JPH05250188A

JPH05250188A - プロセスのプライオリティ制御方式

Info

Publication number: JPH05250188A
Application number: JP4083290A
Authority: JP
Inventors: Shigeo Takasaki; 繁夫高崎; Tetsuhiko Fujii; 哲彦藤井
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1992-03-05
Filing date: 1992-03-05
Publication date: 1993-09-28

Abstract

(57)【要約】【目的】共有資源排他制御において、資源占有プロセ
スのプロセスプライオリティを資源占有期間だけ上げる
ためのプライオリティ操作処理を効率的に行う。【構成】プロセス間の共有資源を管理する資源管理テ
ーブル１６内に、過去に該資源をアクセスしたプロセス
の最高プライオリティを保持する資源プライオリティ格
納域１６１を備え、各プロセスのプロセス管理テーブル
１８内に各プロセスのベースとなるプロセスプライオリ
ティ格納域１８１と実行時に用いられる実効プライオリ
ティ格納域１８２を備え、排他制御部１２での資源確保
処理では、資源を確保したプロセスについて、該資源プ
ライオリティ１６１とプロセスプライオリティ１８１を
比較し、高い方の値を実効（１８２）および資源プライ
オリティ（１６１）とするステップを含み、資源解放処
理では該プロセスの実効プライオリティをプロセスプラ
イオリティに戻すステップを含む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、計算機システムのソフ
トウェアに関し、かつ複数のプロセスから共通にアクセ
スされる資源への排他処理時のプロセスのプライオリテ
ィ制御方式に関する。

【０００２】

【従来の技術】複数のプロセスを動作させるオペレーテ
ィングシステム（ＯＳ）にとって、プロセス間の同期処
理はＯＳの基本機能の一つである。この同期処理の方法
としては、Ｄｉｊｋｓｔｒａの考案したセマフォアを使
ったＰ，Ｖ操作がよく知られている（亀田著「オペレー
ティングシステムの基礎」、昭晃堂、昭和６０年２月、
など）。

【０００３】二つの基本命令Ｐ（Ｓ）とＶ（Ｓ）とが、
セマフォア（ｓｅｍａｐｈｏｒｅ）Ｓに対して次のよう
な操作をする。すなわち、Ｐ（Ｓ）、Ｖ（Ｓ）というス
ーパーバイザコールにより、割込み処理プログラムの中
で次の処理が行われる（当然その間は割込み禁止状態で
ある）。Ｐ（Ｓ）の処理：Ｓ＝Ｓ−１；ｉｆ（Ｓ＜０）ｔｈｅｎ＠ｗａｉｔ（カレントプロセ
ス）；ｒｅｔｕｒｎ；すなわち、Ｓの値を一つ減らす。もし、Ｓが負でなけれ
ば、現プロセスを実行可能状態にする。もし、Ｓが負な
ら、現プロセスを停止状態にし、Ｓにおけるプロセス待
ち行列につける。Ｖ（Ｓ）の処理：Ｓ＝Ｓ＋１；ｉｆ（Ｓ≦０）ｔｈｅｎ＠ｐｏｓｔ（待ちキューの先
頭プロセス）；ｒｅｔｕｒｎ；すなわち、Ｖ（Ｓ）の処理は資源開放の宣言であり、Ｓ
の値を一つ増やす。もし、Ｓが正でないなら（待ちプロ
セスの存在を意味する）、Ｓにおけるプロセス待ち行列
から一つのプロセスを選び実行可能状態にする。

【０００４】ここでＳはセマフォア値で同時アクセス可
能な資源数を意味し、＠ｗａｉｔは指定プロセスを待ち
状態におくシステムコールであり、＠ｐｏｓｔは指定プ
ロセスを待ち状態から解放して＠ｗａｉｔの次のステッ
プに制御を戻すシステムコールである。このＰ、Ｖ操作
を使った排他資源へのアクセスを含むプロセス処理は次
のようになる。

【０００５】プロセス処理：先頭：Ｐ（Ｓ）；クリティカルセクションの処理；Ｖ（Ｓ）；ノンクリティカルセクションの処理；先頭に戻る；このクリティカルセクション（ＣＳ）処理が、排他制御
が必要な共通資源へのアクセス処理であり、ノンクリテ
ィカルセクション（ＮＣＳ）処理は排他制御を必要とし
ないプロセス個別の処理である。つまりＰ操作でＣＳ処
理への入り口を閉じ他プロセスの入場を拒み、処理終了
後、Ｖ操作で入り口を開くことになる。これにより、複
数プロセスで上記プロセス処理を並列実行した場合の同
期の保証を得ることができる。

【０００６】一例として、プロセスＡ、Ｂ、ＣがＣＳ処
理を実行する場合について説明する。プロセスＡがＣ
ＰＵ使用権を得て排他制御が必要な共通資源ＺへのＣＳ
処理を実行する場合、まず、Ｐ（Ｓ）処理が行われ、当
初Ｓが“１”であるとすると、Ｓ＝Ｓ−１の結果が負で
はないのでプロセスＡは実行可能状態になり、実行を行
う。この実行が終了するまでにプロセススイッチ（ＣＰ
Ｕ使用権を他のプロセスに切り換え移す）が起こらなけ
れば、ＣＳ処理が終了するとＶ（Ｓ）処理が行われ、Ｓ
＝Ｓ＋１の結果は“１”であり、待ちプロセスがないこ
とを示しており、他のプロセスへのＣＳ処理の許可はな
されない。プロセスＡのＣＳ処理実行中にプロセススイ
ッチが起これば、プロセスＢにＣＰＵ使用権が移り、プ
ロセスＡは資源を確保したままＣＰＵスケジューリング
待ち（ＣＰＵ使用権待ち）となる。プロセスＢも共通資
源ＺへのＣＳ処理を行う場合はＰ（Ｓ）処理が行われ、
Ｓ＝Ｓ−１の結果は“−１”であるから負であり、プロ
セスＢは待ち状態になる。次いで、プロセスＣがＣＰＵ
使用権を得て、共通資源ＺへのＣＳ処理を行う場合はＰ
（Ｓ）処理が行われ、Ｓ＝Ｓ−１の結果は“−２”であ
るから負であり、プロセスＣも待ち状態になる。再びプ
ロセスＡがＣＰＵ使用権を得て、中断されたＣＳ処理を
再開して処理を終了すると、Ｖ（Ｓ）処理が行われ、Ｓ
＝Ｓ＋１の結果は“−１”であり、待ちプロセスがある
ことを示しており、プロセスＢのＣＳ処理を実行可能状
態にする。プロセスＢがＣＰＵ使用権を得られ、ＣＳ
処理を実行し、終了すれば、Ｖ（Ｓ）処理が行われ、Ｓ
＝Ｓ＋１の結果は“０”であり、待ちプロセスがあるこ
とを示しており、プロセスＣのＣＳ処理を実行可能状態
にする。

【０００７】一方、このセマフォア方式適用時の問題点
としては、ＣＳ処理中のプロセススイッチがある。たと
えばデータの一括管理を行うデータベース（ＤＢ）管理
プログラムでは、ユーザプロセスからの要求で動きプロ
セス共通の資源である制御表をアクセスするための排他
制御を行う。この要求処理は、ユーザプロセスの延長で
動いているため割込みマスクは開いており、タイマやＩ
／Ｏ割込みなどが起因となってＣＳ処理内でプロセスス
イッチを起こす可能性を持つ。このＣＳ処理内のプロセ
ススイッチは、資源を占有したままのプロセス切り換え
のため、不当な長時間の資源占有となり資源待ちキュー
内のプロセス数の増加を引き起し、更にＣＳ処理後のＶ
操作で待ち状態のプロセスをｐｏｓｔしても、ｐｏｓｔ
されたプロセスはすぐにＣＰＵ使用権が得られて実行状
態に入るとは限らず、資源を確保したまま（上記セマフ
ォア方式ではＦＩＦＯの要求順サービスが守られるた
め）ＣＰＵスケジューリング待ちという資源の不当占有
が発生する。

【０００８】この問題を解決する一手法としてＣＳ処理
期間はこのプロセスのプライオリティを上げ、割込みが
発生してもプロセススイッチをなるべく起こさせない方
式が考えられ、その公知例として特開昭６２−６５１３
７が開示されている（図２）。この方式では、プロセス
（図２ではユーザ２１として記載）からの資源の要求処
理で、排他制御部２２は資源２３を調べ、すでに他のプ
ロセスがその資源を占有している場合には、要求元のプ
ロセスのプライオリティと占有プロセスのプライオリテ
ィを比較し、占有プロセスのプライオリティをどちらか
高い方に上げるという方式である。

【０００９】しかし本方式では次のような問題点があ
る。（１）資源要求のつど、プライオリティの比較処理を必
要とする。（２）自プロセスから他プロセスのプライオリティを変
更するため、記憶保護の観点よりプライオリティ操作は
カーネル部で行なわなければならず、そのカーネルとの
切り換えオーバーヘッドが生じる。（３）本公知例では説明されていないが、資源の解放処
理時にも次に資源を握るプロセスに対するプライオリテ
ィ操作が必要となる。これを図３で説明すると、プロセ
スＡ，Ｂ，Ｃの各プロセスにプライオリティ３１が与え
られているとし、その値（１、０、２）の大きい方がプ
ライオリティが高いとする。そして波線がＣＳ処理だと
すると、プロセスＡのＣＳ処理の最初３２ａではプライ
オリティ１で動いているが、プロセスＢからのＰ操作で
はプロセスＡの方がプライオリティが高いため変化せ
ず、プロセスＣがＰ操作を要求した時にプライオリティ
２に変更される。そして、その後の処理３３ａはプライ
オリティ２で動作する。そして資源の解放時にはＦＩＦ
Ｏの原則から、待ちキューの先頭プロセスであるプロセ
スＢに制御を渡すがこのプロセスＢのプライオリティを
０でなく待ちキュー内の最大プライオリティ２にするに
はキュー制御部２４内の待ちキュー２５を更にサーチし
最大プライオリティを求めるという、資源の解放処理に
おいてもプライオリティ操作が必要となる。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】上記のごとく、複数プ
ロセスからアクセスされる資源の排他制御において、従
来方式では資源の使用でぶつかりが発生するたびに、資
源要求プロセスと資源保有プロセス両者のプライオリテ
ィ比較を行い、場合により保有プロセスのプライオリテ
ィ変更を行うためのシステムコール処理など行ってい
た。そのため、並列プロセス数が増加すると、排他制御
処理部の処理時間を増加させるという問題があった。

【００１１】本発明は、上記の問題を解決することを目
的としている。

【００１２】

【課題を解決するための手段】図１に本発明の原理構成
を示す。図１の構成要素を図２の従来技術のものと簡単
に対比する。プロセス群１１は、資源の確保要求を出す
プロセスであり、図２のユーザ２１に相当する。排他制
御部１２は、図２の排他制御部２２に相当するが、従来
技術で述べたようにＰ，Ｖ操作を行うものとする。Ｐ，
Ｖ操作により発行される＠ｗａｉｔや＠ｐｏｓｔのシス
テムコールはＯＳカーネル部の待ちキュー制御部１３で
処理され、要求元プロセスの実行を抑止したり、待ち状
態のプロセスを実行可能状態にし、ＣＰＵスケジューラ
１４でＣＰＵのディスパッチングを行う。この待ちキュ
ー制御部１３は図２のキュー制御部２４に相当するが、
ＣＰＵスケジューラ１４は図２には含まれていない。図
２のキュー制御部２４内の資源２３と利用者２６および
要求者プロセス２５を、図１ではメモリ１５内に配置さ
れた管理テーブルとして表しており、資源２３が資源管
理テーブル１６に相当し、使用中のユーザプロセス２６
がプロセス管理テーブル１８ａに相当し、要求者キュー
のプロセス群２５が資源待ちプロセスキュー内のプロセ
ス１８ｂ，１８ｃに相当する。プロセス管理テーブル１
８は、要求元プロセス１１のメモリ上の実体である。

【００１３】本発明では以下の手段を設けている。これ
により本発明は従来技術とは相違する。（１）本発明では資源管理テーブル１６内に資源プライ
オリティ（初期値は０または最低プライオリティ）の格
納域１６１を設け、更に排他制御部１２には、（２）資
源の占有が確定した時点（要求時に資源が空いている、
または資源待ち状態から解除された時点）で、該資源プ
ライオリティと資源占有プロセス（自プロセス）のプロ
セス（基本）プライオリティ１８１を比較し、高い方の
プライオリティを実効プライオリティ１８２および新た
な資源プライオリティとするステップと、（３）資源の
解放時点（Ｖ操作）には、実効プライオリティを元のプ
ロセスプライオリティに戻すステップを備える。これに
より、従来資源要求元プロセスから資源要求時に図２の
優先制御部で行われていた資源占有プロセスのプライオ
リティ操作を、本発明では資源占有プロセスが資源を受
け取った時に排他制御部により自らのプライオリティ
を、過去の該資源にアクセスしたプロセスの最高プライ
オリティにすることができ、他プロセスのプライオリテ
ィ変更といった記憶保護の問題も起きず、さらにＣＳ処
理に入ってから発生する従来のプライオリティ操作処理
（図３の３４）を省くことができる。

【００１４】また、さらに（４）資源管理テーブル１６
中に、該資源に与えうる最高プライオリティの領域１６
２を設け、（５）資源占有処理の終了時（Ｖ操作時）
に、該資源プライオリティ１６１を最高プライオリティ
１６２の範囲内に収めるステップを上記排他制御部１２
に設けることにより、無制限に資源プライオリティ１６
１が増加していくことを抑えることができる。

【００１５】

【作用】上記手段の（１）は、過去（システムが起動さ
れて）から現在までの該資源へのアクセスを行ったプロ
セスの最高プライオリティを資源プライオリティとして
保持するためのものであり、上記手段（２）のステップ
でこの最高プライオリティを資源を占有したプロセスの
プライオリティにすることで資源占有中のプロセスプラ
イオリティを上げることができる。さらに、上記手段
（３）のステップで、プロセスのプライオリティを元に
戻すことができる。また（２）のステップでプロセスの
プライオリティが資源プライオリティより大きい場合
は、資源プライオリティをプロセスプライオリティの値
に変更するため、資源プライオリティは常に過去のアク
セスの最高プライオリティを保持することができる。ま
た、上記手段の（４）では、資源毎に資源最高プライオ
リティを保持する手段を与え、上記手段の（５）でプロ
セスプライオリティの引下げ時、同時に資源プライオリ
ティも資源最高プライオリティの値に引下げることで、
該資源をアクセスするプロセスがむやみに最高位のプラ
イオリティにならないように制御することができる。

【００１６】

【実施例】以下、実施例により説明する。図１に本発明
の原理構成を示す。プロセス群１１は、資源の確保要求
を出すプロセスであり、排他制御部１２は、従来技術で
述べたようにＰ，Ｖ操作を行うものとする。Ｐ，Ｖ操作
により発行される＠ｗａｉｔや＠ｐｏｓｔのシステムコ
ールはＯＳカーネル部の待ちキュー制御部１３で処理さ
れ、要求元プロセスの実行を抑止したり、待ち状態のプ
ロセスを実行可能状態にし、ＣＰＵスケジューラ１４で
ＣＰＵのディスパッチングを行う。

【００１７】メモリ１５には資源管理テーブル（ＲＣ
Ｂ）１６およびプロセス管理テーブル１８（１８ａ、１
８ｂ、１８ｃ）が格納されている。プロセス管理テーブ
ルは、ローディングされたプロセスについてＯＳのプロ
セス生成部により作成され、メモリ１５に格納される。

【００１８】待ちキュー制御部１３は、待ち状態に入っ
たプロセスのプロセス管理テーブルを資源待ちプロセス
キューに入れ、資源待ちキューポインタを付与し、ま
た、待ち状態から実行可能状態に移ったプロセスのプロ
セス管理テーブルを資源占有状態にし、アクティブプロ
セスポインタを付与する。

【００１９】資源管理テーブル１６には資源プライオリ
ティの格納域１６１および該資源に与えうる最高プライ
オリティである資源最高プライオリティの領域１６２を
設け、プロセス管理テーブル１８にはプロセスプライオ
リティの格納域１８１および実効プライオリティの格納
域１８２を設ける。

【００２０】図４は、図１の資源管理テーブル（ＲＣ
Ｂ）１６とプロセス管理テーブル（ＰＣＢ）１８の関係
を詳述したものである。資源管理テーブル１６は、少な
くとも以下の領域を備えている。（１）資源プライオリティ１６１：該資源にアクセスし
たプロセスの過去最高のプライオリティ。初期値はゼロ
または最低プライオリティ。（２）アクティブプロセスポインタ１６３：現在資源を
保有しているプロセス（プロセス管理テーブル）へのポ
インタ。（３）資源待ちキューポインタ１６４：資源待ちのプロ
セスがキューイングされているところの先頭プロセスへ
のポインタ。更に請求項２に記載した資源別の最高プラ
イオリティ制御を行うには、以下の領域を用いる。（４）資源最高プライオリティ１６２：該資源に与える
最高プライオリティを指定し、この指定がある場合には
上記の資源プライオリティ１６１の値は、プロセスの最
高プライオリティでなく、該資源最高プライオリティに
抑えることができる。これは、例えば一つのデータベー
ス資源へのアクセスにおいて、アプリケーションプロセ
ス別に１〜１０のプライオリティが設けられており、そ
れ以外にシステム管理のためのプライオリティ１５のＤ
Ｂ制御プロセスが存在するとする。この時、該資源最高
プライオリティを１０にセットしておくことで、プライ
オリティ１５で動いていたＤＢ制御プロセス処理の終了
時には、資源プライオリティを１５でなく１０に戻すこ
とでき、プロセスプライオリティのむやみな増加を抑え
ることができる。

【００２１】また、各プロセス（プロセス管理テーブル
ＰＣＢ）には、通常のプロセス（基本）プライオリティ
１８１と実行時に使われる実効プライオリティ１８２を
持ち、１８０はポインタである。図４では、プロセス１
８ａが資源を占有している状態にあり、プロセス１８
ｂ、１８ｃが待ち状態にある。この時の資源プライオリ
ティを’５’とすると、資源占有プロセス１８ａの実効
プライオリティは’５’になる。該プロセス１８ａの処
理が終了すると、実効プライオリティは’５’はプロセ
スプライオリティの４に戻される。そして待ち状態の先
頭プロセス１８ｂが資源占有プロセスになる。この時プ
ロセス１８ｂのプロセスプライオリティの値と同じであ
る実効プライオリティは’３’から’５’になり、資源
の占有が終了すると’３’に戻される。更に、次のプロ
セス１８ｃが資源を受け取ると、このプロセスのプロセ
スプライオリティは’７’で資源プライオリティ’５’
より高いため、’７’が新しい資源プライオリティにな
り、プロセス１８ｃの実効プライオリティは’７’にな
る。

【００２２】従来方式では、プロセスが資源を取りにい
く時に、プライオリティ操作を行うため、図４の状況で
はプロセス１８ｃが資源待ちキューにキューイングされ
る時に、資源占有プロセス１８ａの実効プライオリティ
が’７’に更新されることになる。本発明では、プロセ
スが資源を占有したときにプライオリティ操作を行うた
め、他のプロセスに影響を与える必要がないし、資源要
求のたびにプライオリティ操作を行う必要がない。

【００２３】以下、本発明の排他制御部１２の処理を図
５と図６で説明する。図５はＰ操作の処理概要であり、
ステップ５１、５２、５３、５４は従来技術のＰ操作で
あり、ステップ５５に制御が渡って来た時には、資源は
該プロセスに占有されている状態である。このステップ
５５では、自プロセスのプロセスプライオリティ１８１
と資源プライオリティ１６１を比較し（’：’は比較を
意味する）、プロセスプライオリティが高ければ、該プ
ロセスプライオリティを資源プライオリティとし（ステ
ップ５６）、そして資源プライオリティ１６１を実効プ
ライオリティ１８２にセットする（ステップ５７）。ス
テップ５５で資源プライオリティの方が高ければ、その
まま資源プライオリティを実効プライオリティにする。
そしてＰ操作を終了する。これにより、実行中のプロセ
スの実効プライオリティ１８２は、過去に該資源にアク
セスしたプロセスの最高のプライオリティが与えられ
る。

【００２４】また、ステップ５３でプロセスが待ち状態
にされると、Ｐ操作処理は中断される。そして、Ｖ操作
処理により待ち状態にある先頭のプロセスが待ち状態か
ら解放されると、Ｐ操作処理は、ｗａｉｔ解除により処
理を再開し、待ち状態から解放されたプロセスに対する
ステップ５５以降のプライオリティ処理を行なう。

【００２５】次にＶ操作の処理を図６に示す。Ｖ操作で
はステップ６２、６３、６４、６５が従来のＶ操作処理
と同じであり、これらの処理の前に実効プライオリティ
を戻す処理（ステップ６１）が加わる。これにより、排
他資源の利用が終わった時にプロセスのプライオリティ
を戻す事が出来る。

【００２６】次に、第二の実施例として、資源別の最高
プライオリティ制御を行う場合のＶ操作処理を図７に示
す。この場合、Ｐ操作処理は図５と同じである。図７の
ステップ６１で資源占有プロセスの実効プライオリティ
を戻すと、次に該資源の資源プライオリティをチェック
（ステップ７１）し、該資源プライオリティが資源最高
プライオリティより高ければ、該資源最高プライオリテ
ィを資源プライオリティにセットする（ステップ７
２）。これによりアクセスしたプロセスのプライオリテ
ィにより増加していく資源プライオリティの上限を抑止
することができる。以下のステップ６２、６３、６４、
６５は従来のＶ操作処理と同じである。

【００２７】また、図５、６、７におけるプライオリテ
ィ操作処理（ステップ５５、５６、５７、６１、７１、
７２）は従来のＰ，Ｖ操作にはさまれた処理となるた
め、プライオリティ変更に伴う資源管理テーブル１６へ
のアクセスはシリアライズされることが保証される。

【００２８】

【発明の効果】以上のように本発明の適用により、プロ
セスの共有資源を排他使用する上で行われていた資源占
有プロセスのプライオリティ操作を、従来方式のように
資源要求プロセスからの資源要求時に行なうのではな
く、資源要求プロセスが資源を確保した段階行なうよう
にしたため、プライオリティ操作の余分な処理（資源要
求毎のプライオリティ操作と、相手プロセスのプライオ
リティ変更処理に必要なシステムコール処理）を省く事
が出来、資源待ちプロセスの増加時には、資源排他制御
部の処理を効果的に削減できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の構成を示す図である。

【図２】従来技術の構成を示す図である。

【図３】従来技術でのプライオリティ操作の例を示す図
である。

【図４】本発明における資源管理テーブルとプロセス管
理テーブルの関連を示す図である。

【図５】排他資源の確保処理のフローチャートを示す図
である。

【図６】排他資源の解放処理のフローチャートを示す図
である。

【図７】資源最高プライオリティ操作を行った時の排他
資源の解放処理のフローチャートを示す図である。

【符号の説明】

１１プロセス群１２排他制御部１３待ちキュー制御部１４ＣＰＵスケジューラ１５メモリ１６資源管理テーブル１６１資源プライオリティ１６２資源最高プライオリティ１６３アクティブプロセスポインタ１６４資源待ちキューポインタ１７資源待ちプロセスキュー１８プロセス管理テーブル１８０ポインタ１８１プロセスプライオリティ１８２プロセスの実効プライオリティ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】プロセスにより排他的に利用される共通
資源の占有を、ＣＰＵのスケジューリング・プライオリ
ティとしてユーザまたはシステム管理者が指定したプロ
セスプライオリティを有する１以上のプロセスの内の１
つのプロセスに対して、可能とする制御を行なう排他制
御部と、該排他制御部の指示によりプロセスの資源待ち
キューを管理する待ちキュー制御部を備えた計算機シス
テムにおけるプロセスのプライオリティ制御方式であっ
て、資源プライオリティ領域を有する資源管理テーブルと、
各プロセスごとに用意されプロセスプライオリティ領域
と実効プライオリティ領域を有するプロセス管理テーブ
ルを記憶する記憶装置を備え、前記排他制御部および待ちキュー制御部の制御の下に資
源占有状態になったプロセスが特定されたとき、前記排
他制御部は、該特定されたプロセスの前記記憶装置上の
プロセス管理テーブルのプロセスプライオリティ領域の
値と前記資源管理テーブルの資源プライオリティ領域の
値とを比較し、プライオリティの高い方の値を前記資源
管理テーブルの資源プライオリティ領域および前記特定
されたプロセス管理テーブルの実効プライオリティ領域
にセットし、前記排他制御部および待ちキュー制御部の制御の下に資
源占有状態にあったプロセスが資源解放されたとき、前
記排他制御部は、該資源解放されたプロセスの前記記憶
装置上のプロセス管理テーブルの実効プライオリティ領
域の値をプロセスプライオリティ領域の値で書き換える
よう制御することを特徴とするプロセスのプライオリテ
ィ制御方式。
【請求項２】請求項１記載のプロセスのプライオリテ
ィ制御方式において、前記資源管理テーブルに前記共通
資源をアクセスするプロセスの上限となるプライオリテ
ィを保持する資源最高プライオリティ領域を設け、資源
占有状態にあったプロセスが資源解放されたとき、前記
排他制御部は、前記資源管理テーブルの資源プライオリ
ティ領域の値と資源最高プライオリティ領域の値を比較
し、低い方の値を資源プライオリティ領域の値にするよ
う制御することを特徴とするプロセスのプライオリティ
制御方式。