JPH04155465A - ファイル共用方法 - 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】 〔産業上の利用分野〕 本発明は計算機システムにおけるファイルアクセス方法
およびそのシステムに係わる。特にマルチプロセッサシ
ステムにおいてファイル共用する場合のアクセス方法お
よびシステムに関する。

〔従来の技術〕

一般に計算機システムにおいては、ファイルが配置され
る外部記憶装置の構造をプログラムが意識せずに済むよ
うに、オペレーティングシステム（以下Ｏ８と略す）は
、アクセスマクロを提供している。

プログラムは、仮想領域に入出カバソファを配置してお
き、アクセスマクロ（ＧＥＴ／ＰＵＴマクロ）を発行す
るだけでよい。プログラムがアクセスマクロを発生する
とＯ８（第２図中、データ管理）に制御が移り、Ｏ８は
外部記憶装置の物理的特性に適したチャネルプログラム
を作成する。

またＯ８（第２図中、ハードウェア管理、メモリ管理）
は、入出力バッファやチャネルプログラムに割当てた主
記憶装置中のページが、他のプログラムに割当てられな
いようページを固定し、さらにチャネルプログラム内の
仮想アドレスを実アドレスに変換したのち、チャネルを
起動する。この方法は、鎌田肇著「多重仮想記憶オペレ
ーティングシステム」　（オーム社）第８１頁から第９
５頁に記載されている。

一方、大規模システムでは、複数のプロセッサを結合し
たマルチプロセッサ（以下、ＬＣＭＰ　：Ｌｏｏｓｓｅ
ｌｙ　Ｃｏｕｐｌｅｓ　Ｍｕｌｔｉ　Ｐｒｏｃｅｓｓｏ
ｒと呼ぶ。）構成を採用する場合が多い。ＬＣＭＰシス
テムでは、複数のプロセッサ上のプログラムによるファ
イルへのアクセスが競合することがある。これを防止す
るためにプロセッサ間で排他制御をする必要がある。

排他制御の方法は、特開昭６２−１４５３４９に開示さ
れている。この方法を以下に説明する。あるプロセッサ
をロックマネージャとしておき、他のプロセッサからは
、資源をアクセスする前にロックマネージャにアクセス
の許可を求める。アクセスの許可を求めたプロセッサは
、ロックマネージャからの応答に対応して処理を進める
。

〔発明が解決しようとする課題〕

上記従来技術には、ファイルを、仮想領域を通してアク
セスする場合のオーバヘッドの増大という問題があった
。さらにＬＣＭＰシステムにおいては、排他制御が必要
となり、それに対応する処理時間が、従来技術をそのま
ま用いると、オーバーヘッドとして付加されることにな
る。

本発明の目的は、ファイルへのアクセスに伴うオーバー
ヘッドを削減する方法およびシステムを提供することに
ある。

本発明の他の目的は、共用ファイルへのアクセスに伴う
競合制御を簡単化し、オーバーヘッドを削減する方法お
よびシステムを提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的は以下のようにして達成される。

仮想記憶方式を採用する複数のプロセッサが、外部記憶
装置を共用するマルチプロセッサシステムにおいて、ペ
ージが配置される外部記録部装置上のアドレスを保持す
る外部ページテーブルを各プロセッサの主記憶上に配置
し、プログラムからのファイルマツプ要求発生時、外部
記憶装置上に配置されるファイルのアドレスを上記外部
ページテーブルに格納し、ページ例外発生時、上記外部
ページテーブルの外部記憶アドレスからファイルを主記
憶へ転送することにより、上記目的は達成される。

〔作用〕

上記により、ページが配置される外部記憶プロセッサか
らも均一にアクセス可能とする。これにより、ロックマ
ネージャのプロセッサにアクセスの度に、アクセス許可
を求める通信が不要になる。

また、外部ページは、各プロセッサの主記憶に配置する
ことにより、ページを読み込む時の処理オーバヘッドを
小さくする。

ム、 プログラヤからの共用使要求発生時、排他制御管理テー
ブルを参照し、上記ファイルが他プログラムに排他使用
されている場合には、前記他プログラムの排他使用が解
除されるまで上記プログラムの共用使用要求を待たせる
。また、プログラムからの排他使用要求発生時、排他制
御管理テーブルを参照し、上記ファイルが他プログラム
に排他使用または共用使用されている場合には、前記他
プログラムの排他使用または共用使用が解除され乞 るまで上記プログラムの排他使用要求＃持たせる。

このようにすることにより、他プロセッサがファイルに
書き込みを行っている最中に、ファイルを読み込んでし
まい不当なデータを参照するような事態を防止する。

さらに、上記プログラムから排他使用解除要求発生時、
仮想記憶の内容を上記外部ページテーブルの外部記憶ア
ドレスに転送し、他プロセッサにページキャンセル・メ
ッセージを送信し、ページキャンセル・メッセージを受
信したプロセッサは、該当ページテーブルを無効化する
ことにより、以前ファイルを参照した時に、主記憶に取
り込んだデータを捨て、次に参照するときには、ページ
例外処理により最新のデータを読み込むことができる。

これにより、ＬＣＭＰシステムにおいても、ファイルの
アクセスを高速かつ矛盾なくアクセスすることが可能に
なる。

外部記憶装置として、プロセッサとの同期転送が可能な
拡散記憶装置を用い、拡張記憶装置上に排他制御情報を
配置することにより、排他制御処理が高速化され、ファ
イルアクセスがさらに高速化される。

〔実施例〕

以下、本発明の実施例を図面を用いて説明する。

第１図は、本発明を適用したＬＣＭＰシステムの構成図
である。第１図の構成は次の通りである。

複数のプロセッサ１に、それぞれ主記憶装置２が接続さ
れている。さらに、複数のプロセッサ１が共用する外部
記憶装置３が設けられている。プロセッサ１は、他のプ
ロセッサ１と信号路６で接続されている。

主記憶装置２には、プロセッサ１で実行されるユーザプ
ログラム１００及びシステムプログラム（Ｏ８）４が格
納されている。Ｏ８内の各プログラムは後述する。さら
に、ページテーブル１１および外部ページテーブル１２
が格納されている。

ページテーブル１１は、仮想アドレスと主記憶族Ｗ２の
実アドレスとの対応関係を示す情報を格納している。外
部ページテーブル１２は、仮想アドレスと外部記憶装置
３の実アドレスとの対応関係を示す情報を格納している
。ページテーブル１１および外部ページテーブルの詳細
は後述する。なお、主記憶装置２および外部記憶装置３
の各記憶領域はページ単位で管理される。

外部記憶装置３には、ファイル２０．ファイル２ｏの管
理情報を格納するファイル管理テーブル８およびファイ
ル２０へのアクセスの排他制御をするための排他制御用
ファイル３ｏが格納されている。

以上の構成における動作を説明する。

ユーザプログラム１００は仮想記憶１０の上で実行され
る（仮想記憶はプログラムを実行する記憶空間であって
、プログラムそのものはプロセッサ１で実行される。）
。ユーザプログラム１００は、Ｏ８４内のファイルマツ
プ処理プログラム１１０（以下、単にファイルマツプ処
理）を起動し、ページテーブル１１の仮想アドレスと主
記憶装置２の実アドレスとの対応関係を無効状態（ｉ＠
ｖａｌｉｄ）にし、外部ページテーブル１２に仮想記憶
１０のアドレス（仮想アドレス）と外部記憶装置３の実
アドレスとの対応関係を格納する。ここで、外部ページ
テーブル１２は、ユーザプログラム１００の仮想記憶１
０に対応してページ単位に設けられ、外部記憶装置３の
実アドレス（ページ番号）を格納する。外部記憶装置３
の実アドレスは、ファイル２０を管理するファイル管理
テーブル８を参照して求める。

以下の動作説明を簡単にするために、本実施例がとる３
種類のケースに分けて説明する。

第１に、ユーザプログラム１００がファイルマツプ処理
１１０を実行した後、初めて（主記憶装置２にないペー
ジを）仮想記憶１０をアクセスする場合である。

ユーザプログラム１ｏが、主記憶装置２上にないページ
（ユーザプログラム１００が出力した仮想アドレスに対
応するページが主記憶装置２上にない。）をアクセス′
すると、ユーザプログラム１００が出力した仮想アドレ
スに対応するページが主記憶装置ｉ２上にあるか否かが
、ページテーブル１１を参照してチエツクされる。この
チエツクプロセッサ１内のアドレス変換回路によって実
行される。この場合、初めての仮想記憶１０へのアクセ
スであるので、対応するページは主記憶装置２上にはな
い。このとき、アドレス変換回路は割込みを発生する。

この割込みをページ例外割込みと呼ぶ。ページ例外割込
みの発生に伴って、Ｏ８４内のページ例外処理プログラ
ム１２０（以下、単にページ例外処理と呼ぶ。）が起動
される。ページ例外処理１２０では、外部ページテーブ
ル１２を参照して、ページ例外割込みが発生したページ
（ユーザプログラム１００が出した仮想アドレスに対応
するページ）に対応する外部記憶装置３の実（ページ）
アドレスを求める。求めた外部記憶装置３の実アドレス
の内容をページ単位に主記憶装置２の空き領域へ転送す
る。この転送に伴って、ページテーブル１１の実アドレ
ス欄に、外部記憶装置３からその内容が転送された主記
憶装°　　　置２の実アドレス（ページアドレス）を格
納する（ニ ジ例外処理１２０を終了すると、ユーザプログラム１０
０の実行が再開される。ユーザプログラム１００からの
アクセスは、ページテーブル１１に格納された仮想アド
レスと主記憶装置２上の実アドレスとの対応関係を参照
して、実行される。ページテーブル１１を用いたアドレ
ス変換は、前述のアドレス変換回路で実行される。

第２に、ユーザプログラム１００がアクセスする仮想記
憶１０に対応する内容が、主記憶装置２上にある場合で
ある。

第１の場合の説明から明らかなように、ページテーブル
１１を参照してアドレス変換回路によって、ユーザプロ
グラム１００からのアクセスが実行される。

第３に、第１の場合におけるアクセスが、複数のプロセ
ッサ１で別々に実行されるユーザプログラム１００によ
って発生し、かつ外部記憶装置３の同一アトドレス（ペ
ージ）へのアクセスであるいように次のように制御する
。

ユーザプログラム１００は、仮想記憶１０へのアクセス
に先立って、Ｏ８４に対して排他制御を要求する。この
要求に対応して、Ｏ８４内の排他処理プログラム１３０
（以下、単に排他処理と呼ぶ。）が起動される。排他処
理１３０は、排他制御要求の内容に応じて、外部記憶装
置３内の排他制御用ファイル３０を更新する。この後、
ユーザプログラム１００は仮想記憶１０へのアクセスを
する。仮想記憶１ｏへのアクセスが終了した後、ユーザ
プログラム１００は、０５４に対して排他制御の解除を
要求する。この要求に対応して、排他処理１３０が起動
され、外部記憶装置３内の排他制御用ファイル３０を更
新する。この場合、必要に応じて、ページアウト処理プ
ログラム１５０（以下、単にページアウト処理と呼ぶ。

）および通信処理プログラム１４０（以下、単に通信処
理と呼ぶ。）を実行する。この詳細は後述する６排他制
御用フアイル３０は、説明を分かり易くするためにファ
イル２０とは別のものとして説明したが、ファイル２０
と同様の一ファイルで良い。

したがって、排他処理１３０からの排他制御用ファイル
３０へのアクセスも仮想記憶へのアクセスと同じ処理と
して扱える。ただし、ファイル２０への複数プロセッサ
１（ユーザプログラム１００）からのアクセスの競合を
制御するために排他制御用ファイル３０を設けであるが
、排他制御用ファイル３０に対するアクセスの競合を制
御するためのファイルは設けていない。そのための情報
として、排他制御用ファイル内にロックワードを設ける
。このロックワードは、排他制御の要求や、排他制御の
解除の要求に対応してセットされ、それぞれの処理の終
１時にクリアされる。なお、排他制御用ファイル３０と
ファイル２０との関係は、（１）ファイル２０に対応し
て排他制御用ファイル３０を設ける、（２）複数のファ
イル２０を一括して、一つの排他制御用ファイル３０を
設ける、のいずれても良い。（２）の場合、ロックワー
ドは、ファイル２０対応に設けても良いし、排他制御用
ファイル３０に一つ設けても良い。

ページアウト処理１５０は、ユーザプログラム１００が
内容を更新したページを、主記憶装置２から外部記憶装
置へ書き戻す。この処理と共に、ページテーブル１１の
対応するページを無効状態にしても良い。ここで無効状
態にすると５次に述へる通信処理１４０が不要となる。

通信処理１４０は、ユーザプログラム１００が内容を更
新したページを無効にするように、他のプロセッサ１へ
通知する処理をする。この通知は信号路６を介して行な
われる。この通知を受けとったプロセッサ１では、通信
処理１４０において。

ページテーブル１１内に対応するページがあれば、それ
を無効状態にする。

以上で、本実施例の概要を説明したが、補足的な説明を
以下に加える。

ユーザプログラム１００は、あるページを主記憶装置２
に確保すると、同一ページ内のアドレスをアクセスする
命令が連続的に実行されるという性質を持つ。したがっ
て、１回の排他制御要求とその解除要求との間で、多く
のアクセス命令が実行されることになる。

本実施例では、排他制御の要求が、対応するページを参
照するためか、更新するためかによって、その処理を変
えるが、その詳細は後述する。

以下、本実施例をより詳細に説明する。

第３図は、本実施例におけるユーザプログラム１００と
Ｏ３４との関連を示す。ユーザプログラム１００は、自
プログラムの仮想記憶領域（１０）にファイルをマツプ
するためのＦＩＬＥＭＡＰマクロを発行する。Ｏ８４は
、ファイルマツプ処理（１１０）を実行し、仮想記憶（
１０）とファイル（２０）とのマツピングを行う。

マツピング完了後、ユーザプログラムは、マツピング領
域をアクセスする。

第１回目のアクセスでは、ページ例外割り込みが発生す
る。このページ例外割り込みによって、０５４はファイ
ルの一部を主記憶装置へ転送する。

これがページ例外処理１２０の主な処理である。

これにより、ユーザプログラムはファイルのアクセスが
可能になる。主記憶装置にファイルがある場合には、ペ
ージ例外割り込みは発生を伴わず、ユーザプログラムは
ファイルへのアクセスが可能である。

ＦＩＬＥＭＡＲマクロの指定の仕方を第４図（ａ）に示
す。アクセスしようとするファイル名称をオペランドに
指定しマクロを実行すると、ＯＳ４は、ファイルをマツ
ピングした仮想記憶の先頭アドレスを返すので、ユーザ
はこのアドレスとファイル内オフセットを加算したアド
レスを参照することにより、ファイルのいずれの領域も
アクセス可能である。

次に、本実施例の詳細を第５図、第６図、および第７図
から第９図を加えて説明する。

まず、ハードウェアのアドレス変換方法について簡単に
説明する。

第１図において、仮想記憶（１０）および主記憶装置（
２）は、同じ大きさのページに分割される。主記憶装置
（２）上の、ファイルが格納されるエリアは図示してい
ない。仮想記憶（１０）から主記憶（２）へのマツピン
グ情報は、ページテーブル（１１）に格納される。ペー
ジテーブル（１１）の構造は、第５図に示すように主記
憶アドレスを格納するＲＰＮフィールド（ｌｌｂ）と、
ＲＰＮフィールド（ｌｌｂ）が有効か否かを示す１ビツ
ト（ｌｌａ）からなる。このようなページテーブル（１
１）は、仮想記憶空間対応に作られる。

プログラムが仮想記憶を参照または更新する度に、ハー
ドウェア（アドレス変換回路）は参照または更新アドレ
スに対応する、ページテーブル（１１）の１ビツト（ｌ
ｌａ）を参照し、エビントがＯならばＲＰＮフィールド
（１ｌ　ｂ）　　から主記憶アドレスを求める。■ビッ
ト（ｌｌａ）が１ならば、ハードウェアはページ例外割
り込みを発生させＯＳに制御を渡す。

Ｏ８は、ページ例外割り込みが発生したアトＬスに対応
する外部ページテーブル（１２）に格拳される外部記憶
からページを主記憶装置２に読２込む。外部ページテー
ブル（１２）の構造は、１６図に示しである。このよう
な外部ページチー；ル（１２）は仮想記憶空間対応に作
られる。

第８図は、ファイルマツプ処理（１１０）を力す。

ファイルマツプ処理（１１０）は、前述のよそに、ユー
ザプロゲラＡ　（１００）がＦＩＬＥＭＡＰ　マ’ｉ口
を発行することにより、起動される。

外部記憶装置（３）上のファイル管理テーブノ【（８）
には、ファイル名称とファイルの配置アドレスが格納さ
れている。ファイルマツプ処理（１１０）は、まず、Ｆ
ＩＬＥＭＡＰマクロオペランドに指定されるファイル名
をファイル管理テーブル（８）から捜し１、ファイル配
置アドレスとファイルサイズとを求める（ステップ１１
１）。求めたファイルサイズ以上の仮想記憶領域を確保
する（ステップ１１２）、確保した仮想記憶領域に対応
する外部ページテーブル（１２）にファイル配置アドレ
スをページ単位に格納する（ステップＬ　　　　１１３
）。ＦＩＬＥＭＡＰマクロを発行したユーザプロ５　　
　グラムには、確保した仮想記憶領域の先頭アトレ′　
　　スを渡す。

第９図は、ページ例外処理（１２０）の流れを１　　示
すものである。ページ例外割り込みが発生した場合、主
記憶装置２に実ページを確保する（ステップ１２１）。

次に、ページ例外割り込みの発生の要因になったアドレ
スに対応する外部ページテーブル（１２）から外部記憶
アドレスを求める（ステップ１２２）。このアドレスは
、上記ステップ１１３で格納したアドレスである。この
アドレスをチエネルコマンドに指定し、ファイルの入力
を起動する（ステップ１２３）。次に、ユーザ′　　　
プログラムをＷＡＩＴさせ（ステップ１２４）、転送の
終了を待つ（ステップ１２５）。転送終了後、ページテ
ーブルの該当エントリを有効にしくステップ１２６）、
ユーザプログラムを再開させる（ステップ１２７）。

ページ例外処理の実行命令数は、従来のアクセスマクロ
によるファイルアクセス方法に比べ、削減できる。

次に、マルチプロセッサシステムにおいて、共用するフ
ァイルを更新する場合に、矛盾なくファイルのアクセス
を行うための方法を用いて説明する。

第３図は、本実施例におけるユーザプログラムとＯ８と
の関連を示すものである。ユーザプログ゛　ラム（１０
０）は、自プログラムの仮想記憶領域（１０）にファイ
ルをマツプするためのＦＩＬＥＮＡＰマクロを発行する
。Ｏ８は、ファイルマツプ処理（１１０）を実行し、仮
想記憶（１ｏ）とファイル（２０）とのマツピングを行
なう。

ユーザプログラム（１００）は、マツピング領域を更新
する前に、ＡＣＣＥＳＳマクロを発行しく第３図）、フ
ァイル（２０）を更新する旨をＯ８４に通知する６通知
を受けたＯ８４は、排他制御処理（１３０）に制御を渡
す。排他制御処理（１３０）は、外部記憶装置（３）上
の排他制御用ファイル（３０）を参照し、上記ファイル
（２０）を使用中のプログラムがいないことを確認し、
ユーザプログラム（１００）に制御を渡す。ファイル（
２０）を使用中のプログラムがある場合には、当該プロ
グラム（１００）を休止（ＷＡ　ｒ　Ｔ）状態にＬ、フ
ァイル（２０）を使用中のプログラムがなくなるまで待
たせる。

ＡＣＣＥＳＳマクロ処理が完了したユーザプログラム（
１００）は、初めてマツピング領域のアクセスが許され
る。

第１回目のアクセスでは、ページ例外割り込みが発生す
るので、Ｏ８はファイルの一部を主記憶へ転送する。こ
れにより、ユーザプログラムはファイルのアクセスが可
能である。主記憶にファイルがある場合には、ページ例
外は発生せず直ちにアクセスが可能である。

ファイルへのアクセスが完了したならば、ユーザプログ
ラム（１００）は、ＡＣＣＥＳＳマクロを発行し、Ｏ８
にファイルへの更新が完了したことを通知する。Ｏ８は
、排他制御処理（１３０）を起動する。排他制御処理（
１３０）は、外部記憶芸置土の排他制御用ファイル（３
０）を参照し、当該ファイル（２０）へのアクセスが待
たされているは。

プログラムがあれ＃、他のプロセッサにアクセスが完了
した旨を伝える。

ＦＩＬＥＭＡＰマクロの指定の仕方は第４図（ａ）に示
しである。アクセスしようとするファイル名称をオペラ
ンドに指定し本マクロを実行すると、Ｏ８は、ファイル
をマツピングした仮想記憶の先頭アドレスとＯ８内で一
意に決まるｆｉｌｅ−ｉｄ　を返すので、ユーザはこの
アドレスとファイル内オフセットを加算したアドレスを
参照することにより、ファイルのいずれの領域もアクセ
ス可能である。

第４図（ｂ）は、ＡＣＣＥＳＳマクロの指定の仕方を示
したものである。

ｆｉｌｅ−ｉｄは、ＦＩＬＥＭＡＰマクロの実行結果と
して発行元に渡される番号である。Ｏ８はこの番号を元
にファイルを特定する。

ファイル内アドレスと長さは、プログラムが参照しよう
とするファイル内の領域を指定するものである。

排他オプションとは、指定した領域を排他的に使用する
か、共用的に使用するか、または、排他および共用使用
を解除するか、を指定するものである。ユーザプログラ
ム（１００）は、ファイルを更新する場合には排他使用
要求を、参照の場合には共用使用要求を指定し、更新ま
たは参照が終了した場合には、解除要求を指定する。

次に、詳細を第１１図から第１６図を用いて説明する。

第１０図は、排他制御用ファイル（３０）に配置する排
他制御管理テーブルの構造を示したものである。３１は
資源管理テーブル、３４は資源要求テーブルである。

資源管理テーブル（３１）は、ファイル名称と資源要求
テーブル（３４）を指す２つのポインタからなる。第１
のポインタは、ファイルを使用中の資源要求テーブル（
３４）を指す使用中キューポインタ（３２）である。第
２のポインタは、ファイルの使用盲ちとなっている資源
要求テーブル（３４）を指す資源待ちキューポインタ（
３３）である。資源管理テーブル（３１）は、ＬＣＭＰ
システム全体で使用されているファイルの数だけ存在す
る。

資源要求テーブル（３４）は、アクセスしようとするフ
ァイルのアドレス範囲と、要求属性（共用または排他）
と要求プログラムとを格納するフィールドからなる。要
求プログラムとは、資源を使用しようとする、または使
用中のプログラム名（またはタスク番号とアドレス空間
番号）およびＯ８名称（またはプロセッサ番号）を連結
したものである。

次に、処理の概要について説明する。

ファイルマツプ処理（１１０）、ページ例外処理（１２
０）は、それぞれ第８図、第９図に示しである。これに
ついては、既に説明済みなので省略する。

第１１図は、排他制御処理（１３０）の流れである。

排他制御処理（１３０）は、ユーザプログラム（１００
）がＡＣＣＥＳＳマクロを発行することにより起動され
る。排他制御処理（１３０）は、排他制７′うな 御テーブルを他のプロｉチネと同時に更新するのを避け
るため、排他制御用ファイル（３０）をロックする（ス
テップ１３０１）。ロックの方法は、一般のディスク装
置の場合には、リザーブコマンドをディスクに発行する
ことによりディスク装置全体をロックする。また、排他
制御命令を有する拡張記憶装置の場合には、排他制御用
ファイルにロックワードを設け、ロック７−ドの内容が
Ｏならば未使用、それ以外ならば使用中と決めておき、
ロックワードが０ならば、ロックワードを排他制御命令
を用いて書き換え、書き換えに成功すれば次の処理を行
い、ロックワードが０以外、または、書き換えに失敗し
たならばロックワードが０になるまで待つ。

排他制御命令の仕様は、第１４図のようになっており、
第３パラメタのレジスタ３に指定される拡張記憶アドレ
スの８バイトを主記憶上の第１パラメタ（８バイト）と
比較と、一致すれば主記憶上の第２パラメタ（８）を第
８パラメタに指定される拡張記憶アドレスに格納する。

比較の結果。

不一致であれば、拡張記憶への格納は行われず、不一致
であったことが条件コードに反映される。

この一連の処理は、連続して行われるので他のプロセッ
サから同時に同じ拡張記憶アドレスを更新しようとして
も、どちらか一方が命令の完了まで待たされる。

また、ロックワードを資源管理テーブル（３１）ごとに
設けることにより、ロックの衝突を削減することが可能
である。

このように、拡張記憶を外部記憶装置として共用するこ
とにより、ロック範囲を狭くできるので、ロック処理の
オーバヘッドを大幅に削減可能である。

排他制御用フィテル（３０）をロックしたのち、ユーザ
プログラム（１００）の要求によって以下に述べる３つ
の処理に振り分ける。ユーザプログラム（１００）の要
求とは、ＡＣＣＥＳＳマクロの排他オプションに指定さ
れる排他要求、共用要求、および解除要求である。

まず、排他オプションが排他要求の場合の処理について
述へる。

排他制御処理（１３０）は、排他制御用ファイル（３０
）を参照し、資源管理テーブル（３１）からアクセス要
求のあったファイル名を捜し、使用中キューポインタか
ら資源要求テーブル（３４）をたどり、ＡＣＣＥＳＳマ
クロに指定されるファイル領域を使用中のプログラムが
あるかどうかを調へる（ステップ１３０２）。当該領域
を使用中のプログラムがなければ、資源要求テーブル（
３４）を作成し、必要事項を格納し、資源管理テーブル
（３１）の使用中キューポインタ（３２）に上記資源要
求テーブル（３４）のアドレスを格納する（ステップ１
３０３）。そして、排他制御用ファイルをアンロックし
くステップ１３０４）、ユーザプログラム（１００）に
制御を戻す。

ステップ１３０２にて、使用中のプログラムが存在した
場合には、資源要求テーブル（３４）を作成し必要事項
を格納し、資源管理テーブル（３１）の待ちキューポイ
ンタ（３３）に上記資源要求テーブル（３４）のアドレ
スを格納する（ステップ１３０６）。

そして、排他制御用ファイル（３０）をアンロックしく
ステップ１３０７）、現在ファイルを使用中のプログラ
ムが参照を完了するまで、ユーザプログラム（１００）
をＷＡＩＴさせる（ステップ１３０８）。

以上が排他要求時の処理である。次に、共用要求の場合
について説明する。

共用要求の場合、他のプログラムが共用使用している場
合にも、ファイルを使用することができる。他のプログ
ラムが排他的に使用している場合には、共用要求を待た
せる必要がある。そこで、ステップ１３０５にて、他の
プログラムが排他的に使用しているかをチエツクする。

他プログラムが排他的に使用している場合には、要求を
待たせるために、ステップ１３０６以降を処理を実行す
る。また、排他的に使用するプログラムがない場合には
、ステップ１３０３以降を実行し、ユーザプログラム（
１００）に制御を戻す。

次に、解除要求の場合について述べる。

まず、排他制御用ファイル（３０）を参照し。

現在使用中のファイルと同一名称を持つ資源管理テーブ
ル（３１）を捜し、待ちキューポインタ（３３）から現
在要求元のユーザプログラム（１００）が使用している
領域を含む資源要求テーブル（３４）を捜す（ステップ
１３０９）。発見した場合には、この資源要求テーブル
（３４）に格納されている要求者に対して、ＰＯ８Ｔ通
信を行い（ステップ１３１Ｑ）要求者を起動する。

ステップ１３０９にて、資源管理テーブルを発見できな
かった場合、および、ＰＯ８Ｔ通信（１３１０）を行っ
た場合、次に、要求元のユーザプログラム（１００）が
排他制御中か否かを調べる（ステップ１３１１）。

排他使用中の場合は、ページアウト（ステップ１３１２
）およびキャンセル通信（ステップ１３１３）を行い、
自主記憶上の更新ページをファイル（２０）に書き戻し
、他の主記憶上にある同一フアイル領域の内容を捨て、
各主記憶に分散されたファイルの内容の一貫性を保証で
きる。ページアウト処理およびキャンセル通信処理の詳
細は後で述へる。

これらの処理を行った後、要求元の資源要求テーブル（
３４）を資源管理テーブル（３１）の使用中キューから
削除する（ステップ１３１４）。

そして、排他制御用ファイルをアンロックしくステップ
１３０４）、ユーザプログラム（１００）に制御を戻す
。

次に、第１２（ａ）図および第１２　（ｂ）図を参照し
、キャンセル通信およびＰＯ５Ｔ通信を説明する。

キャンセル通信要求を受は付けた場合（第１２（ａ）図
）、通信処理（１４０）は、キャンセルコマンドとファ
イル名、ファイル内のアドレス範囲をメソセージとして
組立て、プロセッサ間通信路（６）に対して出力要求を
送る。プロセッサ間通信路は、相手プロセッサに対して
割り込みをかけ、メンセージ内容を主記憶（２）に格納
する。

プロセッサ間通信路（６）から割り込みがかかると（第
１２（ｂ）図）、Ｏ５は、通信処理（受信）（１４０）
を起動する。通信処理（１４０）　は、コマンドがキャ
ンセルであることから、メツセージからファイル名およ
びファイル内のアドレス範囲を取り出し、ファイルをマ
ツピングしている仮想記憶のページテーブルエントリ（
１１）の■ビット（ｌｌａ）をＯにする（ステップ１４
　］−）。

これにより、キャンセルされた仮想記憶領域をプログラ
ムが参照するとページ例外が発生し、外部記憶からファ
イルを読み込むことになる。このときのファイルの内容
は、更新された最新のものになっている。

また、ＰＯ３Ｔ通信の処理（第１２　（ａ）図）は、Ｐ
Ｏ５Ｔコマンド、アドレス空間番号、タスク番号のどの
相手プログラムを特定する情報をメツセージに格納し、
プロセッサ間通信路（６）を起動する。キャンセル通信
と同様に、相手プロセッサに割り込みがかかり、通信処
理（受信）（１４０）（第１２（ｂ）図）が起動される
。通信処理（受信）は、コマンドがＰＯ３Ｔであること
から、メツセージの内容からプログラムを特定し、当該
プログラムをＰＯ５Ｔする。ＰＯ５Ｔは、ＷＡＩＴによ
り待ち状態になっているプログラムを起動する。

第１３図は、ページアウト処理（１５０）である。この
処理は、更新されたページを外部ページテーブル（１２
）に格納される外部記憶アドレスに転送する。

本実施例によれば、ファイルを共用する疎結合マルチプ
ロセッサシステムにおいて、ファイルを更新する場合に
も、矛盾なく高速にファイルのアクセスを行うことがで
きる。

第１５図から第１８図は、本発明の一実施例を示すもの
である。

本実施例の特徴は、前記実施例において、排他制御処理
（１３０ａ）とページ例外処理（１２０ａ）を設けるこ
とにより、排他使用解除時のキャンセル通信を不要とし
、実行命令数を削減することにある。

第１５図は、第１図における排他制御用ファイル（３０
）上に配置する排他アクセス完了時刻テーブル（３５）
（図中、（ａ））と第１図における各主記憶（２）に配
置するページイン時刻テーブル（３６）（図中、（ｂ）
）の構造を示すものである。

これらのテーブルは、仮想記憶（１０）へマツピング中
のファイル（２０）のページ数と同数のエントリを持つ
。

排他アクセス完了時刻テーブル（３５）には、排他使用
解除要求があったとき、更新ページごとに解除要求のあ
った時刻を記録する。

ページイン時刻テーブル（３６）には、各プロセッサに
おいてファイルからページを読み込んだ時刻およびペー
ジをファイルに書き戻した時刻を記録する。

第１６図は、本実施例における排他制御処理（１３０ａ
）の流れである。

第１６図において、第１１図と同じ参照番号は同じもの
をさす。

ここでは、第１１図と異なる処理のみを示す。

排他使用解除時、更新ページをファイルへ書き戻しくス
テップ１３１２）、排他制御用ファイル（３０）上の排
他アクセス完了時刻テーブル（３５）と、ページイン時
刻テーブル（３６）の対応するエントリに現在時刻を格
納する。

ユーザからの排他または共用要求時、ファイルアクセス
が可能であれば、排他制御用ファイル（３０）上の排他
アクセス完了時刻テーブル（３５）から排他アクセス完
了時刻（α）と主記憶上のページイン時刻テーブル（３
６）からページイン時刻（β）を求める（ステップ１３
１５ａ）。α〉βならば、即ち、主記憶の内容がファイ
ル（２０）よりも古ければ（ステップ１３１６ａ）、自
プロセッサのページテーブル（１１）の■ビット（ｌｌ
ａ）を０にしくステップ１３１７ａ）、当該ページを無
効化する６ 第１７図は、ページ例外処理（１２０ａ）を示す、第９
図のページ例外処理（１２０）と異なるのは、ページ入
力の完了時に、主記憶（２）上のページイン時刻テーブ
ル（３６）に現在時刻を格納する（ステップ１２２ａ）
点である。

本実施例によれば、キャンセル通信が不要にな４Ｊ、Ｃ
ＰＵオーバヘッドが削減させるという効果がある。

第１８図は、本発明の一実施例を示す。

第１８図において、第１図と同一の参照番号は。

同じものをさす。

第１８図の１５０はウィンドウ、１６０はウィンドウ処
理である。

本実施例の特徴は、ファイル（２０）よりも小さな仮想
記憶（１０）上の領域であるウィンドウ（１５）と、ウ
ィンドウ処理（１６０）を設け。

ユーザプログラム（１００）がファイルを参照・更新す
る前に発行するＡＣＣＥＳＳマクロのオペランドに指定
されるファイル領域のみを仮想記憶（１０）にマツピン
グすることにより、ユーザプログラム（１００）がアク
セスしないファイル領域を参照不可能とし、ユーザプロ
グラム（１００）の不良によるファイル（２０）の破壊
を防止するところにある。

本実施例の詳細を第１９図および第２０図を用いて説明
する。

第１９図は、ファイルマツプ処理（ＩＬＯａ）を示す。

ファイルマツプ処理では、ファイルの配置情報を求め（
ステップ１ｌｌａ）、仮想記憶（１０）上にウィンドウ
領域を確保する（ステップ１１２ａ）だけであり、外部
ページテーブルへの更新は行わない。

ウィンドウ処理（１３０ｂ）は、ユーザプログラム（１
００）がＡＣＣＥＳＳマクロを発行することにより、起
動される。この処理は、第１１図の排他制御処理（１３
０）を行ったあと、ユーザが参照するファイル領域の配
置アドレスをウィンドウ（１５）の外部ページテーブル
（１２）に格納する。

本実施例によれば、ユーザプログラム（１００）がアク
セス宣言したファイルの領域のみを仮想記憶（２０）に
マツピングするので、宣言しないファイル領域は、ユー
ザプログラム（１００）からは参照できない、従って、
ユーザプログラム（１００）の不良によるファイルの破
壊を防止できる。

第２１図は、本発明の一実施例を示す。

第２１図において、第１図と同一の参照番号は同じもの
をさす。第２１図の、７は第１外部記憶装置、３は第２
外部記憶装置、２１は第１外部記憶装置上のファイル、
２０は第２外部記憶装置上のファイル、１２は第１外部
ページテーブル、１３は第２外部ページテーブルである
。

本実施例の特徴は、第１外部記憶装Ｍ（７）上のファイ
ル（２１）を、第１外部記憶装置よりも高速な第２外部
記憶装置（３）上のファイル（２０）に順次ページ単位
に配置することにより、排他制御時のページング処理を
高速に行うことにある。

また、ファイル（２１）への書き戻しは、ユーザプログ
ラム（１００）から５ＡＶＥマクロが発行された時点で
行う。さらに、あるプロセッサが低速な記憶装置上のフ
ァイル（２１）のページを高速な記憶装置上のファイル
（２０）に配置した場合に、他のプロセッサから同一ペ
ージを参照するときには、必ず高速なファイル（２０）
からページを読み込むことも特徴とする。

次に第６図、第７図、および第２２図から第２６図を参
照し、本実施例の詳細を説明する。

第１外部ページテーブル（１２）の構造は、第６図に示
す外部ページテーブルと同一である。第７図は、第２外
部ページテーブル（１３）の構造を示す。１３ｂは外部
記憶アドレスを格納するフィールド、１．３　ａは、当
該外部記憶アドレスのフィールドが有効か否かを示すエ
ビットである。Ｔビット（１３ａ）がＯの場合、外部記
憶アドレス（１３ｂ）が有効であることを示し、１の場
合は無効であることを示す。

第２２図は、ファイルマツプ処理（１１０ｂ）の流れで
ある。

ファイルマツプ処理（ｌｌｏｂ）は、ユーザプログラム
（１００）からＦＩＬＥＭＡＰマクロを発行することに
より起動される点は他の実施例と同様である。ファイル
マツプ処理（ｉｌｏｂ）は、まず、ＦＩＬＥＭＡＰマク
ロのオペランドに指定されるファイル名を求め、第１外
部記憶装Ｗ（７）上のファイル管理テーブル（９）から
ファイル（２１）の配置情報を求める（ステップ１１↓
ｂ）。次に、主記憶（２）上の第１外部ページテーブル
（１２）にファイルの７１〜レスを格納する（ステップ
１１２ｂ）。

そして、第２外部記憶上のファイル管理テーブル（８）
にユーザプログラム（１００）が指定したファイル名と
同一名称のファイルが存在するかを調へる（ステップ１
１３ｂ）。

同一ファイル名称が第２外部記憶装置（３）上になけれ
ば、ファイル（２１）と同一長で同一名称のファイル（
２０）を第２外部記憶装Ｗ（３）上に作成する（ステッ
プ１１４ｂ）。

同一ファイル名称が第２外部記憶装置（３）上にある場
合には、既に他のプロセッサにより上記のファイル（２
０）の割当て処理は行われているため、ステップ１１４
ｂはスキップする。

最後に、第２外部記憶装置（３）上のファイル（２０）
の配置アドレスを第２外部ページテーブル（１３）に格
納し、エビット（１３ａ）を１（無効化）にする（ステ
ップ１１５ｂ）。

第２３図は、ページ例外処理（１２０ｂ）である。

ページ例外処理（１２０ｂ）は、ユーザプログラム（１
００）がファイルマツピング領域を参照したときに、ペ
ージが主記憶（２）にないとき、つまり、ページテーブ
ル（１１）の■ビット（ｌｌａ）が１の時に発生する。

ページ例外処理（１１０ａ）は、まず、第２外部ページ
テーブル（１３）の１ビツト（１３ａ）を参照し、第２
外部ページテーブルの外部記憶アドレスが有効か否かを
調へる（ステップ１２　ｌ　ｂ）。

有効、つまり、■ビットが０であれば、第２外部ページ
テーブルの外部記憶アドレスからページインするアドレ
スを求める（ステップ１２２ｂ）。

無効、つまり、■ビットが１であるならば、第１外部ペ
ージテーブルの外部記憶アドレスからページインするア
ドレスを求める（ステップ１２３ｂ）。

ページイン動作完了後、第１外部ページテーブル（１２
）からページインアドレスを求めた場合（ステップ１２
４ｂ）には、ページインしたページを第２外部記憶装置
（３）にページアウト（１２４ｂ）Ｌ、第２外部ページ
テーブル（１３）の１ビツト（１３ａ）をＯにすること
により、第２外部ページテーブルを有効化する。

これにより、以降、自プロセッサ内で同一ぺ一ジを参照
し、ページ例外が発生した場合には、より高速な第２記
憶装置（３）からページインすることになる。

他のプロセッサ上の同一ファイルを指す第２外部ページ
テーブル（１３）の■ビット（１３ａ）をＯにする処理
は、ページアウト処理（１５０ａ）と、通信処理（１４
０ａ）により行う。

まず、ページアウト処理（１５０ａ）の処理を第２４図
を用いて説明する。

ページアウト処理（１５０ａ）は、まず、第１外部記憶
装置（７）に対するページアウト要求か、または、第２
外部記憶装置（３）に対する要求かにより、処理を振り
分ける。ページ例外処理（１２０ｂ）からの要求は、第
２外部記憶装置（３）に対してのみである。第２外部記
憶装置（３）に対するページアウトは、第２外部ページ
テーブル（１３）に格納される外部記憶アトレ２を求め
（１５１ａ）、ページアウトする。

そして、他のプロセッサの第２外部ページテーブルを有
効化するために、ＶＡＬＩＤ通信を起慶する（ステップ
１５２ａ）。

ＶＡＬＩＤ通信処理は、第２５　（ａ）および第２５　
（ｂ）図に示しである。通信処理（１４０ａは、ＶＡＬ
ＩＤ通信要求を受は取るとメツセージにＶＡＬＥＤコマ
ンドとファイル名称、アドレス範囲を格納し、プロセッ
サ間通信路（６）を起動する。

メツセージを受は取ったプロセッサは、ＶＡＬＩＤコマ
ンドであることがら、ステップ１４１ａを実行する。即
ち、メツセージ内のファイルをマツピングしている仮想
記憶の第２外部ページテーブル（１３）のエビットを○
にして有効化する。

これにより、他のプロセッサ上で、同一のファイル領域
を参照した場合にも、高速な外部記憶装Ｗ（３）からペ
ージインすることができる。

排他制御処理（１３０）については、第１１図と同様で
あり、既に説明しであるので省略する。

これらの処理により、ファイル（２１）が配置される第
１外部記憶装置（７）よりも高速な第２外ｊ　　部記憶
装置（３）を用いて、ファイルを更新する場合にも、矛
盾なくかつ高速にファイルのアクセスが可能である。

）　　　この方式は、ファイルを更新した結果を元の第
１外部記憶装置（７）に書き戻さないため、不都合が起
こることがある。

このため、５ＡＶＥマクロを設け、ファイルを第１外部
記憶装置（７）へ書き戻す方式をユーザプログラム（１
００）に提供する。

５ＡＶＥマクロの処理を第２６図と第２４図を用いて説
明する。

第２６図は、５ＡＶＥ処理（１６０）（７）流レヲ示す
ものである。

５ＡＶＥ処理（１６０）は、ユーザプログラム（１００
）が５ＡＶＥマクロを発行することにより、起動される
。

５ＡＶＥ処理（１６０）はまず、他のプロセッサがファ
イルを更新しないように、ファイルの全領域を共用アク
セス状態にする（ステップ１６１）。

そして、第１外部記憶装置（７）に対するページアウト
要求を発行する（ステップ１６２）。ページアウト完了
後、共用アクセス要求を解除する（ステップ１６３）。

つぎに、ページアウト処理（１５０ａ）を第２６図を用
いて説明する。

第１外部記憶装置（７）のページアウト要求の場合は、
ステップ１５３ａが実行される。ステップ１５３ａでは
、第１外部ページテーブル（１２）から外部記憶アドレ
スを算出するので、第１外部記憶装置（７）へページア
ウトすることになり、元のファイル（２１）への書き戻
しが可能となる。

以上説明した実施例によれば、外部記憶装置上のファイ
ルをページ単位に仮想記憶上に対応させ、ユーザプログ
ラムがファイルに対応付けられたページを参照したとき
に、ページ例外処理ニよす外部記憶装置から主記憶へフ
ァイルを転送することにより、従来のファイルアクセス
方法に比べ、高速にアクセスすることができる。

さらに、拡張記憶装置にファイルを配置することにより
、従来のファイルアクセス方法に比へ。

さらに高速にアクセスすることができる。

また、疎結合マルチプロセッサシステムにおいては、排
他制御処理を各プロセッサ上に設け５排他アクセス完了
時、各プロセッサに更新したページを無効化するメツセ
ージを送り、メツセージを受は取ったプロセッサは、当
該ページを無効化することにより、複数プロセッサ間で
共用するファイルを更新する場合にも、矛盾なく共用フ
ァイルをアクセスすることができる。

仮想記憶へのファイルのマツピング範囲を、ユーザプロ
グラムが宣言した領域に限定することにより、ユーザプ
ログラムの不良によるファイルの破壊を防止できる。

さらに、低速な外部記憶装置上のファイルのうち、参照
・更新された領域のみを高速な外部記憶装置に配置する
ことにより、共用ファイルのアクセスが高速化される。

〔発明の効果〕

本発明によれば、外部記憶装置上のファイルをページ単
位に仮想記憶上に対応させ、ユーザプログラムがファイ
ルに対応付けられたページを参照したときに、ページ例
外処理により外部記憶装置から主記憶へファイルを転送
することにより、従来のファイルアクセス方法に比へ、
高速にアクセスすることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明によるファイル共用方法の実施例を示
す図。第２図は、従来技術を示す図。第３図は、ユーザ
プログラムとＯ８との関連を示す図。第４図は本発明の
ユーザインタフェースを示す図。第５図は、アドレス変
換を行うときのテーブル構造を示す図。第６図は、外部
記憶装置に配置されるページの配置アドレスを格納する
テーブル構造を示す図。第７図は、高速外部記憶装置に
配置されるページの配置アドレスを格納するテーブル構
造を示す図。第８図は、第１図におけるファイルマツプ
処理を示す図。第９図は、第１図にす図。第１２（ａ）
図および第１．２（ｂ’）図は、第１図における通信処
理を示す図。第１３図は、第１図におけるページアウト
処理を示す図。第１４図は、拡張記憶装置の排他制御命
令の仕様を示す図。第１５図は、第１図における更新・
参照時刻を示す図。第１６図は、第１図における他の排
他制御処理を示す図。第１７図は、第１図における他の
ページ例外処理を示す図。 第１８図は、本発明によるファイル共用方法の他の実施
例を示す図。第１９図は、第１８図におけるファイルマ
ツプ処理を示す図。第２０図は、第１８図におけるウィ
ンドウ処理を示す図。 第２１図は、本発明によるファイル共用方法の他の実施
例を示す図。第２２図は、第２１図におけるファイルマ
ツプ処理を示す図。第２３図は、第２１図におけるペー
ジ例外処理を示す図。第２４図は、第２１図におけるペ
ージアウト処理を示す図。第２５　（ａ）および２．５
　（ｂ）図は、第２１図における通信処理を示す図。第
２６図は、第２１図における５ＡＶＥ処理を示す図。 １・ｌプロセッサ、２・・主記憶、３・外部記憶装置ま
たは拡張記憶、５・・データ転送路、６・プロセッサ間
通信路、７・第１外部記憶装置、８・ファイル管理テー
ブル、９・・・第１外部記憶ファイル管理テーブル、１
０・・仮想記憶、２０・ファイル、３０・・排他制御用
ファイル、１００　　ユーザプログラム、１１０・・・
ファイルマツプ処理、１２０・・・ページ例外処理、１
３０・・排他制御処理、１４０ｙＦＪ１　　（２） −・１ 箔　３　図 第　５　日 ′ｆＪ　ｂ　の 第　７　ロ ス　９　図 第　７０　（２） ■−−山 ｙｌｕ　　回 黛Ｉ２洩記 乎／２（１）図 第　１３　　口 第　１４　　図 ＣβＥＳ　　　Ｌリスクしレブズク２．レジ又り３シシ
゛人フ１　　　主書乙・）東７ドレ又　（更＠簡ブー７
）シゾ人り２　　家省乙寸見マトレ又　＜ｔ＃ｆｒｔＬ
７−り）し以り３　　　主言乙−）、ｔ７ドし又　（１
５口・１７７−ト’７Ｐ’Ｌ又）第　／ｄ ’ｆ）　　ｔｌ　　口 ｙ］ｔｓ　　Ｑ 第　２１　図 夏げト部記１見Ｕ 第２３　　目 σｂ 第　２４　　区 ２〜／９ユ 不　２５（ユ、）Ｚ ■百り、Ａ−１４Ｉ１７ス 茅２５（〆）凶

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、仮想記憶方式を採用する複数のプロセッサが、外部
   記憶装置を共用するマルチプロセッサシステムにおいて
   、 ページが配置される外部記憶装置上のアドレスを保持す
   る外部ページテーブルを各プロセッサの主記憶上に配置
   し、 プログラムからのファイルマップ要求発生時、外部記憶
   装置上に配置されるファイルのアドレスを上記外部ペー
   ジテーブルに格納し、 ページ例外発生時、上記外部ページテーブルの外部記憶
   アドレスからファイルを主記憶へ転送することを特徴と
   するファイル共用方法。 ２、仮想記憶方式を採用する複数のプロセッサが、外部
   記憶装置を共用し、プロセッサ間通信装置により結合さ
   れる疎結合マルチプロセッサシステムにおいて、 ページが配置される外部記憶装置上のアドレスを保持す
   る外部ページテーブルを各プロセッサの主記憶上に配置
   し、 上記共用外部記憶装置上に、排他制御管理テーブルを配
   置し、 プログラムからのファイルマップ要求発生時、外部記憶
   装置上に配置されるファイルのアドレスを上記外部ペー
   ジテーブルに格納し、 ページ例外発生時、上記外部ページテーブルの外部記憶
   アドレスからファイルを主記憶へ転送し、 上記プログラムからの共用使用要求発生時、上記排他制
   御管理テーブルを参照し、上記ファイルが他プログラム
   に排他使用されている場合には、前記他プログラムの排
   他使用が解除されるまで上記プログラムの共用使用要求
   を待たせ、上記プログラムから排他使用要求発生時、上
   記排他制御管理テーブルを参照し、上記ファイルが他プ
   ログラムに排他使用または共用使用されている場合には
   、前記他プログラムの排他使用または共用使用が解除さ
   れるまで上記プログラムの排他使用要求を待たせ、 上記プログラムからの排他使用解除要求発生時、仮想記
   憶の内容を上記外部ページテーブルの外部記憶アドレス
   に転送し、他プロセッサにページキャンセル・メッセー
   ジを送信し、ページキャンセル・メッセージ受信時には
   、該当ページテーブルを無効化することを特徴とするフ
   ァイル共用方法。 ３、仮想記憶方式を採用する複数のプロセッサが、外部
   記憶装置を共用し、プロセッサ間通信装置により結合さ
   れる疎結合マルチプロセッサシステムにおいて、 ページが配置される外部記憶装置上のアドレスを保持す
   る外部ページテーブルと、ページインの時刻を格納する
   ページイン時刻テーブルを各プロセッサの主記憶上に配
   置し、 上記共用外部記憶装置上に、排他制御管理テーブルと排
   他使用が解除された時刻を記録する排他使用完了時刻テ
   ーブルを配置し、 プログラムからのファイルマップ要求発生時、外部記憶
   装置上に配置されるファイルのアドレスを上記外部ペー
   ジテーブルに格納し、 ページ例外発生時、上記外部ページテーブルの外部記憶
   アドレスからファイルを主記憶へ転送し、ページイン時
   刻を上記ページイン時刻テーブルに格納し、 上記プログラムからの排他使用解除要求発生時、仮想記
   憶の内容を上記外部ページテーブルの外部記憶アドレス
   に転送し、上記排他使用完了時刻テーブルと上記ページ
   イン時刻テーブルに現在時刻を格納し、 上記プログラムからの共用使用要求発生時、上記排他制
   御管理テーブルを参照し、上記ファイルが他プログラム
   に排他使用されている場合には、前記他プログラムの排
   他使用が解除されるまで上記プログラムの共用使要求を
   待たせ、使用可能な場合には、上記排他使用完了時刻テ
   ーブルに格納される時刻がページイン時刻テーブルに格
   納される時刻より最近であれば、自プロセッサ内の該当
   ページテーブルを無効化し、上記プログラムからの排他
   使用要求発生時、上記排他制御管理テーブルを参照し、
   上記ファイルが他プログラムに排他使用または共用使用
   されている場合には、前記他プログラムの排他使用また
   は共用使用が解除さるまで上記プログラムの排他使用要
   求を待たせ、使用可能な場合には、上記排他使用完了時
   刻テーブルに格納される時刻がページイン時刻テーブル
   に格納される時刻より最近であれば、自プロセッサ内の
   該当ページテーブルを無効化することを特徴とするファ
   イル共用方法。 ４、仮想記憶方式を採用する複数のプロセッサが、第１
   の外部記憶装置と第１の外部記憶装置よりも高速な第２
   の外部記憶装置を共用し、プロセッサ間通信装置により
   結合される疎結合マルチプロセッサシステムにおいて、 ページが配置される第１外部記憶装置上のアドレスを保
   持する第１外部ページテーブルと、第２外部記憶装置上
   のアドレスを保持する第２外部ページテーブルを各プロ
   セッサの主記憶上に配置し、 上記第２外部記憶装置上に、排他制御管理テーブルを配
   置し、 プログラムからのファイルマップ要求発生時、上記第１
   外部記憶装置上に配置されるファイルのアドレスを上記
   第１外部ページテーブルに格納し、第２記憶装置上に上
   記ファイルと同一長のファイルを確保し、前記第２記憶
   装置上のファイルのアドレスを上記第２外部ページテー
   ブルに格納し、 ページ例外発生時、上記第２外部ページテーブルが有効
   であれば、第２外部記憶アドレスからファイルを主記憶
   へ転送し、第２外部ページテーブルが無効であれば、第
   １外部ページテーブルからファイルを主記憶へ転送し、
   他プロセッサにページ有効メッセージを送信し、ページ
   有効メッセージを受信した場合には該当第２外部ページ
   テーブルを有効にし、上記プログラムからの共用使用要
   求発生時、上記排他制御管理テーブルを参照し、上記フ
   ァイルが他プログラムに排他使用されている場合には、
   前記他プログラムの排他使用が解除されるまで上記プロ
   グラムの共用使用要求を待たせ、上記プログラムからの
   排他使用要求発生時、上記排他制御管理テーブルを参照
   し、上記ファイルが他プログラムに排他使用または共用
   使用されている場合には、前記他プログラムの排他使用
   または共用使用が解除されるまで上記プログラムの排他
   使用要求を待たせ、 上記プログラムからの排他使用解除要求発生時、仮想記
   憶の内容を上記第２外部ページテーブルの外部記憶アド
   レスに転送し、他プロセッサにページキャンセル・メッ
   セージを送信し、ページキャンセル・メッセージ受信時
   には、該当ページテーブルを無効化することを特徴とす
   るファイル共用方法。 ５、仮想記憶方式を採用する複数のプロセッサが、第１
   の外部記憶装置と第１の外部記憶装置よりも高速な第２
   の外部記憶装置を共用し、プロセッサ間通信装置により
   結合される疎結合マルチプロセッサシステムにおいて、 ページが配置される第１外部記憶装置上のアドレスを保
   持する第１外部ページテーブルと、第２外部記憶装置上
   のアドレスを保持する第２外部ページテーブルと、 ページイン時刻格納するページイン時刻テーブルを各プ
   ロセッサの主記憶上に配置し、 上記第２外部記憶装置上に、排他制御管理テーブルと排
   他使用が解除された時刻を記録する排他使用完了時刻テ
   ーブルを配置し、 プログラムからのファイルマップ要求発生時、上記第１
   外部記憶装置上に配置されるファイルのアドレスを上記
   第１外部ページテーブルに格納し、第２記憶装置上に上
   記ファイルと同一長のファイルを確保し、前記第２記憶
   装置上のファイルのアドレスを上記第２外部ページテー
   ブルに格納し、 ページ例外発生時、上記第２外部ページテーブルが有効
   であれ、第２外部記憶アドレスからファイルを主記憶へ
   転送し、第２外部ページテーブルが無効であれば、第１
   外部ページテーブルからファイルを主記憶へ転送し、ペ
   ージイン時刻を上記ページイン時刻テーブルに格納し、
   他プロセッサにページ有効メッセージを送信し、ページ
   有効メッセージを受信した場合には該当第２外部ページ
   テーブルを有効にし、 上記プログラムからの排他使用解除要求発生時、仮想記
   憶の内容を上記外部ページテーブルの外部記憶アドレス
   に転送し、上記排他使用完了時刻テーブルと上記ページ
   イン時刻テーブルに現在時刻を格納し、 上記プログラムからの共用使用要求発生時、上記排他制
   御管理テーブルを参照し、上記ファイルが他のプログラ
   ムに排他使用されている場合には、前記他プログラムに
   排他使用が解除されるまで上記プログラムの共用使用要
   求を待たせ、使用可能な場合には、上記排他使用完了時
   刻テーブルに格納される時刻がページイン時刻テーブル
   に格納される時刻より最近であれ、自プロセッサ内の該
   当ページテーブルを無効化し、上記プログラケからの排
   他使用要求発生時、上記排他制御管理テーブルを参照し
   、上記ファイルが他プログラムに排他使用または共用使
   用されている場合には、前記他プログラムの排他使用ま
   たは共用使用が解除されるまで上記プログラムの排他使
   用要求を待たせ、使用可能な場合には、上記排他使用完
   了時刻テーブルに格納される時刻がページイン時刻テー
   ブルに格納される時刻より最近であれば、自プロセッサ
   内の該当ページテーブルを無効化することを特徴とする
   ファイル共用方法。 ６、特許請求の範囲第１項から第５項のいずれか１つの
   ファイル共用方法において、プログラムからの共用使用
   または排他使用要求時、ファイル長よりも小さい仮想記
   憶領域であるウィンドウの外部ページテーブルにファイ
   ルのアドレスを格納することを特徴とするファイル共用
   方法。