JP2003536118A - マルチスレッドコンピュータシステムにおけるモニタ変換 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 【解決手段】 ライトウェイトモニタをヘビーウェイトモニタに変換するための方法および装置が開示されている。本発明の一側面によれば、第２のスレッドによって所有されるオブジェクトが第１のスレッドに対して利用不能であるときに、ライトウェイトモニタをヘビーウェイトモニタへ変換するためのコンピュータで実行される方法は、新たにヘビーウェイトモニタを生成する工程と、新たなヘビーウェイトモニタの所有権を第２のスレッドに設定する工程とを含む。そして、第１のスレッドは、オブジェクトが第２のオブジェクトによって開放されるまで強制的にスピンロックされることなく、新たに生成されたヘビーウェイトモニタにエンターする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】

概して、本発明は、オブジェクトベースのコンピュータシステムにおいてライ
トウェイトモニタからヘビーウェイトモニタへ変換するための方法および装置に
関するものである。より詳細には、本発明は、オブジェクトベースのコンピュー
タシステムにおいて、競合オブジェクトと関連付けられたライトウェイトモニタ
を、対応するヘビーウェイトモニタへアトム的(atomically)に変換する方法と装
置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】

オブジェクトベースの環境において、スレッドはしばしばサービスの要求を満
たすために使用される。スレッドは資源の記憶領域の「スケッチパッド」のよう
なものと考えてもよく、本質的には、コンピュータシステム内における制御の１
つの連続した流れである。一般に、１スレッド、即ち１つの制御のスレッドは、
中央処理装置（ＣＰＵ）の一連の指示、または、独立して実行され得るプログラ
ム言語の命令文である。各スレッドは、メソッドの起動が存在する固有の実行ス
タックを有する。当業者には周知のように、メソッドがスレッドに対して起動さ
れる場合、起動はスレッドの実行スタック上に「プッシュ」される。そのメソッ
ドが戻ってきた時、または起動されなかった時、起動は実行スタックから「ポッ
プ」される。１メソッドの起動が他のメソッドを起動し得るため、実行スタック
は先入れ後出し方式で動作する。

【０００３】 オブジェクトベースのプログラムの実行中において、１スレッドは複数のオブ
ジェクトを含む処理を実行しようとするかもしれない。一方、複数のスレッドが
１つのオブジェクトを含む処理を実行しようとするかもしれない。特定のオブジ
ェクトをいずれかの時間に含む複数の処理、即ち同期処理のうちの一つを起動す
ることができるのは、一つのスレッドだけであることがしばしばある。つまり、
唯一のスレッドがある時間に特定のオブジェクトに関する同期処理を実行するこ
とが許可される。同期処理、即ち同期メソッドは以下のことを要求する点でブロ
ック構造である。それは、メソッドを呼び出したスレッドが、メソッドが呼び出
されたオブジェクトと共に、最初の同期を行い、メソッドが戻ってきた場合オブ
ジェクトに対して非同期となる。１スレッドを１オブジェクトと同期する場合、
一般にオブジェクトに対するアクセスの制御を、メソッドを呼び出す前に同期構
造を使用して行うことが要求される。

【０００４】 ロック、ミューテック、セマフォ、及びモニタといった同期構造は、共有資源
に関する処理をスレッドに許可することが不適切である期間中において、共有資
源へのアクセスを制御するために使用される。実例として、１以上のスレッドが
任意の特定の時間に１オブジェクトを処理することを防ぐために、オブジェクト
はしばしばロックされる。ロックは、オブジェクトのロックの所有権を有してい
る唯一のスレッドに対して、そのオブジェクトにメソッドを実行することを許可
するように行われる。

【０００５】 典型的に、スレッドが首尾よくオブジェクトのロックを取得することができた
場合、スレッドはオブジェクトの同期処理を実行することを許可される。１スレ
ッドが１オブジェクトのロックを有している間、他のスレッドはオブジェクトに
対して付加的な同期処理を実行しようとすることが許可されるかもしれない。ま
た、オブジェクトに対して、非同期処理を実行するかもしれない。スレッド同期
はスレッドによる１プロセスであり、それは、オブジェクトのロックを有してい
る唯一のスレッドがロックされたオブジェクト上で同期処理を実行している間、
オブジェクトがロックされているか否か、オブジェクトの状態をチェックするた
めに相互に影響している。スレッド同期はまたスレッドにオブジェクトロックを
取得させたり取り外したりすることを可能とする。

【０００６】 スレッドが同期している場合、オブジェクトロックを所有する唯一のスレッド
が、ロックされたオブジェクトに対し処理を許可されたことを確認するために、
同期構造が一般的に提供される。従来の技術においてこのような同期構造の１つ
がモニタとして知られている。典型的に、モニタは、ミューテックのような低レ
ベルの原始的な同期を使用することにより実行される。たとえプログラムがどん
なオブジェクトに対してもモニタ処理を実行できるとしても、一般に全てのオブ
ジェクトに対するモニタの実装を含めることは多くの空間を必要とし非能率的で
ある。このような同期構造がモニタといわれている。一般に、モニタは、１つの
オブジェクトと関連付けられたモニタを有するスレッドだけがそのオブジェクト
に対し同期処理を実行可能とするように構成されている。モニタはライトウェイ
トかヘビーウェイトかのいずれかである。典型的に、ライトウェイトモニタは競
合を条件としないオブジェクトに対して適している。一方、ヘビーウェイトモニ
タは競合モニタ処理を取り扱うために使用されるのが望ましい。

【０００７】 ライトウェイトモニタの１つの特定の実施例が「軽いロック：Ｊａｖａ用軽量
同期」デビッドＦ．ベーコン他著（１９９８年）（"Thin Locks: Featherweight
Synchronization for Java" by David F. Bacon et al）の２５８−２６８ペー
ジで説明されており、これ全体を援用する。説明のように、ライトウェイトモニ
タは、ビットで形成され、それはスレッドＩＤの形式でどのスレッドがライトウ
ェイトモニタを所有し、関連するオブジェクトをロックしているかを識別するた
めのオブジェクトヘッダを確保する。典型的に、ライトウェイトモニタは競合を
条件としないオブジェクトに使用される。例えば、wait、notify、notifyALLと
いう処理はこれらのオブジェクト上では実行されない。図１Ａは、オブジェクト
ヘッダ１００及び関連するライトウェイトモニタ１０２を示す。ライトウェイト
モニタ１０２はスレッドの識別フィールド１０４を含み（所有者フィールドとも
いう）、ライトウェイトモニタ１０２を所有するスレッドのスレッドＩＤを含ん
でいる。ライトウェイトモニタ１０２は、再帰カウンタ１０６も含み、これは、
現在のスレッドがライトウェイトモニタに再エンターした回数を示している。ラ
イトウェイトモニタ１０２は、ヘビーウェイトモニタフラグが０にセットされた
時に、ライトウェイトモニタ１０２をライトウェイトモニタとして認識するため
に使用されるヘビーウェイトモニタフラグ１０８を含む。

【０００８】 所有者フィールド１０４がゼロの状態において、ライトウェイトモニタ１０２
は所有されず、アンロックされる。しかしながら、所有者フィールド１０４が、
ライトウェイトモニタ１０２を所有する現在のスレッドを表すスレッドＩＤを含
む場合にはそうではない。

【０００９】 ライトウェイトモニタにエンターするために、スレッド１１０は、ライトウェ
イトモニタ１０２を含むオブジェクトヘッダ１００に対して典型的な比較及びス
ワップ処理を実行する。比較及びスワップ処理において、比較及びスワップオペ
レータの新たな値は、スレッド１１０と関連付けられたスレッドＩＤであり、比
較及びスワップオペレータのコンペランド(comperand)はゼロである。この構成
により、仮に比較及びスワップ処理が成功した場合、ライトウェイトモニタ１０
２のスレッドＩＤ、再帰カウンタ及び全てのフラグ（ヘビーウェイトモニタフラ
グ１０８など）は、初めから全てゼロであり、それは、ライトウェイトモニタ１
０２が所有されておらず、よってアンロックされているということを示す。比較
及びスワップ処理が首尾よく完了した後、所有者フィールド１０４は、スレッド
１１０と関連付けられたスレッドＩＤを含んでいる。このことは、このスレッド
１１０が、ライトウェイトモニタ１０２を所有し、ライトウェイトモニタ１０２
がロックされているということを示すものである。

【００１０】 スレッドがすでに所有しているモニタ（例えば、スレッドがリエントラントで
ある場合）に、再エンターするような場合には、再エンターしているスレッドは
、オーバフローの状態を引き起こすことなく、再帰カウンタ１０６をまず増分さ
せなければならない。再エンターしているスレッドがオーバフロー状態を引き起
こす場合、この再エンターしているスレッドはライトウェイトモニタ１０２を、
システムモニタ１１６上に生成されているヘビーウェイトモニタ１１４に変換さ
せなければならない。設計により、システムモニタ１１６の現在の所有者のみが
、ライトウェイトモニタ１０２をヘビーウェイトモニタ１１４に変換することが
できることを留意されたい。典型的に、この変換はオブジェクトヘッダ１００に
対して、新たに生成されたヘビーウェイトモニタ１１４に対応するヘビーウェイ
トモニタポインタが比較及びスワップオペレータの新たな値となり、それと共に
比較とスワップ処理が実行されることによって遂行される。このように、比較及
びスワップ処理の成功後、オブジェクトヘッダ１００はヘビーウェイトモニタポ
インタを含む。

【００１１】 ヘビーウェイトモニタ１１４は、特定のスレッドがシステムモニタ１１６に再
エンターするたびに毎回更新される再帰カウンタフィールド１１８を含む。ヘビ
ーウェイトモニタ１１４はさらに、ヘビーウェイトモニタ所有者フィールド１２
０も含む。システムモニタ１１６は、システムモニタ１１６の現在の所有者を表
すシステムモニタ所有者フィールド１２２を含む。システムモニタ１１６はさら
に、enter、exit、wait、及びnotifyといった特定のスレッドの処理を実行する
ように構成されている。ライトウェイトモニタ１０２の現在の所有者（即ち、ス
レッド１１０）は、ライトウェイトモニタ１０２からヘビーウェイトモニタ１１
４へ変換することが可能な唯一のスレッドであり、ヘビーウェイトモニタ１１４
及び埋め込まれたシステムモニタ１１６の所有者は同一、即ちスレッド１１０で
なければならない。

【００１２】 ここで、図１Ｂを参照し、第２のスレッド１２４が、スレッド１１０の現在所
有するライトウェイトモニタ１０２にエンターしようとしていると仮定する。前
述の通り、スレッド１２４は比較及びスワップ処理を実行することによりライト
ウェイトモニタ１０２にエンターしようとする。しかしこの場合、比較及びスワ
ップ処理は失敗となる。その理由は、所有者フィールド１０４がスレッド１１０
に対応するスレッドＩＤを含んでおり、スレッド１１０がライトウェイトモニタ
１０２を所有していることを示しているからである。この時点において、スレッ
ド１２４とスレッド１１０の間において、ライトウェイトモニタ１０２の所有権
に対しての競合が生じる。システムモニタ１１６の所有者としてのスレッド１１
０のみが、ライトウェイトモニタ１０２からヘビーウェイトモニタ１１４へ変換
することが可能なので、スレッド１２４はライトウェイトモニタ１０２がスレッ
ド１１０により開放されるまでの間、スピンロックループにエンターする。スピ
ンロックループによって、スレッド１１０がライトウェイトモニタ１０２をアン
ロックするまでの間、スレッド１２４は待ち行列にエンターすることを意味する
。従来の技術では公知のように、一般にスピンロックは、システム資源の非能率
的な使用となる部分において望ましくない結果である。スピンロックは、ライト
ウェイトモニタ１０２が長時間ロックされることにより、ライトウェイトモニタ
１０２がスピンロックされるまで他のスレッドをwaitさせることを引き起こすと
いう場合において、とりわけ非能率的である。さらに、優先度の高いスレッドと
低いスレッドが共にライトウェイトモニタ１０２に関してスピンロックされるよ
うな状況において、優先度の低いスレッドが「待ちわびた(starving)」状態とな
る可能性がある。

【００１３】 従って、求められているものは、オブジェクトベースシステムにおけるモニタ
の競合を解決するための効果的な方法および装置である。

【００１４】

【発明の概要】

概して、本発明は、競合オブジェクトに関連付けられたライトウェイトモニタ
を効率的にヘビーウェイトモニタへ変換するための改良された方法、装置、およ
びコンピュータシステムに関する。発明の一側面によると、第２のスレッドによ
って所有されるオブジェクトに関して同期処理を実行するための第１のスレッド
に対して、第１のスレッドは新たなヘビーウェイトモニタを生成し、第２のスレ
ッドを新たに生成されたヘビーウェイトモニタの所有者に設定する。そして、第
１のスレッドはヘビーウェイトモニタにエンターする。こうすれば、第２のスレ
ッドがオブジェクトをアンロックするまで、第１のスレッドがスピンロックを行
う必要がない。

【００１５】 本発明は、方法、コンピュータシステム、および装置を含む種々の形態にて実
施され得る。本発明のいくつかの実施の形態が以下に説明される。方法および装
置が開示されている。本発明の一側面によれば、第２のスレッドによって所有さ
れるオブジェクトが第１のスレッドに対して利用不能であるときに、ライトウェ
イトモニタをヘビーウェイトモニタへ変換するためのコンピュータで実行される
方法は、ライトウェイトモニタに関連付けられたオブジェクトの所有権を決定す
る工程を含む。仮に第２のスレッドが該当オブジェクトを所有することが判断さ
れた場合、第１のスレッドは新たにヘビーウェイトモニタを生成する。そして、
第１のスレッドは、第２のスレッドを新たに生成されたヘビーウェイトモニタの
所有者として設定する。次に、第１のスレッドは新たなヘビーウェイトモニタに
エンターする。

【００１６】 本発明の更に別の側面によれば、コンピュータシステムは、メモリおよび複数
のスレッドを含む。また、コンピュータシステムは、メモリに結合されたプロセ
ッサ、およびオブジェクトヘッダを含むオブジェクトを含み、同オブジェクトヘ
ッダはオブジェクトの所有権に関連する情報を含むライトウェイトモニタを含む
ように構成される。第１のスレッドＩＤによって指示されたようにオブジェクト
をロックしていた、複数のスレッドから選択された第１のスレッドは、ライトウ
ェイトモニタに含まれ、複数のスレッドから選択された第２のスレッドは、オブ
ジェクトが第２のスレッドに対して利用可能である場合、ライトウェイトモニタ
を対応する第１のスレッドによって所有されたヘビーウェイトモニタに変換する
ように構成されている。

【００１７】 発明の更に別の側面によれば、ライトウェイトモニタを含むオブジェクトヘッ
ダを有するオブジェクトに関する同期処理の実行を第１のスレッドが試行する場
合、ライトウェイトモニタをヘビーウェイトモニタに変換するコンピュータプロ
グラム製品が開示されている。

【００１８】 コンピュータプログラム製品は、オブジェクトの所有権を決定するとともに、
第２のスレッドによってオブジェクトが所有されていると判断される場合にヘビ
ーウェイトモニタを生成し、ヘビーウェイトモニタを第２のスレッドに設定する
とともに、第１のスレッドをヘビーウェイトモニタにエンターさせるコンピュー
タコードと、同コンピュータコードを格納するためのコンピュータ読み取り可能
な記録媒体とを含む。

【００１９】 本発明のこれら及び他の利点は、以下の詳細な説明を読み、種々の図面を調べ
ることにより明らかになるであろう。

【００２０】

【発明の実施の形態】

マルチスレッドのオブジェクトベースコンピュータシステムにおいて、一般に
、２以上のスレッドが任意の特定時間に１つのオブジェクトに関する処理を行う
ことを防止することができるように、オブジェクトは同期構造を備える。

【００２１】 本発明で示される一実施の形態においては、広くライトウェイトモニタを用い
るシステムが意図されている。第２のスレッドによって既に所有されているライ
トウェイトモニタへ第１のスレッドがエンターしようとする場合、第１のスレッ
ドはヘビーウェイトモニタを生成し、第２のスレッドをその新たに生成されたヘ
ビーウェイトモニタの所有者として設定する。その後、第１のスレッドは新たに
生成されたヘビーウェイトモニタにエンターする。このように、第１のスレッド
は、第２のスレッドがライトウェイトモニタを開放するまでwaitすることはない
。

【００２２】 図２は、本発明の実施の形態に従って、第１のスレッドがオブジェクトの所有
権を得るプロセス２００を詳しく図示したフローチャートである。プロセス２０
０は、オブジェクトが現在所有されているか否かの判断によって２０２から開始
する。実施例において、オブジェクトヘッダは、所有者フィールドを有するライ
トウェイトモニタおよびヘビーウェイトモニタフラグを含む。所有者フィールド
がゼロであれば、該オブジェクトは非所有であり、それ以外ではオブジェクトは
、スレッドによって所有される。そのスレッドのスレッドＩＤは、所有者フィー
ルドに格納されている。仮に、オブジェクトが所有されていないと判断された場
合、２０４において、要求しているスレッドは、当該オブジェクトに関連付けら
れたライトウェイトモニタの所有者フィールドに自身のスレッドＩＤを入力する
ことによりオブジェクトの所有権を得る。

【００２３】 しかしながら、２０２において、オブジェクトが所有されていると判断された
場合、オブジェクトヘッダの内容が２０６において評価される。オブジェクトヘ
ッダが、第１のスレッドのスレッドＩＤを所有者フィールドに格納するライトウ
ェイトモニタを含む場合には、第１のスレッドが当該オブジェクトに関連付けら
れたライトウェイトモニタを現在所有している。この場合、第１のスレッドはリ
エントラントとして参照される。リエントラントであることによるオブジェクト
の現在の所有者としての意味は、第１のスレッドがオブジェクトに関連付けられ
たライトウェイトモニタに再エンターを試行することである。そのような状況は
、例えば、スレッドがオブジェクトを開放し、いくらか時間が経過した後に、関
連するライトウェイトモニタに再エンターすることによりオブジェクトを再取得
する際に生じる。一旦、第１のスレッドが現在のスレッドであると判断されれば
、２０８において、第１のスレッドはライトウェイトモニタに含まれる再帰カウ
ンタを増分することによりライトウェイトモニタに再エンターする。

【００２４】 しかしながら、２０６において、オブジェクトヘッダがヘビーウェイトモニタ
に対応するヘビーウェイトモニタポインタを含む場合、２１０において第１のス
レッドは対応するヘビーウェイトモニタにエンターする。

【００２５】 しかしながら、２０６において、オブジェクトヘッダが第１のスレッドとは異
なる第２のスレッドに対応するスレッドＩＤを含む場合、ライトウェイトモニタ
は第２のスレッドによって所有されている。この状況では、当該オブジェクトの
所有権に関して、第１のスレッドと第２のスレッドとの間には競合が存在する。
本発明の実施の形態では、上記２つのスレッド間の競合を解決するために、第１
のスレッドは新たなヘビーウェイトモニタを生成し、２１２において、新たに生
成されたヘビーウェイトモニタの所有者を第２のスレッドに設定する。このよう
に、２１０において、第２のスレッドが当該オブジェクトに関連付けられたライ
トウェイトモニタを開放するまでwaitすることなく、第１のスレッドは新たに生
成されたヘビーウェイトモニタにエンターすることができる。この方法では、オ
ブジェクトの所有権に関する第１のスレッドおよび第２のスレッド間の競合は、
例えば、ライトウェイトモニタが開放されるまで第１のスレッドをスピンロック
する必要なく解決される。

【００２６】 しかしながら、第１のスレッドがヘビーウェイトモニタを生成するためには、
第１のスレッドは新たに生成されたヘビーウェイトモニタに埋め込まれたシステ
ムモニタをまず所有しなければならないことに留意されたい。しかしながら、ラ
イトウェイトモニタからヘビーウェイトモニタへの変換を行うスレッドは、ライ
トウェイトモニタの所有者である必要がないため、新たに生成されたヘビーウェ
イトモニタの所有権を第２のスレッドに設定することによって、衝突が起こる可
能性が生じる。例として、仮に第１のスレッドがライトウェイトモニタを第２の
スレッドによって所有されるヘビーウェイトモニタに変換する場合、システムモ
ニタは第１のスレッドによって所有され、ヘビーウェイトモニタは第２のスレッ
ドによって所有される。この衝突は、２１２において新たに生成されるヘビーウ
ェイトモニタに含まれるリーエンホルダ(lienholder)フィールドおよびリーエン
ホルダ再帰フィールドの導入によって解決される。実施例において、リーエンフ
ィールドは、ヘビーウェイトモニタへと変換されたライトウェイトモニタの所有
者として第２のスレッドを認識する。

【００２７】 図３Ａは、本発明の一実施の形態に従うヘビーウェイトモニタ３００を図示す
る。ヘビーウェイトモニタ３００は、システムモニタ所有者フィールド３０４を
含むシステムモニタ３０２上に構築される。ヘビーウェイトモニタは、所有者フ
ィールド３０６および再帰カウンタフィールド３０８を含む。実施例において、
ヘビーウェイトモニタ２００は、またリーエンフィルダ３１０およびリーエンフ
ィルダ再帰フィールド３１２を含む。リーエンフィルダフィールド３１０および
はリーエンフィルダ再帰フィールド３１２は、ヘビーウェイトモニタから変換さ
れたライトウェイトモニタの所有者および再帰カウントを一時的に保持するため
に使用される。

【００２８】 例として、図３Ｂは、図２のブロック２１２において、第１のスレッドによっ
て生成された場合のヘビーウェイトモニタ３００を図示する。第１のスレッドが
システムモニタ３０２を所有するため、システムモニタ所有者フィールド３０４
は、第１のスレッドのスレッドＩＤを含む。一方、第２のスレッドのスレッドＩ
Ｄは、ヘビーウェイトモニタ所有者フィールド３０６に格納される。第２のスレ
ッドがヘビーウェイトモニタ３００から生成されたライトウェイトモニタを所有
していたため、ヘビーウェイトモニタ３００の真の所有者は第２のスレッドであ
り、第１のスレッドではない。好ましい実施の形態では、リーエンフィールド３
１０は、第２のスレッドのスレッドＩＤを含み、それによりヘビーウェイトモニ
タ３００の真の所有者の識別情報を保存する。

【００２９】 図４は、本発明の一実施の形態に従って、第１のスレッドがオブジェクトの所
有権を得るプロセス４００である。プロセス４００は、プロセス２００のとり得
る実施の形態のほんの一例にすぎず、４０２において、オブジェクトが所有され
ているかを第１のスレッドによって判断することによって開始することに留意さ
れたい。実施例において、オブジェクトの所有権は、オブジェクトヘッダに含ま
れるライトウェイトモニタに対してアトム的比較およびスワップ処理を実行する
ことによって判断される。上述したように、アトム的比較およびスワップ処理は
、コンペランド(comperand)値が「０」を示すため、成功した比較およびスワッ
プ処理ではオブジェクトが非所有であり、ライトウェイトモニタ内の全てのデー
タフィールドが「０」を示す。

【００３０】 ４０４において、仮に、アトム的比較およびスワップ処理が成功であると判断
された場合、オブジェクトは非所有であったことになり、現在は第１のスレッド
によって所有されていることになる。しかしながら、アトム的比較およびスワッ
プ処理が成功しなかったと判断された場合、ライトウェイトモニタの少なくとも
１つのフィールドはゼロではなかったことになる。この場合、４０６において、
比較およびスワップ処理が失敗した理由を判断するためにオブジェクトヘッダの
評価が行われる。

【００３１】 ４０６において、オブジェクトヘッダが第１のスレッドのスレッドＩＤを含む
ライトウェイトモニタを含む場合、第１のスレッドがライトウェイトモニタの現
在の所有者であり、それにより第１のスレッドはリエントラントであると考慮さ
れる。この場合、４０８における判断は、ライトウェイトモニタに含まれる再帰
カウンタの増分がオーバーフロー状態を招く結果となるか否かによってなされる
。再帰カウンタの増分がオーバーフロー状態を招く結果とならない場合、４１０
において、ライトウェイトモニタの再帰カウンタは適切に増分される。一旦、増
分カウンタが適切に増分された場合、一実施の形態において、４１２において、
第１のスレッドは、増分された再帰カウンタのアトム的比較およびスワップをオ
ブジェクトヘッダに対して実行することによってライトウェイトモニタに再エン
ターする。

【００３２】 ４０８に戻り、再帰カウンタの増分がオーバーフロー状態を招く結果となる場
合、４１４において、第１のスレッドは新たなヘビーウェイトモニタを生成する
。

【００３３】 ４０６に戻り、オブジェクトヘッダが、現在第１のスレッドとは異なる第２の
スレッドによって所有されているライトウェイトモニタを含む場合、４１４にお
いて、第１のスレッドは新たなヘビーウェイトモニタを生成する。４１６におい
て、リーエンホルダは、現在のライトウェイトモニタの所有者（例えば、第２の
スレッド）に設定され、リーエンホルダ再帰カウンタは現在の再帰カウンタに設
定される。そして、４１８において、アトム的比較およびスワップ処理が実行さ
れる。この方法によれば、新たに生成されたヘビーウェイトモニタに対応するヘ
ビーウェイトモニタポインタはオブジェクトヘッダに挿入される。仮に、４２０
において、アトム的比較およびスワップ処理が成功ではないと判断された場合、
新たに生成されたヘビーウェイトモニタは４２２において削除され、新たなヘビ
ーウェイトモニタが４１４において生成される。アトム的比較およびスワップ処
理は、例えば、アトム的比較およびスワップ処理が行われる前に、第３のスレッ
ドがヘビーウェイトモニタの所有権を取得した場合に失敗することがある。

【００３４】 しかしながら、アトム的比較およびスワップ処理が成功した場合、４２４にお
いて、第１のスレッドは、オブジェクトヘッダ内に含まれるヘビーウェイトモニ
タポインタに対応するヘビーウェイトモニタに埋め込まれたシステムモニタにエ
ンターする。この時点で、第１のスレッドは、オブジェクトヘッダ内に含まれた
ヘビーウェイトモニタポインタに対応するヘビーウェイトモニタに埋め込まれた
システムモニタへのエンターを果たす。しかしながら、今、システムモニタ所有
者およびヘビーウェイトモニタ所有者が１つで、かつ同一であることを確かにす
る必要がある。

【００３５】 図５は、本発明の一実施の形態に従って、第１のスレッドがヘビーウェイトモ
ニタにエンターするプロセス５００を詳しく図示したフローチャートである。プ
ロセス５００は、プロセス４００の４２４へエンターする一実施の形態であるこ
とに留意されたい。より詳しくは、プロセス５００は、リーエンホルダが存在す
るか否かの判断がなされる５０２において開始する。一実施の形態において、リ
ーエンホルダが存在するか否かの判断は、リーエンホルダフィールドが非ゼロの
値を含むかどうかの判断によって遂行される。リーエンホルダフィールドが「０
」である場合、リーエンホルダは存在せず、それ以外の場合にはリーエンホルダ
は、リーエンホルダフィールドに含まれるスレッドＩＤによって示されるスレッ
ドである。リーエンホルダが存在しない場合（例えば、リーエンホルダフィール
ドがゼロである）、ヘビーウェイトモニタの所有者フィールドは現在のスレッド
ＩＤに設定され、ヘビーウェイト再帰カウンタは、５０４において１だけ増分さ
れた現在の再帰カウンタに設定される。再帰カウンタは、システムモニタへのエ
ンターを補償するために増分される。

【００３６】 しかしながら、５０２において、リーエンホルダが存在すると判断された場合
、５０６において、リーエンホルダが現在のスレッドであるか否かの判断がなさ
れる。一実施の形態において、リーエンホルダの識別は、リーエンホルダフィー
ルドの内容を読むこと、および同フィールドに含まれるスレッドＩＤを判断する
ことによて遂行される。仮に、現在のスレッドがリーエンホルダスレッドではな
い場合、５０８において、システムwaitを呼び出すことにより、リーエンホルダ
スレッドに対してモニタ所有者を譲らなければならない。リーエンホルダスレッ
ドがモニタ所有者を取り戻した後、現在のスレッドはリーエンホルダスレッドに
よって立ち上げられることになる。

【００３７】 ５０６において、現在のスレッドがリーエンホルダであると判断された場合、
５１０において、ヘビーウェイトモニタが更新される。一実施の形態において、
ヘビーウェイトモニタは現在のリーエンホルダフィールドを「０」に再設定する
ことによって更新される。また、ヘビーウェイトモニタの更新は、ヘビーウェイ
トモニタの所有者フィールドを現在のスレッドに対応するスレッドＩＤに設定す
ることを含む。実施例において、リーエンホルダ再帰フィールドは、現在のモニ
タエンター処理を考慮して１だけ増分される。そして、増分されたリーエンホル
ダ再帰フィールドがゼロにリセットされた後に、ヘビーウェイトモニタ再帰フィ
ールドは、リーエンホルダフィールドの増分された値に設定される。ヘビーウェ
イトモニタが更新された後、５１２において、システムモニタはnotifyALLを広
める。notifyALLは、５０８において、待ち行列に含まれるスレッドを立ち上げ
る。そして、それらスレッドは、５０２へ戻ることによって更なる処理のために
行列にwaitする。

【００３８】 図６は、本発明の一実施の形態に従う、エンターモニタ機能５００および種々
の他のモニタ機能の関係６００を図示する。実施例において、所有者確認機能６
０２は、現在のスレッドがヘビーウェイトモニタを所有することを確実とする。
仮に、所有者確認機能６０２が、現在のスレッドがヘビーウェイトモニタを所有
していないと判断した場合、エラーメッセージが呼び出され、それ以外の場合に
は、所有者確認機能は成功し、制御が選択されたモニタ機能へ渡される。そのよ
うなモニタ機能は、６０４におけるwait、６０６におけるexit、そして６０８に
おけるnotify（または、notifyALL）を含む。

【００３９】 図７は、本発明の一実施の形態に従って、所有者確認機能７００を詳しく図示
したフローチャートである。所有者確認機能７００は、所有者確認機能６０２の
とり得る実施の形態の一例にすぎないことに留意されたい。より詳しくは、所有
者確認機能７００は、現在のスレッドがヘビーウェイトモニタを所有するかを判
断することによって７０２から開始する。現在のスレッドがヘビーウェイトモニ
タを所有している場合、ヘビーウェイトモニタ所有者が確かめられる。しかしな
がら、現在のスレッドがヘビーウェイトモニタを所有していない場合、７０４に
おいて、現在のスレッドがリーエンホルダであるかが判断される。仮に、現在の
スレッドがリーエンホルダではない場合、エラーメッセージが渡され、それ以外
の場合には、７０６においてスレッドがヘビーウェイトモニタにエンターする。
一実施の形態において、７０６へのエンターは、４２４へのエンターとして実施
されていることに留意されたい。一旦、現在のスレッドが首尾よくヘビーウェイ
トモニタにエンターした場合、再帰カウンタが７０６へのエンターを考慮して減
少される。この時点において、ヘビーウェイトモニタの所有権は確かめられる。

【００４０】 図８は、本発明の一実施の形態に従うモニタwait処理８００を詳しく図示した
フローチャートである。モニタwait処理８００は、モニタwait処理６０４のとり
得る実施の形態の一例である。モニタwait処理８００は、６０２における所有者
確認機能が成功した後にのみ開始することに留意されたい。より詳しくは、モニ
タwait処理８００は、現在の所有者および再帰カウントを保存することによって
８０２から開始する。一旦、保存されると、８０４において、所有者および再帰
カウントはゼロに設定され、モニタを非所有に設定する。一旦、モニタが非所有
となると、８０６において、ヘビーウェイトモニタを開放するシステムモニタwa
itが呼ばれる。一旦、システムモニタwaitが、notifyまたはnotifyALLの発行に
よって完了すると、例えば、８０８において、現在のヘビーウェイトモニタの所
有者の認識情報が再設定される。一実施の形態において、認識情報は、８０２に
おいて保存された現在の所有者および現在の再帰を検索し、ヘビーウェイトモニ
タの現在の所有者フィールドおよび現在の再帰フィールドのそれぞれに入力する
ことによって再設定される。

【００４１】 図９は、本発明の一実施の形態に従うexit機能９００を詳しく図示したフロー
チャートである。exit機能９００は、exit機能６０６のとり得る実施の形態の一
例であることに留意されたい。より詳しくは、exit機能９００は、現在のスレッ
ドがヘビーウェイトモニタの所有者であるかを判断することによって９０２から
開始する。仮に、現在のスレッドがヘビーウェイトモニタの所有者である場合、
９０４において、再帰レベルが１であると判断される。仮に、再帰レベルが１で
ある場合、所有者フィールドは「０」に設定され、再帰カウントは「０」に設定
され、そして９０６において、システムモニタはexitする。しかしながら、仮に
、９０４において、再帰カウントが「１」ではなかったと判断された場合、９０
８において、再帰カウンタは減少され、システムモニタはexitする。何れの場合
においても、exit機能は首尾よく行われる。

【００４２】 ９０２に戻り、仮に、現在のスレッドがヘビーウェイトモニタの所有者ではな
い場合、９１０において、現在のヘビーウェイトモニタ所有者がリーエンホルダ
であるかの判断が行われる。そうではない場合、エラーメッセージが呼ばれる。
一実施の形態において、容認し難いが対応するエンター処理がないままにexitが
呼ばれる。しかしながら、仮に、現在のヘビーウェイトモニタ所有者がリーエン
ホルダである場合、９１２において、リーエンホルダスレッドはヘビーウェイト
モニタにエンターする。実施例において、９１２におけるエンターは、４１４に
おけるエンターとして実施されている。一旦、リーエンホルダスレッドが首尾よ
くヘビーウェイトモニタにエンターすると、再帰カウンタは、９１２におけるエ
ンターを補償するために減少される。この時点において、exit機能は首尾よく行
われる。

【００４３】 図１０は、本発明の一実施の形態に従うnotify（または、notifyALL）機能１
０００を詳しく図示したフローチャートである。notify（または、notifyALL）
機能１０００は、notify（または、notifyALL）機能６０８のとり得る実施の形
態の一例である。notify（または、notifyALL）機能１０００は、６０２におけ
る所有者確認機能が首尾よく行われた後のみに開始する。より詳しくは、notify
（または、notifyALL）機能１０００は、システムモニタ上のnotify（または、n
otifyALL）を呼び出して１００２から開始する。

【００４４】 図１１は、本発明を実施するのに好適な、一般的な汎用コンピュータシステム
１１００を図示する。コンピュータシステム１１００は、主記憶装置１１０４（
一般に、読み出し専用メモリ、即ちＲＯＭ）、または主記憶装置１１０６（一般
に、ランダムアクセスメモリ、即ちＲＡＭ）を含む記憶装置に結合された任意の
数のプロセッサ１１０２（また中央処理装置として参照される、即ちＣＰＵ）を
含む。

【００４５】 コンピュータシステム１１００、即ちより詳しくはＣＰＵ１１０２は、当業者
によって認識されるように、仮想マシンをサポートするように構成されてもよい
。コンピュータシステム１１００でサポートされる仮想マシンの一例を、図７を
参照して以下に説明する。当業者に公知のように、ＲＯＭは一般にデータおよび
命令を単方向にてＣＰＵ１１０２へ転送するように動作するのに対して、ＲＡＭ
は一般にデータおよび命令を双方向にて転送するために使用される。主記憶装置
１１０４，１１０６の双方は、任意の好適なコンピュータ読み出し可能な記録媒
体を含んでもよい。一般に、大容量の装置である補助記憶媒体１１０８もまたＣ
ＰＵ１１０２と双方向で結合され、付加的なデータ記憶容量を提供する。大容量
記憶装置１１０８は、コンピュータコード、データなどを含むプログラムを格納
するために使用されてもよい。一般に、大容量記憶装置１１０８は、主記憶装置
１１０４，１１０６よりも一般に低速なハードディスク、またはテープのような
記憶媒体である。大容量記憶装置１１０８は、磁気または紙テープリーダあるい
は何らかの公知の装置の形態をとってもよい。大容量記憶装置１１０８に格納さ
れる情報は、適切な場合において、仮想メモリとしてＲＡＭ１１０６の一部とす
るような標準的な方法にて組み込まれてもよい。ＣＤ−ＲＯＭのような具体的な
主記憶装置１１０４もまた、単方向にてＣＰＵ１１０２へデータを渡す。 また、ＣＰＵ１１０２は、限定されるわけではないが、ビデオモニタ、トラッ
クボール、マウス、キーボード、マイクロホン、タッチディスプレイ、変換カー
ド読取装置、磁気または紙テープ読取装置、タブレット、スタイラス、音声また
は手書き文字認識装置、あるいはコンピュータのような他の公知の入力装置など
の装置を含む１つ以上の入出力装置１１１０に結合されてもよい。最後に、ＣＰ
Ｕ１１０２は、コンピュータまたは遠距離通信ネットワーク、例えば、インター
ネットネットワークまたはイントラネットネットワークに１１１２に一般的に図
示されるネットワーク接続を用いて選択的に結合されてもよい。そのようなネッ
トワーク接続により、上述した方法の工程を実行する過程で、ＣＰＵ１１０２は
ネットワークから情報を受信したり、あるいはネットワークへ情報を送信するよ
うに意図されている。ＣＰＵ１１０２を用いて実行される連続した命令としてし
ばしば表されるそのような情報は、例えば、搬送波に埋め込まれるコンピュータ
データ信号の形態で、ネットワークから受信したり、ネットワークへ送信される
。上述した装置および用具は、コンピュータハードウェアおよびソフトウェア分
野の当業者にとって周知であろう。

【００４６】 本発明のほんのわずかな実施の形態しか説明していないが、本発明の精神およ
び範囲を逸脱することなく、本発明は他の多くの具体的な形態に実施され得るこ
とを理解されたい。例として、オブジェクトのロックおよびアンロックに関する
工程が再整理されてもよい。また、本発明の精神および範囲を逸脱することなく
、工程が削除または追加されてもよい。

【００４７】 本発明に従うライトウェイトモニタからヘビーウェイトモニタへ変換する方法
は、Java（登録商標）をベースとする環境に関して実施することが特に好適であ
るが、本方法は、一般にオブジェクトをベースとする任意の環境に適用されても
よい。特に、本方法はプラットフォームに依存しないオブジェクトベースの環境
において使用することが好適である。また、本方法は、なんらかの分散型オブジ
ェクト指向システムにおいて実施されてもよいことを認識されたい。

【００４８】 モニタは、オブジェクトがロック状態、非ロック状態、あるいは動作状態であ
るかを識別するビットとして説明された。一般に、モニタに関するビット数は広
範に変更されることを留意されたい。加えて、オブジェクトの状態はモニタ以外
の機構を用いて識別されてもよいことを認識されたい。例として、オブジェクト
は、オブジェクトの状態を識別するリストへのポインターを含んでもよい。

【００４９】 本発明は、仮想マシンに関連するコンピュータシステムで使用されるものとし
て説明されたが、一般に、本発明は任意の好適なオブジェクト指向コンピュータ
システムに実施されてもよいことを認識されたい。具体的には、本発明に従うオ
ブジェクトのロック、非ロックの方法は、一般に、本発明の精神および範囲を逸
脱することなく、任意のマルチスレッドのオブジェクト指向システムに実施され
てもよい。従って、これらの例は、限定的ではなく例示的なものとして考慮され
るものであり、本発明はここで説明した詳細に限定されるものではなく、添付の
請求の範囲の均等物の全範囲内において改変されてもよい。

【図面の簡単な説明】

【図１Ａ】 ライトウェイトモニタからヘビーウェイトモニタへの従来の変換を示した図で
ある。

【図１Ｂ】 競合ライトウェイトモニタを示した図である。

【図２】 本発明の実施の形態に従い、スレッドがオブジェクトの所有権を取得するプロ
セスを詳述したフローチャートである。

【図３Ａ】 本発明の実施の形態に従い実施されたヘビーウェイトモニタを示した図である
。

【図３Ｂ】 ライトウェイトモニタの変換により形成された図３Ａに示すヘビーウェイトモ
ニタを示した図である。

【図４】 図２のプロセスの一実施例について詳述したフローチャートである。

【図５】 本発明の実施の形態に従い、処理がエンタされたモニタを詳述したフローチャ
ートである。

【図６】 本発明の実施の形態に従いファンクションにエンタされたモニタと他の様々な
モニタ機能との関係を示した図である。

【図７】 本発明の実施の形態に従い、処理の所有者のチェックについて詳述したフロー
チャートである。

【図８】 本発明の実施の形態に従い、wait処理８００のモニタについて詳述したフロー
チャートである。

【図９】 本発明の実施の形態に従い、exit機能について詳述したフローチャートである
。

【図１０】 本発明の実施の形態に従いnotifyまたはnotifyALL機能について詳述したフロ
ーチャートである。

【図１１】 本発明を実施するのに適当な典型的で一般的な目的のコンピュータシステムを
示した図である。

【符号の説明】

１００…オブジェクトヘッダ １０２…ライトウェイトモニタ １０４…所有者フィールド １０６…再帰カウンタ １０８…ヘビーウェイトフラグ １１０…スレッド １１４…ヘビーウェイトモニタ １１６…システムモニタ １１８…再帰カウンタ ３００…ヘビーウェイトモニタ ３０２…システムモニタ ３０４…システムモニタ所有者フィールド ３０６…所有者フィールド ３０８…再帰カウンタフィールド ３１０…リーエンフィルダフィールド ３１２…リーエンフィルダ再帰フィールド １１００…コンピュータシステム １１０４，１１０６…主記憶装置 １１０８…補助記憶媒体 １１１０…入出力装置

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ， ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，Ｋ Ｅ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＴＺ，ＵＧ，ＺＷ )，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ， ＴＪ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ， ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，Ｃ Ｒ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ， ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，Ｋ Ｚ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＡ ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ， ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，Ｓ Ｋ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＴＺ，ＵＡ，ＵＧ ，ＵＳ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ (72)発明者 リアン・シェン アメリカ合衆国 カリフォルニア州95014 クパチーノ，オークビル・アベニュー， 10440 (72)発明者 バク・ラルス アメリカ合衆国 カリフォルニア州94303 パロ・アルト，コリナ・ウェイ，3782 Ｆターム(参考） 5B098 FF01 GA05 GD02 GD16

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 マルチスレッドコンピュータにおいて、コンピュータが実行
   するライトウェイトモニタからヘビーウェイトモニタへの変換方法であって、 第２のスレッドによって所有されるライトウェイトモニタの所有権に対し第１
   のスレッドが競合するとき、前記第１のスレッドがヘビーウェイトモニタを生成
   する工程と、 前記ヘビーウェイトモニタの所有者として前記第２のスレッドを指名する工程
   と、 前記第１のスレッドが前記ヘビーウェイトモニタにエンターする工程とを備え
   る方法。
2. 【請求項２】 請求項１に記載の方法であって、所有権を決定する工程は、 前記第１のスレッドおよびオブジェクトヘッダ間のアトム的比較およびスワッ
   プ処理を実行する工程と、 前記比較およびスワップ処理が成功したかを判断する工程とを更に含む方法。
3. 【請求項３】 請求項２に記載の方法であって、前記処理が成功しなかった
   と判断されたとき、その後に前記オブジェクトヘッダの内容を判断する方法。
4. 【請求項４】 請求項３に記載の方法であって、前記オブジェクトヘッダが
   前記第２のスレッドに対応する第２のスレッドＩＤを含むと判断されるとき、そ
   の後に新たなヘビーウェイトモニタを生成し、前記第２のスレッドを該新たなヘ
   ビーウェイトモニタの所有者に設定する方法。
5. 【請求項５】 請求項４に記載の方法であって、前記新たなヘビーウェイト
   モニタを設定する工程は、 前記オブジェクトヘッダと、前記新たに生成されたヘビーウェイトモニタに関
   連付けられたヘビーウェイトモニタポインタとの間のアトム的比較およびスワッ
   プ処理を実行する工程を更に含む。
6. 【請求項６】 請求項３に記載の方法であって、前記オブジェクトヘッダが
   ヘビーウェイトモニタポインタを含むと判断されるとき、 前記第１のスレッドが、前記オブジェクトヘッダに含まれるヘビーウェイトポ
   インタに対応するヘビーウェイトモニタにエンターする方法。
7. 【請求項７】 請求項３に記載の方法であって、前記オブジェクトヘッダが
   前記第１のスレッドに対応する第１のスレッドＩＤを含むと判断されるとき、 前記ライトウェイトモニタに含まれる再帰カウンタの増分がオーバーフロー状
   態を招くかを判断する方法。
8. 【請求項８】 請求項７に記載の方法であって、前記再帰カウンタの増分が
   オーバーフロー状態を招かないと判断されるとき、 ｍ）第１のスレッドが前記ライトウェイトモニタに再エンターする方法。
9. 【請求項９】 請求項７に記載の方法であって、前記再帰カウンタの増分が
   オーバーフロー状態を招くと判断されるとき、 ｎ）ライトウェイトモニタを、対応するヘビーウェイトモニタへ変換させる方
   法。
10. 【請求項１０】 第１のスレッドがライトウェイトモニタに関連付けられた
    オブジェクトであって、前記ライトウェイトモニタを含むオブジェクトヘッダを
    有するオブジェクトに関する同期処理を実行しようとするときに、ライトウェイ
    トモニタをヘビーウェイトモニタへ変換するためのコンピュータプログラム製品
    において、 前記オブジェクトの所有権を決定するコンピュータコードと、 前記オブジェクトが第２のスレッドによって所有されていることが判断される
    とき、ヘビーウェイトモニタを生成するコンピュータコードと、 前記ヘビーウェイトモニタの所有権を前記第２のスレッドに設定するコンピュ
    ータコードと、 前記第１のスレッドを前記ヘビーウェイトモニタへエンターさせるコンピュー
    タコードと、 前記コンピュータコードを格納するコンピュータ読み取り可能な媒体とを備え
    るコンピュータプログラム製品。
11. 【請求項１１】 請求項１０に記載のコンピュータプログラム製品であって
    、コンピュータ読み取り可能な媒体は、搬送波に埋め込まれたデータ信号である
    コンピュータプログラム製品。
12. 【請求項１２】 請求項１０に記載のコンピュータプログラム製品は、前記
    第１のスレッドおよびオブジェクトヘッダ間のアトム的比較およびスワップ処理
    を実行するとともに、前記比較およびスワップ処理が成功したかを判断するコン
    ピュータコードを更に含む。
13. 【請求項１３】 請求項１２に記載のコンピュータプログラム製品であって
    、前記比較およびスワップ処理が成功した場合、コンピュータコードは前記オブ
    ジェクトヘッダの内容を判断するコンピュータプログラム製品。
14. 【請求項１４】 請求項１３に記載のコンピュータプログラム製品であって
    、前記オブジェクトヘッダが、前記第２のスレッドに対応する第２のスレッドＩ
    Ｄを含むと判断されるとき、 コンピュータコードは、 新たにヘビーウェイトモニタを生成し、 前記第２のスレッドを該新たなヘビーウェイトモニタの所有者に設定し、 前記オブジェクトヘッダと、前記新たなヘビーウェイトモニタに関連付けられ
    たヘビーウェイトモニタポインタとの間のアトム的比較およびスワップ処理を実
    行するコンピュータプログラム製品。
15. 【請求項１５】 複数のスレッドを含むメモリを有するコンピュータシステ
    ムであって、複数のスレッドの各々、前記コンピュータシステムは、 前記メモリに接続されたプロセッサを備え、 オブジェクトヘッダを含むオブジェクトを備え、該オブジェクトヘッダは、オ
    ブジェクトの所有権に関する情報を含むライトウェイトモニタを含むように構成
    され、 複数のスレッドから選択された第１のスレッドを備え、該第１のスレッドは、
    前記ライトウェイトモニタに含まれる第１のスレッドＩＤによって示されるオブ
    ジェクトをロックし、 複数のスレッドから選択された第２のスレッドとを備え、前記オブジェクトが
    前記第２のスレッドに対して利用不能であるとき、前記第２のスレッドは、前記
    ライトウェイトモニタを前記第１のスレッドによって所有される対応するヘビー
    ウェイトモニタへ変換するコンピュータシステム。
16. 【請求項１６】 請求項１５に記載のコンピュータシステムであって、前記
    ライトウェイトモニタは、前記オブジェクトが再エンターした回数を表す再帰カ
    ウンタを含むコンピュータシステム。
17. 【請求項１７】 請求項１６に記載のコンピュータシステムであって、オブ
    ジェクトヘッダは、前記オブジェクトに関連付けられたヘビーウェイトモニタを
    示すヘビーウェイトモニタポインタを含むコンピュータシステム。