JPS63172347A - マルチプロセッサシステムの新規プログラムの実行を開始する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 （発明の背景） Ｃ発明の属する技術分野］ 本発明はコンピュータのオペレイティングシステム、お
よび同時に複数のプロセッサ上でアクティブである拡張
プロセスによるマルチプロセッサシステム上の初期プロ
グラムの実行方法及びその装置に関する。

［問題点］ オペレイティングシステム実行中に、このオペレイティ
ングシステムによって単一のコンピュータまたはプロセ
ッサ上のプログラムの実行および入出力装置とメモリと
いったシステム資源の利用を制御するオペレイティング
システムの使用は、既知の技術である。このようなオペ
レイティングシステムの１つにユニックス（ＵＮＩＸ）
オペレイティングシステムがあるが、このオペレイティ
ングシステムは、ケイ、トンプソン（［、Ｔｈｏｉｐｓ
ｏｎ）の「ユニックスの実施（υＮＩＸ　ｌ５ｐｌｃａ
＋ｅｎｔａｔｌｏｎ）　Ｊベルシステム技術ジャーナル
、１９７８年７月−８月、５７巻Ｂ号の論説に記載され
ている。この論説に記載されているユニックスオペレイ
ティングシステムは、単一プロセッサの資源を制御する
ことを目的とする。新規プログラムの実行は、この論説
の１９３３頁に記載されており、標準「フォークＪ　（
ｆ’ｏｒｋ）および「エグゼック」又はエフセフ（ｅｘ
ｅｃ）システムコールについて説明しである。プロセジ
ャではフォークシステムコールを実行して、実行プロセ
スを子プロセスおよび親プロセスへ繰り返す。

このプロセスでは同じプログラムを共有しているが、デ
ータの記憶は異なっている。ひき続き子プロセスがエグ
ゼックシステムコールを実行する。

このエグゼックシステムコールの実行は、実行された新
規プログラムに起因する。ユニックスオペレイティング
システムに関する詳細は、エム、ジエイ、バッチ（Ｍ、
Ｊ、Ｂａｃｈ）著の「ユニックスオペレイティングシス
テム設計（Ｔｈｅ　Ｄｅｓｉｇｎ　Ｏｆ’　Ｔｈｅ　０
ｎｉｘ　Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　５ｙｓｔｅＩＩＪ　、ニ
ュージャーシイ、イーグルウッド　クリフス、プレンテ
ィス−ホール１９８６年版に説明されている。外の既知
のオペレイティングシステムも同様のシステムコールが
ある。

トムソンの論説で説明されているユニックスオペレイテ
ィングシステムのエグゼックシステムコールは、新規プ
ログラムの実行にとくに効果的な機構であるため、エグ
ゼックシステムコールが、１つのプロセッサ上で実行す
るが、依然として２番目、あるいは不特定のプロセッサ
上で、新規プログラムを始動させるマルチプロセッサの
環境ではオペレイトをすることは不可能である。マルチ
プロセッサの環境で、他のプロセッサ上の特定のプロセ
ジャおよびサブルーチンを実行させるオペレイティング
システムは、知られているものである。しかし、このシ
ステムには他のプロセッサ上に、プロセジャおよびプロ
グラムが既存していなければならない。同様なシステム
の１つが、ジェイ、ダヴルユ、ジョンソン（Ｊ、ν、Ｊ
ｏｈｎｓｏｎ）その他の合衆国特許４５３００５１号に
記述されている。この特許はマルチプロセッサシステム
を説明しており、このマルチプロセッサシステムで１つ
のプロセッサが、時にはサブルーチンと呼ばれているプ
ロセジャを実行させることができる。問題はこの手続き
が、実行する前に他のプロセッサ上に既存している必要
がある点である。同様のシステムが、ピー、ジャクリン
の「ユニックスの変形によるマルチプロセッサシステム
管理の開路（υＮＩＸ　Ｖａｒｉａｎｔ　０ｐｅｎｓ　
ａ　Ｐａｒｈ　ｔｏ　Ｍａｎａｇｉｎｇ　Ｍｕｌｔｉｐ
ｒｏｃｅｓｓｏｒ　５ｙｓｔｅｓｓ）　Ｊが、１９８３
年７月２８日付けのエレクトロニクスに記載されている
。この論説には、１つのプロセッサ上で実行するプログ
ラムがプロセッサを作動させることにより、ディスクド
ライブといった入出力装置へのアクセスを得て、ディス
クドライヴを制御する他のプロセッサ上で稼動できるシ
ステムが記述されている。情報がディスクドライブから
得られると、他のプロセッサがこの情報を要求プロセッ
サに転送する。この論説では、リモートシステム上に存
在するように前もって指定されたプログラム抜きで、プ
ログラムがディスクから回収され、リモートシステム上
で自動的に実行３行させる一般的機能が説明されていな
い。

最初のプロセッサから２番目のプロセッサ内の実行プロ
グラムのほかの方法は、サン　マイクロシステムズ社（
Ｓｕｎ　Ｍｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍｓ、Ｉｎｃ、　、９４
０４３カリフオルニア、マウンテン　ヴユー、ガルシア
アヴエニュ　２２５０）の部品番号８００−１１７７−
０１のマニュアル「リモートプロセジャコールプロトコ
ル仕様」に詳細に記述されている。このマニュアルは、
サン　マイクロシステムズ社によって実施されたように
、リモートプロセジャコールについて詳しく説明しであ
る。このリモートプロセジャコール　は、手続きが最初
のプロセッサから２番目のプロセッサ上で実行されるこ
とが可能である。

先行技術にはマルチプロセッサシステムの新規プログラ
ムを実行させる一般的な方法を欠いているという問題が
あるため、マルチプロセッサシステム内の種々のプロセ
ッサのローディング、メモリあるいはファイルシステム
内にプログラムが物理的に位置しているのかどうか、プ
ログラムの実行がこの機能を作動することでシステムコ
ールを要求して、マルチプロセッサシステム内に幾らか
のプロセッサを進出させる場合、必要な信号路を設置す
るといった処理を新規プログラムを実行するシステムコ
ールが考慮しなくても済む。

［解決策］ 本発明はこの問題およびほかの問題、また先行技術の欠
点を解決するよう指向されている。本発明によるとマル
チプロセッサシステムは、拡張プロセスをこのようにし
て形成する新規プログラムを実行する要求に自動的に応
じ、この拡張プロセスが、新規プログラムの実行を要求
する資源を個々に有する複数のプロセッサに及ぶ。最初
に拡張プロセスは、新規プログラムの実行を要求してい
る主プロセスを構成する。都合のいいことに、補助プロ
セスは新規プログラムオブジェクトコードファイルへの
アクセスの獲得、新規プログラムを実行するプロセッサ
の割り当て、および新規プログラムの実行用に割り当て
られたプロセッサの初期化を要求したとき、拡張プロセ
スの１部分として生成される。

また都合のいいことに、マルチプロセッサシステム内の
新規プログラムの実行を開始する方法は、新規プログラ
ムのオブジェクトコードファイルと関連するプロセッサ
を決定するステップ、開始プロセッサとは異なるよう決
定されたファイルプロセッサに決定されたファイルプロ
セッサ上に最初の補助プロセスを生成するステップ、新
規のオブジェクトコードファイルを実行する他のプロセ
ッサを割り当てるステップ、開始プロセッサまたはファ
イルプロセッサとは異なった実行プロセッサに割り当て
られた実行プロセッサ上にプロセッサを生成するステッ
プ、開始プロセス上の主プロセスから第２の補助プロセ
スにプロセス情報を転送するステップ、主プロセスに第
２補助プロセスを変換するステップ、第１補助プロセス
に関連する主プロセスによりオブジェクトコードファイ
ルを実行するステップから成る。

さらに有利なことに、割り当てるステップは開始プロセ
ッサからファイルプロセッサに第１のパケットを通信す
るステップ、第１の補助プロセスがオブジェクトコード
ファイルの一部分を読み、第１のプロセスによりオブジ
ェクトコードファイルの要求された部分を読むステップ
、ファイルプロセッサから開始プロセッサに読み出し部
分を含む第２のパケットを通信するステップから成る。

さらにこのシステムは、プロセス管理機能を実行する指
示されたホストプロセッサを有し、このプロセス管理機
能はプロセッサの割り当てを行い、また割り当てるステ
ップは第３のパケットをホストプロセスへの通信、ある
いは新規プログラム作成に対するプロセッサ割り当てを
要求するための通信ステップ、プロセス管理機能を稼動
するホストプロセッサにより新規プログラムを実行する
ための実行プロセッサを割り当てるステップ、開始プロ
セッサに第４パケツト経由で割り当て情報を通信するス
テップをさらに構成する。

またオブジェクトコードファイルの１部分は、プロセッ
サ割り当てパラメータの第１のセットを含み、開始プロ
セッサは第２の補助プロセスの部分集合に格納されてい
るプロセッサ割り当てパラメータの第２のセットを有し
、第３のパケットはプロセッサ割り当てパラメータの第
１および第２のセットを含み、割り当てステップは第３
のパケットからプロセッサ割り当てパラメータのセット
を読み取るステップおよびプロセッサ割り当そパラメー
タのセットに応じてプロセッサ割り当てに対する実行プ
ロセッサを指定するステップからさらに構成されている
。

加えて第１の主プロセスに関連するプロセス情報は、拡
張プロセスの主プロセスとして第１の主プロセスが機能
することを可能にし、また転送ステップは開始プロセッ
サによりプロセス情報を読み取るステップ、開始プロセ
スによりプロセス情報を第５のパケットに形成するステ
ップ、開始プロセッサから実行プロセッサへ第５のパケ
ットを転送するステップを構成している。

都合のいいことに転送するステップは、第５のパケット
からプロセス情報を読み取るステップ、プロセス情報を
第２の補助プロセスに格納するステップ、第２の補助プ
ロセスを第１の補助プロセスに変換するステップを構成
している。また変換するステップは、元の第１のプロセ
スを第３の補助プロセスに変える。さらに変換するステ
ッフハ、第６と第７のパケットをそれぞれ第１と第３の
補助プロセスに送って後者のプロセスに伝え、またこの
後者のプロセスは、第２の補助プロセスが主プロセスに
なり、前者の主プロセスが第３の補助プロセスである。

この利点と他の利点および本発明の特徴は、図面と合わ
せて本発明の実施例で以下のように明白に説明されてい
る。

（実施例の説明） 第１図にバス１０７により相互に連結されている複数の
コンピュータ１０１から１０６を有するマルチプロセッ
サシステムが示されている。第１図に示されたあるコン
ピュータは特定の機能を有している。例えばコンピュー
タ１０１はホストコンピュータと見なされ、コンピュー
タ１０５から１０６は計算サーバー（ｓｅｒｖｅｒ）ま
たはファイルサーバーとして見なされている。各コンピ
ュータはオペレイティングシステムカーネル（Ｋｅｒｎ
ｅｌ）によって制御されており、このオペレイティング
システムのカーネルは例えば、トンプソンの論説で説明
されているユニックスオペレイティングシステムのバー
ジョンである。トンプソンによって説明されているオペ
レイティングシステムカーネルは単一コンピュータのみ
に限定されているため、第１図のカーネルは複数のコン
ピュータ上盛こプロセスを拡張することが可能である。

この拡張プロセスは分離したコンピュータ上を作動する
個々の特定のプロセスの集合であり、以下でさらに詳し
く説明されている。この特別のプロセスは、主プロセス
即ちユーザープロセス、そして補助プロセス即ちスタッ
ブ（ｓｔｕｂ子）プロセスと言及されている。拡張プロ
セスに関する各カーネルは、別個のプロセスを有して、
拡張プロセスが対応カーネルにより制御されているコン
ピュータ上で機能することが可能である。コンピュータ
はそれぞれ対応メモリと入出力装置を存しているが、あ
るコンピュータは、テレコミュニケーションデータイン
ターフェイスまたは大容量記憶装置といった特別の入出
力装置に連結されうる。

第１図のシステム内の新規プログラムの開始は、プログ
ラムが自動的に不特定のコンピュータに割り当てられこ
とに起因する。それは、この特定のコンビニ：りが余分
の処理能力を有していたり、またはこのプログラムによ
り要求される特別の入出力資源を有するからである。こ
の不特定のコンピュータは、要求を実行する同一コンピ
ュータであることもあれば、他の異なるコンピュータで
あることもある。プログラムの実行はいくつがのコンピ
ュータに分散され、処理する能力を有する１つのコンピ
ュータを利用する場合、それでもなお必要なファイルま
たは入出力能力を有するコンピュータを使用する場合も
ある。プログラム実行が分散されると、拡張プロセスが
生成される。プログラムの実行が、複数のコンピュータ
で行われるようにし、そしてなお利用しているプログラ
マに意識されないように、このオペレイジョンを作成す
る事に本発明の課題がある。

資源の割り当ておよび動的負荷バランスはコンピュータ
ｌｏｔで実行されているプロセス管理（ＰＭ）機能１０
８により行われており、またこのコンピュータ１０１は
、第１図のシステムのホストコンピュータとして示され
ている。新規プログラムの実行の開始はエグゼックシス
テムコールにより実行され、このエグゼックシステムコ
ールは本発明によって変更されたマルチプロセッサシス
テムの操作を可能とする。以下の例を考慮して、エグゼ
ツクシステムコールの実行を例証する。コンピュータ１
０２上のオールドユーザプロセス１０９は、エグゼック
システムコールを実行する。最終結果は新規プログラム
が、コンピュータ１０４上のニューユーザプロセスＵｔ
により実行されることである。

最初に新規プログラムを含んでいるファイルは、コンピ
ュータ１０３のファイルシステム内にあり、ニー、アウ
ト（ａ、ｏｕｔ）プロセス１０１によりアクセスされる
。コンピュータ１０５および１０６はニュ−ユーザプロ
セス１１１により利用される資源を有することになる。

前述のトンプソンの論説によれば、プロセスはソフトウ
ェア装置であり、このソフトウェア装置はメモリのテキ
スト、データおよびビーニスニス（ｂｓｓ）領域を要求
し、プロセス制御ブロックによりオペレイティングシス
テムに対し識別される。

トンプソンにより説明されているオペレイティングシス
テムは、オペレイティングシステムが単一プロセッサ（
ｕｎｉｐｒｏｃｅｓｓｏｒ）システム上で実行されてい
るため、プロセス制御ブロックはメモリの１領域に含ま
れる。第１図に例示されているシステムでは、プロセス
制御ブロックは拡張プロセスと関連しているコンピュー
タ全部に分散されている。

拡張プロセスはプロセス１１２，１１０．１１１を有し
、エグゼックシステムコールが完了した後は、コンピュ
ータ１０５と１０８内に位置するプロセスを有する。

拡張プロセスは、ユーザプロセスおよび複数のスタブプ
ロセスからなる。ユーザプロセスはプロセス制御ブロッ
クのほかに、テキストメモリ、データメモリ、ビーニス
ニスメモリ領域を有する。スタブプロセスはオペレイテ
ィングシステム機能に関するプロセス制御ブロックの一
部分のみを含んでおり、このオペレイティングシステム
機能は、要求される時には、拡張プロセスに関連するあ
の特定のコンピュータのオペレーションに属している。

オールドユーザプロセス１０９がエグゼックシステムコ
ールを実行すると、コンピュータ１０２のカーネルはコ
ンピュータ１０３にパケットを転送して、このプログラ
ムを実行するのに要求される資源のタイプを決定するた
めに、ニー、アウトプロセス１１０により、ニー、アウ
トファイルのヘッダ部分を得る。そして、コンピュータ
１０２のカーネルは、ニューユーザプロセス１１１の実
行に対する資源の割り当てを要求するコンピュータ１０
１のカーネルへパケットを転送する。この要求に答えて
コンピュータ１０２のカーネルは、プロセス管理機能１
０８を実行する。本実施例では、コンピュータ１０２の
カーネルは、プロセス管理機能１０８を実行後、コンピ
ュータ１０４がニューユーザプロセスＵｔを実行するよ
うに指示しているメツセージを転送して返す。プロセス
管理機能１０ｇのオペレーションに関する詳しい情報は
、ビショップ等の本願と同日に出願された特許願（２）
の明細書及び図面に詳細に説明されているされている。

続いてコンピュータ１０２のカーネルはプロセス管理情
報をコンピュータ１０４のカーネルに転送し１、コンピ
ュータ１０４のカーネルが拡張プロセスの将来の実行に
対し、ニューユーザプロセス１０およびコンピュータ１
０２と１０５内のスタッブプロセスを設置する。

この初期化が行われると、コンピュータ１０２のカーネ
ルがエグゼックシステムコールの実行をコンピュータ１
０４のカーネルに転送する。コンピュータ１０４のカー
ネルはコンピュータ１０３からニーアウトファイルを得
る。コンピュータ１０４のカーネルは外のコンピュータ
のカーネルにメツセージも転送し、初めはオールドユー
ザプロセス１０９であったユーザプロセスがコンピュー
タ１０４に移行されて、ニューユーザプロセスｉｌｌに
なることを伝える。オールドユーザプロセス１０９は、
スタッブプロセスになる。他のコンピュータのカーネル
は、ニューユーザプロセス１１１にオールドユーザプロ
セス１０９に対する信号を転送する。さらにコンピュー
タ１０４のカーネルはコンピュータ１０２のカーネルに
メツセージを転送して、コンピュータ１０２に達したオ
ールドユーザプロセス１０９に転送される信号をすべて
回復した後、他のコンピュータは拡張プロセスをコンピ
ュータ１０４に移動したことを伝えられる。二ニーユー
ザプロセスＩｌｌが設置され実行を開始すると、二ニー
ユーザプロセスｉｌｌは、これらのコンピュータ内で生
成されたスタッブプロセスによって要求される他のコン
ピュータの資源を利用できる。プログラムの実行中、拡
張プロセスの１部分として最初に指定されていなかった
コンピュータをアクセスする必要がある場合、その時コ
ンピュータ１０４のオペレイティングシステムは、プロ
グラムの実行を続行する必要があるこの指定されていな
いコンピュータ上にスタッププロセスの生成を要求する
。

第２図は、本実施例用のエグゼックシステムコールの実
行および拡張プロセスの生成をさらに詳しく示している
。オールドユーザプロセス１０９によるエグゼックシス
テムコールの実行に対しては、判断ブロック２０２が行
われる。エグゼックシステムコールは、プロセッサ割り
当てに影響するパラメータを指定しうる。判断ブロック
２０２は、ニーアウトファイルを含むファイルがコンピ
ュタ１０２に対してローカルであるのか即ち、リモート
コンピュータ上にあるのがどうかを決定する。本実施例
では、ファイルはコンピュータ１０３上にあることから
リモートであり、スタブプロセスが本拡張プロセスに対
して、コンピュータ１０３上にすでに存在しない場合、
パケットは送られて、コンピュータ１０３上にスタップ
プロセスを生成する。このパケットに応じて、コンピュ
ータ１０３のカーネルはニーアウトファイルにアクセス
を可能にするニーアウトプロセス１１０を生成する。す
るとニーアウトプロセス１１０は、拡張プロセスの１部
分になる。ブロック２０Ｂはニーアウトプロセス１１０
によりコンピュータ１０３上に位置するニーアウトファ
イルをアクセスする。ヘッダ情報はニーアウトファイル
から読み出され、ニーアウトプロセス１１０のプロセス
制御ブロックに格納される。続いてコンピュータ１０３
のカーネルは、ヘッダのサブセットをコンピュータ１０
２のカーネルに転送し、このコンピュータ１０２のカー
ネルはコンピュータ１０２内のオールドユーザプロセス
１０９のプロセス制御ブロック内にサブセットを格納す
る。この時点で、ニーアウトファイルから得た情報は、
ニーアウトファイルのサイズを指定し、プロセッサ割り
当て決定に影響するパラメータを指定しうる。ニーアウ
トファイルから情報を得た後、コンピュータ１０２のカ
ーネルはコンピュータ１０１のカーネルにパケットを転
送し、カーネルが、プロセス管理機能１０８を実行して
、ニューユーザプロセス１１１を搭載しているコンピュ
ータを選択することを要求する。（ブロック２０８）こ
のパケットはブロック２０６でニーアウトファイルから
得た情報及び、エグゼックシステムフール内のプロセッ
サ割り当てに関連するパラメータ全部を含む。ニューユ
ーザプロセス１１１に対するプロセッサ割り当てをする
ために、ピー壬ム（ＰＭ）プロセス管理機能１０８はこ
のパケットに応じて、第１図に示されているマルチプロ
セッサシステムに対し動的負荷バランスをとるか、ニー
アウトまたはエグゼックシステムコール情報に存在して
いる割り当てを実行する。

本実施例では、ユーザプロセス１１１はコンピュータ１
０４に割り当てられる。

次にコンピュータ１０２のカーネルが、ブロック２１０
を実行する。ブロック２１０の実行は、読まれたエグゼ
ックシステムコールのアーギュメントになる。コンピュ
ータ１０２のカーネルは、このアーギュメントおよびオ
ールドユーザプロセス１０９のアドレススペースからの
環境変数すべてに応じて、ニューユーザプロセスＩｌｌ
に対する開始スタックにこの情報の形式を会わせて、シ
ステムワーク領域にこの情報を転送する。次にブロック
２１２が実行され、そこで、オールドユーザプロセス１
０９の資源をコンピュータ１０２のオペレイティングシ
ステムに返して開放する。特にオールドユーザプロセス
１０９のアドレススペースが開放される。

上述の実行は、エグゼックシステムコールの実行前段階
を提示している。ニューユーザプロセスがオールドユー
ザプロセスとは異なったコンピュータ上にある場合、そ
のときブロック２２０から２３８を実行後、ブロック２
４０から２５０を実行する。

本実施例では、コンピュータ１０２のカーネルはブロッ
ク２２０から２２８を実行し、コンピュタ１０４のカー
ネルはブロック２３０から２３８を実行する。しかしオ
ールドユーザおよび二ニーユーザプロセスが同一コンピ
ュータ上にある場合、第２図に示されているブロック２
４０から２５０は、この時点で実行される。判断ブロッ
ク２１４はニューユーザおよびオールドユーザプロセス
が異なったコンピュータ上にあるかどうか決定する。本
実施例では、オールドユーザプロセス１０９がコンピュ
ータ１０２上にあり、二ニーユーザプロセスｉｌｌがコ
ンピュータ１０４上にある。スタッグプロセッサがコン
ビュ−夕１０４上にすてに存在していない場合、コンピ
ュータ１０２のカー−ネルはブロック２２０を実行し、
このブロック２２０はコンピュータ１０４のカーネルに
パケットは転送される。このパケットはサブプロセスが
生成され、コンピュータ１０４上でニューユーザプロセ
ス１１１になることを要求する。カーネルはこの要求に
応じて、プロトタイプスタッププロセス上にカーネルフ
ォーク機能を実行することによりスケルトンスタッププ
ロセスを生成する〇第１図の各カーネルは、スタッププ
ロセスを生成する目的で、プロトタイププロセスのコピ
ーを保有する。それからコンピュータ１０２のカーネル
がブロック２２２を実行する。このブロックはコンピュ
ータ１０２からコンピュータ１０４への移行パケットの
転送する。パケットは二ニーユーザプロセスｉｌｌに対
する開始プロセス制御情報を含む。この情報はブロック
２１０でフォーマットされたものである。移行パケット
はコンピュータ１０４上のニューユーザプロセス１１１
に対するスタップを拡張プロセスの実行可能なユーザプ
ロセスに変形する必要性のある情報を含む。本件での実
行可能はニューユーザプロセスが要求された場合、巧み
に抜は出たりまた終了するために必要な情報をすべて有
することを意味する。巧みに抜は出ることは、拡張プロ
セスを終了させることが必要な場合、拡張プロセスの部
分全部が第１図のコンピュータすべてから取り去られる
ことができる１つである。

移行パケットに含まれているプリンシパル情報は、スタ
ッププロセスおよび拡張プロセスのオーブンファイルを
定義する情報に対し、再接続するデータである。このデ
ータはスタッププロセスおよび二ニーユーザプロセス１
１１、オールドユーザプロセス１０９に取り付けられる
ファイルに再び取り付ける目的で使用される。再度取り
付けることは、仮想チャネルをアレンジし直して行われ
ており、第３図に説明されている。プロセスグループ識
別カード（ＩＤ）、親プロセス識別カード、フラッグワ
ード、ユーザ識別カード、グループ識別カード、カレン
トディレクトリ、プライベイトルートディレクトリイ、
ニューアーギュメントポインタ、種々の計時フィールド
を定義するプロセス制御ブロックからある一定の困難な
データも移行パケットにより伝達される。コンピュータ
１０４のカーネルは、オールドユーザプロセス１０９か
ら移行パケットに応じ、ニューユーザプロセス１１１の
制御ブロック内のこのパケットに含まれているデータを
保持し、他のコンピュータ内のスタッププロセス全部に
再接続メツセージを出す。ブロック２３２および２３４
が行われた後、ニューユーザプロセス１１１は実行可能
と見なされる。

他のコンピュータにブロック２３４によって転送された
再接続メツセージは、これらの他のコンピュータのカー
ネルが拡張プロセスのプロセス制御ブロックのこれらの
コンピュータの部分を変形して、コンピュータ１０２内
のオールドユーザプロセス１０９よりコンピュ−タ１０
２内の二ニーユーザプロセス１１１を現時点で指示して
いる。この再接続は他のコンピュータのスタッププロセ
スにより、拡張プロセスに対し発生させられる信号はす
べてオールドユーザプロセス１０９によりニューユーザ
プロセス１１１に現時点で転送されていることを意味す
る。

コンピュータ１０２のオペレイティングシステムは、現
時点でブロック２２４を実行し、これはコンピュータ１
０２のカーネルからの一連のパラケトにより、コンピュ
ータ１０４のカーネルにより、ニューユーザプロセス１
１１ヘエグゼツクアーギユメントおよび他の情報を転送
する。続いてニューユーザプロセスｉｌｌは、コンピュ
ータ１０４のカーネルによりコンピュータ１０４上のニ
ューユーザプロセス１１１アドレススペースに、これら
のパケットを保持することで設置されている。これは二
ニーユーザプロセスｉｌｌを拡張プロセスのさらに完成
したユーザプロセスに変形する。

続いてコンピュータ１０４のカーネルがブロック２３６
を実行し、このブロック２３６はブロック２２６を実行
させるコンピュータ１０２ヘメツセージを送り、このブ
ロック２２６はスタッププロセスに代えられたオールド
ユーザプロセス１０９に起因する。

それからコンピュータ１０４のカーネルは、コンビエー
タ１０２内のオールドユーザスタッププロセス１０９に
対して格納されている可能性のある拡張プロセスのユー
ザプロセスに対して指定されているすべての信号に対し
コンピュータ１０２のカーネルへブロック２３８での要
求を転送する。コンピュータ１０２のカーネルは、これ
らの信号をブロック２３８に転送するブロック２２８を
実行することにより、このメツセージに応じる。

コンピュータ１０４のカーネルは、第２図のブロック２
４０から２５０を実行する。このブロック２５０は、オ
ールドユーザプロセスおよびニューユーザプロセスが同
一のコンピュータ上にあるかどうかに関係なく同じ方法
で実行される。最初にカーネルは、ニーアウトプロセス
１１０により、コンピュータ１０３上に位置しているニ
ーアウトファイルをアクセスして、ブロック２４０の実
行によりニーアウトヘッダを得る。ヘッダ情報を利用し
てコンピュータ１０４のカーネルは、ニーアウトファイ
ルから種々のセクションをローディングすることにより
、テキスト、データ、およびｂｓｓのスペースを含むニ
ューユーザプロセスＩｌｌのアドレススペースをブロッ
ク２４２の実行によりコンピュータ１０３からコンピュ
ータ１０４に設置する。

この機能を行った後、ブロック２４４を実行して、オー
ルドユーザプロセス１０９と関連するが、ニューユーザ
プロセスｉｌｌに関連しないファイルをすべて閉じる。

閉じられるファイルは、アブリケーショーンプログラマ
によって決められる。このプログラマはファイルに目印
を付けて、ｆｃｎｔｌ　システムコールを使用する標準
ユニックス方法で閉じてから、エグゼックシステムコー
ルを実行する。この情報はオールドユーザプロセス１０
９のプロセス制御ブロックに格納され、後でニューユー
ザプロセス１１１に転送される。目印の付けであるファ
イルを全部門じた後、信号受取とされる動作を定義する
エントリを含む信号ハンドラのアレイをふたたび初期化
する目的で、コンピュータ１０４のカーネルはブロック
２４Ｂを実行する。各エントリはこの特定の信号を提供
する機能を識別するデフォルト値、イブノア値、および
ポインタのいづれか１つを指定できる。信号はブロック
２２８で、コンピュータ１０２からのコンピュータ１０
４へ転送され、ブロック２３８で信号エントリ４２３と
結合される。ブロック２４Ｇで、デフォルト値への機能
を指示している信号アレイ内にエントリをすべてセット
するが、イブノア値を含むエントリはすべて修正されな
い。

信号がプロセスから受は取られると、カーネルはそのプ
ロセスに対しプロセス制御ブロックをアクセスして、第
４図のエントリ４２３のごと（ｓｉｇエントリ内に信号
を格納する。信号がカーネルによって取り扱われると、
信号番号はインデックスとして使用され、信号アレイを
アクセスする。デフォルト値がアクセスされる場合、プ
ロセスは通常終了する。アクセスされたエントリがイブ
ノア値を含んでいる場合、処理は行われない。アクセス
されたエントリがポインタを含んでいる場合、その時に
はポインタにより識別される機能が実行される。アプリ
ケーションが動作すると、信号システムコールが使用さ
れ、そのプログラムの必要条件に合わせてアレイを形成
する。信号の取扱に関するさらに詳しい情報は、バッハ
（Ｂａｃｈ）の前述の本に記載されである。次にコンピ
ュータ１０４のカーネルはブロック２４８を実行し、こ
のブロック２４８がニューユーザプロセス１１１のニュ
ーアドレススペースに必要なメモリ管理情報を再び初期
化して他のここまごました処理を完了する。最終的には
、プログラムが現時点において、ブロック２５０で実行
できるようにする目的で、制御はニューユーザプロセス
１１１に渡される。

第３図はさらに詳細に、エグゼックシステムコールの実
行した結果の拡張プロセスの１部分を示している。ニュ
ープロセスＩｌｌは拡張プロセスのユーザプロセスであ
り、プロセス１１２および１１０は拡張プロセスのスタ
ッププロセスである。拡張プロセスのプロセスはすべて
共通ｐｉｄ番号を共有する。仮想チャネルはスタッププ
ロセスのユーザプロセスとスタッププロセスの間にスタ
ッグプロセスが確立されたときに、設置される。これら
のチャネルはユーザプロセスとスタッブプロセス間のパ
ケットの通信用に利用される。拡張プロセスのスタップ
プロセスは、直接を目互に通信はしない。

さらに第１図に示されているシステム内の他のプロセス
からの通信は、すべて拡張プロセスのユーザプロセスへ
と通じている。第１図に示されている各コンピュータは
、第３図の３０１から３０３のようなｐｒＯｅポインタ
表を保をする。ｐｉｄ番号はカーネルにより利用され、
３０１から３０３の表のようなｐｒｏｃポインタ表に入
り、３０４から３０６のポインタを得て指定されたプロ
セスを見つける。例えば、コンピュータ１０４のｐｉｄ
番号は、パス３１２を経由してｐｒｏｃ表３０９に通じ
るｐｒｏｃポインタ表３０８からのエントリ３０６をア
クセスする目的で使用される。

同様に、ｐｉｄ番号はｐｒｏｅポインタ表３０１のエン
トリ３０４をアクセスする目的で利用し、ｐｒｏｃ表３
０７に通じるバス３１０を得る。

仮想チャネル３１３および３１４はプロセスに直接関連
している。このチャネルの認識は個々のプロセスのｐｒ
ｏｃ表内にある。拡張プロセスのユーザプロセスは、ス
タッププロセスのそれぞれに通じる仮想チャネルを有す
る。しかし、ホストプロセス１１２といった拡張プロセ
スの各スタッププロセスは、仮想チャネルを１つ有する
のみであり、またこのチャネルはニューユーザプロセス
１１１といった拡張プロセスに通じる。

第４図はホストプロセス１１２およびニューユーザプロ
セス１１１により利用されるメモリを詳しく説明してお
り、ユーザと拡張プロセスのスタッブプロセス間の差異
を示している。後者のプロセスのそれぞれに対し、ｐｒ
ｏｅ表およびＵブロックの部分が示されている。さらに
ポート表および３ｃｈａｎリストが示されている。これ
ら後者の表はプロセス間の仮想チャネルを確認するもの
である。ニューユーザプロセスＬｉｔに対し示されてい
ないのは、実行中にこのプロセスにより利用されるテス
ト、データおよびスタック領である。同様に、メモリの
スタック領域は、拡張プロセスのスタッグプロセスであ
るホストプロセス１１２に対しては示されていない。二
ニーユーザプロセスＩｌｌは拡張プロセスのユーザプロ
セスである。

ｐｒｏｅの表３０７と３０９のエントリを今から詳しく
考察する。表３０７および３０９に対して示されている
エントリは、この２つの表内に存在するエントリの１部
分のみである。ｎ１ｃｅエントリ４０１または４２１は
プロセスの優先順位のスケジュールを定義する。ｎ１ｃ
ｅエントリ４０１は、スタッブプロセス金離に対して真
であるシステムアトミニストレータにより、システムワ
イドを基準にして固定される。

ｎ１ｃｅエントリ４２１はユーザプロセスに対するもの
であるため、ユーザが特定のシステムコールを実行し、
優先度のレベルを下げることを可能にし、あるいは優先
度のレベルを上げたり下げたりできるシステムのアトミ
ニストレータまたはスーパーユーザにより調節される。

ｐＩｄのエントリ４０２および４２２はこの２つのエン
トリに対して同じプロセス認識番号を定義する。ｐｉｄ
番号は拡張プロセス基準にしであるため、ユーザプロセ
スおよび拡張プロセスのスタッププロセスは同じｐｉｄ
番号を有する。

５ｔａｔｕｓエントリ４０Ｂおよび４２６と連結してい
る８１ｇエントリ４０３および４２３はプロセス間の信
号を扱う目的で使用される。さらにｐ　ｒｏｅ表５ｔａ
ｔｕｓワードは、従来のユニツクスジステムタイプの情
報も含む。スタップ上では、５ｔａｔｕｓワード内に含
まれている信号フラッグは信号がユーザプロセスから受
は取られたかどうかを示している。（このユーザプロセ
スは本実施例では、ニューユーザプロセス１１１である
。）ホストプロセス１１２は信号の受取りに応じており
、この信号の受取りはエントリ４０３に格納され、本オ
ペレーションを中断できるのかどうかによって、異なっ
たオペレーションを行う。ニューユーザプロセス１１１
は、５ｔａｔｓｕエントリ４２Ｂ内の信号フラッグ刃、
信号がホストプロセス１１２に転送されたかどうかを示
す目的で使用される。さらにエントリ４２Ｂ内の信号フ
ラッグはメツセージがホストプロセス１１２ようなスタ
ッププロセスに送られたかどうかを記憶している。

この後者の表示は適当な時に、後者のポイントで違った
タイプのオペレーションのクリーンアップを促進する目
的で使用される。受は取られた信号のタイプは、ｓ１ｇ
エントリ４２３丙にニューユーザプロセッサ１１１によ
り格納される。

親ｐｔｄ（ｐｐｉｄ）エントリ４０４および４２４につ
いては、これらのエントリは拡張プロセスの親プロセス
の同一性を記憶する目的で使用される。これは従来のユ
ニツクスジステムタイプの分野である。

しかし拡張プロセスでは、ｐｐｉｄエントリは拡張プロ
セスのプロセス上でのみ有効であり、またこの拡張プロ
セスのプロセスは、本実施例のホストプロセス１１２で
あるホストコンピュータ１０１により実行される。都合
がいいことに、これは拡張プロセスの種々のスタップと
ユーザプロセス間のパケット通信量を削減する。拡張プ
ロセスのユーザプロセスがホストコンピュータ上に存在
していない場合、拡張プロセスのユーザプロセスは、有
効なｐｐｔｃ＋エントリを有さない。

ｂｉｃｉｄ変数は次の方法で、特定のプロセスが拡張プ
ロセスのスタップまたはユーザプロセスであるかどうか
を決定する。第１図に示されているマルチプロセッサシ
ステムの各プロセッサは、プロセッサの認識番号を含む
変数ＭＹＬＯＣにプロセッサの認識番号を格納している
。プロセッサがスタップまたはユーザプロセスであるか
どうかに関係なく　、ｂｔｃｉｄ変数は常に拡張プロセ
スのユーザプロセスを実行しているプロセッサの認識番
号を含む。

本実施例では、これはコンピュータ１０４である。

エントリ４２５はコンピュータ１０４のカーネルにより
保持されているＭＹＬＯＣ変数の内容と同じである。

エントリ４０５はコンピュータ１０４のＭＹＬＯＣｉ数
の内容も含んでおり、そのためコンピュータ１０１のＭ
ＹＬＯＣ変数と適合していない。特定のコンピュータの
カーネルは、カーネルがＭＹＬＯＣ変数を有するカーネ
ルのｂ１ｃｉｄ変数と比較することにより、ユーザまた
はスタッププロセスを実行しているかどうかを決定する
。適合している場合、その時カーネルは拡張、プロセス
のユーザプロセスを実行している。

Ｕブロックページエントリ４０７および４２７は仮想ア
ドレスを設置するためのアドレス情報を含み、第４図の
Ｕブロック４１８および４３８として示されているＵブ
ロックへのアクセスを得る。後者のＵブロックは、Ｕブ
ロックがホストプロセス１１２といった拡張プロセスの
スタッププロセスあるいはニューユーザプロセス１１１
といった拡張プロセスのユーザプロセスであるかどうか
によって異なる情報を含む。好都合にも、これらＵブロ
ックのエントリの多くは、トンプソンの前述の論説で説
明されているユニツクスジステムに対するＵブロック用
のエントリと同様である。拡張プロセスのスタップ、プ
ロセスがテキスト、スタック、およびデータメモリ領域
を有していないため、エントリ４０８．４０９および４
１０はホストプロセス１１２に対し０（ゼロ）を含む。

カーネルがスタッププロセスに関連する機能を実行して
いる場合、このカーネルはスタッププロセスのＵブロッ
ク内に、そのスタッププロをスに対し独特のカーネルス
タックを保有している。これはプロセスがカーネルモー
ドで実行している時に、カーネルスタックが単一プロセ
ッサユニックスシステム内で使用されている方法と同様
である。エントリ４２８．４２９および４３０が必要な
情報を含んでいるため、拡張プロセスのユーザプロセス
と二ニーユーザプロセス１１１は前述して、いるように
ａ、アウトファイルから得られたプログラムの実行に対
し、テキスト領域、データ領域およびスタック領域を有
する。

拡張プロセスのユーザプロセスでは、変数１ｏｃｋ１ｐ
およびｅｘｅｃｉｐのエントリ４３１および４３２がそ
れぞれ旧ニーアウトファイルと新ニーアウトファイルを
識別する目的で使用される。本実施例では、コンピュー
タ１０３は新ニーアウトファイルを格納し、コンビエー
タ１０３は１日ニーアウトファイルを格納している。エ
ントリ４３１は旧ニーアウトファイルを指し示しており
、エントリ４３２はエグゼックシステムコールの結果と
して実行される新ニーアウトファイルを指し示している
。このファイルが両方とも拡張プロセスのユーザプロセ
スを実行するプロセッサに対してローカルである場合、
その時これらのエントリはローカルファイルを識別する
ため、標準ユニツクスジステムの方法でローカルプロセ
ッサのカーネルにより保有されている１ｎｏｄｅ表を指
し示すポインタである。ニーアウトファイルがプロセス
により直接使用されるのではなくむしろカーネルにより
使用されるため、システムファイルの表は使用されない
。しかし、このファイルがリモート、例えば他のプロセ
ッサと関連する場合、エントリはポート表４４０といっ
たユーザプロセスポート表内にエントリの識別を含む。

例えばボート表４４０内のこのエントリは、仮想チャネ
ル、その時４１１または４１２といったおよびリモート
エントリが拡張プロセスのスタッブプロセス内で識別さ
れている。例えばエントリ４３１がリモートファイルを
示している場合、その時このエントリは、リモートファ
イルに対しローカルであるプロセッサに関連しているス
タッフプロセス内に対応するエントリ４１１を指示する
。これらのエントリについてさらに詳しい情報は、第６
図に関して記述されている。

概して拡張プロセスのスタッブプロセスのＵブロックは
、ユーザプロセスのＵブロックに関する３つのタイプの
エントリを含む。第１のタイプのエントリ４０８は、ス
タッブプロセスでは使用されないで、ユーザプロセスで
通常の方法で使用される。スタッブプロセスのりブロッ
ク内の第２のタイプのエントリは常に用いられるもので
あり、このタイプのエントリの例はａｃｐｔｒエントリ
４１４であり、後で詳しく説明する。スタッブプロセス
のＵブロック内の第３のタイプはエントリであり、この
エントリは特定の機能を実行する要求パケットがユーザ
プロセスからスタッブプロセスへ転送される時に、拡張
プロセスのユーザプロセスから転送される必要な情報と
共に要求されるものとしてのみ存在する。この１例がｄ
ｉｒｐエントリ４１３で、他の例がエントリ４１１およ
び４１２である。エントリ４１３はバス名を指し示すポ
インタである。拡張プロセスのユーザプロセスでは、こ
のエントリは常にユーザアドレススペースを指し示して
パス名を指定する。しかしスタッブプロセスでは、バス
名に関する情報はユーザプロセスから受は取られ、次に
適切な位置にカーネルにより格納される。この時点で、
カーネルはｄｉｒｐエントリを設置してバス名を指し示
す。バス名が転送されるときの例は、オープンシステム
コールの最中である。オープンシステムコールは拡張プ
ロセスのユーザプロセスを実行するプロセッサ上で実行
されるため、バス名の情報はスタッブプロセス上で得る
ことは不可能である。　ａｅｐｔ　ｒエントリ４１４お
よび４３４はａｃｈａｎリスト４１９および４３９をそ
れぞれ指し示す。

ユーザプロセスのａｅｈａｎリストは、スタッブプロセ
スへの仮想チャネルをそれぞれ定義する多くの構造を有
しうる。本実施例では、新ユーザプロセス１１１のａｃ
ｈａｎリスト４３９は、拡張プロセスのスタッブプロセ
スに仮想チャネルをそれぞれ定義するいくつがの構造を
有する。各構造は仮想回路用に、リンク、ポート、ポイ
ンタ、その他の情報を含む。この構造はリンクリスト内
でリンクポインタ４４２および４３５により共にリンク
される。リストは最後のリンクポインタの内容が０（ゼ
ロ）で終了する。仮想チャネルはポートポインタにより
識別される。ポートポインタ４３１および４３Ｂはポー
ト表４４０を指し示す。新ユーザプロセス１１１はａｃ
ｐｔｒエントリ４３４を利用することにより、関連する
仮想チャネルを識別して、ａｃｈａｎリスト４３９で新
ユーザプロセスｉｌｌと関連するリンクリストを指し示
す。次にポートポインタはポート表４４０をアクセスす
る目的で利用される。同様にホストプロセス１１２はａ
ｃｐｔｒエントリ４１４を有し、このエントリはａｃｈ
ａｎ　リスト４１９のポインタ４１５および４１６を含
んでいる構造を指し示す。拡張プロセスのスタッブプロ
セスは複数の仮想チャネルを冑することが不可能である
ため、リンクポインタ４１５は、ポインタ４１５の内容
が０（ゼロ）であることによりリンクリストを終了する
。ポート番号４１７は二ニーユーザプロセスｉｌｌへの
仮想チャネル３１４を定義する。仮想チャネルに関する
さらに詳しい情報は、前掲の特許願（３）を参照された
い。

第２図のブロック２３４および２３Ｇの観点から、仮想
チャネルを考察する。再接続情報は最初にブロック２３
４により転送されると、拡張プロセスのスタッブプロセ
スがオールドユーザプロセス１０９と設置される仮想チ
ャネルを有し、このプロセスはこの時点のこの位置では
、第４図に示されているように同様の方法のユーザプロ
セスである。再接続情報を受取りに際し、受は取る側の
各カーネルは、オールドユーザプロセス１０９に接続さ
れているより、むしろ二ニーユーザプロセスＩｌｌに接
続されているスタッブプロセスの仮想チャネルに起因す
るポートおよび他のチャネル情報を更新する。ブロック
２３６により実行されるオペレーション部分は、ａｃｈ
ａｎ表４３９表土３９−トを第４図に示されている表へ
転送するものである。ブロック２２Ｇは第４図のホスト
プロセス１１２に対し示されている表と同様な表にオー
ルドユーザプロセス１０９の表を変える。第５図は、拡
張プロセスのファイルが拡張プロセスのユーザプロセス
により識別される方法を示している。ファイルがコンピ
ュータ１０４およびニューユーザプロセスｉｌｌといっ
た拡張プロセスのユーザプロセスを実行するプロセッサ
に対しローカルである場合、その時標準ユニツクスジス
テムファイル制御構造が利用される。

例えば、ローカルファイル５０７はファイル表５０１の
エントリ５０４を経由して識別される。後者の表はプロ
セス１１１のＵブロックの部分でｕ−ｏ１’ｉｌｅ構造
として言及されている。エントリ５０４の内容はシステ
ムファイル表５０２のエントリ５０５を識別する。シス
テムファイル表５０２は、それから１ｎｏｄｅ表５０３
およびエントリ５０６を支持する目的で利用される。エ
ントリ５０−４は通常のユニツクスジステムの方法で、
ファイル５０７と関連するファイルディスクリブタ番号
を使用することにより表５０１を識別する。続いてエン
トリ５０Ｂが通常のユニツクスジステムの方法で、ロー
カルファイル５０７を識別する。リモートファイル５１
７はコンピュータ１０５に対しローカルであると仮定さ
れているが、ファイルがリモートファイル５１７といっ
たリモートの場合、その時エントリ５２０は、このファ
イルがリモートで、システムファイル表５０２を指し示
すよりむしろポート表４４０を指し示すことを識別する
。ファイル５１７に対するファイルディスクリブタ番号
はエントリ５２０をアクセスする目的で使用される。エ
ントリ５０８は仮想チャネル５０９を識別するポート表
４４０のエントリ５２０により表４４０で識別される。

仮想チャネル５０９は前述で説明されているように、拡
張プロセスのスタッグプロセスであるファイルプロセス
５１０と相互に連結されている。ファイル５１７に対す
るファイルディスクリブタ番号を含むパケットは、コン
ピュータ１０５のカーネルに転送される。このカーネル
はファイルディスクリブタ番号を使用してファイルプロ
セス５１０のＵブロック内のファイル表５１１のエント
リ５１４を識別する。するとファイル制御構造がそれぞ
れ表５１２および５１３内のエントリ５１５および５１
６を経由して通常のユニックスの方法でリモートファイ
ル５１７を識別する。

第６図は、拡張プロセスのユーザプロセス内のＩｏｃｋ
ｉｐとｅｘｅｃｉｐ変数および拡張プロセスのスタッブ
プロセス内のｒｃｍｌｏｃｋｉｐとｒｃｍｅｘｃｃｉｐ
変数を詳細に示している。第６図は、第２図のブロック
２２４の実行を行う前に、第１図に示されているマルチ
プロセッサシステムの状態を示す。このとき拡張プロセ
スのユーザプロセスは、コンピュータ１０２により実行
されているオールドユーザプロセス１０９である。第６
図は、エグゼックシステムコールを実行する目的で使用
されたもとのニーアウトファイルが、コンピュータ１０
２に対しローカルであると仮定している。本実施例では
、もとのニーアウトファイルは旧ニーアウトファイル６
０７である。ニュープログラムは新ニーアウトファイル
から得られるが、この新ニーアウトファイルは、リモー
トファイルでコンピュータ１０３と関連している。この
ファイルがａ、アウトファイル６１７と表示しである。

コンピュータ１０ａ上で実行されている拡張プロセスの
スタッブプロセスは、ニーアウトプロセス１１０である
。オールドユーザプロセス１０９に対し示されているも
のは、そのＵブロック６０１およびポート表６２である
。ニーアウトプロセス１１０に対し示されているものは
、そのＵブロック６１１である。オールドユーザプロセ
ス１０９のＵブロック６０１のエンドル６０４は、Ｕブ
ロック６０１のエントリ６０４および１ｎｏｄｅ表６０
３のエントリ６０６を利用する標準ユニツクスジステム
の方法で、旧ニーアウトファイル６０７を識別する。１
ｏｃｋｉｐ変数がローカルファイルを識別するため、拡
張プロセスに関する全てのスタッブプロセス内で使用さ
れたｒｅｉｌｏｃｋｌｌ）に対応する変数はない。

しかし新ニーアウトファイルは、コンピュータ１０２上
にはない。むしろ１ｎｏｄｅの表６０３を示しているＵ
ブロック６０■のエントリ６２０は、ポート表６２２内
のエントリ６２１を指し示す。エントリ６２１はニーア
ウトプロセス１１０のＵ、ブロック６１０に接続されて
いる仮想チャネル５０９を識別する。するとＵブロック
６１０のエントリ１３１４は、ニーアウトファイル６１
７へ１ｎｏｄｅ表６１３のエントリ６１６を示す。旧ニ
ーアウトファイルはコンピュータ１０２に対しローカル
であるため、ｒｅｍ＋ｏｃｋｉｐ変数のエントリ６２３
は、Ｕブロック６１１内で使用されない。

前述の例は本発明の原理を単に示したものであり、他の
組み合わせは本発明の精神および特許請求の範囲内に含
まれる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のマルチプロセッサシステム
のブロック図； 第２図筒布１図のマルチプロセッサにより′τエグゼッ
クシステムコールの実行中に動作する機能の流れ図； 第３図は第１図のプロセッサのサブセットに対する拡張
プロセスの相互連結のブロック図；第４図は第３図のソ
フトウェア相互連結の詳細：図； 第５図は第１図のプロセッサ上で実行している拡張プロ
セスに対するファイル制御のブロック図；第６図は第１
図のプロセッサ上で実行している拡張プロセスに対する
ニーアウトファイルとアクセス中のファイル制御構造の
ブロック図である。 出　願　人：アメリカン　テレフォン　アンドテレグラ
フ　カムパニー

Claims (12)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数のプロセッサを有するマルチプロセッサシス
   テム中の新規プログラムを実行する方法において、 新規プログラムのオブジェクトコードファイルに関連す
   るプロセッサの内のファイルプロセッサを、このプロセ
   ッサの１つを開始することにより、実行される第１の主
   プロセスによって、決定するステップ、 前記プロセッサの内のファイルプロセッサ上の第１の補
   助プロセスを、プロセッサの開始から独立するように決
   定されるファイルプロセッサ上に生成するステップ、 新規プログラムのオブジェクトコードファイルを実行す
   るために、プロセッサの内の実行プロセッサを割り当て
   るステップ、 前記プロセッサの内の実行プロセッサ上の第２の補助プ
   ロセスを、プロセッサの開始から独立するように決定さ
   れる実行プロセッサ上に生成するステップ、 プロセス情報を第１の主プロセスから、第２の補助プロ
   セスに転送するステップ、 第２の補助プロセスを第２の主プロセスに変換するステ
   ップ、および オブジェクトコードファイルを、第１の補助プロセスに
   関連して、第２の主プロセスにより実行するステップと
   からなることを特徴とするマルチプロセッサシステムの
   新規プログラムを実行する方法。
2. （２）割り当てるステップは、 第１のパケットを、第１の補助プロセスがオブジェクト
   コードファイルの部分を読み込むことを要求するために
   、開始プロセッサから、ファイルプロセッサに伝送する
   ステップ、 オブジェクトコードファイルの部分を、第１の補助プロ
   セスにより、読み込むステップ、 読み込まれた部分を含む第２のパケットを、ファイルプ
   ロセッサから、開始プロセッサに伝送するステップとか
   らなることを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のマ
   ルチプロセッサシステムの新規プログラムを実行する方
   法。
3. （３）プロセッサの１つが管理プロセッサ割り当ての機
   能を実行するホストプロセッサであり、割り当てステッ
   プは、 新規プログラムの実行をするプロセッサの割り当てを要
   求するために、第３のパケットをホストプロセッサに伝
   送するステップ、 新規プログラムの実行をするプロセッサを、管理機能に
   よって、割り当てるステップ、 第４のパケットを解して、割り当てをホストプロセッサ
   から開始プロセッサに伝送するステップからなることを
   特徴とする特許請求の範囲第２項記載のマルチプロセッ
   サシステムの新規プログラムを実行する方法。
4. （４）オブジェクトコードファイルの部分はプロセッサ
   割り当てパラメータの第１のセットを含み、 開始プロセッサは、第１の主プロセスのプロセス情報の
   部分に格納されているプロセッサ割り当てパラメータの
   第２のセットを有し、 第３のパケットはプロセッサ割り当てパラメータの第１
   および第２のセットを含み、 割り当てステップは、 プロセッサ割り当てパラメータを第３のパケットから読
   み出すステップと、 プロセッサ割り当てパラメータのセットに応じて、プロ
   セッサの割り当ての為に、実行プロセッサを指定するス
   テップとからなることを特徴とする特許請求の範囲第３
   項記載のマルチプロセッサシステムの新規プログラムを
   実行する方法。
5. （５）プロセス情報は第１の主プロセスを主プロセスと
   して、機能するように、変換し、 転送するステップは、 プロセス情報を開始プロセッサによって、読み出すステ
   ップと、 プロセス情報を開始プロセッサによって、第５のパケッ
   トに構成するステップ、 第５のパケットを開始プロセッサから、実行プロセッサ
   ぅするステップからことを特徴とする特許請求の範囲第
   ３項記載のマルチプロセッサシステムの新規プログラム
   を実行する方法。
6. （６）変換するステップは、 プロセス情報を第５のパケットから読み出すステップ、 プロセス情報を第２の補助プロセスに格納するステップ
   、 第２の補助プロセスを第２の主プロセスに変換するステ
   ップとからなることを特徴とする特許請求の範囲第２項
   記載のマルチプロセッサシステムの新規プログラムを実
   行する方法。
7. （７）複数のプロセッサを有するマルチプロセッサシス
   テム中の新規プログラムを実行する装置において、 新規プログラムのオブジェクトコードファイルに関連す
   るプロセッサの内のファイルプロセッサを、このプロセ
   ッサの１つを開始することにより、実行される第１の主
   プロセスによって、決定する手段、 前記プロセッサの内のファイルプロセッサ上の第１の補
   助プロセスを、プロセッサの開始から独立するように決
   定されるファイルプロセッサ上に生成する手段、 新規プログラムのオブジェクトコードファイルを実行す
   るために、プロセッサの内の実行プロセッサを割り当て
   る手段、 前記プロセッサの内の実行プロセッサ上の第２の補助プ
   ロセスを、プロセッサの開始から独立するように決定さ
   れる実行プロセッサ上に生成する手段、 プロセス情報を第１の主プロセスから、第２の補助プロ
   セスに転送する手段、 第２の補助プロセスを第２の主プロセスに変換する手段
   、および オブジェクトコードファイルを、第１の補助プロセスに
   関連して、第２の主プロセスにより実行する手段 とからなることを特徴とするマルチプロセッサシステム
   の新規プログラムを実行する装置。
8. （８）割り当てる手段は、 第１のパケットを、第１の補助プロセスがオブジェクト
   コードファイルの部分を読み込むことを要求するために
   、開始プロセッサから、ファイルプロセッサに伝送する
   手段、 オブジェクトコードファイルの部分を、第１の補助プロ
   セスにより、読み込む手段、 読み込まれた部分を含む第２のパケットを、ファイルプ
   ロセッサから、開始プロセッサに伝送する手段とからな
   ることを特徴とする特許請求の範囲第７項記載のマルチ
   プロセッサシステムの新規プログラムを実行する装置。
9. （９）プロセッサの１つが管理プロセッサ割り当ての機
   能を実行するホストプロセッサであり、割り当て手段は
   、 新規プログラムの実行をするプロセッサの割り当てを要
   求するために、第３のパケットをホストプロセッサに伝
   送する手段、 新規プログラムの実行をするプロセッサを、管理機能に
   よって、割り当てる手段、 第４のパケットを解して、割り当てをホストプロセッサ
   から開始プロセッサに伝送する手段からなることを特徴
   とする特許請求の範囲第８項記載のマルチプロセッサシ
   ステムの新規プログラムを実行する装置。
10. （１０）オブジェクトコードファイルの部分はプロセッ
    サ割り当てパラメータの第１のセットを含み、 開始プロセッサは、第１の主プロセスのプロセス情報の
    部分に格納されているプロセッサ割り当てパラメータの
    第２のセットを有し、 第３のパケットはプロセッサ割り当てパラメータの第１
    および第２のセットを含み、 割り当て手段は、 プロセッサ割り当てパラメータを第３のパケットから読
    み出す手段と、 プロセッサ割り当てパラメータのセットに応じて、プロ
    セッサの割り当ての為に、実行プロセッサを指定する手
    段とからなることを特徴とする特許請求の範囲第９項記
    載のマルチプロセッサシステムの新規プログラムを実行
    する装置。
11. （１１）プロセス情報は第１の主プロセスを主プロセス
    として、機能するように、変換し、 転送する手段は、 プロセス情報を開始プロセッサによって、読み出す手段
    と、 プロセス情報を開始プロセッサによって、第５のパケッ
    トに構成する手段、 第５のパケットを開始プロセッサから、実行プロセッサ
    ぅする手段からことを特徴とする特許請求の範囲第９項
    記載のマルチプロセッサシステムの新規プログラムを実
    行する装置。
12. （１２）変換する手段は、 プロセス情報を第５のパケットから読み出す手段、 プロセス情報を第２の補助プロセスに格納する手段、 第２の補助プロセスを第２の主プロセスに変換する手段
    とからなることを特徴とする特許請求の範囲第１１項記
    載のマルチプロセッサシステムの新規プログラムを実行
    する装置。