JPH0799674A - 情報処理装置の部分ファイル更新方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】本発明はシステム空間に配置されたＯＳとユー
ザ空間に配置された複数のアプリケーションプログラム
が階層構造を備え，各アプリケーション間がメッセージ
結合されると共に各アプリケーション内に複数個のタス
クが存在可能な構成を備える通信プロセッサ等の情報処
理装置における部分ファイル更新方式に関し，オンライ
ン稼働状態のまま，一部のアプリケーションを部分ファ
イル更新することができることを目的とする。 【構成】処理装置は旧ファイルの一部を新ファイルに更
新するファイル更新部を備える。ファイル更新部は，更
新対象アプリケーションの旧ファイルの論理空間とは独
立の論理空間に新ファイルをロードし，新旧ファイル間
で引き継ぐデータについて，同一の物理メモリを参照す
るよう論理アドレス・物理アドレスの変換を行う変換テ
ーブルを作成設定し，新旧ファイルのプログラムの同時
走行を行うよう構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】通信プロセッサ等の情報処理装置
の部分ファイル更新方式に関する。交換機の制御を行う
通信プロセッサ等の情報処理装置では，プログラムやデ
ータを含むファイルを更新する場合，利用者（加入者）
に対してサービスを中断しないためにオンライン稼働中
に実行する必要がある。このような要求を満たすために
は制約があり，その改善が望まれている。

【０００２】

【従来の技術】

〔その１〕：デュプレックス構成のシステムにおけるオ
ンラインファイルの更新方式 図１１は従来のオンライン状態でのファイル更新方式の
説明図である。

【０００３】従来技術の一つとして，代表的な部分ファ
イル更新と言える「パッチ方式」を図１１を用いて説明
する。それにより従来技術を２つに分けて記述する。図
１１のシステムでは，メモリ及びプロセッサが二重化さ
れ，ＭＭ０，ＭＭ１がメモリ，ＰＲ０，ＰＲ１がプロセ
ッサである。

【０００４】Ａ．に示す状態ではメモリＭＭ０を用いて
プロセッサＰＲ０が稼働（アクト）状態にあり，メモリ
ＭＭ１，ＰＲ１が待機（スタンバイ）状態にあるものと
する。各メモリＭＭ０，ＭＭ１にはオペレーティングシ
ステム（ＯＳ）及び各アプリケーションのプログラム
（データを含む）が格納されている。この中のアプリケ
ーションプログラムを旧ファイルと呼ぶ。このシステム
に対し，アプリケーションプログラム（データを含む）
の機能追加等を含むファイル更新を行う場合，片系のメ
モリＭＭ１に新たなプログラムを含む新ファイルをディ
スク装置（ＤＫで表示）からロードする。

【０００５】次に，Ｂ．に示すようにロードされた新フ
ァイル側プロセッサＰＲ１で初期設定処理を起動して，
メモリＭＭ１の新ファイルによる処理が可能な状態に設
定する。この時，旧ファイル側のプロセッサＰＲ０は動
作を停止し，新ファイル側プロセッサＰＲ１が初期設定
終了後に稼働状態となる。

【０００６】次にＣ．に示すように，プロセッサのアク
ト・スタンバイの状態を切替えてプロセッサＰＲ１にお
いて新ファイルを稼働させ（アクトにし），この稼働状
態を監視して正常であれば，旧ファイルのプロセッサＰ
Ｒ０のメモリに新ファイルをコピーする。

【０００７】このような，図１１のファイル更新の方式
には，次の，の２種類がある。 新／旧ファイル間で，引き継ぎデータがなく，全面的
に新ファイルに移行する。この場合は，状態の引き継ぎ
がないため全て初期設定される。

【０００８】状態を保持するデータを引き継ぐ。二重
化されているメモリの内容は新／旧プロセッサとも同じ
なので，新ファイルをロードする際に上塗り（前のデー
タを消去）しないことにより引き継ぐことができる。但
し，新／旧ファイル間でデータの構造と割付けが同一で
あることが条件である。

【０００９】上記した及びの方式は，オンライン稼
働中のファイル更新でシステム全体を入れ換えていたの
で，一部のアプリケーションソフト（例えば，特定のサ
ービスを提供するソフトウェアの一部を改良する等）の
ファイルを更新する場合でも，全体を入れ換えなければ
ならないという問題があった。

【００１０】〔その２〕：パッチ方式 図１４はパッチ方式による部分ファイル更新方式の説明
図である。この図１４のシステムでは，シングルプロセ
ッサ構成で，ＭＭがメモリ，ＰＲがプロセッサである。

【００１１】Ａ．に示す状態では，メモリＭＭを用いて
プロセッサＰＲがオンライン稼働状態にあるものとす
る。メモリＭＭにはオペレーティングシステム（ＯＳ）
及び各アプリケーションのプログラム（データを含む）
が格納されている。この中のアプリケーションプログラ
ムのうち，部分ファイル更新の対象となる一部分を旧フ
ァイルと呼ぶ。また，メモリＭＭには，予め空きエリア
（パッチエリア）が用意されている。

【００１２】次にＢ．に示すようにこのシステムに対し
て，アプリケーションプログラム（データを含む）の機
能追加等を含む部分ファイル更新を行う場合，メモリＭ
Ｍの空きエリア（パッチエリア）に新たなプログラムを
含む新ファイルをロードする。この新ファイルは物理ア
ドレスを意識して割り付けられており，空きエリア（パ
ッチエリア）の容量以内のサイズのマシン語で構成され
る。

【００１３】次にＣ．に示すように旧ファイルの先頭ア
ドレスを新ファイルにジャンプする命令をロードするこ
とにより，旧ファイルから新しいファイルへと切替え
る。それ以後は，旧ファイルは走行しない。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】上記の従来の技術のそ
の１に示したオンライン状態のファイル更新において
は，ファイルの一部だけを更新することができないし，
システム再開を伴うので，他のアプリケーションへの影
響が大きい。また，シングルプロセッサ構成のシステム
には適用不可能である。

【００１５】また，従来の技術のその２に示したパッチ
方式による部分ファイル更新においては，マシン語や物
理アドレスにより割り付けやサイズの意識が必要となる
ので，大量の変更が困難である。さらに，パッチ投入の
瞬間に旧ファイルから新ファイルへと切り替わるため
に，そのアプリケーションが提供するサービスに矛盾が
起きてサービスの連続性を損なう可能性がある。この場
合，サービス中断の可能性がある。

【００１６】本発明はオンライン稼働状態のまま，一部
のアプリケーションを部分ファイル更新することができ
る部分ファイル更新方式を提供することを目的とする。
また，本発明は旧ファイルにより実行されるサービスと
新ファイルにより実行される新サービスの両方を同時に
走行させて，旧サービスでの中断なしでファイルを更新
することができる新部分ファイル更新方式を提供するこ
とを目的とする。更に，本発明は新部分ファイルのマシ
ン語や物理アドレスを意識しないで，新部分ファイルの
サイズや割付け等に対する制約を受けない新部分ファイ
ル更新方式を提供することを目的とする。更に，本発明
はシングルプロセッサ構成のシステムに適用可能とする
ことを目的とする。

【００１７】本発明は前記の目的を特定のプログラム構
造とアドレス管理機構を備えるシステムにおいて達成す
るものである。ここで，本発明が適用される対象となる
プログラム構造とアドレス管理機構を図１２，図１３を
用いて説明する。

【００１８】図１２は対象となるプログラム構造の説明
図である。(a) に示すように, このプログラム構造は，
プログラムとしてシステム空間に割り当てられるものと
ユーザ空間に割り当てられるものとがあり，システム空
間には基本オペレーションシステム（ＯＳで表示）と拡
張ＯＳとに階層化されたＯＳのプログラムが配置され，
ユーザ空間には，複数のアプリケーションに対応した各
アプリケーションプログラム（ＡＰＬ１〜ＡＰＬｎ）が
配置されている。このような階層構造を持つＯＳとして
は，例えばＣＴＲＯＮが知られている。この構造では，
各アプリケーション（以下，ＡＰＬｉという）は，他の
アプリケーションとの間でメッセージにより結合（通
信）し，各ＡＰＬｉと拡張ＯＳとの間はシステムコール
によるか，メッセージにより結合（通信）する。

【００１９】図１２の(b) に各アプリケーション（ＡＰ
Ｌｉ）のプログラム構造を示す。各アプリケーション
（ＡＰＬｉ）ａは，プログラムコード部ｂと共通データ
部ｃが配置されると共に，起動により生成され，終了に
より消滅する複数のタスクｄがスタック域に存在可能に
構成され，プログラムコード部ｂは，(a) に示すユーザ
空間に配置される。

【００２０】図１３は前提となるアドレス管理機構を示
す。上記図１２に示すシステム空間とユーザ空間は，そ
れぞれ仮想メモリ上のシステム域Ｓと各ユーザ域（ＡＰ
Ｌｉ毎）Ａ，Ｂ，Ｃ（アプリケーションプログラムが３
つの場合）に割当てられ，仮想メモリのシステム域Ｓと
各ユーザ域Ａ〜Ｃの論理アドレスはそれぞれ物理メモリ
上の物理アドレスに変換されてアクセスされる。また，
仮想メモリ上のシステム域またはユーザ域は，ＯＳの制
御レジスタａ，制御レジスタｂにより指定され，ユーザ
域の各ＡＰＬｉは仮想メモリ（論理空間）の切替え（タ
イムシェアリング）により同時には一つだけ駆動され
る。

【００２１】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の原理構成
図である。図１において，１は処理装置，２は記憶装
置，３は更新ファイルである。処理装置１内の，１０は
ファイル更新部，１１はイニシァルタスクロード手段，
１２はイニシァルタスク実行手段，１２ａは新ファイル
用エリア確保手段，１２ｂは変換テーブル作成・設定手
段，１２ｃは新ファイルロード手段，１３は初期設定手
段，１４は切替手段であり，記憶装置２内の２ａはイニ
シァルタスク，２ｂは新ファイル用の論理アドレスと旧
ファイル用の論理アドレスを同一の物理アドレスへ変換
する変換テーブル，２ｃは新ファイル，２ｄは旧ファイ
ルであり，更新ファイル３内の３ａはイニシァルタス
ク，３ｂは新ファイルである。

【００２２】本発明は旧ファイルが存在する状態で，そ
の中の一部のアプリケーションプログラムの内容を更新
する新ファイルを記憶装置の別の論理的なエリアに格納
し，この時新旧ファイル間で共通に参照する必要のある
データについては，同一の物理メモリを参照するように
論理・物理アドレス変換テーブルを設定して，新旧プロ
グラムの同時走行を可能にする。

【００２３】

【作用】図１において，処理装置１はファイル（旧ファ
イル）の一部を更新する場合，ファイル更新部１０が駆
動される。最初にイニシァルタスクロード手段１１によ
り，イニシァルタスク及び新たなプログラム（ＡＰＬ）
を含む更新ファイル３からイニシァルタスク３ａを取り
出し記憶装置２にロードする。この後ファイル更新部１
０はイニシァルタスク実行手段１２が起動される。

【００２４】イニシァルタスク実行手段１２は，最初に
新ファイル用エリア確保手段１２ａにより記憶装置２内
に新たなエリアを確保し，次に変換テーブル作成・設定
手段１２ｂにより，新ファイル用の論理アドレスを物理
アドレスへ変換する変換テーブル２ｂを作成すると共に
変換テーブル２ｂに旧ファイルからの引き継ぎデータ用
の変換テーブルを設定して，旧ファイルと共通のデータ
を新ファイルでも利用できるようにする。

【００２５】次いで，新ファイルロード手段１２ｃによ
り新ファイル２ｃを記憶装置２内の上記により確保され
たエリアにロードする。ロードされた新ファイル２ｃは
旧ファイル２ｄとは別の領域に位置するので，旧ファイ
ルと異なるサイズでも問題ない。次に初期設定手段１３
を起動して新ファイル２ｃに含まれた初期設定の指示に
応じて動作し，他のユーザプログラムのタスクとの間の
通信媒体を記憶装置２内に生成する等の動作を行う。次
に切替手段１４を起動して，拡張ＯＳの管理するエント
リー部を旧ファイルから新ファイルへと切替えること
で，以後新たに発生するタスクを全て新ファイル用とし
つつ，以前からの旧ファイル２ｄと共に新ファイル２ｃ
による動作の両方が走行する状態へ切替えられる。この
後，拡張ＯＳはタスクに起動をかける際に，タスクが保
持する情報により対応する旧または新ファイルを選択す
る。また，ファイル更新部１０は周期的に残存するタス
クのチェックを行い，旧ファイルに対応するタスクの有
無を調べ，旧ファイルを必要としなくなった時点でその
旧ファイルの論理空間を開放する。

【００２６】

【実施例】図２は本発明の実施例の情報処理装置の構成
図である。図中，２０はプロセッサ（ＣＰＵ及びメモリ
を含む）であり，交換機の制御を行う通信用プロセッサ
等に相当する。２１，２２はオペレーティングシステム
（ＯＳ）であり，２１が基本ＯＳ，２２が拡張ＯＳであ
る。２３はアプリケーションプログラム（ＡＰＬ）であ
り，２３ａは本発明により設けられたアプリケーション
プログラムを更新するためのファイル更新用アプリケー
ション，２３ｂは更新の対象となる旧アプリケーション
（旧ＡＰＬ），２３ｃはその他複数のユーザプログラム
（アプリケーションプログラム）である。２４はハード
ディスク（ＨＤ），２５はハードディスク２４内に格納
されたファイル更新用ファイル，２６はイニシァルタス
ク，２７は更新前のアプリケーションプログラム（旧Ａ
ＰＬ）の内容を変更して新たに作成された新アプリケー
ションプログラム（新ＡＰＬ），２７ａは初期設定ルー
チン，２７ｂはユーザに使用されるアプリケーションプ
ログラムの本体（ＡＰＬ）である。

【００２７】この図２の情報処理装置は上記の図１２及
び図１３に示すようなプログラム構造とアドレス管理機
構を備え，基本ＯＳ，拡張ＯＳ及びアプリケーションプ
ログラム間の階層構造と相互関係についても上記図１２
及び図１３について説明したものと同様である。

【００２８】図３乃至図５はファイル更新における各部
の処理シーケンス（その１）〜（その３）である。図２
の構成における図３乃至図５に示すファイル更新のため
の各部（基本ＯＳ，拡張ＯＳ，アプリケーション２３）
の処理シーケンスを，図６乃至図８に示す各処理におけ
る状態図（その１）〜（その３）を参照しながら説明す
る。なお，図６乃至図８の各状態を示す図では，図２と
異なりメモリとプロセッサとを分離して示した。

【００２９】図３において，アプリケーション（ＡＰ
Ｌ）２３において，ファイル更新用ＡＰＬ２３ａが動作
して，ハードディスク（ＨＤ）にファイル更新用ファイ
ル２５をロードする要求を基本ＯＳ２１に対し行う（図
３のａ）。これにより基本ＯＳ２１はファイル（Ｆで表
示）更新用新ファイル２５を図示されない外部記憶装置
からハードディスク２４にロードする（図３のｂ）。こ
の状態を図６の(1) に示す。

【００３０】次にアプリケーション２３はイニシァルタ
スク引き上げを拡張ＯＳ２２に対し要求すると（図３の
ｃ），拡張ＯＳ２２はハードディスク２４からイニシァ
ルタスク（図２の２６）をメモリへ引き上げる（図３の
ｄ）。この状態を図６の(2)に示す。続いてアプリケー
ション２３はイニシァルタスクを起動すると，イニシァ
ルタスクが実行されて新ＡＰＬ用エリアの確保を要求す
る（図３のｅ）。これにより基本ＯＳ２１はエリア確保
を行う（図３のｆ）。この状態を図６の(3) に示す。

【００３１】アプリケーション２３は次に，論理アドレ
ス変換テーブルの作成を指示し（図３のｇ），これに応
じて基本ＯＳで論理アドレス変換テーブルが作成され
（同ｇ’）。続いてアプリケーション２３は続いて引き
続きデータ（旧ＡＰＬで使用したデータを新ＡＰＬでも
使用する共通データ）の論理アドレス変換テーブルの設
定指示をすると（同ｈ），基本ＯＳで論理アドレス変換
テーブルが設定される（同ｈ’）。この状態は図６の
(4) に示され，旧ＡＰＬとは異なる論理変換テーブルが
設定される。続いて，アプリケーション２３は新ファイ
ルのロードを要求する（同ｉ）。基本ＯＳ２１はこれに
応じて，ハードディスク内の新ファイル（図２の新ＡＰ
Ｌ２７）をメモリにロードする（図４のｊ）。この状態
は図７の(5)に示され，新ＡＰＬが既に確保されたエリ
アに格納される。

【００３２】ここで，上記論理アドレス変換テーブルの
作成，設定，及び新ファイルのロードの処理（図３のｇ
〜図４のｊ）により発生する新ＡＰＬと旧ＡＰＬのメモ
リ領域の関係を図９を用いて説明する。

【００３３】図９は本発明によるアドレス管理機構の説
明図である。図に示すように仮想メモリ上に旧ＡＰＬ空
間９１が配置され，これと異なる位置に新ＡＰＬ空間９
２が割り当てられ，各ＡＰＬ空間内には，それぞれ新・
旧の共通データ，コード（プログラムコード），及びス
タック（タスクが格納される領域）が格納されている。
この仮想メモリ上の新・旧のＡＰＬ空間９２，９１は，
ＯＳに設けられた制御レジスタ９０により，仮想メモリ
上のアドレスである論理アドレス空間を切替えることに
よりアクセスされる。

【００３４】この論理アドレスは，論理アドレス変換テ
ーブルにより物理メモリ９５上の位置を表す物理アドレ
スへ変換されるが，旧ＡＰＬ空間のアドレスは旧ＡＰＬ
用の論理アドレス変換テーブル９３（点線により変換機
能を表す）により物理メモリ９５上の各領域ａ，ｂ，ｃ
のアドレスへ変換される。また，新ＡＰＬ用の論理アド
レス変換テーブル９４（同じく点線で変換機能を表す）
は，共通データ（引き継ぎデータ）については物理メモ
リ９５上の旧ＡＰＬの共通データの領域ａのアドレスに
変換するよう設定され，コード及びスタックの論理アド
レスについては新ＡＰＬ用の領域ｄ，ｅの物理アドレス
に変換するよう設定されている。このように，新ＡＰＬ
の論理アドレス変換テーブルを論理アドレス変換テーブ
ルの作成及び設定の処理（図３のｇ，ｇ’，ｈ及び
ｈ’）において設定することにより引き継ぎデータが新
ＡＰＬで利用することができる。

【００３５】図４の説明に戻ると，新ファイルのロード
（図４のｊ）の後，アプリケーション２３はメモリにロ
ードされた新ファイルの初期設定ルーチン（図２の２７
ａに対応）を起動する（図４のｋ，図７の (6)）。この
初期設定ルーチンで他のユーザプログラムとのタスク間
通信媒体を生成する要求を行うと，拡張ＯＳがこれに応
じてタスク間通信媒体（タスク間で送受信されるメッセ
ージの格納領域，メッセージボックス，メッセージＩＤ
等）を生成する（図４のｋ，ｌ）。また初期設定ルーチ
ンにより新ＡＰＬ用の作業データ等の初期設定が行われ
（図４のｍ），拡張ＯＳのエントリー部が旧ＡＰＬのも
のに切替わり（同ｍ’），以後新たに生成されるタスク
は新ＡＰＬが対象となり，ファイル更新を終了する。図
７の(7)にファイル更新終了後の状態を示す。

【００３６】この後，新／旧アプリケーションが同時走
行する状態に移行し，この状態では旧ファイルにより処
理を行うタスクが存在するか否かを拡張ＯＳに対し問い
合わせて監視する（図４のｎ）。この状態を図７の(8)
に示す。

【００３７】すなわち，更新が行われたアプリケーショ
ンを起動した場合，拡張ＯＳにより，そのアプリケーシ
ョンが新ファイル（アプリケーションプログラム）によ
り処理すべきアプリケーションか，旧ファイル（アプリ
ケーションプログラム）により処理すべきアプリケーシ
ョンであるかを識別して（図４のｏ），識別結果に応じ
てアプリケーションに対し新ＡＰＬで処理するか旧ＡＰ
Ｌで処理するか振り分けて，対応するアプリケーション
が実行され（図４のｐ，ｑ），各アプリケーションによ
り要求された処理は拡張ＯＳから起動実行されて，アプ
リケーションの処理が終了する。

【００３８】ここで，新ファイル／旧ファイルが共存す
る状態におけるメッセージ振り分けの処理を説明する。 イ．タスク使用形態 タスク使用形態を分類すると，図１０に示すように２つ
のタイプがある。

【００３９】タイプ１：図１０のＡ．に示すようにシス
テム初期設定時に生成され，以降システム運転中に存続
し続けるタスクである。 タイプ２：図１０のＢ．に示すように初期設定時に入口
タスクを生成し，以後システム運転中に動的に生成・消
滅するタスクであり，システム運転中はメッセージによ
り入口タスクから生成されるタスクである。 ロ．タスク間通信パターン パターンａ：メッセージ送信側がタイプ１でメッセージ
受信側がタイプ１ パターンｂ：メッセージ送信側がタイプ２でメッセージ
受信側がタイプ１ パターンｃ：メッセージ送信側がタイプ１でメッセージ
受信側がタイプ２ パターンｄ：メッセージ送信側がタイプ２でメッセージ
受信側がタイプ２ ハ．ファイル更新中のメッセージの振り分け処理 特定タスクへのメッセージ送信時の処理 (1) パターンａ，ｂの時（受信側がタイプ１の時） タイプ１のタスクには，内部状態を持たない（管理情報
はメモリの共通域に置く）という条件を付けることによ
り，即時に全メッセージを新タスク（タイプ１）に送信
してもよい。この条件を満たすためタイプ１のタスクで
メッセージ受信を行う場合，そのプログラムは先頭でメ
ッセージ待ち（Ｗａｉｔ）になるようにする。これによ
りローカル変数（旧ファイルを使用する特定タスク内で
保持する変数）の使用を回避する。また，タイプ１のタ
スクは，例えばウエイト状態にあったとしても，ファイ
ル更新開始時点で削除しても構わない。

【００４０】(2) パターンｃ，ｄの時（受信側がタイプ
２の時） タイプ２のタスクの使用形態を考慮すると，同一ユーザ
付与名称を有するタイプ２のタスクが新旧同時に存在す
ることはあり得ない。従って，メッセージ送信先のタス
クは一意に定まる。

【００４１】タイプ２におけるタスク生成処理 常に新ファイルでタスク生成を行う（新ファイルの入口
タスクに送信する）。 ニ．上記ハ．の機能の実現方法 ユーザ付与タスク名称に対応するタスク識別番号（Ｉ
Ｄという）との対応関係を管理する。すなわち，同一ユ
ーザ付与名称に対応するタスクＩＤが複数存在すること
を許容し，それぞれのタスクの新旧を管理する。

【００４２】タスクタイプとタスクＩＤの対応関係を
管理する。 メッセージ通信時の新旧タスクへの振り分け処理を行
う。 具体例により説明すると，通信プロセッサの場合，個々
の呼（発呼，着呼）に対してサービス（接続処理，通話
状態の監視，接続解放等）を行うタスクはタイプ１，タ
イプ２の何れでもよいが，呼が発生した時に旧ＡＰＬに
よりタスクが生成した後，ファイル更新により新ＡＰＬ
が起動しても，旧ＡＰＬにより生成したタスクはそのタ
スクが消滅するまで旧ファイルにより動作を継続する。
新ＡＰＬが起動した後に，発生するタスク呼に対しては
新ファイルによるタスクが生成して消滅するまで新ファ
イルにより動作する。

【００４３】図４に続いて図５のシーケンスの説明をす
ると，新旧ＡＰＬが同時走行した後，オペレーティング
システム（基本ＯＳ，拡張ＯＳ）及びアプリケーション
において一定時間監視が行われる（図５のｒ）。すなわ
ち，ファイル更新アプリケーション（ＡＰＬ）によりフ
ァイル更新後処理が開始され，旧ＡＰＬのタスクの存在
の有無を拡張ＯＳに対し問い合わせる（図５のｓ）。拡
張ＯＳはその問い合わせに対し，管理情報を用いて旧Ａ
ＰＬに対応するタスクの有無を識別し（同ｔ），アプリ
ケーションへ通知する。この場合，旧ＡＰＬに対応する
タスクが依然として有る場合は，再びファイル更新ＡＰ
Ｌのファイル更新後処理（図５のｓ）に戻り，一定時間
毎の問い合わせ（拡張ＯＳへ）を行う。

【００４４】旧ＡＰＬが無くなった場合は，旧ＡＰＬ切
離しの指示を行い（同ｕ），旧ＡＰＬのエリアを解放す
る指示を発生する（同ｖ）。これに応じて基本ＯＳは旧
ＡＰＬのエリアを解放する処理を行う（同ｗ）。この状
態を図８の(9) に示す。

【００４５】エリアが解放されると, 基本ＯＳではガー
ベジコレクションが実行される（同ｘ）。このガーベジ
コレクションは，メモリ上に散在する解放されて使用さ
れない空きエリアを統合する処理であり, この様子を図
８の(10)に示す。このように，旧ＡＰＬが存続する間は
上記のファイル更新後処理（図５のｓ）による監視が継
続して行われ，終了すると旧ＡＰＬは消滅する。

【００４６】上記の図３乃至図５の処理シーケンスは，
二重化されないシステムにおいて，通常のサービス処理
を実行しながらオンライン状態で実行されるが，二重化
されたシステムにおいてアクト系で実行できることは当
然である。

【００４７】

【発明の効果】本発明によればオンライン状態のファイ
ル更新で，一部のアプリケーションだけ部分ファイル更
新を実現することができる。また旧アプリケーション，
新アプリケーションの両方を走行させるので，サービス
の中断無しにファイル更新が可能となる。更に，論理ア
ドレス空間を用いるので物理アドレスを意識しなくても
良いため新アプリケーションとして用意する新ファイル
に対して，サイズや割付けの制約がない。また，ソース
モジュールレベルで修正ができることにより，大量の変
更が可能となる。更に，部分ファイル更新にシステム再
開を伴わないので，他の処理に対する影響が小さく抑え
られる。また，本発明はシングルプロセッサシステムに
も適用が可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理構成図である。

【図２】本発明の実施例の情報処理装置の構成図であ
る。

【図３】ファイル更新における各部の処理シーケンス
（その１）である。

【図４】ファイル更新における各部の処理シーケンス
（その２）である。

【図５】ファイル更新における各部の処理シーケンス
（その３）である。

【図６】各処理における状態図（その１）である。

【図７】各処理における状態図（その２）である。

【図８】各処理における状態図（その３）である。

【図９】本発明によるアドレス管理機構の説明図であ
る。

【図１０】タスク使用形態の説明図である。

【図１１】従来のオンライン状態でのファイル更新方式
の説明図である。

【図１２】対象となるプログラム構造の説明図である。

【図１３】前提となるアドレス管理機構である。

【図１４】従来のパッチによる部分ファイル更新方式の
説明図である。

【符号の説明】

１ 処理装置 １０ ファイル更新部 １１ イニシァルタスクロード手段 １２ イニシァルタスク実行手段 １２ａ 新ファイル用エリア確保手段 １２ｂ 変換テーブル作成・設定手段 １２ｃ 新ファイルロード手段 １３ 初期設定手段 １４ 切替手段 ２ 記憶装置 ２ａ イニシァルタスク ２ｂ 変換テーブル ２ｃ 新ファイル ２ｄ 旧ファイル ３ 更新ファイル ３ａ イニシァルタスク ３ｂ 新ファイル

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 星合 隆成 東京都千代田区内幸町１丁目１番６号 日 本電信電話株式会社内

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 システム空間に配置されたオペレーティ
   ングシステム（ＯＳ）とユーザ空間に配置された複数の
   アプリケーションプログラムが階層構造を備え，各アプ
   リケーション間がメッセージ結合されると共に各アプリ
   ケーション内に複数個のタスクが存在可能な構成を備え
   る通信プロセッサ等の情報処理装置において，処理装置
   は旧ファイルの一部を新ファイルに更新するファイル更
   新部を備え，ファイル更新部は，更新対象アプリケーシ
   ョンの旧ファイルの論理空間とは独立の論理空間に新フ
   ァイルをロードし，新旧ファイル間で引き継ぐデータに
   ついて，同一の物理メモリを参照するよう論理アドレス
   ・物理アドレスの変換を行う変換テーブルを作成設定
   し，新旧ファイルのプログラムの同時走行を行うことを
   特徴とする情報処理装置の部分ファイル更新方式。
2. 【請求項２】 請求項１において，前記ファイル更新部
   は，更新ファイルのイニシァルタスクをロードすると起
   動するイニシァルタスク実行手段を備え，該イニシァル
   タスク実行手段は，新ファイル用エリアを確保し，論理
   ・物理のアドレス変換を行う変換テーブルを作成して，
   新ファイルをロードすることを特徴とする情報処理装置
   の部分ファイル更新方式。
3. 【請求項３】 請求項１において，新・旧ファイルの同
   時走行状態において，オペレーティングシステムは，ユ
   ーザプログラムによるアプリケーションが起動すると，
   起動アプリケーションを識別して旧ファイルにより処理
   を行うか，新ファイルにより処理を行うかを判別し，判
   別結果に応じて対応するファイルにより処理を行うこと
   を特徴とする情報処理装置の部分ファイル更新方式。