JPH0383154A - 多重処理コンピュータ・システム及び方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 以下の順序で本発明を説明する。

Ａ、産業上の利用分野 Ｂ、従来技術 Ｃ０発明が解決しようとする問題点 り０問題点を解決するための手段 Ｅ、実施例 Ｅｌ　本発明が具体化されるコンピュータ・システム及
びソフトウェア（第１及び第２図）Ｅ２　要求、終了論
理の一部の流れ図（第３Ａ乃至第３Ｅ図） Ｅ３　多重処理コンピュータ・システムの動作の流れ図
（第４Ａ図乃至第４Ｃ図） Ｅ４　従来の、第４Ｃ図に対応する処理（第４Ｄ図） Ｆ１発明の効果 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、複数の処理の各々が、少なくとも１つのシス
テム・リソースにアクセスする多重処理コンピュータ・
システムに関する。

Ｂ、従来技術 複数の処理が、メモリ・ユニットもしくはレジスタもし
くはシステム・ハードウェアの特定の部分であるシステ
ム・リソースにアクセスする多重処理コンピュータ・シ
ステムでは、アクセスの競合及びリソースの完全性を解
決しなければならないという問題がある。たとえば、リ
ソースがメモリ・ユニットであり、１つの処理がメモリ
の内容を変更中の時は、他の処理は最初の処理が終る迄
は、リソースにアクセスできない。

多重タスク・オペレーティング・システムの下で動作し
ている従来技術のコンピュータ・システムでは、任意の
時期にリソースに多重読取りアクセスを行うか、排他的
書込みアクセスを行うことは知られている。このような
動作は、リソースへの読取りアクセス許可の大局的な数
をカウントするための大局リソース・カウント及び局所
リソース・カウント（即ち、夫々すべての処理について
の、そのリソースへの読取りアクセス許可の総数）、並
びに各処理のそのリソースへのアクセスの読取りアクセ
ス許可の局所的な数を使用することによって達成されて
いる０個々の処理のための局所リソース・カウントが大
局リソース・カウントの外に必要なのは、各処理にスレ
ッドと呼ばれる複数の“部分処理”を含むことがあり、
その各々がリソースに独立したアクセスを必要とするた
めである。リソースへの書込み動作は、そのリソースへ
のすべての読取りアクセス・カウントがＯになった時に
だけ許可される。読取りアクセス・カウントへの順次ア
クセスは、良く知られているようにセマフォ（ｓｅｍａ
ｐｈｏｒｅｓ）を使用することによって保証され、この
ようにして、カウントに関して起り得る競合と完全性の
問題が避けられている。

上述のシステムの複雑な問題は、打ち切り命令に応答し
て、多重タスク・オペレーテング・システムによって、
処理が早めに中止される場合に生ずる。処理が早めに打
ち切られるということは。

打ち切りの時点でその処理のためのある読取りアクセス
が保留されていて、従って上述のカウントが、システム
の完全性を保つためにリセットされなければならないこ
とを意味する。処理の中止は、代表的な場合、処理が中
止される度に、オペレーティング・システムによって呼
び出される出口処理論理によって制御されている。

従って、複数の処理が少なくとも１つのシステム・リソ
ースをアクセスできる、次のものより成る多重処理コン
ピュータ・システムが知られている。

（イ）その処理がリソースにアクセスするための許可カ
ウントを保持するための、各処理ごとの局所カウント装
置。

（Ｉｌｌ）リソースにアクセスするすべての処理のため
の許可カウントを保持するための大域カウント装置、 （ハ）処理がリソースの使用を要求し、もしくは放棄す
る度に、適切な局所カウント装置及び大域カウント装置
をこの順番に更新するための更新論理装置。

（ニ）大域カウント装置をリセットするための処理を中
止する出口論理装置。

処理の中止を処理するための、これ迄に知られている機
構は局所要求カウントと大域要求カウントの更新間で、
処理が異常に中止した場合に、潜在的な弱さを有する。

それはこれ等の動作が別個の機械命令によって遂行され
るからであるが、この結果カウントの一貫性が保持され
なくなる。Ｉｉ点は、処理が中止した時に、出口論理に
適切な処置を行わせるため、この処理がこの損傷を受け
やすい期間中にあるかどうかを判断することにある。

Ｃ１発明が解決しようとする問題点 本発明の目的は、上述のタイプに属し、異常な処理中止
を効果的に処理できる多重処理システムを与えることに
ある。

Ｄ６問題点を解決するための手段 本発明の第１の態様に従えば、上述のタイプの多重処理
コンピュータ・システムはさらに次のことによって特徴
付けられる。

（イ）更新論理装置はさらに、適切な局所カウント装置
もしくは大域カウント装置が更新される前に、予想され
る局所カウント値及び大域カウント値を夫々第１及び第
２のメモリ装置に記憶するための論理装置を有する。

０）出口論理装置はさらに、第１のメモリ装置の内容を
適切な局所カウント装置の内容と比較し、第２のメモリ
装置の内容を適切な大域カウント装置の内容と比較し、
比較の結果に依存して、処理が局所カウント装置と大域
カウント装置の更新間で中止されたかどうかを判断する
論理装置を有する。

セマフォを与えて、大域カウント装置は一時に１つの処
理だけによってアクセスされることを保証することが望
ましい。

以下説明する本発明の実施例では１局所及び大域カウン
ト装置がリソースを読取るための許可カウントを保持し
ている。この実施例では、第１のメモリ装置に記憶され
る局所カウントの予想値は現在の局所のカウントに、意
図されている局所カウント・インクレメントを加えたも
のであり、第２のメモリ装置に記憶される大域カウント
の予想値は現在の大域カウントに、意図されている大域
カウント・インクレメントを加えたものである。

ここで“インクレメント”は正数もしくは負数であるこ
とに注意されたい。

上述の実施例では、更新論理装置は大域カウント装置の
前に局所カウント装置を更新し、処理が中断した時に、
第１のメモリ装置の内容が局所カウント装置の内容と同
じであるかどうか、第２のメモリ装置の内容が大域カウ
ントの内容と異なるかどうかを、出口論理装置がテスト
して、もし両方の条件を満足すると、局所カウント装置
の内容が第２のメモリ装置の内容と、大域カウント装置
の内容の差だけデクレメントされる。たとえば第２のメ
モリ装置の内容が大域カウント装置の内容よりも１だけ
小さい時は、局所カウント装置の内容は−１だけデクレ
メントされる（即ちｌだけ増加される）、ここでデクレ
メントは第１のメモリ装置から大域カウント装置の減算
の計算結果に依存して任意の数を加算もしくは減算する
ことを意味することに注意されたい。

以下説明する実施例では、更新論理装置は大域カウント
の予想値の前に局所カウントの予想値を記憶するが、代
替実施例として、更新論理装置は、局所カウント装置の
前に大域カウント装置を更新できる。この場合には、出
口論理装置は第２のメモリ装置の内容が大域カウント装
置の内容と同じであるかどうか、第１のメモリ装置の内
容が局所カウント装置の内容と異なるかどうかをテスト
し。

もし前条件を満足すると、大域カウント装置の内容が、
第１のメモリ装置の内容と１局所カウント装置の内容間
の数値差だけデクレメントされる。

更新論理装置で１局所及び大域カウント装置を更新する
のと同じ時間的順序で、夫々第１及び第２のメモリ装置
の予想値を記憶する時は、制御が簡単になる。このよう
にすると、予想カウント及び実際のカウントを比較する
だけで１局所カウントと大域カウントの更新間に中止が
発生したかどうかを判断するに十分である。しかしなが
ら、もしこのテストだけを、中止点の判断に使用したい
場合には、更新論理装置は、値が汚染されないことを保
証する手段として、第１及び第２のメモリ装置の内容を
無効値にセットしなければならない。

しかしながら、更新論理装置はさらに、局所及び大域カ
ウント装置を更新するためのセクションを含む論理のセ
クションをブラケティングする（−括する）論理装置を
有し、出口論理装置はさらに、処理が論理のブラケット
されたセクションの実行中に中止したかどうかをテスト
する論理を有することが好ましい、もし、予想値をセッ
トする時間的順序が、カウント値を更新する順序と同じ
でない時は、このブラケテイングは、セットされる第１
及び第２のメモリ装置のうち第２のメモリ装置をセット
し１局所及び大域カウント装置を更新するという、３つ
のセット動作だけをブラケットすればよい。

ブラケテイング論理の一つの形は、第１及び第２のメモ
リ装置の少なくとも１つの内容を、その中に上記予想値
が記憶される前に無効値にセットし、局所及び大域カウ
ント装置が更新された後に。

第１及び第２のメモリ装置の上記少なくとも１つの内容
を無効値にリセットする。この論理のブラケットされた
セクションをテストするための論理装置は、従って上記
第１及び第２のテスト装置の少なくとも１つの内容が有
効値を有するかどうかをテストする。

しかしながら、以下に説明する実施例では、予想値を記
憶した後に、第３のメモリ装置の内容をリソースのため
の一意的な識別子の値にセットし。

局所及び大域変数の更新の後に、第３のメモリ装置を無
効値にリセットするブラケテイング論理装置が使用され
る。ブラケットされた論理セクションをテストするため
の論理装置は、第３のメモリ装置の内容が有効な識別子
の値に対応するかどうかをテストする。この技術は中止
が生じた時点の表示を与えるだけでなく、中止されつつ
ある処理によって現在アクセスされているリソースの識
別子を明らかにするという利点を有する。このように第
３のメモリ装置を使用すると、第１及び第２のメモリ装
置を最初及びその後に無効値にセットする必要はなくな
るが、このようなセットを行う論理装置も与えることが
できる。

本発明の第２の態様に従うと、多重処理コンピュータ・
システム中でリソースの完全性を保持する方法が与えら
れる。この方法では単一の処理によってアクセス可能な
虚苦慮変数及び複数の処理によってアクセス可能であり
、局所変数に依存する大域変数が順次に更新されて、処
理は局所及び大域変数の更新間で中止できる。この方法
は次の段階より戒る。

（ａ）局所変数の子想値を第１のメモリ装置に、大域変
数の子想値を第２のメモリ装置に記憶する。

（ｂ）上記局所変数及び上記大域変数をこの順番に更新
する。

（ｃ）もし上記処理が中止されると、第１のメモリ装置
の内容と局所変数の内容とを比較し、第２のメモリ装置
の内容と大域変数の内容とを比較することによって、上
記局所及び大域変数を更新する間に処理が中止されたか
どうかを判断し、必要ならば、変数の値を修正するため
の回復処置を行う。

Ｅ、実施例 Ｅｌ　本発明が具体化されるコンピュータ・システム及
びソフトウェア 第１図は１本発明が具体化されるパーソナル・コンピュ
ータ・システムの代表的なハードウェアの組織を示した
ブロック図である。このコンピュータ・システムは、シ
ステム・バス２に接続されたマイクロプロセッサ１を有
する。システム・バスはデータ、アドレス及び制御線よ
り成る。ユーザ入力袋Ｎ（たとえば、キーボード及びマ
ウス）３、表示装置４、媒体（たとえば、ディスク・ド
ライブ）５．ランダム・アクセス・メモリ６、読取り専
用メモリ７及び他の出力装置（たとえば、プリンタもし
くはモデム）８が夫々のアダプタ９乃至１４を介して、
バス２に接続されている。

第２図は、現存の多重タスク・オペレーティング・シス
テム（以下ベース・オペレーティング・システム２０と
参照する）、拡張オペレーティング・システム２工及び
アプリケーション・プログラム２２．２３．２４の形の
複数の処理間の論理関係を示す概酩的ブロック図である
。これ等の処理の各々が複数のリソース（図示せず）に
アクセスする。

ベース・オペレーティング・システム２０は第１図に示
されたパーソナル・コンピュータのハードウェア上で実
行され、拡張オペレーティング・システム２１を支援し
、システム２１がアプリケーション２２．２３．２４を
支援している０本発明の好ましい実施例では、ベース・
オペレーティング・システム２０．拡張オペレーティン
グ・システム２１及びアプリケーション２２．２３．２
４は、すべて媒体５からソフトウェアの形で与えられ、
使用するために、ランダム・アクセス・メモリ６中に記
憶さえる。しかしながら、このことは本発明にとって絶
対的なことではなく、論理の少なくとも一部は以下説明
するように１通信リンクを介してダウン・ロードされる
か、ＲＯＭ中に記憶されるか、もしくはハード・ワイア
ード専用論理の形で与えられる。第２図で、実線は階層
中のコール（呼び出し）・ダウンを示し、破線は階層を
上に向って通過する制御情報を示している。

拡張オペレーティング・システム２１は、ベース・オペ
レーティング・システムと組合されて、新しい増強オペ
レーティング・システムを構成することができる。換言
すると、ベース・オペレーティング・システムと拡張オ
ペレーティング・システム２１間に示される論理的分離
は、ここでは存在しない、しかしながら１代替的に、拡
張オペレーティング・システム２１を従来技術のベース
・オペレーティング・システム２０上で実行される多重
タスキング・アプリケーションとして与えて、それ自体
で複数のユーザ・アプリケーション２２゜２３．２４を
支援できる。

ベース・オペレーティング・システム２０は、セマフォ
支援及び機能を有する多重タスキング環境を与え、拡張
オペレーティング・システム２１を介して、処理２２．
２３．２４に、これらが中止中であることを知らせるこ
とができる。この環境は又、処理及びスレッドを、夫々
所有者の主題及び実行として定義できる。処理は、部分
処理とも考えることのできる多くのスレッドを持つこと
ができるが、スレッドは唯一つの処理にしか所属できな
い、処理及びスレッドは、この技術分野で良く知られて
いる用語である。

Ｅ２　要求、終了論理の一部の流れ図 第３Ａ図乃至第３Ｅ図は１本発明の機能を与えるために
、拡張オペレーティング・システム２１中に与えられる
論理の一部を示す。本発明の理解にとって重要なシステ
ムの論理の部分だけが、これ等の図に示されている。拡
張オペレーティング・システムは、オブジェクトをベー
スとする環境。

ウィントーイング機能、等の他の機能を与えることもで
きる。しかしながら、これ等は本発明に関係ないので、
ここでは説明されない。

処理によるシステム・リソースへのアクセスを管理する
ために、本発明に従う多重処理コンピュータ・システム
はこの分野で知られているリソース・アクセス制限を使
用する。即ち、任意の一時期には、リソースには多重読
取りアクセスもしくは単一の、排他的書込みのいずれか
があるだけである。これによって、スレッドがリソース
を変更している時は、変更が終了する迄すべての他のア
クセスは禁止される。この結果、リソースにアクセスし
ているスレッドは、そのアクセス期間中はそれ自身のな
した変更以外にリソース中の何物も変更されなかったこ
とを推定することができる。

この制限は第２の利点を有する。リソースは１つの原子
的命令では変更できない多くの項目より成る。しかしな
がら、これ等の項目は、１つの項目の値が他の項目の意
味ある値を制限するものとして解釈されてよいであろう
。従って、第１の項目の変更と他の項目の変更間には成
る期間があり、この期間、リソースは意味を持たず、こ
の期間中はリソースを変更しているもの以外は、どのス
レッドもリソースを読取ることを許可すべきではない。

代表的な場合、この制限はリソース当りの読取りアクセ
スの現在数を大域的に（即ちすべての処理について）及
び局所的に（即ち各処理のカウントについて）トラック
し、且そのリソースに関連する読取りカウントへのアク
セスを直列化するためのセマフォを使用することによっ
て具体化されている。リソースへの書込み動作は、その
リソースのすべての読取りカウントがＯである時にだけ
許可される。

要するに、４つの機能、即ち読取りアクセスの獲得、読
取りアクセスの終了、書込みアクセスの獲得、及び読取
りアクセスの終了を与える必要がある。これ等の機能に
ついては、以下詳細に説明されるが、夫々以下読取り開
始、読取り終了、書込み開始及び書込み終了と呼ぶこと
にする。これ等の機能の各々は、従来はシステム・オペ
レーティング・システムによって動作しているアプリケ
ーション・プログラムによって与えられていた。

読取り開始は、処理にリソースへの読取りアクセスを多
重タスク・オペレーティング・システムに要求する機能
であり、読取り終了は、読取り動作が完了した時に、処
理にリソースを放棄させる機能である。書込み開始及び
書込み終了は、同じく処理に、リソースへの書込みアク
セスをオペレーティング・システムに要求させ、書込み
動作が完了した時にリソースを放棄する機能である。処
理による読取りもしくは書込み要求が許可されると、こ
の処理は、以下説明するように、許可が放棄される迄読
取りもしくは書込み許可を保持していると呼ばれる。リ
ソースのセマフォは読取り開始機能の終りと読取り終了
機能の開始間ではパ待て（保持）″状態にはなく、他の
読取りアクセスもリソースにアクセスできるが、書込み
開始動作と書込み終了動作間は′″待て″状態にあって
、書込み期間中の排他的アクセスが保証される。各リソ
ースのための、セマフォと大域読取りカウントの両方は
、そのリソースにアクセスできる任意のスレッドに利用
可能でなくてはならない、従ってこれ等はリソース自体
の一部として保持されている。しかしながら、局所読取
りカウントは、これが属する処理以外の処理によってア
クセスする必要はない。従って、局所読取りカウントは
処理の一部として保持される。

読取りカウントのトラッキングは、打ち切り命令に応答
して、多重タスク・オペレーティング・システムによっ
て処理が早めに中止されることがあると云う事実によっ
て複雑になる。処理の早めの打ち切りとは、その処理に
対する読取り要求もしくは現存の読取り許可が、打ち切
り時に保留されており、その結果、上述のカウントはリ
セットして、システムの完全性を保持しなければならな
いことを意味している。この状況に対処するために、従
来このアプリケーションにとっては、処理が中止する度
に、オペレーションによって呼び出すことのできる出口
処理論理と呼ばれるものを与えることが必要であった。

中止した時に、処理がリソースを使用するという要求を
出していない時には、セマフォ及びアクセス・カウント
に関する特定の処置は必要でない。

処理があるアクセス要求を行っていて、この要求がまだ
処理されていない時には、ある回復動作を遂行しなけれ
ばならない。この回復動作が、すべてのアクセス要求を
元に戻しくｕｎｄｏ）　、リソースを他の処理が使用す
るのに適した状態に残す（この状態は、他の処理が使用
を禁止され５メモリを占有していない、削除された状態
を考えることができる）ことを伝統的に行ってきたアプ
リケーションの処理の出口処理論理である。

処理中止の通知は、従来はオペレーティング・システム
を呼び出し、出口リストへの追加を要求する処理によっ
て達成されていた。処理がこの要求を行う時は、処理が
まさに中止されようとしている時に実行されるルーチン
のアドレスを与える。

出口リストは処理が中止する時に実行されなげればなら
ないルーチンへの入口点のリストであり、オペレーティ
ング・システムによって１処理当り１リストが保持され
ている。このルーチンは処理のスレッドの任意の１つに
よって実行でき、実行時間がかなり短いものでなければ
ならない、このルーチンを実行するスレッドは出口リス
ト・プロセッサと呼ばれる。換言すれば、従来技術では
、出口リスト・プロセッサは、オペレーティング・シス
テムを使用する各処理によって与えられていた。

出口リスト・プロセッサは、どのリソースに対してどの
ようなアクセス許可が保持されているかを識別できなけ
ればならず、読取りアクセスの場合は、どれだけの数が
保持されているかを識別できなくてはならない、ある処
理の有するいくつかのスレッドは、同じリソースに対し
て読取りアクセス許可を保有することができる。関連す
るリソースの識別は、処理ごとに、書込み許可が保持さ
れている各リソースの識別子を記録することによって達
成される。読取り許可の場合には、識別子だけでなく、
リソース当りに保持されている許可数が記録されなけれ
ばならない。これはさらに２つのリスト、１つは処理が
書込みアクセスを有するリソースの識別子のためのもの
（即ち、書込みリスト）、他は読取りアクセスが許可さ
れているリソースの識別子のためのもの（即ち、読取り
リスト）を保持することによって行われる。読取りリス
ト上の各識別子に関連して、この特定の処理によって、
このリソースに対して現在保持されている読取り許可の
数のカウントが存在する。これ等の追加のリストは、従
ってその処理によってのみアクセスできるメモリ中に保
持される。

同じ処理のすべてのスレッドは、同じデータをアクセス
できるが、これ等は単なるスタックを有する等の意味で
各々独立している。このことは。

読取り及び書込みリストが処理のすべてのスレッドによ
って検索できることができることを意味し、従って、リ
ストへの直列化アクセスの手段が使用されなければなら
ないことを意味している。この直列化を達成する１つの
良く知られた方法は、オペレーティング・システムがス
レッドのための所Ｎ　ｔｉクリティカル・セクション”
を指定し、最初のスレッドがクリティカル・セクション
を出る迄、処理のすべての他のスレッドが実行できない
ようにするものである。追加のセマフォを使用すること
によって、代替方法も使用できる。ここではベース・オ
ペレーティング・システムがクリティカル・セクション
を指定し、その限界は、クリティカル・セクション入口
及びクリティカル・セクション出口と呼ばれる。オペレ
ーティング・システムの機能によって決定される。

処理の中止に関連して、呼び出された出口リスト・プロ
セッサによって与えられる基本的な機能は、 （ａ）書込みリスト中で識別された各リソースのセマフ
ォを解放する。

（ｂ）中止された読取りリスト中で識別される各リソー
スの入城読取りカウンタを、このリソースに関連する局
所読取りカウントだけデクレメントして、読取りリスト
の項目によって保持された任意のセマフォを解放するこ
とである。

従来技術で採用された、すべての予防策にもかかわらず
、処理の中止を処理する一般的な機構は、処理が局所読
取りカウントの更新と入城読取りカウントの更新間で異
常に中止すると、傷を受けやすいことが認識される。こ
れ等の更新動作は、従来のシステムでは、別個の機械命
令によって遂行されているが、この結果処理の中止がこ
れ等の更新間で生ずることが考えられる。困難な点は、
処理がこの間で中止したかどうかを検出し、もしそうな
らば、出口処理論理によってどのような回復処置を取る
べきかを判断することである。

たとえば、読取り開始機能中に、スレッドは処理の読取
りリスト中の局所読取りカウントを修正してリソースの
入城読取りカウントをインクレメントする間に、中止で
きる。この場合、出口リスト・プロセッサが、この処理
が入城読取りカウントをインクレメントした値よりも１
だけ多くデクレメントするので、システムの完全性ガ失
われる。

読取り終了機能を遂行する時も、この処理がリソ−スの
大域カウントを、インクレメントした値よりも１だけ少
なくデクリメントする点を除き、類似の問題が生ずる。

出口リスト・プロセッサにとっての難点は、読取りリス
ト中に保持された読取りカウントが正しい値でなく、こ
の部分リソースの大域読取りカウントがデクリメントさ
れる場合にこの場合を識別して正しい値を決定すること
である。この問題は、従来は認識されておらず、認識さ
れていたとしても、無視されていた。従来技術でどのよ
うにして誤りが発生するかの例を、第４Ｄ図に関して後
に説明する。

本発明に従って、多重処理システムに組込まれた、この
問題への解決法を、第３Ａ図、第３Ｂ図、第３Ｃ図、第
３Ｄ図及び第３Ｅ図を参照して説明する。

この問題への解決法は、処理の読取りリスト中の局所読
取りカウントとリソースの大域読取りカウントの予想値
を、読取り開始及び読取り終了機能の遂行中の変更の直
前に記録して、出口リスト・プロセッサに実際の値が意
図されている値と一致するかどうかをテストさせる段階
より成る。局所及び大域カウントのこれ等の予想値は夫
々のレジスタ中に記録される。レジスタは別個のハード
ウェア・レジスタでよい、しかしながら、大域カウント
のためにはＭ個のレジスタが、局所カウントのために必
要であるから（Ｍ個のリソース及びＮ個の処理が存在す
るものと仮定される）、レジスタは普通、処理及び拡張
オペレーティング・システムにアクセス可能なメモリ中
に構成できる。この技術は、この介在期間には変数は変
更できず、リソースがセマフォによってロックされてい
るので、変数は正しいと仮定している。実勲値と意図値
の比較によって、差がある時は１割込み動作がインクレ
メントもしくはデクリメント動作であるかどうか、局所
読取りカウントが多過ぎるか、少な過ぎるかどうかを識
別する。出口リスト・プロセッサは従って中止された処
理によって大域カウントが何回インクレメントされたか
、従って何回デクリメントされるかを正確に判断できる
。

以下の説明で、所定のリソースのすべての処理の請取り
許可の読取りカウントは用語“大域読取１．３カウント
”　（第３図では１１　Ｇ　９７ε省略されている）処
理の読取りリスト中に保持され、所与のリソースに対し
この処理によって保持されている読取り許可の数を示す
カウントは用語゛′局所読取りカウント”　（第３図で
はｒｒ　Ｌ　ＩＪと省略されている）と呼ばれる。゛′
−時局所′”　（第３図”ＴＬ”）及び″−時大域″（
第３図”ＴＧ”）は新しい読取りカウント値の計算中に
だけ意味を有する。この検定の例では、変数“クリティ
カルＩＤ”（第３図”ＣＨＤ”）が、どのリソースが変
更されつつあるかを識別するのに使用される。′リソー
ス識別子ｎ　（第３図“ＲＩＤ”）はそのリソースの一
意的識別子である。以下の説明では、ただ１つの局所読
取りカウントについて言及されるが、各処理には、その
処理によってアクセスされる各リソース毎に１つの局所
読取りカウントが関連していることに注意されたい、同
じく、唯一つの大域読み取りカウントについて説明され
るが、各リソース毎に１つ当て存在する。これ等のカウ
ントは。

大域カウントがすべての処理によってアクセスされ、局
所カランｈが適切な処理によってアクセスできるように
、拡張オペレーティングによってメモリに保持される。

以下、第３Ａ、第３Ｂ、第３０、第３Ｄ図を参照して、
夫々読取り開始、読取り終了、書込み開始及び書込み終
了呼び出しの論理について説明する。以下に示す段階の
番ｙは図面に論理機能ボックスを識別する参照番号に対
応している０次の論理機能の各々は通常、拡散オペレー
ティングの部分をなし、アプリケーション処理からの呼
び出しに応答して実行可能である。コードの部分をなし
ている。

読取り開始機能を遂行する際に含まれるフェイズを以下
第３Ａ図に関連して説明する。

（１）クリティカル・セクションに導入せよ一段階０ これはオペレーティング・システムへの呼び出しであり
、完了すると、同じ処理からの他のスレッドをロック・
アウトする。

（２）出口リスト・ルーチンに加えよ一段ｉ３１．３２ 段階３１のテストは、出口リスト・ルーチンが段階３２
で出口リストに一度だけ加えられるようになされる。

（３）リソース識別子を読取りアクセス・リストに加え
る一段階３３．３４ 段階３３のテストは、リソース識別子が段階３４中で、
−度だけ加えられるようになされる。

（４）セマフォを求めよ一段階３５．３６もし、段階３
６中で、リソースのセマフォをアクセスする試みに失敗
したことがわかると１段階３７中で局所読取りカウント
ＬがＯでなければ（即ち、この処理によるリソースの読
取り動作が残っている）、段１ｌＷ３８でリソース識別
子が読取りリストから除去され、そうでない時は、リソ
ース識別子はリスト中に保持され、次に段階３９でクリ
ティカル・セクションが終了し、段階４０で読取りアク
セスを要求する試みが不成功であったことを示して、読
取り開始論理によって制御が戻される。

（５）もし段１３６でリソースのセマフォをアクセスす
る試みに成功すると、次の動作が行われる。

段ＦＩＪ４１ニー時局所：＝局所読取りカウント＋段階
４２ニー時大域：＝大域読取りカウント＋段ＰＩ！４３
：クリティカルＩＤ：＝リソースＩＤ段階４４：局所読
取りカウント：＝局所読取りカウント＋Ｘ 段階４５：大域読取りカウント：＝大域読取りカウント
＋Ｘ 段階４６：クリテイカルＩＤ：＝無効 段階４７：−時局所：＝無効 段階４８ニ一時局所：＝無効 段階４９：リソースセマフォを解放せよ段階５０：クリ
ティカル・セクションを出よ段階５１：読取りアクセス
を要求した試みが成功したことを示して、制御を戻せ 段ＦＩ！４１及び段階４２で、局所読取りカウントと大
域読取りカウントの予想値が夫々−時メモリ位置、−時
局所及び−時大域に記憶される。′Ｘ”のインクレメン
トが段階４１．４２（段＃４４及び４５）に示されてい
る。画面では　ＩＩ　Ｘ　＃は“１”であるものとして
示されているが、遂行される読取り動作の数に依存する
他の数でもよい。

段階４３中で、リソースの識別子が変数クリティカルＩ
Ｄ中に記憶される。段階４４及び４５で、局所読取りカ
ウントが先ず更新され、次に大域読取りカウトが更新さ
れる。段階４６．４７及び４８で、クリティカルＩＤ、
−時局所及び−時大域値はリセットされる（註：ここで
は示されていないが、−時局所及び−時大域は既に説明
したように、段階４１の直前にＯにリセットできる）。

クリティカルＩＤの場合は、このリセット値はたとえば
、Ｏでよいが、−時大域及び−時局所の場合には、−１
でよい０段階４９で、リソースのセマフォが解放される
１段階５０で、クリティカル・セクションを出て、処理
の他のスレッドに解放される０段階５１で、制御は読取
りアクセス要求の試みが成功したこと（即ち問題にして
いるリソースのための読取り許可が処理の読取りリスト
上に置かれたこと）を示す表示とともに、元の点に戻さ
れる６ 読取り開始機能が成功裡に終了すると、セマフォが解放
されているので、他の処理が読取りカウンタにアクセス
できる。このように、読取り開始機能を開始した処理は
、これが読取り終了機能を開始するか、中止される迄読
取りができる。

読取り終了ｍ能を遂行するための段階を、以下直ちに第
３Ｂ図を参照して説明する。

（１）クリティカル・セクションに導入せよ一段階２ これはオペレーション・システムへの呼び出しであり、
完了すると同じ処理からの他のスレッドがロック・アウ
トされる。

（２）セマフォを−求めよ一段階５３．５４もし、段階
５３中のリソースセマフォをアクセスする試みが成功し
ないと（段階５４）、段階５５でクリティカル・セクシ
ョンが終了し１段階５６で、読取り許可を放棄する試み
が失敗したことを示して読取り終Ｙ論理によって制御が
戻される。

（３）もし段階５４で、リソースのセマフォをアクセス
する試みに成功すると１次の動作が行われる。

段階５７　ニー時局所：＝局所読取りカウント−λ 段階５８：　−時大域：＝大域読取りカウント−段階５
９：クリティカルＩＤ：＝リソースＩＤ段階６０：局所
読取りカウント：＝局所読取りカウント−Ｘ 段階６１：大域読取りカウント：＝大域読取りカウント
−Ｘ 段階６２；クリティカルＩＤ：＝無効 段階６３ニー時局所；＝無効 段階６４ニ一時大域：＝無効 段階６５：リソースセマフォを解放せよ段階５７及び５
８で、局所読取カウント及び大域読取りカウント予想値
が、夫々−時メモリ位置、即ち一時局所及び−時大域に
記憶される。この場合も、値ｒｔ　Ｘ　ＩＩは図では１
であるが、他の値でもよい。段階５９で、リソースの識
別子が変数のクリティカルＩＤ中に記憶される８段階６
０で、局所読取りカウントが先ず更新され、次に段階６
１で大域カウントが更新される。段階６２．６３及び６
４で、クリティカルＩＤ、−時局所及び−時大域が、読
取り開始機能の場合と同じように無効値にリセットされ
る（註：ここには示されていないが、−時局所及び−時
大域は既に説明したとおり、段階５７の直前にＯにリセ
ットできる）０段Ｐａ６５で、リソースのセマフォが解
放される。

（４）処理の読取りリストからリソース識別子を除去せ
よ一段ＦＩＩ６６．６７ リソース識別子は、そのリソースに読取り許可がないこ
とを意味して局所読取りカウントが０ならば（段階６６
）、段階６７で処理の読取りリストから除去できる。

（５）クリティカル・セクションを出て、戻れ一段階６
８．６９ 段階６８で５クリテイカル・セクションを出て。

処理の他のスレッドに解放される。段階Ｓ１で。

制御は、読取り許可の放棄の試みが成功したことを示す
表示とともに、元の点に戻される。

書込み開始機能を遂行する際に含まれるフェイズを以下
第３Ｃ図を参照して説明する。

（１）クリティカル・セクションに導入せよ一段階０ これは、オペレーティング・システムに対する呼び出し
であり、完了すると同じ処理の他のスレッドがロック・
アウトされる。

（２）出口リスト・ルーチンを出口リストに加えよ一段
階７１．７２ 段階７１のテストは、出口リスト・ルーチンがｉ度だけ
段階７２で出口リストに加えられるように行われる。

（３）　Ｍ込みアクセス・リストにリソース識別子を加
えよ一段階７３．７６ もし１段階７３で、リスト識別子がすでに書込みリスト
上に存在することが確認されると、任意の一時期には、
唯一っの書込みの要求が可能であるために、現在の要求
には応じられない。この場合は段階７４でクリティカル
・セクションを出て、段階７５で制御は、書込み要求が
失敗したという表示とともに戻される０段階７３で、リ
ソース識別子が書込みリスト上に存在しないことが判る
と、段階７６でリソース識別子がこのリストに加えられ
る。

（４）セマフォを求めよ一段階７７．７８段階７７で、
リソースセマフォをアクセスする試みに失敗すると、リ
ソース識別子が段階７９で書込みリストから除去され、
クリティカル・セクションが段階７４で中止され、段階
７５で書込み要求が失敗したことの表示とともに書込み
開始論理によって制御が戻される。

（５）段階７８で、リソースのセマフォへのアクセスの
試みに成功すると、段階８０で大域読取りカウントが０
であるかどうかのテストが行われる。

大域読取りカウントがＯでない時は、少なくとも１つの
読取り許可が保留中であるので、そのリソースへの書込
みはできない、従って段階８０’で、リソースセマフォ
が解放され、段階７９でリソース識別子が書込みリスト
から除去され１段階７４でクリティカル・セクションが
中止され、段階７５で書込み開始論理によって、書込み
要求が失敗したという表示とともに制御が戻される。

段階８０で、大域読取りカウントが０であることがわか
ると、このリソース１こ対して保留中の読取り許可がな
いので、書込みが許可される。従って段階８１でクリテ
ィカル・セクションを出て、段階８２で書込み要求が成
功したことの表示とともに、制御が戻される。

書込み開始機能が成功裡に段階８２で終了しても、セマ
フォは解放されていない二とに注意されたい。この結果
、他の処理は読取りカウンタにアクセスできない、従っ
て書込み開始機能を開始した処理は、これが書込み終了
機能を開始するか、もしくは中止する迄は、そのリソー
スに排他的にアクセスできない、書込み終了機能を遂行
する際（１）クリティカル・セクションに導入せよ一段
階３ これはオペレーティング・システムへの呼び出しであり
、完了すると同一処理からの他のスレッドをロック・ア
ウトする。

〈２）リソースのセマフォを解放せよ一段階８４（３）
書込みリストからリソース識別子を除去せよ一段階８５ （４）クリティカル・セクションを出て、戻れ一段階８
６．８７ 段階８６において、クリティカル・セクションを出て処
理のスレッドに解放される。段Ｎ８６で。

制御が元の点に戻される。

次に出口リスト論理について、第３Ｅ図を参照して説明
する０本発明の好ましい実施例では、この論理は拡張オ
ペレーティング・システムの一部をなすコードの形で与
えられ、アプリケーション処理からの呼び出しに応答し
て実行される。

（１）段階８８で、クリティカルＩＤがリソース識別子
の値と異なる値、即ち無効値を有するかどうかのテスト
がなされる。クリティカルＩＤの値が無効な時は、関連
する処理はコードの傷を受けやすい領域では中止されて
いない、コードの傷を受やすい領域とは、クリティカル
ＩＤが関連するリソースの値にセットされた、第３Ａ図
及び第３Ｂ図に関して説明された論理中の位置間のこと
である６従って、出口リスト・プロセッサは、局所及び
大域読取りカウントが正確であるから５段Ｎ８９に示さ
れた通常の出口リスト処理が遂行できる。

（２）段階８８で、クリティカルＩＤが有効なＩＤであ
ることがわかると、カウントが正確でなくなるような、
局所読取りカウントと大域読取りカウントの更新の間で
処理の中止が生じたかどうかを示すテストが段階９１で
行われる。もし“−時大域〈〉大域読取りカウントで、
−時局所＝局所読取りカウント”ならば、この時期に中
止が生じたこと判断される。

（３）段階９１のテスト結果がＮｏ（Ｎ）ならば、中止
は局所及び大域カウントの更新間で生ぜず、従って局所
及び大域カウントが正確であると判断される。従って出
口リスト・プロセッサは段階８９に示された通常の出口
リスト処理を行い、段階９０で戻りがなされる。

（４）段階９１のテストがＹＥＳ　（Ｙ）ならば、局所
読取りカウントの値は一時大域と大域読取りカウントの
間の差だけデクレメントされる。第３Ｅ図でこの動作は
、さらに段階９２で″−一時大域大域読取りカウント″
′であるがどうかを判断することによって行われる。も
し″−一時大域大域読取りカウント”ならば、段階９４
で局所読取りカウントは局所読取りカウント−１にされ
る。そうでない時は局所読取りカウントは段階９３で局
所読取り＋１に等しくされる。第３Ｅ図では第３Ａ及び
第３Ｂ図に関して説明された値Ｘは＋１にされている。

（５）段階９３もしくは段Ｎ９４に続いて、段階８９で
通常の出口リスト処理が行われ、段階９ｏで制御が戻さ
れる１通常の出口リスト処理は、書込みリスト中の各リ
ストについて、セマフォを解放し、読取りリスト中の各
リソースについて、（１）中止中の処理について、大域
読取りカウントを局所読取りカウント分デクレメントし
、（ｉ）中止中の処理によって依然保持されている任意
のセ”７フオを解放する。

＠３Ｅ図を参照して上述された論理によって。

出Ｄリストプロセッサは、クリティカルＩＤの値をチエ
ツクすることによって、読取りカウントの誤った値を識
別できる。もし読取りカウントの値が無効でなければ、
変数は処理が中止を知らされた時に変更された大域読取
りカウントを有していたリソースの識別子を保持してい
る。このような場合は、スレッドは読取り開始及び読取
り終了段階の各３つの６段階の１つに達する。興味ある
場合は、局所読取りカウントは更新されたが、大域読取
りカウントが更新されていない時、即ち一時局所＝局所
読取りカウントで一時大域〈〉大域読取りカウントの時
である。従って一時大域〉大域読取りカウントの時は、
スレッドはカウンタをインクレメントし、−時大域く大
域読取りカウントの時は、スレッドは読取りカウンタを
デクリメントした６従って局所カウンタはこれを大域読
取りカウントからデクリメントする前に調整できる。

モし処理が中止されたことを示す他の手段があれば、ク
リティカルＩＤを使用する必要はない。

時局所と一時大域値のセットがカウント自体の更新と同
じ順序で行われる限り１段階９１に示したテストするに
十分である６クリテイカルＩＤを使用する時は、−時局
所及び大域値がカウント自体と同し順序で更新されたか
どうかは問題でない。

段階８９では２その時に処理が実際にセマフォを保持し
ていない処理のためのセマフォの解放動作は行われない
ことを仮定している。

Ｅ３　多重処理コンピュータ・システムの動作の流れ図 第４Ａ図乃至第４Ｃ図は、ベース・オペレーティング２
０．拡張オペレーティング・システム２１及び３つのア
プリケーション２２．２３．２４間で行われる本発明に
従う多重処理コンピュータ・システムの動作の流れ図で
ある。この例では、唯一つのリソースに関して説明がな
される、同じく各アプリケーション処理について、単一
の大域読取りカウント及び単一の局所読取りカウントに
ついて言及される。実際には、各リソースに大域読取り
カウントが、及び各リソースに対し、各処理毎に１局所
読取りカウントが関連している。

（ａ）最初の動作は、アプリケーションエが拡張オペレ
ーティング・システムを呼び出して、リソースを作成す
ることにある。拡張オペレーティング・システムはベー
ス・オペレーティング・システムを呼び出して、リソー
スの一部を割当てさせる。

割当てが終ると、制御は拡張オペレーティング・システ
ムを介してアプリケーション１に戻される。

（ｂ）アプリケーション１が他のアプリケーションに、
リソースの存在を知らせる。

（ｃ）アプリケーション２が拡張オペレーティング・シ
ステムを呼び出して、読取りが要求を開始する。

拡張オペレーティング・システムは第３Ａ図に示した論
理を呼び込んで、段階５１を成功裡に完了し、ここで大
域読取りカウントは１に、アプリケーション２のための
局所読取りカウントは１にされる。

（ｄ）アプリケーション３が拡張オペレーティング・シ
ステムを呼び出して、読取り要求を開始する。

拡張オペレーティング・システムが第３Ａ図に示した論
理を呼び込んで、段階５１を成功裡に完了し、ここで大
域読取りカウントは２に、アプリケーション３の局所読
取りカウントは１になる。アプリケーション２の局所読
取りカウントは１に留まっている（これはアプリケーシ
ョン３からはアクセスできない）。

（ｅ）アプリケーション２の読取り動作が正常に終了し
、第３Ｂ図に示した読取り終了論理が呼び出されて、読
取り動作を完結する。第３Ｂ図に示した論理が段階６９
で成功裡に完了し、大域読取りカウントを１に、アプリ
ケーション２のための局所読取りカウントを０に戻す。

（ｆ）アプリケーション３の読取り動作が正常に終了し
、第３Ｂ図に示した読取り終了論理が読取り動作を完結
する。第３Ｂ図に示した論理が段階６９で成功裡に完了
し、大域読取りカウントを０に、アプリケーション３の
局所読取りカウントをＯに戻す。

第４Ｂ図は、アプリケーション２が読取り中オペレーテ
ィング・システムによって、第４Ａ図の段階（ｄ）及び
（ｅ）の間で中止された点を除き、総括的には第４Ａ図
と同じ事象のシーケンスを示す６（ａ）乃至（ｄ）第４
Ｂ図のこれ等の段階は、第４Ａ図の段階（ａ）乃至（ｄ
）に対応する。

（ｅ）アプリケーション２の読取り動作を完了する前に
、ベース・オペレーティング・システムがアプリケーシ
ョン２を中止し、出口リスト論理が呼び出され、処理が
中止される。出口リスト論理が呼び出された段階では、
アプリケーション２の局所読取りカウントは１にあり、
大域読取りカウントは依然２にある。

出口リスト論理の段階８８で、処理はコードのブラケッ
トされたセクションの外側にあるので、クリティカル１
０は無効ＩＤ値を有する。従って、通常の出口リスト処
理が出口リスト論理の段階８９で遂行され、この結果、
大域読取りカウント（現在値２）はアプリケーション２
の局所読取りカウント分（現在値１）だけデクリメント
され、値１にされる０次にアプリケーション２の局所読
取りカウントはＯにセットできるが、処理が中止する時
のこの段階は重要ではない。

（ｆ）第４Ｂ図のこの段階は、第４Ａ図の段階（ｆ）に
対応する。

第４Ａ図に示したシーケンスの場合と同じように、段階
（ｆ）の終了時には、リソースのための大域読取りカウ
ントはＯであるが、このことはリソースが他の処理によ
って、読取り及び書込み動作の両方についてアクセスが
可能なことを意味している。

第４Ｃ図は、第４Ａ図及び第４Ｂ図に示されたシーケン
スと総括的には似ている事象の第３のシーケンスである
。しかしながら、第４Ｃ図のシーケンスと、第４Ａ及び
第４Ｂ図のシーケンスでは重要な差がある。具体的に説
明すると、第４Ｃ図のシーケンスでは、アプリケーショ
ン２は読取り終了論理の実行中の局所及び大域読取りカ
ウントの更新間で中止されている。

（ａ）乃至（ｄ）第４０図中のこれ等の段階は、第４Ａ
図の段階（ａ）乃至（ｄ）に対応している。

（ｅ）アプリケーション２の読取り動作が完了すると、
第３Ｂ図中に示した読取り終了論理が示される。第３Ｂ
図に示された読取り終了論理が呼び出されて、読取り動
作を完結する。しかしながら、第３Ｂ図に示した読取り
終了論理中の段階６０乃至６１の実行の間で、ベース・
オペレーティング・システムがアプリケーション２を中
止させ、出口リスト論理が呼び出され、処理が中止され
ている。

出口リスト論理が呼び出された段階では、局所読取りカ
ウントはＯにあり、大域読取りカウントは依然２にある
。

出口リスト論理の段Ｎ８８で、クリティカルよりは有効
なＩＤであることがわかり、このことは処理がブラケッ
トされたセクションで中止されたことを意味している６
段階９１で、式“−時大域く〉大域読取り及び−時局所
＝局所読取りカウント″が戊立つかどうかが判断される
１段階９２で一時大域が大域読取りカウントよりも小さ
いことがわかると１局所読取りカウントは段階９４で１
だけデクリメントされる（即ち、局所読取りカウント：
＝局所読取りカウント−１）、これ等の動作は局所読取
りカウントの値を修正し、従ってその後通常の出口リス
ト処理が、出口リスト論理の段階８９で遂行され、この
結果、大域読取りカウント（現在１２）が修正されたア
プリケーション２の局所読取りカウント（現在値２）だ
けデイクレメントされ、１の値が残される。

（ｆ）第４Ｃ図のこの段階は、第４Ａ図に対応している
。

第４Ａ図及び第４Ｂ図に示したシーケンスの場合と同様
にして、リソースの大域読取りカウントは段階（ｆ）の
終りにＯになる。このことは、他の処理が読取りもしく
は書込み動作の両方について。

リソースをアクセスできることを意味している。

本発明に従って、コンピュータ・システムに他の論理を
付加することなく、システムは異常な中止状態から回復
できる。

異常な中止状態から回復できる。

Ｅ４　従来の第４Ｃ図に対応する処理 第４Ｄ図には、従来処理されていた、総括的に第４Ｃ図
に対応する事象のシーケンスを示している。第４Ｃ図と
の比較を容易にするために、第４Ｄ図でも同じ形式が採
用されている。

（ａ）最初の動作で、アプリケーション１がベース・オ
ペレーティング・システムを呼び出しで、リソースが作
成される。

（ｂ）次にアプリケーション１が他のアプリケーション
にリソースの存在を知らせる。

（ｅ）アプリケーション２がリソースの読取りアクセス
の要求のための読取り開始論理を呼び込む。

この読取り開始論理は、段階４１．４２．４３．４６．
４７及び４８が存在しないことを除いて第３Ａ図に示し
た読取り開始論理に総括的に対応している。読取り開始
論理が成功裡に完了して、大域読取りカウントが１に、
局所読取りアプリケーション２のための局所読取りカラ
ン１〜が１にされる。

（ｄ）アプリケーション３が読取り開始論理を呼び出し
て、リソースへの読取りアクセスを要求する。

この読取り開始論理は、繰返しになるが、段階４１．４
２．４３．４６．４７及び４８が存在しないことを除い
て、第３Ａ図に示された読取り開始論理に対応している
。この読取り開始論理が成功裡に完了し、大域読取りカ
ウントは２に、アプリケーション３のための局所読取り
カウントは１にされる。アプリケーション２のための局
所読取りカウントは１のままである（このカウントはア
プリケーション３によってはアクセスできない）。

（ｅ）アプリケーション２の読取り動作が完了すると、
読取り終了論理が呼び出されて、読取り動作を完結する
。ここでの読取り終了論理は、第３Ｂ図の段階５７．５
８．５９．６２．６３及び６４が存在しないことを除い
て第３Ｂ図の論理に対応している。しかしながら５局所
読取りカウント及び大域読取りカウントの間（第３Ｂ図
の段階６０及び６１に対応する）で、オペレーティング
・システムはアプリケーション２を中止し、出口リスト
論理が呼び込まれ、処理が中止する。出口リスト論理が
呼び込まれた段階では、局所読取りカウントはＯであり
、大域読取り論理は依然２である。

この出［コリスト論理は、第３Ｅ図に示された段階８９
及び９０だけから成るものと仮定している。

従って出口リスト論理の段階８９で、通常の出口リスト
処理だけが行われ、この結果大域読取りカウント（現在
値２）がアプリケーション２の局所読取りカウント（現
在値Ｏ）分だけデクレメントされ、２の値が残される。

次にアプリケーション２の局所読取りカウントがＯにリ
セットされる。

（ｆ）アプリケーション３の読取り動作が完了すると、
読取り終了論理が呼び出されて読取り動作が終了する。

この読取り終了論理も、第３Ｂ図の段階５７．５８．５
９．６２．６３及び６４が存在しないことを除いて、第
３Ｂ図のこの論理に対応している。読取り終了論理は、
アプリケーション２のための局所読取りカウントを１だ
けデクレメントしてＯにし、大域読取りカウントを２か
ら１だけデクレメントして、１のカウントを残して終了
する。

従って、従来技術は、読取り終了論理を出る際に、１と
いう大域読取りカウントが残され、これがリソースに留
まって、リソースへの書込みを防げる１本発明を使用し
ない場合は、処理がリソースの読取りを終了しない前に
大域読取りカラン１〜が０にセットされる可能性がある
。このことは、この段階で書込みアクセスが不正に許容
され、この結果リソースが破壊されることを意味してい
る。

以上、本発明の特定の実施例について説明されたが、こ
れには追加もしくは修正が可能なことが明らかであろう
、たとえば、本発明は多重処理コンピュータ・システム
において、単一の処理によってアクセス可能な局所変数
、及び複数の処理によってアクセス可能であり、局所変
数に依存する大域変数がこの順番に変更され、処理が局
所及び大域変数の更新が行われる場合に１局所及び大域
変数の予想値を１局所変数及び大域変数自体が更新され
る前に夫々第１及び第２のメモリ中に記憶してリソース
の完全性を保持するのに使用できる。

従って処理が中止されても、処理が上記局所変数及び大
域変数の更新間で処理が中止されたかどうかの判断が、
第１のメモリ装置の内容と局所変数の内容を比較し、且
第２のメモリ装置の内容と。

大域変数の内容を比較して行われ、必要があれば、これ
等の値を修正するための、回復処置が行われる。

Ｆ１発明の効果 本発明に従えば、異常な処理中止を効果的に処理できる
。多重処理オペレーティング・システムが与えられる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明が組込まれる。コンピュータ・システ
ムのハードウェアの概略図である。 第２図は、本発明に従う多重処理システムの論理構造の
態様を示した概略ブロック図である。 第３Ａ図乃至第３Ｅ図は、本発明の特定の実施例の論理
の一部を示した流れ図である。 第４Ａ図乃至第４Ｃ図は、第２図の多重処理コンピュー
タ・システム中の情報の流れを示した図である。 第４Ｄ図は、従来の多重処理コンピュータ・システム中
の可能な情報の流れを示した図である。 １・・・・マイクロプロセッサ、２・・・・バス、３・
・・・入力装置、４・・・・表示装置、５・・・・媒体
、６・・・・メモリ、７・・・・ＲＯＭ、８・・・・他
の出力装置、９．１０．１１．１２．１３．１４・・・
・アダプタ、２０・・・・ベース・オペレーティング・
システム。

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数の処理の各々が、少なくとも１つのシステム
   ・リソースにアクセスでき、 （イ）各処理のための上記リソースへのアクセスの許可
   のカウントを保持する各処理毎の局所カウント装置と、 （ロ）すべての処理のための上記リソースへのアクセス
   の許可を保持する大域カウント装置と、（ハ）リソース
   の使用を処理が要求するかもしくは放棄する度に、適切
   な局所カウント装置及び大域カウント装置をこの順番に
   更新する更新論理手段と、 （ニ）上記大域カウント装置をリセットするための装置
   を含む、処理を中止するための出口論理手段とを有する
   多重処理コンピュータ・システムであって、 （ホ）上記更新論理手段はさらに、適切な局所カウント
   装置もしくは大域カウント装置の両方が更新される前に
   、夫々第１及び第２のメモリ装置中に予想局所カウント
   値及び大域カウント値を記憶するための論理手段を有し
   、 （ヘ）上記出口論理装置はさらに、第１のメモリ装置の
   内容を適切な局所カウント装置の内容と比較し、第２の
   メモリ装置の内容を大域カウント装置の内容と比較し、
   比較の結果に依存して、局所カウント装置と大域カウン
   ト装置の更新間で処理が中止されたかどうかを判断する
   ための論理手段を有することを特徴とする、 多重処理コンピュータ・システム。
2. （２）単一の処理によってアクセス可能な局所変数及び
   複数の処理によってアクセス可能であり、局所変数に依
   存する大域変数がこの順番に更新され、処理が局所変数
   と大域変数の更新間で中止される可能のある多重処理コ
   ンピュータ・システム中のリソースの完全性を保持する
   方法であって、（イ）第１のメモリ装置中に局所変数の
   予想値を、第２のメモリ装置中に大域変数の予想値を記
   憶し、（ロ）局所変数及び大域変数をこの順番に更新し
   、（ハ）上記処理が中止された時に、該処理が局所及び
   大域変域の更新間で中止されたかどうかを、第１のメモ
   リ装置の内容と局所変数の内容とを比較し、第２のメモ
   リ装置の内容と大域変数の内容とを比較することによっ
   て決定し、もし必要ならば、回復処置を行って、変数の
   値を修正する段階を有する、 多重処理コンピュータ・システム中のリソースの完全性
   を保持する方法。