JPH11316747A - 多数のオペレ―ティングシステムインスタンス及びソフトウェア制御式リソ―ス割り当てを伴うマルチプロセッサコンピュ―タア―キテクチャ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 プロセッサ及び他のコンピュータハードウェ
アリソースが区画においてグループ編成され、その各々
がオペレーティングシステムインスタンスを有するよう
なマルチプロセッサコンピュータアーキテクチャを提供
する。 【解決手段】 多数の物理的プロセッサ及びリソースを
伴う物理的マシンは、ソフトウェアにより多数の区画に
分割され、その各々は、オペレーティングシステムの個
別のコピー又はインスタンスを実行する。異なる時間
に、異なるオぺレーティングシステムインスタンスが所
与の区画にロードされる。ＣＰＵ及びメモリのようなリ
ソースは、異なる区画に動的に指定することができ、そ
して構成を変更することによりマシン内で実行されるオ
ペレーティングシステムのインスタンスにより使用する
ことができる。又、区画それ自体も、構成ツリーを変更
することにより、システムを再ブートせずに、変更する
ことができる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、プロセッサ及び他
のコンピュータハードウェアリソースが区画においてグ
ループ編成され、その各々がオペレーティングシステム
インスタンスを有するようなマルチプロセッサコンピュ
ータアーキテクチャに係り、より詳細には、コンピュー
タハードウェアリソースを区画に割り当てる方法及び装
置に係る。

【０００２】

【従来の技術】現在の計算環境における多数のアプリケ
ーションの効率的な動作は、高速で、パワフルなそして
融通性のある計算システムによって左右される。このよ
うなシステムの構成及び設計は、多数の個別の部門や、
多数の異なる問題形式や、常時変化する計算ニーズが存
在する「事業的」商業環境にこのようなシステムを使用
すべきときには非常に複雑なものとなる。このような環
境のユーザは、一般に、システムの容量、その速度及び
その構成を迅速且つ容易に変更できることを希望する。
又、ユーザは、システム上でのアプリケーションプログ
ラムの実行を停止せずにリソースの良好な使用を達成す
るためにシステムの作業容量を拡張しそして構成を変更
することも希望する。更に、ユーザは、リソースの利用
性が最大になるようにシステムを構成して各アプリケー
ションに最適な計算構成をもたせるようにすることも希
望する。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】従来、計算速度は、デ
ータ、ビジネスロジック及びグラフィックユーザインタ
ーフェイスが別々の接続体であって、各接続体に専用の
特定の計算リソースを有するような「何も共用しない」
計算アーキテクチャを使用することにより対処された。
最初は、単一の中央処理ユニットが使用され、そしてこ
の単一の中央処理ユニットのクロックレートを高めるこ
とによりこのような計算システムのパワー及び速度が増
加された。最近、１つの大きさプロセッサが単独で動作
するのではなく、チームとして動作する多数のプロセッ
サを使用する計算システムが開発されている。このよう
に、複雑なアプリケーションが単一のプロセッサにより
実行されるのを待機するのではなく、それを多数のプロ
セッサ間に分散させることができる。このようなシステ
ムは、一般に、単一のオペレーティングシステムにより
制御される多数の中央処理ユニット（ＣＰＵ）で構成さ
れる。「系統的多処理」又はＳＭＰと称するマルチプロ
セッサシステムの形態においては、アプリケーションが
全てのプロセッサにわたって等しく分散される。プロセ
ッサは、メモリも共用する。「非系統的多処理」又はＡ
ＭＰと称する別の態様においては、１つのプロセッサが
「マスター」として働き、そして他の全てのプロセッサ
が「スレーブ」として働く。それ故、オペレーティング
システムを含む全てのオペレーションは、マスターを通
った後にスレーブプロセッサへ通されねばならない。こ
れら多処理アーキテクチャは、付加的なプロセッサを追
加することにより性能を高められるという利点を有する
が、このようなシステムで実行されるソフトウェアは多
数のプロセッサの利点を取り入れるために入念に書き込
まれねばならず、そしてプロセッサの数が増加するにつ
れてソフトウェアを拡張することが困難であるという欠
点もある。現在の商業的なワークロードは、単一ＳＭＰ
システムとして８ないし２４個のＣＰＵを越えて拡張す
ることができず、その厳密な数は、プラットフォーム、
オペレーティングシステム及びアプリケーションの混合
によって左右される。

【０００４】性能を高めることについては、コンピュー
タリソース（マシン）をあるアプリケーション専用とし
てマシンリソースをそのアプリケーションに最適に同調
する別の典型的な回答がある。しかしながら、異なる売
主により開発された多数のアプリケーション及び別々の
データベースがほとんどの場所にあるために、大部分の
ユーザはこのような解決策を採用していない。それ故、
特に、アプリケーションの混合体が常時変化するような
環境においては全てのアプリケーションの間でリソース
を専用化することは困難であり且つ経費がかかる。或い
は又、コンピュータにおけるリソースのサブセットを特
定のアプリケーションに使用できるように、コンピュー
タシステムをハードウェアで区画化することもできる。
この解決策は、区画を変更できるのでリソースの永久的
な専用化を回避するが、区画間のリソースの負荷バラン
ス及びリソースの利用性により性能改善に関する問題は
依然として残される。

【０００５】利用性及びメンテナンス性の問題は、ほと
んどのリソースを含む大きな集中型の頑丈なサーバが、
多数の小さな複雑でないクライエントネットワークコン
ピュータとネットワーク形成されてそれらにサービスす
るような「全てを共用する」モデルによって対処されて
いる。或いは、各システム即ち「 ノード」 がそれ自身の
メモリを有しそしてそれ自身のオペレーティングシステ
ムによって制御されるような「クラスター」が使用され
る。システムは、ディスクを共用しそしてある形式の通
信ネットワークを経てそれらの間にメッセージを通すこ
とにより対話する。クラスターシステムは、付加的なシ
ステムをクラスターに容易に追加できるという利点を有
する。しかしながら、ネットワーク及びクラスターは、
共用メモリが欠乏し、そして相互接続帯域巾に限度があ
って、性能上制限を課するという悩みがある。

【０００６】多くの事業用計算環境においては、２つの
別々の計算モデルを同時に受け入れて、各モデルを最適
化しなければならないことが明らかである。このような
受け入れを試みるために多数の公知解決策が使用されて
いる。例えば、ニューヨーク州、アーモンクのインター
ナショナル・ビジネス・マシン・コーポレーションによ
り開発されて市場に出された「バーチャルマシン」又は
ＶＭと称する設計は、多数のバーチャルマシンを模擬す
るソフトウェアと組み合わせて１つ以上の物理的なプロ
セッサを伴う単一の物理的なマシンを使用している。こ
れらバーチャルマシンの各々は、原理的に、その基礎と
なるリアルコンピュータの全ての物理的リソースにアク
セスする。各バーチャルマシンへのリソースの指定は、
「ハイパーバイザー」と称するプログラムによって制御
される。システムには１つのハイパーバイザーしかな
く、そしてそれは、全ての物理的なリソースを受け持
つ。従って、他のオペレーティングシステムではなく、
ハイパーバイザーが物理的ハードウェアの割り当てを取
り扱う。ハイパーバイザーは、他のオペレーティングシ
ステムからのリソースの要求をインターセプトし、そし
てそれらの要求を全体的に正しいやり方で取り扱う。

【０００７】ＶＭアーキテクチャは、「論理的区画」即
ちＬＰＡＲの概念をサポートする。各ＬＰＡＲは、その
区画に論理的に指定された使用可能な物理的ＣＰＵ及び
リソースの幾つかを含む。同じリソースを２つ以上の区
画に指定することができる。ＬＰＡＲは、アドミニスト
レータにより静的に設定されるが、負荷の変化に動的
に、且つ再ブートを伴わずに、多数の仕方で応答し得
る。例えば、各々１０個のＣＰＵを含む２つの論理的な
区画が、１０個の物理的ＣＰＵを含む物理的システムに
共用され、そして論理的な１０個のＣＰＵの区画が相補
的なピーク負荷を有する場合には、ワークロードがシフ
トするときに再ブート又はオペレータの介入を伴わずに
各区画が物理的な１０個のＣＰＵのシステム全体を引き
継ぐことができる。

【０００８】更に、各区画に論理的に指定されたＣＰＵ
は、通常のオペレーティングシステムのオペレータコマ
ンドにより再ブートなしに動的にターン「オン」及び
「オフ」にすることができる。唯一の制約は、システム
の初期化時にアクティブなＣＰＵの数が、任意の区画に
おいてターン「オン」することのできるＣＰＵの最大数
である点である。更に、全ての区画の全体的なワークロ
ード需要が、物理的なシステムによって供給できるもの
以上になる場合には、ＬＰＡＲの重みを使用して、全Ｃ
ＰＵリソースのいかに多くを各区画に与えるかを定める
ことができる。これらの重みは、何ら障害を伴わずにオ
ペレータがオンザフライで変更することができる。別の
公知システムは、「パラレルシスプレックス(Parallel
Sysplex)」と称するもので、これも、インターナショナ
ル・ビジネス・マシン・コーポレーションにより開発さ
れて市場に出されたものである。このアーキテクチャ
は、各ＣＰＵに取り付けられる「カプリング・ファシリ
ティ」と称するハードウェアエンティティを経てクラス
ター化された１組のコンピュータで構成される。各ノー
ドにおけるカプリング・ファシリティは光ファイバリン
クを経て接続され、そして各ノードは、最大１０個のＣ
ＰＵを伴う従来のＳＭＰマシンとして働く。あるＣＰＵ
命令は、カプリング・ファシリティを直接的にインボー
クする。例えば、あるノードは、カプリング・ファシリ
ティと共にデータ構造体を登録し、次いで、カプリング
・ファシリティは、各ノードのローカルメモリ内でデー
タ構造体をコヒレントに維持するように注意を払う。

【０００９】カリフォルニア州、マウンテンビューのサ
ン・マイクロシステムズにより開発されて市場に出され
たエンタープライズ１００００ユニックスサーバは、
「ダイナミック・システム・ドメインズ」と称する区画
化構成体を使用して、単一物理的サーバのリソースを、
各々スタンドアローンサーバとして動作する多数の区画
即ちドメインへと論理的に分割する。各区画は、ＣＰ
Ｕ、メモリ及びＩ／Ｏハードウェアを有する。動的な再
構成は、システムアドミニストレータが、再ブートを伴
わずにドメインをオンザフライで形成し、サイズ変更し
又は削除することができるようにする。各ドメインは、
システム内の他のドメインから論理的に分離されたまま
であり、他のドメインにより発生されるソフトウェアエ
ラー、或いはＣＰＵ、メモリ又はＩ／Ｏエラーからそれ
を完全に分離する。いずれのドメイン間でもリソースの
共用はない。

【００１０】スタンフォード大学で行われたハイブプロ
ジェクト(Hive Project)は、１組のセルとして構成され
たアーキテクチャを使用している。システムがブートす
るときに、各セルには、実行全体にわたってそれが所有
するある範囲のノードが指定される。各セルは、あたか
もそれが独立したオペレーティングシステムであるかの
ように、これらノードにおけるプロセッサ、メモリ及び
Ｉ／Ｏデバイスを管理する。これらのセルは、ユーザレ
ベルプロセスに単一システムの幻覚を与えるように協働
する。ハイブセルは、それらのリソースをローカル要求
とリモート要求との間でいかに分割するかを決定する役
目を負わない。各セルは、その内部リソースを維持しそ
してそれが割り当てられたりソース内で性能を最適化す
るという役目のみを果たす。全体的なリソース割り当て
は、「ワックス(wax) 」と称するユーザレベルプロセス
により行われる。ハイブシステムは、セル間にある欠陥
含有境界を使用することによりデータの崩壊を防止する
ように試みる。セル間の欠陥含有境界にも拘わらずマル
チプロセッサシステムから予想される緊密な共用を実施
するために、種々のセルカーネルの協働によりリソース
共用が実施されるが、そのポリシーは、ワックスプロセ
スにおいてカーネルの外部で実施される。メモリ及びプ
ロセッサの両方を共用することができる。

【００１１】カリフォルニア州、マウンテンビューのシ
リコン・グラフィックス・インクにより開発されて市場
に出された「セルラーＩＲＩＸ」と称するシステムは、
従来の系統的な多処理システムを拡張することによりモ
ジュラー計算をサポートする。セルラーＩＲＩＸアーキ
テクチャは、全体的なカーネルテキスト及びデータを最
適なＳＭＰサイズのチャンク即ち「セル」へと分散す
る。セルは、１つ以上のマシンモジュールより成る制御
ドメインを表わし、各モジュールは、プロセッサ、メモ
リ及びＩ／Ｏより成る。これらセルにおいて実行される
アプリケーションは、オペレーティングシステムテキス
ト及びカーネルデータ構造体のローカルコピーを含むロ
ーカルオペレーティングシステムサービスの全セットに
大きく依存する。オペレーティングシステムの１つのイ
ンスタンスのみが全システムに存在する。セル間整合
は、アプリケーションイメージが、データコピー又は余
計なコンテクストスイッチのオーバーヘッドを被ること
なく他のセルからの処理、メモリ及びＩ／Ｏリソースを
直接的及び透過的に利用できるようにする。

【００１２】オレゴン州、ビューバートンのシーケント
・コンピュータ・システム・インクにより開発されて市
場に出されたＮＵＭＡ―Ｑと称する別の既存のアーキテ
クチャは、メモリの一部分当たり４つのプロセッサのグ
ループ即ち「クオド」を、ＮＵＭＡ−Ｑ ＳＭＰノード
のための基本的なビルディングブロックとして使用して
いる。各クオドにＩ／Ｏを追加すると、性能が更に改善
される。それ故、ＮＵＭＡ―Ｑアーキテクチャは、物理
的メモリを分散するだけでなく、所定数のプロセッサ及
びＰＣＩスロットを各部分の次ぎに入れる。各クオドの
メモリは、慣例的な意味のローカルメモリではない。む
しろ、これは、物理的なメモリアドレス空間の１／３で
あり、特定のアドレス範囲を有する。アドレスマップ
は、メモリにわたって均一に分割され、各クオドはアド
レス空間の隣接部分を含む。オペレーティングシステム
の１つのコピーのみが実行され、そしていずれのＳＭＰ
システムの場合とも同様に、それはメモリにあって、１
つ以上のプロセッサにおいて区別なく同時にプロセスを
実行する。

【００１３】従って、最大のリソース利用性及び拡張性
を有する融通性のあるコンピュータシステムを提供する
ために多数の試みがなされているが、既存のシステム
は、どれも、著しい欠点を有する。それ故、改良された
融通性、リソース利用性及び拡張性を与える新規なコン
ピュータシステム設計をもつことが要望される。

【００１４】

【課題を解決するための手段】本発明の原理によれば、
オペレーティングシステムの多数のインスタンスは、全
てのプロセッサ及びリソースが電気的に互いに接続され
た単一のマルチプロセッサコンピュータにおいて協働的
に実行される。多数の物理的なプロセッサ及びリソース
を伴う単一の物理的なマシンは、ソフトウェアにより、
オペレーティングシステムの個別のコピー又はインスタ
ンスを実行する能力を各々もつ多数の区画に適応式に細
分化される。各区画は、それ自身の物理的なリソース及
び共用されると指示されたリソースにアクセスする。１
つの実施形態によれば、リソースの区画化は、ある構成
内のリソースを指定することにより実行される。より詳
細には、ソフトウェアは、ＣＰＵ、メモリ及びＩ／Ｏポ
ートを一緒に指定することによりそれらを論理的に及び
適応式に区画化する。次いで、オペレーティングシステ
ムのインスタンスが区画にロードされる。異なる時間
に、異なるオぺレーティングシステムインスタンスが所
与の区画にロードされる。システムマネージャーが指令
するところのこの区画化は、ソフトウェアファンクショ
ンであり、ハードウェア境界は必要とされない。各個々
のインスタンスは、それが独立して実行する必要のある
リソースを有する。ＣＰＵ及びメモリのようなリソース
は、異なる区画に動的に指定され、そして構成を変更す
ることによりマシン内で実行されるオペレーティングシ
ステムのインスタンスにより使用される。又、区画それ
自体は、構成ツリーを修正することにより、システムを
再ブートせずに変更することができる。これにより得ら
れる適応式に区画された多処理（ＡＰＭＰ）システム
は、拡張性及び高性能の両方を指示する。

【００１５】

【発明の実施の形態】本発明の上記及び更に別の効果
は、添付図面を参照した以下の詳細な説明から良く理解
されよう。本発明の原理により構成されたコンピュータ
プラットホームは、オペレーティングシステムソフトウ
ェアの多数のインスタンスを同時に実行できるように区
画化することのできるマルチプロセッサシステムであ
る。このシステムは、そのメモリ、ＣＰＵ及びＩ／Ｏサ
ブシステムを区画化するためのハードウェアサポートを
必要としないが、あるハードウェアを使用して、欠陥を
分離しそしてソフトウェアエンジニアリングのコストを
最小にするための付加的なハードウェア支援を与えるこ
ともできる。本発明のソフトウェアアーキテクチャをサ
ポートするのに必要なインターフェイス及びデータ構造
体を以下に説明する。ここに述べるインターフェイス及
びデータ構造体は、特定のオペレーティングシステムを
使用しなければならないことを意味するものでもない
し、又、単一形式のオペレーティングシステムのみが同
時に実行することを意味するものでもない。以下に述べ
るソフトウェア要件を実施するオペレーティングシステ
ムは、本発明のシステムオペレーションに関与すること
ができる。

【００１６】システムビルディングブロック 本発明のソフトウェアアーキテクチャは、多数のＣＰ
Ｕ、メモリ及びＩ／Ｏハードウェアを組み込んだハード
ウェアプラットホームにおいて動作する。図１に示すよ
うなモジュラーアーキテクチャを使用するのが好ましい
が、他のアーキテクチャも使用できることが当業者に明
らかであり、これらのアーキテクチャは、モジュラーで
ある必要がない。図１は、４つの基本的なシステムビル
ディングブロック（ＳＢＢ）１００―１０６で構成され
たコンピュータシステムを示す。ここに示す実施形態で
は、ブロック１００のような各ビルディングブロックは
同一のものであり、多数のＣＰＵ１０８―１１４と、多
数のメモリスロット（メモリ１２０として集合的に示さ
れている）と、Ｉ／Ｏプロセッサ１１８と、システムを
別のシステムに接続できるスイッチ（図示せず）を含む
ポート１１６とを備えている。しかしながら、他の実施
形態では、ビルディングブロックは、同一である必要は
ない。所望数のシステムビルディングブロックをそれら
のポートにより接続することにより大きなマルチプロセ
ッサシステムを構成することができる。バス技術ではな
く、スイッチ技術を用いて、ビルディングブロック要素
を接続し、改良された帯域巾が得られると共に、非均一
なメモリアーキテクチャ（ＮＵＭＡ）を得ることができ
る。

【００１７】本発明の原理によれば、ハードウェアスイ
ッチは、ライン１２２で概略的に示すように構成された
ビルディングブロックの数に拘わりなく各ＣＰＵが使用
可能な全てのメモリ及びＩ／Ｏポートをアドレスできる
ように構成される。更に、全てのＣＰＵは、プロセッサ
間割り込みのような従来のメカニズムによって全てのＳ
ＢＢのいずれかの又は全ての他のＣＰＵと通信すること
ができる。従って、ＣＰＵ及び他のハードウェアリソー
スは、ソフトウェアのみに関連することができる。この
ようなプラットホームアーキテクチャは、本来拡張可能
であり、多量の処理能力、メモリ及びＩ／Ｏを単一のコ
ンピュータにおいて得ることができる。ソフトウェアの
観点から本発明の原理に基づいて構成されたＡＰＭＰコ
ンピュータシステム２００が図２に示されている。この
システムでは、多数のオペレーティングシステムインス
タンス２０８、２１０、２１２を同時に実行できるよう
にハードウェア要素が割り当てられている。

【００１８】好ましい実施形態では、この割り当ては、
「コンソール」プログラムと称するソフトウェアプログ
ラムにより実行され、これは、以下で詳細に述べるよう
に、パワーアップ時にメモリにロードされる。コンソー
ルプログラムは、プログラム２１３、２１５及び２１７
として図２に概略的に示されている。コンソールプログ
ラムは、既存のアドミニストレーティブプログラム又は
個別のプログラムの変形であって、これは、オペレーテ
ィングシステムと対話して好ましい実施形態のオペレー
ションを制御する。コンソールプログラムは、システム
リソースを仮想化せず、即ち実行中のオペレーティング
システム２０８、２１０及び２１２と、メモリ及びＩ／
Ｏユニット（図２には示さず）のような物理的なハード
ウェアとの間にソフトウェアレイヤを形成しない。又、
同じハードウェアにアクセスするために、実行中のオペ
レーティングシステム２０８、２１０及び２１２がスワ
ップされる状態もない。むしろ、本発明のシステムは、
ハードウェアを区画へと論理的に分割する。オペレーテ
ィングシステムインスタンス２０８、２１０及び２１２
の役割は、リソースを適切に使用して、リソース割り当
て及び共用の整合を与えることである。ハードウェアプ
ラットホームは、リソースを分割するためのハードウェ
ア支援を任意に与えることができ、そしてオペレーティ
ングシステムがメモリを崩壊したり或いは別のオペレー
ティングシステムコピーにより制御されるデバイスに悪
影響を及ぼすおそれを最小にするための欠陥バリアを与
えることもできる。

【００１９】コピー２０８のようなオペレーティングシ
ステムの単一のコピーに対する実行環境は、「区画」２
０２と称され、そして区画２０２における実行中のオペ
レーティングシステム２０８は、「インスタンス」２０
８と称される。各オペレーティングシステムインスタン
スは、コンピュータシステムにおける他の全てのオペレ
ーティングシステムインスタンスとは独立してブート及
び実行することができ、そして以下に述べるように、オ
ペレーティングシステムインスタンス間でにリソースの
共用に協働的に参加することができる。オペレーティン
グシステムインスタンスを実行するために、区画は、ハ
ードウェア再スタートパラメータブロック（ＨＷＲＰ
Ｂ）と、コンソールプログラムのコピーと、ある量のメ
モリと、１つ以上のＣＰＵと、コンソールに対する専用
の物理的ポートをもたねばならない少なくとも１つのＩ
／Ｏバスとを含まねばならない。ＨＷＲＰＢは、コンソ
ールプログラムとオペレーティングシステムとの間に通
される構成ブロックである。

【００２０】コンソールプログラム２１３、２１５及び
２１７の各々は、ポート２１４、２１６及び２１８とし
て各々示されたコンソールポートに接続される。ポート
２１４、２１６及び２１８のようなコンソールポート
は、一般に、シリアルラインポート、又は取り付けられ
るグラフィックス、キーボード及びマウスオプションの
形態である。本発明のコンピュータシステムの説明上、
専用のグラフィックポート及び関連入力デバイスをサポ
ートする能力は必要とされないが、特定のオペレーティ
ングシステムはそれを必要とする。各区画に対してシリ
アルポートで充分であるというように基本的に仮定す
る。個別のターミナル又は独立したグラフィックコンソ
ールを使用して、各コンソールにより発生された情報を
表示することができるが、ワークステーション、ＰＣ又
はＬＡＴ２２８に取り付けられた単一のマルチプレクサ
２２６にシリアルライン２２０、２２２及び２２４を全
て接続してコンソール情報を表示できるのが好ましい。

【００２１】区画は、システムビルディングブロックと
同意語ではないことに注意するのが重要である。例え
ば、区画２０２は、図１のビルディングブロック１００
及び１０６のハードウェアを構成するが、区画２０４及
び２０６は、各々、ビルディングブロック１０２及び１
０４のハードウェアを構成してもよい。又、区画は、ビ
ルディングブロックのハードウェアの一部分を含んでも
よい。区画は、「初期化」又は「非初期化」することが
できる。初期化された区画は、オペレーティングシステ
ムインスタンスを実行するのに充分なリソースを有し、
イメージロードされたコンソールプログラムと、使用可
能で且つ実行を行う一次ＣＰＵとを有する。初期化され
た区画は、コンソールプログラムの制御下にあってもよ
いし、又はオペレーティングシステムインスタンスを実
行してもよい。初期化された状態においては、区画は、
それに指定されたハードウェア要素の完全な所有権及び
制御権を有し、そして区画それ自体だけがその要素を解
除できる。

【００２２】本発明の原理によれば、リソースは、１つ
の初期化された区画から別の区画へ再指定することがで
きる。リソースの再指定は、リソースが現在指定されて
いる初期化された区画でしか実行できない。ある区画が
非初期化状態にあるときには、他の区画は、そのハード
ウェア要素を再指定したり、それを削除したりすること
ができる。非初期化の区画とは、コンソールプログラム
又はオペレーティングシステムの制御下で実行する一次
ＣＰＵをもたない区画である。例えば、ある区画は、パ
ワーアップ時に一次ＣＰＵを実行するに充分なリソース
がないために非初期化とされるか、又はシステムアドミ
ニストレータがコンピュータシステムを再構成するとき
に非初期化とされる。非初期化状態にあるときは、ある
区画は、そのハードウェア要素を再指定することもでき
るし、その区画を別の区画によって削除することもでき
る。非指定のリソースは、いずれの区画によって指定す
ることもできる。

【００２３】区画は、協働リソース共用を許すために個
別の実行コンテクストをグループ分けするための基礎と
なる「コミュニティ」に編成することができる。同じコ
ミュニティ内の区画は、リソースを共用することができ
る。同じコミュニティ内にない区画は、リソースを共用
できない。リソースは、同じコミュニティにない区画間
では、システムアドミニストレータによりリソースを指
定解除し（及び使用を停止し）そしてリソースを手動で
再構成することによって手動で移動するしかない。コミ
ュニティは、独立したオペレーティングシステムドメイ
ンを形成したり、又はハードウェア使用のためのユーザ
ポリシーを実施したりするのに使用できる。図２におい
て、区画２０２及び２０４は、コミュニティ２３０へと
編成されている。区画２０６は、それ自身のコミュニテ
ィ２０５にある。これらのコミュニティは、以下に述べ
る構成ツリーを用いて形成することができ、そしてハー
ドウェアにより実施することができる。

【００２４】コンソールプログラム 本発明の原理により構成されたコンピュータシステムが
プラットホームにおいてイネーブルされたときには、多
数のＨＷＲＰＢを形成しなければならず、多数のコンソ
ールプログラムコピーをロードしなければならず、そし
て各ＨＷＲＰＢがシステムの特定の要素に関連するよう
にシステムリソースを指定しなければならない。これを
行うために、実行すべき第１のコンソールプログラム
は、システムないの全てのハードウェアを表わす構成ツ
リー構造体をメモリに形成する。このツリーは、又、ソ
フトウェア区画化情報、及び区画に対するハードウェア
指定も含み、このツリーについては、以下で詳細に述べ
る。より詳細には、ＡＰＭＰシステムがパワーアップさ
れるときには、システムが動作しているプラットホーム
に特有のハードウェアにより、あるＣＰＵが従来のやり
方で一次ＣＰＵとして選択される。一次ＣＰＵは、次い
で、コンソールプログラムのコピーをメモリにロードす
る。このコンソールコピーは、「マスターコンソール」
プログラムと称される。一次ＣＰＵは、最初に、マスタ
ーコンソールプログラムの制御の下で動作し、マシン全
体を所有している単一のシステムが存在するという仮定
でテスト及びチェックを実行する。その後、システム区
画を定義する１組の環境変数がロードされる。最終的
に、マスターコンソールは、環境変数に基づいて区画を
形成しそして初期化する。この後者のプロセスにおい
て、マスターコンソールは、構成ツリーを形成し、付加
的なＨＷＲＰＢデータブロックを形成し、付加的なコン
ソールプログラムコピーをロードし、そして別のＨＷＲ
ＰＢにおけるＣＰＵを始動するように動作する。各区画
は、次いで、そこで実行されるオペレーティングシステ
ムインスタンスを有し、このインスタンスは、これも又
その区画で実行されるコンソールプログラムコピーと協
働する。非構成のＡＰＭＰシステムでは、マスターコン
ソールプログラムは、一次ＣＰＵと、最低量のメモリ
と、プラットホーム特定のやり方で選択された物理的な
システムアドミニストレータのコンソールとを含む単一
の区画を最初に形成する。コンソールプログラムコマン
ドは、次いで、システムアドミニストレータが付加的な
区画を形成すると共に、各区画に対するＩ／Ｏバス、メ
モリ及びＣＰＵを構成できるようにする。

【００２５】区画に対するリソースの関連付けがコンソ
ールプログラムによって行われた後に、その関連性が不
揮発性ＲＡＭに記憶され、その後のブート中にシステム
を自動的に構成できるようにされる。その後のブート中
に、マスターコンソールプログラムは、新たな要素の追
加及び除去を取り扱うために現在の構成を記憶された構
成で確認しなければならない。新たに追加される要素
は、それらがシステムアドミニストレータによって指定
されるまで非指定状態に入れられる。ハードウェア要素
を除去したときに、区画のもつリソースがオペレーティ
ングシステムを実行するのに不充分なものとなる場合に
は、リソースがその区画に指定され続けるが、付加的な
新たなりソースがそこに指定されるまでオペレーティン
グシステムインスタンスを実行することはできない。

【００２６】既に述べたように、コンソールプログラム
は、オペレーティングシステムのブートアップ中にオペ
レーティングシステムへ通されたＨＷＲＰＢによりオペ
レーティングシステムインスタンスと通信する。コンソ
ールプログラムに対する基本的な要件は、ＨＷＲＰＢそ
れ自体及びその多数のコピーを形成できねばならないこ
とである。コンソールプログラムにより形成された各Ｈ
ＷＲＰＢコピーは、独立したオペレーティングシステム
インスタンスをメモリのプライベート区分へとブートす
ることができ、そしてこのようにブートされる各オペレ
ーティングシステムインスタンスは、ＨＷＲＰＢに入れ
られる独特の値によって識別することができる。この値
は区画を指示し、そしてオペレーティングシステムイン
スタンスＩＤとしても使用される。

【００２７】更に、コンソールプログラムは、区画内で
実行されているオペレーティングシステムによる要求に
応答してその区画内で使用できるＣＰＵからあるＣＰＵ
を除去するためのメカニズムを形成するように構成され
る。各オペレーティングシステムインスタンスは、コン
ソールプログラムに制御権が通されるように、遮断、停
止又はさもなくばクラッシュできねばならない。逆に、
各オペレーティングシステムインスタンスは、他のオペ
レーティングシステムインスタンスとは独立して、ある
オペレーションモードへと再ブートできねばならない。
コンソールプログラムにより形成された各ＨＷＲＰＢ
は、システム内にあるか又はシステム全体をパワーダウ
ンせずにシステムに追加できる各ＣＰＵに対してＣＰＵ
スロット特有のデータベースを含む。物理的に存在する
各ＣＰＵは、「存在」とマークされるが、特定の区画に
おいて最初に実行するＣＰＵだけは、区画のＨＷＲＰＢ
において「使用可能」とマークされる。ある区画におい
て実行されるオペレーティングシステムインスタンス
は、ＨＷＲＰＢのＣＰＵごとの状態フラグフィールドに
おける「存在」（ＰＰ）ビットにより将来のある時間に
ＣＰＵを使用できると確認することができ、そしてこれ
を表わすデータ構造体を形成することができる。ＣＰＵ
ごとの状態フラグフィールドにおける「使用可能」（Ｐ
Ａ）ビットは、これがセットされると、その関連ＣＰＵ
が区画に現在関連されていて、ＳＭＰオペレーションに
加えるように案内できることを指示する。

【００２８】構成ツリー 既に述べたように、マスターコンソールプログラムは、
ハードウェアの構成と、各区画に対するシステムの各要
素の指定とを表わす構成ツリーを形成する。次いで、各
コンソールプログラムは、ＨＷＲＰＢにツリーのポイン
タを入れることにより構成ツリーをそれに関連したオペ
レーティングシステムインスタンスに識別する。図３に
戻ると、構成ツリー３００は、システム内のハードウェ
ア要素と、プラットホームの制約及び最小値と、ソフト
ウェア構成とを表わす。マスターコンソールプログラム
は、以前の初期化中に発生された構成情報を含む不揮発
性ＲＡＭに記憶された情報と、ハードウェアの検知とに
より発見された情報を用いてツリーを形成する。

【００２９】マスターコンソールは、全てのオペレーテ
ィングシステムインスタンスによってコピーが共用され
るところのツリーの単一コピーを発生することもできる
し、又は各インスタンスごとにツリーを複写することも
できる。ツリーの単一コピーは、独立したメモリを伴う
システムに単一の欠陥点を形成し得るという欠点があ
る。しかしながら、多数のツリーコピーを発生するプラ
ットホームは、コンソールプログラムがツリーに対する
変化を同期状態に保持できることを必要とする。構成ツ
リーは、根ノード、子ノード及び兄弟ノードを含む多数
のノードより成る。各ノードは、固定のヘッダと、オー
バーレイデータ構造体に対する可変長さ延長部とで形成
される。ツリーは、全システムボックスを表わすツリー
根ノード３０２で出発し、その後に、ハードウェア構成
（ハードウェア根ノード３０４）、ソフトウェア構成
（ソフトウェア根ノード３０６）及び最小区画要件（テ
ンプレート根ノード３０８）を示すブランチが続く。図
３において、矢印は、子供及び兄弟関係を表わす。ある
ノードの子供は、ハードウェア及びソフトウェア構成の
構成要素を表わす。兄弟は、同じ親をもつ意外関係のな
い要素の同等のものを表わす。ツリー３００のノード
は、ソフトウェアコミュニティ及びオペレーティングシ
ステムインスタンス、ハードウェア構成、構成制約、性
能境界及びホットスワップ能力に関する情報を含む。
又、これらノードは、ハードウェア対ソフトウェア所有
権の関係又はハードウェア要素の共用も与える。

【００３０】これらのノードは、メモリ内に隣接して記
憶され、そしてツリー３００のツリー根ノード３０２か
ら特定ノードへのアドレスオフセットが「ハンドル」を
形成し、これは、オペレーティングシステムインスタン
スにおける同じ要素を明確に識別するためにオペレーテ
ィングシステムインスタンスにより使用することができ
る。更に、本発明のコンピュータシステムの各要素は、
個別のIDを有する。これは、説明上、６４ビットの無符
号値である。このＩＤは、要素の形式及びサブ形式値と
組み合わされたときに独特の要素を特定しなければなら
ない。即ち、所与の形式の要素に対し、ＩＤは、特定の
要素を識別しなければならない。ＩＤは、単純な数字、
例えば、ＣＰＵ ＩＤであってもよいし、他の何らかの
独特のエンコード又は物理的なアドレスであってもよ
い。要素ID及びハンドルは、任意の数のコンピュータシ
ステムがハードウェア又はソフトウェアの特定の部片を
識別できるようにする。即ち、いずれの特定方法を使用
するいかなる区画も、同じ仕様を用いて同じ結果を得る
ことができねばならない。

【００３１】上記のように、本発明のコンピュータシス
テムは、１つ以上のコミュニティより成り、これらコミ
ュニティは、次いで、１つ以上の区画より成る。独立し
たコミュニティにわたって区画を分割することにより、
本発明のコンピュータシステムは、デバイス及びメモリ
の共用を制限し得る構成にすることができる。コミュニ
ティ及び区画は、高密度でパックされるＩＤを有する。
ハードウェアプラットホームは、システムに存在するハ
ードウェアに基づいて区画の最大数を決定し、そしてプ
ラットホーム最大限界を有する。区画及びコミュニティ
ＩＤは、ランタイム中にこの値を決して越えることがな
い。ＩＤは、削除された区画及びコミュニティに対して
再使用される。コミュニティの最大数は、区画の最大数
と同じである。更に、各オペレーティングシステムイン
スタンスは、独特のインスタンス識別子、例えば、区画
ＩＤと具体的な数字との組み合わせによって識別され
る。

【００３２】コミュニティ及び区画は、ソフトウェア根
ノード３０６により表わされ、これは、コミュニティノ
ード子供（そのコミュニティノード３１０が示されてい
る）と、区画ノード孫（その２つのノード３１２及び３
１４が示されている）とを有する。ハードウェア要素
は、ハードウェア根ノード３０４により表わされ、これ
は、コンピュータシステムに現在存在する全てのハード
ウェアのハイアラーキー表示を示す子供を含む。ハード
ウェア要素の「所有権」は、適当なソフトウェアノード
（３１０、３１２又は３１４）を指す関連ハードウェア
ノードにおけるハンドルにより表わされる。これらのハ
ンドルは図４に示されており、これについて、以下に説
明する。特定の区画が所有する要素は、その区画を表わ
すノードを指すハンドルを有する。多数の区画が共用す
るハードウェア（例えば、メモリ）は、その共用が拘束
されるコミュニティを指すハンドルを有する。未所有の
ハードウェアは、ゼロのハンドル（根ノード３０２を表
わす）を有する。

【００３３】ハードウェア要素は、所有権をいかに分割
するかについて構成上の制約を課する。各要素に関連し
た構成ツリーノードにおける「ｃｏｎｆｉｇ」ハンドル
は、ハードウェア根ノード３０４を指すことにより要素
をコンピュータシステムのどこにでも自由に関連させる
べきかどうか決定する。しかしながら、あるハードウェ
ア要素は、祖先ノードに結合することができ、そしてこ
のノードの一部分として構成されねばならない。この例
は、どこで実行するかの制約をもたないが、ＳＢＢ３２
２又は３２４のようなシステムビルディングブロック
（ＳＢＢ）の構成要素であるＣＰＵである。この場合
に、たとえＣＰＵがＳＢＢの子供であっても、そのｃｏ
ｎｆｉｇハンドルは、ハードウェア根ノード３０４を指
す。しかしながら、Ｉ／Ｏバスは、そのＩ／Ｏプロセッ
サを所有する区画以外の区画が所有することはできな
い。この場合に、Ｉ／Ｏバスを表わす構成ツリーノード
は、Ｉ／Ｏプロセッサを指すｃｏｎｆｉｇハンドルを有
する。ハードウェア構成を支配するルールは、プラット
ホーム特有のものであるから、この情報は、ｃｏｎｆｉ
ｇハンドルによりオペレーティングシステムインスタン
スに与えられる。

【００３４】各ハードウェア要素は、「親和力(affinit
y)」ハンドルも有する。この親和力ハンドルは、ｃｏｎ
ｆｉｇハンドルと同じであるが、要素の最良の性能を得
る構成を表わす。例えば、ＣＰＵ又はメモリは、コンピ
ュータシステムのどこででも構成できるようにするｃｏ
ｎｆｉｇハンドル（ハードウェア根ノード３０４を指
す）を有するが、最適な性能のためには、ＣＰＵ又はメ
モリは、それらが一部分であるところのシステムビルデ
ィングブロックを使用するように構成されねばならな
い。その結果、ｃｏｎｆｉｇポインタは、ハードウェア
根ノード３０４を指すが、親和力ポインタは、ノード３
２２又は３２４のようなＳＢＢノードを指す。いかなる
要素の親和力もプラットホーム特有のもので、ファーム
ウェアにより決定される。ファームウェアは、「最適」
な自動構成を作るように求めるときに子の情報を使用す
ることができる。

【００３５】又、各ノードは、ノードの形式及び状態を
指示する多数のフラグも含む。これらのフラグは、表わ
される要素が「ホットスワップ可能」な要素でありそし
てその親及び兄弟とは独立してパワーダウンできること
を指示するｎｏｄｅ ｈｏｔｓｗａｐフラグを含む。し
かしながら、このノードの全ての子供は、この要素がパ
ワーダウンする場合にはパワーダウンしなければならな
い。子供がこの要素と独立してパワーダウンできる場合
には、それに対応するノードにおいてこのビットをセッ
トしなければならない。別のフラグは、ｎｏｄｅ ｕｎ
ａｖａｉｌａｂｌｅフラグであり、これは、セットされ
ると、ノードにより表わされる要素が使用のために現在
入手できないことを指示する。２つのフラグｎｏｄｅ
ｈａｒｄｗａｒｅ及びｎｏｄｅ ｔｅｍｐｌｅｔｅは、
ノードの形式を指示する。又、ノードが初期化された区
画を表わすか又は現在の一次ＣＰＵであるＣＰＵを表わ
すかを指示するために、ｎｏｄｅ ｉｎｉｔｉａｌｉｚ
ｅｄ及びｎｏｄｅ ｃｐｕ ｐｒｉｍａｒｙのような更
に別のフラグを設けることもできる。

【００３６】構成ツリー３００は、オペレーティングシ
ステムがバスを検知せずにバス及びデバイス構成テーブ
ルを形成できるようにするデバイスコントローラのレベ
ルまで拡張できる。しかしながら、ツリーは任意のレベ
ルで終了してもよい。但し、それより下の全ての要素を
独立して構成できない場合である。システムソフトウェ
アは、ツリーにより与えられないバス及びデバイス情報
を検知することが依然として要求される。コンソールプ
ログラムは、システムの各要素に構成の制約がもしあれ
ばそれを実行及び実施する。一般に、要素は、制約なし
に指定可能である（例えば、ＣＰＵは、制約をもたな
い）、又は別の要素の一部分としてのみ構成可能である
（例えば、デバイスアダプタは、そのバスの一部分とし
てのみ構成可能である）。上記のように、ＣＰＵ、メモ
リ及びＩ／Ｏデバイスを独特のソフトウェアエンティテ
ィへとグループ編成したものである区画は、最小要件も
有する。例えば、区画のための最小ハードウェア要件
は、少なくとも１つのＣＰＵと、あるプライベートメモ
リ（プラットホームに従属する最小のもので、コンソー
ルメモリを含む）と、物理的な非共用コンソールポート
を含むＩ／Ｏバスとである。

【００３７】区画のための最小要素要件は、テンプレー
ト根ノード３０８に含まれた情報によって与えられる。
テンプレート根ノード３０８は、ノード３１６、３１８
及び３２０を含み、これは、コンソールプログラム及び
オペレーティングシステムインスタンスを実行すること
のできる区画を形成するために設けなければならないハ
ードウェア要素を表わす。構成エディタは、新たな区画
を形成するためにどんな形式及びどれほど多くのリソー
スを使用できねばならないかを決定するための基礎とし
てこの情報を使用することができる。新たな区画の形成
中に、テンプレートサブツリーは、「ウオーキング」さ
れ、そしてテンプレートサブツリーの各ノードごとに、
新たな区画により所有される同じ形式及びサブ形式のノ
ードがあって、コンソールプログラムをロードしそして
オペレーティングシステムインスタンスをブートするこ
とができねばならない。テンプレートツリーに同じ形式
及びサブ形式のノードが２つ以上ある場合には、新たな
区画にも多数のノードがなければならない。コンソール
プログラムは、コンソールプログラムをロードしそして
初期化オペレーションを試みる前に、テンプレートを使
用して、新たな区画が最小要件を有することを確認す
る。

【００３８】構成ツリーノードの特定の実施に関する詳
細な例を以下に示す。これは、単に説明上のものに過ぎ
ず、これに限定されるものではない。各ＨＷＲＰＢは、
現在の構成と、区画に対する要素の指定とを与える構成
ツリーを指さねばならない。ＨＷＲＰＢの構成ポインタ
（ＣＯＮＦＩＧフィールドにおける）は、構成ツリーを
指すのに使用される。ＣＯＮＦＩＧフィールドは、ツリ
ーに対するメモリプールのサイズと、メモリの初期チェ
ック和とを含む６４バイトヘッダを指す。ヘッダの直後
に、ツリーの根ノードがある。ツリーのヘッダ及び根ノ
ードは、ページ整列される。構成ツリーに割り当てられ
るメモリの全サイズ（バイト）は、ヘッダの第１のクオ
ドワードに位置される。このサイズは、ハードウェアペ
ージサイズの倍数となるように保証される。ヘッダの第
２のクオドワードは、チェック和に指定される。構成ツ
リーを検査するために、オペレーティングシステムイン
スタンスは、ツリーをそのローカルアドレス空間にマッ
プする。オペレーティングシステムインスタンスは、全
てのアプリケーションに許された読み取りアクセスでこ
のメモリをマップするので、特権のないアプリケーショ
ンが、それがアクセスしてはならないコンソールデータ
へのアクセスを得るのを防止するための何らかの構成を
設けねばならない。メモリを適当に割り当てることによ
りアクセスが制限される。例えば、メモリはページ整列
されそして全ページに割り当てられてもよい。通常は、
オペレーティングシステムインスタンスは、構成ツリー
の第１ページをマップし、ツリーサイズを得、そして構
成ツリーの使用のために割り当てられたメモリを再マッ
プする。全サイズは、ツリーへの動的な変化に対してコ
ンソールにより使用される付加的なメモリを含むことが
できる。 好ましくは、構成ツリーノードは固定のヘッ
ダで形成され、そしてその固定のヘッダに続いて形式特
有の情報を任意に含む。サイズフィールドは、ノードの
全長を含み、ノードは、この例では６４バイトの倍数で
割り当てられ、そして必要に応じてパッドが付けられ
る。ノードの固定ヘッダにおけるフィールドを以下に一
例として説明する。

【００３９】 typedef struct gct node｛ unsigned char type; unsigned char subtype; unit16 size; GCT HANDLE owner; GCT HANDLE current owner; GCT ID id; union ｛ unit64 node flags; struct ｛ unsigned node hardware :1; unsigned node hotswap :1; unsigned node unavailable :1; unsigned node hw templete :1; unsigned node initialized :1; unsigned node cpu primary :1; #defineNODE HARDWARE 0x001 #defineNODE HOTSWAP 0x002 #defineNODE UNAVAILAVLE 0x004 #defineNODE HW TEMPLATE 0x008 #defineNODE INITIALIZED 0x010 #defineNODE PRIMARY 0x020 ｝flag bit; ｝ flag union; GCT HANDLE config; GCT HANDLE affinity; GCT HANDLE parent; GCT HANDLE next sib; GCT HANDLE prev sib; GCT HANDLE child; GCT HANDLE reserved; Unit32 magic ｝GCT NODE;

【００４０】上記定義において、形式定義「ｕｎｉｔ」
は、適当なビット長さをもつ無符号の整数である。上述
したように、ノードは、ハンドルにより位置決めされ、
識別される（上記定義では、ｔｙｐｅｄｅｆ ＧＣＴ
ＨＡＮＤＬＥにより識別される）。ここに例示するハン
ドルは、構成ツリーのベースからノードまでの符号付き
３２ビットオフセットである。値は、コンピュータシス
テムの全ての区画にわたって独特である。即ち、ある区
画において得られるハンドルは、全ての区画において、
ノードをルックアップするために、又はコンソールコー
ルバックへの入力として有効でなければならない。ｍａ
ｇｉｃフィールドは、ノードが実際に有効なノードであ
ることを指示する所定のビットパターンを含む。ツリー
根ノードは、システム全体をあらわす。そのハンドルは
常にゼロである。即ち、それは、常に、ｃｏｎｆｉｇヘ
ッダに続く構成ツリーに割り当てられたメモリの第１の
物理的な位置に配置される。これは、次の定義を有す
る。 typedef struct gct root node｛ GCT NODE hd; unit64 lock; unit64 transient level; unit64 current level; unit64 console req; unit64 min alloc; unit64 min align; unit64 base alloc; unit64 base align; unit64 max phys address; unit64 mem size; unit64 platform type; int32 platform name; GCT HANDLE primary instance; GCT HANDLE first free; GCT HANDLE high limit; GCT HANDLE lookaside; GCT HANDLE available; unit32 max partition; int32 partitions; int32 communities; unit32 max platform partition; unit32 max fragments; unit32 max desc; char APMX id[16]; char APMX id pad[4]; int32 bindings; ｝ GCT ROOT NODE;

【００４１】根ノードにおけるフィールドは、次のよう
に定義される。ｌｏｃｋこのフィールドは、ツリーの構
造体への変更を禁止しようとするソフトウェアと、ソフ
トウェア構成とにより単純なロックとして使用される。
この値が―１（全てのビットがオン）であるときには、
ツリーがロック解除され、そしてこの値が０以上である
ときには、ツリーがロックされる。このフィールドは、
原子オペレーションを用いて変更される。ロックルーチ
ンの発呼者は区画ＩＤを送り、これはロックフィールド
に書き込まれる。これは、欠陥追跡を助成しそしてクラ
ッシュ中に回復するのに使用できる。 ｔｒａｎｓｉｅｎｔ ｌｅｖｅｌ

【００４２】このフィールドは、ツリー更新の始めに増
加される。 ｃｕｒｒｅｎｔ ｌｅｖｅｌ このフィールドは、ツリー更新の完了時に更新される。 ｃｏｎｓｏｌｅ ｒｅｑ このフィールドは、区画のベースメモリセグメントにお
いてコンソールに対して要求されるメモリ（バイト）を
特定する。 ｍｉｎ ａｌｌｏｃ このフィールドは、メモリ断片の最小サイズと、割り当
て単位を保持する（断片サイズは、割り当ての倍数でな
ければならない）。これは、２の累乗でなければならな
い。 ｍｉｎ ａｌｉｇｎ

【００４３】このフィールドは、メモリ断片に対する整
列要求を保持する。これは、２の累乗でなければならな
い。 ｂａｓｅ ａｌｌｏｃ このフィールドは、区画のベースメモリセグメントとし
て要求される最小メモリ（バイト）（ｃｏｎｓｏｌｅ
ｒｅｑを含む）を特定する。これは、区画に対してコン
ソール、コンソール構造体及びオペレーティングシステ
ムがどこでロードされるかである。これは、ｍｉｎａｌ
ｌｏｃ及びｍｉｎａｌｌｏｃの倍数以上でなければなら
ない。 ｂａｓｅ ａｌｉｇｎ

【００４４】このフィールドは、区画のベースメモリセ
グメントに対する整列要求を保持する。これは、２の累
乗でなければならず、そして少なくともｍｉｎ ａｌｉ
ｇｎの整列を有していなければならない。 ｍａｘ ｐｈｙｓ ａｄｄｒｅｓｓ このフィールドは、現在パワーオン及び使用可能でない
メモリサブシステムを含むシステムに存在し得る計算さ
れた最大の物理的アドレスを保持する。 ｍｅｍ ｓｉｚｅ このフィールドは、現在システムにある全メモリを保持
する。 ｐｌａｔｆｏｒｍ ｔｙｐｅ このフィールドは、ＨＷＲＰＢのフィールドから得たプ
ラットホームの形式を記憶する。 ｐｌａｔｆｏｒｍ
ｎａｍｅ

【００４５】このフィールドは、ツリー根ノードのベー
スからプラットホームの名前を表わすストリングまでの
整数オフセットをあらわす。 ｐｒｉｍａｒｙ ｉｎｓｔａｎｃｅ このフィールドは、第１のオペレーティングシステムイ
ンスタンスの区画ＩＤを保持する。 ｆｉｒｓｔ ｔｒｅｅ このフィールドは、ツリー根ノードから新たなノードに
使用されるメモリプールの第１の空きバイトまでのオフ
セットを保持する。 ｈｉｇｈ ｌｉｍｉｔ このフィールドは、構成ツリー内に有効なノードを配置
できるところの最上位アドレスを保持する。これは、ハ
ンドルが適正なものであることを確認するためにコール
バックにより使用される。 ｌｏｏｋａｓｉｄｅ

【００４６】このフィールドは、削除されていて再請求
することのできるノードのリンクされたリストのハンド
ルである。コミュニティ又は区画が削除されたときに
は、ノードがこのリストにリンクされ、そして新たな区
画又はコミュニティを形成すると、空きプールからの割
り当ての前にこのリストが探索される。 ａｖａｉｌａｂｌｅ このフィールドは、ｆｉｒｓｔ ｔｒｅｅフィールドに
より指示された空きプールに残っているバイト数を保持
する。 ｍａｘ ｐａｒｔｉｔｉｏｎｓ このフィールドは、現在使用できるハードウェアリソー
スの量に基づいてプラットホームにより計算される区画
の最大数を保持する。 ｐａｒｔｉｔｉｏｎｓ

【００４７】このフィールドは、根ノードのベースから
ハンドルのアレーまでのオフセットを保持する。各区画
ＩＤは、このアレーへのインデックスとして使用され、
そして区画ノードハンドルは、インデックスされた位置
に記憶される。新たな区画が形成されたときに、このア
レーを検査し、対応する区画ノードハンドルをもたない
第１の区画ＩＤを見つけ、この区画ＩＤは新たな区画に
対するＩＤとして使用される。 ｃｏｍｍｕｎｉｔｉｅｓ このフィールドも、根ノードのベースからハンドルのア
レーまでのオフセットを保持する。各コミュニティＩＤ
は、このアレーへのインデックスとして使用され、そし
てコミュニティノードハンドルがこのアレーに記憶され
る。新たなコミュニティが形成されると、このアレーを
検査して、対応するコミュニティノードハンドルをもた
ない第１のコミュニティＩＤを見つけ、このコミュニテ
ィＩＤは新たなコミュニティに対するＩＤとして使用さ
れる。区画以上の多くのコミュニティが存在することは
なく、従って、アレーは、区画の最大数に基づくサイズ
とされる。 ｍａｘ ｐｌａｔｆｏｒｍ ｐａｒｔｉｔｉｏｎ

【００４８】このフィールドは、たとえ付加的なハード
ウェアが追加されても（潜在的にインスワップされる）
プラットホームに同時に存在し得るプラットホームの最
大数を保持する。 ｍａｘ ｆｒａｇｍｅｎｔ このフィールドは、メモリ記述子を分割できるところの
断片のプラットホーム定義最大数を保持する。これは、
メモリ記述子ノードにおける断片のアレーサイズを決め
るのに使用される。 ｍａｘ ｄｅｓｃ このフィールドは、プラットホームに対するメモリ記述
子の最大数を保持する。 ＡＰＭＰ ｉｄ このフィールドは、システムソフトウェアによってセッ
トされて不揮発性ＲＡＭにセーブされるシステムＩＤを
保持する。 ＡＰＭＰ ｉｄ ｐａｄ このフィールドは、ＡＰＭＤ ＩＤのパッディングバイ
トを保持する。 ｂｉｎｄｉｎｇｓ

【００４９】このフィールドは、「バインディング」の
アレーに対するオフセットを保持する。各バインディン
グエントリは、ハードウェアノードの形式、親でなけれ
ばならないノードの形式、構成バインディング、及びノ
ード形式に対する親和力バインディングを記述する。バ
インディングは、ノード形式がいかに関係しているか及
び構成及び親和力ルールを決定するためにソフトウェア
により使用される。コミュニティは、区画間のリソース
の共用の基礎を与える。ハードウェア要素は、コミュニ
ティのいずれの区画にも指定できるが、メモリのような
デバイスの実際の共用は、コミュニティ内で生じるだけ
である。コミュニティノード３１０は、ＡＰＭＰデータ
ベースと称する制御区分のポインタを含み、これは、オ
ペレーティングシステムインスタンスがインスタンス間
でメモリ及び通信を共用する目的でコミュニティにおけ
るアクセス及び会員資格を制御できるようにする。ＡＰ
ＭＰデータベース及びコミュニティの形成は、以下に詳
細に述べる。コミュニティに対する構成ＩＤは、コンソ
ールプログラムにより指定された符号付き１６ビット整
数値である。ＩＤ値は、プラットホームにおいて形成で
きる区画の最大数より決して大きくならない。

【００５０】ノード３１２又は３１４のような区画ノー
ドは、コンソールプログラムの独立コピー及びオペレー
ティングシステムの独立コピーを実行することのできる
ハードウェアの集合をあらわす。このノードに対する構
成ＩＤは、コンソールにより指定される符号月６ビット
整数値である。このＩＤは、プラットホームにおいて形
成できる区画の最大数より決して大きくならない。ノー
ドは、次の定義を有する。 typedef struct gct partition node｛ GCT NODE hd; unit64 hwrpb; unit64 incarnation; unit64 priority; int32 os type; unit32 partition reserved 1; unit64 instance name format; char instance name[128]; ｝ GCT PARTITION NODE; 定義されたフィールドは、次の定義を有する。 ｈｗｒｐｂ このフィールドは、この区画に対するハードウェア再ス
タートパラメータブロックの物理的なアドレスを保持す
る。ＨＷＲＰＢの対する変化を最小にするために、ＨＷ
ＲＰＢは、区画のポインタ又は区画ＩＤを含まない。む
しろ、区画がＨＷＲＰＢのポインタを含む。従って、シ
ステムソフトウェアは、ＨＷＲＰＢの物理的アドレスを
含む区画に対する区画ノードをサーチすることにより、
それが実行される区画の区画ＩＤを決定することができ
る。 ｉｎｃａｒｎａｔｉｏｎ

【００５１】このフィールドは、区画の一次ＣＰＵが区
画においてブート又は再スタート動作を実行するたびに
増加される値を保持する。 ｐｒｉｏｒｉｔｙ このフィールドは、区画に優先順位を保持する。 ｏｓ ｔｙｐｅ このフィールドは、区画にロードされるオペレーティン
グシステムの形式を指示する値を保持する。 ｐａｒｔｉｔｉｏｎ ｒｅｓｅｒｖｅｄ １ このフィールドは、将来の使用のために指定される。 ｉｎｓｔａｎｃｅ ｎａｍｅ ｆｏｒｍａｔ このフィールドは、インスタンス名ストリングのフォー
マットを示す値を保持する。 ｉｎｓｔａｎｃｅ ｎａｍｅ

【００５２】このフィールドは、ｉｎｓｔａｎｃｅ ｎ
ａｍｅ ｆｏｒｍａｔフィールドを用いて解釈されるフ
ォーマット化ストリングを保持する。このフィールドの
値は、区画において実行されているオペレーティングシ
ステムインスタンスに高レベル経路名を与える。このフ
ィールドは、システムソフトウェアによりロードされ、
そしてパワーサイクルにわたってセーブされない。この
フィールドは、パワーアップ時及び区画形成及び削除時
にクリアされる。ノード３２２又は３２４のようなシス
テムビルディングブロックノードは、図２に示すような
モジュラー設計のシステムプラットホームにより使用さ
れるハードウェア又は概念的グループ構成の任意の断片
をあらわす。ＱＢＢ（クオドビルディングブロック）
は、ＳＢＢの特定例であり、図１のユニット１００、１
０２、１０４及び１０６のようなユニットに対応する。
ＳＢＢノード３２２及び３２４の子供は、入力／出力プ
ロセッサノード３２６及び３４０を含む。

【００５３】ノード３２８ないし３３２及び３４２ない
し３４６のようなＣＰＵノードは、ＳＭＰ動作に対して
一次ＣＰＵとして動作できると仮定する。ＣＰＵが一次
として動作できない稀なケースにおいては、ＳＭＰ動作
において一次ＣＰＵとして使用できないことを示すＳＵ
ＢＴＹＰＥコードを有する。この情報は、新たな区画を
形成するリソースを構成するときに重要である。又、Ｃ
ＰＵノードは、ＣＰＵが現在どこで実行するかについて
の情報を搬送する。ある区画の一次ＣＰＵは、ＮＯＤＥ
ＦＬＡＧフィールドのＮＯＤＥ ＣＰＵ ＰＲＩＭＡ
ＲＹフラグをセットする。ＣＰＵノードは、次の定義を
有する。

【００５４】ノード３３４又は３４８のようなメモリサ
ブシステムノードは、物理的メモリコントローラと、そ
れらコントローラが与えるメモリの指定とを表わすノー
ドを一緒にグループ構成にする「擬似」ノードである。
このノードの子供は、コンソールが一緒に動作する（イ
ンターリーブされて）ように構成した１つ以上のメモリ
コントローラノード（例えば、ノード３３６及び３５
０）と、メモリの物理的な連続範囲を示す１つ以上の物
理的な記述ノード（例えば、ノード３３８及び３５２）
とで構成される。

【００５５】メモリコントローラノード（例えば、ノー
ド３３６又は３５０）は、物理的なハードウェア要素を
表わすのに使用され、そしてその所有者は、通常は、エ
ラー及び初期化を取り扱う区画である。メモリコントロ
ーラは、初期化、テスト及びエラーに対する特定のオペ
レーティングシステムインスタンスを必要とするので、
コミュニティに指定することはできない。しかしなが
ら、メモリ記述子ノードにより定義されるメモリ記述
は、異なる区画又はコミュニティがメモリ記述子内の特
定のメモリ範囲を所有できるようにする「断片」に分割
することができる。メモリは、同時に共用することがで
きるか又は「プライベート」エリアに分割できるという
点で他のハードウェアリソースとは異なる。各メモリ記
述子ノードは、メモリを区画間で分割できると共に、区
画（コミュニティにより所有された）間で共用できるよ
うにするサブセット範囲のリストを含む。メモリ記述子
ノード（例えば、ノード３３８又は３５２）は、次のよ
うに定義される。

【００５６】 ｍｅｍ ｉｎｆｏ構造体は、次の定義を有する。 ｍｅｍ ｆｌａｇフィールドは、メモリ記述子ノードの
ベースから、次の定義を有するＧＣＴ ＭＥＭ ＤＥＳ
Ｃ構造体のアレーまでのオフセットを保持する。

【００５７】 typedef struct gct mem desc｛ unit64 pa; unit64 size; GCT HANDLE mem owner; GCT HANDLR mem current owner; union｛ unit32 mem flags; struct｛ unsigned mem console :1; unsigned mem private :1; unsigned mem shard :1; unsigned base :1; #define CGT MEM CONSOLE 0x1 #define CGT MEM PRIVATE 0x2 #define CGT MEM SHARED 0x4 #define CGT MEM CONSOLE 0x8 ｝flag bit; ｝ flag union; unit32 mem fill; ｝GCT MEM DESC;

【００５８】メモリ記述ノード（ノード３３８又は３５
２）における断片の数は、プラットホームファームウェ
アにより制限される。これは、メモリ区分の上限を形成
し、そして構成ツリーの無制限成長を制限する。ソフト
ウェアは、ツリー根ノード３０２（上記した）における
ｍａｘ ｆｒａｇｍｅｎｔｓフィールドにより、又は値
を返送するための適当なコンソールコールバックを呼び
出すことにより、断片の最大数を決定することができ
る。各断片は、ｃｏｎｆｉｇバインディングと、メモリ
記述子及びメモリサブシステムノードの所有権とが許す
場合には、いかなる区画に指定することもできる。各断
片は、基本的物理アドレスと、サイズと、所有者フィー
ルドと、使用の形式を指示するフラグとを含む。

【００５９】共用メモリアクセスを許すために、メモリ
サブシステムの親ノード及びメモリ記述子ノードは、コ
ミュニティにより所有されねばならない。メモリ記述子
内の断片は、コミュニティ（共用）によるか又はコミュ
ニティ内の任意の区画によって所有される。断片は、ツ
リー根ノード３０２に与えられる最小割り当てサイズ及
び指定をもつことができる。区画に対する基本的メモリ
（コンソール及びオペレーティングシステムがロードさ
れるところの断片）は、他の断片よりも大きな割り当て
及び指定をもつことができる（上記のツリー根ノード定
義を参照）。メモリ記述子ノードの所有者フィールドが
ある区画である場合には、その区画でしか断片を所有す
ることができない。

【００６０】図４は、所有権のパースペクティブから見
たときの図３の構成ツリーを示す。ある区画のコンソー
ルプログラムは、その区画の一次ＣＰＵが実行を開始す
るときにその区画において実行されているオペレーティ
ングシステムインスタンスに区画リソースの所有権及び
制御を譲る。「所有権」の概念は、ハードウェアリソー
ス及びＣＰＵがソフトウェア区画及びコミュニティにい
かに指定されるかを決定する。構成ツリーは、図４に示
す所有権ポインタを有し、これは、区画（排他的アクセ
ス）及びコミュニティ（共用アクセス）のようなソフト
ウェアへのハードウェアデバイスのマッピングを決定す
る。尾ｐレーティングシステムインスタンスは、構成ツ
リーの情報を使用して、それがどのハードウェアリソー
スに対してアクセス及び再構成制御を有するかを決定す
る。

【００６１】所有者をもたない受動的なハードウェアリ
ソースは、所有権が確立されるまで使用することができ
ない。構成ツリーを変更することにより所有権が確立さ
れると、オペレーティングシステムインスタンスは、リ
ソースの使用を開始することができる。あるインスタン
スが初期要求を行うと、所有するオペレーティングシス
テムがリソースの使用を停止するようにさせるか、又は
オペレーティングシステムインスタンスが実行されてい
ない区画においてコンソールプログラムがリソースの使
用を停止する動作をとることにより、所有権を変更する
ことができる。次いで、構成ツリーは、リソースの所有
権を別のオペレーティングシステムインスタンスへ移行
するように変更される。オペレーティングシステムがハ
ードウェアリソースの使用を停止するようにさせるに必
要な動作は、オペレーティングシステムに特有のもの
で、変更により影響を受けるオペレーティングシステム
インスタンスの再ブートを必要とする。

【００６２】所有されたアクティブな状態から非所有の
インアクティブな状態へのリソースの移行を管理するた
めに、ツリーの各ノードには２つのフィールドが設けら
れる。「ｏｗｎｅｒ」フィールドは、リソースの所有者
をあらわし、所有するソフトウェア区画又はコミュニテ
ィのハンドルが設けられる。ＡＰＭＰシステムのパワー
アップ時に、ハードウェアノードの「ｏｗｎｅｒ」フィ
ールドは、不揮発性ＲＡＭの内容からロードされて、初
期構成を確立する。リソースの所有者を変更するため
に、ハードウェア要素の「ｏｗｎｅｒ」フィールドと、
ｃｏｎｆｉｇハンドルにより要素に結合されたハードウ
ェア要素の子孫の「ｏｗｎｅｒ」フィールドとにおいて
ハンドル値が変更される。「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅ
ｒ」フィールドは、リソースの現在のユーザを表わす。
「ｏｗｎｅｒ」及び「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フ
ィールドが同じ非ゼロ値を保持するときには、そのリソ
ースが所有されそしてアクティブとなる。リソースの所
有者のみがリソースの指定を解除することができる
（「ｏｗｎｅｒ」フィールドをゼロにセットする）。ナ
ルの「ｏｗｎｅｒ」及び「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅ
ｒ」フィールドをもつリソースは、非所有であり、イン
アクティブである。ナルの「ｏｗｎｅｒ」及び「ｃｕｒ
ｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フィールドを有するリソースの
みが新たな区画又はコミュニティに指定される。

【００６３】リソースが指定解除されるときには、所有
者は、「ｏｗｎｅｒ」フィールド又は「ｏｗｎｅｒ」及
び「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」の両フィールドを指
定解除するように決定することができる。この決定は、
区画において実行される所有のオペレーティングシステ
ムインスタンスが、所有権の指定解除の前に、リソース
の使用を停止できる機能に基づく。所有権を引き継ぐた
めに再ブートが必要とされる場合は、「ｏｗｎｅｒ」フ
ィールドがクリアされるが、「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅ
ｒ」フィールドは変更されない。所有のオペレーティン
グシステムインスタンスが再ブートされるときには、コ
ンソールプログラムは、初期化中に所有者をもたないリ
ソースに対していかなる「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅ
ｒ」フィールドもクリアすることができる。

【００６４】初期化中に、コンソールプログラムは、そ
れが所有者であり且つ「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」
フィールドがナルであるところのいかなるノードについ
ても「ｏｗｎｅｒ」フィールドに合致するように「ｃｕ
ｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フィールドを変更する。シス
テムソフトウェアは、それが現在所有者であるところの
ハードウェアしか使用してはならない。コミュニティに
より所有されたリソースを指定解除する場合には、状態
間の移行を管理するのはシステムソフトウェアの役割で
ある。ある実施形態では、リソースを別の区画にロード
することができる。この状態において、「ｏｗｎｅｒ」
及び「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フィールドは、両
方とも有効であるが、等しくはない。以下のテーブル
は、考えられるリソース状態と、「ｏｗｎｅｒ」及び
「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フィールドの値とを要
約するものである。

【００６５】 テーブル１ owner フィー current owner リソース ルド値 フィールド値 状態 なし なし 非所有及びインアクティブ なし 有効 非所有であるがまだアクティブ 有効 なし 所有でありまだアクティブでない 有効 所有者に等しい 所有及びアクティブ 有効 所有者に等しくない ローン状態

【００６６】ＣＰＵは能動的なデバイスであり、そして
ＣＰＵの共用は、ＣＰＵがその所有者でない区画のコン
テクストにおいて実行し得ることを意味するので、ＣＰ
Ｕの所有権は、受動的なリソースの所有権とは異なる。
構成ツリーにおけるＣＰＵノードは、ＣＰＵが通常どの
区画により所有されるかそしてＣＰＵがどの区画で現在
実行しているかを指示する２つのフィールドを備えてい
る。「ｏｗｎｅｒ」フィールドは、ＣＰＵの公称所有
権、又はより詳細にはシステムパワーアップ時にＣＰＵ
が最初に実行するところの区画を示す値を含む。

【００６７】初期の所有権が確立されるまで（即ち、
「ｏｗｎｅｒ」フィールドが非指定である場合は）、Ｃ
ＰＵがマスターコンソールにより指令されたＨＷＲＰＢ
に入れられるが、ＣＰＵに対するＨＷＲＰＢａｖａｉｌ
ａｂｌｅビットは、いかなるＨＷＲＰＢでも送られな
い。この組み合わせは、ＣＰＵがＳＭＰオペレーション
においていかなるオペレーティングインスタンスに加わ
ることも防止する。ＣＰＵの所有権が確立されると
（「ｏｗｎｅｒ」フィールドに有効区画ハンドルが満た
されると）、ＣＰＵは、もし必要であれば、所有する区
画へと移動し、その区画に関連したＨＷＲＰＢの「ａｖ
ａｉｌａｂｌｅ」ビットをセットし、そしてその区画に
おいて実行されているインスタンスのＳＭＰオペレーシ
ョンに加わるか又はＳＭＰモードにおいてコンソールプ
ログラムに加わるように要求する。ＨＷＲＰＢにおける
「ｐｒｅｓｅｎｔ」ビット及び「ａｖａｉｌａｂｌｅ」
ビットの組み合わせは、ＣＰＵがＳＭＰオペレーション
に使用できることをオペレーティングシステムインスタ
ンスに通知し、そしてオペレーティングシステムインス
タンスは、これらのビットを使用して、適当なＣＰＵご
とのデータ構造体を構築すると共に、ＳＭＰオペレーシ
ョンに加わることを要求するメッセージをＣＰＵに送信
する。

【００６８】ＣＰＵは、ＨＷＲＰＢの「ａｖａｉｌａｂ
ｌｅ」ビットをセットするときに、構成ツリーの対応す
るＣＰＵノードにおける「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅ
ｒ」フィールドに値も入力する。この「ｃｕｒｒｅｎｔ
ｏｗｎｅｒ」フィールドの値は、ＣＰＵが「ａｃｔｉ
ｖｅ」のＨＷＲＰＢビットをセットしそしてＳＭＰオペ
レーションに加わることのできる区画のハンドルであ
る。ＣＰＵの「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フィール
ドは、コンソールプログラムによってのみセットされ
る。ＣＰＵがある区画から別の区画へ移動するとき、又
は非指定状態へ停止されるときは、「ａｖａｉｌａｂｌ
ｅ」ビットがＨＷＲＰＢにおいてクリアされるのと同時
に、「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フィールドがクリ
アされる（又は新たなハンドル値へと変更される）。
「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅｒ」フィールドは、システ
ムソフトウェアによって直接書きこまれてはならず、そ
してどのＨＷＲＰＢがＣＰＵに対して「ａｖａｉｌａｂ
ｌｅ」ビットをセットしたかを表わすだけである。

【００６９】ランタイム中に、オペレーティングシステ
ムインスタンスは、ＣＰＵの公称所有権を変更せずに、
ＣＰＵを別の区画に一時的に「ローン」することができ
る。ＨＷＲＰＢの「ｐｒｅｓｅｎｔ」及び「ａｖａｉｌ
ａｂｌｅ」ビットを用いた所有権の従来のＳＭＰ概念
は、原子的オペレーションにおいてＨＷＲＰＢ及び構成
ツリーを変更することによりＣＰＵの現在実行コンテク
ストを表わすのに使用される。「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗ
ｎｅｒ」フィールドは、更に、１つの区画のシステムソ
フトウェアにより、どの区画においてＣＰＵが現在実行
しているかを決定するのに使用することができる（他の
インスタンスは、構成ツリーを検査することにより特定
のＣＰＵの位置を決定することができる）。又、ＣＰＵ
を指定解除し、そしていかなるＨＷＲＰＢにおいても
「ａｖａｉｌａｂｌｅ」ビットがセットされず且つＣＰ
Ｕの構成ツリーノードにおける「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗ
ｎｅｒ」フィールドがクリアされた状態へとＣＰＵを復
帰させることができる。これは、ＣＰＵの実行を停止し
そしてコンソールプログラムが構成ツリーノードの「ｏ
ｗｎｅｒ」フィールド、「ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎｅ
ｒ」フィールド及び「ａｖａｉｌａｂｌｅ」ＨＷＲＰＢ
ビットをクリアするようにさせることにより、行われ
る。次いで、ＣＰＵは、コンソールモードで実行し、そ
して有効な区画ハンドルが書き込まれるのを待機する
「ｏｗｎｅｒ」フィールドをポーリングする。次いで、
システムソフトウェアは、新たな所有者を確立すること
ができ、そしてＣＰＵは、新たな区画において実行を開
始する。

【００７０】例示的な所有権ポインタが図４に矢印で示
されている。図３の同様のノードに対応する図４の各ノ
ードには、対応する番号が与えられる。例えば、図３に
おいてノード３０６と示されたソフトウェア根ノード
は、図４ではノード４０６として示されている。図４に
示すように、コミュニティ４１０は、ソフトウェア根４
０６により「所有」される。同様に、システムビルディ
ングブロック１及び２（４２２及び４２５）は、コミュ
ニティ４１０により所有される。同様に、区画４１２及
び４１４も、コミュニティ４１０により所有されて示さ
れている。区画４１２は、ＣＰＵ４２８―４３２及びＩ
／Ｏプロセッサ４２６を所有する。メモリコントローラ
４３６は、区画１（４１２）の一部分でもある。同様
に、区画２（４１４）は、ＣＰＵ４４２―４４６、Ｉ／
Ｏプロセッサ４４０及びメモリコントローラ４５０を所
有する。

【００７１】システムの共通メモリ即ち共用メモリは、
メモリサブシステム４３４及び４４８と、メモリ記述子
４３８及び４５２とで構成される。これらは、コミュニ
ティ４１０により所有される。従って、図４は、オペレ
ーティングシステムインスタンスに対して表れるときの
システムのレイアウトを示す。

【００７２】オペレーティングシステムの特徴 上述したように、ここに示すコンピュータシステムは、
異なる区画における多数の異なるオぺレーティングシス
テムで動作することができる。しかしながら、従来のオ
ペレーティングシステムは、そのシステムがいかに構成
されているかに基づいて本発明のシステムに合致させる
ように幾つかの観点において変更を行う必要がある。こ
こに示す実施形態の幾つかの変更例を以下に示す。 １．インスタンスは、コンソールを動作するための区画
内の「一次」ＣＰＵを選択するメカニズムを含ませるよ
うに変更されると共に、他のインスタンスからの通信の
ターゲットとなることが必要である。一次ＣＰＵの選択
は、裁定メカニズム又は他の従来の装置を用いて従来の
やり方で行うことができる。 ２．各インスタンスは、そのインスタンスが実行される
区画に使用できるリソースを示す構成データブロックを
形成する役目を果たすコンソールプログラムと通信及び
協働できるようにする変更を必要とする。例えば、イン
スタンスは、そのインスタンスによってどんなインスタ
ンスが使用できるかを決定するためにその基礎となるハ
ードウェアを検知してはならない。むしろ、インスタン
スがどんなリソースにアクセスすることが許されたかを
示す構成データブロックが通過された場合には、指定の
リソースと共に動作することが必要となる。 ３．インスタンスは、任意の物理的アドレスでスタート
することができ、そしてその特定のアドレスで実行され
る他のオペレーティングシステムとの競合を回避するた
めに特定の物理的アドレスを指定できないようにする必
要がある。 ４．インスタンスは、メモリが区画間で共用されるシス
テム構成の一部分である場合に、多数の任意の物理的ホ
ールをそのアドレス空間にサポートできることが必要で
ある。更に、インスタンスは、メモリの「ホットインス
ワップ」をサポートするためにそのアドレス空間におい
て物理的ホールを取り扱う必要がある。 ５．インスタンスは、メッセージを通すと共に、新たな
りソースが区画及びインスタンスに使用できるという通
知を受け取る必要がある。より詳細には、新たなリソー
スをサーチするためのインスタンスを通知するプロトコ
ルが必要とされる。さもなくば、インスタンスは、リソ
ースが到着しそして使用の準備ができることが決して分
からない。 ６．インスタンスは、インスタンスがメモリを共用しな
いシステムに使用される場合にその「プライベートメモ
リ」内で完全に実行できることが必要である。或いは
又、インスタンスは、そのインスタンスがメモリを共用
するシステムの一部分である場合にコンピュータ内で実
行される他のインスタンスとデータを通信又は共用する
ための物理的な「共用メモリ」を使用できることが必要
である。このような共用メモリシステムでは、インスタ
ンスは、構成ツリーにおいて識別された物理的な「共用
メモリ」を、その仮想アドレス空間と、そのオペレーテ
ィングシステムインスタンス内で実行される「プロセ
ス」の仮想アドレス空間とにマッピングできることが必
要である。 ７．各インスタンスは、コンピュータシステム内の他の
ＣＰＵとコンタクトしてそれと通信するための何らかの
メカニズムを必要とする。 ８．インスタンスは、たとえＣＰＵがその区画に現在指
定されなくても、そのオペレーションに合致する他のＣ
ＰＵを確認できることも必要である。例えば、インスタ
ンスは、そのインスタンスが実行されている区画にＣＰ
Ｕが再指定された場合に、そのＣＰＵと共に動作できる
かどうかを決定するために、コンソール改定数及びクロ
ック速度のようなＣＰＵパラメータを確認できることが
必要である。

【００７３】構成ツリーの変更 各コンソールプログラムは、例えば、新たなコミュニテ
ィ又は区画を形成するか又はメモリ断片の所有権を変更
することにより、関連するオペレーティングシステムイ
ンスタンスがＡＰＭＰシステムの構成を変更できるよう
にする多数のコールバック機能を与える。更に、他のコ
ールバック機能は、コミュニティ又は区画を除去した
り、或いは新たに形成された区画においてオペレーショ
ンをスタートしたりする能力も与える。しかしながら、
コールバック機能は、実行されているオペレーティング
システムインスタンスに何ら変化を生じさせない。構成
ツリーに生じる変化は、その変化により影響される各イ
ンスタンスによって作用されねばならない。構成ツリー
が変更されるときにインスタンスにおいて行なわねばな
らない動作の形式は、変化の形式及びオペレーティング
システムインスタンスの能力に基づくものである。例え
ば、入力／出力プロセッサをある区画から別の区画へ移
動する場合に、両区画を再ブートする必要がある。一
方、断片のメモリ割り当てを変更することは、再ブート
の必要なくオペレーティングシステムインスタンスによ
って取り扱われる。

【００７４】ＡＰＭＰシステムの構成は、コミュニティ
及び区画の形成と、未指定の要素の指定とを伴う。ある
要素がある区画から別の区画へ移動されるときには、現
在所有者がリソースの所有者としてそれ自身を除去し、
そしてリソースの新たな所有者を指示する。次いで、新
たな所有者がリソースを使用することができる。ある区
画で実行されるインスタンスがある要素を解除するとき
には、そのインスタンスはその要素をもはやアクセスし
てはならない。この簡単な手順は、インスタンスからの
要素の盲目的な盗用(blind stealing)を許すのに必要な
複雑な同期と、再構成中にインスタンスをブートする際
に考えられる競合状態とを排除する。構成ツリーノード
は、いったん初期化されると、決して削除又は除去され
ず、即ちそれらのハンドルは常に有効である。従って、
ハードウェアノードアドレスは、ソフトウェアによって
キャッシュ処理することができる。区画又はコミュニテ
ィを削除することを意図するコールバック機能は、実際
には、その関連ノードを削除したり又はツリーからそれ
を除去したりすることはなく、むしろ、ノードにＵＮＡ
ＶＡＩＬＡＢＬＥというフラグを立てると共に、ソフト
ウェア要素により所有されたハードウェアリソースの所
有権フィールドをクリアする。

【００７５】構成ツリーへの変更を同期させるために、
ツリーの根ノードは、２つのカウンタ（ｔｒａｎｓｉｅ
ｎｔ ｌｅｖｅｌ及びｃｕｒｒｅｎｔ ｌｅｖｅｌ）を
維持する。ｔｒａｎｓｉｅｎｔ ｌｅｖｅｌは、ツリー
への更新の開始に増加され、そしてｃｕｒｒｅｎｔ ｌ
ｅｖｅｌカウンタは、更新が完了したときに増加され
る。ソフトウェアは、これらのカウンタを使用して、ツ
リーへの変更がいつ生じたか又は生じるかを決定するこ
とができる。更新がコンソールによって完了したとき
に、ＡＰＭＰシステムの全てのＣＰＵに割り込みを発生
することができる。この割り込みを使用して、システム
ソフトウェアがその状態をツリーへの変更に基づいて更
新するようにすることができる。

【００７６】ＡＰＭＰコンピュータシステムの形成 図５は、ここに示す適応的区画化マルチプロセッサ（Ａ
ＰＭＰ）コンピュータシステムの編成を全体的に示すフ
ローチャートである。このルーチンはステップ５００で
スタートし、そしてステップ５０２へ進み、マスターコ
ンソールプログラムがスタートされる。ＡＰＭＰコンピ
ュータシステムがパワーアップ時に形成される場合に
は、マスターコンソールが動作されるＣＰＵは、裁定又
は他のハードウェアメカニズムのような所定のメカニズ
ムによって選択される。ＡＰＭＰコンピュータシステム
が、既に動作中のハードウェアにおいて形成される場合
には、（非存在の）システムに加わろうと試みる第１区
画のＣＰＵは、以下に述べるようにマスターコンソール
プログラムを実行する。

【００７７】次いで、ステップ５０４において、マスタ
ーコンソールプログラムは、ハードウェアを検知し、そ
して上述したように、ステップ５０６において構成ツリ
ーを形成する。パワーアップ時にＡＰＭＰシステムに２
つ以上の区画が存在する場合には、各区画が初期化され
そしてそのコンソールプログラムがスタートされる（ス
テップ５０８）。最終的に、オペレーティングシステム
インスタンスは、ステップ５１０に示されたように、少
なくとも１つの区画においてブートされる。ブートすべ
き第１のオペレーティングシステムインスタンスは、以
下に述べるように、ＡＰＭＰデータベースを形成しそし
てエンティティを充填する。ＡＰＭＰデータベースは、
システムにおけるアクティブなオペレーティングシステ
ムインスタンスの状態に関する情報を記憶する。次い
で、ルーチンは、ステップ５１２で終了する。インスタ
ンスは、ＡＰＭＰシステムに加入する必要がないことに
注意されたい。インスタンスは、ブートより充分後の時
間に加入すべきか否かを選択することができる。加入し
ないインスタンスは、「共用セット」を形成する。共用
セットに加わると決定した第１のインスタンスは、それ
を形成しなければならない。単一のＡＰＭＰシステムに
おいて動作する多数の共用セットがあり、各共用セット
は、それ自身のＡＰＭＰデータベースを有する。

【００７８】新たなＡＰＭＰシステムを形成するか又は
既存のＡＰＭＰシステムに加わるかの判断 ＡＰＭＰコンピュータシステムを動作しているプラット
ホーム上で実行されるオペレーティングシステムインス
タンスは、必ずしもＡＰＭＰコンピュータシステムのメ
ンバーでなくてもよい。インスタンスは、ブートの後に
いつでもＡＰＭＰシステムのメンバーになるよう試みる
ことができる。これは、ブート時に自動的に行われても
よいし、或いはオペレータコマンドが加入を明確に開始
した後に行われてもよい。オペレーティングシステムが
ブート時にロードされた後に、オペレーティングシステ
ム初期化ルーチンが呼び出され、そして記憶されたパラ
メータを検査して、それが即座の加入を指定するかどう
か調べ、もしそうであれば、システムは、ＡＰＭＰコン
ピュータシステムの一部分である加入ルーチンを実行す
る。オペレータコマンドは、同じルーチンの実行を生じ
る。

【００７９】ＡＰＭＰデータベース 本発明によるリソースのソフトウェア割り当てをサポー
トする重要なデータ構造体は、共用セットのメンバーで
あるオペレーティングシステムインスタンスを追跡する
ＡＰＭＰデータベースである。ＡＰＭＰコンピュータシ
ステムを設定しようと試みる第１のオペレーティングシ
ステムインスタンスは、ＡＰＭＰデータベースを初期化
し、従って、初期の共用セットに対する本発明のソフト
ウェアリソース割り当てを形成し又はインスタンス生成
する。共用セットの一部分になろうとするその後のイン
スタンスは、その共用セットに関連したＡＰＭＰデータ
ベースに登録することにより加入する。ＡＰＭＰデータ
ベースは、共用セットの共用リソースを管理するのに必
要な集中情報を含む共用データ構造体である。又、ＡＰ
ＭＰデータベースは、ＡＰＭＰコンピュータシステムが
回復不能なエラーに応答して再形成されるときにも初期
化される。

【００８０】より詳細には、各ＡＰＭＰデータベース
は、３部分構造体である。第１部分は、ＡＰＭＰコンピ
ュータシステムを形成するための基本的同期構造体と、
データベースのアドレスマップ情報と、第２部分を形成
するサービス特有セグメントに対するオフセットとを含
む固定サイズヘッダ部分である。第２部分は、各潜在的
なインスタンスに１つのブロックが指定されるデータブ
ロックのアレーである。データブロックは、「ノードブ
ロック」と称する。第３部分は、コンピュータシステム
のサブファシリティの各々により使用されるセグメント
へと分割される。各サブファシリティは、それ自身のセ
グメントの内容及びそこへの同期アクセスについて責任
を負う。ＡＰＭＰデータベースの最初のヘッダ部分は、
加入するオペレーティングシステムインスタンスによっ
てマップされるＡＰＭＰデータベースの第１部分であ
る。ヘッダの部分は、インスタンスが共用セットに加入
する前にアクセスされ、そして実際には、ＡＰＭＰコン
ピュータシステムが存在することをインスタンスが知る
前にアクセスされる。

【００８１】ヘッダ区分は、次のものを含む。 １．メンバーシップ及び形成同期クオドワード ２．コンピュータシステムのソフトウェアバージョン ３．状態情報、形成時間、インカーネーションカウン
ト、等 ４．メンバーシップマスクに対するポインタ（オフセッ
ト） ５．クラッシュインスタンス、クラッシュ確認ビット、
等 ６．各サービスに対するビットを含む有効化マスク ７．全ＡＰＭＰデータベースに対するメモリマッピング
情報（ページフレーム番号情報）８．サービスセグメン
トの各々を示すオフセット／長さ対（ページ及びオフセ
ット全ページへと丸められたバイト長さ）であって、共
用メモリサービス、ＣＰＵ通信サービス、メンバーシッ
プサービス（もし必要であれば）、ロッキングサービ
ス、を含むもの。

【００８２】ノードブロックのアレーは、システム区画
ＩＤ（現在プラットホームにおいて考えられるインスタ
ンス当たり１つ）によりインデックスされ、そして各ブ
ロックは、次のものを含む。 インスタンスソフトウェアバージョン 割り込み理由マスク インスタンス状態 インスタンスインカーネーション インスタンスハードビート インスタンスメンバーシップタイムスタンプ 弟インスタンスｉｄ及びインアクティブ時間；兄インス
タンスｉｄ インスタンス有効化終了ビット

【００８３】ＡＰＭＰデータベースは、共用メモリに記
憶される。Ｎ個の物理的に隣接するページの最初の固定
部分は、ハードウェアの最初の区画化の間に加入するた
めに第１インスタンスにより割り当てられた２つのメモ
リ範囲の一方の最初のＮページを占有する。インスタン
スは、構成ツリーにおけるこれら範囲の物理的なスター
トアドレスを記憶するようにコンソールに指令する。２
つの範囲を割り当てる目的は、ハードウェアメモリ欠陥
の場合にフェイルオーバーを許すことである。メモリマ
ネージメントは、物理的メモリをＡＰＭＰデータベース
に対する仮想アドレス空間へマッピングする役目を果た
す。オペレーティングシステムインスタンスによって行
われる詳細な動作が図６に示されている。より詳細に
は、オペレーティングシステムインスタンスは、それが
共用セットのメンバーになろうとするときに、非存在の
システムに「加入」しようと試みる第１のインスタンス
である場合に、ＡＰＭＰコンピュータシステムを形成す
るよう準備しなければならない。ＡＰＭＰシステムが既
に存在するかどうかをインスタンスが決定するために、
インスタンスは、上記のように共用メモリの状態を検査
できねばならない。更に、競合する形成試みを防止する
ために、ＡＰＭＰシステム及び共用セットに同時に加入
しようと試みる他のインスタンスとの同期を取ることが
できねばならない。その後、メモリのある領域が、ブー
トのために第１の即ち一次のオペレーティングシステム
インスタンスによって初期化され、そしてこのメモリ領
域をＡＰＭＰデータベースに使用することができる。

【００８４】ＡＰＭＰデータベースヘッダのマッピング 全てのオペレーティングシステムインスタンスによって
行われる最初の動作の目標は、ＡＰＭＰデータベースの
ヘッダ部分をマップし、そして原始的なインスタンス間
割り込み処理を初期化して、形成又は加入を判断するた
めの基礎を整えることである。使用するルーチンは、図
６に示され、ステップ６００から始まる。各インスタン
スにより行われる第１の動作（ステップ６０２）は、上
記のようにＡＰＭＰデータベースの初期セグメントをマ
ップするためにメモリマネージメントに関与することで
ある。このときには、第２のデータベース区分における
ノードブロックのアレーもマップされる。メモリマネー
ジメントは、ＡＰＭＰデータベースの最初のセグメント
及び第２セグメントを一次オペレーティングシステムの
アドレス空間へマップし、そしてスタートアドレス及び
長さを返送する。次いで、インスタンスは、構成ツリー
におけるセグメントの位置及びサイズを記憶するように
コンソールに通知する。

【００８５】次いで、ステップ６０４において、ＡＰＭ
Ｐデータベースの初期仮想アドレスを使用して、初期化
ルーチンが、現在インスタンスに指定されたノードブロ
ックにおいて割り込み理由マスクをゼロにすることがで
きるようにする。次いで、このノードブロック及び他の
ノードブロックフィールドにおいてインスタンスのハー
トビートフィールドにゼロの初期値が記憶される。ある
場合には、新たなＡＰＭＰコンピュータシステムを形成
しようと試みるインスタンスは、以前にＡＰＭＰシステ
ムのメンバーであり、ＡＰＭＰシステムから引き出すも
のではない。このインスタンスが、他のインスタンスが
それを除去する前に再ブートする場合には、そのビット
がシステムメンバーシップマップにおいて依然「オン」
である。他の例外的な又はエラーのケースは、システム
メンバーシップマスクに「 廃物」 が記憶される事態を招
く。

【００８６】次いで、ステップ６０８において、ＡＰＭ
Ｐデータベースの仮想アドレス（ＶＡ）は、プロセッサ
間割り込みハンドラーにより検査されるプライベートセ
ルに記憶される。ハンドラーは、このセルを検査して、
行うべき作業に対しＡＰＭＰデータベースヘッダにおけ
るインスタンスごとの割り込み理由マスクをテストすべ
きかどうか決定する。このセルがゼロである場合には、
ＡＰＭＰデータベースがマップされず、そしてハンドラ
ーによってそれ以上何も行われない。上述したように、
このマスクを含む全ＡＰＭＰデータベースは、アドレス
が記憶されるまでハンドラーが何も行なわないように初
期化される。更に、クロック割り込みハンドラーは、同
じプライベートセルを検査して、適当なノードブロック
においてこのインスタンスに対しインスタンス特有のハ
ートビートフィールドを増加すべきかどうか決定するこ
とができる。プライベートセルがゼロの場合には、割り
込みハンドラーは、ハートビートフィールドを増加しな
い。

【００８７】この点において、ルーチンが終了し（ステ
ップ６１０）、ＡＰＭＰデータベースヘッダがアクセス
可能となり、そして加入インスタンスは、ヘッダを検査
して、ＡＰＭＰコンピュータシステムが存在しないかど
うか、ひいては、インスタンスがそれを形成しなければ
ならないかどうか、或いはインスタンスが既に存在する
ＡＰＭＰシステムに加わるかどうかを決定する。ＡＰＭ
Ｐヘッダがマップされたときには、そのヘッダが検査さ
れて、ＡＰＭＰコンピュータシステムがアップでそして
機能するかどうかを決定し、もしそうでなければ、現在
インスタンスがＡＰＭＰデータベースを初期化しそして
ＡＰＭＰコンピュータシステムを形成しなければならな
いかどうかを決定する。既存のＡＰＭＰシステムに加わ
るという問題は、例えば、ＡＰＭＰコンピュータシステ
ムがあるときに形成されたが現在はメンバーを有してい
ない場合、或いはＡＰＭＰシステムがエラーの後に再形
成される場合には更に困難なものとなる。この場合に
は、ＡＰＭＰデータベースメモリの状態が前もって分か
らず、簡単なメモリテストでは不充分である。おそらく
現存するＡＰＭＰシステムに加わろうと試みるインスタ
ンスは、ＡＰＭＰシステムが存在するか否かを決定でき
ねばならず、そしてもし存在しなければ、そのインスタ
ンスは、他のインスタンスからの干渉を受けずに、新た
なＡＰＭＰシステムを形成できねばならない。この干渉
は、同じインスタンス又は別のインスタンスにおいて実
行されるスレッドから生じ得る。

【００８８】このような干渉を防止するために、先ず、
ＡＰＭＰデータベースをロックし、そしてＡＰＭＰヘッ
ダを検査して、機能するＡＰＭＰコンピュータシステム
が存在するかどうか決定することにより、形成／加入の
判断がなされる。適切に機能しているＡＰＭＰシステム
が存在する場合には、インスタンスがシステムに加わ
り、そしてＡＰＭＰデータベースのロックを解除する。
或いは又、ＡＰＭＰシステムが存在しないか、又はＡＰ
ＭＰシステムは存在するが、機能していない場合には、
インスタンスは、それ自身がメンバーとして新たなＡＰ
ＭＰシステムを形成し、そしてＡＰＭＰデータベースの
ロックを解除する。ＡＰＭＰシステムが移行中であると
考えられる場合には、インスタンスは、ＡＰＭＰシステ
ムが再び動作するか又はデッド状態になるまで待機し、
そして上記のように進行する。システムを形成できない
場合には、加入が失敗となる。

【００８９】新たなＡＰＭＰコンピュータシステムの形
成 新たなＡＰＭＰシステムを形成しなければならないと仮
定すれば、形成インスタンスは、ＡＰＭＰデータベース
の残りを割り当て、ヘッダを初期化しそしてシステムサ
ービスを呼び出すという役割を果たす。ＡＰＭＰデータ
ベースが上記のようにロックされたと仮定すれば、ＡＰ
ＭＰシステムを初期化するために、形成インスタンスに
より次のステップがとられる（これらのステップは、図
７Ａ及び７Ｂに示す）。 ステップ７０２ 形成インスタンスは、ＡＰＭＰシステ
ム状態及びそのノードブロック状態を「初期化」にセッ
トする。 ステップ７０４ 形成インスタンスは、ヘッダにおける
長さフィールドのアドレスで各システムサービスのサイ
ズルーチンをコールする。 ステップ７０６ 得られた長さフィールドが加算され、
そして形成インスタンスは、メモリマネージメントをコ
ールして、新たなマッピングを形成そして古いマッピン
グを削除することにより全ＡＰＭＰデータベースに対す
るスペースを割り当てる。 ステップ７０８ 形成インスタンスは、各システムサー
ビスセグメントの開始までオフセットを満たす。 ステップ７１０ 各サービスに対する初期化ルーチン
は、ＡＰＭＰデータベースの仮想アドレス、サービスセ
グメント及びセグメント長さでコールされる。 ステップ７１２ 形成インスタンスは、メンバーシップ
マスクを初期化してそれ自身を唯一のメンバーにすると
共に、インカーネーションカウントを増加する。次い
で、形成時間、ソフトウェアバージョン及び他の形成パ
ラメータをセットする。 ステップ７１４ 次いで、インスタンスは、それ自体を
自分の兄弟としてセットする（以下に述べるハートビー
ト監視目的で）。 ステップ７１６ 次いで、インスタンスは、そのインス
タンス状態を「メンバー」として及びＡＰＭＰシステム
状態を「動作」として満たす。 ステップ７１８ 最終的に、インスタンスは、ＡＰＭＰ
データベースのロックを解除する。 次いで、ルーチンは、ステップ７２０で終わる。

【００９０】既存のＡＰＭＰコンピュータシステムへの
加入 インスタンスがＡＰＭＰデータベースをロックしたと仮
定すれば、既存のＡＰＭＰシステムのメンバーとなるた
めにインスタンスにより次のステップが取られる（図８
Ａ及び８Ｂ）。 ステップ８０２ インスタンスは、そのインスタンス名
が独特であることを保証するためにチェックを行う。別
の現在メンバーがインスタンスの提案する名前を有する
場合には、加入が拒絶される。 ステップ８０４ インスタンスは、ＡＰＭＰシステム状
態及びそのノードブロック状態を「インスタンス加入」
にセットする。 ステップ８０６ インスタンスは、ＡＰＭＰデータベー
スの変数部分をそのローカルアドレス空間にマップする
ためにメモリ管理ルーチンをコールする。 ステップ８０８ インスタンスは、ＡＰＭＰデータベー
スの仮想アドレス、そのセグメント及びそのセグメント
長さで各システムサービスのシステム加入ルーチンをコ
ールする。 ステップ８１０ 全てのシステムサービス加入ルーチン
が成功を報告する場合には、インスタンス加入ルーチン
が継続する。いずれかのシステムサービス加入ルーチン
が失敗した場合には、インスタンス加入ルーチンは、新
たなＡＰＭＰコンピュータシステムをスタートしそして
おそらくは形成しなければならない。 ステップ８１２ ステップ８１０で成功が得られたと仮
定すれば、インスタンスは、それ自身をシステムメンバ
ーシップマスクに追加する。 ステップ８１４ インスタンスは、以下に述べるよう
に、兄を選択して、そのインスタンスの健全さを監視す
る。 ステップ８１６ インスタンスは、そのインスタンス状
態を「メンバー」として満たし、そしてローカルメンバ
ーシップフラグをセットする。 ステップ８１８ インスタンスは、構成データベースの
ロックを解除する。 次いで、ルーチンは、ステップ８２０で終了となる。

【００９１】インアクティビティ、時間切れ又はクラッ
シュのいずれかによるインスタンスの損失は、ＡＰＭＰ
データベースにおいて実施される「ハートビート」メカ
ニズムにより検出される。インスタンスは、最小チェッ
ク及びクリーンアップを行うように試み、そしてインス
タンスクラッシュ中にＡＰＭＰシステムの残りに通知す
る。これが可能でない場合には、システムサービスは、
ソフトウェアハートビートメカニズムによりインスタン
スの消失を検出する。特に、「ハートビート」フィール
ドは、各アクティブなインスタンスに対してＡＰＭＰデ
ータベースに割り当てられる。このフィールドは、所定
値より短い時間間隔、例えば、２ミリ秒ごとに、対応す
るインスタンスにより書き込まれる。

【００９２】いかなるインスタンスも、他のインスタン
スのハートビートフィールドにおいて検査を行い、ある
特定の目的で直接的な決定を行うことができる。インス
タンスは、別のインスタンスのハートビートフィールド
を、２ミリ秒の時間間隔で分離して２回読み取ることに
より、そのハートビートフィールドを読み取る。２つの
読み取り間でハートビートが増加されない場合には、イ
ンスタンスがインアクティブ（終了、コントロールＰで
停止、又はクロック割り込み優先順位レベル以上で保
留）とみなされる。インスタンスが所定時間にわたりイ
ンアクティブに保たれる場合には、インスタンスがデッ
ド又は無関心とみなされる。更に、全てのインスタンス
を監視するために特殊な構成が使用される。というの
は、特にＡＰＭＰシステムが大きくなるにつれて、各イ
ンスタンスごとに、他の各インスタンスを監視すること
ができないからである。この構成は、「兄―弟」方式を
使用する。より詳細には、インスタンスがＡＰＭＰシス
テムに加わるときに、ＡＰＭＰデータベースのロックを
解除する前に、現在メンバーの１つをその兄として取り
上げ、そして加入するインスタンスにわたって監視す
る。加入するインスタンスは、先ず、その選択された兄
の現在の弟に対して兄の義務を仮定し、そしてそれ自身
を、選択されたインスタンスの新たな弟として指定す
る。これとは逆に、インスタンスが依然として動作しな
がらＡＰＭＰコンピュータシステムから退出して、退出
処理を実行できる一方、ＡＰＭＰデータベースのロック
を保持するときには、その兄の義務をその現在の兄に指
定した後に、そのハートビートの増加を停止する。

【００９３】クロックの刻みごとに、各インスタンス
は、それ自身のハートビートを増加した後に、その弟の
ハートビートを読み取り、そしてそれを最後のクロック
の刻みにおいて読み取った値と比較する。新たな値が大
きいか、又は弟のＩＤが変化した場合には、その弟がア
クティブであるとみなす。しかしながら、弟のＩＤ及び
そのハートビート値が同じである場合には、その弟がイ
ンアクティブとみなされ、現在インスタンスは、その弟
の弟も監視し始める。この責任の累積は、所定の最大値
まで続けられ、１つのインスタンスの欠陥がその弟の欠
陥の欠落を生じないよう確保する。弟もハートビートを
増加し始める場合には、全ての付加的な責任がドロップ
される。メンバーインスタンスがデッド又は無関心と判
断され、そして停止またはクラッシュの意図をＡＰＭＰ
コンピュータシステムに通知しなかった場合には、その
インスタンスがＡＰＭＰシステムから除去される。これ
は、例えば、インスタンスの原子的割り込みマスクの
「バグチェック」ビットをセットしそしてＩＰ割り込み
をインスタンスの全てのＣＰＵに送信することにより行
われる。その結果、共用メモリは、ＩＰ割り込みのハー
ドウェア優先順位のもとでのみアクセスされる。これ
は、インスタンスのＣＰＵがＩＰ割り込みより低い優先
順位で実行しようと試みる場合に、ＩＰ割り込みが最初
に生じ、従って、ＣＰＵが「バグチェック」ビットを見
た後に、それより優先順位の低いスレッドを実行できる
よう保証する。これは、インスタンスがデッドと判断さ
れたときに他の目的で再割り当てされているメモリのよ
うな共用リソースをオペレーティングシステムインスタ
ンスがクラッシュしそしてタッチしないように確保す
る。付加的な又は別のメカニズムとして、コンソールコ
ールバック（もし存在すれば）を呼び出して、インスタ
ンスを除去することもできる。更に、好ましい実施形態
によれば、インスタンスが警報なしにＡＰＭＰコンピュ
ータシステムから消え又はドロップしたときに、残りの
インスタンスは、ある公正なチェックを行って、それら
が継続できるかどうか決定する。これらのチェックは、
ＡＰＭＰデータベースの全てのページが依然アクセスで
き、即ちメモリ欠陥がなかったことを照合することを含
む。

【００９４】加入後のリソースの指定 ＣＰＵは、ＡＰＭＰシステムのパワーアップ寿命におけ
る所与の時間にせいぜい１つの所有者区画をもつことが
できる。しかしながら、その所有権の反映及びそれを制
御する役目を果たすエンティティは、リソース自体が受
けた構成及び状態移行、それが存在する区画、及びその
区画内で実行されるインスタンスの結果として変化し得
る。ＣＰＵの所有権は、そのときリソースを管理するエ
ンティティにより指令される多数の方法、多数の構造で
指示される。ほとんどの基本的なケースでは、ＣＰＵが
非指定の状態にあり、ＣＰＵと同じ共用セットに存在す
る全ての区画に使用できる。最終的に、そのＣＰＵは、
オペレーティングシステムインスタンスを実行してもし
なくてもよい特定の区画に指定される。いずれにせよ、
区画は、その所有権を構成ツリー構造を介して多の全て
の区画に反映すると共に、ＨＷＲＰＢのＣＰＵごとのグ
ラグフィールドにおけるＡＶＡＩＬＡＢＬＥビットを介
してその区画で実行される全てのオペレーティングシス
テムインスタンスに反映する。

【００９５】所有する区画が、そこで実行されるオペレ
ーティングシステムインスタンスをもたない場合には、
そのコンソールが、その中のリソースに対する移行事象
に応答し及びそれを開始する役目を果たす。コンソール
は、リソースが、これを別の区画へ移動できるか又は非
指定の状態へ復帰できる状態にあるかどうかを決定す
る。しかしながら、区画においてインスタンスが現在実
行されている場合に、コンソールは、リソースの移行を
開始する責任を放棄し、そして構成変化が生じるときに
実行中の一次インスタンスにそれを通知する責任を果た
す。これは、依然、基礎となるハードウェア移行を容易
にするが、リソース移行の制御は、オペレーティングシ
ステムインスタンスまで１レベル上げられる。責任の移
行は、一次ＣＰＵがシステムブートにおいてコンソール
モードの外部でその第１命令を実行するときに行われ
る。

【００９６】オペレーティングシステムインスタンス
は、情報の最も効率的な使用を内部で促進する多数の仕
方で所有権状態情報を維持することができる。例えば、
インスタンス特有の情報を内部及び全体の両方で反映す
る（ＡＰＭＰデータベースを共用する他のメンバーに）
状態ビットベクトルのハイアラーキーを使用することが
できる。内部の表示は、厳密に、インスタンスの使用に
対するものである。これらは、ブート時間に、基礎的な
構成ツリー及びＨＷＲＰＢ情報から形成されるが、オペ
レーティングシステムインスタンスの寿命にわたり厳密
なソフトウェア構成として維持される。これらは、イン
スタンスに使用できる区画リソースのソフトウェア観点
を表わし、そしてソフトウェアルールセットを介して、
構成を、物理的な制約により指示されたもののサブセッ
トに更に制限する。しかし、区画内の全てのリソース
は、オペレーティングシステムの呼び出しがもはや生き
たエンティティでなくなるまで、状態移行を指令するコ
ンソールメカニズムを用いて、インスタンスにより所有
され且つ管理される。この状態は、再ブートなしに復帰
するおそれなく一次ＣＰＵを停止して再びコンソールモ
ードへ戻すことにより指示される。

【００９７】ＣＰＵリソースの所有権は、決してインス
タンスを越えて延びることはない。各個々のインスタン
スの状態情報は、読取専用の判断実行目的でＡＰＭＰデ
ータベースにおいて複写されるが、他のインスタンス
は、別のＣＰＵリソースに対し状態移行事象を強制する
ことができない。各インスタンスは、それ自身のリソー
スセットを理解しそして制御する責任を果たし、そのリ
ソースに対する外部要求を受け取るが、リソースを転送
できるようにする判断を行うことしかできない。このよ
うな各ＣＰＵが動作状態になると、ＣＰＵごとのフラグ
におけるＡＶＡＩＬＡＢＬＥビットをセットしない。Ａ
ＶＡＩＬＡＢＬＥビットがセットされないと、ＳＭＰオ
ペレーションに加わるようにＣＰＵをスタートさせるか
又はそのように予想するよう試みるインスタンスは存在
しない。むしろ、ＣＰＵは、コンソールモードにおい
て、有効な区画が指定されるのを待機する構成ツリーの
所有者フィールドをポーリングする。有効な区画が一次
コンソールにより所有者として指定されると、ＣＰＵ
は、その区画においてオペレーションを開始する。

【００９８】ランタイム中に、ｃｕｒｒｅｎｔ ｏｗｎ
ｅｒフィールドは、ＣＰＵが実行する区画を反映する。
ＨＷＲＰＢのＣＰＵごとのフラグにおけるＡＶＡＩＬＡ
ＢＬＥビットは、オペレーティングシステムインスタン
スとのＳＭＰオペレーションに対しＣＰＵが実際に使用
できるか又は実行できるかの最終的な指示子を保持し、
そして従来のＳＭＰシステムの場合と同じ意味を有す
る。インスタンスは、ＡＰＭＰコンピュータシステムの
多数の再構成特徴に関与するために共用セットのメンバ
ーである必要はないことに注意されたい。インスタンス
は、そのリソースをＡＰＭＰシステムの別のインスタン
スへ転送して、共用セットの一部分でないインスタンス
が、共用セットの一部分であるインスタンスへリソース
を転送できるようにする。同様に、共用セットの一部分
でないインスタンスは、共用セットの一部分であるイン
スタンスからリソースを受け取ることができる。

【００９９】上記実施形態のソフトウェア具現体は、コ
ンピュータ読み取り可能な媒体、例えば、ディスケッ
ト、ＣＤ―ＲＯＭ、ＲＯＭメモリ又は固定ディスクのよ
うな有形媒体に固定される一連のコンピュータ命令、或
いはモデム又は他のインターフェイス装置を経、媒体を
経てコンピュータシステムへ送信できる一連のコンピュ
ータ命令を含む。媒体は、光学又はアナログ通信ライン
を含むがこれに限定されるものでない有形媒体である
か、或いはマイクロ波、赤外線又は他の送信技術を含む
がこれに限定されるものでないワイヤレス技術で実施す
ることもできる。これは、インターネットであってもよ
い。一連のコンピュータ命令は、本発明について上述し
た機能の全部又は一部分を実施する。このようなコンピ
ュータ命令は、多数のコンピュータアーキテクチャー又
はオペレーティングシステムに使用される多数のプログ
ラミング言語で書き込みできることが当業者に明らかで
あろう。更に、このような命令は、半導体、磁気、光学
又は他のメモリ装置を含むがこれに限定されない現在又
は将来のいかなるメモリ技術を用いて記憶することもで
きるし、或いは光学、赤外線、マイクロ波又は他の送信
技術を含むがこれに限定されない現在又は将来のいかな
る通信技術を用いて送信することもできる。このような
コンピュータプログラム製品は、印刷又は電子的文書を
付随する取り外し可能な媒体、例えば、システムＲＯＭ
又は固定ディスクにコンピュータシステムで予めロード
されたシュリンクラップ式ソフトウェアとして分配され
るか、或いは例えば、インターネット又はワールドワイ
ドウェブのようなネットワークを経てサーバー又は電子
ブルティンボードから分配されることが意図される。

【０１００】本発明の実施形態を以上に説明したが、当
業者であれば、本発明の精神及び範囲から逸脱せずに本
発明の幾つかの効果を達成するような修正や変更がなさ
れ得ることが明らかであろう。例えば、上記説明は、特
定のハードウェアシステム及びオペレーティングシステ
ムに向けられたが、他のハードウェア及びオペレーティ
ングシステムソフトウェアも上記と同様に使用できるこ
とが当業者に明らかであろう。特定の機能を達成するの
に使用された特定の命令のような他の観点や、本発明の
概念に対する他の変更は、請求の範囲によって網羅され
るものとする。

【図面の簡単な説明】

【図１】多数のシステムビルディングブロックを示した
ハードウェアプラットホームの概略ブロック図である。

【図２】本発明の原理に基づいて構成されたＡＰＭＰコ
ンピュータシステムの概略図で、多数の区画を示す図で
ある。

【図３】ハードウェアリソース構成及びソフトウェア構
成、並びにそれらの構成要素を子供及び兄弟ポインタと
共に示す構成ツリーの概略図である。

【図４】所有権ポインタによりソフトウェアインスタン
スへのハードウェアの指定を示すように再構成した図３
の構成ツリーの概略図である。

【図５】本発明の原理に基づいてＡＰＭＰコンピュータ
システムを形成するための例示的ルーチンにおける段階
を示すフローチャートである。

【図６】ＡＰＭＰシステム及びその構成に関連した情報
を維持するＡＰＭＰシステムマネージメントデータベー
スのエントリを形成するための例示的ルーチンにおける
段階を示すフローチャートである。

【図７】本発明の原理基づいてＡＰＭＰコンピュータシ
ステムを形成するための例示的ルーチンにおける段階を
示すフローチャートの一部分である。

【図８】本発明の原理基づいてＡＰＭＰコンピュータシ
ステムを形成するための例示的ルーチンにおける段階を
示すフローチャートの一部分である。

【図９】既に形成されたＡＰＭＰコンピュータシステム
に加わるためにオペレーティングシステムインスタンス
がたどる例示的ルーチンにおける段階を示すフローチャ
ートの一部分である。

【図１０】既に形成されたＡＰＭＰコンピュータシステ
ムに加わるためにオペレーティングシステムインスタン
スがたどる例示的ルーチンにおける段階を示すフローチ
ャートの一部分である。

【符号の説明】

１００−１０６ システムビルディングブロック（ＳＢ
Ｂ） １０８−１１４ ＣＰＵ １１６ ポート １１８ Ｉ／Ｏプロセッサ １２０ メモリスロット ２００ ＡＰＭＰコンピュータシステム ２０２、２０４、２０６ 区画 ２０８、２１０、２１２ オペレーティングシステムイ
ンスタンス ２１３、２１５、２１７ コンソールプログラム ２３０ コミュニティ ３００ 構成ツリー

─────────────────────────────────────────────────────

【手続補正書】

【提出日】平成１１年８月２４日

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】図面の簡単な説明

【補正方法】変更

【補正内容】

【図面の簡単な説明】

【図１】多数のシステムビルディングブロックを示した
ハードウェアプラットホームの概略ブロック図である。

【図２】本発明の原理に基づいて構成されたＡＰＭＰコ
ンピュータシステムの概略図で、多数の区画を示す図で
ある。

【図３】ハードウェアリソース構成及びソフトウェア構
成、並びにそれらの構成要素を子供及び兄弟ポインタと
共に示す構成ツリーの概略図である。

【図４】所有権ポインタによりソフトウェアインスタン
スへのハードウェアの指定を示すように再構成した図３
の構成ツリーの概略図である。

【図５】本発明の原理に基づいてＡＰＭＰコンピュータ
システムを形成するための例示的ルーチンにおける段階
を示すフローチャートである。

【図６】ＡＰＭＰシステム及びその構成に関連した情報
を維持するＡＰＭＰシステムマネージメントデータベー
スのエントリを形成するための例示的ルーチンにおける
段階を示すフローチャートである。

【図７Ａ】本発明の原理基づいてＡＰＭＰコンピュータ
システムを形成するための例示的ルーチンにおける段階
を示すフローチャートの一部分である。

【図７Ｂ】本発明の原理基づいてＡＰＭＰコンピュータ
システムを形成するための例示的ルーチンにおける段階
を示すフローチャートの一部分である。

【図８Ａ】既に形成されたＡＰＭＰコンピュータシステ
ムに加わるためにオペレーティングシステムインスタン
スがたどる例示的ルーチンにおける段階を示すフローチ
ャートの一部分である。

【図８Ｂ】既に形成されたＡＰＭＰコンピュータシステ
ムに加わるためにオペレーティングシステムインスタン
スがたどる例示的ルーチンにおける段階を示すフローチ
ャートの一部分である。

【符号の説明】 １００−１０６ システムビルディングブロック（ＳＢ
Ｂ） １０８−１１４ ＣＰＵ １１６ ポート １１８ Ｉ／Ｏプロセッサ １２０ メモリスロット ２００ ＡＰＭＰコンピュータシステム ２０２、２０４、２０６ 区画 ２０８、２１０、２１２ オペレーティングシステムイ
ンスタンス ２１３、２１５、２１７ コンソールプログラム ２３０ コミュニティ ３００ 構成ツリー

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 アンドリュー エイチ メイソン アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03049 ホーリス バクスター ロード 61 (72)発明者 グレゴリー エイチ ジョーダン アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03049 ホーリス ジャンバード ロード 22 (72)発明者 カレン エル ノエル アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03275 ペンブローク アカデミー ロー ド 238 (72)発明者 ジェームズ アール コーフマン アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03062 ナシュア ノーマ ドライヴ 31 (72)発明者 ポール ケイ ハーター ジュニア アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01540 グロートン ウィーリー ロード 61 (72)発明者 フレデリック ジー クラインソーガ アメリカ合衆国 ニューハンプシャー州 03031 アムハースト ファーミントン ロード ４ (72)発明者 スティーヴン エフ シャロン アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01720 アクトン パーカー ストリート 123

Claims (19)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 プロセッサ、メモリ及びＩ／Ｏ回路を含
   む複数のシステムリソースを有するコンピュータシステ
   ムにおいて、 各プロセッサが全てのメモリ及び少なくとも幾つかのＩ
   ／Ｏ回路に電気的にアクセスするようにプロセッサ、メ
   モリ及びＩ／Ｏ回路を電気的に相互接続するための相互
   接続メカニズムと、 システムリソースを複数の区画に分割するためのソフト
   ウェアメカニズムと、 複数の区画で実行される少なくとも１つのオペレーティ
   ングシステムインスタンスと、を備えたことを特徴とす
   るコンピュータシステム。
2. 【請求項２】 上記少なくとも１つのオペレーティング
   システムインスタンスは、異なるオぺレーティングシス
   テムの少なくとも２つのオペレーティングシステムイン
   スタンスを含む請求項１に記載のコンピュータシステ
   ム。
3. 【請求項３】 少なくとも幾つかのメモリは、各々の区
   画に排他的に指定される請求項１に記載のコンピュータ
   システム。
4. 【請求項４】 複数のプロセッサが上記区画間で物理的
   に分割され、そして各区画は、その区画のプロセッサを
   制御するコンソールプログラムを含む請求項１に記載の
   コンピュータシステム。
5. 【請求項５】 複数のシステムリソースのいずれが各区
   画に指定されるかを示す構成情報を維持するための手段
   を更に備えた請求項１に記載のコンピュータシステム。
6. 【請求項６】 プロセッサの１つは、上記構成情報を発
   生するマスターコンソールプログラムを実行し、各区画
   は、その区画のプロセッサを制御するコンソールプログ
   ラムを含み、そして各区画のコンソールプログラムは、
   マスターコンソールプログラムと通信して構成情報を通
   信するために設けられる請求項５に記載のコンピュータ
   システム。
7. 【請求項７】 上記相互接続メカニズムはスイッチを含
   む請求項１に記載のコンピュータシステム。
8. 【請求項８】 コンピュータシステムの一部分である区
   画を指示するメモリに記憶された構成データベースと、
   コンピュータシステムのパワーアップシーケンス中に構
   成データベースを形成するための手段を含むマスターコ
   ンソールとを備え、上記構成データベースは、各オペレ
   ーティングシステムインスタンスがアクティブであるか
   どうかを示す情報を含む請求項１に記載のコンピュータ
   システム。
9. 【請求項９】 上記オペレーティングシステムインスタ
   ンスは、オペレーティングインスタンスにおける機能不
   良を検出するためのアクティビティを互いに連続的に監
   視する手段を備え、そして各々の上記オペレーティング
   システムインスタンスは、ハートビートメカニズムによ
   り別のオペレーティングシステムインスタンスを監視す
   る手段を備えている請求項８に記載のコンピュータシス
   テム。
10. 【請求項１０】 プロセッサ、メモリ及びＩ／Ｏ回路を
    含む複数のシステムリソースを有するコンピュータシス
    テムを構成する方法において、 （ａ）各プロセッサが全てのメモリ及び少なくとも幾つ
    かのＩ／Ｏ回路に電気的にアクセスするようにプロセッ
    サ、メモリ及びＩ／Ｏ回路を電気的に相互接続し、 （ｂ）システムリソースを複数の区画に分割し、そして （ｃ）複数の区画において少なくとも１つのオペレーテ
    ィングシステムインスタンスを実行する、という段階を
    備えたことを特徴とする方法。
11. 【請求項１１】 上記段階（ｃ）は、 （c1）複数の区画において少なくとも２つの異なるオぺ
    レーティングシステムインスタンスを実行する段階を含
    む請求項１０に記載の方法。
12. 【請求項１２】 上記段階（ｂ）は、 （b1）メモリの少なくとも幾つかを各区画に指定する段
    階を含む請求項１０に記載の方法。
13. 【請求項１３】 上記段階（ｂ）は、 （b2）プロセッサを区画間で物理的に分割し、そして （b3）各区画のプロセッサにおいてコンソールプログラ
    ムを実行し、このコンソールプログラムは、その区画の
    プロセッサを制御する、という段階を含む請求項１０に
    記載の方法。
14. 【請求項１４】 上記段階（ｂ）は、 （b4）各区画において一次プロセッサを指定する、とい
    う段階を含み、そして上記段階（ｃ）は、 （c1）１つの区画の一次プロセッサにおいて各オペレー
    ティングシステムインスタンスを実行し、そして （c2）その区画に対するコンソールプログラムと通信す
    るために各オペレーティングシステムインスタンスを制
    御する、という段階を含む請求項１３に記載の方法。
15. 【請求項１５】 （ｄ）複数のシステムリソースのいず
    れが各区画に指定されるかを示す構成情報を維持する段
    階を更に備えた請求項１０に記載の方法。
16. 【請求項１６】 上記段階（ｄ）は、 （d2）プロセッサの１つにおいてマスターコンソールプ
    ログラムを実行し、このマスターコンソールプログラム
    は、構成情報を発生し、そして （d3）各区画においてその区画のプロセッサを制御する
    コンソールプログラムを実行する、という段階を備え、
    上記段階（d3）は、更に、 （d3a ）各区画のコンソールプログラムを使用して、マ
    スターコンソールプログラムと通信し、構成情報を交換
    するという段階を含み、更に、 （d4）マスターコンソールプログラムから他のコンソー
    ルプログラムの各々へ構成情報を送信する、という段階
    を備えた請求項１５に記載の方法。
17. 【請求項１７】 上記段階（ａ）は、更に、 （a1）スイッチを使用して、プロセッサ、メモリ及びＩ
    ／Ｏ回路を相互接続するという段階を備えた請求項１０
    に記載の方法。
18. 【請求項１８】 （ｅ）どの区画がコンピュータシステ
    ムの一部分であるかに関する情報を含む構成データベー
    スを形成するという段階を更に備え、この段階（ｅ）
    は、更に、 （e1）各オペレーティングシステムインスタンスがアク
    ティブであるかどうか指示する情報を含む構成データベ
    ースを形成する段階を含む請求項１０に記載の方法。
19. 【請求項１９】 上記段階（ｃ）は、更に、 （c3）オペレーティングシステムインスタンスを使用し
    て、ハートビートメカニズムによりオペレーティングイ
    ンスタンスの機能不良を検出するためのアクティビティ
    をを互いに連続的に監視する、という段階を含む請求項
    １８に記載の方法。