JPH07191865A - オペレーティング・システムにおけるインタブロックの分析方法 - Google Patents
オペレーティング・システムにおけるインタブロックの分析方法Info
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- JPH07191865A JPH07191865A JP6122249A JP12224994A JPH07191865A JP H07191865 A JPH07191865 A JP H07191865A JP 6122249 A JP6122249 A JP 6122249A JP 12224994 A JP12224994 A JP 12224994A JP H07191865 A JPH07191865 A JP H07191865A
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Classifications
-
- 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
- G06F9/524—Deadlock detection or avoidance
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Debugging And Monitoring (AREA)
- Multi Processors (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】 ロック上でブロックされた実行単位（単位）
のロック保持単位を探索し、待機中にサイクルを検出す
るまでチェーンを溯れるインタブロック分析方法の提
供。 【構成】 現在ノードが単位かロックか探索し（Ｓ′４
Ａ）、ロックの時はノードを単位に連結するアーチを引
き、いずれでもなければプロセスを抜け出す（Ｓ′４Ｂ
〜Ｄ）。単位の時は待機中かを判定し（Ｓ′５）、待機
中で待機イベントがロックであればロックに連結するア
ーチを引き（Ｓ′６Ａ〜Ｃ）、ロックでなければ新ノー
ドを追加してそれに連結するアーチを引く（Ｓ′６Ｄ〜
Ｆ）。単位が非待機中であれば、実行コンテキストを発
見するまで、全プロセッサを検索する（Ｓ′７〜Ｓ′８
Ｂ）。実行パイルがロックを待機中で現在ノードをロッ
クに連結するアーチが非存在ならばアーチを引き（Ｓ′
９、１０Ａ、Ｂ）、非待機中で他のコンテキストが非存
在ならば（Ｓ′１０Ｃ）プロセスから抜け出す。
のロック保持単位を探索し、待機中にサイクルを検出す
るまでチェーンを溯れるインタブロック分析方法の提
供。 【構成】 現在ノードが単位かロックか探索し（Ｓ′４
Ａ）、ロックの時はノードを単位に連結するアーチを引
き、いずれでもなければプロセスを抜け出す（Ｓ′４Ｂ
〜Ｄ）。単位の時は待機中かを判定し（Ｓ′５）、待機
中で待機イベントがロックであればロックに連結するア
ーチを引き（Ｓ′６Ａ〜Ｃ）、ロックでなければ新ノー
ドを追加してそれに連結するアーチを引く（Ｓ′６Ｄ〜
Ｆ）。単位が非待機中であれば、実行コンテキストを発
見するまで、全プロセッサを検索する（Ｓ′７〜Ｓ′８
Ｂ）。実行パイルがロックを待機中で現在ノードをロッ
クに連結するアーチが非存在ならばアーチを引き（Ｓ′
９、１０Ａ、Ｂ）、非待機中で他のコンテキストが非存
在ならば（Ｓ′１０Ｃ）プロセスから抜け出す。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、あるロック（当業者に
より同様に“ｌｏｃｋ”（ロック）と呼ばれる）上でブ
ロックされたすべての実行単位（当業者により“ｔｈｒ
ｅａｄ”（スレッド）と呼ばれる）に対して、このロッ
クを保持している実行単位を探索すること、およびこの
実行単位自身が他のロック上で待機中にサイクルを検出
するまでチェーンを溯ることからなる、マシンのオペレ
ーティング・システムにおけるインタブロックの分析方
法に関するものである。
より同様に“ｌｏｃｋ”（ロック）と呼ばれる）上でブ
ロックされたすべての実行単位（当業者により“ｔｈｒ
ｅａｄ”（スレッド）と呼ばれる）に対して、このロッ
クを保持している実行単位を探索すること、およびこの
実行単位自身が他のロック上で待機中にサイクルを検出
するまでチェーンを溯ることからなる、マシンのオペレ
ーティング・システムにおけるインタブロックの分析方
法に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】このようなインタブロックの分析方法は
通常使用されており、またこの従来方法はたとえば、Ｔ
ａｎｅｎｂａｕｍ著の“ Ｍｏｄｅｒｎ Ｏｐｅｒａｔ
ｉｎｇＳｙｓｔｅｍ（モダーン・オペレーティング・シ
ステム）”、１９９２年（Ｐｒｅｎｔｉｃｅ−Ｈａｌｌ
Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｅｄｉｔｉｏｎｓ発
行）に記載されている。この文献においては、インタブ
ロックの問題を解決するためにグラフの理論が使用さ
れ、またこの文献は、システムの従属グラフが２つのノ
ード群、すなわちプロセスおよび資源（リソース）で構
成されるモデル化を開示しているが、ここでは、このプ
ロセスおよび資源を変換して、以下の意味論（セマンテ
ィック）に従ってアーチで連結されたロックおよび実行
単位からなるこのアプリケーションに適合させている。
実行単位をロックに連結するアーチは、実行単位がブロ
ックされてこのロックを待機中であることを意味する。
一方ロックを実行単位に連結するアーチは、実行単位が
ロックを保持ししたがってロックが一時的に実行単位の
影響を受けていることを示す。このように実行単位Ｔ１
がロックＬ１を待機中であり、このときロックＬ１が実
行単位Ｔ２により保持され、一方実行単位Ｔ２自身は単
位Ｔ１により保持されたロックＬ２を待機中であると
き、グラフ内にサイクルが形成され、かつ２つの実行単
位Ｔ１およびＴ２はブロックされて修復することが難し
くなり、いわゆるインタブロックが存在することにな
る。この例において、グラフ内に形成されたサイクルは
次のようになる：Ｔ１→Ｌ１→Ｔ２→Ｌ２→Ｔ１
通常使用されており、またこの従来方法はたとえば、Ｔ
ａｎｅｎｂａｕｍ著の“ Ｍｏｄｅｒｎ Ｏｐｅｒａｔ
ｉｎｇＳｙｓｔｅｍ（モダーン・オペレーティング・シ
ステム）”、１９９２年（Ｐｒｅｎｔｉｃｅ−Ｈａｌｌ
Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｅｄｉｔｉｏｎｓ発
行）に記載されている。この文献においては、インタブ
ロックの問題を解決するためにグラフの理論が使用さ
れ、またこの文献は、システムの従属グラフが２つのノ
ード群、すなわちプロセスおよび資源（リソース）で構
成されるモデル化を開示しているが、ここでは、このプ
ロセスおよび資源を変換して、以下の意味論（セマンテ
ィック）に従ってアーチで連結されたロックおよび実行
単位からなるこのアプリケーションに適合させている。
実行単位をロックに連結するアーチは、実行単位がブロ
ックされてこのロックを待機中であることを意味する。
一方ロックを実行単位に連結するアーチは、実行単位が
ロックを保持ししたがってロックが一時的に実行単位の
影響を受けていることを示す。このように実行単位Ｔ１
がロックＬ１を待機中であり、このときロックＬ１が実
行単位Ｔ２により保持され、一方実行単位Ｔ２自身は単
位Ｔ１により保持されたロックＬ２を待機中であると
き、グラフ内にサイクルが形成され、かつ２つの実行単
位Ｔ１およびＴ２はブロックされて修復することが難し
くなり、いわゆるインタブロックが存在することにな
る。この例において、グラフ内に形成されたサイクルは
次のようになる：Ｔ１→Ｌ１→Ｔ２→Ｌ２→Ｔ１
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】このタイプのプロセス
は、単一プロセッサを含むマシンのオペレーティング・
システムにおけるインタブロックの分析に適用されると
きには満足な結果を与えるが、このプロセスには限界が
ある。すなわち、対称マルチプロセッサを含むマシンで
あって、さらにマシンがＵＮＩＸ（ＵＮＩＸ Ｓｙｓｔ
ｅｍ Ｌａｂｏｒａｔｏｒｉｅｓ Ｉｎｃ．により付け
られた名前）の環境内で機能するときに、このマシンの
オペレーティング・システムにはこのプロセスを効果的
に使用することができない。要するに、性能上の理由か
ら、このタイプのオペレーティング・システムは「アク
ティブ」ロック、すなわちそれに遭遇したときにアクテ
ィブ待機を形成するロックを好んで使用している。この
アクティブ待機は通常、その中ではロックは自由ではな
いが、その中の前記のロックの保持者が他のプロセッサ
上でアクティブであるところのコンフィギュレーション
の場合に対しては正しく機能することが証明されてい
る。この場合、迅速にフリーにされる確率がきわめて大
きいロックをアクティブに待つことができないことは不
利である。さらに、固有の実行コンテキストを持たない
例外処理、すなわち割込み処理は、ロックの待機内にと
どまることは許されず、したがって同様にアクティブに
待機しなければならない。この結果、プロセッサ上にア
クティブな待機のパイルができることになる。なぜなら
ば、割込み処理自身がアクティブにロックを待機するこ
とができる一方で、ロック上でアクティブに待機してい
る実行単位が中断されるからである。
は、単一プロセッサを含むマシンのオペレーティング・
システムにおけるインタブロックの分析に適用されると
きには満足な結果を与えるが、このプロセスには限界が
ある。すなわち、対称マルチプロセッサを含むマシンで
あって、さらにマシンがＵＮＩＸ（ＵＮＩＸ Ｓｙｓｔ
ｅｍ Ｌａｂｏｒａｔｏｒｉｅｓ Ｉｎｃ．により付け
られた名前）の環境内で機能するときに、このマシンの
オペレーティング・システムにはこのプロセスを効果的
に使用することができない。要するに、性能上の理由か
ら、このタイプのオペレーティング・システムは「アク
ティブ」ロック、すなわちそれに遭遇したときにアクテ
ィブ待機を形成するロックを好んで使用している。この
アクティブ待機は通常、その中ではロックは自由ではな
いが、その中の前記のロックの保持者が他のプロセッサ
上でアクティブであるところのコンフィギュレーション
の場合に対しては正しく機能することが証明されてい
る。この場合、迅速にフリーにされる確率がきわめて大
きいロックをアクティブに待つことができないことは不
利である。さらに、固有の実行コンテキストを持たない
例外処理、すなわち割込み処理は、ロックの待機内にと
どまることは許されず、したがって同様にアクティブに
待機しなければならない。この結果、プロセッサ上にア
クティブな待機のパイルができることになる。なぜなら
ば、割込み処理自身がアクティブにロックを待機するこ
とができる一方で、ロック上でアクティブに待機してい
る実行単位が中断されるからである。
【０００４】このような状況の分析によって行われるイ
ンタブロックの探索中において、実行単位をブロックし
ているロックはその待機を形成した（かつ、それ以後フ
リーにされる）ロックではなくて割込み処理により待機
とされたロックである。さらに、割込み処理自身は高い
優先順位があると割込みを行う結果となり、それに続い
て複数のステップを待機することが可能なパイルができ
ることになる。この割込み処理パイル内において複数の
割込み処理がロックを待機中ならば、実行単位をブロッ
クしているロックは優先順位のさらに高い割込み処理に
より待機とされたロックである。このような場合、従来
方法は真の従属的グラフを形成することができず、とく
に実行単位タイプのノードからロック・タイプのノード
に至るアーチを形成することができない。本発明の第１
の目的は、既知の方法の問題点によって生じる不都合を
生じることなく、対称マルチプロセッサを含みかつＵＮ
ＩＸの環境内で機能するマシンのオペレーティングシス
テムと共に使用されるインタブロックの分析方法を提供
することにある。本発明の第２の目的は、システムによ
り仮想メモリが利用され、したがって有用なすべての情
報が必ずしも物理メモリ内に存在しないときに、従来の
方法において提起される問題に対して有効な解決方法を
提供することにある。
ンタブロックの探索中において、実行単位をブロックし
ているロックはその待機を形成した（かつ、それ以後フ
リーにされる）ロックではなくて割込み処理により待機
とされたロックである。さらに、割込み処理自身は高い
優先順位があると割込みを行う結果となり、それに続い
て複数のステップを待機することが可能なパイルができ
ることになる。この割込み処理パイル内において複数の
割込み処理がロックを待機中ならば、実行単位をブロッ
クしているロックは優先順位のさらに高い割込み処理に
より待機とされたロックである。このような場合、従来
方法は真の従属的グラフを形成することができず、とく
に実行単位タイプのノードからロック・タイプのノード
に至るアーチを形成することができない。本発明の第１
の目的は、既知の方法の問題点によって生じる不都合を
生じることなく、対称マルチプロセッサを含みかつＵＮ
ＩＸの環境内で機能するマシンのオペレーティングシス
テムと共に使用されるインタブロックの分析方法を提供
することにある。本発明の第２の目的は、システムによ
り仮想メモリが利用され、したがって有用なすべての情
報が必ずしも物理メモリ内に存在しないときに、従来の
方法において提起される問題に対して有効な解決方法を
提供することにある。
【０００５】
【課題を解決するための手段】上記した第１の目的を達
成するために、前文に記載の種類のインタブロックの分
析方法は、とくにマシンが対称マルチプロセッサを含み
かつＵＮＩＸの環境内で機能するとき、それが１要素ず
つインタブロックしたがってサイクルを再構成するため
に実行単位を順次に走査しながら、実行単位およびプロ
セッサ・セットからあらゆるタイプのロックへの通過を
可能にする特殊機能を反復使用することを特徴としてい
る。したがって本発明により、対称マルチプロセッサを
含みかつＵＮＩＸの環境内で機能する場合においてもイ
ンタブロックを効果的に分析できる。要するに、当該実
行単位を実行するプロセッサは当然既知であり、実行単
位セットが走査され、またサイクルを再構成しかつユー
ザにより使用可能な完全な状態をしかもアクティブまた
はパッシブに待機中のあらゆるタイプのロックに対して
形成するまで、実行単位が順次にサイクル要素から抽出
される。このような方法の実行は、ユーザを、ロックの
内部機構から完全に独立させている。さらに、存在する
情報、すなわち現在の情報の内、メモリ内で直接アクセ
ス可能な情報の処理は完全に自動化され、これは従来方
法にはない重要な利点を提供するものである。従来方法
の場合、その実行は手動でありしたがって複雑さの関数
として実行がきわめて長くかつ面倒になり、または欠け
ている僅かの情報は簡単にアクセスすることができない
であろう。
成するために、前文に記載の種類のインタブロックの分
析方法は、とくにマシンが対称マルチプロセッサを含み
かつＵＮＩＸの環境内で機能するとき、それが１要素ず
つインタブロックしたがってサイクルを再構成するため
に実行単位を順次に走査しながら、実行単位およびプロ
セッサ・セットからあらゆるタイプのロックへの通過を
可能にする特殊機能を反復使用することを特徴としてい
る。したがって本発明により、対称マルチプロセッサを
含みかつＵＮＩＸの環境内で機能する場合においてもイ
ンタブロックを効果的に分析できる。要するに、当該実
行単位を実行するプロセッサは当然既知であり、実行単
位セットが走査され、またサイクルを再構成しかつユー
ザにより使用可能な完全な状態をしかもアクティブまた
はパッシブに待機中のあらゆるタイプのロックに対して
形成するまで、実行単位が順次にサイクル要素から抽出
される。このような方法の実行は、ユーザを、ロックの
内部機構から完全に独立させている。さらに、存在する
情報、すなわち現在の情報の内、メモリ内で直接アクセ
ス可能な情報の処理は完全に自動化され、これは従来方
法にはない重要な利点を提供するものである。従来方法
の場合、その実行は手動でありしたがって複雑さの関数
として実行がきわめて長くかつ面倒になり、または欠け
ている僅かの情報は簡単にアクセスすることができない
であろう。
【０００６】実行ユニットまたはプロセッサが実行中の
ことを表示させ、かつロックがどのような状態にあるか
を知らせるベースのプリミティブには、あらゆる修正ツ
ールが提供され、したがってユーザは従来方法または本
方法を一般的方法で使用することができる。一方、その
原理内で使用される本方法は、従来技術とは反対であ
る。なぜならば、自然なアプローチは、プロセッサの状
態に係ることなく、実行単位によりいかに割込みされた
かを検証させることなく、また探索の優先順位を考慮す
ることなく、実行単位をロックに対応させるからであ
る。同様に他の興味ある態様も得られる。ロックに連結
されたインタブロックから、実行単位はシステムの異な
る資源を待っているイベント（事象）の待機中にしばし
ば割込みされることがあり、これはインタブロックを構
成する要素のチェーン内に現れ、しかもいかなる理由で
あれすべての待機を説明することができる。同様に従来
方法は、仮想メモリを有するオペレーティングシステム
におけるインタブロックの分析には効果的ではないこと
がわかった。すなわち、サイクルを探索するためには、
物理メモリ内に存在する情報だけが直接利用可能であ
り、サイクルの検出を可能にする情報であって、物理メ
モリ内に存在しない情報がすべて、このとき前記サイク
ルの発見を妨害している。このことは完全なグラフが利
用されていないことを意味し、この状況の場合、あるア
ーチおよびあるノードは物理メモリ内で見つけることが
できない。
ことを表示させ、かつロックがどのような状態にあるか
を知らせるベースのプリミティブには、あらゆる修正ツ
ールが提供され、したがってユーザは従来方法または本
方法を一般的方法で使用することができる。一方、その
原理内で使用される本方法は、従来技術とは反対であ
る。なぜならば、自然なアプローチは、プロセッサの状
態に係ることなく、実行単位によりいかに割込みされた
かを検証させることなく、また探索の優先順位を考慮す
ることなく、実行単位をロックに対応させるからであ
る。同様に他の興味ある態様も得られる。ロックに連結
されたインタブロックから、実行単位はシステムの異な
る資源を待っているイベント（事象）の待機中にしばし
ば割込みされることがあり、これはインタブロックを構
成する要素のチェーン内に現れ、しかもいかなる理由で
あれすべての待機を説明することができる。同様に従来
方法は、仮想メモリを有するオペレーティングシステム
におけるインタブロックの分析には効果的ではないこと
がわかった。すなわち、サイクルを探索するためには、
物理メモリ内に存在する情報だけが直接利用可能であ
り、サイクルの検出を可能にする情報であって、物理メ
モリ内に存在しない情報がすべて、このとき前記サイク
ルの発見を妨害している。このことは完全なグラフが利
用されていないことを意味し、この状況の場合、あるア
ーチおよびあるノードは物理メモリ内で見つけることが
できない。
【０００７】上記した第２の目的のために本発明は、ロ
ックと実行単位との間の従属チェーンセットを検出した
のちに、各実行単位の実行パイルに関する情報が同様に
提供され、このときこれらの情報は、ユーザがインタブ
ロックを決定するサイクルを再構成するように、チェー
ンセットを配置することを可能にすることを特徴として
いる。したがって、物理メモリ内に存在しない情報に関
するこの問題を解決する方法をユーザに提供するため
に、その特殊なステップのいずれかにおいてこのプロセ
スは、ロックと実行単位との間の従属チェーンセットを
検出することを可能にし、続いて各実行単位の実行パイ
ルに関する情報を提供する。最後のこれらの情報はイン
タブロックを特徴づけているサイクルを再構成するよう
に、オペレータがチェーンのサブセットを連結すること
を可能にする。
ックと実行単位との間の従属チェーンセットを検出した
のちに、各実行単位の実行パイルに関する情報が同様に
提供され、このときこれらの情報は、ユーザがインタブ
ロックを決定するサイクルを再構成するように、チェー
ンセットを配置することを可能にすることを特徴として
いる。したがって、物理メモリ内に存在しない情報に関
するこの問題を解決する方法をユーザに提供するため
に、その特殊なステップのいずれかにおいてこのプロセ
スは、ロックと実行単位との間の従属チェーンセットを
検出することを可能にし、続いて各実行単位の実行パイ
ルに関する情報を提供する。最後のこれらの情報はイン
タブロックを特徴づけているサイクルを再構成するよう
に、オペレータがチェーンのサブセットを連結すること
を可能にする。
【０００８】実際に、サイクルの探索の完全自動化は、
すべての情報が物理メモリ内に存在するか、または仮想
メモリを使用していてある情報が物理メモリ内に保管さ
れている確率が全くゼロではなくかつ探索モードが完全
に自動化されてはいないが補助モードに対応する場合で
あれば、達成できる。ある情報が物理メモリ内に存在し
ていないとき、本方法によりユーザは実行パイルに関す
る情報を提供することができ、またこのとき、これらの
情報により、探索のためにロックに関して正確な認識を
もたないユーザが探索のときに欠けている１つまたは複
数のサイクル部分を自動的に再発見することを可能に
し、このときユーザによるコンテキストの認識は、サイ
クルを完全に再構成することを可能にする。再構成のた
めにユーザに必要な知識としては、システム内のいくつ
かのジョブ間の関係、およびツリー構造および仕様（機
能性）の概略の知識があればよい。このときインタブロ
ックの探索はユーザ補助モードで行われるが、このモー
ドは、ロックの内部機構とは完全に独立している。その
理由は、前記ロックがどのようにプログラミングされて
いるか、または当該適用によりどのタイプのロックが関
係しているかを知る必要がないからである。
すべての情報が物理メモリ内に存在するか、または仮想
メモリを使用していてある情報が物理メモリ内に保管さ
れている確率が全くゼロではなくかつ探索モードが完全
に自動化されてはいないが補助モードに対応する場合で
あれば、達成できる。ある情報が物理メモリ内に存在し
ていないとき、本方法によりユーザは実行パイルに関す
る情報を提供することができ、またこのとき、これらの
情報により、探索のためにロックに関して正確な認識を
もたないユーザが探索のときに欠けている１つまたは複
数のサイクル部分を自動的に再発見することを可能に
し、このときユーザによるコンテキストの認識は、サイ
クルを完全に再構成することを可能にする。再構成のた
めにユーザに必要な知識としては、システム内のいくつ
かのジョブ間の関係、およびツリー構造および仕様（機
能性）の概略の知識があればよい。このときインタブロ
ックの探索はユーザ補助モードで行われるが、このモー
ドは、ロックの内部機構とは完全に独立している。その
理由は、前記ロックがどのようにプログラミングされて
いるか、または当該適用によりどのタイプのロックが関
係しているかを知る必要がないからである。
【０００９】このように、完全な自動モードとユーザ補
助モードとが共存し、一方必要な情報は物理メモリ内で
処理可能であり、グラフ内のサイクルの探索のためのオ
ペレーションは前者の自動モードで実行され、また有効
な情報が欠けると直ちに、ユーザ補助モードがジョブを
引き継いで発見されたサイクル・セットの部分から再構
成を行う。次にインタブロックの検出によるこのような
分析は容易に使用することができる。インタブロック内
に含まれるロックおよびジョブはこのように既知とな
り、かつプログラミングを有効に改良することを可能に
する。サイクルが特定されたとき、サイクル内に含まれ
る実行単位、ロックを保持する実行単位の機能、および
ロックのタイプは、実行単位がブロックされたときに実
行単位により行われるオペレーションと同様に決定さ
れ、これによりプログラミングを再発見しかつ場合によ
り階層の侵害を検出することを可能にする。続いて、静
的インタブロックのアナライザを用いて、開発者はイン
タブロックの修正を行うことができる。本方法によるイ
ンタブロックの分析は、開発の外部フェーズにおいて修
正するように、できるだけ正確にそのオリジナルまで溯
りながらシステムの欠陥を検出することを、基本的な目
的としている。図面を参照して以下の説明を読めば、本
発明の実行方法が十分に理解されるであろう。
助モードとが共存し、一方必要な情報は物理メモリ内で
処理可能であり、グラフ内のサイクルの探索のためのオ
ペレーションは前者の自動モードで実行され、また有効
な情報が欠けると直ちに、ユーザ補助モードがジョブを
引き継いで発見されたサイクル・セットの部分から再構
成を行う。次にインタブロックの検出によるこのような
分析は容易に使用することができる。インタブロック内
に含まれるロックおよびジョブはこのように既知とな
り、かつプログラミングを有効に改良することを可能に
する。サイクルが特定されたとき、サイクル内に含まれ
る実行単位、ロックを保持する実行単位の機能、および
ロックのタイプは、実行単位がブロックされたときに実
行単位により行われるオペレーションと同様に決定さ
れ、これによりプログラミングを再発見しかつ場合によ
り階層の侵害を検出することを可能にする。続いて、静
的インタブロックのアナライザを用いて、開発者はイン
タブロックの修正を行うことができる。本方法によるイ
ンタブロックの分析は、開発の外部フェーズにおいて修
正するように、できるだけ正確にそのオリジナルまで溯
りながらシステムの欠陥を検出することを、基本的な目
的としている。図面を参照して以下の説明を読めば、本
発明の実行方法が十分に理解されるであろう。
【００１０】
【実施例】図１には、インタブロックの分析に関する従
来方法の種々のステップがアルゴリズムの形で示されて
いる。本発明を理解しやすくするために、使用される用
語をいくつか以下に説明する。オペレーティング・シス
テムは、必要なすべての資源（リソース）を取得する前
に資源の動的割り振りの実行を開始するジョブを可能に
するので、オペレーティング・システムが資源のこの動
的割り振りを行うときに一般に、インタブロックが発生
しやすい。ロックは有限数の同時アクセスをサポートす
る資源アクセス制御機構の一例である。同様にシステム
は、複数のプロセスを同時に実行することができ、この
とき各プロセスはその実行状態に関する情報のような一
連のマシーン命令を含んでいる。各プロセスは複数のプ
ロセッサにより実行されるように分割することができ、
所定の時間に与えられたプロセッサで実行されるプロセ
スの分割部分が、実行単位と呼ばれる。上記のように、
従来の方法は、ロック上でブロックされたすべての実行
単位に対して、このロックを保持している実行単位を探
索すること、およびこれらの実行単位自身が他のロック
上で待機中にサイクルを検出するまでチェーンを溯るこ
とからなる。従属グラフ内で検出されたサイクルは、前
記サイクル内でプロセスおよび資源を含むインタブロッ
クが発見されたことを示す。なお、この従属チャートは
２つのノード群からなり、一方はロックであり、また他
方はプロセスまたは実行単位である。
来方法の種々のステップがアルゴリズムの形で示されて
いる。本発明を理解しやすくするために、使用される用
語をいくつか以下に説明する。オペレーティング・シス
テムは、必要なすべての資源（リソース）を取得する前
に資源の動的割り振りの実行を開始するジョブを可能に
するので、オペレーティング・システムが資源のこの動
的割り振りを行うときに一般に、インタブロックが発生
しやすい。ロックは有限数の同時アクセスをサポートす
る資源アクセス制御機構の一例である。同様にシステム
は、複数のプロセスを同時に実行することができ、この
とき各プロセスはその実行状態に関する情報のような一
連のマシーン命令を含んでいる。各プロセスは複数のプ
ロセッサにより実行されるように分割することができ、
所定の時間に与えられたプロセッサで実行されるプロセ
スの分割部分が、実行単位と呼ばれる。上記のように、
従来の方法は、ロック上でブロックされたすべての実行
単位に対して、このロックを保持している実行単位を探
索すること、およびこれらの実行単位自身が他のロック
上で待機中にサイクルを検出するまでチェーンを溯るこ
とからなる。従属グラフ内で検出されたサイクルは、前
記サイクル内でプロセスおよび資源を含むインタブロッ
クが発見されたことを示す。なお、この従属チャートは
２つのノード群からなり、一方はロックであり、また他
方はプロセスまたは実行単位である。
【００１１】一旦、従属的グラフが得られると、図１に
示す従来方法が適用される。したがって初期化［Ｎ］の
ステップＳ１が実行され、グラフのすべてのノードＮ
（ロックまたは実行単位）に関して、出発点としてＮを
有する以下の５つのステップを呼び出す。ステップＳ２
は、空のリストＬを初期化［ＬＥ］し、かつノードを連
結するすべてのアーチがノー・マーク［ＡＵ］と宣言さ
れる［ＬＥ ＡＵ］。ステップＳ３．Ａにおいて、現在
ノードがリストＬの最後に追加され［Ｌ＋Ｎ］、一方ス
テップＳ３．Ｂにおいて、質問［２×Ｎ？］：「リスト
Ｌ内に現在ノードＮが２回現れたか？」が質問される。
この質問の答えがイエス（Ｙ）であれば、この２回出現
は、グラフが（リストＬ内にリストアップされた）サイ
クルを含みかつこのプロセスはこのサイクルが発見され
たときに止まった［ＣＦ］ことを示している。一方、質
問の答えがノー（Ｎ）であれば、ステップＳ４ＮＩ移
り、質問［（ＯＵＡ）Ｎ？］：「現在ノードから出てし
かもノー・マークのアーチが存在するか？」が質問され
る。その答えがイエスであれば、次のステップはステッ
プＳ５．Ａであり、このステップの間にマークするため
にたまたまノー・マークで出たアーチが選択され［ＰＲ
ＵＡ Ｍ］、次にステップＳ５．Ｂにおいて、このアー
チにより付点がつけられたノードが新しい現在ノードと
みなされ［ＮＣＮ］、そしてステップＳ３Ａに戻る。こ
れに対し、ステップＳ４の質問に対する答えがノーであ
れば、このプロセスは行き止まりとなり、ステップＳ
６．Ａがノードを前のノード（現在ノードの１つ前のノ
ード）に戻し、前のノードがこのとき現在ノードとみな
される［Ｎ−１］。そしてステップＳ６．Ｂにおいて、
質問［Ｎ−１＝ＩＮ？］：「ノードが初期ノードである
か？」が出される。もし答えがノーであればステップＳ
４に戻り、一方、答えがイエスであればステップＳ６．
Ｃにおいて、最後の質問［ＯＮ？］：「他のノードが存
在するか？」が出される。その答えがノーのとき、プロ
セスは停止して、現在ノード以降にはグラフ内にサイク
ルが存在しないこと［ＮＣＩＧ］を示す。もし答えがイ
エスであれば、残りの１つまたは複数のノードの分析の
ためにステップＳ１に戻る。
示す従来方法が適用される。したがって初期化［Ｎ］の
ステップＳ１が実行され、グラフのすべてのノードＮ
（ロックまたは実行単位）に関して、出発点としてＮを
有する以下の５つのステップを呼び出す。ステップＳ２
は、空のリストＬを初期化［ＬＥ］し、かつノードを連
結するすべてのアーチがノー・マーク［ＡＵ］と宣言さ
れる［ＬＥ ＡＵ］。ステップＳ３．Ａにおいて、現在
ノードがリストＬの最後に追加され［Ｌ＋Ｎ］、一方ス
テップＳ３．Ｂにおいて、質問［２×Ｎ？］：「リスト
Ｌ内に現在ノードＮが２回現れたか？」が質問される。
この質問の答えがイエス（Ｙ）であれば、この２回出現
は、グラフが（リストＬ内にリストアップされた）サイ
クルを含みかつこのプロセスはこのサイクルが発見され
たときに止まった［ＣＦ］ことを示している。一方、質
問の答えがノー（Ｎ）であれば、ステップＳ４ＮＩ移
り、質問［（ＯＵＡ）Ｎ？］：「現在ノードから出てし
かもノー・マークのアーチが存在するか？」が質問され
る。その答えがイエスであれば、次のステップはステッ
プＳ５．Ａであり、このステップの間にマークするため
にたまたまノー・マークで出たアーチが選択され［ＰＲ
ＵＡ Ｍ］、次にステップＳ５．Ｂにおいて、このアー
チにより付点がつけられたノードが新しい現在ノードと
みなされ［ＮＣＮ］、そしてステップＳ３Ａに戻る。こ
れに対し、ステップＳ４の質問に対する答えがノーであ
れば、このプロセスは行き止まりとなり、ステップＳ
６．Ａがノードを前のノード（現在ノードの１つ前のノ
ード）に戻し、前のノードがこのとき現在ノードとみな
される［Ｎ−１］。そしてステップＳ６．Ｂにおいて、
質問［Ｎ−１＝ＩＮ？］：「ノードが初期ノードである
か？」が出される。もし答えがノーであればステップＳ
４に戻り、一方、答えがイエスであればステップＳ６．
Ｃにおいて、最後の質問［ＯＮ？］：「他のノードが存
在するか？」が出される。その答えがノーのとき、プロ
セスは停止して、現在ノード以降にはグラフ内にサイク
ルが存在しないこと［ＮＣＩＧ］を示す。もし答えがイ
エスであれば、残りの１つまたは複数のノードの分析の
ためにステップＳ１に戻る。
【００１２】図２に、対称なマルチプロセッサを含みか
つＵＮＩＸ環境内で機能するマシンに対し、インタブロ
ックの分析の方法を効率的に適用することを可能にす
る、本発明による方法を示すフローチャートが記載され
ている。この適用は、プロセッサ・セットのための実行
単位をロックに連結するアーチを定義する特殊機能によ
り得られることが好ましい。本発明の思想に基づくこの
方法は、１要素ずつインタブロックしたがってサイクル
を再構成するために、実行単位を順次に走査しながら実
行単位およびプロセッサセットからあらゆるタイプのロ
ックへの通過を可能にする特殊機能を反復使用すること
を特徴としている。このために、図１のステップＳ４
が、この特殊機能を実行させる下記のようなステップに
より置き換えられている。従来の方法のステップＳ１〜
Ｓ３（Ｓ３．ＡおよびＳ３．Ｂ）、Ｓ５（Ｓ５．Ａおよ
びＳ５．Ｂ）、およびＳ６（Ｓ６．Ａ、Ｓ６．Ｂ、およ
びＳ６．Ｃ）はそのまま使用される。
つＵＮＩＸ環境内で機能するマシンに対し、インタブロ
ックの分析の方法を効率的に適用することを可能にす
る、本発明による方法を示すフローチャートが記載され
ている。この適用は、プロセッサ・セットのための実行
単位をロックに連結するアーチを定義する特殊機能によ
り得られることが好ましい。本発明の思想に基づくこの
方法は、１要素ずつインタブロックしたがってサイクル
を再構成するために、実行単位を順次に走査しながら実
行単位およびプロセッサセットからあらゆるタイプのロ
ックへの通過を可能にする特殊機能を反復使用すること
を特徴としている。このために、図１のステップＳ４
が、この特殊機能を実行させる下記のようなステップに
より置き換えられている。従来の方法のステップＳ１〜
Ｓ３（Ｓ３．ＡおよびＳ３．Ｂ）、Ｓ５（Ｓ５．Ａおよ
びＳ５．Ｂ）、およびＳ６（Ｓ６．Ａ、Ｓ６．Ｂ、およ
びＳ６．Ｃ）はそのまま使用される。
【００１３】図２の本発明による方法においては、従来
方法のステップＳ３．Ｂにおいて出された質問に対する
答えがノーの場合には、ステップＳ′４．Ａが実行さ
れ、質問［Ｔ？］：「現在ノードは実行単位タイプであ
るか？」が出される。その答えがノーのとき、ステップ
Ｓ′４．Ｂにおいて、質問［Ｌ？］：「現在ノードはロ
ックであるか？」が出される。答えがノーのときはプロ
セスは行き止まりとなり、図１の従来方法のステップＳ
６．Ａに移って、それ以降の処理（Ｓ６．Ａ、Ｓ６．
Ｂ、Ｓ６．Ｃ）を実行する。一方、現在ノードがロック
であるとき、これは、実行単位ＴがロックＬの保持単位
であるか、またはロックＬの保持の割込み処理による割
込みされた単位であることを意味する。この場合、ステ
ップＳ′４．Ｃにおいて、質問［Ｎ→Ｔ？］：「現在ノ
ードＮを実行単位Ｔに連結するアーチが存在するか？」
を発する。ステップＳ′４．Ｃの答えがイエスのとき、
図１のステップＳ５．Ａに移行するが、答えがノーのと
きにはステップＳ′４．Ｄが実行され、このステップに
おいて、現在ノードＮから単位Ｔの方向へのアーチが決
定される［Ｎ→Ｔ］。そして、次に図１のステップＳ
５．Ａに移る。
方法のステップＳ３．Ｂにおいて出された質問に対する
答えがノーの場合には、ステップＳ′４．Ａが実行さ
れ、質問［Ｔ？］：「現在ノードは実行単位タイプであ
るか？」が出される。その答えがノーのとき、ステップ
Ｓ′４．Ｂにおいて、質問［Ｌ？］：「現在ノードはロ
ックであるか？」が出される。答えがノーのときはプロ
セスは行き止まりとなり、図１の従来方法のステップＳ
６．Ａに移って、それ以降の処理（Ｓ６．Ａ、Ｓ６．
Ｂ、Ｓ６．Ｃ）を実行する。一方、現在ノードがロック
であるとき、これは、実行単位ＴがロックＬの保持単位
であるか、またはロックＬの保持の割込み処理による割
込みされた単位であることを意味する。この場合、ステ
ップＳ′４．Ｃにおいて、質問［Ｎ→Ｔ？］：「現在ノ
ードＮを実行単位Ｔに連結するアーチが存在するか？」
を発する。ステップＳ′４．Ｃの答えがイエスのとき、
図１のステップＳ５．Ａに移行するが、答えがノーのと
きにはステップＳ′４．Ｄが実行され、このステップに
おいて、現在ノードＮから単位Ｔの方向へのアーチが決
定される［Ｎ→Ｔ］。そして、次に図１のステップＳ
５．Ａに移る。
【００１４】一方、図２のステップＳ′４．Ａの質問
［Ｔ？］に対する答えがイエスのとき、ステップＳ′５
において質問［ＮＳ？］：「現在単位Ｔは待機中か？」
が出される。その答えがイエスならばステップＳ′６．
Ａに移り、このステップにおいて続いて質問［Ｌ？］：
「待機中のイベントはロックであるか？」が出され、そ
の答えがイエスならば、ステップＳ′６．Ｂにおいて質
問［Ｎ→Ｌ？］：「現在ノードＮをロックＬに連結する
アーチが存在するか？」が出される。ステップＳ′６．
Ｂの答えがイエスならば、図１のステップＳ５．Ａに移
り、一方ノーならばステップＳ′６．Ｃに移り、このス
テップにおいて現在ノードＮをロックＬの方向に連結す
るアーチが決定される［Ｎ→Ｌ］。ステップＳ′６．Ｃ
の後に図１のステップＳ５．Ａが続く。さらに、ステッ
プＳ′６．Ａの質問［Ｌ？］に対する答えがノーである
ことは、待機がロック以外のイベントに関係しているこ
とを意味し、このときにはＳ′６．Ｄにおいてニュート
ラル・タイプのノードが追加され［Ｎ＋１］、次にステ
ップＳ′６．Ｅにおいて質問［Ｎ→Ｎ＋１？］：「前の
現在ノードＮを新しい現在ノードＮ＋１に連結するアー
チが存在するか？」が出される。その答えがイエスのと
き図１のステップＳ５．Ａが続き、答えがノーのときス
テップＳ′６．Ｆに進む。このステップにおいては、ノ
ードＮを新しい現在ノードＮ＋１に連結するアーチが決
定され［Ｎ→Ｎ＋１］、次いで図１のステップＳ５．Ａ
に移る。ニュートラル・タイプのノードはロックでもま
たは実行単位でもないすべてのイベントに対応し、また
これらのイベントはたとえば実行単位が待っている信号
であってもよい。
［Ｔ？］に対する答えがイエスのとき、ステップＳ′５
において質問［ＮＳ？］：「現在単位Ｔは待機中か？」
が出される。その答えがイエスならばステップＳ′６．
Ａに移り、このステップにおいて続いて質問［Ｌ？］：
「待機中のイベントはロックであるか？」が出され、そ
の答えがイエスならば、ステップＳ′６．Ｂにおいて質
問［Ｎ→Ｌ？］：「現在ノードＮをロックＬに連結する
アーチが存在するか？」が出される。ステップＳ′６．
Ｂの答えがイエスならば、図１のステップＳ５．Ａに移
り、一方ノーならばステップＳ′６．Ｃに移り、このス
テップにおいて現在ノードＮをロックＬの方向に連結す
るアーチが決定される［Ｎ→Ｌ］。ステップＳ′６．Ｃ
の後に図１のステップＳ５．Ａが続く。さらに、ステッ
プＳ′６．Ａの質問［Ｌ？］に対する答えがノーである
ことは、待機がロック以外のイベントに関係しているこ
とを意味し、このときにはＳ′６．Ｄにおいてニュート
ラル・タイプのノードが追加され［Ｎ＋１］、次にステ
ップＳ′６．Ｅにおいて質問［Ｎ→Ｎ＋１？］：「前の
現在ノードＮを新しい現在ノードＮ＋１に連結するアー
チが存在するか？」が出される。その答えがイエスのと
き図１のステップＳ５．Ａが続き、答えがノーのときス
テップＳ′６．Ｆに進む。このステップにおいては、ノ
ードＮを新しい現在ノードＮ＋１に連結するアーチが決
定され［Ｎ→Ｎ＋１］、次いで図１のステップＳ５．Ａ
に移る。ニュートラル・タイプのノードはロックでもま
たは実行単位でもないすべてのイベントに対応し、また
これらのイベントはたとえば実行単位が待っている信号
であってもよい。
【００１５】図２において、ステップＳ′５の質問に対
する答えがノーであることは、現在実行単位がアクティ
ブであることを意味する。したがって、ステップＳ′７
においてＰ0からＰnまでのすべてのプロセッサが走査さ
れ、このステップにおいて質問［Ｐi＞Ｐn？］：「プロ
セッサ・セットが走査されたか？」が出される。もしイ
エスならば図１のステップＳ６．Ａに移り、従属的サイ
クルはもし存在するならば必ず外にあり、したがって実
行単位は従属的でなくなる。ステップＳ′７の答えがノ
ーならば次のステップはＳ′８．Ａであり、このステッ
プにおいて現在プロセッサＰｉの実行パイルの最後の実
行コンテキストまで走査される［ＳＴＡＣ］。次にステ
ップＳ′８．Ｂにおいて、次の質問［ＣＴＣ？］：「付
点がつけられた実行コンテキストが現在単位の実行コン
テキストであるか？」が出される。ノーの答えの場合に
はステップＳ′７へ再度戻る。一方イエスの答えの場合
には実行単位がアクティブであるプロセッサが発見され
たことを意味し、この後ステップＳ′９に移行して質問
［ＳＷＬ？］：「現在プロセッサの現在コンテキストの
実行パイルがロックを待機中であるか？」が質問され
る。その答えがイエスの場合はステップＳ′１０．Ａに
進む。
する答えがノーであることは、現在実行単位がアクティ
ブであることを意味する。したがって、ステップＳ′７
においてＰ0からＰnまでのすべてのプロセッサが走査さ
れ、このステップにおいて質問［Ｐi＞Ｐn？］：「プロ
セッサ・セットが走査されたか？」が出される。もしイ
エスならば図１のステップＳ６．Ａに移り、従属的サイ
クルはもし存在するならば必ず外にあり、したがって実
行単位は従属的でなくなる。ステップＳ′７の答えがノ
ーならば次のステップはＳ′８．Ａであり、このステッ
プにおいて現在プロセッサＰｉの実行パイルの最後の実
行コンテキストまで走査される［ＳＴＡＣ］。次にステ
ップＳ′８．Ｂにおいて、次の質問［ＣＴＣ？］：「付
点がつけられた実行コンテキストが現在単位の実行コン
テキストであるか？」が出される。ノーの答えの場合に
はステップＳ′７へ再度戻る。一方イエスの答えの場合
には実行単位がアクティブであるプロセッサが発見され
たことを意味し、この後ステップＳ′９に移行して質問
［ＳＷＬ？］：「現在プロセッサの現在コンテキストの
実行パイルがロックを待機中であるか？」が質問され
る。その答えがイエスの場合はステップＳ′１０．Ａに
進む。
【００１６】このステップＳ′１０．Ａにおいて質問
［Ｎ→Ｌ？］：「現在ノードＮをロックＬに連結するア
ーチが存在するか？」が出される。その答えがイエスな
らば、図１のステップＳ５．Ａに移り、逆に答えがノー
ならば、現在コンテキストに付属の実行パイルの現在コ
ールがロックを要求し、ステップＳ′１０．Ｂにおいて
このとき現在ノードＮから現在コールにより要求された
ロックＬの方向へアーチが引かれ［Ｎ→Ｌ］、そして次
に図１のステップＳ５．Ａに戻る。一方、図２のステッ
プＳ′９の質問［ＳＷＬ？］に対する答えがノーのと
き、ステップＳ′１０．Ｃにおいて質問［ＯＣ？］：
「他の実行コンテキストが存在するか？」が質問され
る。それに続く他のコンテキストが存在するならば、こ
のコンテキストはステップＳ′１０．Ｄにおいて現在コ
ンテキストとして再定義され［ＲＣＣ］、そしてステッ
プＳ′９に戻る。一方、ステップＳ′１０．Ｃの質問に
対する答えがノーならば、他のコンテキストが存在せ
ず、このことはこの実行単位がロックによりブロックさ
れていないことを示し、これにより図１に示すステップ
Ｓ６に移る。
［Ｎ→Ｌ？］：「現在ノードＮをロックＬに連結するア
ーチが存在するか？」が出される。その答えがイエスな
らば、図１のステップＳ５．Ａに移り、逆に答えがノー
ならば、現在コンテキストに付属の実行パイルの現在コ
ールがロックを要求し、ステップＳ′１０．Ｂにおいて
このとき現在ノードＮから現在コールにより要求された
ロックＬの方向へアーチが引かれ［Ｎ→Ｌ］、そして次
に図１のステップＳ５．Ａに戻る。一方、図２のステッ
プＳ′９の質問［ＳＷＬ？］に対する答えがノーのと
き、ステップＳ′１０．Ｃにおいて質問［ＯＣ？］：
「他の実行コンテキストが存在するか？」が質問され
る。それに続く他のコンテキストが存在するならば、こ
のコンテキストはステップＳ′１０．Ｄにおいて現在コ
ンテキストとして再定義され［ＲＣＣ］、そしてステッ
プＳ′９に戻る。一方、ステップＳ′１０．Ｃの質問に
対する答えがノーならば、他のコンテキストが存在せ
ず、このことはこの実行単位がロックによりブロックさ
れていないことを示し、これにより図１に示すステップ
Ｓ６に移る。
【００１７】図３には、図１及び図２のフローチャート
に示されたあるステップの応用を示し、この応用によ
り、仮想メモリを使用したシステムに適用される本発明
による方法の効率的な利用が可能となる。前記のよう
に、図１に記載の従来方法は仮想メモリを利用したシス
テムにおけるインターロックを分析するのに効率的では
ないことがわかるであろう。サイクルの探索は物理メモ
リ内の有効なすべての情報を処理するという条件で行っ
ても、またはサイクルの検出を可能にするある情報が与
えられた瞬間に物理メモリ内に存在しなくて仮想メモリ
内に存在していてもよい。この条件においては、あるア
ーチおよびあるノード（実行単位またはロック）が物理
メモリ内で見付けることができない場合、完全な従属的
グラフを構成することができない。この問題の解決方法
をユーザに有効に与えるために、ロックと実行単位との
間の従属的チェーン・セットを検出するために本方法が
利用され、また各実行単位の実行パイルに関する情報が
提供される。このとき、これらの情報は、インターロッ
クを決定するサイクルを再構成するようにユーザがチェ
ーン・セットを形成することを可能にする。
に示されたあるステップの応用を示し、この応用によ
り、仮想メモリを使用したシステムに適用される本発明
による方法の効率的な利用が可能となる。前記のよう
に、図１に記載の従来方法は仮想メモリを利用したシス
テムにおけるインターロックを分析するのに効率的では
ないことがわかるであろう。サイクルの探索は物理メモ
リ内の有効なすべての情報を処理するという条件で行っ
ても、またはサイクルの検出を可能にするある情報が与
えられた瞬間に物理メモリ内に存在しなくて仮想メモリ
内に存在していてもよい。この条件においては、あるア
ーチおよびあるノード（実行単位またはロック）が物理
メモリ内で見付けることができない場合、完全な従属的
グラフを構成することができない。この問題の解決方法
をユーザに有効に与えるために、ロックと実行単位との
間の従属的チェーン・セットを検出するために本方法が
利用され、また各実行単位の実行パイルに関する情報が
提供される。このとき、これらの情報は、インターロッ
クを決定するサイクルを再構成するようにユーザがチェ
ーン・セットを形成することを可能にする。
【００１８】このために、図１に示したステップＳ６
（Ｓ６．Ａ、Ｓ６．Ｂ、及びＳ６．Ｃ）の前段が次のよ
うに修正される。図２のステップＳ′４．Ｂの質問［Ｌ
？］およびステップＳ′１０．Ｃの質問［ＯＣ？］に対
する答えがノーである場合、またはステップＳ′７の質
問［Ｐｉ＞Ｐｎ？］に対する答えがイエスの場合、この
あとにユーザが使用できるリストＬの表示［ＤＬ（ＤＳ
Ｔ）］に関するステップＳ′１１．Ａが続き、とくにこ
のリスト内で遭遇するすべての実行単位に付属の実行パ
イルはデコーディングされる。ステップＳ′１１．Ａの
次のステップＳ′１１．Ｂは図１のステップＳ６（Ｓ
６．Ａ、Ｓ６．Ｂ、およびＳ６．Ｃ）と同様である。好
ましい第１の応用によれば、本発明による方法は、すべ
ての物理メモリを走査するときにアクセスする修正ツー
ルにより実行することができる。好ましい第２の応用に
よれば、本発明による方法は、空メモリの分析ツールに
より実行することができる。このように実行中またはテ
スト中のマシンは本方法の応用により恩恵を受けて有利
である。インターロックが突然に発生したとき、前記マ
シンはほとんど利用できなくなり、この場合マシンは、
反復法でツールすなわちこの方法を実行するために使用
される修正ツールに頼ったり、または遡及的に空のメモ
リの分析ツールに頼ったりすることができ、またこの場
合、マシンのメモリ・イメージが取り上げられ、このメ
モリ・イメージが他のマシンに関して、またはレリーズ
された同じマシンに関して空のメモリの分析ツールによ
り分析される。
（Ｓ６．Ａ、Ｓ６．Ｂ、及びＳ６．Ｃ）の前段が次のよ
うに修正される。図２のステップＳ′４．Ｂの質問［Ｌ
？］およびステップＳ′１０．Ｃの質問［ＯＣ？］に対
する答えがノーである場合、またはステップＳ′７の質
問［Ｐｉ＞Ｐｎ？］に対する答えがイエスの場合、この
あとにユーザが使用できるリストＬの表示［ＤＬ（ＤＳ
Ｔ）］に関するステップＳ′１１．Ａが続き、とくにこ
のリスト内で遭遇するすべての実行単位に付属の実行パ
イルはデコーディングされる。ステップＳ′１１．Ａの
次のステップＳ′１１．Ｂは図１のステップＳ６（Ｓ
６．Ａ、Ｓ６．Ｂ、およびＳ６．Ｃ）と同様である。好
ましい第１の応用によれば、本発明による方法は、すべ
ての物理メモリを走査するときにアクセスする修正ツー
ルにより実行することができる。好ましい第２の応用に
よれば、本発明による方法は、空メモリの分析ツールに
より実行することができる。このように実行中またはテ
スト中のマシンは本方法の応用により恩恵を受けて有利
である。インターロックが突然に発生したとき、前記マ
シンはほとんど利用できなくなり、この場合マシンは、
反復法でツールすなわちこの方法を実行するために使用
される修正ツールに頼ったり、または遡及的に空のメモ
リの分析ツールに頼ったりすることができ、またこの場
合、マシンのメモリ・イメージが取り上げられ、このメ
モリ・イメージが他のマシンに関して、またはレリーズ
された同じマシンに関して空のメモリの分析ツールによ
り分析される。
【００１９】
【発明の効果】本発明による方法は、一方で対称マルチ
プロセッサの使用により課せられる問題を処理すること
を可能にし、他方でこの方法が仮想メモリを使用する装
置内で使用されるときにユーザに必要な補助を提供す
る。ユーザに課せられる通常の落とし穴は、たとえば、
とくにインターロックが実行単位のためのブロッカとは
なりえないロックが原因ではなく、むしろ割込み処理に
より待機中のロックのような他のイベントが原因である
ときに、容易に発見して回避させることができる。この
ためユーザは、前記の場合のように、情報が存在する場
所で再構成できるように、オペレーティング・システム
のネットワークの構造を完全に周知しているオペレーテ
ィング・システムのスペシャリストである必要はなく、
単にある複数のジョブ間の関係および仕様書に示された
比較的概略のツリー構造および機能性の知識を有する人
であればよい。この知識により、本発明の方法は完全に
有効に実行できる。なぜならば、１つの実行単位および
１セットのプロセッサからあらゆるタイプの単純ロック
または複合ロックへの通過を可能にするこの特殊機能に
より、この方法はユーザに場合により直接インターロッ
クの理由を提供したり、また場合によりユーザを容易に
インターロックまで溯らせる一連のチェーン・リングを
提供したりできる。実行単位に関する探索を能率的に行
わせる本方法はまた、プロセスに関しても能率的にし、
実行単位は前述のようにプロセスの一部分でありしたが
ってプロセスのより密なアプローチを可能にする。
プロセッサの使用により課せられる問題を処理すること
を可能にし、他方でこの方法が仮想メモリを使用する装
置内で使用されるときにユーザに必要な補助を提供す
る。ユーザに課せられる通常の落とし穴は、たとえば、
とくにインターロックが実行単位のためのブロッカとは
なりえないロックが原因ではなく、むしろ割込み処理に
より待機中のロックのような他のイベントが原因である
ときに、容易に発見して回避させることができる。この
ためユーザは、前記の場合のように、情報が存在する場
所で再構成できるように、オペレーティング・システム
のネットワークの構造を完全に周知しているオペレーテ
ィング・システムのスペシャリストである必要はなく、
単にある複数のジョブ間の関係および仕様書に示された
比較的概略のツリー構造および機能性の知識を有する人
であればよい。この知識により、本発明の方法は完全に
有効に実行できる。なぜならば、１つの実行単位および
１セットのプロセッサからあらゆるタイプの単純ロック
または複合ロックへの通過を可能にするこの特殊機能に
より、この方法はユーザに場合により直接インターロッ
クの理由を提供したり、また場合によりユーザを容易に
インターロックまで溯らせる一連のチェーン・リングを
提供したりできる。実行単位に関する探索を能率的に行
わせる本方法はまた、プロセスに関しても能率的にし、
実行単位は前述のようにプロセスの一部分でありしたが
ってプロセスのより密なアプローチを可能にする。
【図１】インターロックの分析の従来方法を実行するた
めのステップを示すフローチャートである。
めのステップを示すフローチャートである。
【図２】対称マルチプロセッサを含みかつＵＮＩＸの環
境内で機能するマシンに対してインターロックの分析に
利用される本発明による方法を実行するためのステップ
を示すフローチャートである。
境内で機能するマシンに対してインターロックの分析に
利用される本発明による方法を実行するためのステップ
を示すフローチャートである。
【図３】図１及び図２のフローチャートに示された方法
を、仮想メモリを有するシステムで利用可能にするアプ
リケーションを示すフローチャートの一部である。
を、仮想メモリを有するシステムで利用可能にするアプ
リケーションを示すフローチャートの一部である。
Claims (7)
- 【請求項１】 あるロック上でブロックされたすべての
実行単位に対して、このロックを保持している実行単位
を探索し、かつこの実行単位自身が他のロック上で待機
中にサイクルを検出するまでチェーンを溯る、マシンの
オペレーティング・システムにおけるインタブロックの
分析方法において、 マシンが対称マルチプロセッサを含みかつＵＮＩＸの環
境内で機能するときに、１要素ずつインタブロックした
がってサイクルを再構成するために実行単位を順次に走
査しながら、実行単位およびプロセッサ・セットからあ
らゆるタイプのロックへの通過を可能にする特殊機能を
反復使用することを特徴とするオペレーティング・シス
テムにおけるインタブロックの分析方法。 - 【請求項２】 請求項１記載の方法において、該方法は
さらに、仮想メモリが使用されかつ物理メモリに記憶さ
れてない有効な情報が存在するとき、ロックと実行単位
との間の従属的チェーン・セットを検出し、その後各実
行単位の実行パイルに関する情報が同様に提供され、こ
れらの情報はユーザがインタブロックを決定するサイク
ルを再構成するようにチェーン・セットを配置すること
を可能にすることを特徴とする方法。 - 【請求項３】 請求項１記載の方法において、実行単位
およびプロセッサセットからあらゆるタイプのロックへ
の通過を可能にする特殊機能が、以下のステップ（１）
〜（７）、 （１）現在ノードの性質（実行単位またはロック）を探
索し、これが実行単位であればステップ（２）に移り、
これがロックであれば実行単位により保持されかつロッ
クをこの実行単位に連結するためにアーチが引かれ、こ
れが実行単位でもロックでもなければプロセスは行き止
まりとなり、ここからプロセスを抜け出して既知のプロ
セスの一部を実行するステップ、 （２）現在単位が待機中か否かを判断し、待機中であれ
ばステップ（３）に移り、待機中でなければステップ
（４）に移るステップ、 （３）待機イベントはロックであるか否かを判断し、ロ
ックであればこのロックに連結するアーチを引きかつス
テップ（１）に戻り、ロックでないならば待機は他のイ
ベントが原因であるのでこのときニュートラル・タイプ
のノードを追加し、さらに、アーチが存在していなけれ
ばこの新しいノードに連結するアーチを引くステップ、 （４）実行単位はアクティブであり、マシンのすべての
プロセッサに対してステップ（５）に移り、プロセッサ
が走査される場合に実行単位は結局資源プロセッサを待
機中であり、従属的サイクルが存在する場合には必ず外
にあり、実行単位は従属的ではなくなる、ステップ、 （５）現在プロセッサの実行パイルが最後の実行コンテ
キストまで走査され、この実行コンテキストが現在実行
単位の実行コンテキストであればステップ（６）に移
り、もしこのそうでなければステップ（４）に移って他
のプロセッサ上で探索し、これを最後のプロセッサまで
継続するステップ、 （６）現在単位がアクティブであるところのプロセッサ
が見出され、この結果、実行パイルがロックを待機中か
どうかを探索し、プロセッサの実行パイルのすべての実
行コンテキストに対してステップ（７）に移るステッ
プ、 （７）現在実行コンテキストに付属の実行パイルの現在
コールがロックを要求しているか否かを判断し、ロック
を要求している場合、現在実行単位を前記現在コールに
より要求されたロックに連結するアーチがまだ存在して
いなければアーチを引き、ロックを要求していない場
合、次の他のコンテキストが存在するならば、ステップ
（６）および（７）が再び実行され、次の他のコンテキ
ストが存在しないならば、この実行単位はロックにより
ブロックされていないことになって、プロセスは行き止
まりとなり、これから外に出て既知のプロセスの一部を
実行するステップに基づいて実行されることを特徴とす
る方法。 - 【請求項４】 請求項２又は３記載の方法において、 物理メモリ内に記憶されて内有効な情報が存在するため
にサイクルが再構成できないとき、実行単位とロックと
の間の従属的チェーン・セットを検出したのちに、第１
のフェーズにおいてユーザが使用できるように実行単位
およびロックのリストがそれらの従属性を含めて表示さ
れ、このリスト内で表示されたすべての実行単位に付属
の実行パイルがデコーディングされ、次に第２のフェー
ズにおいて請求項３のステップ（７）における既知のプ
ロセスの一部が実行されることを特徴とする方法。 - 【請求項５】 請求項１〜４いずれかに記載の方法にお
いて、オペレーティング・システムにおけるプロセスと
ロックとの間のインタブロックの分析方法に用いること
を特徴とする方法。 - 【請求項６】 請求項１〜５いずれかに記載の方法にお
いて、該方法を実行するために物理メモリ・セットにア
クセスするための修正ツールを使用することを特徴とす
る方法。 - 【請求項７】 請求項１〜６いずれかに記載の方法にお
いて、該方法を実行するために空メモリの分析ツールを
使用することを特徴とする方法。
Applications Claiming Priority (2)
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