JP2001519937A - コンピュータリソースのロック処理 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 コンピュータプロセッサがいくつかのレジスタ対LOCKADDR／LOCKCOUNTを備える。各レジスタ対では、LOCKADDR／LOCKCOUNTレジスタが、コンピュータリソースに対するロックを識別する値を保持する。ロック命令が発行される際に、対応するLOCKCOUNTレジスタがインクリメントされる。アンロック命令が発行される際に、対応するLOCKCOUNTレジスタがデクリメントされる。そのロックは、LOCKCOUNTレジスタに関連するカウントが０までデクリメントされる際に解除される。この方式は、多くの頻繁に発生する状況において、高速ロック処理及びアンロック処理を実現する。いくつかの実施例では、LOCKCOUNTレジスタは省略され、ロックはそのロックに対応する任意のアンロック命令において解除される。いくつかの実施例では、コンピュータオブジェクトはクラス構造へのポインタを含むヘッダを備える。クラス構造は４バイト境界に位置合わせされ、それゆえそのクラス構造へのポインタの２つのＬＳＢは０であり、ヘッダ内に格納されない。その代わりに２つのヘッダＬＳＢは、（１）そのオブジェクトがロックされるか否かを示すLOCKビット及び（２）スレッドがそのオブジェクトに対するロックを捕捉するために待機しているか否かを示すWANTビットを格納する。

Description

【発明の詳細な説明】 コンピュータリソースのロック処理発明の背景 本発明はコンピュータリソースのロック処理に関連する。 コンピュータプロセス或いはスレッドのような種々のコンピュータエンティテ ィがコンピュータリソース（例えばデータ、コード或いはハードウエアの部品） を共有する際に、コンピュータエンティティの１つが暫くの間リソースをロック し、他のコンピュータエンティティによるある種類のリソースへのアクセスを防 ぐようにすることが好ましい。例えば、２つ或いはそれ以上のスレッドがコンピ ュータデータを共有し、１つのスレッドがデータを変更し始めているが終了して いない場合に、別のスレッドがデータにアクセスするなら、他のスレッドがその データから不正確な情報を取得するか、並びにまたそのデータが２つのスレッド により汚染されることもある。また１つのスレッドがクリティカルコード部分の 実行を開始しているが終了していない場合に、他のスレッドが同じコード部分を 実行し始めるなら、例えば、クリティカルコード部分がデータ領域、ハードウエ アコントローラ或いはいくつかの他のコンピュータリソースの状態を変更してい ない場合に実行エラーが生じることがある。それゆえロック処理技術により、コ ンピュータエンティティがコンピュータリソースをロックしている。 コンピュータリソースをロック処理するための高速化技術を実現することが望 ましい。概要 本発明は多くの頻繁に生じる状況において、コンピュータリソースの ロック処理及びアンロック処理を高速化する方法及び回路を実現する。詳細には 、ある実施例では典型的には、ロックに対する競合が生じない（すなわちそのロ ックが別のコンピュータエンティティにより保持されていない）場合にロック処 理が高速化される。また典型的には、同じコンピュータエンティティ、例えば同 じスレッドが、そのスレッドがロックを解除する前にその同じロックにおいて多 数のロック操作を実行する場合に、ロック処理操作は高速化される。スレッドが 再帰的コードを実行する場合、そのロックが解除される前に多数のロック操作が 生じるようになる。 いくつかの実施例では、以下のようにして上記利点が達成される。コンピュー タプロセッサはいくつかのレジスタ対（LOCKADDR、LOCKCOUNT）を備える。各LOC KADDRレジスタは、コンピュータリソースに対するロックを識別する値を保持す る。いくつかの実施例では、この値はロックされるオブジェクトへの参照値であ る。このように、いくつかの実施例ではその値はロックされるオブジェクトのア ドレスである。対応するLOCKCOUNTレジスタは、LOCKADDRレジスタにより識別さ れたロックに関連するロック命令のカウント値を保持する。スレッドが、LOCKAD DRレジスタにより識別されたロックに対するロック命令を発行する際に、コンピ ュータプロセッサは対応するLOCKCOUNTレジスタをインクリメントする。スレッ ドがアンロック命令を発行する際に、コンピュータプロセッサは対応するLOCKCO UNTレジスタをデクリメントする。 いくつかの実施例では、プロセッサは、Java仮想マシンのロック及びアンロッ ク命令を実行するのに適している。Java仮想マシンは、例えばT．Lindholm，F． Yellinによる「The Java^TM Virtual Machine Specification」に記載される。Ja va仮想マシンでは、各オブジェクトは そのオブジェクトに関連するモニタを備える。スレッドがロック命令「monitore nter」を実行する際に、対応するモニタに関連するカウンタがインクリメントさ れる。スレッドがアンロック命令「monitorexit」を実行する際に、カウンタは デクリメントされる。いくつかの実施例では、そのカウンタはLOCKCOUNTレジス タを用いて実装される。 いくつかの実施例では、LOCKCOUNTレジスタは省略され、あるリソースに対す るロックは、そのリソースに対して発行された任意のアンロック命令において解 除される。 いくつかの実施例では、各オブジェクトはクラス構造へのポインタであるヘッ ダを備える。クラス構造は４バイト境界上に位置合わせされ、それゆえそのポイ ンタの２つのＬＳＢは０であり、ヘッダに格納される必要はない。代わりにヘッ ダの２つのＬＳＢを用いて、（１）そのオブジェクトがロックされるか否かを示 す「LOCK」ビット及び（２）そのオブジェクトに対するロックを取得するために スレッドが待機しているか否かを示す「WANT」ビットを格納する。 本発明の他の特徴及び利点が以下に記載される。本発明は添付の請求の範囲に より画定される。図面の簡単な説明 第１図は、本発明によるプロセッサを備えるコンピュータシステムのブロック 図である。 第２図は、第１図のプロセッサにおいてロック処理操作を行うために用いられ るレジスタ及び第１図のシステムのメモリ内の関連するデータ構造を示すブロッ ク図である。 第３図は、第１図のメモリ内のデータ構造を示すブロック図である。 第４図は、本発明によるプロセッサにおけるロック処理操作に用いら れるレジスタを示すブロック図である。好適な実施例の説明 第１図は、ロック処理回路を備えるコンピュータシステムのブロック図である 。プロセッサ１１０はバス１３０によりメモリ１２０に接続される。プロセッサ １１０は、メモリ１２０から呼び出された命令を実行する実行ユニット１３６を 備える。実行ユニット１３６は、LOCKADDR，LOCKCOUNTを付されたレジスタ１４ ４を備える。これらのレジスタは、以下に記載するようなオブジェクトロック処 理の場合に用いられる。 バス１３０は、Ｉ／Ｏバス及びプロセッサ１１０のメモリインターフェースユ ニット１５０に接続される。プロセッサ１１０がメモリ１２０から命令を読み出 す際に、インターフェースユニット１５０がその命令を読出し命令キャッシュ１ ５６に書き込む。その後その命令はデコードユニット１６０によりデコードされ る。デコードユニット１６０はコントロール信号を実行コントロール及びマイク ロコードユニット１６６に送出する。ユニット１６６はコントロール信号を実行 ユニット１３６と交換する。またデコードユニット１６０はコントロール信号を スタックキャッシュ及びスタックキャッシュコントロールユニット１７０（以下 では「スタックキャッシュ」と呼ばれる）にも送出する。スタックキャッシュ１ ７０はコントロール及びデータ信号を実行ユニット及びデータキャッシュユニッ ト１８０と交換する。キャッシュユニット１７０及び１８０は、インターフェー ス１５０及びバス１３０を介してメモリ１２０とデータを交換する。実行ユニッ ト１３６は命令キャッシュ１５６、スタックキャッシュ１７０及びデータキャッ シュ１８０をフラッシュすることができる。 第２図は、レジスタ１４４及びメモリ１２０内の対応するオブジェク トの１つを示す。レジスタ１４４は、LOCKADDRO／LOCKCOUNTOからLOCKADDR３／L OCKCOUNT３を付された４つのレジスタ対を備える。各LOCKADDRレジスタは、ロッ クされるオブジェクトのアドレスを保持する。この実施例では各アドレスは３２ ビット長であるため、各LOCKADDRレジスタは３２ビット長である。しかしながら いくつかの実施例では各オブジェクトは４バイト境界上で始まる。それゆえその 実施例ではオブジェクトのアドレスの２つの最下位ビットは０であり、レジスタ LOCKADDRから省略される。そのような実施例では、各レジスタLOCKADDRは３０ビ ット長である。 LOCKADDRレジスタが０を含む場合、これはレジスタ対が未使用であることを意 味する。 各レジスタ対では、LOCKCOUNTレジスタが、そのオブジェクトに対するロック 命令のカウント値を保持し、そのオブジェクトのアドレスが対応するLOCKADDRレ ジスタに保持される。LOCKCOUNTレジスタは、対応するアンロック命令が発行さ れていないロック命令の数を保持する。LOCKCOUNTレジスタはそのオブジェクト に対する各ロック命令時にインクリメントされ、各アンロック命令時にデクリメ ントされる。そのロックは実際に、LOCKCOUNTレジスタが０までデクリメントさ れる場合にのみ解除される（しかしながらいくつかの実施例では、以下に記載す るように、LOCKCOUNTレジスタはロックカウントの一部のみを保持する。そのロ ックは、全ロックカウントが０までデクリメントされる場合に解除される）。い くつかの実施例では、各LOCKCOUNTレジスタは８ビット長であり、０〜２５５の 数を保持する。 多数のロック命令にアンロック命令が介在しないのは、再帰的コードによるも のである。LOCKCOUNTレジスタが、そのオブジェクトに対 するロック及びアンロック命令の正味のカウント（すなわち、そのオブジエクト に対するロック命令の数とアンロック命令の数との差）を保持するため、ソフト ウエアプログラムは、各アンロック命令前に検査を行い、そのロックに対する要 求が満了するまで、そのスレッドのいくつかの他の部分によりそのオブジェクト がロックされたか否かを、それゆえオブジェクトのロックが保持されるべきか否 かを判定する必要性を軽減される。 いくつかの実施例では、レジスタ１４４は１つのスレッド或いは１つのコンピ ュータプロセスのみに対するロックアドレス及びカウントを保持する。プロセッ サ１１０が異なるスロット或いはプロセスに切り替わる際に、レジスタ１４４は 、実行されるはずの新規のスレッド或いはプロセスに対するロックデータ（ロッ クアドレス及びカウント）をロードされる。 第２図は、アドレスがLOCKADDRレジスタ（第２図のレジスタLOCKADDR３）に格 納されるオブジェクトを示す。第２図では、そのオブジェクトはメモリ１２０に 格納される。しかしながらオブジェクトの全部或いは一部が、データキャッシュ １８０内に格納されることもできる。この説明全体を通して、メモリ１２２にデ ータ或いは命令を格納することを説明する場合、他に説明がなければ、データ或 いは命令はデータキャッシュ１８０、スタックキャッシュ１７０或いは命令キャ ッシュ１５６に格納できることは理解されたい。 第２図に示されるように、レジスタLOCKADDR３のアドレスは、オブジェクト構 造２２０へのポインタである。オブジェクト構造２２０はへッダ２２０Ｈで開始 する。ヘッダ２２０Ｈに、他のデータ（図示せず）が後続する。へッダ２２０Ｈ は、そのオブジェクトを記載するクラス構造２３０へのポインタを備える。クラ ス構造２３０は４バイト境界に位 置合わせされる。その結果として、さらに全てのアドレスが、上記バイトより大 きいアドレスバイトを有する各連続バイトを備えるバイトアドレスであるため、 クラス構造アドレスの２つのＬＳＢは０である。これら０のＬＳＢはへッダ２２ ０Ｈに格納されない。それゆえへッダはアドレス記憶に用いられない２つのビッ トを有する。これらのビット（へッダＬＳＢＯ及び１）は、オブジエクトロック 処理の場合に用いられる。ビット０は、Ｌビット或いはLOCKビットとも呼ばれ、 オブジェクトがロックされる際に１に設定される。ビット１は、Ｗ或いはWANTビ ットとも呼ばれ、スレッドが、オブジェクト２２０に対するロックを捕捉するた めの待機を阻止される際に１に設定される。 本説明の最後（請求の範囲の前）における付録Ａ及びＢは、プロセッサ１１０ の一実施例においてロック及びアンロック命令を実行する回路に対する疑似コー ドを含む。その回路は実行ユニット１３６並びにまた実行コントロール及びマイ クロコードユニット１６６の一部である。付録Ａ及びＢの疑似コード言語はハー ドウエア記述言語Verilog(登録商標)に類似であり、それは例えばD.E.Thomas,J. P.Moorbyによる「The おり、ここで参照して本明細書の一部としている。疑似コードは容易にVerilog に変換されることができ、対応する回路は当分野で周知の方法を用いて実装され ることができる。 付録Ａはロック命令に対する疑似コードを示す。付録Ａのステップ１−０から １−３ではそれぞれ、対応するレジスタLOCKADDR０からLOCKADDR３までの内容が 、ロックされるのオブジェクトのアドレスと比較される。一致する場合、対応す るレジスタLOCKCOUNTがインクリメントされ（ステップ１−０ａ、１−１ａ、１ −２ａ、１−３ａ）、０と比較される（ステップ１−０ｂ、１−１ｂ、１−２ｂ 、１−３ｂ）。 インクリメント後にLOCKCOUNTレジスタが０になる場合、オーバーフローが発生 しており、トラップLockCountOverflowIncrementTrapが生成される。あるトラッ プの発生により、その命令の実行が終了される。そのトラップがイネーブルされ る場合には、プロセッサ１１０はそのトラップに対して規定されるトラップハン ドラの実行を開始する。トラップハンドラはコンピュータプログラムである。 いくつかの実施例では、LockCountOverflowIncrementTrapに対するトラップハ ンドラは、LOCKCOUNTレジスタより大きいロックカウンタmLOCKCOUNT（第３図） を保持する。より詳細にはいくつかの実施例では、オペレーティングシステムが 、メモリ１２０のテーブル３１０を用いて、ロックされたオブジェクトのトラッ クを保持する。個別のテーブル３１０は各スレッドに対して保持される。テーブ ル３１０は、あるスレッドが作成される際に、そのスレッドに対して作成され、 テーブル３１０は、対応するスレッドが消失する際に、割当て解除される。 各テーブル３１０はいくつかのエントリ（mLOCKADDR，mLOCKCOUNT）を備える 。各エントリの機能は、レジスタ値LOCKADDR／LOCKCOUNTの機能と類似である。 より詳細には、mLOCKADDRは、そのスレッドによりロックされるオブジェクトの アドレスを保持する。mLOCKCOUNTは、そのオブジェクトに対してスレッドにより 発行されたロック命令のカウント値を保持する。ロック命令のカウント値は、対 応するアンロック命令が実行されていないロック命令数である。mLOCKADDR＝０ の場合、エントリが未使用であることを意味する。 テーブル３１０は４つ以上のエントリを有することがある。種々のテーブル３ １０は異なる数のエントリを有することがある。 各メモリ位置mLOCKADDRは、ある実施例では３２或いは３０ビッ ト長である。各位置mLOCKCOUNTは８ビット長以上である。いくつかの実施例では 、各位置mLOCKCOUNTは３２ビット長であり、各レジスタLOCKCOUNTは８ビット長 である。 オペレーティングシステムが実行に対するスレッドをスケジュールする際に、 オペレーティングシステムは、対応するテーブル３１０からレジスタ対LOCKADDR ／LOCKCOUNTへの４つまでのエントリをロードすることがある。各エントリは１ つのレジスタ対LOCKADDR／LOCKCOUNTに書き込まれる。mLOCKCOUNTがLOCKCOUNTよ り大きい場合、オペレーティングシステムは、LOCKCOUNT（いくつかの実施例で は８ＬＳＢ）に適合する同じ数のmLOCKCOUNTのＬＳＢをLOCKCOUNTに書き込む。 あるレジスタ対がテーブル３１０からのエントリを受信しない場合、オペレーテ ィングシステムは対応するレジスタLOCKADDRを０に設定し、そのレジスタ対が未 使用（「空き」）であることを示す。 ある実施例では、テーブル３１０は各エントリに対するビット（図示せず）を 備え、そのスレッドが実行に対してスケジュールされる際にそのエントリがLOCK ADDR／LOCKCOUNTレジスタ対に書き込まれるべきか否かを示す。他の実施例では 各スレッドに対して、オペレーテイングシステムは、そのスレッドが実行に対し てスケジュールされる際にレジスタ１４４に書き込まれるべきエントリのリスト （図示せず）を保持する。いくつかの実施例では、オペレーティングシステムは 各エントリに対するビット或いはエントリのリストを備え、LOCKADDR／LOCKCOUN Tレジスタに書き込まれているエントリをマークする。 ある場合には、ロック及びアンロック命令によりトラップが生成されることは ない。それゆえmLOCKCOUNTのＬＳＢは無効である、すなわちLOCKADDR／LOCKCOUN Tレジスタ対により識別されるロック に対するテーブル３１０にエントリが存在しない場合がある。 あるスレッドＴ１が割り込まれ、他のスレッドＴ２がプロセッサ１１０上で実 行に対してスケジュールされる際に、オペレーティングシステムは、スレッドＴ ２のテーブル３１０からレジスタをロードする前に、全ての非空きLOCKADDR／LO CKCOUNTレジスタ対をスレッドＴ１のテーブル３１０に書き込む。mLOCKCOUNTがL OCKCOUNTより大きい場合には、オペレーティングシステムは各LOCKCOUNTレジス タを対応する位置mLOCKCOUNTのＬＳＢに書き込む。現在のスレッドのテーブル３ １０がLOCKADDR／LOCKCOUNTレジスタ対により識別されるロックに対するエント リを持たない場合には、オペレーティングシステムによりエントリが作成される 。 いくつかの実施例では、LockCountOverflowTrapに対するトラップハンドラは 、ロックされるオブジェクトのアドレスを含むmLOCKADDRを有するエントリに対 する現在スレッドのテーブル３１０を探索する。そのようなエントリが存在しな い場合には、トラップハンドラは未使用エントリを探索し、mLOCKADDRをロック されるオブジェクトのアドレスに設定し、mLOCKCOUNTを０に設定する。いずれの 場合（エントリが存在したか或いはエントリがそこで作成されたかの何れの場合 ）であっても、トラップハンドラは、LOCKCOUNTレジスタに格納されないmLOCKCO UNTのＭＳＢをインクリメントし、ＬＳＢを０に設定する。 ここで命令ユニット１３６によるロック命令の実行に説明を戻す。いくつかの 実施例では、付録Ａのステップ１−０から１−３におけるレジスタLOCKADDRとロ ックされるオブジェクトのアドレスとの比較が、４つのレジスタに対応する４つ のコンパレータにより並列に実行され、ステップ１−０ａ、１−１ａ、１−２ａ 、１−３ａにおける LOCKCOUNTのインクリメントがインクリメンタを用いて実行される。そのような コンパレータ及びインクリメンタは当分野では周知である。 実行ユニット１３６は、ロックされるオブジェクトのヘッダ２２０からLOCKビ ット（第２図）を読み出し、LOCKビットを１に設定し、そのオブジェクトがロッ クされる（ステップ２ａ）ことを示す。この読出し及び設定（検査及び設定）動 作は最小単位動作（atomic operation）であり、すなわち（１）プロセッサが、 その動作が完了するまで割込みを行わない及び（２）マルチプロセッサ環境では 、その動作が完了するまで他のプロセッサがそのLOCKビットにアクセスすること ができないであろう。いくつかの実施例では、この検査及び設定動作は、ステッ プ１−０から１−３と並列に実行される。他の実施例では、この検査及び設定動 作は、ステップ１−０から１−３の後、いずれのLOCKADDRレジスタもロックされ るオブジェクトのアドレスを含まない場合にのみ実行される。 いずれのLOCKADDRレジスタもロックされるオブジェクトのアドレスを含まず（ ステップ２）、検査及び設定動作前にLOCKビットが設定されなかった場合（ステ ップ２ａ）、プロセッサ１１０はトラップLockBusyTrapを生成する。 LockBusyTrapに対するトラップハンドラが、現在のスレッドのテーブル３１０ を探索し、現在のスレッドがオブジェクトに対するロックを保持するか否かを確 認する。オブジェクトアドレスが、テーブル３１０のエントリの１つのmLOCKADD Rに格納されるアドレスに等しい場合、対応するmLOCKCOUNTがトラップハンドラ によりインクリメントされる。さらにいくつかの実施例では、トラップハンドラ はそのエントリをレジスタ対LOCKADDR／LOCKCOUNT内に配置することがある。 これは、スレッドにより発行される次のロック或いはアンロック命令が、 そのスレッドが最も新しいロック命令を発行したオブジェクトに対するものであ る可能性がある場合に望ましい。トラップハンドラがエントリをレジスタ対に配 置することが望ましいが、全てのレジスタ対が他のロックにより占有されている 場合には、トラップハンドラはテーブル３１０に書き込むことにより、レジスタ 対の１つを空ける（上記のように、mLOCKCOUNTがLOCKCOUNTより大きい場合、LOC KCOUNTレジスタはmLOCKCOUNTのＬＳＢに書き込まれる）。 現在のスレッドがロックを保持せず、そのオブジェクトアドレスが対応するテ ーブル３１０のメモリ位置mLOCKADDRと全く一致しない場合には、そのトラップ ハンドラはオブジェクトヘッダ（第２図）にＷＡＮＴビットを設定し、このロッ クを捕捉するために待機しているスレッドの待ち行列にスレッドを配置する。 ここで実行ユニット１３６によるロック命令の実行に説明を戻す。オブジェク トのLOCKビットが、検査及び設定動作前に設定されていなかった場合には、ステ ップ２ｂ−０から２ｂ−３が実行される。ステップ２ｂ−ｉ（ｉ＝０〜３）では それぞれ、各コンパレータがレジスタLOCKADDRiと０とを比較する。この比較は 、ステップ１−０から１−３及び２の比較と並列に実行される。LOCKADDR０＝０ （ステップ２ｂ−０）の場合には、レジスタ対LOCKADDR０／LOCKCOUNT０は未使 用である。レジスタLOCKADDR０は、ロックされるオブジェクトのアドレスを書き 込まれる（ステップ２ｂ−０ａ）。レジスタLOCKCOUNT０は１に設定される（ス テップ２ｂ−０ｂ）。 LOCKADDR０が０ではないが、LOCKADDR１＝０の場合には、レジスタLOCKADDR１ はロックされるオブジェクトのアドレスを書き込まれ、レジスタLOCKCOUNT１は １に設定される。（ステップ２ｂ−１ａ、２ｂ−１ｂ）。LOCKADDR０及びLOCKAD DR１が０ではない が、LOCKADDR２＝０の場合、LOCKADDR２はロックされるオブジエクトのアドレス を書き込まれ、レジスタLOCKCOUNT２は１に設定される（ステップ２ｂ−２ａ、 ２ｂ−２ｂ）。LOCKADDR０、LOCKADDR１及びLOCKADDR２が０ではないが、LOCKAD DR３＝０の場合、レジスタLOCKADDR３はロックされるオブジエクトのアドレスを 書き込まれ、レジスタLOCKCOUNT３が１に設定される（ステップ２ｂ−３ａ，２ ｂ−３ｂ）。 LOCKADDRレジスタのいずれも０ではない場合には、トラップNoLockAddrRegsTr apが生成される（ステップ２ｃ）。いくつかの実施例では、このトラップに対す るトラップハンドラは、現在のスレッドのテーブル３１０の未使用エントリを探 索するか或いは作成する。そのトラップハンドラはロックされるオブジェクトの アドレスをそのエントリの位置mLOCKADDRに書き込み、対応するmLOCKCOUNTを１ に設定する。さらにトラップハンドラは、テーブルエントリをLOCKADDR／LOCKCO UNTレジスタ対に配置することもある。レジスタ対の古い内容は、そのレジスタ 対が書き込まれる前に、スレッドのテーブル３１０に格納される。 付録Ｂはアンロック命令に対する疑似コードを示す。ステップ１−０から１− ３では、LOCKADDRレジスタがアンロックされるオブジエクトのアドレスと並列に 比較される。一致する場合には、現在のスレッドがロックを保持することを示し ており、対応するLOCKCOUNTレジスタがデクリメンタによりデクリメントされ（ ステップ１−０ａ、１−１ａ、１−２ａ、１−３ａ）、０と比較される（ステッ プ１−０ｂ、１−１ｂ、１−２ｂ、１−３ｂ）。デクリメント後にLOCKCOUNTレ ジスタが０になる場合には、トラツプLockCountZeroDecrementTrapが生成される 。上記のようにいくつかの実施例ではテーブル３１０の位置 mLOCKCOUNTは、LOCKCOUNTレジスタより大きい。そのようないくつかの実施例で は、LockCountZeroDecrementTrapに対するトラツプハンドラが、あるエントリに 対する対応するテーブル３１０を探索し、そのエントリのmLOCKADDRは、アンロ ックされるオブジェクトのアドレスを格納する。そのようなエントリが見いださ れる場合、トラップハンドラは、０までデクリメントされたLOCKCOUNTに対応す るmLOCKCOUNT位置をチェックする。そのmLOCKCOUNT位置が、LOCKCOUNTレジスタ に書き込まれていなかったＭＳＢにおいて「１」に有する場合、そのオブジェクト はスレッドによりロック状態を保持する。mLOCKCOUNTメモリ位置では、ＭＳＢに より形成されるフィールドがデクリメントされ、ＬＳＢが１１…１（全て１）に 設定され、LOCKCOUNTレジスタに書き込まれる。 mLOCKCOUNTのＭＳＢが全て０、すなわちアンロックされるオブジェクトのアド レスを保持するmLOCKADDRを有するエントリが存在しない場合には、そのトラッ プハンドラはロックを解除し、他のスレッドが利用できるようにする。ロックの 解除処理は、以下により詳細に記載される。 mLOCKCOUNT位置がLOCKCOUNTレジスタより大きくない場合には、トラップハン ドラは、ロックが解除されるべきか否かを判定するためにmLOCKCOUNT位置をチェ ックする必要はない。 ロックの解除処理は以下の動作を含む。トラップハンドラがオブジェクトヘッ ダ２２０ＨのWANTビットを検査する。WANTビットが設定されている場合、他のス レッドがこのロックにおいて阻止している。トラップハンドラがそのようなスレ ッドの１つを選択し、その状態を実行可能に設定し、さらにこのスレッドにロッ クを与える。詳細には、トラップハンドラはLOCKCOUNTレジスタに１のカウント 値を書き込む。 １つの対応するレジスタ対mLOCKADDR／mLOCKCOUNTが存在した場合には、そのト ラップハンドラはmLOCKCOUNT位置に１を書き込む。別法ではいくつかの実施例で は、トラップハンドラはLOCKADDR位置に０を書き込み、mLOCKADDR／mLOCKCOUNT 対を割当て解除する。さらに、ロックを受け取るスレッドがそのロックにおいて 阻止しているスレッドのみである場合には、そのトラップハンドラはWANTビット をリセットする。 そのロックにおいて阻止するスレッドが存在しない場合には、そのトラップハ ンドラは０を(ａ)対応するLOCKADDRレジスタに、及び(ｂ)存在するなら、対応す るmLOCKADDR位置に書き込む。さらにトラップハンドラはヘッダ２２０ＨのLOCK ビットをリセットする。またそのレジスタが利用できなかったため、現在のスレ ッドのテーブル３１０がLOCKADDR／LOCKCOUNTレジスタに書き込まれることがで きなかった非空きエントリを含む場合、トラップハンドラは、そのエントリの１ つを、ロック解除動作により空き状態にされるLOCKADDR／LOCKCOUNTレジスタ対 に配置する。 いかなるLOCKADDRレジスタもアンロックされるオブジェクトのアドレスを保持 しない場合には（ステップ２）、LockReleaseTrapが生成される。その関連する トラップハンドラは、アンロックされるオブジエクトのアドレスに対する現在の スレッドのテーブル３１０のmLOCKADDR位置を探索する。一致する場合には、対 応する位置mLOCKCOUNTはトラップハンドラによりデクリメントされる。mLOCKCOU NTが０になる場合ロックは解除される。ロックを解除するためにトラツプハンド ラは、トラツプLockCountZeroDecrementTrapに対して上記の動作と類似の動作を 実行する。より詳細には、WANTビットが設定される場合、トラップハンドラはそ のロックにおいて阻止す る別のスレッドを探索し、そのスレッドの状態を実行可能に設定する。トラップ ハンドラは対応する位置mLOCKCOUNTを１に設定する。いくつかの実施例では、そ のトラップハンドラはmLOCKADDR／mLOCKCOUNTエントリをLOCKADDR／LOCKCOUNTレ ジスタ対に配置する。ロックを受け取るスレッドが、そのロックにおいて阻止さ れている唯一のスレッドである場合には、トラップハンドラはWANTビットをリセ ットする。そのロックにおいて阻止するスレッドが存在しない（WANTビットが０ であった）場合には、そのトラップハンドラはmLOCKADDR位置に０を書き込み、 オブジェクトヘッダ２２０ＨのLOCKビットをリセットする。 現在スレッドのテーブル３１０においていかなるメモリ位置mLOCKADDRもアン ロックされるオブジェクトのアドレスを保持しない場合、そのトラップハンドラ は例外IllegalMonitorStateExceptionを生成する。いくつかの実施例では、この 例外はJAVA（登録商標）動作である。より詳細には幾つかの実施例では、プロセ ッサ１１０はJAVA（登録商標）仮想マシン言語命令（JAVAバイトコードとしても 知られる）を実行する。JAVA仮想マシン言語は、例えばLindholm and F.Yellin による「The JAVA^TM Virtual Machine Specification」（１９９７）に記載され ており、ここで参照して本明細書の一部としている。 プロセッサ１１０は以下に示す多くの通常状態において、高速ロック処理及び アンロック処理を実現する。ロックに対する競合が存在しない場合、さらにオブ ジェクトロックが解除される前に、同じオブジェクトにおいてスレッドが多数の ロック動作を実行する場合であるがそれに相当する。より詳細には、オブジェク トが別のスレッドによりロックされていない（すなわち競合が生じない）多くの 場合において、ロック命令が発行される場合である。そのオブジェクトが、現在 のロック命令を発 行した同じスレッドにより既にロックされている場合、多くの場合、スレッドが 同時に５つ以上のロックを保持せず、さらにそのスレッドに対する全てのロック されたオブジェクトアドレスがLOCKADDRレジスタ内に存在するため、多くの場合 にそのオブジェクトのアドレスは既にLOCKADDRレジスタ内に存在する。ロックさ れたオブジェクトアドレスがLOCKADDRレジスタ内に全く存在しない場合でも、ロ ック命令により識別されるオブジェクトのアドレスがLOCKADDRレジスタ内に存在 する可能性がある。そのような多くの場合において、ロック処理動作は対応する LOCKCOUNTレジスタをインクリメントする必要があり（付録Ａ、ステップ１−ｉ ａ、ただしｉ＝０、１、２、３）、多くの実施例においてそれは高速動作である 。そのインクリメントによりオーバーフローが生じない場合には、いかなるトラ ップも生成されないであろう。 またレジスタ対LOCKADDR／LOCKCOUNTの１つが未使用である場合には、そのオ ブジェクトがいかなるスレッド（ロック命令を発行するスレッドを含む）によっ てもロックされていない際に、ロック処理は高速化される。そのような場合には 、オブジェクトはステップ２ｂ−０から２ｂ−３の１つにおいてロックされる（ 付録Ａ）。再びいかなるトラップも生成されない。 同様に、アンロック命令では多くの場合に、ロックされるオブジェクトのアド レスがLOCKADDRレジスタの１つに存在するであろう。対応するLOCKCOUNTレジス タが０ではない値にデクリメントされる場合には、いかなるトラップも生成され ない。 いくつかの実施例では、プロセッサ１１０は、Sun Microsystems(Mountain Vi ew，California)によりその仕様が作成された「picoJAVA I」タイプのマイクロ プロセッサである。このマイクロプロセッサは JAVA仮想マシン命令を実行する。ロック命令は、JAVA仮想マシン命令セットの「 monitorenter」命令か、或いはプロセツサ「picoJAVA I」の「enter_sync_metho d」命令である。「enter_sync_method」命令は「monitorexit」に類似であるが 、「enter_sync_method」命令は、オブジェクト以外のメソッドへの参照値をパ ラメータとして取得する。 「enter_sync_method」はそのメソッドに対する受信オブジェクトをロックし、 そのメソッドを呼び出す。アンロック命令はJAVA仮想マシン命令セットの「monit orexit」命令か、或いは上記「enter_sync_method」命令において参照されるメソッ ドからのリターン命令である。 プロセッサ１１０のいくつかの実施例は、４つ以上或いは４つ以下のLOCKADDR ／LOCKCOUNTレジスタ対を含む。 いくつかの実施例では、レジスタ１４４は、図４に示されるように３組のレジ スタ「THREAD_ID,LOCKADDR,LOCKCOUNT」を備える。 その３組のレジスタでは、レジスタTHREAD_IDが、レジスタ対LOCKADDR／LOCKCOU NTに記録されるロックを保持するスレッドを識別する。ロック或いはアンロック 命令が発行される際に、実行ユニット１３６は、レジスタTHREAD_IDが現在のス レッドのＩＤを保持するそのLOCKADDR／LOCKCOUNT対のみを検査する。他の点で は、ロック及びアンロック命令の実行は第２図の場合と同様である。第４図の構 造は、異なるスレッドに対して同時にロックされたオブジェクトのアドレス及び ロックカウントをレジスタ１４４に保持するのを容易にする。第４図の構造を用 いるいくつかの実施例では、オペレーティングシステムは、異なるスレッドが実 行をスケジュールされる際に、レジスタ１４４をリロードしない。オペレーティ ングシステムは、第３図に示されるように各スレッドに対するテーブル３１０を 保持する。３組のレジスタが空状態にされる必要がある際に、対応するLOCKADDR ／ LOCKCOUNT値が対応するテーブル３１０に書き込まれる。テーブルエントリがレ ジスタ対LOCKADDR／LOCKCOUNTに配置される際に、対応するレジスタTHREAD_IDが 、対応するスレッドのIDを書き込まれる。 第１図−第４図のプロセッサは、JAVA仮想マシンロック及びアンロック命令「 monitorenter」及び「monitorexit」を効率よく実行するのに適している。JAVA のオブジェクトモニタに関連するカウンタは、レジスタLOCKCOUNTを用いて実装 されることができる。 ある実施例ではレジスタLOCKCOUNT及び位置mLOCKCOUNTは省略される。プロセ ッサはLOCKCOUNTのトラックを保持せず、プロセッサがそのロックに対応するあ らゆるアンロック命令においてロックを解除する。プロセッサ動作は、付録Ａ及 びＢに関連して上記した動作と同様である。しかしながら付録Ａでは、ステップ １−０から１−３ｂまでが省略される。またステップ２ｂ−０ｂ、２ｂ−１ｂ、 ２ｂ−２ｂ及び２ｂ−３ｂ（LOCKCOUNT動作）も省略される。付録Ｂでは、ステ ップ１−０ａが省略され、ステップ１−０ｂでは、無条件にトラップLockCountZ eroDecrementTraptが生成される。同じことがステップ１−１ａ及び１−１ｂ、 １−２ａ及び１−２ｂ、１−３ａ及び１−３ｂにも当てはまる。 いくつかの実施例では、各LOCKCOUNTレジスタは１ビット長であり、プロセッ サはそのロックに対応するあらゆるアンロック命令においてロックを解除する。 上記実施例は例示であって、本発明を限定するものではない。本発明は、任意 の特定のプロセッサアーキテクチャ、キャッシュ或いはメモリの存在または構造 、或いは任意のレジスタまたはメモリ位置におけるビット数により制限されない 。本発明は、ロック或いはアンロックされる ようになる任意の特定のタイプのオブジェクトに制限されない。オブジェクトは 、データ、クリティカルコード部分、ハードウエア或いは上記の任意の組み合わ せのようなリソースを含む任意のコンピュータリソースを表すことができる。い くつかの実施例は、ロック処理及びアンロック処理動作のためのコンピュータリ ソースを表す専用のオブジェクトを形成する。上記実施例では、未使用のレジス タ対LOCKADDR／LOCKCOUNTはLOCKADDRレジスタにおいて０により識別されるが、 いくつかの実施例では未使用レジスタ対は、LOCKADDRレジスタにおける０ではな い値、すなわちLOCKCOUNTレジスタのある値によって、または第４図の実施例の 場合、THREAD_IDレジスタのある値、或いはLOCKADDR／LOCKCOUNTレジスタ対並び にまた任意の２つ或いは３つのLOCKADDR／LOCKCOUNT／THREAD_IDレジスタの値の 組み合わせにより、または個別のビットにより識別される。同様のことが未使用 のmLOCKADDR／mLOCKCOUNT位置の場合に当てはまる。いくつかの実施例では、ト ラップハンドラにより実行されるような上記の動作のいくつか或いは全てがソフ トウエアではなくハードウエアにより実行される。いくつかの実施例では、ハー ドウエアにより実行されるように上記されたいくつかの動作がハードウエアでは なくソフトウエアにより実行される。本発明はバイトアドレスであるアドレスに 限定されない。他の実施例及び変形例も本発明の範囲内にあり、添付の請求項に より規定される。

【手続補正書】特許法第１８４条の８第１項 【提出日】平成１１年１月１４日（１９９９．１．１４） 【補正内容】 れるレジスタを示すブロック図である。好適な実施例の説明 第１図は、ロック処理回路を備えるコンピュータシステムのブロック図である 。プロセッサ１１０はバス１３０によりメモリ１２０に接続される。プロセッサ １１０は、メモリ１２０から呼び出された命令を実行する実行ユニット１３６を 備える。実行ユニット１３６は、LOCKADDR，LOCKCOUNTを付されたレジスタ１４ ４を備える。これらのレジスタは、以下に記載するようなオブジェクトロック処 理の場台に用いられる。 バス１３０は、Ｉ／Ｏバス及びプロセッサ１１０のメモリインターフエースユ ニット１５０に接続される。プロセッサ１１０がメモリ１２０から命令を読み出 す際に、インターフェースユニット１５０がその命令を命令キャッシュ１５６に 書き込む。その後その命令はデコードユニット１６０によりデコードされる。デ コードユニット１６０はコントロール信号を実行コントロール及びマイクロコー ドユニット１６６に送出する。ユニット１６６はコントロール信号を実行ユニッ ト１３６と交換する。またデコードユニット１６０はコントロール信号をスタッ クキャッシュ及びスタックキャッシュコントロールユニット１７０(以下では「ス タックキャッシュ」と呼ばれる)にも送出する。スタックキャッシュ１７０はコン トロール及びデータ信号を実行ユニット及びデータキャッシュユニット１８０と 交換する。キャッシュユニット１７０及び１８０は、インターフェース１５０及 びバス１３０を介してメモリ１２０とデータを交換する。実行ユニット１３６は 命令キャッシュ１５６、スタックキャッシュ１７０及びデータキャッシュ１８０ をフラッシュすることができる。 第２図は、レジスタ１４４及びメモリ１２０内の対応するオブジェク トの１つを示す。レジスタ１４４は、LOCKADDRO／LOCKCOUNTOからLOCKADDR３／L OCKCOUNT３を付された４つのレジスタ対を備える。各LOCKADDRレジスタは、ロッ クされるオブジェクトのアドレスを保持する。この実施例では各アドレスは３２ ビット長であるため、各LOCKADDRレジスタは３２ビット長である。しかしながら いくつかの実施例では各オブジェクトは４バイト境界上で始まる。それゆえその 実施例ではオブジェクトのアドレスの２つの最下位ビットは０であり、レジスタ LOCKADDRから省略される。そのような実施例では、各レジスタLOCKADDRは３０ビ ット長である。 LOCKADDRレジスタが０を含む場合、これはレジスタ対が未使用であることを意 味する。 各レジスタ対では、LOCKCOUNTレジスタが、そのオブジェクトに対するロック 命令のカウント値を保持し、そのオブジェクトのアドレスが対応するLOCKADDRレ ジスタに保持される。LOCKCOUNTレジスタは、対応するアンロック命令が発行さ れていないロック命令の数を保持する。LOCKCOUNTレジスタはそのオブジェクト に対する各ロック命令時にインクリメントされ、各アンロック命令時にデクリメ ントされる。そのロックは実際に、LOCKCOUNTレジスタが０までデクリメントさ れる場合にのみ解除される（しかしながらいくつかの実施例では、以下に記載す るように、LOCKCOUNTレジスタはロックカウントの一部のみを保持する。そのロ ックは、全ロックカウントが０までデクリメントされる場合に解除される）。い くつかの実施例では、各LOCKCOUNTレジスタは８ビット長であり、０〜２５５の 数を保持する。 多数のロック命令にアンロック命令が介在しないのは、再帰的コードによるも のである。LOCKCOUNTレジスタが、そのオブジェクトに対 行した同じスレッドにより既にロックされている場合、多くの場合、スレッドが 同時に５つ以上のロックを保持せず、さらにそのスレッドに対する全てのロック されたオブジェクトアドレスがLOCKADDRレジスタ内に存在するため、多くの場合 にそのオブジェクトのアドレスは既にLOCKADDRレジスタ内に存在する。ロックさ れたオブジェクトアドレスがLOCKADDRレジスタ内に全く存在しない場合でも、ロ ック命令により識別されるオブジェクトのアドレスがLOCKADDRレジスタ内に存在 する可能性がある。そのような多くの場合において、ロック処理動作は対応する LOCKCOUNTレジスタをインクリメントする必要があり（付録Ａ、ステップ１−ｉ ａ、ただしｉ＝０、１、２、３）、多くの実施例においてそれは高速動作である 。そのインクリメントによりオーバーフローが生じない場合には、いかなるトラ ップも生成されないであろう。 またレジスタ対LOCKADDR／LOCKCOUNTの１つが未使用である場合には、そのオ ブジェクトがいかなるスレッド（ロック命令を発行するスレッドを含む）によっ てもロックされていない際に、ロック処理は高速化される。そのような場合には 、オブジェクトはステップ２ｂ−０から２ｂ−３の１つにおいてロックされる（ 付録Ａ）。再びいかなるトラップも生成されない。 同様に、アンロック命令では多くの場合に、ロックされるオブジェクトのアド レスがLOCKADDRレジスタの１つに存在するであろう。対応するLOCKCOUNTレジス タが０ではない値にデクリメントされる場合には、いかなるトラップも生成され ない。 いくつかの実施例では、プロセッサ１１０は、Sun Microsystems(Mountain Vi ew，California)によりその仕様が作成された「picoJAVA I」タイプのマイクロ プロセッサである。このマイクロプロセッサは JAVA仮想マシン命令を実行する。ロック命令は、JAVA仮想マシン命令セツトの「 monitorenter」命令か、或いはプロセツサ「picoJAVA I」の「enter_sync_metho d」命令である。「enter_sync_method」命令は「monitorenter」に類似であるが 、「enter_sync_method」命令は、オブジェクト以外のメソッドへの参照値をパ ラメータとして取得する。「enter_sync_method」はそのメソッドに対する受信 オブジェクトをロックし、そのメソッドを呼び出す。アンロック命令はJAVA仮想 マシン命令セットの「monitorexit」命令か、或いは上記「enter_sync_method」命令 において参照されるメソッドからのリターン命令である。 プロセッサ１１０のいくつかの実施例は、４つ以上或いは４つ以下のLOCKADDR ／LOCKCOUNTレジスタ対を含む。 いくつかの実施例では、レジスタ１４４は、図４に示されるように３組のレジ スタ「THREAD_ID,LOCKADDR,LOCKCOUNT」を備える。 その３組のレジスタでは、レジスタTHREAD_IDが、レジスタ対LOCKADDR／LOCKCOU NTに記録されるロックを保持するスレッドを識別する。ロック或いはアンロック 命令が発行される際に、実行ユニット１３６は、レジスタTHREAD_IDが現在のス レッドのＩＤを保持するそのLOCKADDR／LOCKCOUNT対のみを検査する。他の点で は、ロック及びアンロック命令の実行は第２図の場台と同様である。第４図の構 造は、異なるスレッドに対して同時にロックされたオブジェクトのアドレス及び ロックカウントをレジスタ１４４に保持するのを容易にする。第４図の構造を用 いるいくつかの実施例では、オペレーティングシステムは、異なるスレッドが実 行をスケジュールされる際に、レジスタ１４４をリロードしない。オペレーティ ングシステムは、第３図に示されるように各スレッドに対するテーブル３１０を 保持する。３組のレジスタが空状態にされる必要がある際に、対応するLOCKADDR ／請求の範囲 １．コンピュータプロセッサ（１１０）であって、 ロック状態のコンピュータリソースを識別する値を保持するための１つ或いは それ以上のレジスタＲ１（LOCKADDR）であって、前記コンピュータプロセッサに より実行されており、かつコンピュータリソースに対するロックを保持すること ができるコンピュータエンティティによりロック処理動作が実行される場合にの み、前記各レジスタＲ１が前記ロック処理動作により変更可能である、該レジス タＲ１と、 コンピュータリソースをロックするためのロック処理動作、コンピュータリソ ースをアンロックするためのアンロック処理動作或いはロック処理及びアンロッ ク処理動作の両方を実行するための回路部品であって、前記回路部品がコンピュ ータリソースを識別する値Ｖ１を受け取るための回路部分であり、また前記レジ スタＲ１が、前記プロセッサにより実行されている前記コンピュータエンティテ ィにより前記リソースがロックされていることを指示する前記値Ｖ１を保持する か否かを判定するための回路部分である、該回路部品とを備えることを特徴とす るコンピュータプロセッサ。 ２．前記レジスタＲ１が、前記コンピュータプロセッサの命令実行ユニット（１ ３６）の一部であることを特徴とする請求項１に記載のコンピュータプロセッサ 。 ３．前記レジスタＲ１により識別されるロック状態のコンピュータリソースに関 連するカウント数を表す値を保持するための１つ或いはそれ以上のレジスタＲ２ （LOCKCOUNT）をさらに備え、前記各カウント数が、リソースに対して発行され たが、対応するアンロック命令が発行されなかったロック命令のカウント数であ り、前記ロック処理或いはアンロック処理動作の少なくとも１つにおいて、前記 回路部品が、前記レジ スタＲ１が前記リソースがロックされることを指示する前記値Ｖ１を保持する場 合にレジスタＲ２を変更することを特徴とする請求項１或いは２に記載のコンピ ュータプロセッサ。 ４．前記レジスタＲ２が前記コンピュータプロセッサの命令実行ユニット（１３ ６）の一部であることを特徴とする請求項３に記載のコンピュータプロセッサ。 ５．前記各レジスタＲ２が対応する所定のレジスタＲ１と関連するカウント値を 保持することを特徴とする請求項３或いは４に記載のコンピュータプロセッサ。 ６．前記各レジスタＲ１のために、前記対応するレジスタＲ１の値により識別さ れるリソースに対するロックを保持する実行可能コンピュータ工ンティティを識 別するためのレジスタＲ３（THREAD_ID)をさらに備え、 前記レジスタＲ１が前記値Ｖ１を保持するか否かを判定する前記回路部品が、 前記コンピュータプロセッサにより実行されている前記コンピュータエンティテ ィを識別する任意のレジスタＲ３のために、前記対応するレジスタＲ１が前記値 Ｖ１を保持するか否かを判定する回路部品を備えることを特徴とする請求項１乃 至５のいずれか一項に記載のコンピュータプロセッサ。 ７．プロセッサにより実行されているコンピュータエンティティによりロックさ れるリソースを識別する値を格納するための１つ或いはそれ以上のロック処理レ ジスタＲ１を備えるコンピュータプロセッサを動作するためのプロセスであって 、 １つのコンピュータエンティティから異なるコンピュータエンティティに切り 替わる前記コンピュータプロセッサを備え、 前記プロセッサが１つのコンピュータエンティティから異なるコンピ ュータエンティティに切り替わる際に、前記プロセッサが切り替える前記コンピ ュータエンティティによりロックされるリソースを識別する値を有する前記１つ 或いはそれ以上のレジスタＲ１をロードすることを特徴とするプロセス。 ８．前記プロセッサがさらに、前記各レジスタＲ１に対して、前記対応するレジ スタＲ１により識別されるリソースに関連するカウント数を保持するための対応 するレジスタＲ２を備え、前記カウントが、対応するアンロック命令が発行され ていないロック命令のカウント数であり、 前記プロセッサが１つのコンピュータエンティティから異なるコンピュータエ ンティティに切り替わる際に、各レジスタＲ２が、前記対応するレジスタＲ１に ロードされている値に対応するカウント数をロードされ、前記カウント数が、前 記プロセッサが切り替えている前記コンピュータエンティティに関連しているこ とを特徴とする請求項７に記載のプロセス。 ９．コンピュータオブジェクトデータ（２２０）を格納するコンピュータ読出し 可能記憶媒体であって、前記オブジェクトデータが、前記オブジェクトデータの 一部（２３０）のアドレスを識別する情報を格納するフィールド（２２０Ｈ）を 備え、また前記オブジェクトデータの前記部分が２バイト境界に格納されている 部分であり、さらに前記フィールドがある大きさのコンピュータアドレスを有す るが、前記フィールドが前記オブジェクトデータの前記部分の前記アドレスの全 ビットより少ないビットを格納し、前記フィールドの全ビットより少ないビット が、前記オブジェクトの前記部分の前記アドレスを格納するために用いられ、 前記コンピュータ読出し可能記憶媒体が前記オブジェクトデータにアクセスす るための１つ或いはそれ以上のコンピュータ命令を備え、前記オブジェクトデー タの前記部分の前記アドレスを格納するためには用い られない前記アドレスの１つ或いはそれ以上のビット（Ｌ）が、前記オブジェク トがロックされるか否かを示すためのコンピュータ命令により用いられることを 特徴とするコンピュータ読出し可能記憶媒体。 １０．前記オブジェクトデータの前記部分が４バイト境界に格納されるための部 分であり、また前記フィールドが、前記オブジェクトの前記部分の前記アドレス を格納するためには用いられない２つのビット（Ｗ、Ｌ）を有し、さらに前記オ ブジェクトデータの前記部分の前記アドレスを格納するためには用いられない前 記フィールドの前記１つ或いはそれ以上のビットが、コンピュータエンティティ が前記オブジェクトに対するロックを捕捉することを要求するか否かを示すため の前記コンピュータ命令により用いられるビット（Ｗ）を含むことを特徴とする 請求項９に記載のコンピュータ読出し可能記憶媒体。 １１．前記コンピュータ読出し可能記憶媒体にアクセスし、前記コンピュータ命 令を実行するために動作可能なコンピュータプロセッサと組み合わせられること を特徴とする請求項９或いは１０に記載のコンピュータ読出し可能記憶媒体。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 オコナー、ジェイムズ・マイケル アメリカ合衆国カリフォルニア州94043・ マウンテンビュー・ルースアベニュー 345 (72)発明者 トレンブレイ、マーク アメリカ合衆国カリフォルニア州94301・ パロアルト・ウエイバリーストリート 801・アパートメント ＃３

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．回路であって、 コンピュータリソースに対するロックを識別する値を保持するための１つ或い はそれ以上のレジスターＲ１と、 コンピュータリソースをロックするためのロック処理動作、コンピュータリソ ースをアンロックするためのアンロック処理動作或いはロック処理及びアンロッ ク処理動作両方を実行するための回路部品とを備え、前記回路部品が、コンピュ ータリソースに対するロックを識別する値Ｖ１を受け取り、かつ任意のレジスタ Ｒ１が前記値Ｖ１を保持するか否かを判定するための回路部品であることを特徴 とする回路。 ２．前記レジスタＲ１により識別されるロックに関連するカウント数を表す値を 保持するための１つ或いはそれ以上のレジスタＲ２をさらに備え、 少なくとも１つのロック処理或いはアンロック処理動作において、前記回路部 品が、任意のレジスタＲ１が前記値Ｖ１を保持する場合にレジスタＲ２を変更す ることを特徴とする請求項１に記載の回路。 ３．前記レジスタＲ２を変更する処理が、ロック処理動作において前記レジスタ Ｒ２をインクリメントする処理を含むことを特徴とする請求項２に記載の回路。 ４．前記回路部品が、 前記１つ或いはそれ以上のレジスタＲ１に保持される各値を前記値Ｖ１と比較 するためのコンパレータと、 前記レジスタＲ２の前記値をインクリメントするためのインクリメンタとを備 えることを特徴とする請求項２に記載の回路。 ５．前記レジスタＲ２を変更する処理が、アンロック処理動作において前記レジ スタＲ２をデクリメントする処理を含むことを特徴とする請求 項２に記載の回路。 ６．前記回路部品が、 前記１つ或いはそれ以上のレジスタＲ１に保持される１つ或いはそれ以上の各 値を前記値Ｖ１と比較するためのコンパレータと、 前記レジスタＲ２における前記値をデクリメントするためのデクリメンタとを 備えることを特徴とする請求項２に記載の回路。 ７．前記回路部品が前記値Ｖ１を保持するいかなるレジスタＲ１も備えてない場 合のロック処理において、前記回路部品がいかなるコンピュータリソースに対す るロックを識別するためにも用いられない未使用のレジスタＲ１を備え、また前 記回路部品が前記未使用のレジスタＲ１における前記値Ｖ１を格納することを特 徴とする請求項１に記載の回路。 ８．前記回路部品が前記値Ｖ１を保持するいかなるレジスタＲ１も備えていない 場合に、前記回路部品が、コンピュータリソースがロックされるか否かを判定し 、また前記回路が、前記コンピュータリソースがアンロックされる場合にのみ未 使用レジスタＲ１に前記値Ｖ１を格納することを特徴とする請求項７に記載の回 路。 ９．前記回路部品が前記値Ｖ１を保持するいかなるレジスタＲ１も備えていない 場合のロック処理動作において、前記回路部品がいかなるコンピュータリソース に対するロックを識別するためにも用いられないＲ１を備え、また前記回路部品 が、前記未使用レジスタＲ１に前記値Ｖ１を格納し、またレジスタＲ２に所定の 値を格納することを特徴とする請求項２に記載の回路。 １０．前記回路部品が前記値Ｖ１を保持するいかなるレジスタＲ１も備えていな い場合に、前記回路部品が前記コンピュータリソースがロックされるか否かを判 定し、また前記回路が、前記コンピュータリソースがアンロックされる場合にの み未使用レジスタＲ１に前記値Ｖ１を格納す ることを特徴とする請求項９に記載の回路。 １１．前記回路がコンピュータプロセッサを備えることを特徴とする請求項１に 記載の回路。 １２．コンピュータリソースにおいてロック処理或いはアンロック処理動作を実 行するためのプロセスであって、前記プロセスが、 コンピュータリソースに対するロックを識別する値Ｖ１を受け取る回路部品を 備え、 前記回路部品が、１つ或いはそれ以上の所定のレジスタＲ１の１つが前記値Ｖ １を保持するか否かを判定することを特徴とするプロセス。 １３．前記レジスタＲ１が前記値Ｖ１を保持する場合に、前記値Ｖ１により識別 される前記ロックと関連するカウント値を更新するためにレジスタＲ２を変更す る過程をさらに有することを特徴とする請求項１２に記載のプロセス。 １４．前記プロセスがロック処理動作を実行するためのプロセスであり、またい かなる前記レジスタＲ１も前記値Ｖ１を保持しない場合に、前記プロセスが、前 記１つ或いはそれ以上のレジスタＲ１の１つが未使用であるか否かを判定する過 程を有し、また未使用である場合に、前記値Ｖ１を未使用レジスタＲ１に格納す ることを特徴とする請求項１２に記載のプロセス。 １５．コンピュータオブジェクトデータを格納するコンピュータ読出し可能記憶 媒体であって、前記オブジェクトデータが前記オブジェクトデータの一部のアド レスを識別する情報を格納するフィールドを備え、前記オブジェクトデータの前 記部分が２バイト境界に格納されている部分であり、また前記フィールドがある 大きさのコンピュータアドレスを有するが、前記フィールドは前記オブジェクト データの前記部分の前記アドレスの全ビットより少ないビットを格納し、前記フ ィールドの全ビッ トより少ないビットが前記オブジェクトデータの前記部分の前記アドレスを格納 するために用いられ、また前記オブジェクトデータの前記部分の前記アドレスを 格納するためには用いられない前記フィールドの１つ或いはそれ以上のビットが 、前記オブジェクトがロックされるか否かを示す情報を格納するビットであるこ とを特徴とするコンピュータ読出し可能記憶媒体。 １６．前記オブジェクトデータの前記部分が４バイト境界に格納されるための部 分であり、また前記フィールドが前記オブジェクトデータの前記部分の前記アド レスを格納するために用いられない少なくとも２つのビットを有し、前記オブジ ェクトデータの前記部分の前記アドレスを格納するために用いられない前記フィ ールドの前記１つ或いはそれ以上のビットが、コンピュータエンティティが前記 オブジェクトに対するロックを捕捉することを要求するか否かを示すためのビッ トを含むことを特徴とする請求項１５に記載のコンピュータ読出し可能記憶媒体 。