1273495 (1) 九、發明說明 【發明所屬之技術領域】 本發明係有關於資訊處理裝置、處理程序控制 以及電腦程式。更詳言之是有關於，在複數之邏輯 是共用資訊處理裝置中的資源而執行各種資料處理 當中’使得對於邏輯處理器對應之資源的存取性提 現高效率的資料處理之資訊處理裝置、處理程序控 ，以及電腦程式。 【先前技術】 在1個系統內搭載了複數作業系統（〇 s )的多 系統中’各〇 s係可以執行彼此互異的處理程序， 將系統上共通的硬體，亦即C P U或記憶體等，在 列上逐次切換地利用，而進行處理。 複數0 S的每個執行處理程序（工作）的排程 ，係藉由分割區管理軟體而執行。當1個系統內 OS ( α )與0S ( /3 )之2個作業系統時，若令os 的處理爲分割區A，令〇 s (石）的處理爲分割區Β 割區管理軟體係會決定分割區A與分割區b的執行 根據決定好的排程，分配硬體資源而執行各〇 S中 〇 揭露了多重〇 s型的系統中之工作管理的先前 例如有專利文獻1 。專利文獻i中，揭露了在複數 之個別上所執行的工作管理中，爲了讓緊急性高的 方法、 處理器 的構成 升，實 制方法 '重0S 並且是 時間系 ，·例如 並存了 (α ) ，則分 排程， 的處理 技術， 的 0S 處理優 -4- (2) 1273495 先處理所需之工作排程手法。 如前述，各種資料處理的執行主體係以分割區的方式 而被設定。具體而言，是設定了作爲系統內接受資源分配 之主體的邏輯分割區，對於邏輯分割區，將實體處理器單 元的使用時間、虛擬位址空間，甚至記憶體空間等各式各 樣的資源加以分配，而執行適用了所分配之資源的處理。 邏輯分割區中，設定有對應於任一實體處理器的邏輯性的 φ 處理器，執行以邏輯處理器爲基礎的資料處理。邏輯處理 器與實體處理器並非限於一對一的關係，有時1個邏輯處 理器是被建立對應至複數個實體處理器，也有時複數個邏 輯處理器是被建立對應至1個實體處理器。 當適用了邏輯處理器的複數處理被平行處理的時候， 實體處理器，係被複數的邏輯處理器予以排程而被使用。 亦即，複數之邏輯處理器，係以分時（time sharing)方 式進行實體處理器的使用。 Φ 例如圖1所示，當對1個實體處理器而分配了 1個邏 輯處理器的時候，亦即，邏輯處理器（甲）會佔有實體處 . 理器（1 )而利用，邏輯處理器（乙）會佔有實體處理器. _ ( 2 )而利用時，考察有關邏輯處理器（甲）之存取處理 的情形。 例如已被設定邏輯處理器（甲）的邏輯分割區所對應 的0S，試圖要對邏輯處理器（甲）進行存取。由於邏輯 處理器（甲）所正在佔有的實體處理器（1 )所保持的近 端儲存區領域等等，係作爲對應於被佔有利用之實體處理 (3) 1273495 器（1 )的領域而被映射至邏輯處理器（甲）所對應之邏 輯分割區的位址空間，因此對應於邏輯分割區的0S，總 是能夠對邏輯處理器（甲）進行存取。藉由對邏輯處理器 (甲）的存取，就可取得對應於邏輯處理器（甲）的近端 儲存區資訊等各種資訊。 可是，如圖2所示，當對1個實體處理器分配有複數 個邏輯處理器，執行分時處理的時候，如圖2所示的存取 φ A，在邏輯處理器（甲）正在適用實體處理器（1.).的時序 上，和上述處理同樣地，對應於邏輯分割區的0 S，雖然 可對邏輯處理器（甲）進行存取，但如圖2所示的存取B ，在邏輯處理器（甲）並非正在適用實體處理器（· 1 )的 時序上，邏輯處理器（甲）無法適用任何一個實體處理器 ，對應於實體處理器的近端儲存區領域等資訊，係未被映 射至對應於邏輯處理器（甲）的邏輯分割區的位址空間， 因此邏輯處理器（甲）的存取就變成不可執行。此時，邏 • 輯處理器（甲）就必須待機直到藉由分時而能利用實體處 理器的時間爲止，會導致資料處理發生延遲等問題-_ 〔專利文獻1〕特開2003 -3 45 6 1 2號公報 【發明內容】 〔發明所欲解決之課題〕 本發明係有鑑於上述問題點而硏發，目的在於提供一 種在複數之邏輯處理器是共用資訊處理裝置中的資源而執 行各種資料處理的構成當中，使得對於邏輯處理器對應之 -6- (4) 1273495 資源的存取性提升，實現高效率的資料處理之資訊處理裝 置、處理程序控制方法，以及電腦程式。 〔用以解決課題之手段〕 本發明之第1側面係 一種資訊處理裝置，係屬於將複數邏輯處理器藉由分 時（time sharing )而建立對應至實體處理器以執行資料 # 處理的資訊處理裝置，其特徵爲， 具有上下文管理部，其係將實體處理器是處於未被分 配之狀態的邏輯處理器對應之上下文（c ο n t e X t )，映射至 作爲該邏輯處理器之適用主體的邏輯分割區所對應的邏輯 分割區位址空間而加以保存。 再者’本發明之資訊處理裝置之一實施樣態中，前記 資訊處理裝置係具有：控制0 S，執行將複數邏輯處理器 藉由分時（time sharing )而建立對應至實體處理器之處 • 理；和客座OS ( Guest 0S )，其係被建立對應了作爲邏 輯處理器之適用主體的邏輯分割區；前記控制0S係構成 • 爲執行以下處理··根據從客座0 S對控制0 S的系統呼叫 _ ，而將該客座0S對應之邏輯分割區所適用之邏賴處理器 所對應之上下文，映射至前記客座0 S對應之邏輯分割區 位址空間而加以保存。 再者，本發明之資訊處理裝置之一實施樣態中，前記 控制0S係構成爲執行以下處理： 根據從客座0S對控 制〇S的系統呼叫，將前記客座0S對應之邏輯分割區所 -7 - (5) 1273495 適用之邏輯處理器，從作爲往實體處理器之對應建立處理 的分時處理對象中予以除外，並將前記邏輯處理器對應之 上下文，映射至前記邏輯分割區位址空間而加以保存。 再者，本發明之資訊處理裝置之一實施樣態中，前記 控制0 S係構成爲執行：把邏輯處理器視爲實體處理器之 分配對象的活動狀態，和不把邏輯處理器視爲實體處理器 之分配對象，的非活動狀態，之2狀態間的切換處理；且構 φ 成爲執行以下處理：根據從客座0 S對控制0 S的系統呼 叫，而將該客座0S對應之邏輯處理器設定成非活動狀態 ，而將該邏輯處理器對應之上下文，映射至前記邏輯分割 區位址空間而加以保存。 且特徵在於構成爲執行以下處理··根據從客座0S對 控制0S的系統呼叫，而將該客座0S對應之邏輯處理器 設定成非活動狀態，而將該邏輯處理器對應之上下文，映 射至前記邏輯分割區位址空間而加以保存。 ♦ 再者，本發明之資訊處理裝置之一實施樣態中，前記 控制0S係構成爲，根據從客座0S對控制0S的系統呼叫 . ，將已被設定成非活動狀態之前記客座0 S對應之邏輯處 ^ 理器再次設定成活動狀態，以將該邏輯處理器變回實體處 理器之分配對象。 再者，本發明之資訊處理裝置之一實施樣態中，前記 上下文管理部係構成爲：作爲邏輯處理器對應之上下文， 而執行包含邏輯處理器之暫存器、I/O埠、近端儲存區之 上下文的保存處理。 (6) 1273495 再者，本發明之第2側面係 一種處理程序控制方法，係屬於將複數邏輯處理器藉 由分時（time sharing )而建立對應至實體處理器以執行 資料處理的資訊處理裝置中的處理程序控制方法，其特徵 爲’具有· 邏輯處理器排程步驟，把邏輯處理器從實體處理器之 分配對象中予以除外；和 # 上下文保存步驟，其係執行以下處理··將已從實體處 理器之分配對象中除外的實體處理器對應之上下文，映射 *至作爲該邏輯處理器之適用主體的邏輯分.割區所對應.之邏 輯分割區位址空間而加以保存。 再者，在本發明之處理程序控制方法之一·實施樣態中 ，前記處理程序控制方法，更具有：系統呼叫輸出步驟， 將來自客座〇 s對控制0 S的系統呼叫予以輸出；前記邏 輯處理器排程步驟係執行以下處理：根據前記系統呼叫， • 把邏輯處理器從實體處理器之分配對象中加以除外；前記 上下文保存步驟係執行以下處理：根據前記系統呼叫，而 . 將客座0S對應之邏輯分割區所適用之邏輯處理器所對應 ^ 之上下文，映射至前記客座0S對應之邏輯分割區位址空 間而加以保存。 再者，本發明之處理程序控制方法之一實施樣態中， 則自5控制0 S係執丫了 ：把邏輯處理器視爲貫體處理器之分 配對象的活動狀態，和不把邏輯處理器視爲實體處理器之 分配對象的非活動狀態，之2狀態間的切換處理；且執行 - 9- (7) 1273495 以下處理：根據從客座〇s對控制os的系統呼叫，而將 該客座0 S對應之邏輯處理器設定成非活動狀態，而將該 邏輯處理器對應之上下文，映射至前記邏輯分割區位址空 間而加以保存。 再者，本發明之處理程序控制方法之一實施樣態中， 前記控制0S係更進一步執行以下處理：根據從客座0S 對控制0S的系統呼叫，將已被設定成非活動狀態之前記 φ 客座0S對應之邏輯處理器再次設定成活動狀態，以將該 邏輯處理器變回實體處理器之分配對象。 再者，本發明之第3側面係 一種電腦程式，該程式係屬於在將複數邏輯處理器藉 由分時（time sharing)而建立對應至實體處理器以執行 資料處理的構成中，執行處理程序（process)控制處理電 腦程式，其特徵爲，具有： 邏輯處理器排程步驟，把邏輯處理器從實體處理器之 • 分配對象中予以除外；和 上下文保存步驟，其係執行以下處理：將已從實體處 ， 理器之分配對象中除外的實體處理器對應之上下文，映射 ^ 至作爲該邏輯處理器之適用主體的邏輯分割區所對應之邏 輯分割區位址空間而加以保存。 此外，本發明的電腦程式係爲，例如，對於能夠執行 各種程式碼的泛用電腦系統，可藉由電腦可讀取之形式來 加以提供之記憶媒體、通訊媒體，例如CD或FD、M0等 記憶媒體，或者網路等通訊媒體，來進行提供的電腦程式 -10- 1273495
。藉由將此種程式以電腦可讀取的形式來進行提供 在電腦系統上實現相應於程式之處理。 本發明的其他目的、特徵或優點，根據後述之 的實施例或添附圖面，進行更詳細的說明即可理解 ，本說明書中所謂的系統，係爲複數裝置的邏輯集 ，各構成裝置並非侷限於只在同一框體內。 w 〔發明效果〕 若根據本發明之構成，則在將複數之邏輯子處 由分時而建立對應至實體子處理器以執行資料處理 當中，由於是構成爲可執行將非爲實體子處理器之 象的邏輯子處理器的上下文，映射至作爲邏輯子處 適用主體的邏輯分割區所對應之邏輯分割區位址空 以保存的處理，因此在邏輯子處理器並未被分配至 處理器的狀況下，該邏輯子處理器的上下文之取得 Φ 能，且可令對邏輯子處理器的存取、程式載入等之 不必等待邏輯子處理器被分配至實體子處理器的時 加以執行，而可令資料處理效率飛躍性地提升。 再者，若根據本發明之構成，則由於在上下文 係除了暫存器的內容以外，還將先前之上下文表中 含的例如近端儲存區領域、I/O埠之內容等等予以 放的構成，因此客座〇 s，係可參照暫存器之內容 儲存區之內容、I/O埠之內容，以作爲被設定成被 實體子處理器未使用狀態之非活動狀態的邏輯子處 ，就可 本發明 。此外 合構成 理器藉 的構成 分配對 理器之 間而加 實體子 變爲可 處理， 序就能 表中， 所未包 一倂存 、近端 非處於 理器所 -11 - (9) 1273495 對應之各種狀態資訊，可依照這些資訊而執行資源存取所 致資料處理，提升資料處理效率。 【實施方式】 以下將參照圖面，說明本發明之資訊處理裝置、處理 程序控制方法、以及電腦程式之細節。 首先，參照圖3，說明本發明之資訊處理裝置的硬體·. # 構成例。處理器模組101，係爲複數的處理器（ Processing Unit )所構成的模組，會聽從 R〇M ( Read Only Memory) 104、HDD123等中所記憶之程式，會執行 聽令於作業系統（〇 S : 0 p e 1· a t i n g S y s t e m ) 、Ο S對應之應 用程式等各種程式的資料處理。關於處理器模組1 〇 1的細 節，將在後段參照圖4來說明。
圖形引擎102，係遵照從處理器模組1〇1所輸入的指 示，執行爲了向構成輸出部1 22之顯示元件進行晝面輸出 # 所需之資料生成、例如3 D圖形描繪處理。主記憶體（ DRAM) 103中，存放著處理器模組101中所執行的程式 _ 或其執行上會適宜變化的參數等。這些元件係藉由 CPU 匯流排等所構成之主機匯流排1U而彼此連接。 主機匯流排π 1，係透過橋接器1 05，而連接至PCI (Peripheral Component Interconnect/Interface )匯流排等 之外部匯流排1 1 2。橋接器1 〇 5係執行在主機匯流排1 1 1 、外部匯流排2間，以及控制器1 06、記憶卡1 07、其 他元件之間的資料輸出入控制。 -12- (10) 1273495 輸入部1 2 1，係將來自鍵盤、指標器裝置等被使用者 操作之輸入裝置的輸入資訊進行輸入。輸出部122，係由 液晶顯示裝置或CRT ( Cathode Ray Tube )等之影像輸出 部和揚聲器等聲音輸出部所構成。 HDD ( Hard Disk Drive ) 123，係內藏硬碟，驅動硬 碟，以使藉由處理器模組1 〇 1所執行之程式或資訊進行記 錄或再生。 • 驅動器1 24，係將所被裝塡的磁碟、光碟、光磁碟、 或半導體記憶體等之可卸除式記錄媒體1 27中所記錄的資 料或程式予以讀出，將該資料或程式，供給至透過介面 113、外部掘流排112、橋接器105、及主機匯流排ln而 連接的主記憶體：（DRAM) 103。 連接埠 125，係連接外部連接機器128的埠，具有 USB、IEEE 1 3 94等之連接部。連接埠125，係透過介面13 、外部匯流排1 1 2、橋接器1 0 5及主機匯流排1 1 1，而連 # 接至處理器模組101等。通訊部126，係連接至網路，會 執行來自處理器模組101或HDD 123等所提供之資料的送 訊、來自外部之資料收訊。 其次，參照圖4，說明處理器模組的構成例。如圖4 所示，處理器模組200，係由：由複數主處理器所成之主 處理器群201、由複數子處理器所成之複數子處理器群 2 0 2〜2 0 η所構成。其個別都設有記憶體控制器、二次快取 。各子處理器群202〜20η之每一個例如係具有8個處理 益早兀’錯由縱t頁式架構（c r 〇 s s b a r a r c h i t e c t U r e ) ν或 -13- (11) 1273495 分封交換式網路等而連接。在主處理器群201的主處理器 的指示下，複數子處理器群202〜20η的1個以上之子處 理器會被選擇，執行所定的程式。 此外’本發明之裝置係具有複數的實體子處理器，其 軟體會將實體子處理器以分時（time sharing)方式而加 以多重化，而將邏輯處理器提供給OS。控制子處理器的 控制OS係在主處理器上動作。此外，本發明的方式係也 # 可應用在不具有主-子處理器這種主從關係的裝置上，也 可適用在不具有主-子處理器這種主從關係的多處理器機 器上。 各處理器群中所設置之記憶體流向控制器，係執行和 圖3所示的主記憶體]03之間的資料輸輸出入控制；二次 快取，係當作各處理器群中的處理用資料之記憶領域而被 利用。 其次，參照圖5，說明本發明之資訊處理裝置中的作 # 業系統（0 S )構成。本發明之資訊處理裝置係具有複數作 業系統（〇 s )共存的多重〇 S構成。具有如圖5所示的， . 帶有邏輯性之階層構成的複數作業系統（0 S )。 如圖5所示，在下位層中具有控制0 S 3 0 1、在上位層 中則設定有複數的客座OS3 02、3 03及系統控制OS3 04。 控制OS30 1，係除了實現系統控制OS3 04，同時還在參照 圖3、圖4說明過的處理器模組中實現了作爲用來執行各 處理程序之1個執行單位的邏輯分割區，並執行將系統內 的硬體資源（作爲計算機資源的主處理器、子處理器、記 - 14- (12) 1273495 憶體、裝置等）分配給各邏輯分割區之處理。 客座OS302、303，例如係爲遊戲OS或Windows (註 冊商標）、：Linux (註冊商標）等各種 OS ;是在控制 Ο S 3 0 1的控制之下運作的0 S。此外，圖5中，雖然只圖 示了客座OS302、303這2個客座OS，但客座OS係可設 定成任意數目。 客座 OS3 02、3 03，係在被控制 OS301及系統控制 φ OS3 04所設定而成之邏輯分割區內動作，會將分配給該邏 輯分割區的主處理器、子處理器、記憶體、裝置等硬體資 源予以適用而執行各種資料處理。 例如，客座 OS ( a ) 302，會將分配給被控制 OS301 及系統控制OS 3 04所設定而成之邏輯分割區2 0勺主處理器 、子處理器、記憶體、裝置等硬體資源加以適用，而執行 客座OS(a) 302對應之應用程式305。又，客座〇S(b )3 0 3 ’係將分配給邏輯分割區n的主處理器、子處理器 Φ 、記憶體、裝置等硬體資源加以適用，而執行客座0 S ( b )3 0 3對應之應用程式3 0 6。控制Ο S 3 0 1，係提供客座〇 s , 程式化介面以作爲客座〇 S執行上所必須之介面。 • 系統控制〇 s 3 0 4，係生成含有邏輯分割區管理資·訊的 系統控制程式3 0 7 ’將以系統控制程式3 0 7爲基礎的系統 之動作控制’連同控制Ο S 3 0 1 —倂加以執行。.系統控制程 式3 0 7，係爲使用系統控制程式·程式化介面，而控制系 統原則（policy )的程式。系統控制程式·程式化介面， 係從控制0 S 3 0 1提供給系統控制〇 s 3 0 4。例如資源分配的 -15- (13) 1273495 上限値的設定等等，提供以程式所致之有彈性自訂化所需 的手段，就是系統控制程式3 07所擔任的角色。 系統控制程式3 07係可使用系統控制程式·程式化介 面’而控制系統的行爲。例如，可作成新的邏輯分割區， 並在該邏輯分割區上啓動新的客座OS。在有複數客座〇S 動作的系統中，這些客座〇 S係按照系統控制程式中所預 先程式化的順序而被啓動。又，從客座Ο S所提出的資源 # 分配要求在由控制〇 S 3 0 1受理前會進行檢查，可依照系統 原則而加以修正，或將該要求直接拒絕。藉此，可以避免 特定的客座OS來獨佔資源。如此，將系統原則以程式方 式加以實現者，就是系統控制程式。 控制OS301係爲了系統控制OS3 04所需而分配.了特 別的邏輯分割區（在圖中係爲邏輯分割區1 )。控制 OS301，係在超管理器（hypervisor )模式下動作。客座 0S係在監督器（supervisor )模式下動作。系統控制0S # 、應用程式則是在疑難（problem )模式（使用者模式） 下動作。 产 邏輯分割區係爲接受系統內之資源分配的主體。例如 主記憶體1 03 (圖3參照）係被分割至數個領域，各個領 域的使用權是對邏輯分割區而給予。被分配給邏輯分割區 的資源種別係有以下： a )實體處理器單元使用時間 b) 虛擬位址空間 c) 在邏輯分割區內動作的程式所能存取的記憶體 -16- (14) 1273495 d )控制0 S用來管理邏輯分割區所需之記憶體 e )事件埠 f )裝置的使用權 g)快取分割區 h )匯流排使用權 如前述，客座OS係在邏輯分割區之中動作。客座os 係獨佔被分配給邏輯分割區的資源而執行各種資料處理。 # 許多情況下，在系統上動作的每個客座OS都有被作成1 個邏輯分割區。各邏輯分割區是被賦予了唯一的識別子。 系統控制OS 3 04，係將識別子建立對應至作爲邏輯分割區 管理資訊而生成之系統控制程式而加以管理。 邏輯分割區，係藉由控制OS301及系統控制OS304 而生成。爾生成的邏輯分割區不帶有任何資源，也沒有設 定使用資源的限制。邏輯分割區中具有活動狀態和結束狀 態這兩種狀態。剛生成的邏輯分割區係爲活動狀態。根據 Φ 在邏輯分割區內動作的客座〇 S之要求，邏輯分割區會遷 移至結束狀態，被分配給邏輯分割區的所有邏輯處理器皆 • 會停止。 . 此外，邏輯處理器，係被分配給邏輯分割區的邏輯上 的處理器，是對應於任一實體處理器，亦即，圖4所示之 處理器群內的處理器。只不過，邏輯處理器與實體處理器 並非限於一對一的關係，有時1個邏輯處理器是被建立對 應至複數個實體處理器’也有時複數個邏輯處理器是被建 立對應至1個實體處理器。邏輯處理器與實體處理器的對 -17- (15) 1273495 應建立，係由控制OS301來決定。 控制0S3 0 1，係具備限制各邏輯分割區所使用之資源 量的機能。客座0S 3 02、3 0 3是可不必和系統控制〇S3 04 進行通訊，就能針對要進行分配/釋放之資源限制其使用 量。 各邏輯分割區係具備控制訊號埠。邏輯分割區間的資 料交換/共享所必須之各種控制訊號會送到該璋。控制訊 籲 號的例子舉例如下。 a )邏輯分割區間事件埠的連接委託 b )邏輯分割區間訊息通道的連接委託 c )對共用記憶體區域的連接委託 來到各邏輯分割區的控制訊號係在控制訊，號埠中被排 成佇列。佇列的深度，只要是記憶體資源所能容許的範圍 內，則無限制。佇列排列上所必須之記憶體資源係從發送 了控制訊號的邏輯分割區中加以確保。爲了從該埠中取出 # 控制訊號，會呼叫客座0 S程式化界面。當控制訊號到達 空的控制訊號埠時，可將事件送訊至任意的事件璋。事件 . 埠之指定係可藉由呼叫客座OS程式化界面而進行。 _ 控制OS係對邏輯分割區，將實體子處理器予以抽象 化而成的邏輯子處理器，當作計算機資源（resource )而 給予。如前所述，由於實體子處理器和邏輯子處理器並非 ~對一的對應關係，因此數目上不需要相同。爲了實現這 點，控制〇 S必須要能因應所需而將一個實體子處理器建 立對應至複數個邏輯子處理器。 -18- (16) 1273495 若邏輯子處理器的數目是多餘實體子處理器的數目， 則控制0S係將實體子處理器予以分時（time sharing )而 進行處理。爲此，邏輯子處理器係有可能隨著時間經過而 重複動作停止和動作繼續。客座0S則可觀測這些狀態的 變化。 參照圖6，說明實體處理器與邏輯處理器的對應。圖 6中係圖示了主處理器401、實體子處理器411〜414之實 # 體處理器構成。 圖6的例子中，實體子處理器（2 )係藉由： 時間taO〜tal :邏輯子處理器（甲） 時間tal〜ta2 :邏輯子處理器（乙） 時間ta2〜ta3 :邏輯子處理器（丙） 時間ta3〜 ：邏輯子處理器（甲） 的分時來分配各邏輯子處理器，在各個分配時間內， 各邏輯子處理器係執行適用了實體子處理器（2 )之處理 •。 又，實體子處理器（〇係藉由： . 時間tbo〜tbl :邏輯子處理器（乙） _ 時間tbl〜tb2 :邏輯子處理器（丙） 時間t b 2〜t b 3 :邏輯子處理器（甲） 時間t b 3〜 ：邏輯子處理器（乙） 的分時來分配各邏輯子處理器，在各個分配時間內， 各邏輯子處理器係執行適用了實體子處理器（4 )之處理 -19- (17) 1273495 各邏輯子處理器是藉由分時而執行利用了實體子處理 器之處理，並且在下個分配期間中，爲了繼續適用了實體 子處理器之資料處理，因此必須要保持著資料處理中斷時 的硬體狀態等的狀態資訊。此狀態資訊中’係含有圖中所 示的各實體子處理器所對應之近端儲存區之內容、1/0埠 之內容、暫存器之內容。 邏輯子處理器被分配給實體子處理器的期間，係在該 φ 邏輯子處理器所對應之邏輯分割區位址空間內的領域上’ 是被映射有反映著邏輯子處理器狀態的實體子處理器的 I /〇璋的領域之一部份與近端儲存區領域，因此透過其他 處理器的存取是可行的。例如，邏輯子處理器所被建立對 應到之邏輯分割區所被設定之客座0s ’是可透過其他處 理器來進行存取。 可是，邏輯子處理器被分配給實體子處理器的期間， 係在該邏輯子處理器所對應之邏輯分割區位址空間內的領 Φ 域上，是被映射有反映著邏輯子處理器狀態的實體子處理 器的I/O埠的領域與近端儲存區領域，因此如參照圖2所 . 說明過的，一般而言往邏輯子處理器的存取會變成無法進 行。可是，本發明中是構成爲，在邏輯處理器不是正在利 用實體處理器的期間內，爲了實現往邏輯處理器的存取， 將含有I/O埠之領域與近端儲存區領域資訊的上下文表， 保持在可從其他處理器參照的狀態 以下，說明該上下文保存構成的細節。以下的說明中 ，將利用邏輯子處理器的資料處理加以執行的，是在參照 •20- (18) 1273495 圖5所說明過的被分配給客座〇s的邏輯分割區。對於邏 輯分割區所對應之邏輯子處理器，分時所致之實體處理器 的分配係藉由控制0 S而執行。 邏輯子處理器上，係有受到客座0 S所控制的活動狀 態/非活動狀態，和受控制0S所控制的執行狀態/可執 行狀態。藉由這些組合，邏輯子處理器上係存在以下三種 狀態。 p ( a )活動狀態&可執行狀態 (b )活動狀態&執行狀態 (e)非活動狀態 活動狀態和非活動狀態的差異，係邏輯子處理器是否 成爲控制0S所致之分時對象，亦即是否成爲實體子處理 器之分配對象的差異。活動狀態，係邏輯子處理器是成爲 分時對象的狀態，亦即是成爲實體處理器之分配對象的狀 態。當邏輯子處理器爲活動狀態的時候，則控制0S係將 φ 已分時之實體子處理器，適宜地分配給該邏輯子處理器。 非活動狀態係邏輯子處理器不是成爲分時對象的狀態 。當邏輯子處理器處於該非活動狀態的時候，則控制〇s 係不會將已分時之實體子處理器分配給該邏輯子處理器。 可是，在此情況下，邏輯子處理器的上下文係被保持在上 下文表（context table)中。藉由控制0S將該上下文映射 至邏輯分割區位址空間，使得來自其他處理器的對非活動 狀態之邏輯處理器的存取變爲可能。此外，客座0 s係可 控制邏輯子處理器的活動狀態/非活動狀態。 ••21 - (19) 1273495 執行狀態與可執行狀態的差異，係活動狀態之邏輯子 處理器是否在實體子處理器上被實際執行之差異。當邏輯 子處理器是多於實體子處理器的時候，如先前參照圖2所 說明過的，邏輯子處理器係藉由已被分時之實體子處理器 來實現，因此邏輯子處理器並非總是會在實體子處理器上 被執行。執行狀態，係指邏輯子處理器是在實體子處理器 被貫際執行的瞬間狀態。 # 另一方面，可執行狀態，係邏輯子處理器是正處於成 爲實體處理器之分配對象（活動狀態），但實際上並未在 實體子處理器上被執行之瞬間狀態。 這些狀態間的遷移，亦即，執行狀態與可執行狀態之 間的遷移，係藉由控制0S所引起之邏輯子處理器的上下 文開關而引發。此外，客座0S係可獲知邏輯子處理器的 執行狀態/可執行狀態。 若邏輯子處理器是活動狀態且爲執行狀態，則邏輯分 # 割區位址空間內的領域上，會被映射有反映著邏輯子處理 器狀態的實體子處理器的I/O埠之領域與近端儲存區領域 . 。因此，對邏輯子處理器的存取是處於可能的狀態。 再者，在本發明之資訊處理裝置中，當邏輯子處理器 是遷移至非活動狀態之際，控制os會將作爲邏輯子處理 器之狀態資訊的邏輯子處理器之上下文（context )加以保 存，並將上下文表，映射至邏輯子處理器所對應之客座 0S之邏輯分割區位址空間內的領域。藉由該處理，客座 0 S係可根據自己的邏輯分割區位址空間來參照處於非活 -22- (20) 1273495 動狀態之邏輯子處理器的上下文表的資源資訊，而可進行 資源資訊之讀取、寫入、更新等處理。 甚至，在上下文表中，除了暫存器之內容以外，還可 將先前之上下文表中所未含有的，例如近端儲存區之內容 或I/O埠之內容等，一倂加以存放而構成。其結果爲，客 座OS係可執行資源存取所致之資料處理，該資源存取係 聽從於被設定成並非處於實體處理器使用狀態之非活動狀 Φ 態的邏輯處理器所對應之這些各種狀態資訊，而提升資料 處理效率。 參照圖7，說明客座Ο S所致之邏輯子處理器對應的 資源存取樣態。客座OS係被邏輯分割區所設定，邏輯分 割區上是被建立對應有邏輯子處理器。資源係被區分爲， 客座OS不可存取的資源50 1，和客座OS可以存取的資源 502。 當客座OS對應之邏輯分割區上所被建立對應到的邏 Φ 輯子處理器是處於活動狀態且爲執行狀態的時候，係爲實 體子處理器5 1 0所致之資料處理執行狀態，該狀態下，適 / 用了 ：客座OS不可存取的資源501中所包含之泛用暫存 器52 1、I/O埠之一部份522、還有客座OS可以存取的資 源5 02中所包含之I/O埠的一部份5 2 3、近端儲存區524 、主記憶體5 2 5的資料處理會被執行。 當處於實體子處理器所致之資料處理執行狀態的時候 ，客座OS的邏輯分割區位址空間上，係被映射了 I/O埠 的一部份52 3領域和近端儲存區5 24領域等，客座OS係 -23- (21) 1273495 可對這些資源進行存取。 然後，一旦邏輯子處理器遷移至非活動狀態、亦即從 實體子處理器之分配對象中被排除後的狀態，則在位於邏 輯子處理器的主記憶體5 2 5中的上下文表5 3 1中會保存該 當上下文。 被保存在主記憶體5 2 5中的邏輯子處理器之上下文表 531，由於是被映射至邏輯子處理器所對應之客座0S的邏 • 輯分割區位址空間內之領域，因此是可藉由客座0S來存 取。 參照圖8，說明邏輯子處理器所對應之客座〇 s的邏 輯分割區位址空間，和實體位址空間的對應。 圖8中圖示了，對應於邏輯子處理器的客座0S的邏 輯分割區位址空間5 60，和實體位址空間5 70。實體位址 空間5 7 0係爲相當於主記憶體的實體空間。客座Ο S，係、 只能夠存取已被映射至客座OS之邏輯分割區位址空間領 •域的實體位址空間。 當客座〇 S的邏輯分割區對應之邏輯子處理器，是處 . 於活動狀態且爲執行狀態的時候，亦即是處於賓體子處理 器所致之資料處理執行狀態的時候，客座〇 S的邏輯分割 區位址空間560上，係被映射有I/O埠之部份領域和近端 儲存區領域561，客座OS係可對這些資源進行存取。 再者，當客座OS的邏輯分割區對應之邏輯子處理器 是處於非活動狀態的時候，亦即是處於從實體子處理器分 配對象中被除外後之狀態的時候，客座〇 S的邏輯分割區 -24 - (22) 1273495 位址空間5 60上，除了被映射有前記I/O埠之部份領域和 近端儲存區領域，還映射有加上了前記I/O埠中所未包含 之關聯I/O埠的領域和暫存器而成的上下文表5 62，客座 OS是可對這些資源進行存取。 參照圖9，說明上下文保存處理之細節。圖9中係圖 示了，執行上下文保存處理的控制〇 S 6 1 0、和執行保存對 象之上下文對應之邏輯處理器所致之資料處理的邏輯分割 φ 區所設定之客座OS620。 如先前參照圖8所說明過的，上下文被保存成可從客 座OS參照之狀態，係當邏輯子處理器是被設定成非活動 狀態的時候。亦即邏輯子處理器是被排除在實體子處理器 分配對象以外的時候。 圖9中，客座OS620，係對控制OS610的系統呼叫處 理部611，輸出一要求將上下文保存至可從客座os參照 之位置的保存處理之系統呼叫。控制0 S 6 1 0的系統呼叫處 9 理部6 1 1 ’係一旦收到來自客座0 S 6 2 0的系統呼叫，便對 邏輯處理器排程處理部6 1 2，輸出一邏輯子處理器之棑程 • 變更要求，然後向上下文管理部請託對應於邏輯處理器的 上下文之保存。 系統呼叫處理部6 1 1，係響應要求，而令邏輯子處理 器從活動狀態遷移至非活動狀態。亦即進行了，將客座 Ο S 6 2 0中所被設定之邏輯分割區所對應之邏輯子處理器， 從實體子處理器分配對象中加以除外的處理。藉由該處理 ’邏輯子處理器係被設定成非活動狀態。 -25- (23) 1273495 然後，邏輯處理器排程處理部6 1 2，係向上下文管理 部6 1 3，請託已遷移成非活動狀態之邏輯子處理器所對應 之上下文的保存處理。上下文管理部6 1 3，係一旦受到邏 輯處理器排程處理部6 1 2請託了邏輯子處理器之上下文的 保存/復原，便會執行上下文的保存/復原。又，一旦確 認到該邏輯子處理器是已經被設定成非活動狀態的事實， 則向主記憶體管理部6 1 4發出請託，使其將已保存上下文 φ 的上下文表映射至邏輯分割區位址空間。保存的上下文中 ，係含有邏輯處理器的近端儲存區之內容、I/O埠之內容 、暫存器之內容。 主記憶體管理部6 1 4，係將作爲實體位址空間的主記 憶體中所保存之上下文，映射至客座0S 620的邏輯分割區 位址空間領域，設定成可從客座OS620參照的狀態。.記億 體管理部614，係對客座OS62 0，通知一位於客座OS620 之邏輯分割區位址空間中的上下文存取用位址。 # 客座OS，係可按照所被通知的位址來參照上下文， 取得基於上下文的資源、亦即先前說明之可從主處理器直 . 接存取的I/O璋領域和近端儲存區領域，還有暫存器內容 雪 、無法從主處理器直接存取的I/O埠內容，而可進行這些 資源資訊的讀取、寫入處理。 參照圖1 〇，說明上下文的保存處理、以及利用被保存 之上下文的資源存取處理。 圖1 0所示的處理，係客座〇 s根據將自己的邏輯分割 區之處於活動狀態的邏輯處理器，設定成非活動狀態而映 -26 - (24) 1273495 射至邏輯分割區位址空間領域而成的上下文，執行資源存 取’然後，將邏輯子處理器變回活動狀態的處理序列。針 對各步驟加以說明。 步驟S110，係客座0S所致之邏輯子處理器之資源存 取的開始處理。此外，該客座0 S中，係設定有邏輯分割 區’並且向所設定之邏輯分割區所對應之邏輯子處理器的 資源進行存取。 步驟 S 1 1 0的處理，係由圖1 〇的右側所示之步驟 S111〜S113之處理所構成。首先，在步驟sill中，客座 0S係對控制0S執行系統呼叫。該系統呼叫，係將邏輯子 處理器加以特定，係爲要求將該邏輯子處理器對應之上下 文保存至可從客座0 S參照之位置的處理的系統呼叫。 控制0 S，係響應於來自客座0 S之系統呼叫的收取， 而執行步驟s 1 1 2、S 1 1 3的處理。此外，圖1 0中，粗線框 所示的步驟s 1 1 2、S 1 1 3、S 1 3 2係相當於控制0 S的處理
控制〇 S，係在步驟S 1 1 2中，將有來自客座0 S之要 求的邏輯子處理器，排除在分時對象以外。亦即排除在實 體子處理器的分配對象以外，設定成非活動狀態。然後， 在步驟S 1 1 3中，會執行邏輯子處理器對應之上下文的保 存。被保存的上下文，係被映射至客座〇 S之邏輯分割區 位址空間領域，設定成可從客座參照之狀態。此外， 保存的上下文中，係含有I/O埠之內容、近端儲存區之內 容、暫存器之內容。 -27- (25) 1273495 步驟S 1 2 0中，客座0 S，係從自己的邏輯分割區位址 空間領域往上下文進行存取，執行上下文資訊的取得、覆 寫處理等資源存取處理。 一旦客座OS所致之資源存取結束，則客座OS係在 下個步驟S 1 3 0中，執行邏輯子處理器之資源存取結束處 理。 步驟 S 1 3 0的處理，係由圖1 〇的右側所示之步驟 • S13 1〜S132之處理所構成。首先，在步驟S131中，客座 OS係對控制OS執行系統呼叫。該系統呼叫，係將邏輯處 理器予以特定，將該邏輯處理器設定成分時候補的要求處 理’亦即要求從非活動狀態遷移至活動狀態之狀態遷移的 系統呼叫。 控制OS，係響應於來自客座〇S的系統呼叫收訊，而 在步驟S132中，執行一將有來自客座〇S之要求的邏輯子 處理器變回分時對象之處理。亦即再度設定成實體子處理 Φ 器的分配對象而設定成活動狀態。 藉由這些處理，邏輯子處理器係再度被設定成活動狀 . 態而成爲實體處理器之分配對象，響應於分時所對應之排 . 程’而可執行利用了實體子處理器的資料處理。 如此’本發明中，關於並未執行適用了實體子處理器 2資料處理的邏輯子處理器，是構成爲可參照該上下文， H Jit可使邏輯子處理器對應之資源存取能有效率地執行， 資源存取不需要待機等到實體子處理器的分配，可實現高 效率的資料處理。 -28- (26) 1273495 參照圖 η、圖12，說明適用了本發明時的利用了處 於非活動狀態之邏輯子處理器對應之上下文的處理例子° 當適用了邏輯子處理器的複數處理被平行處理的時候 ，實體子處理器，係被複數的邏輯子處理器予以排程而被 使用。亦即，複數之邏輯子處理器，係以分時（time sharing)方式進行實體子處理器的使用。. 圖U係圖示了，對於2個實體子處理器（1 )、實體 • 子處理器（2)，分配了複數之邏輯子處理器（甲）〜（ 丁），正在執行分時所致之處理的處理例。此處，對某客 座〇 S對應之邏輯子處理器（甲）的存取.在執行的時候， 邏輯處理器（甲）是藉由分時而被分配至任一實體子處理 器（1 )或實體子處理器（2 );當資料處理被執行時，如 前述，由於I/O埠領域之一部彳分或近端儲存區領域，是被 映射至客座〇 S對應之邏輯分割區位址空間的狀態，因此 邏輯子處理器（甲）及對該資源的存取是可能的。可是， 當邏fe處理益（甲）並未藉由分時而被分配至任^一實體子 處理器（1 )或實體子處理器（2 )，而非正在執行資料處 . 理的時候，則爲I/O璋領域之一部份或近端儲存區領域， 並未被映射至客座〇 S對應之邏輯分割區位址空間的狀態 〇 此處，在本發明的構成中係構成爲，藉由從客座0 S 對控制0S的系統呼叫，將邏輯子處理器（甲）設成非活 動狀態、亦即排除在分時對象以外，並保存上下文，將上 下文表映射至客座〇 s對應之邏輯分割區位址空間。亦即 - 29 - (27) 1273495 ，圖1 1所示之邏輯子處理器（甲）701係爲保持著客座 os可以參照之上下文的狀態。 圖1 1中係圖示了，在時刻11〜圖2之間，將邏輯子 處理器（甲）設定成非活動狀態，且邏輯子處理器（甲） 之上下文是被映射至客座OS對應之邏輯分割區位址空間 ，而被設定成可從客座OS參照之狀態。在時刻tl上，除 了輸出從客座0 S對控制Ο S的系統呼叫而將邏輯子處理 • 器（甲）從活動狀態設定成非活動狀態，同時還將上下文 映射至客座0 S對應之邏輯分割區位址空間。又，在時刻 t2上，輸出從客座〇 S對控制Ο S的系統呼叫，而將邏輯 子處理器（甲）從活動狀態設定成非活動狀態。 先前，當邏輯子處理器並未被分配到實體子處理器的 期間，邏輯子處理器的上下文是無法參照，因此，從O.S· 對邏輯子處理器的存取會變成錯誤。亦即，邏輯子處理器 (甲）必須要待機直到被分配至實體子處理器（1 )或（2 9 )的下個時序爲止。本發明的構成中，不需要待機:至邏輯 子處理器之實體子處理器的分配時序，就可對邏輯子處理 . 器進行存取。 . 圖1 2係圖示了，將邏輯子處理器設定成非活動狀態 ’在上下文可參照的期間，對邏輯子處理器給予程式之:傳 送及程式啓動指示，而在下次實體子處理器的分配時，可 以立即執行適用了實體子處理器之程式執行的構成例。： 在時刻11上，藉由從客座OS對控制OS的系統呼叫 ’將邏輯子處理器（甲）設成非活動狀態、亦即排除在分 -30- (28) 1273495 時對象以外，並保存上下文，將上下文表映射至客座〇 s 對應之邏輯分割區位址空間。圖1 2所示的時刻11〜t2中 ，客座〇 S，係從客座Ο S對應之邏輯分割區位址空間中參 照上下文，亦即可以存取邏輯子處理器（甲）701。 客座〇 S，係在時刻11〜12之間，執行對邏輯子處理 器（甲）的資料處理程式之傳送處理，然後輸出啓動指示 。具體而言，對於被記錄在上下文表中的邏輯子處理器（ φ 甲）的近端儲存區領域，執行程式資料的載入處理等等。 這些處理結束後的時刻t2上，客座0S係對控制0S，輸 出系統呼叫，邏輯子處理器（甲）便從非活動狀態被設定 成活動狀態。邏輯子處理器（甲）係在下個分時所致之實 體子處理器的使用時，可以立即執行被載入至邏輯子處理 器（甲）:之近端儲存區領域內的程式。 先前，當試圖執行這種處理的時候，在邏輯子處理器 並未被分配到實體子處理器的期間，邏輯子處理器的上下 • 文是無法參照，因此，對邏輯子處理器之近端儲存區領域 的存取會引發:錯誤。亦即，一直等到邏輯子處理器（甲） . 是被分配至實體子處理器（1 )或實體子處理器（2 )的下 個時序以前，程式載入處理等是無法執行的，導致程式執 行時序延遲，而有資料處理的效率性降低等缺點，但藉由 適用本發明的構成，就可提升資料處理效率。 以上參照了特定的實施例，詳述本發明。可是在此同 時，在不脫離本發明之要旨的範圍內，當業者當然:可完成 該實施例的修正或代用。亦即，例示的型態僅爲揭.露本發 -31 - (29) 1273495 明所用者，並不可作爲限定解釋。在判斷本發明之要旨時 ，應參酌申請專利範圍欄中的記載。 此外，本說明書中所說明過的一連串之處理係可藉由 硬體或軟體，或是兩者的複合構成來執行。在以軟體來執 行處理的時候，是可將記錄著處理序列的程式，安裝至組 裝有專用硬體的電腦內的記憶體中而執行，或者，將程式 安裝至可執行各種處理的泛用電腦來執行之。 ί 例如，程式係可預先記錄在作爲記錄媒體的硬碟或 ROM (Read Only Memory)內。或者，程式係可事先暫時 或永久性地，存放（記錄）在軟碟、CD-ROM ( Compact Disc Read Only Memory) ，MO ( Magneto optical )碟片 ，DVD ( Digital Versatile Disc )、磁碟、半導體記憶體 等可移除式記錄媒體中。此類可移除式記錄媒體，係可以 所謂的套裝軟體的方式來提供。 此外，程式係除了如上述般的可移除式記錄媒體安裝 ® 至電腦以外’也可從下載網站，以無線傳送至電腦，或透 過LAN ( Local Area Network )、網際網路這類網路而以 有線傳送至電腦；並在電腦上，接收這些傳送過來的程式 ，安裝至內建的硬碟等記錄媒體中。 此外’說明書所記載的各種處理，係不只能按照所記 載之時間系列而被執行，亦可因應執行處理之裝置的處理 能力或需要，而平行地或個別的執行。又，本說明書中所 謂的系統，係爲複數裝置的邏輯集合構成，各構成裝置並 非侷限於只在同一框體內。 -32> (30) 1273495 〔產業上利用之可能性〕 如以上所說明，若根據本發明之構 邏輯子處理器藉由分時而建立對應至實 資料處理的構成當中，由於是構成爲可 子處理器非適用狀態的邏輯子處理器對 至作爲邏輯子處理器之適用主體的邏輯 φ 輯分割區位址空間而加以保存的處理， 器並未被分配至實體子處理器的狀況下 的上下文之取得變爲可能，且可令對邏 、程式載入等之處理，不必等待邏輯子 體子處理器的時序就能加以執行，而可 躍性地提升。 再者，若根據本發明之構成，則由 係除了暫存器的內容以外，還將先前之 # 含的例如近端儲存區領域的內容或I/O 一倂存放的構成，因此客座〇s，係可 . 、近端儲存區之內容、I/O埠之內容， ^ 非處於實體子處理器未使用狀態之非活 理器所對應之各種狀態資訊，可依照這 存取所致資料處理，提升資料處理效率 【圖式簡單說明】 〔圖1〕分時所致之邏輯處理器與 成，則在將複數之 體子處理器以執行 執行：將處於實體 應之上下文，映射 分割區所對應之邏 因此在邏輯子處理 ，該邏輯子處理器 輯子處理器的存取 處理器被分配至實 令資料處理效率飛 於在上下文表中， 上下文表中所未包 埠之內容等等予以 參照暫存器之內容 以作爲被設定成被 動狀態的邏輯子處 些資訊而執行資源 實體處理器之對應 -33- (31) 1273495 建立處理的說明圖。 〔圖2〕分時所致之邏輯處理器與實體處理器之對應 建立處理的說明圖。 〔圖3〕本發明之資訊處理裝置之構成例的圖示。 〔圖4〕本發明之處理器模組之構成例的圖示。 〔圖5〕本發明之資訊處理裝置的作業系統構成之說 明圖。 Φ 〔圖6〕邏輯處理器和實體處理器之對應建立處理的 說明圖。 〔圖7〕可被客座0S參照的領域，以及本發明中的 上下文表的設定例的說明圖。 〔圖8〕客座0S對應之邏輯分割區位址空間，和可 被客座0S參照之資訊的說明圖。 〔圖9〕本發明中的客座0S與控制0S中所執行之處 理的說明圖。 # 〔圖1 〇〕本發明中的客座〇 S與控制0 S中所執行之 處理序列的說明流程圖。 . 〔圖1 1〕適用了本發明之分時所致之邏輯處理器與實 β 體處理器之對應建立及上下文設定處理的說明圖。 〔圖1 2〕適用了本發明之分時所致之邏輯處理器與實 體處理器之對應建立及上下文設定處理、程式載入處理的 說明圖。 【主要元件符號說明】 -34- (32) 1273495 1 Ο 1 :處理器模組 102 :圖形引擎
103 :主記憶體（DRAM ) 10 4： ROM 1 〇 5 :橋接器 106 :控制器 107 :記憶卡
1 1 1 :主機匯流排 1 1 2 :外部匯流排 1 1 3 :介面 1 2 1 ·輸入部 1 2 2 :輸出部 123 ： HDD 1 2 4 :驅動器
125 :連接埠（USB等等） 1 2 6 :通訊部 1 2 7 :可移除式記錄媒體 128 :外部連接機器 200 :處理器模組 201〜20η :主處理器群 301 ：控制Ο S 3 02 :客座 OS ( a ) 3 0 3 :客座 Ο S ( b )
3 0 4 :系統控制0 S (33)1273495
3 0 5 :客座 OS ( 3 〇 6 :客座 O S ( 3 0 7 :系統控制 4 0 1 :主處理器 411 :實體子處 412 :實體子處 413 :實體子處 4 1 4 :實體子處 501 :客座 OS : 5 0 2 :客座 Ο S Ί 5 1 0 :實體子處 5 2 1 :泛用暫存 5 2 2 : I / Ο 埠之-5 2 3 : I / Ο 埠的-524 :近端儲存 5 2 5 :主記憶體 53 1：邏輯子處 5 60 :邏輯分割 5 6 1 :近端儲存 5 62 :上下文表 5 7 0 :實體位址 6 10:控制Ο S 6 1 1 :系統呼叫 6 1 2 :邏輯處理 :a )應用程式 :b )應用程式 程式 理器1 理器2 理器3 理器4 F可直接存取的資源 叮以直接存取的資源 理器 器 -部份 -部份 區 理器的上下文表 區位址空間 區領域 空間 處理部 器排程處理部 -36- (34)1273495 613 614 620 70 1 ：Η ··邏 下文管理部 憶體管理部 座OS 輯子處理器·甲
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