JPH0833831B2 - 共有資源の占有競合管理方法 - Google Patents
共有資源の占有競合管理方法Info
- Publication number
- JPH0833831B2 JPH0833831B2 JP61270487A JP27048786A JPH0833831B2 JP H0833831 B2 JPH0833831 B2 JP H0833831B2 JP 61270487 A JP61270487 A JP 61270487A JP 27048786 A JP27048786 A JP 27048786A JP H0833831 B2 JPH0833831 B2 JP H0833831B2
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- resource
- processing
- level
- shared resource
- task
- 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.)
- Expired - Lifetime
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/52—Program synchronisation; Mutual exclusion, e.g. by means of semaphores
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、複数の処理の並列動作する計算機システム
に係り、特に複数の処理が共有する資源を優先レベルを
設けて競合管理を実現するのに好適な方法に関する。
に係り、特に複数の処理が共有する資源を優先レベルを
設けて競合管理を実現するのに好適な方法に関する。
計算機システムにおける共有資源の競合を管理する方
法として、雑誌「インターフエース」第225〜第227頁,N
o.98,1985-7,（CQ出版）に記載のものが知られている。
ここには、資源の排他的な占有を行うための方法とし
て、事象フラグによる排他的占有およびセマフオによる
排他的占有について論じられている。
法として、雑誌「インターフエース」第225〜第227頁,N
o.98,1985-7,（CQ出版）に記載のものが知られている。
ここには、資源の排他的な占有を行うための方法とし
て、事象フラグによる排他的占有およびセマフオによる
排他的占有について論じられている。
〔発明が解決しようとする問題点〕 上記公知例においては、資源の占有中の処理が優先レ
ベルの高い処理のみに当該資源を開放してもよいという
手続は用意されていない。
ベルの高い処理のみに当該資源を開放してもよいという
手続は用意されていない。
したがつて、低レベル処理が資源占有中に、高レベル
の処理が同一資源の占有の要求を行なつても、現在占有
中の低レベル処理が終了するまで待たされるので、特に
低レベル処理が長期間かかるような場合、問題であつ
た。
の処理が同一資源の占有の要求を行なつても、現在占有
中の低レベル処理が終了するまで待たされるので、特に
低レベル処理が長期間かかるような場合、問題であつ
た。
このような低レベル処理が長時間の資源の占有を避け
るために、低レベル処理を分割し、その節目ごとにいつ
たん資源を解放し、他の処理が占有できるようにした
後、再び同一資源を占有する、といつた方法をとる必要
があつた。しかし、次の点が問題となる。
るために、低レベル処理を分割し、その節目ごとにいつ
たん資源を解放し、他の処理が占有できるようにした
後、再び同一資源を占有する、といつた方法をとる必要
があつた。しかし、次の点が問題となる。
該当処理より低レベルの処理が、資源を占有してしま
う場合がある。
う場合がある。
いつたん解放する前に、他の処理が資源を占有しても
差しつかえないように、資源使用後操作（例、フアイル
のクローズなど）を行なわねならず、また、再占有時に
は、資源使用前操作（例、フアイルのオープンなど）を
行なう必要もあり、他の処理が同一資源を占有しない場
合のオーバーヘツドが大きくなつてしまうため、問題が
あつた。
差しつかえないように、資源使用後操作（例、フアイル
のクローズなど）を行なわねならず、また、再占有時に
は、資源使用前操作（例、フアイルのオープンなど）を
行なう必要もあり、他の処理が同一資源を占有しない場
合のオーバーヘツドが大きくなつてしまうため、問題が
あつた。
そこで、本発明は共有資源の競合を円滑に処理しうる
管理方法を提供することを目的とする。
管理方法を提供することを目的とする。
上記した問題点を解決するために、本発明は、計算機
システムにより共有資源を共用して複数のタスクを並列
的に処理する場合の前記共有資源に対する占有要求の競
合を管理する方法において、前記複数のタスクのそれぞ
れに各タスクごとに優先レベルを設定し、低優先レベル
のタスクの処理による前記共有資源の占有中はタスクの
１レコード実行ごとに前記共有資源の占有継続が可能か
否かをチェックし、かつ低優先レベルのタスクの処理に
よる前記共有資源の占有中に、高優先レベルのタスクの
処理による前記共有資源に対する占有要求が生じた場合
に、前記低優先レベルのタスクの処理は、発生した前記
高優先レベルのタスクの処理による共有資源に対する占
有要求を確認した後に資源使用後操作を終了するまで前
記高優先レベルのタスクの処理による共有資源の使用開
始を待機させた後、当該共有資源の占有を譲ることを特
徴とするものである。
システムにより共有資源を共用して複数のタスクを並列
的に処理する場合の前記共有資源に対する占有要求の競
合を管理する方法において、前記複数のタスクのそれぞ
れに各タスクごとに優先レベルを設定し、低優先レベル
のタスクの処理による前記共有資源の占有中はタスクの
１レコード実行ごとに前記共有資源の占有継続が可能か
否かをチェックし、かつ低優先レベルのタスクの処理に
よる前記共有資源の占有中に、高優先レベルのタスクの
処理による前記共有資源に対する占有要求が生じた場合
に、前記低優先レベルのタスクの処理は、発生した前記
高優先レベルのタスクの処理による共有資源に対する占
有要求を確認した後に資源使用後操作を終了するまで前
記高優先レベルのタスクの処理による共有資源の使用開
始を待機させた後、当該共有資源の占有を譲ることを特
徴とするものである。
上記本発明の構成によれば、低優先レベルのタスクの
処理による前記共有資源の占有中はタスクの１レコード
実行ごとに前記共有資源の占有継続が可能か否かをチェ
ックし、かつ低優先レベルのタスクの処理による前記共
有資源の占有中に、高優先レベルのタスクの処理による
前記共有資源に対する占有要求が生じた場合に、前記低
優先レベルのタスクの処理は、発生した前記高優先レベ
ルのタスクの処理による共有資源に対する占有要求を確
認した後に資源使用後操作を終了するまで前記高優先レ
ベルのタスクの処理による共有資源の使用開始を待機さ
せた後、当該共有資源の占有を譲るので、画一的に１つ
のタスクの処理終了を待つことなく、円滑に競合を処理
することができる。
処理による前記共有資源の占有中はタスクの１レコード
実行ごとに前記共有資源の占有継続が可能か否かをチェ
ックし、かつ低優先レベルのタスクの処理による前記共
有資源の占有中に、高優先レベルのタスクの処理による
前記共有資源に対する占有要求が生じた場合に、前記低
優先レベルのタスクの処理は、発生した前記高優先レベ
ルのタスクの処理による共有資源に対する占有要求を確
認した後に資源使用後操作を終了するまで前記高優先レ
ベルのタスクの処理による共有資源の使用開始を待機さ
せた後、当該共有資源の占有を譲るので、画一的に１つ
のタスクの処理終了を待つことなく、円滑に競合を処理
することができる。
次に、本発明の一実施例を図面に基づいて詳細に説明
する。
する。
第１図に本発明の概要を示す。第１図において、共有
資源７を競合する複数のそれぞれ優先レベルを持つ処理
群６は、共有資源７を占有するのに関する次の３つの手
続き、すなわち、資源占有要求手続き３・資源占有解除
手続き４・資源占有継続チェック手続き５、を呼び出さ
なければならない。この３つの手続きは、各資源ごとに
用意した、優先レベルごとのフラグ１と予約フラグ２を
利用して、以下述べる方法で競合管理を行う。
資源７を競合する複数のそれぞれ優先レベルを持つ処理
群６は、共有資源７を占有するのに関する次の３つの手
続き、すなわち、資源占有要求手続き３・資源占有解除
手続き４・資源占有継続チェック手続き５、を呼び出さ
なければならない。この３つの手続きは、各資源ごとに
用意した、優先レベルごとのフラグ１と予約フラグ２を
利用して、以下述べる方法で競合管理を行う。
ここで、フラグ１および２は、ONまたは、OFFのどち
らかの状態を持ち、初期状態はOFFで、各処理は、OFFの
フラグのみONにすることができ、ONのフラグのみOFFに
することができるテーブルである。
らかの状態を持ち、初期状態はOFFで、各処理は、OFFの
フラグのみONにすることができ、ONのフラグのみOFFに
することができるテーブルである。
資源占有要求手続き３は、共有資源を占有する手続き
である。その優先レベルＮの場合のアルゴリズムを第２
図に示す。この手続き３は、レベルごとのフラグ１をす
べてONできるようになるまで待ち、しかも、そのために
は、予約フラグ２もONできなければならない（21,2
3）。
である。その優先レベルＮの場合のアルゴリズムを第２
図に示す。この手続き３は、レベルごとのフラグ１をす
べてONできるようになるまで待ち、しかも、そのために
は、予約フラグ２もONできなければならない（21,2
3）。
資源占有解除手続き４は、占有した資源を解放する手
続きである。そのアルゴリズムを第３図に示す。この手
続き４は、資源占有要求手続き３を実行し、レベルごと
のフラグ１をすべてONにした処理のみが実行できる手続
きである。そして、ON状態にしたレベルごとのフラグ１
を順次OFFし（32〜34）別の処理が、資源占有要求手続
き３によつて、フラグ１をONできるようにする。
続きである。そのアルゴリズムを第３図に示す。この手
続き４は、資源占有要求手続き３を実行し、レベルごと
のフラグ１をすべてONにした処理のみが実行できる手続
きである。そして、ON状態にしたレベルごとのフラグ１
を順次OFFし（32〜34）別の処理が、資源占有要求手続
き３によつて、フラグ１をONできるようにする。
資源占有継続チエツク手続き５は、資源占有要求手続
き３によつて資源を占有した処理が、自分よりレベルの
高い処理が同一資源の占有を要求しているためにその資
源を解放しなければならないかどうかを調べるための手
続きである。資源を占有している処理は、随時、本手続
きを実行し、他の高レベル処理が同一資源の占有を要求
しているか否かを調べなければならない。そして、本手
続きの結果、資源継続可49と判定された場合は、そのま
ま処理を継続できるが、資源占有継続不可48と判定され
た場合は、再び、資源占有要求手続き３によつて再占有
しない限り、該当資源に対する処理を行うことはできな
い。
き３によつて資源を占有した処理が、自分よりレベルの
高い処理が同一資源の占有を要求しているためにその資
源を解放しなければならないかどうかを調べるための手
続きである。資源を占有している処理は、随時、本手続
きを実行し、他の高レベル処理が同一資源の占有を要求
しているか否かを調べなければならない。そして、本手
続きの結果、資源継続可49と判定された場合は、そのま
ま処理を継続できるが、資源占有継続不可48と判定され
た場合は、再び、資源占有要求手続き３によつて再占有
しない限り、該当資源に対する処理を行うことはできな
い。
このように、第１に、レベルごとにフラグ１を設け、
第３図の31〜35および第４図の41〜46において、レベル
の高いフラグから順にOFFにすることと、第２図の21に
よつて自レベルのフラグがOFFになることがあいまつ
て、レベルの高い処理が優先的に、第２図における22,2
3へ進むことができる。
第３図の31〜35および第４図の41〜46において、レベル
の高いフラグから順にOFFにすることと、第２図の21に
よつて自レベルのフラグがOFFになることがあいまつ
て、レベルの高い処理が優先的に、第２図における22,2
3へ進むことができる。
また、第２に、予約フラグ２を設け、第２図21,22に
おいて自己のレベルのフラグと共にチエツクしているこ
とにより、前述のように先に22,23へ進んだ処理がある
と、残りの処理は21より先に進めなくなり、したがつ
て、複数の処理が同じ資源を同時に占有することを防げ
る。
おいて自己のレベルのフラグと共にチエツクしているこ
とにより、前述のように先に22,23へ進んだ処理がある
と、残りの処理は21より先に進めなくなり、したがつ
て、複数の処理が同じ資源を同時に占有することを防げ
る。
さらにまた、第３に、もし、現在資源占有中の処理よ
りレベルの高い処理が第２図の21にて、資源占有待ちを
していた場合、現在占有中の処理が資源占有継続チエツ
ク手続き４を実行した際、第４図の43と44の間で資源占
有ちしていたレベルの高い処理が第２図の21から23へと
進むため、現在占有中の処理は第４図の44で第４図の31
へ進み、47を経て資源の占有を解除し、レベルの高い処
理へ、明け渡すことができる。
りレベルの高い処理が第２図の21にて、資源占有待ちを
していた場合、現在占有中の処理が資源占有継続チエツ
ク手続き４を実行した際、第４図の43と44の間で資源占
有ちしていたレベルの高い処理が第２図の21から23へと
進むため、現在占有中の処理は第４図の44で第４図の31
へ進み、47を経て資源の占有を解除し、レベルの高い処
理へ、明け渡すことができる。
第４に、なお、第４図におい、41,42,46により、上記
第３の点にて述べた作用は、自レベルより高い処理に対
してしか行なわれない。
第３の点にて述べた作用は、自レベルより高い処理に対
してしか行なわれない。
第５に、前記第３の点にて、第２図の23まで進み、新
たに資源を占有することができるようになつた処理は、
現在占有中の処理が第４図の41から47を経るまで、レベ
ルｉ以外のフラグによつて23で待たされる。このため、
高レベル処理によつて資源の占有を割込まれた処理は、
割込みを確認（44）してから、資源使用後操作26を行う
ことができる。したがつて、割込みがない場合（42→43
→44→46→42……→42→49）は、いちいち資源使用後操
作を行う必要がなく、競合管理によるオーバーヘツドが
小さくて済む。
たに資源を占有することができるようになつた処理は、
現在占有中の処理が第４図の41から47を経るまで、レベ
ルｉ以外のフラグによつて23で待たされる。このため、
高レベル処理によつて資源の占有を割込まれた処理は、
割込みを確認（44）してから、資源使用後操作26を行う
ことができる。したがつて、割込みがない場合（42→43
→44→46→42……→42→49）は、いちいち資源使用後操
作を行う必要がなく、競合管理によるオーバーヘツドが
小さくて済む。
次に、具体例を、第５図に示すような場合を想定して
説明する。
説明する。
第５図において、処理Ａ・Ｂ・Ｃ（52,53,54）は、フ
アイルＹ（51）と競合する。ここで、優先レベルは、処
理Ａ＞処理Ｂ＞処理Ｃとする。
アイルＹ（51）と競合する。ここで、優先レベルは、処
理Ａ＞処理Ｂ＞処理Ｃとする。
処理A,B,Cの本発明を利用したアルゴリズムの一例
を、それぞれ第６図，第７図，第８図に示す。ここで処
理Ａは、最高レベルの処理なので、第６図において、フ
アイルＹの占有継続処理はない。処理B,Cは、１レコー
ドの処理が終了するたびにフアイルＹの占有継続チエツ
ク（第７図および第８図の５）を行い、上位レベル処理
が同一フアイルの占有を要求しているため占有が継続で
きない場合は、先頭のフアイル占有要求を再度行ない
（第７図および第８図の３）、上位レベル処理を終了
し、フアイルの占有を解除されるまで待つ。
を、それぞれ第６図，第７図，第８図に示す。ここで処
理Ａは、最高レベルの処理なので、第６図において、フ
アイルＹの占有継続処理はない。処理B,Cは、１レコー
ドの処理が終了するたびにフアイルＹの占有継続チエツ
ク（第７図および第８図の５）を行い、上位レベル処理
が同一フアイルの占有を要求しているため占有が継続で
きない場合は、先頭のフアイル占有要求を再度行ない
（第７図および第８図の３）、上位レベル処理を終了
し、フアイルの占有を解除されるまで待つ。
一方、同一の処理A,B,Cを従来技術のRESERVE/FREEを
用いた場合のアルゴリズムの一例を、それぞれ第９図，
第10図，第11図に示す。ここでは、比較的処理の長びく
処理B,Cによつて、レベルの高い処理Ａが待たされない
ように、処理ＢおよびＣでは、１レコードを処理するた
びに、いつたん占有したフアイルを解放し、再占有をく
り返している（第10図，第11図の91・92）。
用いた場合のアルゴリズムの一例を、それぞれ第９図，
第10図，第11図に示す。ここでは、比較的処理の長びく
処理B,Cによつて、レベルの高い処理Ａが待たされない
ように、処理ＢおよびＣでは、１レコードを処理するた
びに、いつたん占有したフアイルを解放し、再占有をく
り返している（第10図，第11図の91・92）。
本発明と従来技術による違いを、前記実施例に基づ
き、第12図に示す。ここで、各処理の単独での実行時間
は第12図のような場合を想定し、第12図は、これらの処
理が、処理Ｂ実行中に、処理C,処理Ａの順序で起動され
た場合の動作を示したものである。
き、第12図に示す。ここで、各処理の単独での実行時間
は第12図のような場合を想定し、第12図は、これらの処
理が、処理Ｂ実行中に、処理C,処理Ａの順序で起動され
た場合の動作を示したものである。
本発明による結果131は、ほぼ、システムが希望する
通りの挙動を示している。すなわち、処理Ｂ実行中に、
レベルの低い処理Ｃが起動されても、第７図の５では第
４図のアルゴリズムによつて、継続可のままである。
（第13図の131の時刻2,6）。しかし、レベルの高い処理
Ａが起動された場合、起動されてから最初に第７図の５
を実行した時点（時刻３）で、第６図の３で資源占有待
ちしている処理Ａへ制御が移る。処理Ｂは、処理Ａが終
了して、資源占有を解除する時刻５まで待たされる（第
７図の３）。そして処理Ｃは、いちばんレベルが低いの
で、処理Ｂが終了した時（時刻７）にて、ようやく動き
はじめることができる。
通りの挙動を示している。すなわち、処理Ｂ実行中に、
レベルの低い処理Ｃが起動されても、第７図の５では第
４図のアルゴリズムによつて、継続可のままである。
（第13図の131の時刻2,6）。しかし、レベルの高い処理
Ａが起動された場合、起動されてから最初に第７図の５
を実行した時点（時刻３）で、第６図の３で資源占有待
ちしている処理Ａへ制御が移る。処理Ｂは、処理Ａが終
了して、資源占有を解除する時刻５まで待たされる（第
７図の３）。そして処理Ｃは、いちばんレベルが低いの
で、処理Ｂが終了した時（時刻７）にて、ようやく動き
はじめることができる。
従来技術による結果132は、131に比べ、必ずしも、希
望通りの挙動を示していない。例えば、132の時刻2,6,8
では、レベルの高い処理Ｂが待たされ、レベルの低い処
理Ｃが動作している。これは、レベルの高い処理が割込
めるよう、処理B,Cでは１レコード処理するたびに、FRE
EしてRESERVEしているためである。このおかげで、時刻
３においてレベルの高い処理Ａは優先的に実行できた
が、前述の効転現象の生じた時刻2,6,8では、処理Ｂ
が、第10図の92でFREEを実行した瞬間に、第11図の91で
RESERVEによつて、待ち状態で処理Ｃが実行できるよう
になるからである。また、第10図，第11図において、１
レコード処理するごとに、26,31使用前・後操作が必要
なため、オーバーヘツドが大きくなつている。
望通りの挙動を示していない。例えば、132の時刻2,6,8
では、レベルの高い処理Ｂが待たされ、レベルの低い処
理Ｃが動作している。これは、レベルの高い処理が割込
めるよう、処理B,Cでは１レコード処理するたびに、FRE
EしてRESERVEしているためである。このおかげで、時刻
３においてレベルの高い処理Ａは優先的に実行できた
が、前述の効転現象の生じた時刻2,6,8では、処理Ｂ
が、第10図の92でFREEを実行した瞬間に、第11図の91で
RESERVEによつて、待ち状態で処理Ｃが実行できるよう
になるからである。また、第10図，第11図において、１
レコード処理するごとに、26,31使用前・後操作が必要
なため、オーバーヘツドが大きくなつている。
以上述べた本発明の構成によれば、単一レベルの競合
管理しかサポートされていないマルチプロセスOSの環境
下でも、優先レベル付きの競合管理ができる。低レベル
処理が資源占有中に、高レベル処理が同一資源に占有要
求を行つた場合低レベル処理の都合の良いタイミング
で、高レベル処理へ、資源をあけわたすことができる。
そしてこの場合のオバーヘツドが小さい。
管理しかサポートされていないマルチプロセスOSの環境
下でも、優先レベル付きの競合管理ができる。低レベル
処理が資源占有中に、高レベル処理が同一資源に占有要
求を行つた場合低レベル処理の都合の良いタイミング
で、高レベル処理へ、資源をあけわたすことができる。
そしてこの場合のオバーヘツドが小さい。
第１図は本発明の概要を示すブロツク図、第２図は本発
明における資源占有要求の手続きのアルゴリズムを示す
フローチヤート、第３図は資源占有解除の手続のアルゴ
リズムを示すフローチャート、第４図は資源占有の継続
チエツク手続のアルゴリズムを示すフローチャート、第
５図は本発明の具体例を示すフローチャート、第６図は
処理Ａのアルゴリズムを示すフローチャート、第７図は
処理Ｂのアルゴリズムを示すフローチャート、第８図は
処理Ｃのアルゴリズムを示すフローチャート、第９図は
従来技術における処理Ａのアルゴリズムを示すフローチ
ャート、第10図は従来の処理Ｂのアルゴリズムを示すフ
ローチャート、第11図は従来技術の処理Ｃのアルゴリズ
ムを示すフローチヤート、第12図は本発明と従来技術の
比較を示す説明図である。 １……レベルごとのフラグ、２……予約フラグ、３……
資源占有要求手続き、４……資源占有解除手続き、５…
…資源占有継続チエツク手続き、６……処理、７……共
有資源。
明における資源占有要求の手続きのアルゴリズムを示す
フローチヤート、第３図は資源占有解除の手続のアルゴ
リズムを示すフローチャート、第４図は資源占有の継続
チエツク手続のアルゴリズムを示すフローチャート、第
５図は本発明の具体例を示すフローチャート、第６図は
処理Ａのアルゴリズムを示すフローチャート、第７図は
処理Ｂのアルゴリズムを示すフローチャート、第８図は
処理Ｃのアルゴリズムを示すフローチャート、第９図は
従来技術における処理Ａのアルゴリズムを示すフローチ
ャート、第10図は従来の処理Ｂのアルゴリズムを示すフ
ローチャート、第11図は従来技術の処理Ｃのアルゴリズ
ムを示すフローチヤート、第12図は本発明と従来技術の
比較を示す説明図である。 １……レベルごとのフラグ、２……予約フラグ、３……
資源占有要求手続き、４……資源占有解除手続き、５…
…資源占有継続チエツク手続き、６……処理、７……共
有資源。
Claims (1)
- 【請求項１】計算機システムにより共有資源を共用して
複数のタスクを並列的に処理する場合の前記共有資源に
対する占有要求の競合を管理する方法において、 前記複数のタスクのそれぞれに各タスクごとに優先レベ
ルを設定し、低優先レベルのタスクの処理による前記共
有資源の占有中はタスクの１レコード実行ごとに前記共
有資源の占有継続が可能か否かをチェックし、かつ低優
先レベルのタスクの処理により前記共有資源の占有中
に、高優先レベルのタスクの処理による前記共有資源に
対する占有要求が生じた場合に、前記低優先レベルのタ
スクの処理は、発生した前記高優先レベルのタスクの処
理による共有資源に対する占有要求を確認した後に資源
使用後操作を終了するまで前記高優先レベルのタスクの
処理による共有資源の使用開始を待機させた後、当該共
有資源の占有を譲ることを特徴とする共有資源の占有競
合管理方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61270487A JPH0833831B2 (ja) | 1986-11-13 | 1986-11-13 | 共有資源の占有競合管理方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP61270487A JPH0833831B2 (ja) | 1986-11-13 | 1986-11-13 | 共有資源の占有競合管理方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63124138A JPS63124138A (ja) | 1988-05-27 |
| JPH0833831B2 true JPH0833831B2 (ja) | 1996-03-29 |
Family
ID=17486974
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP61270487A Expired - Lifetime JPH0833831B2 (ja) | 1986-11-13 | 1986-11-13 | 共有資源の占有競合管理方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0833831B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7752288B2 (en) | 2003-10-24 | 2010-07-06 | Ricoh Company, Ltd. | Information processing apparatus, client terminal, setting content changing method, and computer-readable recording medium thereof |
| JP4490233B2 (ja) * | 2003-10-24 | 2010-06-23 | 株式会社リコー | 画像処理装置、設定内容変更方法、設定内容変更プログラム |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS551622A (en) * | 1978-06-19 | 1980-01-08 | Sony Corp | Code signal reader |
| JPS58112144A (ja) * | 1981-12-25 | 1983-07-04 | Hitachi Ltd | 処理装置の割込制御装置 |
-
1986
- 1986-11-13 JP JP61270487A patent/JPH0833831B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS63124138A (ja) | 1988-05-27 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP4170227B2 (ja) | 多重処理環境における処理の実行 | |
| US7653791B2 (en) | Realtime-safe read copy update with per-processor read/write locks | |
| JP2699600B2 (ja) | 資源の排他制御方式 | |
| JPH0713813B2 (ja) | データアクセス方法及びデータ処理システム | |
| JPH0743665B2 (ja) | コンピユータ・システム資源管理方法 | |
| JPH07200323A (ja) | 解放された同期メカニズムの所有権を管理するための方法及びシステム | |
| JP3113841B2 (ja) | 並列トランザクション処理システム | |
| JPH05250188A (ja) | プロセスのプライオリティ制御方式 | |
| JPS63124138A (ja) | 共有資源の占有競合管理方法 | |
| JPH08329019A (ja) | セマフォのデータ管理方式 | |
| JPH0895803A (ja) | タスクスケジュール方法 | |
| JPH03116334A (ja) | タスクディスパッチ方式 | |
| JPS63636A (ja) | タスク制御方式 | |
| JP2926873B2 (ja) | 計算機システム | |
| CN118260051A (zh) | 线程访问控制设备、方法与计算设备 | |
| JPH064321A (ja) | 割り込み管理方式 | |
| JPH0424828A (ja) | マルチタスク管理方式 | |
| JPH0311431A (ja) | オーバレイ方式 | |
| JPH02129724A (ja) | プログラム実行方式 | |
| JPH01123332A (ja) | 同時アクセス制御方式 | |
| JPH04195432A (ja) | タスク管理装置 | |
| JPH0221329A (ja) | レポート出力方式 | |
| JPH08292956A (ja) | データベース管理装置及びデータベース管理方法 | |
| JPH064317A (ja) | 並列処理方法 | |
| JPH041370B2 (ja) |