JP2002157132A - コンピュータ、その制御方法及びその制御方法を記録した記録媒体 - Google Patents
コンピュータ、その制御方法及びその制御方法を記録した記録媒体Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 本発明は、マルチジョブを処理するシングル
プロセッサ・システムにおいて、専用命令なしで効率良
く安全にユーザプロセスレベルで排他制御を行う新規な
コンピュータ、その制御方法及びこの方法を記録した記
録媒体を提供することを目的とする。 【解決手段】 本発明においては、メモリ管理機構を有
するＯＳの管理下で、複数のプログラムが動いているコ
ンピュータであって、専用のＣＰＵ命令を必要とせず
に、一方のユーザプロセスのアトミック性を保証する手
段を設ける。このアトミック性を保証する手段は、他方
のユーザプロセスの割り込みを検出する手段と、ＯＳが
有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザプロセ
スの操作を無効化する手段と、前記一方のユーザプロセ
スを再度実行する手段とを有している。
プロセッサ・システムにおいて、専用命令なしで効率良
く安全にユーザプロセスレベルで排他制御を行う新規な
コンピュータ、その制御方法及びこの方法を記録した記
録媒体を提供することを目的とする。 【解決手段】 本発明においては、メモリ管理機構を有
するＯＳの管理下で、複数のプログラムが動いているコ
ンピュータであって、専用のＣＰＵ命令を必要とせず
に、一方のユーザプロセスのアトミック性を保証する手
段を設ける。このアトミック性を保証する手段は、他方
のユーザプロセスの割り込みを検出する手段と、ＯＳが
有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザプロセ
スの操作を無効化する手段と、前記一方のユーザプロセ
スを再度実行する手段とを有している。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータ、そ
の制御方法及びその制御方法を記録した記録媒体に関す
る。
の制御方法及びその制御方法を記録した記録媒体に関す
る。
【０００２】
【発明の背景】コンピュータには、大別して、単一の処
理装置で単一のジョブ（ユーザプログラム）を実行する
シングルプロセッサ−シングルタスク・システムと、単
一の処理装置で複数のジョブを実行するシングルプロセ
ッサ−マルチタスク・システムと、複数の処理装置で複
数のジョブを実行するマルチプロセッサ−マルチタスク
・システムとが知られている。
理装置で単一のジョブ（ユーザプログラム）を実行する
シングルプロセッサ−シングルタスク・システムと、単
一の処理装置で複数のジョブを実行するシングルプロセ
ッサ−マルチタスク・システムと、複数の処理装置で複
数のジョブを実行するマルチプロセッサ−マルチタスク
・システムとが知られている。
【０００３】この内、マルチプロセッサ・システムは、
一般に、複数のプロセッサが複数のジョブを、夫々独立
して並行処理を行っている。
一般に、複数のプロセッサが複数のジョブを、夫々独立
して並行処理を行っている。
【０００４】一方、シングルプロセッサ−マルチタスク
・システムでは、通常、複数のジョブ（ユーザプログラ
ム）を見かけ上、同時に実行している。
・システムでは、通常、複数のジョブ（ユーザプログラ
ム）を見かけ上、同時に実行している。
【０００５】しかし、プロセッサが単一でありながら処
理すべきジョブが複数個有るため、コンピュータ資源の
占有に関して競合状態という、不具合が発生する場合が
ある。
理すべきジョブが複数個有るため、コンピュータ資源の
占有に関して競合状態という、不具合が発生する場合が
ある。
【０００６】このようなコンピュータにおいては、基本
ソフトであるＯＳ(Operating System)の制御によって、
競合状態を回避しながら複数のユーザプログラムが時分
割で処理されている。
ソフトであるＯＳ(Operating System)の制御によって、
競合状態を回避しながら複数のユーザプログラムが時分
割で処理されている。
【０００７】このようなシングルプロセッサ・システム
では、効率良く安全にユーザプロセスレベルで排他制御
を行うために専用命令が用意されている場合もある。し
かし、プロセッサの種類によっては、このような専用命
令が用意されていない場合が多い。この場合、効率良く
且つ安全にユーザプロセスレベルで排他制御を行う手段
がなかった。
では、効率良く安全にユーザプロセスレベルで排他制御
を行うために専用命令が用意されている場合もある。し
かし、プロセッサの種類によっては、このような専用命
令が用意されていない場合が多い。この場合、効率良く
且つ安全にユーザプロセスレベルで排他制御を行う手段
がなかった。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明は、上述の問題点
に鑑みて、マルチジョブを処理するシングルプロセッサ
・システムにおいて、専用命令なしで、効率良く且つ安
全にユーザプロセスレベルで排他制御を実行できる新規
なコンピュータ、その制御方法及びその制御方法を記録
した記録媒体を提供することを目的とする。
に鑑みて、マルチジョブを処理するシングルプロセッサ
・システムにおいて、専用命令なしで、効率良く且つ安
全にユーザプロセスレベルで排他制御を実行できる新規
なコンピュータ、その制御方法及びその制御方法を記録
した記録媒体を提供することを目的とする。
【０００９】本発明に係るコンピュータは、メモリ管理
機構を有するＯＳの管理下で、複数のプログラムが動い
ているコンピュータであって、専用のＣＰＵ命令を必要
とせずに、一方のユーザプロセスのアトミック性を保証
する手段を備えている。
機構を有するＯＳの管理下で、複数のプログラムが動い
ているコンピュータであって、専用のＣＰＵ命令を必要
とせずに、一方のユーザプロセスのアトミック性を保証
する手段を備えている。
【００１０】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、前記アトミック性を保証する手
段は、他方のユーザプロセスの割り込みを検出する手段
と、ＯＳが有するメモリ保護機能を利用して、一方のユ
ーザプロセスの操作を無効化する手段とを有している。
コンピュータであって、前記アトミック性を保証する手
段は、他方のユーザプロセスの割り込みを検出する手段
と、ＯＳが有するメモリ保護機能を利用して、一方のユ
ーザプロセスの操作を無効化する手段とを有している。
【００１１】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、前記アトミック性を保証する手
段は、更に、前記一方のユーザプロセスの操作を再度実
行する手段を有している。
コンピュータであって、前記アトミック性を保証する手
段は、更に、前記一方のユーザプロセスの操作を再度実
行する手段を有している。
【００１２】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、前記割り込みを検出する手段
は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザプロセスの割
り込みを検出している。
コンピュータであって、前記割り込みを検出する手段
は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザプロセスの割
り込みを検出している。
【００１３】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、前記無効化する手段は、一方の
ユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレジスタ
に一時的に書き込む手段と、他方のユーザプロセスから
割り込みがあったとき、前記所定のレジスタの内容を所
定の定数に書き換える手段とを有している。
コンピュータであって、前記無効化する手段は、一方の
ユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレジスタ
に一時的に書き込む手段と、他方のユーザプロセスから
割り込みがあったとき、前記所定のレジスタの内容を所
定の定数に書き換える手段とを有している。
【００１４】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、前記無効化する手段は、更に、
カーネルが前記所定の定数を検出したとき、一方のユー
ザプロセスをエラーとする手段を有している。
コンピュータであって、前記無効化する手段は、更に、
カーネルが前記所定の定数を検出したとき、一方のユー
ザプロセスをエラーとする手段を有している。
【００１５】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、前記所定のレジスタは、カーネ
ル用作業レジスタである。
コンピュータであって、前記所定のレジスタは、カーネ
ル用作業レジスタである。
【００１６】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、前記所定の定数は、無効なアド
レスである。
コンピュータであって、前記所定の定数は、無効なアド
レスである。
【００１７】更に本発明に係るコンピュータは、上述の
コンピュータであって、該コンピュータは、カーネル作
業用レジスタがユーザプロセスからも利用できるＣＰＵ
からなる。
コンピュータであって、該コンピュータは、カーネル作
業用レジスタがユーザプロセスからも利用できるＣＰＵ
からなる。
【００１８】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、メモリ管理機構を有するＯＳの管理下で、複数のプ
ログラムが動いているコンピュータの制御方法であっ
て、他方のユーザプロセスの割り込みを検出し、ＯＳが
有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザプロセ
スの操作を無効化して、前記アトミック性を保証してい
る、諸段階を含んでいる。
は、メモリ管理機構を有するＯＳの管理下で、複数のプ
ログラムが動いているコンピュータの制御方法であっ
て、他方のユーザプロセスの割り込みを検出し、ＯＳが
有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザプロセ
スの操作を無効化して、前記アトミック性を保証してい
る、諸段階を含んでいる。
【００１９】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、上述の制御方法であって、更に、前記一方のユーザ
プロセスの操作を再度実行して、前記アトミック性を保
証する、諸段階を含んでいる。
は、上述の制御方法であって、更に、前記一方のユーザ
プロセスの操作を再度実行して、前記アトミック性を保
証する、諸段階を含んでいる。
【００２０】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、上述の制御方法であって、前記割り込みを検出する
段階は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザプロセス
の割り込みを検出している。
は、上述の制御方法であって、前記割り込みを検出する
段階は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザプロセス
の割り込みを検出している。
【００２１】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、上述の制御方法であって、前記無効化する段階は、
一方のユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレ
ジスタに一時的に書き込み、他方のユーザプロセスから
割り込みがあったとき、前記所定のレジスタの内容を所
定の定数に書き換える、諸段階を有している。
は、上述の制御方法であって、前記無効化する段階は、
一方のユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレ
ジスタに一時的に書き込み、他方のユーザプロセスから
割り込みがあったとき、前記所定のレジスタの内容を所
定の定数に書き換える、諸段階を有している。
【００２２】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、上述の制御方法であって、前記無効化する段階は、
更に、カーネルが前記所定の定数を検出したとき、一方
のユーザプロセスをエラーとする段階を有している。
は、上述の制御方法であって、前記無効化する段階は、
更に、カーネルが前記所定の定数を検出したとき、一方
のユーザプロセスをエラーとする段階を有している。
【００２３】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、上述の制御方法であって、前記所定のレジスタは、
カーネル用作業レジスタである。
は、上述の制御方法であって、前記所定のレジスタは、
カーネル用作業レジスタである。
【００２４】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、上述の制御方法であって、前記所定の定数は、無効
なアドレスである。
は、上述の制御方法であって、前記所定の定数は、無効
なアドレスである。
【００２５】更に本発明に係るコンピュータの制御方法
は、上述の制御方法であって、該コンピュータはカーネ
ル作業用レジスタがユーザプロセスからも利用できるＣ
ＰＵからなる。
は、上述の制御方法であって、該コンピュータはカーネ
ル作業用レジスタがユーザプロセスからも利用できるＣ
ＰＵからなる。
【００２６】更に本発明に係る記録媒体は、メモリ管理
機構を有するＯＳの管理下で、複数のプログラムが動い
ているコンピュータの制御するプログラムが記録された
記録媒体であって該プログラムは、他方のユーザプロセ
スの割り込みを検出し、ＯＳが有するメモリ保護機能を
利用して、一方のユーザプロセスの操作を無効化して、
該一方のユーザプロセスのアトミック性を保証してい
る、諸段階を含んでいる。
機構を有するＯＳの管理下で、複数のプログラムが動い
ているコンピュータの制御するプログラムが記録された
記録媒体であって該プログラムは、他方のユーザプロセ
スの割り込みを検出し、ＯＳが有するメモリ保護機能を
利用して、一方のユーザプロセスの操作を無効化して、
該一方のユーザプロセスのアトミック性を保証してい
る、諸段階を含んでいる。
【００２７】更に本発明に係る記録媒体は、上述の記録
媒体であって、更に、前記一方のユーザプロセスを再度
実行する段階を含んでいる。
媒体であって、更に、前記一方のユーザプロセスを再度
実行する段階を含んでいる。
【００２８】更に本発明に係る記録媒体は、上述の記録
媒体であって、前記他方のユーザプロセスの割り込みを
検出する段階は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザ
プロセスの割り込みを検出している。
媒体であって、前記他方のユーザプロセスの割り込みを
検出する段階は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザ
プロセスの割り込みを検出している。
【００２９】更に本発明に係る記録媒体は、上述の記録
媒体であって、前記無効化する段階は、一方のユーザプ
ロセスの書き込み用アドレスを所定のレジスタに一時的
に書き込む段階と、他方のユーザプロセスから割り込み
があったとき、前記所定のレジスタの内容を所定の定数
に書き換える段階とを有している。
媒体であって、前記無効化する段階は、一方のユーザプ
ロセスの書き込み用アドレスを所定のレジスタに一時的
に書き込む段階と、他方のユーザプロセスから割り込み
があったとき、前記所定のレジスタの内容を所定の定数
に書き換える段階とを有している。
【００３０】更に本発明に係る記録媒体は、上述の記録
媒体であって、前記無効化する段階は、更に、カーネル
が前記所定の定数を検出したとき、一方のユーザプロセ
スをエラーとする段階を有している。
媒体であって、前記無効化する段階は、更に、カーネル
が前記所定の定数を検出したとき、一方のユーザプロセ
スをエラーとする段階を有している。
【００３１】更に本発明に係る記録媒体は、上述の記録
媒体であって、前記所定のレジスタは、カーネル用作業
レジスタである。
媒体であって、前記所定のレジスタは、カーネル用作業
レジスタである。
【００３２】更に本発明に係る記録媒体は、上述の記録
媒体であって、前記所定の定数は、無効なアドレスであ
る。
媒体であって、前記所定の定数は、無効なアドレスであ
る。
【００３３】更に本発明に係る記録媒体は、上述の記録
媒体であって、該コンピュータはカーネル作業用レジス
タがユーザプロセスからも利用できるＣＰＵからなる。
媒体であって、該コンピュータはカーネル作業用レジス
タがユーザプロセスからも利用できるＣＰＵからなる。
【００３４】
【発明の実施の形態】最初に、本発明が実施される際に
対象となるコンピュータについて説明する。
対象となるコンピュータについて説明する。
【００３５】図１に示すように、本発明が実施される際
に対象となるコンピュータは、少なくともＣＰＵ１と、
メモリ２と、入力装置３と、出力装置４とを備えてい
る。ここで、このＣＰＵ１は、少なくとも特権モード
（「カーネルモード」ともいう。）及び非特権モード
（「ユーザモード」ともいう。）の機能と、メモリ管理
機構（論理アドレスから物理アドレスヘの変換機能，メ
モリ保護機能等）とを備えている。
に対象となるコンピュータは、少なくともＣＰＵ１と、
メモリ２と、入力装置３と、出力装置４とを備えてい
る。ここで、このＣＰＵ１は、少なくとも特権モード
（「カーネルモード」ともいう。）及び非特権モード
（「ユーザモード」ともいう。）の機能と、メモリ管理
機構（論理アドレスから物理アドレスヘの変換機能，メ
モリ保護機能等）とを備えている。
【００３６】ここで、「特権モード」とは、次に説明す
るオペレーティングシステムの実行において、通常のユ
ーザプログラムの中では使用できないような、特別なハ
ードウェア資源の制御操作（制御命令，特権命令）でコ
ンピュータが動作している状態をいう。
るオペレーティングシステムの実行において、通常のユ
ーザプログラムの中では使用できないような、特別なハ
ードウェア資源の制御操作（制御命令，特権命令）でコ
ンピュータが動作している状態をいう。
【００３７】「メモリ管理機構」は、メモリ２を管理す
る機構のことであり、アドレス変換機能，メモリ保護機
能等をもっている。アドレス変換機能は、論理アドレス
空間と物理アドレス空間の対応付けを行う。メモリ保護
機能は、例えば、ＯＳが使用している領域をユーザが誤
って使用しないように、メモリ領域をシステム領域（Ｏ
Ｓ用）とユーザ領域（ユーザ用）に予め分けて設定して
おき、ユーザが実行中にシステム領域に対してアクセス
してしまった場合にエラ−検出を行う機能である。この
ため、メモリ保護機能は、各メモリ領域に対して、実行
可能か否か、書き込み可能か否か等の属性を設定してい
る。
る機構のことであり、アドレス変換機能，メモリ保護機
能等をもっている。アドレス変換機能は、論理アドレス
空間と物理アドレス空間の対応付けを行う。メモリ保護
機能は、例えば、ＯＳが使用している領域をユーザが誤
って使用しないように、メモリ領域をシステム領域（Ｏ
Ｓ用）とユーザ領域（ユーザ用）に予め分けて設定して
おき、ユーザが実行中にシステム領域に対してアクセス
してしまった場合にエラ−検出を行う機能である。この
ため、メモリ保護機能は、各メモリ領域に対して、実行
可能か否か、書き込み可能か否か等の属性を設定してい
る。
【００３８】次に、上記コンピュータに使用されるＯＳ
(Operating System)５について説明する。図２に示すよ
うに、ＯＳ５は、少なくとも、カーネル６，ユーザイン
ターフェース等からを有し、プログラムの読み込み・実
行、ＨＤＤ(Hard Disk Drive)，メモリ，外部周辺機器
等のようなコンピュータ資源の管理等を行う基本ソフト
をいう。本発明で対象となるＯＳ５は、プリエンプティ
ブ・スケジューリング(preemptive scheduling)による
多重プロセスの実行機能とプロセス間のメモリ保護機能
とを持っている。プリエンプティブ・スケジューリング
は、次にどのユーザプロセスを動かす（選択・実行）か
を決定する際に、各ユーザプロセスが能動的に切り替え
（コンテキストスイッチ）を行うだけでなく、タイマ割
り込み等を用いて受動的にも行うことをいう。
(Operating System)５について説明する。図２に示すよ
うに、ＯＳ５は、少なくとも、カーネル６，ユーザイン
ターフェース等からを有し、プログラムの読み込み・実
行、ＨＤＤ(Hard Disk Drive)，メモリ，外部周辺機器
等のようなコンピュータ資源の管理等を行う基本ソフト
をいう。本発明で対象となるＯＳ５は、プリエンプティ
ブ・スケジューリング(preemptive scheduling)による
多重プロセスの実行機能とプロセス間のメモリ保護機能
とを持っている。プリエンプティブ・スケジューリング
は、次にどのユーザプロセスを動かす（選択・実行）か
を決定する際に、各ユーザプロセスが能動的に切り替え
（コンテキストスイッチ）を行うだけでなく、タイマ割
り込み等を用いて受動的にも行うことをいう。
【００３９】図３に示すように、この様なＯＳ５の上で
は、各ユーザプログラムは、同時に複数存在して、見か
け上は同時に実行される。言い換えると、ＯＳ５は、各
ユーザプログラムに対して、ＣＰＵ１，メモリ，ＨＤＤ
といったコンピュータ資源をあたかも同時に占有してい
るかのように見せている。
は、各ユーザプログラムは、同時に複数存在して、見か
け上は同時に実行される。言い換えると、ＯＳ５は、各
ユーザプログラムに対して、ＣＰＵ１，メモリ，ＨＤＤ
といったコンピュータ資源をあたかも同時に占有してい
るかのように見せている。
【００４０】ＯＳ５の核となる部分は、カーネル６と呼
ばれる。カーネル６は、主に、接続されたハードウェア
資源の動作，各ユーザプログラムの実行等を管理する。
カーネル６は、ＣＰＵ１の特権モード（カーネルモー
ド）で実行される。これに対して、各ユーザプログラム
の実行は、ＣＰＵ１の非特権モード（ユーザモード）で
行われ、各資源の直接的な操作は制限される。資源や操
作の種類により、一層多くの特権モードを設けることも
ある。
ばれる。カーネル６は、主に、接続されたハードウェア
資源の動作，各ユーザプログラムの実行等を管理する。
カーネル６は、ＣＰＵ１の特権モード（カーネルモー
ド）で実行される。これに対して、各ユーザプログラム
の実行は、ＣＰＵ１の非特権モード（ユーザモード）で
行われ、各資源の直接的な操作は制限される。資源や操
作の種類により、一層多くの特権モードを設けることも
ある。
【００４１】各ユーザプログラムの実行単位は、ユーザ
プロセスと呼ばれる。各ユーザプロセスは、メモリなど
の資源の確保・解放、入出力装置３，４とのやりとり
を、カーネル６を介して行う。カーネル６に対するサー
ビス要求は、システムコール(system call)と呼ばれ
る。カーネル６は、このほかに外部デバイスからの入出
力や割り込みに対する処理、各ユーザプロセス間の制御
の切り替え等を行っている。
プロセスと呼ばれる。各ユーザプロセスは、メモリなど
の資源の確保・解放、入出力装置３，４とのやりとり
を、カーネル６を介して行う。カーネル６に対するサー
ビス要求は、システムコール(system call)と呼ばれ
る。カーネル６は、このほかに外部デバイスからの入出
力や割り込みに対する処理、各ユーザプロセス間の制御
の切り替え等を行っている。
【００４２】ユーザプログラムからのシステムコールに
より、ユーザプロセスは、ユーザモードからカーネルモ
ードに能動的に遷移する。この遷移は、外部デバイスか
らの割り込みでも発生する。
より、ユーザプロセスは、ユーザモードからカーネルモ
ードに能動的に遷移する。この遷移は、外部デバイスか
らの割り込みでも発生する。
【００４３】カーネル６は、見かけ上ユーザプロセスを
同時に複数実行するため、刻々と各ユーザプロセスの実
行状態を記録している。この実行中の状態（即ち、ユー
ザ用ＣＰＵレジスタ，仮想記憶の状態等）を、コンテキ
スト(context)と呼ぶ。そして、この実行状態の切り替
えをコンテキストスイッチ(context switch)と呼ぶ。通
常、コンテキストスイッチは、ユーザプログラムからの
システムコールをきっかけに行われる。この際、カーネ
ル６が、次にどのユーザプロセスを動かすかを決めるこ
とをスケジューリング(scheduling)と呼ぶ。
同時に複数実行するため、刻々と各ユーザプロセスの実
行状態を記録している。この実行中の状態（即ち、ユー
ザ用ＣＰＵレジスタ，仮想記憶の状態等）を、コンテキ
スト(context)と呼ぶ。そして、この実行状態の切り替
えをコンテキストスイッチ(context switch)と呼ぶ。通
常、コンテキストスイッチは、ユーザプログラムからの
システムコールをきっかけに行われる。この際、カーネ
ル６が、次にどのユーザプロセスを動かすかを決めるこ
とをスケジューリング(scheduling)と呼ぶ。
【００４４】上述したように、ＣＰＵ１のメモリ管理機
構は、論理アドレスを物理アドレスに変換する機能をも
っていて、プログラムが用いる論理アドレスを実際に存
在するメモリの物理アドレスへマップ（対応付け）す
る。また、メモリ保護機能によって、各メモリ領域に実
行可能か、書き込み可能かなどの属性を設定できる。
構は、論理アドレスを物理アドレスに変換する機能をも
っていて、プログラムが用いる論理アドレスを実際に存
在するメモリの物理アドレスへマップ（対応付け）す
る。また、メモリ保護機能によって、各メモリ領域に実
行可能か、書き込み可能かなどの属性を設定できる。
【００４５】このメモリ管理機構を利用して、カーネル
６は、各々のユーザプロセスがユーザ空間を占有してい
るように見せている。即ち、各ユーザプロセスは、独立
したユーザ空間を持っているかのように動作し、他方の
ユーザプロセスのユーザ空間へのアクセスはできない。
６は、各々のユーザプロセスがユーザ空間を占有してい
るように見せている。即ち、各ユーザプロセスは、独立
したユーザ空間を持っているかのように動作し、他方の
ユーザプロセスのユーザ空間へのアクセスはできない。
【００４６】しかし、このままでは複数のユーザプロセ
スが相互に通信しながら仕事を進めるときに不便が生じ
る。そのため、カーネル６は、メモリ空間の一部に対し
て、各ユーザプロセス間で共有することができる機能を
提供している。この様な空間は、共有メモリと呼ばれ
る。
スが相互に通信しながら仕事を進めるときに不便が生じ
る。そのため、カーネル６は、メモリ空間の一部に対し
て、各ユーザプロセス間で共有することができる機能を
提供している。この様な空間は、共有メモリと呼ばれ
る。
【００４７】ＣＰＵ１のメモリ管理機構により、カーネ
ル６は、ユーザプロセスの読出し専用メモリヘの書き込
み，存在しないメモリ空間ヘのアクセス等を検出して、
例外処理(exception handling)へ制御を移すことができ
る。この例外処理は、カーネル６内で行われ、カーネル
６は、通常そのプロセスを異常終了等させる。
ル６は、ユーザプロセスの読出し専用メモリヘの書き込
み，存在しないメモリ空間ヘのアクセス等を検出して、
例外処理(exception handling)へ制御を移すことができ
る。この例外処理は、カーネル６内で行われ、カーネル
６は、通常そのプロセスを異常終了等させる。
【００４８】更に、ＭＩＰＳ ＣＰＵのレジスタについ
て説明する。
て説明する。
【００４９】本実施例では、ＣＰＵ１は、ＭＩＰＳ Ｃ
ＰＵを使用している。ＭＩＰＳ ＣＰＵは、ＭＩＰＳテ
クノロジーズが開発したＲＩＳＣ型ＣＰＵをいう。本発
明で使用されるＭＩＰＳ ＣＰＵは、複数個、例えば３
２個の汎用レジスタを持っている。汎用レジスタである
ため、スタックポインタ専用レジスタ，メモリアドレス
専用レジスタ等のような用途別のレジスタはない。各々
のレジスタは、ハードウェア的には、レジスタ番号０
（名称zero）からは常に０が読めることを除き、全く等
価である。
ＰＵを使用している。ＭＩＰＳ ＣＰＵは、ＭＩＰＳテ
クノロジーズが開発したＲＩＳＣ型ＣＰＵをいう。本発
明で使用されるＭＩＰＳ ＣＰＵは、複数個、例えば３
２個の汎用レジスタを持っている。汎用レジスタである
ため、スタックポインタ専用レジスタ，メモリアドレス
専用レジスタ等のような用途別のレジスタはない。各々
のレジスタは、ハードウェア的には、レジスタ番号０
（名称zero）からは常に０が読めることを除き、全く等
価である。
【００５０】しかし、ユーザは、ソフトウェアを作成す
る際に各レジスタを識別出来ないと困るので、各レジス
タの使用方法が決められている。例えば、本実施例で
は、レジスタ０〜３１の用途を表−１に示すように決定
している。
る際に各レジスタを識別出来ないと困るので、各レジス
タの使用方法が決められている。例えば、本実施例で
は、レジスタ０〜３１の用途を表−１に示すように決定
している。
【表１】 このようにＭＩＰＳ ＣＰＵでは、レジスタ番号２６−
２７（名称ｋ０，ｋ１）は、用途が「例外処理内で利
用」と決められている。従って、例外処理内で利用する
レジスタが、ユーザからアクセス出来ることになる。換
言すれば、このユーザから見えることとなる。なお、一
部上記の利用法を変えた規則もあるが、レジスタ番号２
６−２７（名称ｋ０，ｋ１）が、ユーザから見えること
に関しては変わらない。
２７（名称ｋ０，ｋ１）は、用途が「例外処理内で利
用」と決められている。従って、例外処理内で利用する
レジスタが、ユーザからアクセス出来ることになる。換
言すれば、このユーザから見えることとなる。なお、一
部上記の利用法を変えた規則もあるが、レジスタ番号２
６−２７（名称ｋ０，ｋ１）が、ユーザから見えること
に関しては変わらない。
【００５１】なお、ＭＩＰＳ ＣＰＵは、プロセッサ自
体の制御のためにコプロセッサ０（CoProcessor 0，以
下「ＣＰ０」と略す。）を有している。例外処理が発生
すると、ＣＰＵは、例外の要因をＣＰ０の Causeレジ
スタに、発生場所をＣＰ０のＥＰＣレジスタに記録す
る。例外処理内では、これらのレジスタを参照して、要
因毎に対応する処理を行う。
体の制御のためにコプロセッサ０（CoProcessor 0，以
下「ＣＰ０」と略す。）を有している。例外処理が発生
すると、ＣＰＵは、例外の要因をＣＰ０の Causeレジ
スタに、発生場所をＣＰ０のＥＰＣレジスタに記録す
る。例外処理内では、これらのレジスタを参照して、要
因毎に対応する処理を行う。
【００５２】更に、複数のユーザプロセス間における競
合状態(race condition)と相互排他(mutual exclusion)
について説明する。
合状態(race condition)と相互排他(mutual exclusion)
について説明する。
【００５３】複数のユーザプロセスが共有メモリを読み
書きして動作するとき、誰が（どのユーザプロセス
が）、何時、どう動いたか（どのような処理を行った
か）によって、最終的な結果が、本来得られるべき結果
と異なるということが起こりえる。このような状態は、
競合状態と呼ばれる。そして、本来競合してはいけない
プログラムの一部分を、クリティカルセクションと呼ん
でいる。クリティカルセクションヘの進入を制限するた
め、相互排他の機構が必要となる。相互排他を実行する
か否かを決定するために用いられる変数を、排他変数と
呼ぶ。
書きして動作するとき、誰が（どのユーザプロセス
が）、何時、どう動いたか（どのような処理を行った
か）によって、最終的な結果が、本来得られるべき結果
と異なるということが起こりえる。このような状態は、
競合状態と呼ばれる。そして、本来競合してはいけない
プログラムの一部分を、クリティカルセクションと呼ん
でいる。クリティカルセクションヘの進入を制限するた
め、相互排他の機構が必要となる。相互排他を実行する
か否かを決定するために用いられる変数を、排他変数と
呼ぶ。
【００５４】以下に、1つの資源を２つのユーザプロセ
スが使用する簡単な競合状態と相互変数を、簡易な具体
例を挙げて説明する。判り易さのために、１つの試着室
を２人で使用する場合を考える。
スが使用する簡単な競合状態と相互変数を、簡易な具体
例を挙げて説明する。判り易さのために、１つの試着室
を２人で使用する場合を考える。
【００５５】ここで、ＡさんとＢさんの２人は、プロセ
スＡ，Ｂを夫々表し、１つの試着室は共有メモリを表し
ている。二人が同時に試着室の使用しては（即ち、競合
状態を起こしては）困るから、ＡさんとＢさんの試着室
の使用はクリティカルセクションとなる。試着室の使用
を相互排他する為に、「空き／使用中」を表示する札を
設ける必要がある。従って、この表示札が、排他変数と
なる。
スＡ，Ｂを夫々表し、１つの試着室は共有メモリを表し
ている。二人が同時に試着室の使用しては（即ち、競合
状態を起こしては）困るから、ＡさんとＢさんの試着室
の使用はクリティカルセクションとなる。試着室の使用
を相互排他する為に、「空き／使用中」を表示する札を
設ける必要がある。従って、この表示札が、排他変数と
なる。
【００５６】２人は、ともに以下のような手順で試着室
へ入る。ＡさんとＢさんが、次の表に示すように、手順
のステップ毎に交互に動作を行ったとする。
へ入る。ＡさんとＢさんが、次の表に示すように、手順
のステップ毎に交互に動作を行ったとする。
【表２】 表−２で判るように、時点８では、二人が同時に試着室
に入ってしまう状態、即ち競合状態が発生する。
に入ってしまう状態、即ち競合状態が発生する。
【００５７】ここで、「表示札を見る」から「表示札を
空きから使用中に変える」までの手順（処理）がアトミ
ック（不可分な関係）に行われる場合は、競合状態の発
生はなく、問題はない。しかし、アトミックに行われな
い場合には、競合状態の問題が発生する。なお、ここ
で、アトミックな処理とは、ひとまとまりの処理として
実行される処理群であり、処理群実行中に異常，割り込
み等が発生したしたときには、その処理結果を破棄又は
保留してしまうことを意味している。
空きから使用中に変える」までの手順（処理）がアトミ
ック（不可分な関係）に行われる場合は、競合状態の発
生はなく、問題はない。しかし、アトミックに行われな
い場合には、競合状態の問題が発生する。なお、ここ
で、アトミックな処理とは、ひとまとまりの処理として
実行される処理群であり、処理群実行中に異常，割り込
み等が発生したしたときには、その処理結果を破棄又は
保留してしまうことを意味している。
【００５８】ＣＰＵ１には、このような競合状態を回避
するため、手順「表示札を見る」から手順「表示札を空
きから使用中に変える」までをアトミック（不可分な関
係）に処理する命令が用意されていることが多い。この
ような命令を、テストアンドセット命令(test and set)
と呼んでいる。
するため、手順「表示札を見る」から手順「表示札を空
きから使用中に変える」までをアトミック（不可分な関
係）に処理する命令が用意されていることが多い。この
ような命令を、テストアンドセット命令(test and set)
と呼んでいる。
【００５９】Linux（ＯＳの一つであり、Unix（登録商
標）の一種）には、システムコールclone()が用意され
ている。これは、伝統的なシステムコールfork()をプロ
セス空間を共有するように変更したものである。一般
に、Linuxシステムに用いられているglibc（FSF開発の
基本ライブラリ）には、このシステムコールを使ったス
レッド（thread，起動中のタスクから起動できる小さい
モジュール）の実装が提供されている（以下、この実装
を、「Linux-thread」という）。スレッド間の相互排他
の効率的な実装には、ユーザプロセルレベルでの効率的
なテストアンドセット命令の実装が必要となる。このた
め、一般にこれらはＣＰＵ１の命令として提供されてい
る。
標）の一種）には、システムコールclone()が用意され
ている。これは、伝統的なシステムコールfork()をプロ
セス空間を共有するように変更したものである。一般
に、Linuxシステムに用いられているglibc（FSF開発の
基本ライブラリ）には、このシステムコールを使ったス
レッド（thread，起動中のタスクから起動できる小さい
モジュール）の実装が提供されている（以下、この実装
を、「Linux-thread」という）。スレッド間の相互排他
の効率的な実装には、ユーザプロセルレベルでの効率的
なテストアンドセット命令の実装が必要となる。このた
め、一般にこれらはＣＰＵ１の命令として提供されてい
る。
【００６０】具体的に説明する。通常、ＭＩＰＳ ２
ＩＳＡ（Instruction Set Architecture）以上のＭＩＰ
Ｓアーキテクチャでは、アトミックなテストアンドセッ
ト命令のために、ｌｌ／ｓｃ命令(load-linked／store-
conditional)が用意されている。ｌｌ命令(load-linke
d)でロードした時のアドレスを覚えておき、sc命令(sto
re-conditional)を実行する迄の間に、他のＣＰＵ１が
この近傍に書き込みを行った場合又は例外処理(excepti
on handling)が起きた場合には、sc命令で書き込みを行
わない、というメカニズムをもっている。このｌｌ／ｓ
ｃ命令は、シングルプロセッサ・システムにおいて、Li
nuxの様なオペレーションシステム上で安全なテストア
ンドセット命令の実装に不可欠なものといえる。
ＩＳＡ（Instruction Set Architecture）以上のＭＩＰ
Ｓアーキテクチャでは、アトミックなテストアンドセッ
ト命令のために、ｌｌ／ｓｃ命令(load-linked／store-
conditional)が用意されている。ｌｌ命令(load-linke
d)でロードした時のアドレスを覚えておき、sc命令(sto
re-conditional)を実行する迄の間に、他のＣＰＵ１が
この近傍に書き込みを行った場合又は例外処理(excepti
on handling)が起きた場合には、sc命令で書き込みを行
わない、というメカニズムをもっている。このｌｌ／ｓ
ｃ命令は、シングルプロセッサ・システムにおいて、Li
nuxの様なオペレーションシステム上で安全なテストア
ンドセット命令の実装に不可欠なものといえる。
【００６１】しかし、ＭＩＰＳ １ ＩＳＡには、この
ような専用命令は用意されていない。また、組み込み用
途に設計されたＭＩＰＳアーキテクチャのＣＰＵには、
これらの命令を持たないものもある。本出願人であるＳ
ＣＥＩ(Sony Computer Entertainment Inc.)製のEmotio
n Engineと呼ばれるＣＰＵ(以下、「ＥＥ」と称す
る。）やＶｒ４１００などでは、ｌｌ／ｓｃ命令が省略
されている。従って、これらのＣＰＵでは、何らかの手
段を用いて、競合状態の発生を回避する必要が生じてく
る。
ような専用命令は用意されていない。また、組み込み用
途に設計されたＭＩＰＳアーキテクチャのＣＰＵには、
これらの命令を持たないものもある。本出願人であるＳ
ＣＥＩ(Sony Computer Entertainment Inc.)製のEmotio
n Engineと呼ばれるＣＰＵ(以下、「ＥＥ」と称す
る。）やＶｒ４１００などでは、ｌｌ／ｓｃ命令が省略
されている。従って、これらのＣＰＵでは、何らかの手
段を用いて、競合状態の発生を回避する必要が生じてく
る。
【００６２】以下、ＥＥ，Ｖｒ４１００及びＭＩＰＳ
１に関して、簡単に説明する。
１に関して、簡単に説明する。
【００６３】(1) Ｖｒ４１００では、ｌｌ／ｓｃ命令の
ような専用命令は用意されていない。従って、アトミッ
ク性が確保されず、複数のユーザプロセスが同時にクリ
ティカルセクションに突入し、競合状態になる（巻末参
考資料(1)及び(2)参照）。
ような専用命令は用意されていない。従って、アトミッ
ク性が確保されず、複数のユーザプロセスが同時にクリ
ティカルセクションに突入し、競合状態になる（巻末参
考資料(1)及び(2)参照）。
【００６４】(2)ＥＥの例
【００６５】ＥＥは、ｌｌ／ｓｃ命令が用意されていな
い代わりに、ｅｉ／ｄｉ命令が用意されている。ｅｉ／
ｄｉ命令は、割り込み禁止を禁止／許可するための命令
であり、クリティカルセクションの出入口で用いれば、
テストアンドセット命令のアトミック性を確保できる
（巻末参考資料(3)参照）。
い代わりに、ｅｉ／ｄｉ命令が用意されている。ｅｉ／
ｄｉ命令は、割り込み禁止を禁止／許可するための命令
であり、クリティカルセクションの出入口で用いれば、
テストアンドセット命令のアトミック性を確保できる
（巻末参考資料(3)参照）。
【００６６】しかし、ユーザレベルでこれらの実行を許
可してしまうと、誰もがシステム全体を停止するプログ
ラムを簡単に実行できてしまう。即ち、ｅｉ／ｄｉ命令
では、安全に排他制御を行うことが出来ない。このた
め、ｅｉ／ｄｉ命令をLinuxのような保護されたユーザ
環境では、事実上使用できない（巻末参考資料(4)参
照）。
可してしまうと、誰もがシステム全体を停止するプログ
ラムを簡単に実行できてしまう。即ち、ｅｉ／ｄｉ命令
では、安全に排他制御を行うことが出来ない。このた
め、ｅｉ／ｄｉ命令をLinuxのような保護されたユーザ
環境では、事実上使用できない（巻末参考資料(4)参
照）。
【００６７】(3) ＭＩＰＳ １ ＩＳＡ
【００６８】元々、ＭＩＰＳ １ ＩＳＡには、ｌｌ／
ｓｃ命令が用意されていない。ＭＩＰＳ １ ＩＳＡ用
の相互排他の実装として、
ｓｃ命令が用意されていない。ＭＩＰＳ １ ＩＳＡ用
の相互排他の実装として、
【００６９】 (a) システムコールによるテストアンドセット命令
【００７０】 (b) Lamportアルゴリズムの実装、がある。
【００７１】しかし、(a)のシステムコールによるテス
トアンドセット命令を用いると、競合しない場合でも、
必ず例外処理(exception handling)とコンテキストスイ
ッチ(context switch)が起きるという性能上の大きな問
題点がある。後述のオーバーヘッドを参照されたい。
トアンドセット命令を用いると、競合しない場合でも、
必ず例外処理(exception handling)とコンテキストスイ
ッチ(context switch)が起きるという性能上の大きな問
題点がある。後述のオーバーヘッドを参照されたい。
【００７２】一方、(b) Lamportアルゴリズムを実装す
るには、次のような問題がある（巻末参考資料(5)参
照）。
るには、次のような問題がある（巻末参考資料(5)参
照）。
【００７３】同時に実行されるユーザプロセスの状態を
表す変数b[i]を実装するため、同時実行の全てのユーザ
プロセスが共有するメモリが必要となる。クリティカル
セクションに入っていないユーザプロセスでも、終了す
る際には、b[i]を正しくクリアする必要がある。ＭＩＰ
Ｓ ＡＢＩグループで配布された実装では、この監視の
ために、デーモン(daemon)を起動するようになっている
が、原理的に異常終了の検出を正しく判断することは出
来ないし、検出にも時間がかかることが判明した。
表す変数b[i]を実装するため、同時実行の全てのユーザ
プロセスが共有するメモリが必要となる。クリティカル
セクションに入っていないユーザプロセスでも、終了す
る際には、b[i]を正しくクリアする必要がある。ＭＩＰ
Ｓ ＡＢＩグループで配布された実装では、この監視の
ために、デーモン(daemon)を起動するようになっている
が、原理的に異常終了の検出を正しく判断することは出
来ないし、検出にも時間がかかることが判明した。
【００７４】更に、ユーザプロセス側で、変数b[i]の領
域を動的に確保しようとすると、本来ＯＳのもつプロセ
スやスレッド数の制限とは別の制限が出来てしまうこと
が判明した。
域を動的に確保しようとすると、本来ＯＳのもつプロセ
スやスレッド数の制限とは別の制限が出来てしまうこと
が判明した。
【００７５】メモリ領域の効率的な利用を考え、mmap()
やshmget()のような処理で単一の共通の変数b[i]のため
の領域をとることもできる。しかし、こうすると、他の
プロセスのための変数b[i]を、誰でも書き換えられるこ
とになってしまう。これでは、全く無関係の排他変数に
対する待ち合わせを妨害出来てしまうことが判明した。
やshmget()のような処理で単一の共通の変数b[i]のため
の領域をとることもできる。しかし、こうすると、他の
プロセスのための変数b[i]を、誰でも書き換えられるこ
とになってしまう。これでは、全く無関係の排他変数に
対する待ち合わせを妨害出来てしまうことが判明した。
【００７６】安全に変数b[i]を操作するために、各プロ
セスからは、読み込み専用として、カーネルを使って書
き換えることも考えられるが、こうするとシステムコー
ル(system call)による実装と同じようなオーバーヘッ
ドが発生してしまうことになる。
セスからは、読み込み専用として、カーネルを使って書
き換えることも考えられるが、こうするとシステムコー
ル(system call)による実装と同じようなオーバーヘッ
ドが発生してしまうことになる。
【００７７】ＭＩＰＳ ＡＢＩグループで配布された実
装では、ｘ，ｙ，b[i]の領域を確保し且つアクセス制限
を確保するためにSYSV IPCの共有メモリ機能を利用して
いる。しかし、この共有メモリには、終了時に明示的に
共有メモリセグメントを取り除かなくてはいけないとい
う問題点があるため、異常終了の監視をデーモンで行う
必要があることが判明した。
装では、ｘ，ｙ，b[i]の領域を確保し且つアクセス制限
を確保するためにSYSV IPCの共有メモリ機能を利用して
いる。しかし、この共有メモリには、終了時に明示的に
共有メモリセグメントを取り除かなくてはいけないとい
う問題点があるため、異常終了の監視をデーモンで行う
必要があることが判明した。
【００７８】また、デフォルトでは、geteuid()で得ら
れた値をkeyとして、アクセスも自分のuidに限定してい
るので、対象とする排他変数の共有もこの範囲に限られ
る。このことは、この範囲を越えた共有を行いたい場合
には、別途、環境変数の設定が必要となり、汎用性に欠
けることが判明した。
れた値をkeyとして、アクセスも自分のuidに限定してい
るので、対象とする排他変数の共有もこの範囲に限られ
る。このことは、この範囲を越えた共有を行いたい場合
には、別途、環境変数の設定が必要となり、汎用性に欠
けることが判明した。
【００７９】本発明は、これらの問題点を解決するため
に、Linuxスレッド(thread)の実装に必要な一般的で、
且つ制限の少ない機能を提供する。この場合、競合の起
きない場合のオーバーヘッドを極力少なくし、且つセキ
ュリティホールやシステムの安定度を低くしないことを
目標とし、テストアンドセット命令(test and set)の仕
組みを実装することとした。
に、Linuxスレッド(thread)の実装に必要な一般的で、
且つ制限の少ない機能を提供する。この場合、競合の起
きない場合のオーバーヘッドを極力少なくし、且つセキ
ュリティホールやシステムの安定度を低くしないことを
目標とし、テストアンドセット命令(test and set)の仕
組みを実装することとした。
【００８０】本発明は、ＯＳメモリ保護機能と、カーネ
ル作業用レジスタとを利用して、シングルプロセッサ・
システムにおいて、専用のＣＰＵ命令を必要としない安
全なユーザレベル排他制御を可能にしている。
ル作業用レジスタとを利用して、シングルプロセッサ・
システムにおいて、専用のＣＰＵ命令を必要としない安
全なユーザレベル排他制御を可能にしている。
【００８１】例えば、ＥＥには、命令ｌｌ／ｓｃが用意
されていないため、カーネル作業用のレジスタと、カー
ネルが提供するメモリ保護機構を利用して、システムコ
ール(system call)が不用なテストアンドセット命令を
実装した。この実装は、ｌｌ／ｓｃ命令がない、他のシ
ングルプロセッサのＭＩＰＳアーキテクチャＣＰＵに利
用することが出来る。
されていないため、カーネル作業用のレジスタと、カー
ネルが提供するメモリ保護機構を利用して、システムコ
ール(system call)が不用なテストアンドセット命令を
実装した。この実装は、ｌｌ／ｓｃ命令がない、他のシ
ングルプロセッサのＭＩＰＳアーキテクチャＣＰＵに利
用することが出来る。
【００８２】本発明において、対象としているのはシン
グルプロセッサ・システムなので、現在進行中のオペレ
ーションが他のユーザプロセスに割り込まれなければ、
そのオペレーションのユーザプロセスレベルのアトミッ
ク性を保証できる。
グルプロセッサ・システムなので、現在進行中のオペレ
ーションが他のユーザプロセスに割り込まれなければ、
そのオペレーションのユーザプロセスレベルのアトミッ
ク性を保証できる。
【００８３】オペレーションのアトミック性が保証でき
るということは、(1)或る区間の一連の操作について、
他のユーザプログラムから一度も割り込みなしで実行出
来たことを保証すること、又は(2)たとえ他のユーザプ
ログラムから割り込まれても、割り込まれたことを検出
でき且つ或る区間の一連の操作を無効化してやり直しを
すること。即ち、他のユーザプロセスからの割り込み検
出とオペレーションの無効化とはアトミック状態になっ
ている必要があること、を意味する。
るということは、(1)或る区間の一連の操作について、
他のユーザプログラムから一度も割り込みなしで実行出
来たことを保証すること、又は(2)たとえ他のユーザプ
ログラムから割り込まれても、割り込まれたことを検出
でき且つ或る区間の一連の操作を無効化してやり直しを
すること。即ち、他のユーザプロセスからの割り込み検
出とオペレーションの無効化とはアトミック状態になっ
ている必要があること、を意味する。
【００８４】本発明では、(2)他のユーザプログラムか
ら割り込まれても、割り込まれたことを検出でき且つ或
る区間の一連の操作を無効化してやり直しをすること、
を実現している。
ら割り込まれても、割り込まれたことを検出でき且つ或
る区間の一連の操作を無効化してやり直しをすること、
を実現している。
【００８５】幸いにも、ＭＩＰＳでは、カーネル作業用
のレジスタがユーザにも見えるので、本発明では、この
レジスタと、カーネルが提供するメモリ保護機能とを利
用して、一連の「検出と無効化」によって、必要とされ
るアトミック性を実現することにした。
のレジスタがユーザにも見えるので、本発明では、この
レジスタと、カーネルが提供するメモリ保護機能とを利
用して、一連の「検出と無効化」によって、必要とされ
るアトミック性を実現することにした。
【００８６】更に、検出と無効化によるアトミック性の
実現について説明する。
実現について説明する。
【００８７】図６は、本発明を容易に理解できるように
するため、一連の「検出と無効化」処理のない従来のシ
ングルプロセッサによるマルチタスク処理を説明するフ
ローチャートである。これに対して、図７は、一連の
「検出と無効化」処理による、本発明のシングルプロセ
ッサによるマルチタスク処理を説明するフローチャート
である。
するため、一連の「検出と無効化」処理のない従来のシ
ングルプロセッサによるマルチタスク処理を説明するフ
ローチャートである。これに対して、図７は、一連の
「検出と無効化」処理による、本発明のシングルプロセ
ッサによるマルチタスク処理を説明するフローチャート
である。
【００８８】図７に示すように、ステップＳ１０で、ユ
ーザプロセス＃１が実行される。ステップＳ１１で、ユ
ーザプロセス＃２から割り込み要求の有無が判定され
る。割り込み要求有りの場合、ステップＳ１２で、カー
ネルはスケジューリングを行い、次にどのユーザプロセ
スを実行するかが決定される。
ーザプロセス＃１が実行される。ステップＳ１１で、ユ
ーザプロセス＃２から割り込み要求の有無が判定され
る。割り込み要求有りの場合、ステップＳ１２で、カー
ネルはスケジューリングを行い、次にどのユーザプロセ
スを実行するかが決定される。
【００８９】ユーザプロセス＃２の実行が選択される
と、ステップＳ１３で、カーネルにより切替（コンテキ
ストスイッチ）が行われ、ステップ１４で、ユーザプロ
セス＃１が実行される。
と、ステップＳ１３で、カーネルにより切替（コンテキ
ストスイッチ）が行われ、ステップ１４で、ユーザプロ
セス＃１が実行される。
【００９０】ステップＳ１５で、ユーザプロセス＃１か
ら割り込み要求の有無が判定される。割り込み要求有り
の場合、ステップＳ１６で、カーネルはスケジューリン
グを行い、次にどのユーザプロセスを実行するかが決定
される。
ら割り込み要求の有無が判定される。割り込み要求有り
の場合、ステップＳ１６で、カーネルはスケジューリン
グを行い、次にどのユーザプロセスを実行するかが決定
される。
【００９１】ステップＳ１７で、カーネル作業用レジス
タに定数ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣが設定され、ついで
前ステップでユーザプロセス＃１の実行が選択される
と、ステップＳ１８で、カーネルにより切り替え（コン
テキストスイッチ）が行われ、ステップＳ１９で、ユー
ザプロセス＃１が実行される。
タに定数ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣが設定され、ついで
前ステップでユーザプロセス＃１の実行が選択される
と、ステップＳ１８で、カーネルにより切り替え（コン
テキストスイッチ）が行われ、ステップＳ１９で、ユー
ザプロセス＃１が実行される。
【００９２】ステップ２０で、定数ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡ
ＧＩＣの有無が検出され、有りの場合、アトミック性を
必要とする一連の処理が無効化され、ステップＳ１０に
戻って、ユーザプロセス＃１が再度実行される。
ＧＩＣの有無が検出され、有りの場合、アトミック性を
必要とする一連の処理が無効化され、ステップＳ１０に
戻って、ユーザプロセス＃１が再度実行される。
【００９３】これに対して、図６の「検出と無効化」処
理のない従来のシングルプロセッサによるマルチタスク
処理では、図７のステップＳ１７，Ｓ２０，Ｓ２１が無
く、定数ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣの設定、検出、処理
の無効化が行われない。このため、ステップＳ１０で実
行されたユーザプロセス＃１の処理結果と、ステップＳ
１４で実行されたユーザプロセス＃２の処理結果とが競
合を起こし、その結果、ステップＳ１９で実行されるユ
ーザプロセス＃１の処理に不具合を生じることがある。
理のない従来のシングルプロセッサによるマルチタスク
処理では、図７のステップＳ１７，Ｓ２０，Ｓ２１が無
く、定数ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣの設定、検出、処理
の無効化が行われない。このため、ステップＳ１０で実
行されたユーザプロセス＃１の処理結果と、ステップＳ
１４で実行されたユーザプロセス＃２の処理結果とが競
合を起こし、その結果、ステップＳ１９で実行されるユ
ーザプロセス＃１の処理に不具合を生じることがある。
【００９４】以上の状況を実際のアルゴリズムで説明す
る。
る。
【００９５】はじめに、glibc（団体ＦＳＦ（Free Soft
ware Foundation)で開発したＯＳの基本ライブラリ）の
Linux スレッドで必要とされているテストアンドセット
命令(test and set；「tst」と表示する。)を用意す
る。このテストアンドセット命令tstは、以下の作業を
行う。
ware Foundation)で開発したＯＳの基本ライブラリ）の
Linux スレッドで必要とされているテストアンドセット
命令(test and set；「tst」と表示する。)を用意す
る。このテストアンドセット命令tstは、以下の作業を
行う。
【００９６】引数(addr)で与えられたアドレスの内容が
０なら、１で置き換える。戻り値(return value)は、元
のアドレスの内容である。ライブラリは、排他変数の値
１を使用中という意味として、
０なら、１で置き換える。戻り値(return value)は、元
のアドレスの内容である。ライブラリは、排他変数の値
１を使用中という意味として、
【００９７】while (tst(mutex_var));
【００９８】クリティカルセクション
【００９９】mutex_var=0;として利用する。
【０１００】この手続き内での割り込みを検出して、割
り込みが起こった場合には、mutex_varへの書き込みを
無効化する。このために、カーネル作業用のレジスタｋ
１を用いる。カーネルからユーザプログラムに制御を移
すときに必ずｋ１に特定の値（定数）ＡＣＣＥＳＳ＿Ｍ
ＡＧＩＣをセットする。このＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣ
のアドレスに、ユーザプログラムがアクセスすると、メ
モリ保護機能を利用して、無効アドレス空間のアクセス
違反割り込み(segmentation violation)が発生するよう
に、この値を決めておく。
り込みが起こった場合には、mutex_varへの書き込みを
無効化する。このために、カーネル作業用のレジスタｋ
１を用いる。カーネルからユーザプログラムに制御を移
すときに必ずｋ１に特定の値（定数）ＡＣＣＥＳＳ＿Ｍ
ＡＧＩＣをセットする。このＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣ
のアドレスに、ユーザプログラムがアクセスすると、メ
モリ保護機能を利用して、無効アドレス空間のアクセス
違反割り込み(segmentation violation)が発生するよう
に、この値を決めておく。
【０１０１】図８は、多重プロセス実行機能を有するシ
ングルプロセンサにおいて、１のユーザプログラムがテ
ストアンドセット命令を実行する一例を示している。こ
のプログラムにおいては、もし競合状態が発生すると、
シーケンス(li t0,1)でストアに不具合が発生する。従
って、シーケンス(a)から(b)迄の一連の処理のアトミッ
ク性が保証されることが必要となっている。
ングルプロセンサにおいて、１のユーザプログラムがテ
ストアンドセット命令を実行する一例を示している。こ
のプログラムにおいては、もし競合状態が発生すると、
シーケンス(li t0,1)でストアに不具合が発生する。従
って、シーケンス(a)から(b)迄の一連の処理のアトミッ
ク性が保証されることが必要となっている。
【０１０２】カーネルによる無効アドレス空間のアクセ
ス違反割り込み処理内で、テストアンドセット命令の手
続き内でＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣアドレスへのアクセ
ス違反となったことを検出した場合、この手続きの先頭
へ制御を戻す。こうすることで、シーケンス(a)から(b)
までに割り込みがあり、addrの内容が０から１へと変化
した場合、テストアンドセット命令tstがやり直され
る。この様子を、以下に図９に示す。
ス違反割り込み処理内で、テストアンドセット命令の手
続き内でＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣアドレスへのアクセ
ス違反となったことを検出した場合、この手続きの先頭
へ制御を戻す。こうすることで、シーケンス(a)から(b)
までに割り込みがあり、addrの内容が０から１へと変化
した場合、テストアンドセット命令tstがやり直され
る。この様子を、以下に図９に示す。
【０１０３】図９は、左半分は図８で説明した、１のユ
ーザプログラムのシーケンス(UserProc #1)が記載され
ている。右半分は、１のユーザプログラムの実行と競合
関係を生じる可能性のある他のユーザプログラムのシー
ケンス(UserProc #2)が記載されている。両者間には
（中心部には）、ＯＳのカーネルが実行するプリエンプ
ティブ・スケジューリング(preemptive scheduling)の
シーケンスが記載されている。
ーザプログラムのシーケンス(UserProc #1)が記載され
ている。右半分は、１のユーザプログラムの実行と競合
関係を生じる可能性のある他のユーザプログラムのシー
ケンス(UserProc #2)が記載されている。両者間には
（中心部には）、ＯＳのカーネルが実行するプリエンプ
ティブ・スケジューリング(preemptive scheduling)の
シーケンスが記載されている。
【０１０４】１のユーザプログラムのシーケンス(//a0
holds mutex_addr)によって、アドレスa0にmutex_addr
が書き込まれる。
holds mutex_addr)によって、アドレスa0にmutex_addr
が書き込まれる。
【０１０５】他のユーザプログラムのシーケンスを実行
するため、タイマ割り込み(timer intr.)により、処理
が切り替わる(context sw)。
するため、タイマ割り込み(timer intr.)により、処理
が切り替わる(context sw)。
【０１０６】しかし、他のユーザプログラムのシーケン
スの実行中に、アドレスa0に書き込まれた内容mutex_ad
drが変更される可能性がある。
スの実行中に、アドレスa0に書き込まれた内容mutex_ad
drが変更される可能性がある。
【０１０７】再び、１のユーザプログラムのシーケンス
を実行するため、タイマ割り込み(timer intr.)によ
り、処理が切り替わる(context sw)。
を実行するため、タイマ割り込み(timer intr.)によ
り、処理が切り替わる(context sw)。
【０１０８】このとき、カーネルは、レジスタｋ１に定
数ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣを書き込む(li ki, ACCESS
_MAGIC)。
数ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣを書き込む(li ki, ACCESS
_MAGIC)。
【０１０９】処理が切り替わり(context sw)、シーケン
スNOPからSWが実行される。
スNOPからSWが実行される。
【０１１０】しかし、その後、カーネルによって、定数
ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣの検出(confirm writing to
ACCESS_MAGIC)され、次に、無効化(set restart addr t
o tst())が実行される。
ＡＣＣＥＳＳ＿ＭＡＧＩＣの検出(confirm writing to
ACCESS_MAGIC)され、次に、無効化(set restart addr t
o tst())が実行される。
【０１１１】こうして、途中まで実行されていた１のユ
ーザプログラムのシーケンスは、再度実行されることに
より、その結果、図８のシーケンス(a)〜(b)の一連の処
理のアトミック性が保証される。
ーザプログラムのシーケンスは、再度実行されることに
より、その結果、図８のシーケンス(a)〜(b)の一連の処
理のアトミック性が保証される。
【０１１２】シーケンス(a)から(b)までの間で、他のプ
ロセスにより、排他変数が０から１へ変化した場合に
は、このアルゴリズムでなければ変数値が置き換えられ
てしまう。しかし、このアルゴリズムでは、置き換えが
起きない。また、これにより、不用なクリティカルセク
ションへの突入も起きない。
ロセスにより、排他変数が０から１へ変化した場合に
は、このアルゴリズムでなければ変数値が置き換えられ
てしまう。しかし、このアルゴリズムでは、置き換えが
起きない。また、これにより、不用なクリティカルセク
ションへの突入も起きない。
【０１１３】ここで、オーバーヘッドに関し、検討す
る。
る。
【０１１４】システムコールでテストアンドセット命令
を実装した場合には、競合状態が起きない場合でも、常
にコンテキストスイッチが発生してしまう（巻末資料
(6)参照）。
を実装した場合には、競合状態が起きない場合でも、常
にコンテキストスイッチが発生してしまう（巻末資料
(6)参照）。
【０１１５】一方、今回実装した方法では、競合状態が
起きない場合には、単にテストアンドセット命令tst手
続きをユーザレベルで実行するだけなので、コンテキス
トスイッチは発生しない。
起きない場合には、単にテストアンドセット命令tst手
続きをユーザレベルで実行するだけなので、コンテキス
トスイッチは発生しない。
【０１１６】競合状態にある場合には、無効アドレス空
間内のアクセス違反割り込み(Segmentation Violation)
が発生する。この場合のコストは、システムコールによ
る実装と大差はない（巻末参考資料(7)参照）。
間内のアクセス違反割り込み(Segmentation Violation)
が発生する。この場合のコストは、システムコールによ
る実装と大差はない（巻末参考資料(7)参照）。
【０１１７】一般に、競合状態になることは非常に少な
いため、システムコールによる実装と比べてかなり性能
が改善される。
いため、システムコールによる実装と比べてかなり性能
が改善される。
【０１１８】本出願人は、エンタテイメントシステムと
してプレイステーション２を開発した。このエンタテイ
メントシステムには、ＥＥ(Emotion Engine)と呼ばれる
ＣＰＵが採用されている。ＥＥ用にポーティング（移
殖）されたLinuxに、共通のテストアンドセット命令の
手続きを提供する/dev/tstというソフトウェア・デバイ
スドライバを実装した。
してプレイステーション２を開発した。このエンタテイ
メントシステムには、ＥＥ(Emotion Engine)と呼ばれる
ＣＰＵが採用されている。ＥＥ用にポーティング（移
殖）されたLinuxに、共通のテストアンドセット命令の
手続きを提供する/dev/tstというソフトウェア・デバイ
スドライバを実装した。
【０１１９】glibcのLinuxスレッドのサポートルーティ
ンは、このデバイスをopen, mmap,closeして、テストア
ンドセット命令の手続きを呼び出す。このため、一度初
期化してしまえば、テストアンドセット命令の手続きを
呼び出すシステムコールは不要となる。
ンは、このデバイスをopen, mmap,closeして、テストア
ンドセット命令の手続きを呼び出す。このため、一度初
期化してしまえば、テストアンドセット命令の手続きを
呼び出すシステムコールは不要となる。
【０１２０】また、異常終了した際にもmmapを利用して
いるため、不要な資源が残ったままになることはない。
いるため、不要な資源が残ったままになることはない。
【０１２１】mmapされるtst手続きは、競合状態にある
場合でも、極力コンテキストスイッチが起きないように
sw実行前にｋ１をテストするように改良した（巻末参考
資料(8)参照）。
場合でも、極力コンテキストスイッチが起きないように
sw実行前にｋ１をテストするように改良した（巻末参考
資料(8)参照）。
【０１２２】更新時のメインテナンス性を考慮して、op
enして、readするとmmapすべきアドレスが読めるように
した。ライブラリは、そのアドレスへMAP_FIXEDで１pag
e分mmapして、system callのtest and setの代わりにmm
apした先を呼び出すことになる。
enして、readするとmmapすべきアドレスが読めるように
した。ライブラリは、そのアドレスへMAP_FIXEDで１pag
e分mmapして、system callのtest and setの代わりにmm
apした先を呼び出すことになる。
【０１２３】上述した実施例の効果について説明する。
【０１２４】性能評価用マシン上のＥＥ版Linuxにて、
以下を評価した。
以下を評価した。
【０１２５】(1)競合が起きない場合の速度差
【０１２６】(2)競合も起きる場合、一定時間内で完了
する処理数の差
する処理数の差
【０１２７】(1)の測定のため、posix (Portable Opera
ting System Interface) 1003.1bセマフォー(semaphor
e)を単純に繰り返し呼ぶ評価用プログラム１を作り、シ
ステムコール版のテストアンドセット命令と本実施例と
で比較した。他にプロセスを動作させない状態で各々３
回測定し、平均値を用いた（巻末参考資料(9)参照）。
ting System Interface) 1003.1bセマフォー(semaphor
e)を単純に繰り返し呼ぶ評価用プログラム１を作り、シ
ステムコール版のテストアンドセット命令と本実施例と
で比較した。他にプロセスを動作させない状態で各々３
回測定し、平均値を用いた（巻末参考資料(9)参照）。
【０１２８】システムコール(system call)を使わない
ため、他にプロセスが動いていない状態で処理速度が約
４．８倍に向上した。
ため、他にプロセスが動いていない状態で処理速度が約
４．８倍に向上した。
【０１２９】(2)の測定のため、典型的な生産者−消費
者問題をPOSIX 1003.1bセマフォーを使い実装（評価用
プログラム２）し、一定時間内の資源の処理回数（生産
消費数）をシステムコール版のテストアンドセット命令
と本実施例とで比較した。１つの条件ごとに２０秒間の
測定を１０回繰り返し、平均値を用いた（巻末参考資料
(10)参照）。
者問題をPOSIX 1003.1bセマフォーを使い実装（評価用
プログラム２）し、一定時間内の資源の処理回数（生産
消費数）をシステムコール版のテストアンドセット命令
と本実施例とで比較した。１つの条件ごとに２０秒間の
測定を１０回繰り返し、平均値を用いた（巻末参考資料
(10)参照）。
【０１３０】スレッド数の大小により、約１．３から
１．７倍、処理回数が向上した。
１．７倍、処理回数が向上した。
【０１３１】本実施例により、オーバーヘッドが減少し
ているため、スレッド数の大小に関わらず処理回数が改
善された。スレッドが多く、システム全体の負荷が大き
くなる状態になると効果が大きくなる。
ているため、スレッド数の大小に関わらず処理回数が改
善された。スレッドが多く、システム全体の負荷が大き
くなる状態になると効果が大きくなる。
【０１３２】上述したように、本実施例では、システム
コール(system call)を使用せずに、テストアンドセッ
ト命令(test and set)を実装することにより、オーバー
ヘッドを減少させ、単独の処理速度を４倍以上、一定時
間内の処理回数を３割以上改善することが出来た。 ［参考資料］
コール(system call)を使用せずに、テストアンドセッ
ト命令(test and set)を実装することにより、オーバー
ヘッドを減少させ、単独の処理速度を４倍以上、一定時
間内の処理回数を３割以上改善することが出来た。 ［参考資料］
【０１３３】参考資料(1)：図１０は、アトミックでな
いテストアンドセット命令のシーケンス例である。
いテストアンドセット命令のシーケンス例である。
【０１３４】参考資料(2)：図１１は、ユーザプロセス
２つが同時にクリティカルセクションへ突入するシナリ
オの例である。
２つが同時にクリティカルセクションへ突入するシナリ
オの例である。
【０１３５】参考資料(3)：図１２は、di/ei命令を使っ
たテストアンドセット命令のシーケンス例である。
たテストアンドセット命令のシーケンス例である。
【０１３６】参考資料(4)：図１３は、システムを停止
させるプログラムの例である。
させるプログラムの例である。
【０１３７】参考資料(5)：図１４は、ランポートのア
ルゴリズムの例である。
ルゴリズムの例である。
【０１３８】参考資料(6)：図１５は、システムコール
による実装の例である。
による実装の例である。
【０１３９】参考資料(7)：図１６は、競合状態にある
場合のシーケンス例である。
場合のシーケンス例である。
【０１４０】参考資料(8)：図１７は、ソフトウェアデ
バイスドライバdev/tstで提供されるテストアンドセッ
ト命令tstの手続例である。
バイスドライバdev/tstで提供されるテストアンドセッ
ト命令tstの手続例である。
【０１４１】巻末資料(9)：図１８は、評価用プログラ
ム１を示した図である。
ム１を示した図である。
【０１４２】参考資料(10)：図１９〜図２３は、評価用
プログラム２を示した図である。
プログラム２を示した図である。
【０１４３】
【発明の効果】以上説明したように、本発明の効果は次
の通りである。
の通りである。
【０１４４】本発明によれば、マルチジョブを処理する
シングルプロセッサ・システムにおいて、専用命令なし
で、効率良く且つ安全にユーザプロセスレベルで排他制
御を実行できる新規なコンピュータ、その制御方法及び
その制御方法を記録した記録媒体を提供することが出来
る。
シングルプロセッサ・システムにおいて、専用命令なし
で、効率良く且つ安全にユーザプロセスレベルで排他制
御を実行できる新規なコンピュータ、その制御方法及び
その制御方法を記録した記録媒体を提供することが出来
る。
【図１】図１は、本発明の対象であるコンピュータの一
例のブロック図を示している。
例のブロック図を示している。
【図２】図２は、ＯＳの概念図である。
【図３】図３は、コンピュータ資源の同時占有を説明す
る概念図である。
る概念図である。
【図４】図４は、ユーザプロセスとカーネルとの関係を
説明する図である。
説明する図である。
【図５】図５は、各プロセス間の制御の移り変わりを示
す図である。
す図である。
【図６】図６は、シングルプロセッサのマルチタスク処
理のフローチャートである。
理のフローチャートである。
【図７】図７は、シングルプロッセサのマルチタスク処
理のフローチャートである。
理のフローチャートである。
【図８】図８は、処理プログラムの一例のプログラムを
示す図である。
示す図である。
【図９】図９は、アトミック領域への割り込みのシーケ
ンス図である。
ンス図である。
【図１０】図１０は、参考資料としてのアトミックに実
装されていないプログラムを示す図である。
装されていないプログラムを示す図である。
【図１１】図１１は、参考資料としてのクリティカルセ
クションへ突入するシーケンス図である。
クションへ突入するシーケンス図である。
【図１２】図１２は、参考資料としてのdi/ei命令を使
ったプログラムを示す図である。
ったプログラムを示す図である。
【図１３】図１３は、参考資料としてのシステムを停止
させるプログラムを示す図である。
させるプログラムを示す図である。
【図１４】図１４は、参考資料としてのランポートのア
ルゴリズムを示す図である。
ルゴリズムを示す図である。
【図１５】図１５は、参考資料としてのシステムコール
による実装を示すシーケンス図である。
による実装を示すシーケンス図である。
【図１６】図１６は、参考資料としての競合状態にある
場合のシーケンス図である。
場合のシーケンス図である。
【図１７】図１７は、参考資料としてのソフトウェアデ
バイスドライバdev/tstで提供されるテストアンドセッ
ト命令tst手続を示す図である。
バイスドライバdev/tstで提供されるテストアンドセッ
ト命令tst手続を示す図である。
【図１８】図１８は、参考資料としての評価用プログラ
ム１を示す図である。
ム１を示す図である。
【図１９】図１９は、参考資料としての評価用プログラ
ム２の１番目の図である。
ム２の１番目の図である。
【図２０】図２０は、参考資料としての評価用プログラ
ム２の２番目の図である。
ム２の２番目の図である。
【図２１】図２１は、参考資料としての評価用プログラ
ム２の３番目の図である。
ム２の３番目の図である。
【図２２】図２２は、参考資料としての評価用プログラ
ム２の４番目の図である。
ム２の４番目の図である。
【図２３】図２３は、参考資料としての評価用プログラ
ム２の５番目の図である。
ム２の５番目の図である。
１：ＣＰＵ， ２：メモリ， ３：入力装置，
４：出力装置，５：ＯＳ， ６：カーネル
４：出力装置，５：ＯＳ， ６：カーネル
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 篠原 孝夫 東京都港区赤坂７丁目１番１号 株式会社 ソニー・コンピュータエンタテインメント 内 Ｆターム(参考） 5B098 GA04 GD15 JJ03
Claims (33)
- 【請求項１】 メモリ管理機構を有するＯＳの管理下
で、複数のプログラムが動いているコンピュータにおい
て、 専用のＣＰＵ命令を必要とせずに、一方のユーザプロセ
スのアトミック性を保証する手段を備えた、コンピュー
タ。 - 【請求項２】 請求項１に記載のコンピュータにおい
て、前記アトミック性を保証する手段は、 他方のユーザプロセスの割り込みを検出する手段と、 ＯＳが有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザ
プロセスの操作を無効化する手段とを有している、コン
ピュータ。 - 【請求項３】 請求項２に記載のコンピュータにおい
て、前記アトミック性を保証する手段は、更に前記一方
のユーザプロセスの操作を再度実行する手段を有してい
る、コンピュータ。 - 【請求項４】 請求項２に記載のコンピュータにおい
て、 前記割り込みを検出する手段は、ＯＳのカーネルによっ
て他方のユーザプロセスの割り込みを検出している、コ
ンピュータ。 - 【請求項５】 請求項２に記載のコンピュータにおい
て、前記無効化する手段は、 一方のユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレ
ジスタに一時的に書き込む手段と、 他方のユーザプロセスから割り込みがあったとき、前記
所定のレジスタの内容を所定の定数に書き換える手段と
を有している、コンピュータ。 - 【請求項６】 請求項５に記載のコンピュータにおい
て、前記無効化する手段は、更にカーネルが前記所定の
定数を検出したとき、一方のユーザプロセスをエラーと
する手段を有している、コンピュータ。 - 【請求項７】 請求項５に記載のコンピュータにおい
て、 前記所定のレジスタは、カーネル用作業レジスタであ
る、コンピュータ。 - 【請求項８】 請求項５に記載のコンピュータにおい
て、 前記所定の定数は、無効なアドレスである、コンピュー
タ。 - 【請求項９】 請求項１に記載のコンピュータにおい
て、該コンピュータはカーネル作業用レジスタがユーザ
プロセスからも利用できるＣＰＵからなる、コンピュー
タ。 - 【請求項１０】 メモリ管理機構を有するＯＳの管理下
で、複数のプログラが動いているコンピュータの制御方
法において、 他方のユーザプロセスの割り込みを検出し、 ＯＳが有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザ
プロセスの操作を無効化して、該一方のユーザプロセス
のアトミック性を保証する、諸段階を含む、コンピュー
タの制御方法。 - 【請求項１１】 請求項１０に記載のコンピュータの制
御方法において、更に前記一方のユーザプロセスの操作
を再度実行して、前記一方のユーザプロセスのアトミッ
ク性を保証する、段階を含む、コンピュータの制御方
法。 - 【請求項１２】 請求項１０に記載のコンピュータの制
御方法において、 前記割り込みを検出する段階は、ＯＳのカーネルによっ
て他方のユーザプロセスの割り込みを検出する、コンピ
ュータの制御方法。 - 【請求項１３】 請求項１０に記載のコンピュータの制
御方法において、前記無効化する段階は、 一方のユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレ
ジスタに一時的に書き込み、 他方のユーザプロセスから割り込みがあったとき、前記
所定のレジスタの内容を所定の定数に書き換える、諸段
階を有している、コンピュータの制御方法。 - 【請求項１４】 請求項１０に記載のコンピュータの制
御方法において、前記無効化する段階は、更にカーネル
が前記所定の定数を検出したとき、一方のユーザプロセ
スをエラーとする段階を有している、コンピュータの制
御方法。 - 【請求項１５】 請求項１３に記載のコンピュータの制
御方法において、 前記所定のレジスタは、カーネル用作業レジスタであ
る、コンピュータの制御方法。 - 【請求項１６】 請求項１３に記載のコンピュータの制
御方法において、 前記所定の定数は、無効なアドレスである、コンピュー
タの制御方法。 - 【請求項１７】 請求項１０に記載のコンピュータの制
御方法において、該コンピュータは、カーネル作業用レ
ジスタがユーザプロセスからも利用できるＣＰＵからな
る、コンピュータの制御方法。 - 【請求項１８】 メモリ管理機構を有するＯＳの管理下
で、複数のプログラムが動いているコンピュータを制御
するプログラムが記録された記録媒体において、該プロ
グラムは、 他方のユーザプロセスの割り込みを検出し、 ＯＳが有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザ
プロセスの操作を無効化して、該一方のユーザプロセス
のアトミック性を保証している、諸段階を含む、記録媒
体。 - 【請求項１９】 請求項１８に記載の記録媒体におい
て、前記プログラムは、更に前記一方のユーザプロセス
の操作を再度実行する段階を含む、記録媒体。 - 【請求項２０】 請求項１８に記載の記録媒体におい
て、 前記他方のユーザプロセスの割り込みを検出する段階
は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザプロセスの割
り込みを検出している、記録媒体。 - 【請求項２１】 請求項１８に記載の記録媒体におい
て、前記無効化する段階は、 一方のユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレ
ジスタに一時的に書き込む段階と、 他方のユーザプロセスから割り込みがあったとき、前記
所定のレジスタの内容を所定の定数に書き換える段階と
を有している、記録媒体。 - 【請求項２２】 請求項２１に記載の記録媒体におい
て、前記無効化する段階は、更にカーネルが前記所定の
定数を検出したとき、一方のユーザプロセスをエラーと
する段階を有している、記録媒体。 - 【請求項２３】 請求項２１に記載の記録媒体におい
て、 前記所定のレジスタは、カーネル用作業レジスタであ
る、記録媒体。 - 【請求項２４】 請求項２１に記載の記録媒体におい
て、 前記所定の定数は、無効なアドレスである、記録媒体。 - 【請求項２５】 請求項１８に記載の記録媒体におい
て、該コンピュータはカーネル作業用レジスタがユーザ
プロセスからも利用できるＣＰＵからなる、記録媒体。 - 【請求項２６】 メモリ管理機構を有するＯＳの管理下
で、複数のプログラムが動いているコンピュータを制御
するプログラムにおいて、 他方のユーザプロセスの割り込みを検出し、 ＯＳが有するメモリ保護機能を利用して、一方のユーザ
プロセスの操作を無効化して、該一方のユーザプロセス
のアトミック性を保証している、諸段階を含む、プログ
ラム。 - 【請求項２７】 請求項２６に記載のプログラムにおい
て、更に前記一方のユーザプロセスの操作を再度実行す
る段階を含む、プログラム。 - 【請求項２８】 請求項２６に記載のプログラムにおい
て、 前記他方のユーザプロセスの割り込みを検出する段階
は、ＯＳのカーネルによって他方のユーザプロセスの割
り込みを検出している、プログラム。 - 【請求項２９】 請求項２６に記載のプログラムにおい
て、前記無効化する段階は、 一方のユーザプロセスの書き込み用アドレスを所定のレ
ジスタに一時的に書き込む段階と、 他方のユーザプロセスから割り込みがあったとき、前記
所定のレジスタの内容を所定の定数に書き換える段階と
を有している、プログラム。 - 【請求項３０】 請求項２９に記載のプログラムにおい
て、前記無効化する段階は、更にカーネルが前記所定の
定数を検出したとき、一方のユーザプロセスをエラーと
する段階を有している、プログラム。 - 【請求項３１】 請求項２９に記載のプログラムにおい
て、 前記所定のレジスタは、カーネル用作業レジスタであ
る、プログラム。 - 【請求項３２】 請求項２９に記載のプログラムにおい
て、 前記所定の定数は、無効なアドレスである、プログラ
ム。 - 【請求項３３】 請求項２６に記載のプログラムにおい
て、該コンピュータはカーネル作業用レジスタがユーザ
プロセスからも利用できるＣＰＵからなる、プログラ
ム。
Priority Applications (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001268094A JP3598282B2 (ja) | 2000-09-07 | 2001-09-04 | コンピュータ、その制御方法及びその制御方法を記録した記録媒体 |
| EP01307607A EP1197857A3 (en) | 2000-09-07 | 2001-09-07 | Method of controlling a computer |
| US09/948,417 US7096472B2 (en) | 2000-09-07 | 2001-09-07 | Systems and methods for ensuring atomicity of processes in a multitasking computing environment |
Applications Claiming Priority (3)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000-272255 | 2000-09-07 | ||
| JP2000272255 | 2000-09-07 | ||
| JP2001268094A JP3598282B2 (ja) | 2000-09-07 | 2001-09-04 | コンピュータ、その制御方法及びその制御方法を記録した記録媒体 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002157132A true JP2002157132A (ja) | 2002-05-31 |
| JP3598282B2 JP3598282B2 (ja) | 2004-12-08 |
Family
ID=26599488
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001268094A Expired - Fee Related JP3598282B2 (ja) | 2000-09-07 | 2001-09-04 | コンピュータ、その制御方法及びその制御方法を記録した記録媒体 |
Country Status (3)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US7096472B2 (ja) |
| EP (1) | EP1197857A3 (ja) |
| JP (1) | JP3598282B2 (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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