JPH0997189A

JPH0997189A - 共有資源の排他制御方式

Info

Publication number: JPH0997189A
Application number: JP7254129A
Authority: JP
Inventors: Atsuki Itou; 淳樹伊藤
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1995-09-29
Filing date: 1995-09-29
Publication date: 1997-04-08
Anticipated expiration: 2015-09-29
Also published as: US5729749A; JP3745800B2

Abstract

(57)【要約】【課題】本発明は、特殊なシリアライズ命令を備えてい
ない計算機でも、アトミックにスワップ処理を行える計
算機であれば、サスペンドロックを実現できる技術を提
供することを課題とする。【解決手段】共有資源の使用権を獲得している実行体を
特定する実行体識別情報を格納するロックワード、及び
使用権を獲得するために待ち合わせている実行体のう
ち、最後に獲得要求を行った実行体の実行体識別情報を
格納するロックキューヘッダからなる排他制御管理テー
ブルと、個々の実行体毎に割り当てられ、割り当てられ
た実行体を特定する実行体識別情報を格納する管理領域
と、実行体から使用権獲得要求を受け付けたときに、要
求元の実行体の管理領域の内容と、排他制御管理テーブ
ルのロックキューヘッダの内容とをスワップすることに
より、擬似的な待ち行列を生成する資源管理手段と、実
行体の処理を中断／再開させる実行体制御手段とを備え
ている。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、スワップ処理が可
能な計算機システムにおいて高速なサスペンドロックを
実現する技術に関する。

【０００２】

【従来の技術】複数の実行体を並列に起動する計算機に
おいては、各実行体が共通に使用できる共有資源が用意
されている。そして、各実行体は、共有資源を使用する
際に、共有資源を排他的に使用する権利（以下、「使用
権」と記す）を獲得した上で、共有資源を使用する。
尚、ここでいう実行体とは、タスクやスレッド等を示す
ものとする。

【０００３】従来、共有資源の排他制御の方法として
は、スピンロック等のビジーウェイト方式が使用されて
いるが、この方式では、使用権の待ち合わせ処理に、ル
ープ処理が必要となるため、ＣＰＵを無駄に使用すると
いう問題がある。

【０００４】また、実行優先度が異なる実行体同士で、
使用権獲得のための競合が発生すると、二次的デッドロ
ックが発生する虞がある。すなわち、例えば、実行優先
度の低い実行体が使用権を獲得している際に、実行優先
度の高い実行体からの使用権の獲得要求が発生すると、
実行優先度の高い実行体の使用権獲得処理において、ス
ピンループ処理が永遠に実行され続け、二次デッドロッ
クが発生する虞がある。

【０００５】上記の問題を解決するために、サスペンド
ロックと呼ばれる処理がある。このサスペンドロックで
は、使用権の待ち合わせを行う実行体の処理を中断し
て、その処理からＣＰＵを解放する。そして、使用権を
解放する実行体が、待ち実行体の処理を再開させること
により、待ち状態の実行体にＣＰＵ資源が再度割り当て
られて、その実行体の処理が再開される。

【０００６】このサスペンドロック方式によれば、実行
体の待ち合わせを行う際に、その実行体の処理からＣＰ
Ｕを解放することにより、ＣＰＵ資源を無駄に消費する
ことがなくなるという利点がある。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】ところで、上記のサス
ペンドロック方式では、使用権を解放する実行体が、待
ち実行体へ使用権を委譲する際に、委譲すべき実行体を
判別するための使用権待ち行列を必要とする。この待ち
行列の作成は、コンペアスワップ命令等の特殊なシリア
ライズ命令を使用したり、割り込み禁止処理等を使用し
て行われている。このため、コンペアスワップ命令等の
特殊なシリアライズ命令が用意されていないと、サスペ
ンドロックを実現できないという問題がある。

【０００８】そこで、本発明は、特殊なシリアライズ命
令を備えていない計算機でも、アトミックにスワップ処
理を行える計算機であれば、サスペンドロックを実現で
きる技術を提供することを課題とする。

【０００９】

【課題を解決するための手段】本発明は、前記課題を解
決するために以下のようにした。すなわち、共有資源の
排他制御方式は、排他制御管理テーブル、個々の実行体
に割り当てられる管理領域、資源管理手段、及び実行体
制御手段を備えている。

【００１０】排他制御テーブルは、共有資源の使用権を
獲得している実行体を特定する実行体識別情報を格納す
るロックワード、及び他の実行体が使用権を獲得してい
る間にその使用権の獲得要求を行った実行体のうち、最
後に獲得要求を行った実行体の実行体識別情報を格納す
るロックキューヘッダを備えている。

【００１１】管理領域は、各実行体毎に割り当てられる
記憶領域であり、各記憶領域には、割り当てられた実行
体の実行体識別情報が格納される。ここで、ロックワー
ドには、共有資源の使用権が空き状態にある場合には、
初期値が設定されている。そして、ある実行体が共有資
源の使用権を獲得したときに、その実行体の実行体識別
情報が設定される。さらに、ロックワードは、使用権を
獲得している実行体が使用権を解放したときにリセット
されるが、このとき、使用権が空くのを待っていた実行
体が存在すると、その実行体の実行体識別情報が書き込
まれることになる。

【００１２】ロックキューヘッダには、共有資源の使用
権が空き状態にある場合には、初期値が設定されてい
る。そして、ある実行体からの使用権の獲得要求が発生
すると、その実行体に割り当てられている管理領域の値
と入れ替えられる（スワップ処理）。例えば、使用権が
空き状態にあり、ロックキューヘッダに初期値が設定さ
れているときに、ある実行体Ａからの使用権の獲得要求
が発生すると、実行体Ａに割り当てられている管理領域
に設定されている実行体識別情報“Ａ”と、ロックキュ
ーヘッダの初期値とが入れ替えられる。そして、実行体
Ａが使用権を獲得している間に、実行体Ｂからの使用権
の獲得要求が発生すると、実行体Ｂに割り当てられてい
る管理領域に設定されている実行体識別情報“Ｂ”と、
ロックキューヘッダの値“Ａ”とが入れ替えられる。こ
のとき、ロックキューヘッダには、実行体識別情報
“Ｂ”が設定され、実行体Ｂの管理領域には、実行体識
別情報“Ａ”が設定されることになる。さらに、実行体
Ｃからの使用権の獲得要求が発生すると、ロックキュー
ヘッダの値”Ｂ”と、実行体Ｃに割り当てられている管
理領域に設定されている実行体識別情報“Ｃ”とがスワ
ップされる。このとき、ロックキューヘッダには、実行
体識別情報“Ｃ”が設定され、実行体Ｃの管理領域には
実行体識別情報“Ｂ”が設定され、さらに実行体Ｂの管
理領域には実行体識別情報“Ａ”が設定されることにな
る。このように、ロックキューヘッダと管理領域とのス
ワップ処理を実行することにより、ロックキューヘッダ
→実行体Ｃ→実行体Ｂの連鎖が発生し、これを擬似的な
一方向性待ち行列として使用することができる。

【００１３】そして、資源管理手段は、使用権の獲得要
求を受け付けたときに、前述したような入れ替え処理
（スワップ処理）を実行して、擬似的な待ち行列を生成
する。また、使用権の解放要求を受け付けたときには、
待ち行列を利用して、使用権の移転を行う。

【００１４】実行体制御手段は、待ち状態になった実行
体の処理を中断する。そして、待ち状態の実行体に使用
権が移転されると、その実行体の処理を再開させる。こ
の実行体制御手段は、例えば、各実行体毎に、各実行体
の状態管理テーブルを有し、状態管理テーブルの状態識
別情報を書き換えることにより、処理の中断あるいは処
理の再開を実現することができる。

【００１５】また、前記資源管理手段は、実行体から使
用権の獲得要求を受け付けると、その実行体に割り当て
られている管理領域に設定されている実行体識別情報
と、前記排他制御管理テーブルのロックキューヘッダに
格納されている値とを入れ替える。そして、入れ替え後
の管理領域の値が、ロックキューヘッダの初期値である
か否かを判別することにより、待ち状態の実行体が存在
しているか否かを判別する。すなわち、入れ替え後の管
理領域に、ロックキューヘッダの初期値が設定されてい
る場合には、待ち状態の実行体が存在しないことを判定
する。一方、入れ替え後の管理領域に、他の実行体の実
行体識別情報が設定されている場合には、待ち状態の実
行体が存在していることを判定する。この場合には、資
源管理手段は、実行体制御手段に対して、要求元の実行
体の処理の中断を依頼し、要求元の実行体を待ち状態に
する。

【００１６】待ち状態の実行体が存在しない場合には、
ロックワードの値を参照して、使用権が空き状態にある
か否かを判別する。ここで、ロックワードに初期値が設
定されていれば、使用権が空き状態にあることが判定さ
れる。そして、ロックワードには、要求元の実行体の実
行体識別情報が格納される。これにより、要求元の実行
体は、共有資源の使用権を獲得したことになる。

【００１７】ロックワードに他の実行体の実行体識別情
報が格納されていれば、他の実行体が使用権を獲得して
いる状態にあることが判定される。そして、要求元の実
行体は、処理を中断されて待ち状態になる。具体的に
は、ロックキューヘッダに初期値が設定され、且つロッ
クワードに他の実行体の実行体識別情報が格納されてい
るケースとしては、他の実行体の使用権を解放処理して
いる最中（ロックキューヘッダをリセットした後であ
り、ロックワードをリセットする前）に、割り込んだケ
ースが考えられる。

【００１８】ここで、本発明における使用権の解放手順
について述べる。資源管理手段は、共有資源の使用権を
獲得している実行体から、前記使用権の解放要求を受け
付けると、その実行体に割り当てられている管理領域に
設定されている値と、前記ロックキューヘッダに設定さ
れている値とを入れ替える。そして、入れ替え後の管理
領域の値が、前記実行体の実行体識別情報を示している
か否かを判別し、前記入れ替え後の管理領域の値が、前
記実行体の実行体識別情報を示している場合には、前記
ロックワードをリセットする。一方、入れ替え後の管理
領域の値が、他の実行体の実行体識別情報を示している
場合には、待ち状態の実行体が存在することを判定し、
前記ロックワードに前記他の実行体の実行体識別情報を
設定すると共に、実行体制御手段に対して、前記他の実
行体の処理再開を依頼する。さらに、処理再開された実
行体に割り当てられている管理領域の値が、前記解放要
求の要求元の実行体の実行体識別情報を示しているか否
かを判別し、処理再開された実行体に割り当てられてい
る管理領域の値が、前記解放要求の要求元の実行体の実
行体識別情報を示している場合には、前記処理再開され
た実行体が、待ち状態にある実行体のうち、最初に使用
権の獲得要求を行った実行体であることを判定する。ま
た、前記処理再開された実行体に割り当てられている管
理領域の値が、前記解放要求の要求元の実行体とは異な
る実行体の実行体識別情報を示している場合には、前記
処理再開された実行体より先に、使用権の獲得要求を行
った実行体が存在するこが判定される。

【００１９】このような流れにおいて、他の実行体の使
用権を解放処理している最中（ロックキューヘッダをリ
セットした後であり、ロックワードをリセットする前）
に、使用権の獲得要求が割り込んだ場合には、要求元の
実行体は、永遠に待ち状態（デッドロック）に陥る虞が
ある。このため、本発明では、以下のような手段を講じ
ている。（１）、使用権の解放処理中に、使用権の獲得要求を行
った実行体の実行体識別情報を登録するロック委譲領域
を、排他制御管理テーブルに設ける。そして、資源管理
手段は、使用権の解放処理が終了すると、前記ロック委
譲領域を参照して、解放処理の途中で使用権の獲得要求
を行った実行体が存在するか否かを判別し、使用権の獲
得要求を行った実行体が存在すれば、前記実行体制御手
段に対して、前記実行体の処理を再開させることを依頼
する。（２）、資源管理手段は、使用権の解放処理が終了する
と、再度、排他制御テーブルのロックキューヘッダを参
照して、初期値が設定されているか、あるいは実行体識
別情報が設定されているかを判別する。そして、ロック
キューヘッダに、実行体識別情報が設定されている場合
には、前記解放処理の途中で使用権の獲得要求を行った
実行体が存在することを判定し、実行体制御手段に対し
て、実行体識別情報によって特定される実行体の処理を
再開させることを依頼する。（３）、資源管理手段は、使用権の解放処理を割り込み
禁止処理によって実行する。

【００２０】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施形態について
図面に沿って説明する。《実施形態１》共有資源の排他制御方式を実現する計算
機システムの機能別構成を図１に沿って説明する。

【００２１】同図に示す計算機システムは、複数の実行
体を並列に実行することができるシステムであり、且
つ、スワップ処理機能を有する計算機システムとする。
ここで、スワップ処理機能は、計算機システムの機械
語の一つのスワップ命令として実現される。スワップ命
令が実行されると、オペランドによる指定に応じて、メ
モリとレジスタの間、レジスタとレジスタの間、あるい
は、メモリとメモリの間で、相互に記憶されている値が
交換される。一つの機械語命令を実行中に計算機システ
ムに対して、割り込みが発生すると、割り込みに対する
処理は実行中の機械語命令の処理が完了した後に行われ
る。従って、スワップ命令実行中に割り込みが発生して
も、スワップ処理、即ち値の交換は完全な形で行われ
る。また、当然のこととして、スワップ命令の実行前に
割り込みが発生した場合には、値の交換は行われない。

【００２２】そして、計算機システムは、計算機のメモ
リ１内に設定された排他制御管理テーブル１ａと、レジ
スタ２内に設定された管理領域２ａと、計算機のＣＰＵ
がプログラムを実行することにより実現される資源管理
部３と、同様にＣＰＵがプログラムを実行することによ
り実現される実行体制御部４とを備えている。

【００２３】排他制御管理テーブル１ａには、ロックワ
ード領域、ロックキューヘッダ領域、２次キュー領域、
キュー終了値領域、及びロック委譲領域が設定されてい
る。ロックワード領域には、共有資源の使用権を獲得し
た実行体の実行体ＩＤが格納される。また、共有資源の
使用権が空き状態にある場合には、初期値“０”が設定
される。

【００２４】ロックキューヘッダ領域は、初期状態にお
いて初期値“NULL”を登録するが、ある実行体からの共
有資源の使用権の獲得要求が発生すると、その実行体に
割り当てられている管理領域２ａの値（要求元実行体の
実行体ＩＤ）と、このロックキューヘッダ領域の値（初
期値“NULL”）とがスワップされて、要求元の実行体の
実行体ＩＤが格納される。さらに、ある実行体が共有資
源の使用権を獲得している間に、他の実行体からの使用
権の獲得要求が発生すると、他の実行体に割り当てられ
ている管理領域２ａの値（他の実行体の実行体ＩＤ）
と、このロックキューヘッダ領域の値（使用権を獲得し
ている実行体の実行体ＩＤ）とがスワップされて、前記
他の実行体の実行体ＩＤが格納される。このように、あ
る一つの実行体が使用権を獲得している間に、他の実行
体からの獲得要求が発生すると、ロックキューヘッダ領
域の値は、次々に更新されていく。これにより、ロック
キューヘッダ領域には、最後に使用権の獲得要求を行っ
た実行体の実行体ＩＤが格納されることになり、その実
行体に割り当てられている管理領域２ａには、その実行
体の直前に使用権の獲得要求を行った実行体の実行体Ｉ
Ｄが格納され、さらに、直前の実行体に割り当てられて
いる管理領域２ａには、さらに直前に使用権の獲得要求
を行った実行体の実行体ＩＤが格納されることになる。
従って、ロックキューヘッダ領域の値を参照することに
より、最後に使用権の獲得要求を行った実行体から、最
初に使用権の獲得要求を行った実行体までを擬似的な一
方向性キューとして取り扱うことができる（以下、擬似
的な一方向性キューを「１次キュー」と記す）。

【００２５】尚、１次キューは、一つの実行体が使用権
を獲得している間に、使用権の獲得要求を行った実行体
を対象としており、使用権が他の実行体へ移転する時点
で、一括デキューされる。すなわち、ロックキューヘッ
ダ領域の値は、使用権が他の実行体へ移転する際に、初
期値“NULL”にリセットされるようになっているため、
ロックキューヘッダ領域と１次キューとのつながりが断
たれてしまう（以下、一括デキューされたキューを「２
次キュー」と記す）。

【００２６】２次キュー領域には、２次キューのうち、
最後に使用権の獲得要求を行った実行体の実行体ＩＤが
格納される。キュー終了値には、ある実行体が使用権を
獲得した時に、その実行体の実行体ＩＤが設定される。

【００２７】また、レジスタ２には、複数の管理領域２
ａが設定されている。そして、各管理領域２ａは、個々
の実行体毎に割り当てられ、割り当てられた実行体のみ
がアクセスすることができる領域となっている。そし
て、各領域には、割り当てられた実行体を特定する実行
体ＩＤが格納されている。

【００２８】資源管理部３は、ロック処理部３ａとアン
ロック処理部３ｂとから構成されている。ロック処理部
３ａは、実行体から共有資源の使用権の獲得要求を受け
ると、メモリ１の内容とレジスタ２の内容とをスワップ
して、要求元の実行体に使用権を付与するか、あるいは
要求元の実行体を１次キューに連結するかを制御する。

【００２９】アンロック処理部３ｂは、使用権を獲得し
ている実行体から、使用権の解放要求を受けると、メモ
リ１の内容とレジスタの内容とをスワップして、使用権
の解放を行う。このとき、１次キューが存在すれば、こ
の１次キューを２次キューへ切り換える。

【００３０】ここで、ロック処理部３ａの処理につい
て、図２に沿って説明する。ロック処理部３ａは、ある
実行体から共有資源の使用権の獲得要求とともに、その
実行体の実行体ＩＤを受け取ると、メモリ１の排他制御
管理テーブル１ａからロックワード領域の値を読み出
す。そして、読み出されたロックワード値と、受け取っ
た実行体ＩＤとを比較して、一つの実行体が使用権を二
重に獲得することを防止する（Ｓ２０１）。

【００３１】ここで、ロックワード値と実行体ＩＤとが
不一致の場合に限り、処理を続行する。すなわち、管理
領域２ａの値（実行体ＩＤ）と、排他制御管理テーブル
１ａのロックキューヘッダ領域の値とをスワップする
（Ｓ２０２）。

【００３２】続いて、ロック処理部３ａは、スワップ後
の管理領域２ａの値が、ロックキューヘッダ領域の初期
値“NULL”であるか否かを判別する（Ｓ２０３）。ここ
で、ロックキューヘッダ領域の初期値が“NULL”である
ならば、１次キューが存在しないことが判定される。そ
して、ロック処理部３ａは、排他制御管理テーブル１ａ
のロックワード領域の値が初期値“０”であるか否かを
判別する（Ｓ２０４）。

【００３３】ロックワード領域の値が初期値“０”なら
ば、使用権が空き状態にあることが判定される。そし
て、ロック処理部３ａは、ロックワード領域に要求元実
行体の実行体ＩＤを設定する（Ｓ２０５）。

【００３４】この時点では、１次キューも２次キューも
存在しないため、キュー終了値領域には、要求元の実行
体の実行体ＩＤが書き込まれる（Ｓ２０６）。これによ
り、要求元の実行体は、共有資源の使用権を獲得したこ
とになる。

【００３５】上述のＳ２０４において、ロックワード領
域の値が初期値“０”でない場合には、すなわち、実行
体からの使用権の獲得要求が、他の実行体の使用権の解
放処理中に発生した割り込み処理である場合には、要求
元の実行体の実行体ＩＤを排他制御管理テーブル１ａの
ロック委譲領域に設定し（Ｓ２０７）、要求元の実行体
の処理を中断させる。

【００３６】そして、他の実行体の使用権の解放処理に
おいては、ロックワード領域の値が初期値“０”に書き
換えられた後に、ロック委譲領域が参照されるので、こ
のロック委譲領域に要求元実行体の実行体ＩＤが格納さ
れていれば、要求元実行体の処理を再開することができ
る。

【００３７】そこで、要求元の実行体の処理が再開され
ると、ロックワード領域の値を参照して、要求元の実行
体の実行体ＩＤが設定されているか否かを判別する（Ｓ
２０８）。ここで、ロックワード領域の値に、要求元の
実行体の実行体ＩＤが設定されていれば、ロック委譲領
域を“０”にリセットし（Ｓ２０９）、ロックワード領
域に要求元の実行体の実行体ＩＤを設定する（Ｓ２１
０）。さらに、キュー終了値にも、要求元の実行体の実
行体ＩＤが設定される（Ｓ２１１）。これにより、要求
元の実行体は、供給資源の使用権を獲得したことにな
る。

【００３８】また、上述のＳ２０８において、ロックワ
ード領域の値に、要求元の実行体の実行体ＩＤが未だ設
定されていない場合には、実行体制御部４に対して、要
求元の実行体の処理を中断させることを依頼する（Ｓ２
１２）。その後に、要求元の実行体の処理が再開される
と、ロックワード領域の値が、処理を再開された実行体
の実行体ＩＤであるか否かを判別し（Ｓ２１３）、ロッ
クワード領域の値が処理を再開された実行体の実行体Ｉ
Ｄと一致するならば、ロック委譲領域を“０”にリセッ
トし（Ｓ２１４）、キュー終了値を“NULL”にリセット
し（Ｓ２１５）、さらに２次キュー領域を“NULL”にリ
セットする（Ｓ２１６）。

【００３９】また、Ｓ２１３において、ロックワード領
域の値と、処理を再開された実行体の実行体ＩＤとが不
一致ならば、前述のＳ２０８以降の処理を繰り返し行
う。次に、前述のＳ２０３において、スワップ後の管理
領域の値が初期値“NULL”でない場合の処理について図
３に沿って説明する。

【００４０】先ず、スワップ後の管理領域の値が初期値
“NULL”でない場合には、待ち状態の実行体が存在して
いることを示しており、要求元の実行体も待ち状態にす
る必要がある。従って、ロック処理部３ａは、実行体制
御部４に対して、要求元の実行体の処理の中断を依頼す
る（Ｓ２１７）。

【００４１】このとき、ロックキューヘッダ領域には、
要求元の実行体の実行体ＩＤが格納されており、要求元
の実行体に割り当てられている管理領域２ａには、直前
に使用権の獲得要求を行った実行体の実行体ＩＤが格納
されていることになる。これにより、ロックキューヘッ
ダ領域の値を参照すれば、最後に使用権の獲得要求を行
った実行体を判別することができ、さらにその実行体に
割り当てられている管理領域を参照すれば、その実行体
の直前に使用権の獲得要求を行った実行体を判別するこ
とができる。そして、待ち状態にある実行体のうち、最
初に使用権の獲得要求を行った実行体に割り当てられて
いる管理領域２ａには、使用権を獲得している実行体の
実行体ＩＤが格納されていることになる（図５参照）。
本実施形態では、このようなつながりを擬似的な一方向
性キューとして使用する。

【００４２】そして、使用権を獲得している実行体が使
用権の解放要求を行うと、ロックキューヘッダ領域に示
されている実行体から順に、処理が再開される。このと
き、処理を再開された実行体の実行体ＩＤと、ロックワ
ード領域の値とを照合し（Ｓ２１８）、双方が一致すれ
ば、処理が再開された実行体に割り当てられている管理
領域２ａの値と、排他制御管理テーブル１ａのキュー終
了値とが一致するか否か、すなわち、処理を再開された
実行体の他に待ち状態の実行体が存在するか否かを判別
する（Ｓ２１９）。

【００４３】ここで、管理領域２ａの値とキュー終了値
とが一致すれば、処理を再開された実行体が最後の待ち
キューであることが判定され、キュー終了値を初期値
“NULL”にリセットすると共に（Ｓ２２０）、２次キュ
ー領域を初期値“NULL”にリセットする（Ｓ２２１）。

【００４４】また、上述のＳ２１９において、処理が再
開された実行体の他に、待ち状態の実行体が存在するこ
とが判定された場合には、処理が再開された実行体に割
り当てられている管理領域２ａの値を２次キュー領域に
設定する（Ｓ２２２）。

【００４５】次に、図４に沿ってアンロック処理部３ｂ
の処理について説明する。アンロック処理部３ｂは、使
用権を獲得している実行体から使用権の解放要求を受け
ると、先ず、その実行体の実行体ＩＤとロックワード領
域の実行体ＩＤとを照合し、使用権を獲得していない実
行体からの使用権解放要求を排除する（Ｓ４０１）。

【００４６】ここで、要求元の実行体の実行体ＩＤとロ
ックワード領域の値とが一致すれば、排他制御管理テー
ブル１ａの２次キュー領域を参照し、待ち状態の２次キ
ューが存在するか否かを判別する（Ｓ４０２）。

【００４７】２次キューが存在しなければ、要求元の実
行体に割り当てられている管理領域２ａの値（初期値
“NULL”）と、ロックキューヘッダ領域の値とをスワッ
プする（Ｓ４０３）。

【００４８】そして、スワップ後の管理領域の値と、排
他制御管理テーブル１ａのキュー終了値とを比較する。
ここで、双方の値が一致すれば、待ち状態の実行体が存
在しないことが判定され、排他制御管理テーブル１ａの
ロックワード領域に初期値“０”がリセットされる（Ｓ
４０５）。

【００４９】さらに、上述のＳ４０３〜Ｓ４０５の間
に、割り込み処理による使用権の獲得要求が行われてい
ないか否かを判別するために、排他制御管理テーブル１
ａのロックキューヘッダ領域の値が初期値“NULL”のま
まであるか否かを判別する（Ｓ４０６）。

【００５０】ここで、ロックキューヘッダ領域の値が初
期値“NULL”ならば、使用権の解放処理を終了する。ま
た、上述のＳ４０２において、２次キュー領域の値が初
期値“NULL”ではない場合、すなわち、２次キューが存
在する場合には、２次キュー領域に格納されている実行
体ＩＤを、ロックワード領域に設定し（Ｓ４０８）、実
行体制御部４に対して、その実行体の処理を再開させる
ことを依頼する（Ｓ４０９）。

【００５１】さらに、上述のＳ４０４において、スワッ
プ後の管理領域２ａの値とキュー終了値とが不一致の場
合、すなわち、待ち状態の実行体が存在する場合には、
これらの実行体を２次キューとして取り扱い、スワップ
後の管理領域２ａの値を、２次キュー領域に設定し（Ｓ
４０７）、前述のＳ４０８及びＳ４０９と同様の処理を
行う。

【００５２】また、上述のＳ４０６において、ロックキ
ューヘッダ領域に初期値“NULL”以外の値が格納されて
いる場合には、排他制御管理テーブル１ａのロック委譲
領域の値を参照し、割り込み処理による使用権の獲得要
求が発生したか否かを判別する（Ｓ４１０）。ここで、
ロック委譲領域に初期値“NULL”が設定されていれば、
割り込み処理が発生しなかったことが判定され、使用権
の解放処理を終了する。また、ロック委譲領域に、実行
体ＩＤが設定されていれば、割り込み処理による使用権
の獲得要求が発生したことを判定し、実行体制御部４に
対して、その実行体の処理を再開させることを依頼する
（Ｓ４１１）。

【００５３】以上、本実施形態によれば、スワップ処理
のみを用いて、擬似的な一方向性キューを作成すること
ができる。そして、一方向性キューを利用することによ
り、サスペンドロック方式の排他制御を実現することが
できる。

【００５４】《実施形態２》本実施形態２における排他
制御管理テーブル１ａの構成を図６に示す。同図に示す
ように、排他制御管理テーブル１ａは、ロックワード領
域、ロックキューヘッダ領域、２次キュー領域、及びキ
ュー終了値領域を備えている。

【００５５】ロックワード領域には、共有資源の使用権
を獲得している実行体の実行体ＩＤが格納される。ま
た、共有資源の使用権が空き状態にある場合には、初期
値“０”が設定される。

【００５６】ロックキューヘッダ領域には、使用権の獲
得に待機している実行体のうち、最後に使用権の獲得要
求を行った実行体の実行体ＩＤが格納される。尚、共有
資源の使用権が空き状態にあり、且つ、待ち状態の実行
体が存在しない場合には、このロックキューヘッダ領域
には、初期値“NULL”が格納される。

【００５７】２次キュー領域は、２次キューのうち、最
後に使用権の獲得要求を行った実行体の実行体ＩＤが格
納される。キュー終了値領域は、ある実行体が使用権を
獲得した時に、その実行体の実行体ＩＤが格納される。

【００５８】その他の構成は、前述の実施形態１と同様
であり、説明は省略する。以下、ロック処理部３ａの処
理について図７に沿って説明する。ロック処理部３ａ
は、ある実行体から共有資源の使用権の獲得要求ととも
に、その実行体の実行体ＩＤを受け取ると、メモリ１の
排他制御管理テーブル１ａからロックワード領域の値を
読み出す。そして、読み出されたロックワード値と、受
け取った実行体ＩＤとを比較して、一つの実行体が使用
権を二重に獲得することを防止する（Ｓ７０１）。

【００５９】ここで、ロックワード値と実行体ＩＤとが
不一致の場合に限り、処理を続行する。すなわち、管理
領域２ａの値（実行体ＩＤ）と、排他制御管理テーブル
１ａのロックキューヘッダ領域の値とをスワップする
（Ｓ７０２）。

【００６０】続いて、ロック処理部３ａは、スワップ後
の管理領域２ａの値が、ロックキューヘッダ領域の初期
値“NULL”であるか否かを判別する（Ｓ７０３）。ここ
で、ロックキューヘッダ領域の初期値が“NULL”である
ならば、１次キューが存在しないことが判定される。そ
して、ロック処理部３ａは、排他制御管理テーブル１ａ
のロックワード領域の値が初期値“０”であるか否かを
判別する（Ｓ７０４）。

【００６１】ロックワード領域の値が初期値“０”なら
ば、使用権が空き状態にあることが判定される。そし
て、ロック処理部３ａは、ロックワード領域に要求元実
行体の実行体ＩＤを設定する（Ｓ７０５）。

【００６２】この時点で、キュー終了値領域には、要求
元の実行体の実行体ＩＤが書き込まれる（Ｓ７０６）。
これにより、要求元の実行体は、共有資源の使用権を獲
得したことになる。

【００６３】上述のＳ７０４において、ロックワード領
域の値が初期値“０”でない場合には、実行体からの使
用権の獲得要求が、他の実行体の使用権の解放処理中に
発生した割り込み処理であることが判定され、実行体制
御部４に対して、要求元の実行体の処理を中断させるこ
とを依頼する（Ｓ７０７）。

【００６４】そして、他の実行体の使用権の解放処理が
終了すると、実行体制御部４に対して、要求元の実行体
の処理の再開を依頼する。ここで、排他制御管理テーブ
ル１ａのロックワード領域の値を参照し、この値が初期
値“０”であるか否かを判別する（Ｓ７０８）。

【００６５】ロックワード領域の値が初期値“０”なら
ば、共有資源の使用権が空き状態にあることが判定さ
れ、ロックワード領域に、要求元の実行体の実行体ＩＤ
を設定する（Ｓ７０９）。

【００６６】そして、排他制御管理テーブル１ａのキュ
ー終了値領域に、要求元の実行体の実行体ＩＤを登録す
る（Ｓ７１０）。これにより、要求元の実行体は、共有
資源の使用権を獲得したことになる。

【００６７】また、上述のＳ７０８において、ロックワ
ード領域の値が初期値以外の値の場合には、ロックワー
ド領域の値と、要求元の実行体の実行体ＩＤとを照合す
る（Ｓ７１１）。ここで、双方の値が一致すれば、キュ
ー終了値に初期値“NULL”をリセットし（Ｓ７１２）、
２次キュー領域に初期値“NULL”をリセットする（Ｓ７
１３）。

【００６８】上述のＳ７１１において、ロックワード領
域の値と、要求元の実行体の実行体ＩＤとが不一致の場
合には、上述のＳ７０７以降の処理を繰り返し行う。こ
こで、上述のＳ７０３において、スワップ後の管理領域
２ａの値が初期値“NULL”ではない場合の処理について
説明する。

【００６９】すなわち、スワップ後の管理領域２ａの値
が初期値“NULL”ではない場合には、１次キューが存在
することが判定される。そして、ロック処理部３ａは、
実行体制御部４に対して、要求元の実行体の処理を中断
させることを依頼する（Ｓ７１４）。このとき、要求元
の実行体は、１次キューの先頭に連結される。

【００７０】そして、使用権を獲得している実行体が、
使用権の解放要求を行うと、１次キューは、一括デキュ
ーされて、２次キューになる。そして、２次キューの先
頭の実行体から順次処理が再開される。このとき、要求
元の実行体の処理も、再開される。

【００７１】要求元の実行体の処理が再開されると、排
他制御管理テーブル１ａのロックワード領域の値と、要
求元の実行体の実行体ＩＤとが照合される（Ｓ７１
５）。ここで、ロックワード領域に、要求元の実行体の
実行体ＩＤが格納されていれば、要求元の実行体に割り
当てられている管理領域２ａと、排他制御管理テーブル
１ａのキュー終了値領域とが照合される（Ｓ７１６）。

【００７２】管理領域２ａの値とキュー終了値とが一致
すれば、要求元の実行体が、２次キューの最後の実行体
であることが判定される。そして、排他制御管理テーブ
ル１ａのキュー終了値領域に初期値“NULL”がリセット
され（Ｓ７１７）、２次キュー領域に初期値“NULL”が
リセットされる（Ｓ７１８）。このとき、要求元の実行
体は、共有資源の使用権を獲得したことになる。

【００７３】また、上述のＳ７１６において、管理領域
２ａとキュー終了値とが不一致ならば、２次キューに、
要求元の実行体より先に使用権の獲得要求を行った実行
体が存在することが判定される。そして、要求元の実行
体に割り当てられている管理領域２ａに格納されている
実行体ＩＤが、２次キュー領域に設定される（Ｓ７２
１）。

【００７４】上述のＳ７１５において、ロックワード領
域に、要求元の実行体の実行体ＩＤが格納されていない
場合には、ロックワード領域の値が初期値“０”である
か否かが判別される（Ｓ７１９）。

【００７５】ここで、ロックワード領域の値が初期値以
外の値ならば、上述のＳ７１４以降の処理を繰り返し行
う。また、ロックワード領域の値が初期値“０”なら
ば、要求元の実行体に割り当てられている管理領域２ａ
に設定されている実行体ＩＤが示す実行体の処理を再開
した後に（Ｓ７２０）、上述のＳ７１４以降の処理を繰
り返し行う。

【００７６】次に、アンロック処理部３ｂの処理につい
て図９に沿って説明する。アンロック処理部３ｂは、使
用権を獲得している実行体から、使用権の解放要求と共
に、その実行体の実行体ＩＤを受けると、受けた実行体
ＩＤとロックワード領域の実行体ＩＤとを照合し、使用
権を獲得していない実行体からの使用権解放要求を排除
する（Ｓ９０１）。

【００７７】要求元の実行体の実行体ＩＤとロックワー
ド領域の値とが一致する場合に限り、処理が続行され
る。すなわち、排他制御管理テーブル１ａの２次キュー
領域を参照し、待ち状態の２次キューが存在するか否か
を判別する（Ｓ９０２）。

【００７８】２次キューが存在しなければ（２次キュー
領域に初期値“NULL”が設定されていれば）、要求元の
実行体に割り当てられている管理領域２ａの値（“NUL
L”）と、ロックキューヘッダ領域の値とをスワップす
る（Ｓ９０３）。

【００７９】そして、スワップ後の管理領域の値と、排
他制御管理テーブル１ａのキュー終了値とを比較する
（Ｓ９０４）。ここで、双方の値が一致すれば、１次キ
ューが存在しないことが判定され、排他制御管理テーブ
ル１ａのロックワード領域に初期値“０”がリセットさ
れる（Ｓ９０５）。この時点で、共有資源の使用権は、
解放されたことになる。

【００８０】また、上述のＳ４０３〜Ｓ４０５の間に、
割り込み処理による使用権の獲得要求が行われていない
か否かを判別するために、排他制御管理テーブル１ａの
ロックキューヘッダ領域の値が初期値“NULL”のままで
あるか否かを判別する（Ｓ９０６）。ここで、ロックキ
ューヘッダ領域の値が初期値“NULL”ならば、処理を終
了する。一方、ロックキューヘッダ領域に、他の実行体
の実行体ＩＤが格納されている場合には、割り込み処理
によって１次キューが作成されたことが判定される。そ
して、１次キューの先頭の実行体（最後に使用権の獲得
要求を行った実行体）の処理を再開させる（Ｓ９１
０）。

【００８１】上述のＳ９０２において、２次キュー領域
の値が初期値“NULL”ではない場合には、ロックワード
領域に、２次キュー領域に設定されている実行体ＩＤを
設定し（Ｓ９０８）、２次キュー実行体の処理を再開さ
せる（Ｓ９１０）。

【００８２】また、上述のＳ９０４において、要求元の
実行体に割り当てられている管理領域２ａの値がキュー
終了値と不一致の場合には、管理領域２ａに格納されて
いる実行体ＩＤを、２次キュー領域に設定した後（Ｓ９
０７）、上述のＳ９０８及びＳ９０９と同様の処理を行
う。

【００８３】以上、本実施形態によれば、ロック委譲領
域を設けなくても、前述の実施形態１と同等の効果を得
ることができる。《実施形態３》本実施形態では、使用権の解放処理を割
り込み禁止処理で行う場合について説明する。この場合
の計算機システムの構成は、前述の実施形態２と同様で
あり、説明は省略する。

【００８４】ここで、ロック処理部３ａの処理について
図１０に沿って説明する。ロック処理部３ａは、ある実
行体から共有資源の使用権の獲得要求とともに、その実
行体の実行体ＩＤを受け取ると、メモリ１の排他制御管
理テーブル１ａからロックワード領域の値を読み出す。
そして、読み出されたロックワード値と、受け取った実
行体ＩＤとを比較して、一つの実行体が使用権を二重に
獲得することを防止する（Ｓ１００１）。

【００８５】ここで、ロックワード値と実行体ＩＤとが
不一致の場合に限り、処理を続行する。すなわち、管理
領域２ａの値（実行体ＩＤ）と、排他制御管理テーブル
１ａのロックキューヘッダ領域の値とをスワップする
（Ｓ１００２）。

【００８６】続いて、ロック処理部３ａは、スワップ後
の管理領域２ａの値が、ロックキューヘッダ領域の初期
値“NULL”であるか否かを判別する（Ｓ１００３）。こ
こで、ロックキューヘッダ領域の初期値が“NULL”であ
るならば、１次キューが存在しないことが判定される。
そして、ロック処理部３ａは、排他制御管理テーブル１
ａのロックワード領域の値が初期値“０”であるか否か
を判別する（Ｓ１００４）。

【００８７】ロックワード領域の値が初期値“０”なら
ば、使用権が空き状態にあることが判定される。そし
て、ロック処理部３ａは、ロックワード領域に要求元実
行体の実行体ＩＤを設定する（Ｓ１００５）。

【００８８】この時点で、キュー終了値領域には、要求
元の実行体の実行体ＩＤが書き込まれる（Ｓ１００
６）。これにより、要求元の実行体は、共有資源の使用
権を獲得したことになる。

【００８９】上述のＳ１００４において、ロックワード
領域の値が初期値“０”でない場合には、実行体からの
使用権の獲得要求が、他の実行体の使用権の解放処理中
に発生した割り込み処理であることが判定され、実行体
制御部４に対して、要求元の実行体の処理を中断させる
ことを依頼する（Ｓ１００７）。

【００９０】そして、他の実行体の使用権の解放処理が
終了すると、実行体制御部４に対して、要求元の実行体
の処理の再開を依頼する。ここで、排他制御管理テーブ
ル１ａのロックワード領域の値を参照し、この値が初期
値“０”であるか否かを判別する（Ｓ１００８）。

【００９１】ロックワード領域の値が初期値“０”なら
ば、共有資源の使用権が空き状態にあることが判定さ
れ、ロックワード領域に、要求元の実行体の実行体ＩＤ
を設定する（Ｓ１００９）。

【００９２】そして、排他制御管理テーブル１ａのキュ
ー終了値領域に、要求元の実行体の実行体ＩＤを登録す
る（Ｓ１０１０）。これにより、要求元の実行体は、共
有資源の使用権を獲得したことになる。

【００９３】また、上述のＳ１００８において、ロック
ワード領域の値が初期値以外の値の場合には、ロックワ
ード領域の値と、要求元の実行体の実行体ＩＤとを照合
する（Ｓ１０１１）。ここで、双方の値が一致すれば、
キュー終了値に初期値“NULL”をリセットし（Ｓ１０１
２）、２次キュー領域に初期値“NULL”をリセットする
（Ｓ１０１３）。

【００９４】ここで、上述のＳ１００３において、要求
元の実行体に割り当てられている管理領域２ａの値が、
初期値“NULL”ではない場合の処理について図１１に沿
って説明する。

【００９５】先ず、スワップ後の管理領域の値が初期値
“NULL”でない場合には、待ち状態の実行体が存在して
いることを示しており、要求元の実行体も待ち状態にす
る必要がある。従って、ロック処理部３ａは、実行体制
御部４に対して、要求元の実行体の処理の中断を依頼す
る（Ｓ１０１４）。

【００９６】このとき、ロックキューヘッダ領域には、
要求元の実行体の実行体ＩＤが格納されており、要求元
の実行体に割り当てられている管理領域２ａには、直前
に使用権の獲得要求を行った実行体の実行体ＩＤが格納
されていることになる。

【００９７】そして、使用権を獲得している実行体が使
用権の解放要求を行うと、ロックキューヘッダ領域に示
されている実行体から順に、処理が再開される。このと
き、処理が再開された実行体の実行体ＩＤと、ロックワ
ード領域の値とが照合され（Ｓ１０１５）、双方が一致
すれば、処理が再開された実行体に割り当てられている
管理領域２ａの値と、排他制御管理テーブル１ａのキュ
ー終了値とが一致するか否か、すなわち、処理を再開さ
れた実行体の他に待ち状態の実行体が存在するか否かが
判別される（Ｓ１０１６）。

【００９８】ここで、管理領域２ａの値とキュー終了値
とが一致すれば、処理の再開された実行体が最後の待ち
キューであることが判定され、キュー終了値を初期値
“NULL”にリセットすると共に（Ｓ１０１７）、２次キ
ュー領域を初期値“NULL”にリセットする（Ｓ１０１
８）。

【００９９】また、上述のＳ１０１６において、処理を
再開された実行体の他に、待ち状態の実行体が存在する
ことが判定された場合には、処理を再開された実行体に
割り当てられている管理領域２ａの値を２次キュー領域
に設定する（Ｓ１０１９）。次に、アンロック処理部３
ｂの処理について図１２に沿って説明する。

【０１００】アンロック処理部３ｂは、使用権を獲得し
ている実行体から、使用権の解放要求と共に、その実行
体の実行体ＩＤを受けると、受けた実行体ＩＤとロック
ワード領域の実行体ＩＤとを照合し、使用権を獲得して
いない実行体からの使用権解放要求を排除する（Ｓ１２
０１）。

【０１０１】そして、要求元の実行体の実行体ＩＤとロ
ックワード領域の値とが一致する場合に限り、処理が続
行される。すなわち、排他制御管理テーブル１ａの２次
キュー領域を参照し、待ち状態の２次キューが存在する
か否かを判別する（Ｓ１２０２）。

【０１０２】２次キューが存在しなければ（２次キュー
領域に初期値“NULL”が設定されていれば）、要求元の
実行体に割り当てられている管理領域２ａの値（“NUL
L”）と、ロックキューヘッダ領域の値とをスワップす
る（Ｓ１２０３）。

【０１０３】そして、スワップ後の管理領域の値と、排
他制御管理テーブル１ａのキュー終了値とを比較する
（Ｓ１２０４）。ここで、双方の値が一致すれば、１次
キューが存在しないことが判定され、排他制御管理テー
ブル１ａのロックワード領域に初期値“０”がリセット
される（Ｓ１２０５）。この時点で、共有資源の使用権
は、解放されたことになる。

【０１０４】上述のＳ１２０２において、２次キュー領
域の値が初期値“NULL”ではない場合には、２次キュー
が存在することが判定される。このとき、ロックワード
領域には、２次キュー領域に設定されている実行体ＩＤ
が設定される（Ｓ１２０７）。さらに、実行体制御部４
に対して、２次キューの実行体の処理を再開することを
依頼する（Ｓ１２０８）。

【０１０５】また、上述のＳ１２０４において、要求元
の実行体に割り当てられている管理領域２ａの値が、キ
ュー終了値と不一致の場合には、管理領域２ａに格納さ
れている実行体ＩＤを、２次キュー領域に設定した後
（Ｓ１２０６）、上述のＳ１２０７及びＳ１２０８と同
様の処理を行う。

【０１０６】以上、本実施形態３によれば、前述の図１
２のＳ１２０３〜Ｓ１２０５までを割り込み禁止処理と
して実行することにより、前述の実施形態１あるいは実
施形態２と同等の効果を得ることができる。

【０１０７】

【発明の効果】本発明によれば、ＣＳＩ等の特殊な命令
を用意されていない計算機システムでも、スワップ処理
を利用することにより、サスペンドロック方式の排他制
御を行うことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本実施形態における計算機システムの機能別構
成を示す図

【図２】使用権獲得処理を示すフローチャート図（１）

【図３】使用権獲得処理を示すフローチャート図（２）

【図４】使用権解放処理を示すフローチャート図

【図５】キュー作成処理のイメージ

【図６】実施形態２における排他制御管理テーブルの構
成を示す図

【図７】使用権獲得処理を示すフローチャート図（１）

【図８】使用権獲得処理を示すフローチャート図（２）

【図９】使用権解放処理を示すフローチャート図

【図１０】使用権獲得処理を示すフローチャート図
（１）

【図１１】使用権獲得処理を示すフローチャート図
（２）

【図１２】使用権解放処理を示すフローチャート図

【符号の説明】

１・・メモリ１ａ・・排他制御管理テーブル２・・レジスタ２ａ・・管理領域３・・資源管理部３ａ・・ロック処理部３ｂ・・アンロック処理部４・・実行体制御部４ａ・・処理中断部４ｂ・・処理再開部

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】複数の実行体が並列に実行される計算機
システムの共有資源排他制御方式であって、共有資源の使用権を獲得している実行体を特定する実行
体識別情報を格納するロックワード、及び他の実行体が
使用権を獲得している間にその使用権の獲得要求を行っ
た実行体のうち、最後に獲得要求を行った実行体の実行
体識別情報を格納するロックキューヘッダからなる排他
制御管理テーブルと、個々の実行体毎に割り当てられ、割り当てられた実行体
の実行体識別情報を格納する管理領域と、実行体から前記共有資源の使用権の獲得要求を受け付け
たとき、あるいは使用権の解放要求を受け付けたとき
に、要求元の実行体に割り当てられている管理領域の内
容と、前記排他制御管理テーブルのロックキューヘッダ
の内容とを入れ替えることにより、他の実行体が使用権
を獲得している間にその使用権の獲得要求を行った実行
体を連鎖する擬似的な待ち行列を生成する資源管理手段
と、前記共有資源の使用権を獲得するために待ち状態となる
実行体の処理を中断させるとともに、待ち状態にあった
実行体が使用権を獲得したときに、この実行体の処理を
再開させる実行体制御手段とを備える共有資源の排他制
御方式。
【請求項２】前記資源管理手段は、前記実行体から前記共有資源の使用権の獲得要求を受け
付けると、前記実行体に割り当てられている管理領域に格納されて
いる実行体識別情報と、前記排他制御管理テーブルのロ
ックキューヘッダに格納されている値とを入れ替え、入れ替え後の管理領域の値が、ロックキューヘッダの初
期値であるか否かを判別し、前記管理領域の値がロックキューヘッダの初期値である
場合には、前記排他制御管理テーブルのロックワード
に、他の実行体の実行体識別情報が格納されているか否
かを判別し、前記ロックワードに、他の実行体の実行体識別情報が格
納されていなければ、前記ロックワードに前記獲得要求
の要求元の実行体の実行体識別情報を書き込み、前記管理領域の値がロックキューヘッダの初期値でない
場合には、前記実行体制御手段に対して、前記実行体の
処理を中断させる命令を通知する、請求項１記載の共有
資源の排他制御方式。
【請求項３】前記資源管理手段は、共有資源の使用権を獲得している実行体から、前記使用
権の解放要求を受け付けると、前記実行体に割り当てられている管理領域に格納されて
いる値と、前記ロックキューヘッダに格納されている値
とを入れ替え、入れ替え後の管理領域の値が、前記実行体の実行体識別
情報を示しているか否かを判別し、前記入れ替え後の管理領域の値が、前記実行体の実行体
識別情報を示している場合には、前記ロックワードをリ
セットし、前記入れ替え後の管理領域の値が、他の実行体の実行体
識別情報を示している場合には、待ち状態の実行体が存
在することを判定し、前記ロックワードに前記他の実行
体の実行体識別情報を設定し、前記実行体制御手段に対して、前記他の実行体の処理再
開を依頼し、前記処理再開された実行体に割り当てられている管理領
域の値が、前記解放要求の要求元の実行体の実行体識別
情報を示しているか否かを判別し、前記処理再開された実行体に割り当てられている管理領
域の値が、前記解放要求の要求元の実行体の実行体識別
情報を示している場合には、前記処理再開された実行体
が、待ち状態にある実行体のうち、最初に使用権の獲得
要求を行った実行体であることを判定し、前記処理再開された実行体に割り当てられている管理領
域の値が、前記解放要求の要求元の実行体とは異なる実
行体の実行体識別情報を示している場合には、前記処理
再開された実行体より先に、使用権の獲得要求を行った
実行体が存在することを判定する、請求項１記載の共有
資源の排他制御方式。
【請求項４】使用権の解放処理中に、使用権の獲得要
求を行った実行体の実行体識別情報を登録するロック委
譲領域を、前記排他制御管理テーブルに更に備え、前記資源管理手段は、前記使用権の解放処理が終了すると、前記ロック委譲領
域を参照して、解放処理の途中で使用権の獲得要求を行
った実行体が存在するか否かを判別し、使用権の獲得要求を行った実行体が存在すれば、前記実
行体制御手段に対して、前記実行体の処理を再開させる
ことを依頼する、請求項３記載の共有資源の排他制御方
式。
【請求項５】前記資源管理手段は、前記使用権の解放処理が終了すると、再度、排他制御テ
ーブルのロックキューヘッダを参照して、初期値が設定
されているか、あるいは実行体識別情報が設定されてい
るかを判別し、前記ロックキューヘッダに実行体識別情報が設定されて
いれば、前記解放処理の途中で使用権の獲得要求を行っ
た実行体が存在することを判定し、前記実行体制御手段
に対して、前記実行体識別情報によって特定される実行
体の処理を再開させることを依頼する、請求項３記載の
共有資源の排他制御方式。
【請求項６】前記資源管理手段は、前記使用権の解放処理を割り込み禁止処理によって実行
する請求項３記載の共有資源の排他制御方式。