JP3318455B2 - 解放された同期メカニズムの所有権を管理するための方法及びシステム - Google Patents
解放された同期メカニズムの所有権を管理するための方法及びシステムInfo
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/52—Program synchronisation; Mutual exclusion, e.g. by means of semaphores
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- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Multi Processors (AREA)
- Synchronisation In Digital Transmission Systems (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、一般に、コンピュータ
・システムにおいて資源の利用を同期させるための方法
及びシステムに関するものであり、とりわけ、資源の利
用を同期させる、解放された同期メカニズムの所有権を
管理するための方法及びシステムに関するものである。
・システムにおいて資源の利用を同期させるための方法
及びシステムに関するものであり、とりわけ、資源の利
用を同期させる、解放された同期メカニズムの所有権を
管理するための方法及びシステムに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】多くの最新式コンピュータ・オペレーテ
ィング・システムは、いくつかのプログラムを同時に実
行することができる。こうしたオペレーティング・シス
テムは、マルチタスク・オペレーティング・システムと
呼ばれる。マルチタスク・オペレーティング・システム
の場合、各実行プログラムは、スレッドに割り当てられ
る。スレッドは、実行単位である。各スレッドは、現在
実行中のプログラムの命令を追跡するためのプログラム
・カウンタのような、単一プログラムの一部の実行を管
理するのに必要な情報を記憶するためのスレッド実行ブ
ロック・データ構造に関連している。各スレッドには、
一般に、その実行の相対的緊急性を示す優先順位値が含
まれている。各実行プログラム毎に、少なくとも１つの
スレッドを割り当てなければならないが、ユーザがその
プログラムの異なる部分を同時に実行することを所望す
る場合、単一プログラムに２つ以上のスレッドを割り当
てることが可能である。単一プログラムに２つ以上のス
レッドを割り当てることが可能なオペレーティング・シ
ステムは、マルチ・スレッド式オペレーティング・シス
テムと呼ばれる。複数の中央演算処理装置（ＣＰＵ）を
備えたコンピュータ・システムで実行されるマルチタス
ク・オペレーティング・システムの場合、実際に、異な
るプロセッサで、異なるスレッドを同時に実行すること
が可能である。一方、単一ＣＰＵで実行されるマルチタ
スク・オペレーティング・システムの場合、任意の時間
において、実際に実行できるのは、１つのスレッドだけ
である。この場合、マルチタスク・オペレーティング・
システムによって、同時実行の印象が与えられるが、短
い時間期間に、各スレッドの実行が可能になる。マルチ
タスク・オペレーティング・システムによって特定のス
レッドの実行が可能になる期間は、スレッドのタイム・
スライスと呼ばれる。タイム・スライスは、各スレッド
の相対的優先順位と各スレッドの最後のタイム・スライ
スの新しさの両方を考慮して、マルチタスク・オペレー
ティング・システムを介してスケジューリングが施され
る。すなわち、優先順位の高いスレッドが優先順位の低
いスレッドの前にくるように、スケジューリングが施さ
れ、最近タイム・スライスを受け取っていないスレッド
が、最近タイム・スライスを受け取ったスレッドの前に
くるように、スケジューリングが施される。
ィング・システムは、いくつかのプログラムを同時に実
行することができる。こうしたオペレーティング・シス
テムは、マルチタスク・オペレーティング・システムと
呼ばれる。マルチタスク・オペレーティング・システム
の場合、各実行プログラムは、スレッドに割り当てられ
る。スレッドは、実行単位である。各スレッドは、現在
実行中のプログラムの命令を追跡するためのプログラム
・カウンタのような、単一プログラムの一部の実行を管
理するのに必要な情報を記憶するためのスレッド実行ブ
ロック・データ構造に関連している。各スレッドには、
一般に、その実行の相対的緊急性を示す優先順位値が含
まれている。各実行プログラム毎に、少なくとも１つの
スレッドを割り当てなければならないが、ユーザがその
プログラムの異なる部分を同時に実行することを所望す
る場合、単一プログラムに２つ以上のスレッドを割り当
てることが可能である。単一プログラムに２つ以上のス
レッドを割り当てることが可能なオペレーティング・シ
ステムは、マルチ・スレッド式オペレーティング・シス
テムと呼ばれる。複数の中央演算処理装置（ＣＰＵ）を
備えたコンピュータ・システムで実行されるマルチタス
ク・オペレーティング・システムの場合、実際に、異な
るプロセッサで、異なるスレッドを同時に実行すること
が可能である。一方、単一ＣＰＵで実行されるマルチタ
スク・オペレーティング・システムの場合、任意の時間
において、実際に実行できるのは、１つのスレッドだけ
である。この場合、マルチタスク・オペレーティング・
システムによって、同時実行の印象が与えられるが、短
い時間期間に、各スレッドの実行が可能になる。マルチ
タスク・オペレーティング・システムによって特定のス
レッドの実行が可能になる期間は、スレッドのタイム・
スライスと呼ばれる。タイム・スライスは、各スレッド
の相対的優先順位と各スレッドの最後のタイム・スライ
スの新しさの両方を考慮して、マルチタスク・オペレー
ティング・システムを介してスケジューリングが施され
る。すなわち、優先順位の高いスレッドが優先順位の低
いスレッドの前にくるように、スケジューリングが施さ
れ、最近タイム・スライスを受け取っていないスレッド
が、最近タイム・スライスを受け取ったスレッドの前に
くるように、スケジューリングが施される。
【０００３】マルチタスク・オペレーティング・システ
ム（今後は、単に「オペレーティング・システム」と呼
ぶ）では、同じ資源を利用しようとする複数のスレッド
の実行の調整が必要になる場合もある。例えば、ハード
・ディスク・ドライブを利用するスレッドは、ハード・
ディスク・ドライブを利用する別のスレッドによって変
化する可能性のある、ハード・ディスク・ドライブの状
態に左右されやすいので、ハード・ディスク・ドライブ
は、同時に２つ以上のスレッドによって利用されないこ
とを保証するのが重要である。従って、オペレーティン
グ・システムは、同じ資源を利用しようとする複数のス
レッドの実行を調整するため、１つ以上の同期メカニズ
ムを提供する。同期メカニズムは、一般に、特定の資源
の利用を所定の最大スレッド数（１であることが多い）
に制限する。同期メカニズムは、この点において、それ
が利用を制限する資源を「保護する」と言われる。同期
メカニズムの例には、一般に、数が制限された複数のユ
ーザを支援することが可能な共用資源の利用を制御する
ために用いられるセマフォ、一般に、単一のユーザだけ
しか支援することができない共用資源の利用を制御する
ために用いられる相互排除メカニズム（ｍｕｔｅｘ）、
及び、通常、１つのスレッドに対する一連のプログラミ
ング命令の同時アクセスを制限するために用いられるク
リティカル・コード・セクション（クリティカル・セク
ション）がある。オペレーティング・システムは、ハー
ド・ディスク・ドライブが、同時に、２つ以上のスレッ
ドによって利用されないことを保証するため、ｍｕｔｅ
ｘを利用することが可能である。
ム（今後は、単に「オペレーティング・システム」と呼
ぶ）では、同じ資源を利用しようとする複数のスレッド
の実行の調整が必要になる場合もある。例えば、ハード
・ディスク・ドライブを利用するスレッドは、ハード・
ディスク・ドライブを利用する別のスレッドによって変
化する可能性のある、ハード・ディスク・ドライブの状
態に左右されやすいので、ハード・ディスク・ドライブ
は、同時に２つ以上のスレッドによって利用されないこ
とを保証するのが重要である。従って、オペレーティン
グ・システムは、同じ資源を利用しようとする複数のス
レッドの実行を調整するため、１つ以上の同期メカニズ
ムを提供する。同期メカニズムは、一般に、特定の資源
の利用を所定の最大スレッド数（１であることが多い）
に制限する。同期メカニズムは、この点において、それ
が利用を制限する資源を「保護する」と言われる。同期
メカニズムの例には、一般に、数が制限された複数のユ
ーザを支援することが可能な共用資源の利用を制御する
ために用いられるセマフォ、一般に、単一のユーザだけ
しか支援することができない共用資源の利用を制御する
ために用いられる相互排除メカニズム（ｍｕｔｅｘ）、
及び、通常、１つのスレッドに対する一連のプログラミ
ング命令の同時アクセスを制限するために用いられるク
リティカル・コード・セクション（クリティカル・セク
ション）がある。オペレーティング・システムは、ハー
ド・ディスク・ドライブが、同時に、２つ以上のスレッ
ドによって利用されないことを保証するため、ｍｕｔｅ
ｘを利用することが可能である。
【０００４】同期メカニズムによって保護される資源の
利用を必要とするスレッドは、まず、同期メカニズムを
獲得しようと試みる。同期メカニズムを獲得しようと試
みるため、スレッドが実行中のプログラムは、同期メカ
ニズムを要求するためのオペレーティング・システム・
サービスを呼び出す。同期メカニズムを要求するための
オペレーティング・システム・サービスは、さらに、同
期メカニズムを獲得するためのオペレーティング・シス
テム・サービスを呼び出す。スレッドは、タイム・スラ
イスを有している時には、いつでも、同期メカニズムを
要求するためのオペレーティング・システム・サービス
を呼び出すことができるので、スレッドのタイム・スラ
イスは、スレッドが同期メカニズムを獲得しようと試み
ることが可能な時間期間にも対応する。既に資源を利用
しているスレッドが、最大数より少ない場合には、同期
メカニズムは、同期メカニズムを獲得しようと試みるス
レッドがそれを獲得できるようにする。同期メカニズム
を獲得しようと試みるスレッドが、それを獲得できるよ
うにするため、同期メカニズムを獲得するためのオペレ
ーティング・システム・サービスが、同期メカニズムを
要求するためのオペレーティング・システム・サービス
に成功戻りコードを戻し、同期メカニズムを要求するた
めのオペレーティング・システム・サービスが、スレッ
ドが実行中のプログラムに成功戻りコードを戻す。戻り
コードが成功戻りコードであれば、プログラムは、次の
ステップに進み、そこでは同期メカニズムによって保護
されている資源を利用する。既に資源を利用しているス
レッドが最大数に達している場合、同期メカニズムは、
同期メカニズムを獲得しようと試みるスレッドがそれを
獲得できないようにする。それどころか、同期メカニズ
ムは、それを獲得しようとするスレッドを同期メカニズ
ムにおいて「ブロック」する。これに伴って、同期メカ
ニズムを獲得するためのオペレーティング・システム機
能が、識別されたスレッドに関して記憶されている管理
情報に修正を加え、スレッドがブロックされていること
を示すブロック・フラグをセットすることになる。これ
に伴って、さらに、同期メカニズムにおいてブロックさ
れたスレッドのリストに識別されたスレッドを追加する
ことになる。同期メカニズムにおいてブロックされたス
レッドは、同期メカニズムによってブロック解除される
まで、実行を再開することができない。これは、オペレ
ーティング・システムが、ブロックされたスレッドがタ
イム・スライスを受け取ることができないようにするこ
とによって実施される。これによって、ブロックされた
スレッドが、オペレーティング・システムからアプリケ
ーション・プログラムに戻り、資源を利用するコードの
実行に取りかかるのが阻止される。同期メカニズムがス
レッドをブロック解除する場合、ブロック解除されたス
レッドは、同期メカニズムを獲得できるかもしれない
し、獲得できないかもしれない。同期メカニズムが、同
期メカニズム獲得サービスからの成功戻りコードを同期
メカニズム要求サービスに戻すことによって、ブロック
解除されたスレッドが同期メカニズムを獲得できるよう
になると、同期メカニズム要求サービスは、成功コード
をアプリケーション・プログラムに戻し、該スレッド
は、同期メカニズムによって保護された資源の利用に取
りかかることが可能になる。同期メカニズムが、失敗戻
りコードを同期メカニズム要求サービスに戻すことによ
って、同期メカニズムを獲得できなくすると、該スレッ
ドは、直ちに、同期メカニズムによって保護された資源
を利用できなくなる。この場合、同期メカニズム要求サ
ービスは、同期メカニズムを獲得しようとする新たな試
みにおいて、同期メカニズム獲得サービスに対する呼び
出しを繰り返す。スレッドは、同期メカニズムを獲得
し、保護された資源の利用を完了すると、同期メカニズ
ムを解放するので、他のスレッドが同期メカニズムを獲
得して、保護された資源を利用することが可能になる。
スレッドは、同期メカニズムを解放するためのオペレー
ティング・システム機能を呼び出すことによって、同期
メカニズムを解放する。同期メカニズムの解放直後の時
間期間において、同期メカニズムは、「新たに解放され
た」ものとして知られている。
利用を必要とするスレッドは、まず、同期メカニズムを
獲得しようと試みる。同期メカニズムを獲得しようと試
みるため、スレッドが実行中のプログラムは、同期メカ
ニズムを要求するためのオペレーティング・システム・
サービスを呼び出す。同期メカニズムを要求するための
オペレーティング・システム・サービスは、さらに、同
期メカニズムを獲得するためのオペレーティング・シス
テム・サービスを呼び出す。スレッドは、タイム・スラ
イスを有している時には、いつでも、同期メカニズムを
要求するためのオペレーティング・システム・サービス
を呼び出すことができるので、スレッドのタイム・スラ
イスは、スレッドが同期メカニズムを獲得しようと試み
ることが可能な時間期間にも対応する。既に資源を利用
しているスレッドが、最大数より少ない場合には、同期
メカニズムは、同期メカニズムを獲得しようと試みるス
レッドがそれを獲得できるようにする。同期メカニズム
を獲得しようと試みるスレッドが、それを獲得できるよ
うにするため、同期メカニズムを獲得するためのオペレ
ーティング・システム・サービスが、同期メカニズムを
要求するためのオペレーティング・システム・サービス
に成功戻りコードを戻し、同期メカニズムを要求するた
めのオペレーティング・システム・サービスが、スレッ
ドが実行中のプログラムに成功戻りコードを戻す。戻り
コードが成功戻りコードであれば、プログラムは、次の
ステップに進み、そこでは同期メカニズムによって保護
されている資源を利用する。既に資源を利用しているス
レッドが最大数に達している場合、同期メカニズムは、
同期メカニズムを獲得しようと試みるスレッドがそれを
獲得できないようにする。それどころか、同期メカニズ
ムは、それを獲得しようとするスレッドを同期メカニズ
ムにおいて「ブロック」する。これに伴って、同期メカ
ニズムを獲得するためのオペレーティング・システム機
能が、識別されたスレッドに関して記憶されている管理
情報に修正を加え、スレッドがブロックされていること
を示すブロック・フラグをセットすることになる。これ
に伴って、さらに、同期メカニズムにおいてブロックさ
れたスレッドのリストに識別されたスレッドを追加する
ことになる。同期メカニズムにおいてブロックされたス
レッドは、同期メカニズムによってブロック解除される
まで、実行を再開することができない。これは、オペレ
ーティング・システムが、ブロックされたスレッドがタ
イム・スライスを受け取ることができないようにするこ
とによって実施される。これによって、ブロックされた
スレッドが、オペレーティング・システムからアプリケ
ーション・プログラムに戻り、資源を利用するコードの
実行に取りかかるのが阻止される。同期メカニズムがス
レッドをブロック解除する場合、ブロック解除されたス
レッドは、同期メカニズムを獲得できるかもしれない
し、獲得できないかもしれない。同期メカニズムが、同
期メカニズム獲得サービスからの成功戻りコードを同期
メカニズム要求サービスに戻すことによって、ブロック
解除されたスレッドが同期メカニズムを獲得できるよう
になると、同期メカニズム要求サービスは、成功コード
をアプリケーション・プログラムに戻し、該スレッド
は、同期メカニズムによって保護された資源の利用に取
りかかることが可能になる。同期メカニズムが、失敗戻
りコードを同期メカニズム要求サービスに戻すことによ
って、同期メカニズムを獲得できなくすると、該スレッ
ドは、直ちに、同期メカニズムによって保護された資源
を利用できなくなる。この場合、同期メカニズム要求サ
ービスは、同期メカニズムを獲得しようとする新たな試
みにおいて、同期メカニズム獲得サービスに対する呼び
出しを繰り返す。スレッドは、同期メカニズムを獲得
し、保護された資源の利用を完了すると、同期メカニズ
ムを解放するので、他のスレッドが同期メカニズムを獲
得して、保護された資源を利用することが可能になる。
スレッドは、同期メカニズムを解放するためのオペレー
ティング・システム機能を呼び出すことによって、同期
メカニズムを解放する。同期メカニズムの解放直後の時
間期間において、同期メカニズムは、「新たに解放され
た」ものとして知られている。
【０００５】同期メカニズム設計の重要な態様には、も
しあるとして、新たに解放された同期メカニズムにおい
てブロックされたスレッドのうち、どれが同期メカニズ
ムを獲得できるようにすべきかを判定するための案を選
択することが必要になる。これは、同期メカニズムの所
有権管理として既知のところである。新たに解放された
同期メカニズムにおいてブロックされたスレッドが２つ
未満なら、この案は取るに足らないものである。新たに
解放された同期メカニズムにおいてブロックされたスレ
ッドがなければ、スレッドが同期メカニズムをすぐに獲
得できるようにする必要はなく、同期メカニズムは、そ
の後で同期メカニズムを獲得しようとする最初のスレッ
ドが、獲得できるようにする。新たに解放された同期メ
カニズムにおいてブロックされているスレッドが１つあ
る場合、同期メカニズムは、通常、ブロックされたその
唯一のスレッドが同期メカニズムを獲得できるようにす
る。しかし、新たに解放された同期メカニズムにおいて
ブロックされているスレッドが２つ以上ある場合には、
何らかの案を利用して、ブロックされているどのスレッ
ドが同期メカニズムを獲得できるようにすべきかを判定
しなければならない。
しあるとして、新たに解放された同期メカニズムにおい
てブロックされたスレッドのうち、どれが同期メカニズ
ムを獲得できるようにすべきかを判定するための案を選
択することが必要になる。これは、同期メカニズムの所
有権管理として既知のところである。新たに解放された
同期メカニズムにおいてブロックされたスレッドが２つ
未満なら、この案は取るに足らないものである。新たに
解放された同期メカニズムにおいてブロックされたスレ
ッドがなければ、スレッドが同期メカニズムをすぐに獲
得できるようにする必要はなく、同期メカニズムは、そ
の後で同期メカニズムを獲得しようとする最初のスレッ
ドが、獲得できるようにする。新たに解放された同期メ
カニズムにおいてブロックされているスレッドが１つあ
る場合、同期メカニズムは、通常、ブロックされたその
唯一のスレッドが同期メカニズムを獲得できるようにす
る。しかし、新たに解放された同期メカニズムにおいて
ブロックされているスレッドが２つ以上ある場合には、
何らかの案を利用して、ブロックされているどのスレッ
ドが同期メカニズムを獲得できるようにすべきかを判定
しなければならない。
【０００６】もしあるとして、新たに解放された同期メ
カニズムにおいてブロックされているスレッドのうち、
どれが同期メカニズムを獲得できるようにすべきかを判
定するため、さまざまな案が利用されてきた。こうした
案は、通常、該案によって消費される処理資源の量
（「効率」）、及び、同期メカニズムによって保護され
た資源に対するアクセスを振り分ける公平性（「公正
さ」）に基づいて評価される。公正さは、一般に、２つ
の規則、すなわち、（Ａ）同期メカニズムは、常に、優
先順位が最も高い、ブロックされたスレッドによって、
同期メカニズムを獲得できるようにしなければならな
い、（Ｂ）優先順位が最高のスレッドが２つ以上存在す
る場合、同期メカニズムは、優先順位が最も高い全ての
スレッドについて、同期メカニズムを獲得する機会が等
しくなるようなやり方で、その獲得を可能にしなければ
ならないとする、規則の厳守を必要とするために維持さ
れる。第１の案では、同期メカニズムは、ブロックされ
た１つのスレッドを選択して、ブロック解除し、すぐ
に、ブロック解除されたその唯一のスレッドが、同期メ
カニズムを獲得できるようにする。同期メカニズムは、
一般に、ブロックされた、優先順位が最高のスレッドを
選択し、優先順位が最高の複数のスレッドのうちから任
意に選択する。第１の案には、２つの公正さの規則を厳
守するため、比較的公正であるという利点がある。第１
の案には、スレッドが、単一のタイム・スライスで同期
メカニズムを解放し、再獲得することができないので、
比較的非効率的であるという欠点がある。このため、ス
レッドによる同期メカニズムの獲得毎に、スレッドをス
イッチすることになる。スレッドのスイッチに関連した
コンテキスト・スイッチングによって、かなりの処理資
源が消費されることになるので、第１の案は、比較的非
効率的である。
カニズムにおいてブロックされているスレッドのうち、
どれが同期メカニズムを獲得できるようにすべきかを判
定するため、さまざまな案が利用されてきた。こうした
案は、通常、該案によって消費される処理資源の量
（「効率」）、及び、同期メカニズムによって保護され
た資源に対するアクセスを振り分ける公平性（「公正
さ」）に基づいて評価される。公正さは、一般に、２つ
の規則、すなわち、（Ａ）同期メカニズムは、常に、優
先順位が最も高い、ブロックされたスレッドによって、
同期メカニズムを獲得できるようにしなければならな
い、（Ｂ）優先順位が最高のスレッドが２つ以上存在す
る場合、同期メカニズムは、優先順位が最も高い全ての
スレッドについて、同期メカニズムを獲得する機会が等
しくなるようなやり方で、その獲得を可能にしなければ
ならないとする、規則の厳守を必要とするために維持さ
れる。第１の案では、同期メカニズムは、ブロックされ
た１つのスレッドを選択して、ブロック解除し、すぐ
に、ブロック解除されたその唯一のスレッドが、同期メ
カニズムを獲得できるようにする。同期メカニズムは、
一般に、ブロックされた、優先順位が最高のスレッドを
選択し、優先順位が最高の複数のスレッドのうちから任
意に選択する。第１の案には、２つの公正さの規則を厳
守するため、比較的公正であるという利点がある。第１
の案には、スレッドが、単一のタイム・スライスで同期
メカニズムを解放し、再獲得することができないので、
比較的非効率的であるという欠点がある。このため、ス
レッドによる同期メカニズムの獲得毎に、スレッドをス
イッチすることになる。スレッドのスイッチに関連した
コンテキスト・スイッチングによって、かなりの処理資
源が消費されることになるので、第１の案は、比較的非
効率的である。
【０００７】図１は、新たに解放された同期メカニズム
においてブロックされたスレッドのうち、どれが同期メ
カニズムを獲得できるようにすべきかを判定するための
第１の案の欠点を実証するタイミング図である。このタ
イミング図には、それぞれ、優先順位が等しい４つのス
レッドのうちの１つのアクティビティに対応する時間線
１０１、１０２、１０３、及び、１０４が含まれてい
る。時間線は、それぞれ、タイム・スライス１１１のよ
うな、水平矩形として示されたタイム・スライス期間
と、待機期間１１２のような、水平線セグメントとして
示された待機期間から構成されている。各時間線には、
時間１１３における獲得試行事象及び割り当て事象のよ
うな、ラベル付き垂直線セグメントとして示された事象
も含まれている。次のような、さまざまな事象が図示さ
れている：スレッドが同期メカニズムを獲得しようと試
みる、獲得試行事象（「Ａｔ」）；同期メカニズムがス
レッドに割り当てられる、割り当て事象（「Ａｓ」）；
所有スレッドが同期メカニズムを解放する、解放事象
（「Ｒ」）；及び、同期メカニズムにおいてブロックさ
れたスレッドがブロック解除される、ブロック解除事象
（「ＵＢ」）。最後に、各々の時間線は、又、事象間に
状態を反映する。これらは、事象間にラベル表示されて
いる。例えば、間隔１１４における第１のスレッドによ
る同期メカニズムの所有状態が、時間１１３における獲
得試行事象及び割り当て事象と、時間１１５における解
放事象の間の時間期間に存在する。各スレッド、従っ
て、各時間線毎に、３つの異なる状態、すなわち、間隔
１１４における所有状態のような、スレッドが同期メカ
ニズムを所有する、所有状態（「Ｏ」）；非所有ブロッ
ク解除状態 １１６のような、スレッドが同期メカニズ
ムを所有しておらず、ブロック解除されている、非所有
ブロック解除状態（無ラベル）；間隔１１７におけるブ
ロック状態のような、スレッドが同期メカニズムにおい
てブロックされた、ブロック状態（「Ｂ」）がある。読
者の便宜のため、図１に示された主要な事象が、下記の
表１において、時間順にリスト・アップされている。
においてブロックされたスレッドのうち、どれが同期メ
カニズムを獲得できるようにすべきかを判定するための
第１の案の欠点を実証するタイミング図である。このタ
イミング図には、それぞれ、優先順位が等しい４つのス
レッドのうちの１つのアクティビティに対応する時間線
１０１、１０２、１０３、及び、１０４が含まれてい
る。時間線は、それぞれ、タイム・スライス１１１のよ
うな、水平矩形として示されたタイム・スライス期間
と、待機期間１１２のような、水平線セグメントとして
示された待機期間から構成されている。各時間線には、
時間１１３における獲得試行事象及び割り当て事象のよ
うな、ラベル付き垂直線セグメントとして示された事象
も含まれている。次のような、さまざまな事象が図示さ
れている：スレッドが同期メカニズムを獲得しようと試
みる、獲得試行事象（「Ａｔ」）；同期メカニズムがス
レッドに割り当てられる、割り当て事象（「Ａｓ」）；
所有スレッドが同期メカニズムを解放する、解放事象
（「Ｒ」）；及び、同期メカニズムにおいてブロックさ
れたスレッドがブロック解除される、ブロック解除事象
（「ＵＢ」）。最後に、各々の時間線は、又、事象間に
状態を反映する。これらは、事象間にラベル表示されて
いる。例えば、間隔１１４における第１のスレッドによ
る同期メカニズムの所有状態が、時間１１３における獲
得試行事象及び割り当て事象と、時間１１５における解
放事象の間の時間期間に存在する。各スレッド、従っ
て、各時間線毎に、３つの異なる状態、すなわち、間隔
１１４における所有状態のような、スレッドが同期メカ
ニズムを所有する、所有状態（「Ｏ」）；非所有ブロッ
ク解除状態 １１６のような、スレッドが同期メカニズ
ムを所有しておらず、ブロック解除されている、非所有
ブロック解除状態（無ラベル）；間隔１１７におけるブ
ロック状態のような、スレッドが同期メカニズムにおい
てブロックされた、ブロック状態（「Ｂ」）がある。読
者の便宜のため、図１に示された主要な事象が、下記の
表１において、時間順にリスト・アップされている。
【０００８】
【表１】 時間 スレッド 事象 １１３ １ 獲得を試みる；獲得が許可される １１８ ２ 獲得を試みる；ブロックされる １１９ ３ 獲得を試みる；ブロックされる １２０ ４ 獲得を試みる；ブロックされる １１５ １ 解放する １２１ ２ 獲得が許可される １２２ １ 再獲得を試みる；ブロックされる １２３ ２ 解放する １２９ ２ 再獲得を試みる；ブロックされる １２５ ３ 解放する １３０ ３ 再獲得を試みる；ブロックされる １２６ ４ 解放する １３１ ４ 再獲得を試みる；ブロックされる １２７ １ 解放する １３２ １ 再獲得を試みる；ブロックされる まず、第１のスレッドが、プロセッサ時間のタイム・ス
ライス１１１を受け取る。該タイム・スライスの間、第
１のスレッドは、同期メカニズム要求サービスを呼び出
し、さらに、同期メカニズム要求サービスが、同期メカ
ニズム獲得サービスを呼び出すことによって、同期メカ
ニズムを獲得しようとする試みに成功する。時間１１３
における獲得試行事象及び割り当て事象に注目された
い。第１のスレッドは、その後、間隔１１４における所
有状態の間、同期メカニズムを所有する。時間１１８に
おいて、第２のスレッドが、タイム・スライスを得て、
同様に、同期メカニズムを獲得しようと試みる。第２の
スレッドによる試みは、同期メカニズムが得られないの
で、すなわち、第１のスレッドによって所有されている
ので、失敗する。時間１１９及び１２０において、第３
及び第４のスレッドも、タイム・スライスを受け取る
と、同期メカニズムの獲得を試みる。同期メカニズムが
得られないので、第３及び第４のスレッドは、ブロック
される。第２、第３、及び、第４のスレッドがブロック
されるので、第１のスレッドは、次のタイム・スライス
を受け取る。時間１１５において、第１のスレッドが、
同期メカニズムを解放する。「Ｒ」ラベルを囲む円は、
第１の案にに基づき、解放によって、同期メカニズムが
すぐに再割り当てされることを示している。これは、時
間１２１における割り当て事象及びブロック解除事象に
よって表示されている。この時点において、第２のスレ
ッドが、時間１１８において同期メカニズムを獲得しよ
うとした試みに準じて、同期メカニズムの所有を開始す
る。第２のスレッドは、ブロック解除されるが、タイム
・スライスを受け取るまで、同期メカニズムを利用する
ことができない。第２のスレッドは、時間１２２におい
て、タイム・スライスを受け取り、この時点で、第１の
スレッドが、同期メカニズムの再獲得を試みる。同期メ
カニズムが利用可能でないので、試みは失敗し、第１の
スレッドは、時間１１７におけるブロック状態によって
明らかなように、ブロックされる。第２のスレッドは、
そのタイム・スライスの第１の部分の間に同期メカニズ
ムを利用し、時間１２３において同期メカニズムを解放
する。時間１２４において、第３のスレッドに、同期メ
カニズムの所有権が割り当てられ、時間１２３における
解放事象の結果として、ブロック解除される。このサイ
クルは、時間１２５、１２６、１２７、及び、１２８に
おけるそれぞれのスレッドによる同期メカニズムの解放
によって継続されることになり、同期メカニズムの再割
り当てが生じ、時間１２９、１３０、１３１、及び、１
３２における試行事象によって示された、同じスレッド
による同期メカニズムを引き続き再獲得しようとする試
みがなされ、さらに、同期メカニズムをもう一度獲得で
きるようになる前に、スレッドのスイッチングが生じ
る。
ライス１１１を受け取る。該タイム・スライスの間、第
１のスレッドは、同期メカニズム要求サービスを呼び出
し、さらに、同期メカニズム要求サービスが、同期メカ
ニズム獲得サービスを呼び出すことによって、同期メカ
ニズムを獲得しようとする試みに成功する。時間１１３
における獲得試行事象及び割り当て事象に注目された
い。第１のスレッドは、その後、間隔１１４における所
有状態の間、同期メカニズムを所有する。時間１１８に
おいて、第２のスレッドが、タイム・スライスを得て、
同様に、同期メカニズムを獲得しようと試みる。第２の
スレッドによる試みは、同期メカニズムが得られないの
で、すなわち、第１のスレッドによって所有されている
ので、失敗する。時間１１９及び１２０において、第３
及び第４のスレッドも、タイム・スライスを受け取る
と、同期メカニズムの獲得を試みる。同期メカニズムが
得られないので、第３及び第４のスレッドは、ブロック
される。第２、第３、及び、第４のスレッドがブロック
されるので、第１のスレッドは、次のタイム・スライス
を受け取る。時間１１５において、第１のスレッドが、
同期メカニズムを解放する。「Ｒ」ラベルを囲む円は、
第１の案にに基づき、解放によって、同期メカニズムが
すぐに再割り当てされることを示している。これは、時
間１２１における割り当て事象及びブロック解除事象に
よって表示されている。この時点において、第２のスレ
ッドが、時間１１８において同期メカニズムを獲得しよ
うとした試みに準じて、同期メカニズムの所有を開始す
る。第２のスレッドは、ブロック解除されるが、タイム
・スライスを受け取るまで、同期メカニズムを利用する
ことができない。第２のスレッドは、時間１２２におい
て、タイム・スライスを受け取り、この時点で、第１の
スレッドが、同期メカニズムの再獲得を試みる。同期メ
カニズムが利用可能でないので、試みは失敗し、第１の
スレッドは、時間１１７におけるブロック状態によって
明らかなように、ブロックされる。第２のスレッドは、
そのタイム・スライスの第１の部分の間に同期メカニズ
ムを利用し、時間１２３において同期メカニズムを解放
する。時間１２４において、第３のスレッドに、同期メ
カニズムの所有権が割り当てられ、時間１２３における
解放事象の結果として、ブロック解除される。このサイ
クルは、時間１２５、１２６、１２７、及び、１２８に
おけるそれぞれのスレッドによる同期メカニズムの解放
によって継続されることになり、同期メカニズムの再割
り当てが生じ、時間１２９、１３０、１３１、及び、１
３２における試行事象によって示された、同じスレッド
による同期メカニズムを引き続き再獲得しようとする試
みがなされ、さらに、同期メカニズムをもう一度獲得で
きるようになる前に、スレッドのスイッチングが生じ
る。
【０００９】第２の案では、同期メカニズムは、優先順
位が最も高い、ブロックされたスレッドをブロック解除
するが、スレッドがすぐに同期メカニズムを獲得できる
ようにはしない。ブロック解除されたスレッドは、その
次のタイム・スライスを受け取ると、同期メカニズムを
獲得しようとする試みを繰り返す。同期メカニズムが利
用可能な場合には、同期メカニズムは、ブロック解除さ
れたスレッドが同期メカニズムを獲得できるようにす
る。さらに、優先順位が最高のスレッドが２つ以上ある
場合には、オペレーティング・システムによるスレッド
の優先順位のランク付けによって、優先順位が最高のス
レッド間における選択にある程度のランダムさが付加さ
れる。ただし、この第２の案には、単一のスレッドによ
る同期メカニズムの独占が可能になるという欠点があ
る。図２は、新たに解放された同期メカニズムにおいて
ブロックされたスレッドのうち、どれが同期メカニズム
を獲得できるようにすべきかを判定するための第２の案
の欠点を例証したタイミング図である。タイミング図に
は、時間線２０１、２０２、２０３、及び、２０４が含
まれている。時間線は、それぞれが、同じ優先順位を有
する、第１、第２、第３、及び、第４のスレッドに、そ
れぞれ、対応している。読者の便宜のため、下記の表２
には、図２に示された主要事象が、時間順にリスト・ア
ップされている：
位が最も高い、ブロックされたスレッドをブロック解除
するが、スレッドがすぐに同期メカニズムを獲得できる
ようにはしない。ブロック解除されたスレッドは、その
次のタイム・スライスを受け取ると、同期メカニズムを
獲得しようとする試みを繰り返す。同期メカニズムが利
用可能な場合には、同期メカニズムは、ブロック解除さ
れたスレッドが同期メカニズムを獲得できるようにす
る。さらに、優先順位が最高のスレッドが２つ以上ある
場合には、オペレーティング・システムによるスレッド
の優先順位のランク付けによって、優先順位が最高のス
レッド間における選択にある程度のランダムさが付加さ
れる。ただし、この第２の案には、単一のスレッドによ
る同期メカニズムの独占が可能になるという欠点があ
る。図２は、新たに解放された同期メカニズムにおいて
ブロックされたスレッドのうち、どれが同期メカニズム
を獲得できるようにすべきかを判定するための第２の案
の欠点を例証したタイミング図である。タイミング図に
は、時間線２０１、２０２、２０３、及び、２０４が含
まれている。時間線は、それぞれが、同じ優先順位を有
する、第１、第２、第３、及び、第４のスレッドに、そ
れぞれ、対応している。読者の便宜のため、下記の表２
には、図２に示された主要事象が、時間順にリスト・ア
ップされている：
【００１０】
【表２】 時間 スレッド 事象 ２０５ １ 獲得を試みる；獲得が許可される ２０７ ２ 獲得を試みる；ブロックされる ２０８ ３ 獲得を試みる；ブロックされる ２０９ ４ 獲得を試みる；ブロックされる ２１６ １ 解放する ２１７ １ 再獲得を試みる；再獲得が許可される ２１８ １ 解放する ２１３ １ 再獲得を試みる；再獲得が許可される ２１５ ２ 獲得を試みる；ブロックされる ２１９ １ 解放する ２２０ １ 再獲得を試みる；再獲得が許可される ２２１ １ 解放する ２２２ １ 再獲得を試みる；再獲得が許可される ２２３ ２ 獲得を試みる；ブロックされる ２２４ １ 解放する 第１のスレッドが、第１のタイム・スライスを受け取
る。時間２０５において、第１のスレッドが、同期メカ
ニズムを獲得しようとする試みに成功を納める。第１の
スレッドは、時間間隔２０６の間、同期メカニズムを所
有する。第１のスレッドのタイム・スライスが、終了す
ると、第２、第３、及び、第４のスレッドが、それぞ
れ、タイム・スライスを受け取り、それぞれ、時間２０
７、２０８、及び、２０９の試行事象を、かつ、同期メ
カニズムを獲得しようと試みる。同期メカニズムは、第
１のスレッドによって所有されており、利用できないの
で、同期メカニズムを獲得しようとするこれら３つの試
みは、失敗に終わり、それぞれ、時間間隔２１０、２１
１、及び、２１２のブロック状態によって示されるよう
に、第２、第３、及び、第４のスレッドがブロックされ
る。第２、第３、及び、第４のスレッドがブロックされ
た後、第１のスレッドが、次のタイム・スライスを受け
取る。第１のスレッドは、同期メカニズムを解放し、数
回にわたって、同期メカニズムを獲得しようとする試み
に成功する。時間２１６及び２１８における解放事象、
及び、時間２１７及び２１３における獲得試行事象に注
目されたい。図２における解放事象のラベル「Ｒ」を囲
む矩形は、第２の案に基づいて、ブロックされたスレッ
ドが、解放時にブロック解除されるが、同期メカニズム
の獲得が許可されないことを示している。このタイム・
スライスが終了する前に、第１のスレッドは、時間２１
３において、同期メカニズムを獲得する試みに成功す
る。第１のスレッドのタイム・スライスが終了して、第
２のスレッドがタイム・スライスを受け取った時点にお
いて、第１のスレッドは、時間間隔２１４の所有状態で
示すように、まだ、同期メカニズムを所有している。従
って、第２のスレッドが、時間２１５において、同期メ
カニズムの獲得を試みる場合、その試みは失敗する。第
２のスレッドは、ブロックされ、第２、第３、及び、第
４のスレッドの全てが、再び、ブロックされるので、第
１のスレッドは、次のタイム・スライスを受け取る。第
１のスレッドは、再び、同期メカニズムを解放し、その
タイム・スライスの間に、その再獲得を試み、そのタイ
ム・スライスの終了時に、同期メカニズムを所有するこ
とに成功する。時間２１９及び２２１における解放事
象、及び、時間２２０及び２２２における獲得試行事象
に注目されたい。このサイクルは、第２のスレッドが、
常に、同期メカニズムを獲得しようとする試みに失敗
し、第３及び第４のスレッドには、決して、同期メカニ
ズムの獲得を試みる他のチャンスが得られない場合に、
継続される。全体としての結果は、第１のスレッドによ
る同期メカニズムの完全な独占である。
る。時間２０５において、第１のスレッドが、同期メカ
ニズムを獲得しようとする試みに成功を納める。第１の
スレッドは、時間間隔２０６の間、同期メカニズムを所
有する。第１のスレッドのタイム・スライスが、終了す
ると、第２、第３、及び、第４のスレッドが、それぞ
れ、タイム・スライスを受け取り、それぞれ、時間２０
７、２０８、及び、２０９の試行事象を、かつ、同期メ
カニズムを獲得しようと試みる。同期メカニズムは、第
１のスレッドによって所有されており、利用できないの
で、同期メカニズムを獲得しようとするこれら３つの試
みは、失敗に終わり、それぞれ、時間間隔２１０、２１
１、及び、２１２のブロック状態によって示されるよう
に、第２、第３、及び、第４のスレッドがブロックされ
る。第２、第３、及び、第４のスレッドがブロックされ
た後、第１のスレッドが、次のタイム・スライスを受け
取る。第１のスレッドは、同期メカニズムを解放し、数
回にわたって、同期メカニズムを獲得しようとする試み
に成功する。時間２１６及び２１８における解放事象、
及び、時間２１７及び２１３における獲得試行事象に注
目されたい。図２における解放事象のラベル「Ｒ」を囲
む矩形は、第２の案に基づいて、ブロックされたスレッ
ドが、解放時にブロック解除されるが、同期メカニズム
の獲得が許可されないことを示している。このタイム・
スライスが終了する前に、第１のスレッドは、時間２１
３において、同期メカニズムを獲得する試みに成功す
る。第１のスレッドのタイム・スライスが終了して、第
２のスレッドがタイム・スライスを受け取った時点にお
いて、第１のスレッドは、時間間隔２１４の所有状態で
示すように、まだ、同期メカニズムを所有している。従
って、第２のスレッドが、時間２１５において、同期メ
カニズムの獲得を試みる場合、その試みは失敗する。第
２のスレッドは、ブロックされ、第２、第３、及び、第
４のスレッドの全てが、再び、ブロックされるので、第
１のスレッドは、次のタイム・スライスを受け取る。第
１のスレッドは、再び、同期メカニズムを解放し、その
タイム・スライスの間に、その再獲得を試み、そのタイ
ム・スライスの終了時に、同期メカニズムを所有するこ
とに成功する。時間２１９及び２２１における解放事
象、及び、時間２２０及び２２２における獲得試行事象
に注目されたい。このサイクルは、第２のスレッドが、
常に、同期メカニズムを獲得しようとする試みに失敗
し、第３及び第４のスレッドには、決して、同期メカニ
ズムの獲得を試みる他のチャンスが得られない場合に、
継続される。全体としての結果は、第１のスレッドによ
る同期メカニズムの完全な独占である。
【００１１】以上の説明から明らかなように、解放され
た同期メカニズムの所有権を移行するための既存の案
は、非効率的であるか、あるいは、不公正である。
た同期メカニズムの所有権を移行するための既存の案
は、非効率的であるか、あるいは、不公正である。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、同期
メカニズムの所有権を管理するための、コンピュータ・
システムにおける方法及びシステムを提供することにあ
る。本発明のもう１つの目的は、同期メカニズムの所有
権を割り当てるための、コンピュータ・システムにおけ
る方法及びシステムを提供することにある。本発明のさ
らにもう１つの目的は、以前の所有スレッドによって、
以前に獲得され、解放された同期メカニズムの所有権を
再割り当てすべきか否かを決定するための、コンピュー
タ・システムにおける方法及びシステムを提供すること
にある。本発明のさらにもう１つの目的は、要求スレッ
ドが、次に、資源利用を要求する前に、資源利用を要求
している選択された要求スレッドによる資源の利用を許
可すべきか否かを決定するための、コンピュータ・シス
テムにおける方法及びシステムを提供することにある。
メカニズムの所有権を管理するための、コンピュータ・
システムにおける方法及びシステムを提供することにあ
る。本発明のもう１つの目的は、同期メカニズムの所有
権を割り当てるための、コンピュータ・システムにおけ
る方法及びシステムを提供することにある。本発明のさ
らにもう１つの目的は、以前の所有スレッドによって、
以前に獲得され、解放された同期メカニズムの所有権を
再割り当てすべきか否かを決定するための、コンピュー
タ・システムにおける方法及びシステムを提供すること
にある。本発明のさらにもう１つの目的は、要求スレッ
ドが、次に、資源利用を要求する前に、資源利用を要求
している選択された要求スレッドによる資源の利用を許
可すべきか否かを決定するための、コンピュータ・シス
テムにおける方法及びシステムを提供することにある。
【００１３】
【課題を解決するための手段】以下で、本発明のさらに
詳細な説明を展開するにつれて明らかになるように、こ
れらの目的及びその他の目的は、同期メカニズムの所有
権を管理するための方法及びシステムによって実現され
る。望ましい実施例の場合、同期メカニズムが利用可能
になると、スレッドのようないくつかのエンティティ
が、同期メカニズムの獲得を試みる。各エンティティ
は、エンティティによる同期メカニズム獲得の試みの相
対的緊急性を示す優先順位標識を備えている。該方法及
びシステムでは、まず、同期メカニズムを獲得しようと
する試みの緊急性が最も高いことを示す優先順位標識を
有する、同期メカニズムの獲得を試みるエンティティの
１つを識別する。該方法及びシステムでは、選択された
先行時間期間の間に、同期メカニズムを獲得しようと試
みたエンティティの有無を確認する。選択された時間期
間の間に、同期メカニズムを獲得しようと試みたエンテ
ィティがあれば、該方法及びシステムでは、同期メカニ
ズムの所有権を識別されたエンティティに割り当てる。
選択された時間期間の間に、同期メカニズムを獲得しよ
うと試みたエンティティがなければ、該方法及びシステ
ムでは、同期メカニズムの所有権の割り当てをもっと後
まで据え置く。
詳細な説明を展開するにつれて明らかになるように、こ
れらの目的及びその他の目的は、同期メカニズムの所有
権を管理するための方法及びシステムによって実現され
る。望ましい実施例の場合、同期メカニズムが利用可能
になると、スレッドのようないくつかのエンティティ
が、同期メカニズムの獲得を試みる。各エンティティ
は、エンティティによる同期メカニズム獲得の試みの相
対的緊急性を示す優先順位標識を備えている。該方法及
びシステムでは、まず、同期メカニズムを獲得しようと
する試みの緊急性が最も高いことを示す優先順位標識を
有する、同期メカニズムの獲得を試みるエンティティの
１つを識別する。該方法及びシステムでは、選択された
先行時間期間の間に、同期メカニズムを獲得しようと試
みたエンティティの有無を確認する。選択された時間期
間の間に、同期メカニズムを獲得しようと試みたエンテ
ィティがあれば、該方法及びシステムでは、同期メカニ
ズムの所有権を識別されたエンティティに割り当てる。
選択された時間期間の間に、同期メカニズムを獲得しよ
うと試みたエンティティがなければ、該方法及びシステ
ムでは、同期メカニズムの所有権の割り当てをもっと後
まで据え置く。
【００１４】
【実施例】本発明の望ましい実施例によれば、解放され
た同期メカニズムの所有権を移行するための、効率的
で、公正な方法及びシステムが得られる。望ましい実施
例の場合、スレッドが同期メカニズムを解放すると、そ
の解放時に同期メカニズムにおいてブロックされている
スレッドがあれば、同期メカニズムの所有権を管理する
ソフトウェア機能（機能）によって、優先順位が最も高
い、ブロックされたスレッドのブロック解除が行われ
る。この機能は、さらに、同期メカニズムが最後に獲得
されて以来、同期メカニズムにおいてブロックされたス
レッドがあるか否かの確認を行う。あれば、解放スレッ
ドよりも優先順位が高いスレッドが、同期メカニズムの
獲得を試みたか、あるいは、オペレーティング・システ
ムが、解放スレッドと同じ優先順位のスレッドにタイム
・スライスを与えたことになる。こうした場合、該機能
は、ブロック解除されたスレッドが、直ちに、同期メカ
ニズムを獲得できるようにする。これによって、同期メ
カニズムの獲得を試みた、解放スレッドよりも優先順の
高いスレッド、または、タイム・スライスを受け取っ
た、解放スレッドと同じ優先順位のスレッドが、直ち
に、同期メカニズムを獲得できるようになる。別様であ
れば、該機能は、スレッドが、すぐには、同期メカニズ
ムを獲得できないようにする。この結果、解放スレッド
は、そのタイム・スライスが継続する間、同期メカニズ
ムを再獲得することが可能になり、タイム・スライスを
受け取り、同期メカニズムの獲得を試みる次のスレッド
も、そうすることが可能になる。
た同期メカニズムの所有権を移行するための、効率的
で、公正な方法及びシステムが得られる。望ましい実施
例の場合、スレッドが同期メカニズムを解放すると、そ
の解放時に同期メカニズムにおいてブロックされている
スレッドがあれば、同期メカニズムの所有権を管理する
ソフトウェア機能（機能）によって、優先順位が最も高
い、ブロックされたスレッドのブロック解除が行われ
る。この機能は、さらに、同期メカニズムが最後に獲得
されて以来、同期メカニズムにおいてブロックされたス
レッドがあるか否かの確認を行う。あれば、解放スレッ
ドよりも優先順位が高いスレッドが、同期メカニズムの
獲得を試みたか、あるいは、オペレーティング・システ
ムが、解放スレッドと同じ優先順位のスレッドにタイム
・スライスを与えたことになる。こうした場合、該機能
は、ブロック解除されたスレッドが、直ちに、同期メカ
ニズムを獲得できるようにする。これによって、同期メ
カニズムの獲得を試みた、解放スレッドよりも優先順の
高いスレッド、または、タイム・スライスを受け取っ
た、解放スレッドと同じ優先順位のスレッドが、直ち
に、同期メカニズムを獲得できるようになる。別様であ
れば、該機能は、スレッドが、すぐには、同期メカニズ
ムを獲得できないようにする。この結果、解放スレッド
は、そのタイム・スライスが継続する間、同期メカニズ
ムを再獲得することが可能になり、タイム・スライスを
受け取り、同期メカニズムの獲得を試みる次のスレッド
も、そうすることが可能になる。
【００１５】図３は、該機能が働く、汎用コンピュータ
・システムを例示した高レベルのブロック図である。コ
ンピュータ・システム３００には、中央演算処理装置
（ＣＰＵ）３０１、コンピュータ・メモリ（メモリ）３
０２、及び、入力／出力装置３０３が含まれている。機
能３０４は、メモリ３０２に納められており、ＣＰＵ３
０１で実行される。メモリ３０２には、他のプログラム
３０６、３０７、及び、３０８も記憶されており、同様
に、それぞれ、プログラム３０６、３０７、及び、３０
８の１つにおいて実行されるタスクに関する管理タスク
情報を保持する、管理タスク情報ブロック３０９、３１
０、及び、３１１も記憶されている。メモリ３０２に
は、オペレーティング・システム３１２も記憶されてい
る。入力／出力装置には、ハード・ディスク・ドライブ
のような記憶装置３０５が含まれている。同期メカニズ
ムによって保護されている資源を利用する必要のあるス
レッドは、まず、同期メカニズムを獲得しようと試み
る。同期メカニズムに、少なくとも、セマフォ、相互排
除メカニズム（ｍｕｔｅｘ）、及び、クリティカルなコ
ード・セクション（クリティカル・セクション）が含ま
れているのは、明らかである。同期メカニズムは、記憶
装置、ネットワーク・アダプタ、直列通信アダプタ、表
示装置、コードの感知可能セクション、メモリの感知可
能領域といった資源、及び、制限された数のスレッドに
よってしか、同時に利用することができない他の資源を
保護することができる。同期メカニズムによって保護さ
れた資源を同時に利用することが可能な、制限された数
のスレッドは、同期メカニズムに関する最大数のスレッ
ドと呼ばれ、保護を受ける資源を保護する特定の同期メ
カニズムの特徴である。
・システムを例示した高レベルのブロック図である。コ
ンピュータ・システム３００には、中央演算処理装置
（ＣＰＵ）３０１、コンピュータ・メモリ（メモリ）３
０２、及び、入力／出力装置３０３が含まれている。機
能３０４は、メモリ３０２に納められており、ＣＰＵ３
０１で実行される。メモリ３０２には、他のプログラム
３０６、３０７、及び、３０８も記憶されており、同様
に、それぞれ、プログラム３０６、３０７、及び、３０
８の１つにおいて実行されるタスクに関する管理タスク
情報を保持する、管理タスク情報ブロック３０９、３１
０、及び、３１１も記憶されている。メモリ３０２に
は、オペレーティング・システム３１２も記憶されてい
る。入力／出力装置には、ハード・ディスク・ドライブ
のような記憶装置３０５が含まれている。同期メカニズ
ムによって保護されている資源を利用する必要のあるス
レッドは、まず、同期メカニズムを獲得しようと試み
る。同期メカニズムに、少なくとも、セマフォ、相互排
除メカニズム（ｍｕｔｅｘ）、及び、クリティカルなコ
ード・セクション（クリティカル・セクション）が含ま
れているのは、明らかである。同期メカニズムは、記憶
装置、ネットワーク・アダプタ、直列通信アダプタ、表
示装置、コードの感知可能セクション、メモリの感知可
能領域といった資源、及び、制限された数のスレッドに
よってしか、同時に利用することができない他の資源を
保護することができる。同期メカニズムによって保護さ
れた資源を同時に利用することが可能な、制限された数
のスレッドは、同期メカニズムに関する最大数のスレッ
ドと呼ばれ、保護を受ける資源を保護する特定の同期メ
カニズムの特徴である。
【００１６】同期メカニズムを獲得しようと試みるた
め、スレッドが実行中のプログラムが、オペレーティン
グ・システムの同期メカニズム要求サービスを呼び出
し、次に、この同期メカニズム要求サービスが、オペレ
ーティング・システムの同期メカニズム獲得サービスを
呼び出す。既に資源を利用しているスレッドが、最大数
より少ない場合、同期メカニズムは、同期メカニズムを
獲得しようと試みるスレッドが同期メカニズムを獲得で
きるようにする。同期メカニズムの獲得を試みるスレッ
ドが同期メカニズムを獲得できるようにするため、オペ
レーティング・システムの同期メカニズム獲得サービス
が、オペレーティング・システムの同期メカニズム要求
サービスに成功戻りコードを戻し、同期メカニズム要求
サービスが、スレッドが実行中のプログラムに成功戻り
呼び出しを戻す。戻りコードが、成功戻りコードの場
合、プログラムは、同期メカニズムによって保護されて
いる資源を利用するステップに移行する。既に資源を利
用しているスレッドが最大数である場合には、同期メカ
ニズムは、同期メカニズムの獲得を試みるスレッドが同
期メカニズムを獲得できないようにする。それどころ
か、同期メカニズムは、同期メカニズムの獲得を試みる
スレッドが同期メカニズムにおいて「ブロック」される
ようにする。同期メカニズムを獲得することを試みるス
レッドを同期メカニズムでブロックさせることは、スレ
ッドがブロックされることを示すブロック・フラグをセ
ットすべく識別されたスレッドについて記憶された管理
情報を変更する同期メカニズムを獲得するためのオペレ
ーティング・システムサービスを含む。同期メカニズム
を獲得することを試みるスレッドを同期メカニズムでブ
ロックさせることは、また、同期メカニズムでブロック
されるスレッドのリストに識別されたスレッドを追加す
ることを含む。同期メカニズムにおいてブロックされた
スレッドは、同期メカニズムによってブロック解除され
るまで、実行を再開することができない。これは、オペ
レーティング・システムが、「ブロックされた」スレッ
ドがタイム・スライスを受け取ることができないように
することによって実施される。これによって、ブロック
されたスレッドが、プログラムにおける資源を利用する
コードの実行に取りかかるのが阻止される。オペレーテ
ィング・システムの同期メカニズム獲得サービスからの
戻りコードが、失敗戻りコードの場合、プログラムは、
同期メカニズムによって保護されている資源を利用する
ステップに移行しない。それどころか、オペレーティン
グ・システムの同期メカニズム要求サービスは、同期メ
カニズムを獲得しようとする別の試みにおいて、再び、
オペレーティング・システムの同期メカニズム獲得サー
ビスを呼び出すことになる。
め、スレッドが実行中のプログラムが、オペレーティン
グ・システムの同期メカニズム要求サービスを呼び出
し、次に、この同期メカニズム要求サービスが、オペレ
ーティング・システムの同期メカニズム獲得サービスを
呼び出す。既に資源を利用しているスレッドが、最大数
より少ない場合、同期メカニズムは、同期メカニズムを
獲得しようと試みるスレッドが同期メカニズムを獲得で
きるようにする。同期メカニズムの獲得を試みるスレッ
ドが同期メカニズムを獲得できるようにするため、オペ
レーティング・システムの同期メカニズム獲得サービス
が、オペレーティング・システムの同期メカニズム要求
サービスに成功戻りコードを戻し、同期メカニズム要求
サービスが、スレッドが実行中のプログラムに成功戻り
呼び出しを戻す。戻りコードが、成功戻りコードの場
合、プログラムは、同期メカニズムによって保護されて
いる資源を利用するステップに移行する。既に資源を利
用しているスレッドが最大数である場合には、同期メカ
ニズムは、同期メカニズムの獲得を試みるスレッドが同
期メカニズムを獲得できないようにする。それどころ
か、同期メカニズムは、同期メカニズムの獲得を試みる
スレッドが同期メカニズムにおいて「ブロック」される
ようにする。同期メカニズムを獲得することを試みるス
レッドを同期メカニズムでブロックさせることは、スレ
ッドがブロックされることを示すブロック・フラグをセ
ットすべく識別されたスレッドについて記憶された管理
情報を変更する同期メカニズムを獲得するためのオペレ
ーティング・システムサービスを含む。同期メカニズム
を獲得することを試みるスレッドを同期メカニズムでブ
ロックさせることは、また、同期メカニズムでブロック
されるスレッドのリストに識別されたスレッドを追加す
ることを含む。同期メカニズムにおいてブロックされた
スレッドは、同期メカニズムによってブロック解除され
るまで、実行を再開することができない。これは、オペ
レーティング・システムが、「ブロックされた」スレッ
ドがタイム・スライスを受け取ることができないように
することによって実施される。これによって、ブロック
されたスレッドが、プログラムにおける資源を利用する
コードの実行に取りかかるのが阻止される。オペレーテ
ィング・システムの同期メカニズム獲得サービスからの
戻りコードが、失敗戻りコードの場合、プログラムは、
同期メカニズムによって保護されている資源を利用する
ステップに移行しない。それどころか、オペレーティン
グ・システムの同期メカニズム要求サービスは、同期メ
カニズムを獲得しようとする別の試みにおいて、再び、
オペレーティング・システムの同期メカニズム獲得サー
ビスを呼び出すことになる。
【００１７】図４には、同期メカニズムが解放される
と、機能３０４によって実施されるステップを示す流れ
図である。図４に示すステップは、同期メカニズムの解
放時に、１つ以上のスレッドが同期メカニズムにおいて
ブロックされている場合に限って実行される。同期メカ
ニズムの解放時に、同期メカニズムにおいてブロックさ
れているスレッドがゼロの場合、同期メカニズムは、慣
用の同期メカニズムと同様の働きをする。ステップ４０
１において、機能３０４は、優先順位が最も高い、ブロ
ックされたスレッドを識別する。ステップ４０１におい
て、ブロックされたスレッドがなければ、これらのステ
ップは終了する（不図示）。ステップ４０１において、
ブロックされたスレッドの１つ以上が、最高の優先順位
を有している場合、機能３０４は、そのスレッドの１つ
を任意に選択する。ステップ４０２において、機能３０
４は、識別されたスレッドをブロック解除する。これに
伴って、オペレーティング・システムが呼び出され、識
別されたスレッドに関して記憶されている管理情報に修
正を加えて、ブロック・フラグがクリアされる。このス
テップには、さらに、同期メカニズムにおいてブロック
されているスレッドのリストから識別されたスレッドを
除去するステップが含まれている。ステップ４０３にお
いて、同期メカニズムが獲得された最後の時点以来、同
期装置においてブロックされているスレッドがあれば、
機能３０４は、ステップ４０４から続行され、さもなけ
れば、どのスレッドも同期メカニズムを獲得できないよ
うにして、これらのステップが終了する。機能３０４
は、スレッドが同期メカニズムにおいてブロックされる
毎にセットされ、同期メカニズムが解放される毎にクリ
アされる、新たなブロック・オン・フラグをチェックす
ることによって、ステップ４０３における確認が行われ
る。ステップ４０４において、機能３０４は、識別され
たスレッドによる同期メカニズムの獲得を可能にする。
ステップ４０４には、同期メカニズムの所有者としての
スレッドの記憶が伴う。このステップには、オペレーテ
ィング・システムの同期メカニズム獲得サービスから戻
ると、オペレーティング・システムの同期メカニズム要
求サービスに成功を戻すことが含まれる。次に、オペレ
ーティング・システムの同期メカニズム要求サービス
は、オペレーティング・システムの同期メカニズム獲得
サービスに成功を戻す。これらのステップが、こうし
て、終了する。
と、機能３０４によって実施されるステップを示す流れ
図である。図４に示すステップは、同期メカニズムの解
放時に、１つ以上のスレッドが同期メカニズムにおいて
ブロックされている場合に限って実行される。同期メカ
ニズムの解放時に、同期メカニズムにおいてブロックさ
れているスレッドがゼロの場合、同期メカニズムは、慣
用の同期メカニズムと同様の働きをする。ステップ４０
１において、機能３０４は、優先順位が最も高い、ブロ
ックされたスレッドを識別する。ステップ４０１におい
て、ブロックされたスレッドがなければ、これらのステ
ップは終了する（不図示）。ステップ４０１において、
ブロックされたスレッドの１つ以上が、最高の優先順位
を有している場合、機能３０４は、そのスレッドの１つ
を任意に選択する。ステップ４０２において、機能３０
４は、識別されたスレッドをブロック解除する。これに
伴って、オペレーティング・システムが呼び出され、識
別されたスレッドに関して記憶されている管理情報に修
正を加えて、ブロック・フラグがクリアされる。このス
テップには、さらに、同期メカニズムにおいてブロック
されているスレッドのリストから識別されたスレッドを
除去するステップが含まれている。ステップ４０３にお
いて、同期メカニズムが獲得された最後の時点以来、同
期装置においてブロックされているスレッドがあれば、
機能３０４は、ステップ４０４から続行され、さもなけ
れば、どのスレッドも同期メカニズムを獲得できないよ
うにして、これらのステップが終了する。機能３０４
は、スレッドが同期メカニズムにおいてブロックされる
毎にセットされ、同期メカニズムが解放される毎にクリ
アされる、新たなブロック・オン・フラグをチェックす
ることによって、ステップ４０３における確認が行われ
る。ステップ４０４において、機能３０４は、識別され
たスレッドによる同期メカニズムの獲得を可能にする。
ステップ４０４には、同期メカニズムの所有者としての
スレッドの記憶が伴う。このステップには、オペレーテ
ィング・システムの同期メカニズム獲得サービスから戻
ると、オペレーティング・システムの同期メカニズム要
求サービスに成功を戻すことが含まれる。次に、オペレ
ーティング・システムの同期メカニズム要求サービス
は、オペレーティング・システムの同期メカニズム獲得
サービスに成功を戻す。これらのステップが、こうし
て、終了する。
【００１８】図５は、機能３０４の利点を例示したタイ
ミング図である。このタイミング図には、それぞれ、第
１、第２、第３、及び、第４のスレッドのアクテビティ
に対応する、時間線５０１、５０２、５０３、及び、５
０４が含まれている。４つのスレッドは、全て、優先順
位が同じである。読者の便宜のため、下記の表３には、
図５に示された主たる事象が、時間順にリスト・アップ
されている。
ミング図である。このタイミング図には、それぞれ、第
１、第２、第３、及び、第４のスレッドのアクテビティ
に対応する、時間線５０１、５０２、５０３、及び、５
０４が含まれている。４つのスレッドは、全て、優先順
位が同じである。読者の便宜のため、下記の表３には、
図５に示された主たる事象が、時間順にリスト・アップ
されている。
【００１９】
【表３】時間 スレッド 事象 ５０５ １ 獲得を試みる；獲得が許可される ５０６ ２ 獲得を試みる；ブロックされる ５１２ ３ 獲得を試みる；ブロックされる ５１３ ４ 獲得を試みる；ブロックされる ５０７ １ 解放する ５０８ ２ ブロック解除される；所有権を割り当てる ５０９ ２ 解放する ５１０ ３ ブロック解除する ５１１ ２ 再獲得を試みる；再獲得が許可される 第１のスレッドが、第１のタイム・スライスを受け取
り、時間５０５において、同期メカニズムを獲得する試
みに成功する。その後、同期メカニズムは、第１のスレ
ッドによって所有される。第２のスレッドが、次のタイ
ム・スライスを得るが、その間に時間５０６において、
同期メカニズムを獲得する試みは不成功に終わる。その
後、第２のスレッドは、時間５０６と５０８との間の
「Ｂ」ラベルによってブロックされる。時間５０６にお
ける事象を獲得するための試行のラベル「Ａｔ」に続く
アスタリスクによって示すように、この獲得の試みによ
って、機能は、新たなブロック・フラグをセットする。
引き続き、第３及び第４のスレッドが、タイム・スライ
スを受け取り、それぞれ、時間５１２及び５１３におい
て、同期メカニズムを獲得する試みに失敗し、従って、
この後、ブロックされる。第２、第３、及び、第４のス
レッドがブロックされるので、第１のスレッドは、次の
タイム・スライスを受け取る。時間５０７において、第
１のスレッドが同期メカニズムを解放する。機能は、ス
テップ４０３において、新たなブロック・アンフラグが
セットされているか否かをチェックする。それは、第２
のスレッドが、同期メカニズムを獲得しようと試みた時
点５０６以降、同期メカニズムを獲得したスレッドがな
いためである。時間５０７における解放事象のラベル
「Ｒ」を囲む円は、解放時に、機能が、第２のスレッド
をブロック解除し、時間５０８において、第２のスレッ
ドに同期メカニズムを割り当てることを示している。第
２のスレッドは、この後、同期メカニズムを所有し、次
のタイム・スライスを受け取りしだい、それを利用する
ことが可能になる。以上において、第１のスレッドは、
その連続した２つ以上のタイム・スライスにわたって、
同期メカニズムの独占を阻止されたことになる。
り、時間５０５において、同期メカニズムを獲得する試
みに成功する。その後、同期メカニズムは、第１のスレ
ッドによって所有される。第２のスレッドが、次のタイ
ム・スライスを得るが、その間に時間５０６において、
同期メカニズムを獲得する試みは不成功に終わる。その
後、第２のスレッドは、時間５０６と５０８との間の
「Ｂ」ラベルによってブロックされる。時間５０６にお
ける事象を獲得するための試行のラベル「Ａｔ」に続く
アスタリスクによって示すように、この獲得の試みによ
って、機能は、新たなブロック・フラグをセットする。
引き続き、第３及び第４のスレッドが、タイム・スライ
スを受け取り、それぞれ、時間５１２及び５１３におい
て、同期メカニズムを獲得する試みに失敗し、従って、
この後、ブロックされる。第２、第３、及び、第４のス
レッドがブロックされるので、第１のスレッドは、次の
タイム・スライスを受け取る。時間５０７において、第
１のスレッドが同期メカニズムを解放する。機能は、ス
テップ４０３において、新たなブロック・アンフラグが
セットされているか否かをチェックする。それは、第２
のスレッドが、同期メカニズムを獲得しようと試みた時
点５０６以降、同期メカニズムを獲得したスレッドがな
いためである。時間５０７における解放事象のラベル
「Ｒ」を囲む円は、解放時に、機能が、第２のスレッド
をブロック解除し、時間５０８において、第２のスレッ
ドに同期メカニズムを割り当てることを示している。第
２のスレッドは、この後、同期メカニズムを所有し、次
のタイム・スライスを受け取りしだい、それを利用する
ことが可能になる。以上において、第１のスレッドは、
その連続した２つ以上のタイム・スライスにわたって、
同期メカニズムの独占を阻止されたことになる。
【００２０】そのタイム・スライスの間の時間５０９に
おいて、第２のスレッドが同期メカニズムを解放する。
時間５０９における解放事象のラベル「Ｒ」を囲む矩形
によって示されているように、新たなブロック・オン・
フラグは、セットされておらず、従って、第３のスレッ
ドが、時間５１０においてブロック解除されるが、同期
メカニズムの再割り当ては行われない。この結果、第２
のスレッドが、同じタイム・スライスのもっと後にな
る、時間５１１において、同期メカニズムを再獲得する
試みに成功することが可能になる。以上において、所有
スレッドが所有権を有している間に、他のスレッドが同
期メカニズムの獲得を試みていなければ、同じタイム・
スライスの間において、同じスレッドが引き続き行う同
期メカニズム獲得の試みによって、不経済なスレッドの
スイッチが生じることはない。
おいて、第２のスレッドが同期メカニズムを解放する。
時間５０９における解放事象のラベル「Ｒ」を囲む矩形
によって示されているように、新たなブロック・オン・
フラグは、セットされておらず、従って、第３のスレッ
ドが、時間５１０においてブロック解除されるが、同期
メカニズムの再割り当ては行われない。この結果、第２
のスレッドが、同じタイム・スライスのもっと後にな
る、時間５１１において、同期メカニズムを再獲得する
試みに成功することが可能になる。以上において、所有
スレッドが所有権を有している間に、他のスレッドが同
期メカニズムの獲得を試みていなければ、同じタイム・
スライスの間において、同じスレッドが引き続き行う同
期メカニズム獲得の試みによって、不経済なスレッドの
スイッチが生じることはない。
【図１】新たに解放された同期メカニズムにおいてブロ
ックされているスレッドのうち、どれが同期メカニズム
を獲得できるようにすべきかを判定するための、第１の
従来案に関する欠点を例証するタイミング図である。
ックされているスレッドのうち、どれが同期メカニズム
を獲得できるようにすべきかを判定するための、第１の
従来案に関する欠点を例証するタイミング図である。
【図２】新たに解放された同期メカニズムにおいてブロ
ックされているスレッドのうち、どれが同期メカニズム
を獲得できるようにすべきかを判定するための、第２の
従来案に関する欠点を例証するタイミング図である。
ックされているスレッドのうち、どれが同期メカニズム
を獲得できるようにすべきかを判定するための、第２の
従来案に関する欠点を例証するタイミング図である。
【図３】望ましい実施例を構成する機能が働く汎用コン
ピュータ・システムを例示した、高レベルのブロック図
である。
ピュータ・システムを例示した、高レベルのブロック図
である。
【図４】同期メカニズムが解放されると、機能３０４に
よって実施されるステップを示す流れ図である。
よって実施されるステップを示す流れ図である。
【図５】機能３０４の働きを例示したタイミング図であ
る。
る。
３００ コンピュータ・システム ３０１ ＣＰＵ ３０２ コンピュータ・メモリ ３０３ 入力／出力装置 ３０４ 機能 ３０５ 記憶装置
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭62−42240（ＪＰ，Ａ) Ｒａｙ Ｄｕｎｃａｎ著，佐藤和彦監 修，福崎俊博訳，プログラミングＯＳ ／２ Ｉ カーネルプログラミング編, 株式会社アスキー，1990年４月11日，初 版，ｐ．277−282 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 9/46 - 9/54
Claims (6)
- 【請求項１】 相対的な緊急度を示す優先順位標識をそ
れぞれ有している複数のエンティティと、該エンティテ
ィによって獲得されかつ解放されることにより、前記複
数のエンティティによる資源の利用を同期する同期メカ
ニズムからなるコンピュータ・システムにおける、前記
同期メカニズムの所有権を管理するための方法であっ
て、 前記同期メカニズムを所有していた第１のエンティティ
による前記同期メカニズムの解放に応じて、前記同期メ
カニズムの所有権を獲得する試みがブロックされている
エンティティから前記優先順位標識に基づいて第２のエ
ンティティを選択する段階と、 前記第２のエンティティのブロックを解除する段階と、 前記第１のエンティティが前記同期メカニズムを最後に
獲得した時点から解放する時点までの期間中に該同期メ
カニズムにおいてブロックされたエンティティが、少な
くとも一つ、存在するかどうかを確認する段階と、 前記確認する段階にて、前記期間中に、少なくとも一
つ、ブロックされたエンティティが存在することが確認
された場合に、前記第２のエンティティに前記同期メカ
ニズムの所有権を割り当てる段階と、 前記確認する段階にて、前記期間中に、新たにブロック
されたエンティティが存在しないことが確認された場合
に、前記同期メカニズムの割り当てを据え置く段階と を具備することを特徴とする方法。 - 【請求項２】 前記第１のエンティティによる前記同期
メカニズムの解放時に前記同期メカニズムの割り当てを
据え置いたときには、前記同期メカニズムの解放時と同
じタイム・スライスにおいて前記第１のエンティティが
行う前記同期メカニズムの獲得の試みに対して、前記同
期メカニズムの割り当てを行う段階を更に具備すること
を特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】 請求項１に記載の方法において、さら
に、 エンティティが前記同期メカニズムにブロックされる毎
にフラグをセットする段階と、 前記同期メカニズムが解放される毎に前記フラグをクリ
アする段階とを具備し、 前記ブロックされたエンティティが、少なくとも一つ、
存在するかどうかを確認する段階は、前記フラグがセッ
トされているか否かを確認するものであることを特徴と
する方法。 - 【請求項４】 前記エンティティは、スレッドであるこ
とを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項５】 複数の前記スレッドにタイム・スライス
を割り当てることを更に含み、各スレッドは、それに割
り当てられたタイム・スライス中に前記同期メカニズム
の所有権を要求しうるか又は解放しうることを特徴とす
る請求項４に記載の方法。 - 【請求項６】 前記同期メカニズムは、セマフォである
ことを特徴とする、請求項１に記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/176,132 US5586318A (en) | 1993-12-23 | 1993-12-23 | Method and system for managing ownership of a released synchronization mechanism |
| US08/176132 | 1993-12-23 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07200323A JPH07200323A (ja) | 1995-08-04 |
| JP3318455B2 true JP3318455B2 (ja) | 2002-08-26 |
Family
ID=22643112
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP31812694A Expired - Lifetime JP3318455B2 (ja) | 1993-12-23 | 1994-12-21 | 解放された同期メカニズムの所有権を管理するための方法及びシステム |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (2) | US5586318A (ja) |
| EP (1) | EP0661633B1 (ja) |
| JP (1) | JP3318455B2 (ja) |
| CA (1) | CA2138625A1 (ja) |
| DE (1) | DE69428972T2 (ja) |
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| US6266709B1 (en) | 1996-07-01 | 2001-07-24 | Sun Microsystems, Inc. | Object-oriented system, method and article of manufacture for a client-server failure reporting process |
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| US5987245A (en) | 1996-07-01 | 1999-11-16 | Sun Microsystems, Inc. | Object-oriented system, method and article of manufacture (#12) for a client-server state machine framework |
| US6038590A (en) | 1996-07-01 | 2000-03-14 | Sun Microsystems, Inc. | Object-oriented system, method and article of manufacture for a client-server state machine in an interprise computing framework system |
| US6434598B1 (en) | 1996-07-01 | 2002-08-13 | Sun Microsystems, Inc. | Object-oriented system, method and article of manufacture for a client-server graphical user interface (#9) framework in an interprise computing framework system |
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1994
- 1994-12-20 CA CA002138625A patent/CA2138625A1/en not_active Abandoned
- 1994-12-21 JP JP31812694A patent/JP3318455B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1994-12-21 EP EP94120347A patent/EP0661633B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1994-12-21 DE DE69428972T patent/DE69428972T2/de not_active Expired - Lifetime
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1996
- 1996-09-19 US US08/715,937 patent/US5784618A/en not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| Ｒａｙ Ｄｕｎｃａｎ著，佐藤和彦監修，福崎俊博訳，プログラミングＯＳ／２ Ｉ カーネルプログラミング編，株式会社アスキー，１９９０年４月１１日，初版，ｐ．２７７−２８２ |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| EP0661633A1 (en) | 1995-07-05 |
| US5784618A (en) | 1998-07-21 |
| US5586318A (en) | 1996-12-17 |
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| JPH07200323A (ja) | 1995-08-04 |
| DE69428972T2 (de) | 2002-05-29 |
| DE69428972D1 (de) | 2001-12-13 |
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