JPH0377143A - ロック獲得方式 - Google Patents
ロック獲得方式Info
- Publication number
- JPH0377143A JPH0377143A JP21378489A JP21378489A JPH0377143A JP H0377143 A JPH0377143 A JP H0377143A JP 21378489 A JP21378489 A JP 21378489A JP 21378489 A JP21378489 A JP 21378489A JP H0377143 A JPH0377143 A JP H0377143A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- lock
- cpu
- instruction
- acquisition
- monitor
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Granted
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims abstract description 12
- 230000003111 delayed effect Effects 0.000 description 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
Landscapes
- Multi Processors (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔概要〕
複数ＣＰｔＪを使用した仮想計算機システムのロック獲
得方式に関し、 ロック獲得失敗時にハードウェア割り込みを発生させ、
ロックを獲得しているＣＰＵの処理を行わせてロックを
解放させた後、ロック獲得命令から再実行させ、ＶＭシ
ステムにおける効率的な口・７り獲得を可能にすること
を目的とし、ある１つのＶＭ（仮想計算機）が複数のＣ
ＰＵを使用して処理中に、ｔつのＣＰＵが共用データの
ロック獲得に失敗（例えばＣＳ命令の失敗）したとき、
ハードウェア割り込みで起動されたＶＭモニタがロック
を獲得している他のＣＰＵの処理を行わせてロックを解
放させ、その後に上記ロック獲得に失敗したＣＰＵに対
して予め定めた値に設定したロング獲得命令（例えばＣ
Ｓ命令）から再実行するように構成する。
得方式に関し、 ロック獲得失敗時にハードウェア割り込みを発生させ、
ロックを獲得しているＣＰＵの処理を行わせてロックを
解放させた後、ロック獲得命令から再実行させ、ＶＭシ
ステムにおける効率的な口・７り獲得を可能にすること
を目的とし、ある１つのＶＭ（仮想計算機）が複数のＣ
ＰＵを使用して処理中に、ｔつのＣＰＵが共用データの
ロック獲得に失敗（例えばＣＳ命令の失敗）したとき、
ハードウェア割り込みで起動されたＶＭモニタがロック
を獲得している他のＣＰＵの処理を行わせてロックを解
放させ、その後に上記ロック獲得に失敗したＣＰＵに対
して予め定めた値に設定したロング獲得命令（例えばＣ
Ｓ命令）から再実行するように構成する。
本発明は、複数ＣＰＵを使用した仮想計算機システムの
ロック獲得方式に関するものである。
ロック獲得方式に関するものである。
〔従来の技術と発明が解決しようとする課題〕従来、第
２図（イ）に示すように、ＣＰＵを複数個装備したマル
チプロセッサ構成の仮想計算機システム（ＭＰ−ＶＭシ
ステム）において、あるＶＭ（仮想計算機）■の複数の
ＣＰＵが同時に共用データを更新する可能性があるため
、ロック機構を設けて同時にアクセスすることを防止す
るようにしている。この際、ｖＭｌのＣＰＵ２がロック
を獲得してディスバッチされていない状態（ロックを獲
得して制御権を与えられていない状態）で、同一のＶＭ
Ｉの他のＣＰＵ例えばＣＰＵＩが第２図（ロ）アセンブ
ラ列の実行によってロックを獲得しようとすると、既に
獲得されてしまっているために獲得できず（ＣＳ （Ｃ
ｏｍｐａｒｅ ａｎｄ Ｓｗａｐ）命令に失敗して獲得
できず）、カンタムエンドまで（制御権を与えられてい
る間中）■、■をループなどしつづけて無駄にＣＰＵ
１を使用してしまう。これを避けるために、■でロック
獲得に失敗したときにハードウェアによって割り込みを
発生させ、他のＣＰＵの処理を実行させてロックを解放
させ、ロックの獲得に失敗したＣＰＵ１をディスバッチ
してロックを獲得させて処理を行うようにしている。し
かし、Ｃ５命令は命令オペランドで指定したメモリの内
容とレジスタｎの内容とを比較し、一致していればレジ
スタｍの内容を指定したメモリに格納するという命令で
あり、メモリの読み出しからメモリへの書き込みまでの
間、そのメモリの位置に他のＣＰＵのアクセスができな
いようにしていると共に、ＣＰＵの逐次化によって他の
ＣＰＵの処理が後らされることがある。これらを避ける
ために、第２図（ハ）に示すように、他ＣＰＵからその
メモリ位置の内容の読み出しを禁止しないアセンブラ列
に変更することが考えられる。このＣ命令を使用した第
２図（ハ）を採用すると、−旦、ロック獲得処理を行っ
たが、Ｃ（Ｃｏｍｐａｒｅ）命令実行時までの間に他の
ＣＰＵにロックが獲得されてしまうと、ループなどして
無駄にＣＰＵを使用してしまう。しかし、このＣ命令の
失敗時にハードウェアによる割り込みを発生させたので
は、Ｃ命令は一般的な命令であり、ＶＭモニタのオーバ
ーヘッドが増大してしまうという問題がある。
２図（イ）に示すように、ＣＰＵを複数個装備したマル
チプロセッサ構成の仮想計算機システム（ＭＰ−ＶＭシ
ステム）において、あるＶＭ（仮想計算機）■の複数の
ＣＰＵが同時に共用データを更新する可能性があるため
、ロック機構を設けて同時にアクセスすることを防止す
るようにしている。この際、ｖＭｌのＣＰＵ２がロック
を獲得してディスバッチされていない状態（ロックを獲
得して制御権を与えられていない状態）で、同一のＶＭ
Ｉの他のＣＰＵ例えばＣＰＵＩが第２図（ロ）アセンブ
ラ列の実行によってロックを獲得しようとすると、既に
獲得されてしまっているために獲得できず（ＣＳ （Ｃ
ｏｍｐａｒｅ ａｎｄ Ｓｗａｐ）命令に失敗して獲得
できず）、カンタムエンドまで（制御権を与えられてい
る間中）■、■をループなどしつづけて無駄にＣＰＵ
１を使用してしまう。これを避けるために、■でロック
獲得に失敗したときにハードウェアによって割り込みを
発生させ、他のＣＰＵの処理を実行させてロックを解放
させ、ロックの獲得に失敗したＣＰＵ１をディスバッチ
してロックを獲得させて処理を行うようにしている。し
かし、Ｃ５命令は命令オペランドで指定したメモリの内
容とレジスタｎの内容とを比較し、一致していればレジ
スタｍの内容を指定したメモリに格納するという命令で
あり、メモリの読み出しからメモリへの書き込みまでの
間、そのメモリの位置に他のＣＰＵのアクセスができな
いようにしていると共に、ＣＰＵの逐次化によって他の
ＣＰＵの処理が後らされることがある。これらを避ける
ために、第２図（ハ）に示すように、他ＣＰＵからその
メモリ位置の内容の読み出しを禁止しないアセンブラ列
に変更することが考えられる。このＣ命令を使用した第
２図（ハ）を採用すると、−旦、ロック獲得処理を行っ
たが、Ｃ（Ｃｏｍｐａｒｅ）命令実行時までの間に他の
ＣＰＵにロックが獲得されてしまうと、ループなどして
無駄にＣＰＵを使用してしまう。しかし、このＣ命令の
失敗時にハードウェアによる割り込みを発生させたので
は、Ｃ命令は一般的な命令であり、ＶＭモニタのオーバ
ーヘッドが増大してしまうという問題がある。
本発明は、ロック獲得失敗時にハードウェア割り込みを
発生させ、ロックを獲得しているＣＰＵの処理を行わせ
て口・ツクを解放させた後、ロック獲得命令から再実行
させ、ＶＭシステムにおける効率的なロック獲得を可能
にすることを目的としている。
発生させ、ロックを獲得しているＣＰＵの処理を行わせ
て口・ツクを解放させた後、ロック獲得命令から再実行
させ、ＶＭシステムにおける効率的なロック獲得を可能
にすることを目的としている。
（課題を解決する手段〕
第１図を参照して課題を解決する手段を説明する。
第１図において、ＶＭ（仮想計算機）１は、複数のＣＰ
Ｕ （仮想ＣＰＵ）を使用して処理を行う仮想計算機で
ある。
Ｕ （仮想ＣＰＵ）を使用して処理を行う仮想計算機で
ある。
ＶＭモニタ（ＶＭＭ）２ば、ハードウェア割り込みによ
って起動され、ロックを獲得している他のＣＰＵに処理
を行わせてロックを解放させ、その後に上記ロック獲得
に失敗したＣＰＵに対して予め定めた値に設定したロッ
ク獲得命令（例えばＣＳ命令）から再実行させるなどの
仮想計算機システムの各種制御を統括するものである。
って起動され、ロックを獲得している他のＣＰＵに処理
を行わせてロックを解放させ、その後に上記ロック獲得
に失敗したＣＰＵに対して予め定めた値に設定したロッ
ク獲得命令（例えばＣＳ命令）から再実行させるなどの
仮想計算機システムの各種制御を統括するものである。
本発明は、第１図に示すように、ある１つのＶＭｌが複
数のＣＰＵを使用して処理中に、１つのＣＰＵが共用デ
ータのロック獲得に失敗（例えばＣＳ命令の失敗）した
とき、ハードウェア割り込みで起動されたＶＭモニタ２
がロックを獲得している他のＣＰＵに処理を行わせてロ
ックを解放させ、その後にロック獲得に失敗したＣＰＵ
に対して予め定めた値に設定したロック獲得命令（例え
ばＣＳ命令）から再実行させるようにしている。
数のＣＰＵを使用して処理中に、１つのＣＰＵが共用デ
ータのロック獲得に失敗（例えばＣＳ命令の失敗）した
とき、ハードウェア割り込みで起動されたＶＭモニタ２
がロックを獲得している他のＣＰＵに処理を行わせてロ
ックを解放させ、その後にロック獲得に失敗したＣＰＵ
に対して予め定めた値に設定したロック獲得命令（例え
ばＣＳ命令）から再実行させるようにしている。
従って、ロック獲得失敗時にハードウェア割り込みによ
って起動されたＶＭモニク２がロックを獲得しているＣ
ＰＵの処理を行わせてロックを解放させた後、ロック獲
得命令（例えばＣＳ命令）から再実行させることにより
、ＶＭシステムにおけるロック獲得を効率的に行うこと
が可能となる。
って起動されたＶＭモニク２がロックを獲得しているＣ
ＰＵの処理を行わせてロックを解放させた後、ロック獲
得命令（例えばＣＳ命令）から再実行させることにより
、ＶＭシステムにおけるロック獲得を効率的に行うこと
が可能となる。
〔実施例〕
次に、第１図を用いて本発明の１実施例の構成および動
作を順次詳細に説明する。
作を順次詳細に説明する。
第１図において、ＶＭＩば、複数のＣＰＵ （実ｃｐｕ
＞を使用して処理を行う仮想計算機である。
＞を使用して処理を行う仮想計算機である。
ＶＭＩを構成する複数のＣＰＵ （実ＣＰＵ）は、共用
データをアクセスする際にロックを獲得して他のＣＰＵ
によって書き替えられないようにして処理を行っている
。
データをアクセスする際にロックを獲得して他のＣＰＵ
によって書き替えられないようにして処理を行っている
。
ＶＭモニタ２ば、ＶＭＩがＣＳ命令を実行して失敗した
ときにハードウェアによる割り込みによって起動され、
ロックを獲得している他のＣＰＵの処理を行わせてロッ
クを解放させ、その後にロック獲得に失敗したＣＰＵに
対して予め定めた値に設定したＣＳ命令から再実行させ
るなどの仮想計算機システムの各種制御を統括するもの
である。
ときにハードウェアによる割り込みによって起動され、
ロックを獲得している他のＣＰＵの処理を行わせてロッ
クを解放させ、その後にロック獲得に失敗したＣＰＵに
対して予め定めた値に設定したＣＳ命令から再実行させ
るなどの仮想計算機システムの各種制御を統括するもの
である。
以下第１図構成の動作を説明する。
＋１．Ｉ Ｖ Ｍ １ ノＣＰ Ｕ １がＡ地点の命
令を実行し、ロック獲得に失敗したとする。この失敗、
即ち■のＣＳ命令で比較の結果が不一致で完了したこと
により、■でＶＭモニタ（ＶＭＭ）２に対してハードウ
ェアによる割り込みが発生する。
令を実行し、ロック獲得に失敗したとする。この失敗、
即ち■のＣＳ命令で比較の結果が不一致で完了したこと
により、■でＶＭモニタ（ＶＭＭ）２に対してハードウ
ェアによる割り込みが発生する。
（２）割り込みの発生によって起動されたＶ Ｍ Ｍ２
が、■で同−ＶＭＩの他のｃＰＵのうち、現在ディスバ
ンチされていないものをディスバッチすべくスケジュー
ルする。
が、■で同−ＶＭＩの他のｃＰＵのうち、現在ディスバ
ンチされていないものをディスバッチすべくスケジュー
ルする。
（３）Ｏでロックを獲得しているＶＭＩのｃＰＵに処理
を行わせて、ロックを解放させる。これは、■でスケジ
ュールした他のｃＰＵをディスバッチし、ロックを解放
させることである。
を行わせて、ロックを解放させる。これは、■でスケジ
ュールした他のｃＰＵをディスバッチし、ロックを解放
させることである。
（４）ＯでＣ８命令の第１オペランドを元の値に戻した
後、ＶＭＩのＣＰｔＪｌを■の最後に実行した命令（次
の命令から−４バイト戻った■のｃｓ命令）から再ディ
スパッチする。ここで、■のＣＳ命令（４バイト命令）
を実行したことにより、第１オペランドが破壊されてし
まっているので、ＶＭＩのＯ８と、ＶＭＭ２とが予め取
り決めた値に戻す。
後、ＶＭＩのＣＰｔＪｌを■の最後に実行した命令（次
の命令から−４バイト戻った■のｃｓ命令）から再ディ
スパッチする。ここで、■のＣＳ命令（４バイト命令）
を実行したことにより、第１オペランドが破壊されてし
まっているので、ＶＭＩのＯ８と、ＶＭＭ２とが予め取
り決めた値に戻す。
以上のロック獲得手法を採用することにより、■のＣ８
命令に失敗してハードウェア割り込みによって起動した
ＶＭモニタ２がロックを獲得しているＣＰＵの処理を行
わせてロックを解放させた後、ロック獲得に失敗したＣ
ＰＵをディスバッチして■のＣＳ命令から再実行させる
ことにより、ロック獲得を効率的に行うことが可能とな
る。
命令に失敗してハードウェア割り込みによって起動した
ＶＭモニタ２がロックを獲得しているＣＰＵの処理を行
わせてロックを解放させた後、ロック獲得に失敗したＣ
ＰＵをディスバッチして■のＣＳ命令から再実行させる
ことにより、ロック獲得を効率的に行うことが可能とな
る。
第１図は本発明の１実施例構成図、第２図は従来技術の
説明図を示す。
説明図を示す。
図中、１はＶＭ（仮想計算機）、２はＶＭモニタ（ＶＭ
Ｍ）を表す。
Ｍ）を表す。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 複数ＣＰＵを使用した仮想計算機システムのロック獲得
方式において、 ある１つのＶＭ（仮想計算機）（１）が複数のＣＰＵを
使用して処理中に、１つのＣＰＵが共用データのロック
獲得に失敗（例えばＣＳ命令の失敗）したとき、ハード
ウェア割り込みで起動されたＶＭモニタ（２）がロック
を獲得している他のＣＰＵの処理を行わせてロックを解
放させ、その後に上記ロック獲得に失敗したＣＰＵに対
して予め定めた値に設定したロック獲得命令（例えばＣ
Ｓ命令）から再実行するように構成したことを特徴とす
るロック獲得方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1213784A JPH0810438B2 (ja) | 1989-08-20 | 1989-08-20 | ロック獲得方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1213784A JPH0810438B2 (ja) | 1989-08-20 | 1989-08-20 | ロック獲得方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0377143A true JPH0377143A (ja) | 1991-04-02 |
| JPH0810438B2 JPH0810438B2 (ja) | 1996-01-31 |
Family
ID=16644988
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1213784A Expired - Fee Related JPH0810438B2 (ja) | 1989-08-20 | 1989-08-20 | ロック獲得方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0810438B2 (ja) |
-
1989
- 1989-08-20 JP JP1213784A patent/JPH0810438B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0810438B2 (ja) | 1996-01-31 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |