４の保持
する物理メモリ情報リストから検索する。そして、変更
箇所に対応する物理メモリ情報５１の指示する物理メモ
リ１４の領域１４ｂを決定する。
ける共有領域Ｂと一時領域Ｃとのマージが行われる様子
を示す。第１プロセスの仮想空間１１における共有領域
Ａに対する変更は、図５で説明したように、キャッシュ
情報３４の物理メモリ情報リストに含まれる物理メモリ
情報５１として保持されている。そこで、第２プロセス
が共有領域Ｂと一時領域Ｃとのマージを行うと、一時領
域Ｃに対応する仮想領域情報２１Ｃのキャッシュ情報３
４から変更が生じた部分を、キャッシュ情報３４の保持
する物理メモリ情報リストから検索する。そして、変更
箇所に対応する物理メモリ情報５１の指示する物理メモ
リ１４の領域１４ｂを決定する。
【００２７】つぎに、共有領域Ｂに対応する仮想領域情
報２１Ｂのキャッシュ情報２２の保持する物理メモリ情
報リストに含まれる物理メモリ情報２４に基づいて、物
理メモリ１４の領域１４ｂのオリジナル領域１４ａを決
定する。そして、領域１４ｂを領域１４ａにコピーす
る。仮想領域情報２１Ｃのキャッシュ情報３４が保持す
るすべての物理メモリ情報に関して上記の処理を実行す
る。
報２１Ｂのキャッシュ情報２２の保持する物理メモリ情
報リストに含まれる物理メモリ情報２４に基づいて、物
理メモリ１４の領域１４ｂのオリジナル領域１４ａを決
定する。そして、領域１４ｂを領域１４ａにコピーす
る。仮想領域情報２１Ｃのキャッシュ情報３４が保持す
るすべての物理メモリ情報に関して上記の処理を実行す
る。
【００２８】つぎに、図７に示すように、一点鎖線で囲
まれた部分、つまり、共有領域Ｂにマージされる一時領
域Ｃ、仮想領域情報２１Ｃ、キャッシュ情報３４、物理
メモリ情報５１とそれに関するポインタを開放する。そ
の結果、図８に示すように、仮想領域情報２１Ａからキ
ャッシュ情報２２へのポインタが再び形成される。この
状態は、図１において、物理メモリ情報２４の指示する
物理メモリ１４の領域１４ａの内容が変更されたものに
等しい。
まれた部分、つまり、共有領域Ｂにマージされる一時領
域Ｃ、仮想領域情報２１Ｃ、キャッシュ情報３４、物理
メモリ情報５１とそれに関するポインタを開放する。そ
の結果、図８に示すように、仮想領域情報２１Ａからキ
ャッシュ情報２２へのポインタが再び形成される。この
状態は、図１において、物理メモリ情報２４の指示する
物理メモリ１４の領域１４ａの内容が変更されたものに
等しい。
【００２９】上記の実施形態では、図６から図８を用い
て説明したように、書き込みによって変更された一時領
域Ｃをコピー元の共有領域Ｂにマージした。しかし、コ
ピー元の共有領域Ｂを一時領域Ｃにマージするように構
成してもよい。特に、変更された領域の割合が全体の５
０％を越えている場合は、共有領域Ｂの変更されなかっ
た領域を一時領域Ｃにマージするように構成すれば、マ
ージに要する時間を短縮することができる。
て説明したように、書き込みによって変更された一時領
域Ｃをコピー元の共有領域Ｂにマージした。しかし、コ
ピー元の共有領域Ｂを一時領域Ｃにマージするように構
成してもよい。特に、変更された領域の割合が全体の５
０％を越えている場合は、共有領域Ｂの変更されなかっ
た領域を一時領域Ｃにマージするように構成すれば、マ
ージに要する時間を短縮することができる。
【００３０】
【発明の効果】以上に説明したように、共有領域の書き
込みが発生したときに、共有領域の内容を一時領域にコ
ピーし、その一時領域へ書き込みを行い、一連の書き込
み処理が終了したときに、一時領域の内容を共有領域に
書き戻す共有アクセス制御方法において、本発明によれ
ば、共有領域の内容を一時領域にコピーする際のコピー
の範囲と、書き込み処理の後に、変更内容を共有領域に
反映する際のコピーの範囲を低減し、もってコピーに要
する時間を短縮することができる。
込みが発生したときに、共有領域の内容を一時領域にコ
ピーし、その一時領域へ書き込みを行い、一連の書き込
み処理が終了したときに、一時領域の内容を共有領域に
書き戻す共有アクセス制御方法において、本発明によれ
ば、共有領域の内容を一時領域にコピーする際のコピー
の範囲と、書き込み処理の後に、変更内容を共有領域に
反映する際のコピーの範囲を低減し、もってコピーに要
する時間を短縮することができる。
【図１】本発明実施形態において、２つのプロセスが記
憶媒体を共有している構成を示す図である。
憶媒体を共有している構成を示す図である。
【図２】図１におけるオペレーティングシステムの内部
状態を示す図である。
状態を示す図である。
【図３】第２プロセスの仮想空間における共有領域Ｂの
コピー領域である一時領域Ｃをコピーオンライトによっ
て作成したときの様子を示す図である。
コピー領域である一時領域Ｃをコピーオンライトによっ
て作成したときの様子を示す図である。
【図４】共有領域Ａを一時領域Ｃにリマップする処理の
様子を示す図である。
様子を示す図である。
【図５】第１プロセスが共有領域Ａに対して書き込みを
発生した直後の様子を示す図である。
発生した直後の様子を示す図である。
【図６】第２プロセスの仮想空間における共有領域Ｂと
一時領域Ｃとのマージが行われる様子を示す図である。
一時領域Ｃとのマージが行われる様子を示す図である。
【図７】図６の処理に続いて、共有領域Ｂにマージされ
る一時領域Ｃなどが開放される様子を示す図である。
る一時領域Ｃなどが開放される様子を示す図である。
【図８】図７の処理の結果を示す図である。
１１ 第１プロセスの仮想空間 １２ 第２プロセスの仮想空間 １３ オペレーティングシステム １４ 物理メモリ（記憶媒体） ３３ リンク情報（変更内容を共有領域に反映するため
の情報） ３４ キャッシュ情報（変更された領域のカウンタ情
報） Ａ，Ｂ 共有領域 Ｃ 一時領域
の情報） ３４ キャッシュ情報（変更された領域のカウンタ情
報） Ａ，Ｂ 共有領域 Ｃ 一時領域
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 西口 直樹 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 Ｆターム(参考） 5B005 JJ11 MM33 5B098 AA03 GA02 GA04 GA05 GD03 GD14
Claims (5)
- 【請求項１】仮想記憶を実現可能な記憶媒体を有する計
算機において、複数の仮想領域が前記記憶媒体の同一領
域を共有し、共有領域に書き込みを行う場合に、前記共
有領域の記憶内容をコピーした一時領域を生成し、前記
一時領域への書き込み処理の終了時に前記一時領域の変
更内容を前記共有領域に反映する共有記憶媒体の書き込
み同期制御方法であって、 前記一時領域への書き込み処理が終了したときに、その
書き込みによる変更内容を前記共有領域に反映するため
の情報が、オペレーティングシステム内に保存されてい
ることを特徴とする共有記憶媒体の書き込み同期制御方
法。 - 【請求項２】前記共有領域及び一時領域が前記情報を保
持し、前記一時領域を生成するためのコピーが、コピー
オンライト動作によって実行される請求項１記載の共有
記憶媒体の書き込み同期制御方法。 - 【請求項３】前記共有領域及び一時領域が前記情報を保
持し、前記一時領域の書き込みによって変更された領域
のカウンタ情報がオペレーティングシステム内に保存さ
れる請求項１記載の共有記憶媒体の書き込み同期制御方
法。 - 【請求項４】前記共有領域及び一時領域が前記情報を保
持し、前記一時領域の書き込みによって変更された領域
の割合又は量がオペレーティングシステム内に保存され
る請求項２記載の共有記憶媒体の書き込み同期制御方
法。 - 【請求項５】前記共有領域及び一時領域が前記情報を保
持し、前記一時領域の書き込みによって変更された領
域、又はその領域を含む領域の情報がオペレーティング
システム内に保存される請求項１記載の共有記憶媒体の
書き込み同期制御方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11047497A JP2000242510A (ja) | 1999-02-25 | 1999-02-25 | 共有記憶媒体の書き込み同期制御方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11047497A JP2000242510A (ja) | 1999-02-25 | 1999-02-25 | 共有記憶媒体の書き込み同期制御方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000242510A true JP2000242510A (ja) | 2000-09-08 |
Family
ID=12776759
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11047497A Withdrawn JP2000242510A (ja) | 1999-02-25 | 1999-02-25 | 共有記憶媒体の書き込み同期制御方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2000242510A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006508459A (ja) * | 2002-11-29 | 2006-03-09 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | ｎウェイ共用ストレージ・システムにおけるフラッシュ・コピーのためのハイパフォーマンス・ロック管理 |
| WO2012093488A1 (ja) * | 2011-01-07 | 2012-07-12 | 富士通株式会社 | スケジューリング方法、およびマルチコアプロセッサシステム |
-
1999
- 1999-02-25 JP JP11047497A patent/JP2000242510A/ja not_active Withdrawn
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006508459A (ja) * | 2002-11-29 | 2006-03-09 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | ｎウェイ共用ストレージ・システムにおけるフラッシュ・コピーのためのハイパフォーマンス・ロック管理 |
| WO2012093488A1 (ja) * | 2011-01-07 | 2012-07-12 | 富士通株式会社 | スケジューリング方法、およびマルチコアプロセッサシステム |
| JP5780243B2 (ja) * | 2011-01-07 | 2015-09-16 | 富士通株式会社 | スケジューリング方法、およびマルチコアプロセッサシステム |
| US9367459B2 (en) | 2011-01-07 | 2016-06-14 | Fujitsu Limited | Scheduling method and multi-core processor system |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 20060509 |