JP2001256065A

JP2001256065A - 排他制御方法及び計算機システム

Info

Publication number: JP2001256065A
Application number: JP2000070840A
Authority: JP
Inventors: Masaaki Hosouchi; 昌明細内
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 2000-03-14
Filing date: 2000-03-14
Publication date: 2001-09-21

Abstract

(57)【要約】【課題】動作頻度の高い少数のスレッドと動作頻度の
低いスレッドとを混在して処理する計算機システムにお
ける共有資源の排他制御処理に要するＣＰＵオーバヘッ
ドを削減する。【解決手段】ロック解放を要求されたとき、解放を行
わず遅延フラグをセットする。但し、解放待ちスレッド
が存在する場合や動作頻度の高いスレッドが複数存在す
る場合、ロックの解放を行う。再度同一スレッドからロ
ックの取得が要求されたとき、遅延フラグとスレッド識
別子とによりロックが取得済であることを識別しロック
の取得処理を行わない。他のスレッドから解放を遅延さ
れたロックの取得が要求されたときは、割り込み処理に
よりロックを解放してから再度ロックを取得する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、計算機システムに
おける排他制御方法及び計算機システムに係り、特に、
スレッドやタスク等のプログラムの実行制御単位間の共
有資源に対するＣＰＵのオーバヘッドを低減した排他制
御方法及びこの方法を使用した計算機システムに関す
る。

【０００２】

【従来の技術】一般に、計算機システムの制御プログラ
ムであるオペレーティングシステムにより使用され、あ
るいは制御されるプログラムカウンタ、レジスタ等のコ
ンテキスト、スタックを個別に持つプログラムの実行制
御単位はスレッドと呼ばれている。オペレーティングシ
ステムによっては、スレッドをタスクやライトウェイト
プロセスと呼ぶ場合もある。また、アドレス空間やプロ
グラムコードから構成されるプログラムの実行制御単位
はプロセスと呼ばれている。オペレーティングシステム
によっては、プロセスをタスクやジョブと呼ぶ場合もあ
る。１つのプロセスには、通常、１つまたは複数のスレ
ッドが存在する。

【０００３】計算機システムは、処理の実行途中に一定
時間毎に切り替えたり、複数のＣＰＵ上で同時に実行し
たりして、複数のプロセスやスレッドを並列に扱う場合
がある。通常、計算機システムは、このような場合に、
各プロセス間や各スレッド間で共有する資源の一貫性を
保証し、危険区域区間を２つ以上のプロセスやスレッド
が実行しないようにするために、排他制御処理を有して
いる。この種の排他制御に関する従来技術として、例え
ば、A.C.Shaw著「オペレーティングシステムの論理設
計」(ISBN4-8222-7077-7)、p51-p58等に記載された技術
が知られている。この従来技術は、セマフォを使用して
他のプロセスがＶ操作を実行するまでＰ操作を行ったプ
ロセス待たせるというものである。セマフォを用いた排
他制御処理は、pthread_mutex_lock()等の関数がオペレ
ーティングシステムに実装されて実行される。

【０００４】また、前述と異なる方法による排他制御に
関する従来技術として、前記文献のp61-p66 に記載され
た技術が知られている。この従来技術は、セマフォを用
いて手続き本体を同時に１つのプロセスのみに実行を許
可するモニタ機能の実現する方式に関するものである。
そして、この従来技術は、ロックを取得するモニタ入口
処理と、ロックを解放するモニタ出口処理との双方にお
いて、モニタ内の手続きの相互アクセスを防止するた
め、それぞれ、mutex_lock()及びmutex_unlock()を1回
づつ呼び出し、さらに、資源を排他制御するためにも m
utex_lock()を用いるというものである。

【０００５】さらに、前述のモニタ機能に関する従来技
術として、OleAgesen他著「An Efficient Meta-lock fo
r Implementing Ubiquitous Synchronization」,(Sun L
absTR-99-76)p11-p12に記載されている技術が知られて
いる。この従来技術は、mutex_lock()の代わりにCompar
e-and-SwapやSwap等の排他制御命令を用いたmetaLock()
を用いるというものである。そして、資源の排他制御
は、資源の競合が発生しない限り、ロックレコードを割
り当てることにより行われる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】前述した「オペレーテ
ィングシステムの論理設計」に記載された従来技術によ
るモニタ処理は、mutex 処理が必ず呼び出されるため、
ＣＰＵオーバヘッドが大きくなるという問題点を有して
いる。この理由は、mutex 処理がスレッドのスリープや
ウェイクアップ制御を行うため、Compare-and-Swapやセ
マフォ使用するものに比較するとmutex 処理が複雑とな
るためである。

【０００７】また、前述した「An Efficient Meta-lock
for Implementing Ubiquitous Synchronization」記載
の別の従来技術によるモニタ処理は、mutex を用いる場
合よりＣＰＵオーバヘッドの少ないCompare-and-Swapを
用いているが、命令実行中に他のＣＰＵで同時に命令が
実行されないようにシリアライゼーションを伴うCompar
e-and-Swap命令とSwap命令とが各１回づつ必ず発生する
ことになり処理負荷が大きいという問題点を有してい
る。

【０００８】そして、計算機システムがマルチスレッド
やマルチプロセスの処理を行うものであれば、共有資源
の排他制御は必須であり、たとえ、ある特定のスレッド
が実行時間のほとんどを占め、他のスレッドが特定の事
象が発生したり一定時間経過したときのみしか動作しな
いようなプログラムであっても、実行時間のほとんどを
占めるスレッドは、いつ他のスレッドが動作するかわか
らないため、モニタを呼び出しロックをかけてから共有
資源をアクセスしなければならない。このように、共有
資源の競合がほとんど発生しない場合においても、各ス
レッドは、共有資源をアクセスする度にロックの取得や
解放の処理を行うが必要になる。このため、マルチスレ
ッドやマルチプロセスの処理を行う計算機システムが
は、共有資源の数が多かったり、共有資源をアクセスす
る回数が多い場合、これらの排他制御に要するＣＰＵオ
ーバヘッドが無視できない大きさとなり、処理性能が低
下するという問題点を生じることになる。

【０００９】本発明の目的は、前述した従来技術の問題
点を解決し、ある特定のスレッドが実行時間のほとんど
を占め、スレッド切り替え発生頻度が低く共有資源の競
合がほとんど発生しない場合において特に有効な排他制
御方法及びこの方法を使用した計算機システムを提供す
ることにある。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明によれば前記目的
は、複数のスレッドが並行して動作することが可能な計
算機システムにおける共有資源のスレッド間での排他制
御方法において、第１のスレッドから排他すべき共有資
源のロックの取得が要求されたときに前記ロックを取得
し、前記第１のスレッドのスレッド識別子を排他する共
有資源単位に設けられたモニタ管理構造体に記憶し、前
記ロックの解放が要求されたときにロックの解放を遅延
させ、前記モニタ管理構造体に解放遅延フラグをセット
し、再び前記ロックの取得がスレッドから要求されたと
きに前記モニタ管理構造体に記憶されたスレッド識別子
とロックの取得要求を行ったスレッドのスレッド識別子
とを比較し、ロックの取得の要求が前記第１のスレッド
からのものであるか否かを判定し、前記解放遅延フラグ
を調べてロック解放が遅延されている否かを識別し、前
記再度のロックの取得の要求が前記第１のスレッドから
のロックの取得要求であり、かつ、ロック解放が遅延さ
れている場合、前記第１のスレッドに前記ロックを継続
して使用させることにより達成される。

【００１１】また、前記目的は、前述の排他制御方法を
計算機システムに適用することにより達成される。

【００１２】

【発明の実施の形態】以下、本発明による排他制御方法
及びこの方法を使用した計算機システムの実施形態を図
面により詳細に説明する。

【００１３】図１は本発明の一実施形態による計算機シ
ステムのハードウェア構成の一例を示すブロック図、図
２は本発明の一実施形態による排他制御方法を実施する
処理構成を説明するブロック図、図３はモニタ管理構造
体の構成を説明する図、図４はモニタ入口処理の処理動
作を説明するフローチャート、図５はモニタ出口処理の
処理動作を説明するフローチャート、図６はロック解放
要求割り込み処理の処理動作を説明するフローチャート
である。図１〜図３において、１０１は中央処理装置
（ＣＰＵ)、１０２は主記憶装置、１０３はスレッド、
１０４はユーザプログラム、１０５はモニタ処理、１０
６は排他制御処理、１０７はモニタ管理構造体、１０８
はロックコード、１１０はロック取得処理、１１１はロ
ック解放処理、３００はモニタ入口処理、４００はモニ
タ出口処理、５００はロック解放要求割り込み処理であ
る。

【００１４】本発明の一実施形態による計算機システム
は、図１に示すように、１つまたは複数のＣＰＵ１０１
と、主記憶装置１０２とを備えて構成されている。主記
憶装置１０２上には、スレッドの実体としてのスタック
やコンテキスト等の複数のスレッド１０３、スレッド１
０３相互間で共有する命令コードやデータを有するユー
ザプログラム１０４、ユーザプログラム１０４内の複数
のスレッド相互間で共有可能なメモリ上の領域やファイ
ル等のオブジェクトとしての共有資源１０９の排他制御
を行うときに呼び出されるライブラリ関数である命令コ
ードを有するモニタ処理１０５、モニタ処理１０５から
呼び出されるmutex_lock等のオペレーティングシステム
の排他制御処理の命令コードを有する排他制御処理１０
６、複数の共有資源１０９等が配置されている。そし
て、複数の共有資源１０９のそれぞれに対して１つづつ
モニタ管理構造体１０７とセマフォ等のロックレコード
１０８とが割り当てられている。

【００１５】本発明の一実施形態による排他制御方法を
実施する処理は、図２に示すように、モニタ処理１０５
に設けられるモニタ入口処理３００、モニタロック処理
４００、ロック解放要求割り込み処理５００と、排他制
御処理１０６に設けられるロック取得処理１１０、ロッ
ク解放処理とにより構成される。

【００１６】ユーザプログラム１０４は、共有資源１０
９の使用のために共有資源１０９をロックする場合、共
有資源１０９に対応した構造体１０７を指定してモニタ
処理１０５内のモニタ入口処理３００を呼び出す。モニ
タ入口処理３００は、共有資源１０９のロック状態を調
べ、共有資源１０９がどのスレッドからもロックされて
いないことを確認して、モニタ管理構造体１０７からポ
イントされるかモニタ管理構造体１０７内に含まれるロ
ックレコード１０８を指定して、オペレーティングシス
テム内のmutex_lock()やセマフォＰ操作、ＥＮＱ等のロ
ック取得処理１１０を呼び出す。ロック取得処理１１０
は、これにより、ロックレコード１０８の内容をロック
状態に更新する。

【００１７】また、ユーザプログラム１０４は、共有資
源１０９のロックを解放する場合、共有資源１０９に対
応した構造体１０７を指定してモニタ処理１０５内のモ
ニタ出口処理４００を呼び出す。モニタ出口処理４００
は、構造体１０７を参照して他のスレッドが共有資源１
０９のロックの解放待ちをしているか否かを調べる。そ
して、モニタ出口処理４００は、解放待ちをしていた
り、動作頻度が低いとあらかじめ定義しておいたスレッ
ド以外のスレッド数があらかじめ定めておいた数、例え
ば２以上の場合、ロックレコード１０８を指定してオペ
レーティングシステム内のmutex_unlock()やセマフォＶ
操作、ＤＥＱ等のロック解放処理１１１を呼び出してロ
ックを解放する。このとき、モニタ出口処理４００は、
解放待ちとなっているスレッドが存在していなければ、
ロックの解放を行わず、他のスレッドがロックを要求す
るまで継続してその共有資源１０９のロックを保持す
る。

【００１８】前述したモニタ入口処理３００の処理にお
いて、モニタ入口処理３００は、すでに共有資源がスレ
ッドによりロックされている場合、ロックしたスレッド
がこの処理３００を呼び出したユーザプログラム１０４
の自己スレッドであるか否かを調べ、自己スレッドであ
る場合、そのロックを継続して利用させる。また、モニ
タ入口処理３００は、ロックを行っているスレッドがこ
の処理３００を呼び出したユーザプログラム１０４以外
の他のユーザプログラムのスレッドであった場合、共有
資源１０９が使用中であるか、モニタ出口処理４００で
ロックを解放しないまま何もしていない状態であるかを
モニタ管理構造体１０７を参照して調べる。モニタ入口
処理３００は、共有資源１０９が使用されいいればロッ
ク取得処理１１０を呼び出してロックの解放を待つが、
使用されていなければ、ロックを保持しているスレッド
に割り込みをかけてロック解放要求処理５００を実行さ
せる。ロック解放要求処理５００は、ロック解放処理１
１１を呼び出してそのロックを解放する。

【００１９】本発明の実施形態による排他制御方法は、
前述したように、モニタ出口処理４００においてロック
を解放せず、モニタ入口処理３００において他のスレッ
ドがその資源を使用するときまでロックの解放を遅延す
る点、モニタ出口処理４００においてロックを解放する
かしないかを待ち状態にあるスレッド数により判断する
点に特徴がある。

【００２０】モニタ管理構造体１０７は、図３に示すよ
うに、ロックを取得したスレッドを識別する取得元スレ
ッド識別子、解放遅延フラグ、解放待ちスレッド数、ロ
ックレコード１０８の識別子またはアドレス等の情報を
含んで構成されている。このモニタ管理構造体１０７
は、ロックレコード１０８の識別子を含む代わりに、ロ
ックレコード１０８そのものを含んで構成されていても
よい。

【００２１】また、ＣＰＵ１０１内で動作している図示
しないオペレーティングシステム（ＯＳ）は、スレッド
を生成するときにスレッド数をカウントする。このと
き、ＯＳは、動作頻度が低いと予め規定しておいたりユ
ーザプログラムで指定されたスレッドについてスレッド
数をカウントしない。これにより、動作頻度の高いスレ
ッド数のみカウントされることになる。ここで、動作頻
度が低いと予め規定しておくスレッドとは、ガベージコ
レクション等の一定時間を置いたりイベントが発生した
ときに動作し、普段は待ち状態となるスレッドである。

【００２２】次に、図４に示すフローを参照してモニタ
入口処理３００の処理動作について説明する。

【００２３】（１）モニタ入口処理３００は、ユーザプ
ログラム１０４から呼び出されると、指定されたモニタ
管理構造体１０７に記録されているスレッド識別子と、
動作中のスレッドの識別子とを比較し、取得元のスレッ
ドがモニタの所有者、すなわち、モニタ入口処理３００
を呼び出したユーザプログラム１０４の自己スレッドで
あるか否かを調べる（ステップ３０１）。

【００２４】（２）ステップ３０１で、取得元のスレッ
ドが自己スレッドであると判定された場合、構造体１０
７の中の解放遅延フラグを参照し、ロックが解放されな
いままであるか否かを解放遅延フラグにより調べ、解放
遅延フラグがＯＮであれば、取得元のスレッドが継続し
てそのロックを利用して共有資源１０９を利用可能であ
るので、ロックが利用されていることを他のスレッドに
判別させるために解放遅延フラグをリセットしてモニタ
入口処理を終了する。この場合、解放遅延されたロック
を継続して使用することができるため、排他制御処理１
０６が呼び出されることはない（ステップ３０２、３０
３）。

【００２５】（３）ステップ３０１でスレッド識別子が
一致していなかった、すなわち、取得元スレッドが自己
スレッドでなかった場合、あるいは、ステップ３０２で
解放遅延フラグがＯＮでなかった場合、モニタ入口処理
３００は、モニタ管理構造体１０７に指定されているロ
ックレコードを指定してロック取得処理１０９を呼び出
してロックを取得する。このときのロック取得処理は、
ロックが取得されないときに待ち状態になるpthread_lo
ck()のような関数ではなく、ロックが取得されないとき
にエラーリターンする pthread_trylock()のような関数
を呼び出すことにより実行される（ステップ３０４）。

【００２６】（４）ロックが取得できなかったか否かを
エラーコードにより調べ、エラー状態でなくロックが取
得できていれば、自己スレッドの識別子をモニタ管理構
造体１０７に記録しモニタ入口処理を終了する。このケ
ースは、初めてロックを取得したり、スレッド数が多い
ためモニタ出口処理でロックが解放された状態のときに
実行される（ステップ３０５、３０６）。

【００２７】（５）ステップ３０５でロック取得が失敗
したと判断された場合、モニタ管理構造体１０７に記録
されているスレッド識別子と動作中のスレッドの識別子
とを比較し、モニタの所有者が自己スレッドであるか調
べ、取得元のスレッドが自己スレッドである場合、取得
元のスレッドが継続してそのロックを利用して共有資源
１０９を利用可能であるので、このままモニタ入口処理
を終了する（ステップ３０７）。

【００２８】（６）ステップ３０７で取得元のスレッド
が自己スレッドでないと判定された場合、解放待ちスレ
ッド数をカウントアップし、解放遅延フラグがＯＮであ
るか否かを調べ、解放遅延フラグがＯＮであれば、他の
スレッドがロックを解放遅延したままであるため、解放
を遅延したスレッドに対して割り込みをかけてロック解
放要求割り込み処理５００を起動してロックを解放させ
る（ステップ３０８〜３１０）。

【００２９】（７）ステップ３０９で解放遅延フラグが
ＯＮでなかった場合、あるいは、ステップ３１０の処理
で他のスレッドにロックを解放させた後、pthread_lock
()等の関数を呼び出してロック取得処理１０９を実行さ
せ、他のスレッドがロックを解放するまで待ち状態にな
る（ステップ３１１）。

【００３０】（８）待ち状態が解除されたときはロック
が取得されているので、解放待ちスレッド数を減算した
のち、自己スレッドの識別子をモニタ管理構造体１０７
に記録してモニタ入口処理を終了する（ステップ３１
２、３１３）。

【００３１】前述したステップ３０２及びステップ３０
３、ステップ３０９における解放遅延フラグの比較及び
代入処理は、比較と代入とを同時に行うことによって、
命令実行中に他のＣＰＵが実行されないように制御を行
うCompare&Swap命令等の命令を用いて同時に行うべきで
ある。その理由は、ステップ３０２とステップ３０３と
の間に別のスレッドでステップ３０９が実行されてしま
うと、ステップ３０２を実行したスレッドが、ロックが
継続利用できるものとして処理を行うが、その後ステッ
プ３１０が実行されてしまい、ロックが解放されてしま
うからである。

【００３２】次に、図５に示すフローを参照してモニタ
出口処理４００の処理動作について説明する。

【００３３】（１）モニタ出口処理４００は、まず、ロ
ックの解放を要求したスレッドのロックの解放遅延フラ
グをセットし、ロックの解放待ちをしているスレッドが
あるか否かを解放待ちスレッド数が“０”より大きいか
否かにより調べる（ステップ４０１、４０２）。

【００３４】（２）ステップ４０２でロックの解放待ち
をしているスレッドがない場合、動作頻度の高いスレッ
ド数のカウンタを参照し、そのユーザスレッド数が予め
定めておいた数、例えば１を超えているか否かを調べ、
超えていなければこのままモニタ出口処理を終了する
（ステップ４０３）。

【００３５】（３）ステップ４０２でロックの解放待ち
をしているスレッドがあった場合、あるいは、ステップ
４０３で動作頻度の高いユーザスレッド数が予め定めて
おいた数より多い場合、ロック解放割り込み処理５００
の起動回数を削減するためにステップ４０１でセットし
た解放遅延フラグをリセットする（ステップ４０４）。

【００３６】（４）その後、モニタ出口処理４００は、
モニタ管理構造体１０７の取得元スレッドのスレッド識
別子をリセットしてロックを解放する（ステップ４０
５、４０６）。

【００３７】前述の処理により、ロックの解放待ちをし
ているスレッドがない場合、あるいは、動作頻度の高い
ユーザスレッド数が予め定めておいた数に達していない
場合、ロックが解放されることがなく、解放遅延フラグ
が設定されたままの状態となる。

【００３８】また、前述の処理フローにおいて、解放遅
延フラグを先にセットしてからリセットする理由は、誤
ってロックが保持されたままになるのを防ぐためであ
る。すなわち、あるスレッドがモニタ入口処理３００の
ステップ３０８を実行する前に、別のスレッドがモニタ
出口処理４００のステップ４０２を実行し、モニタ出口
処理４００で解放遅延フラグが設定される前にモニタ入
口処理３００でステップ３０９が実行されてしまうと、
ロック解放要求割り込み処理５００が起動されないまま
ロックが保持された状態になり、モニタ入口処理３００
を呼び出したスレッドは永遠に待ち状態になる。このよ
うなことは、解放遅延フラグの設定をステップ４０２の
前に実行しておくことにより防止することができる。

【００３９】次に、図６に示すフローを参照してロック
解放要求割り込み処理５００の処理動作について説明す
る。

【００４０】（１）ロック解放要求割り込み処理５００
は、起動されると、まず、ロック解放遅延フラグを参照
してロック解放遅延フラグがＯＮであるか否かをチェッ
クし、ＯＮでない場合そのまま処理を終了する（ステッ
プ５０１）。

【００４１】（２）ステップ５０１でロック解放遅延フ
ラグがＯＮであった場合、解放遅延フラグをリセット
し、ロック解放処理１１０を呼び出してロックを解放す
る（ステップ５０２、５０３）。

【００４２】前述したように、解放遅延フラグがＯＮで
あるときのみ解放遅延フラグをリセットしてロック解放
処理１１０を呼び出すことにより、ロック解放処理１１
０が何度も呼び出されることを防止することができる。

【００４３】なお、前述した処理において、ステップ５
０１とステップ５０２とは、処理３００のステップ３０
２及びステップ３０３の場合と同様に、Compare&Swap等
の命令を用いて１命令で実行される。但し、ロック解放
処理１１０が何度呼び出されても支障をきたさない場合
は、ステップ５０１とステップ５０２とはなくてもよ
い。

【００４４】前述した本発明の実施形態による排他制御
方法によれば、ロックを取得したスレッド以外のスレッ
ドが資源をアクセスするまで、ロックを取得したスレッ
ドがロックを継続して保持するため、同一スレッド内で
モニタ入口処理とロック出口処理とを繰り返し行って
も、ロック取得処理やロック解放処理を呼び出さずにす
むため、ロック取得やロック解放の回数を減少させるこ
とができ、ロック処理に要するＣＰＵのオーバヘッドを
削減することができる。本発明の実施形態は、特に、動
作頻度の高いスレッドが１つしか存在せずスレッドスイ
ッチの発生頻度が低い場合に有効である。

【００４５】また、前述した本発明の実施形態は、予想
される動作頻度によりスレッドを分類し、動作頻度の高
いスレッド数をカウントし動作頻度の高いスレッド数が
多い場合、ロック解放要求時にそのロックを解放するた
め、ロック解放要求割り込みが多発することを防止する
ことができる。

【００４６】さらに、本発明の実施形態による排他制御
方法を計算機システムに適用することにより、高性能な
計算機システムを構成することができる。

【００４７】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、あ
る特定のスレッドが実行時間のほとんどを占め、スレッ
ド切り替え発生頻度が低く共有資源の競合がほとんど発
生しない場合において特に有効で、ロック処理に要する
ＣＰＵのオーバヘッドを削減することができる高性能な
排他制御方法及びこの方法を使用した計算機システムを
提供することができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施形態による計算機システムのハ
ードウェア構成の一例を示すブロック図である。

【図２】本発明の一実施形態による排他制御方法を実施
する処理構成を説明するブロック図である。

【図３】モニタ管理構造体の構成を説明する図である。

【図４】モニタ入口処理の処理動作を説明するフローチ
ャートである。

【図５】モニタ出口処理の処理動作を説明するフローチ
ャートである。

【図６】ロック解放要求割り込み処理の処理動作を説明
するフローチャートである。

【符号の説明】

１０１中央処理装置（ＣＰＵ) １０２主記憶装置１０３スレッド１０４ユーザプログラム１０５モニタ処理１０６排他制御処理１０７モニタ管理構造体１０８ロックコード１１０ロック取得処理１１１ロック開放処理３００モニタ入口処理４００モニタ出口処理５００ロック開放要求割り込み処理

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数のスレッドが並行して動作すること
が可能な計算機システムにおける共有資源のスレッド間
での排他制御方法において、第１のスレッドから排他す
べき共有資源のロックの取得が要求されたときに前記ロ
ックを取得し、前記第１のスレッドのスレッド識別子を
排他する共有資源単位に設けられたモニタ管理構造体に
記憶し、前記ロックの解放が要求されたときにロックの
解放を遅延させ、前記モニタ管理構造体に解放遅延フラ
グをセットし、再び前記ロックの取得がスレッドから要
求されたときに前記モニタ管理構造体に記憶されたスレ
ッド識別子とロックの取得要求を行ったスレッドのスレ
ッド識別子とを比較し、ロックの取得の要求が前記第１
のスレッドからのものであるか否かを判定し、前記解放
遅延フラグを調べてロック解放が遅延されている否かを
識別し、前記再度のロックの取得の要求が前記第１のス
レッドからのロックの取得要求であり、かつ、ロック解
放が遅延されている場合、前記第１のスレッドに前記ロ
ックを継続して使用させることを特徴とする排他制御方
法。
【請求項２】前記再度のロックの取得の要求が前記第
１のスレッドからのロックの取得要求でなく、他の第２
のスレッドからの要求であり、かつ、ロック解放が遅延
されている場合、ロックを取得した前記第１のスレッド
に割り込みを起こしてロックを解放させることを特徴と
する請求項１記載の排他制御方法。
【請求項３】前記解放遅延フラグのセットは、スレッ
ドを動作頻度の高いスレッドと動作頻度の低いスレッド
とに区別して、動作頻度の高いスレッド数をカウントし
て保持しておき、動作頻度の高いスレッド数があらかじ
め定められた数以下の場合に行われることを特徴とする
請求項１記載の排他制御方法。
【請求項４】複数のスレッドが並行して動作すること
が可能な計算機システムにおいて、第１のスレッドから
排他すべき共有資源のロックの取得が要求されたときに
前記ロックを取得する手段と、前記第１のスレッドのス
レッド識別子を排他する共有資源単位に設けられたモニ
タ管理構造体に記憶する手段と、前記ロックの解放が要
求されたときにロックの解放を遅延させ、前記モニタ管
理構造体に解放遅延フラグをセットする手段と、再び前
記ロックの取得がスレッドから要求されたときに前記モ
ニタ管理構造体に記憶されたスレッド識別子とロックの
取得要求を行ったスレッドのスレッド識別子とを比較す
る手段と、ロックの取得の要求が前記第１のスレッドか
らのものであるか否かを判定する手段と、前記解放遅延
フラグを調べてロック解放が遅延されている否かを識別
する手段と、前記再度のロックの取得の要求が前記第１
のスレッドからのロックの取得要求であり、かつ、ロッ
ク解放が遅延されている場合、前記第１のスレッドに前
記ロックを継続して使用させる手段とを備えることを特
徴とする計算機システム。
【請求項５】前記再度のロックの取得の要求が前記第
１のスレッドからのロックの取得要求でなく、他の第２
のスレッドからの要求であり、かつ、ロック解放が遅延
されている場合、ロックを取得した前記第１のスレッド
に割り込みを起こしてロックを解放させる手段をさらに
備えることを特徴とする請求項４記載の計算機システ
ム。