JPH11149385A

JPH11149385A - マルチｏｓ構成方法

Info

Publication number: JPH11149385A
Application number: JP10008299A
Authority: JP
Inventors: Tomonori Sekiguchi; 知紀関口; Toshiaki Arai; 利明新井; Shigenori Kaneko; 茂則金子; Hiroshi Ono; 大野　　洋; Taro Inoue; 太郎井上; Takashi Shibata; 隆柴田
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1997-09-12
Filing date: 1998-01-20
Publication date: 1999-06-02
Anticipated expiration: 2018-01-20
Also published as: JP3546678B2

Abstract

(57)【要約】【課題】本発明は、従来の仮想計算機方式の複雑でオー
バヘッドの大きいＯＳ制御方式に対し、ソフトウエアだ
けで容易に一台の計算機で複数ＯＳを同時走行する方式
を提供する。本発明によれば、第一のＯＳから完全に独
立して動作する新機能を完全に計算機に組み込むことが
でき、それにより割込応答時間の短縮や信頼性の向上を
実現できる。【解決手段】第一のＯＳと他のＯＳが管理するハードウ
ェア資源を分割する手順と、他のＯＳを起動する手順
と、実行ＯＳを切替える手順と、割り込み要因により割
り込み処理するＯＳを決定し、適切な割り込みハンドラ
を起動する手順により、複数のＯＳの同時実行を実現す
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は一台の計算機上で複
数のオペレーティングシステムを稼働させるマルチＯＳ
構成方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】通常の計算機では１つのオペレーティン
グシステムが動作し、それが計算機のプロセッサ、メモ
リ、および、二次記憶装置等の計算機資源を管理し、計
算機が効率良く動作できるように資源スケジュールを実
施している。オペレーティングシステムには様々な種類
がある。バッチ処理に優れるものや、TSS(TimeSharingS
ystem)に優れるもの、GUI(Graphical User Interface)
に優れているものなど様々である。

【０００３】一方で、これら複数あるオペレーティング
システムを１台の計算機で同時に実行したいというニー
ズがある。例えば、大型計算機においては、実際の業務
に伴うオンライン処理を実行するオペレーティングシス
テムと、開発用のオペレーティングシステムを一台の計
算機で動作させたいという要求がある。あるいは、ＧＵ
Ｉの整っているオペレーティングシステムと、実時間性
に優れているオペレーティングシステムを同時に稼働さ
せたい等という要求もある。

【０００４】しかしながら、個々のオペレーティングシ
ステムは、単独で計算機資源の管理を実施することを仮
定しており、複数のオペレーティングシステムの共存
は、何らかの機構なしには不可能である。

【０００５】一台の計算機上で複数のオペレーティング
システムを動作させる機構としては、大型計算機で実現
されている仮想計算機方式（ＯＳシリーズ第１１巻Ｖ
Ｍ、岡崎世雄他著、共立出版株式会社）がある。仮想
計算機方式では、仮想計算機制御プログラムが全ハード
ウェア資源を占有して管理し、それを仮想化して仮想計
算機を構成する。仮想計算機を構成する制御部は、物理
メモリ、入出力機器装置、外部割り込み等を仮想化す
る。

【０００６】例えば、分割された物理メモリは、各仮想
計算機に対してはあたかも０番地から始まる物理メモリ
のように振舞い、入出力装置を識別する装置番号も同様
に仮想化されている。更に、磁気ディスクの記憶領域も
分割して磁気ディスク装置の仮想化まで実現している。

【０００７】各オペレーティングシステムは、制御プロ
グラムにより構築された仮想計算機上で実行されるよう
に制御プログラムによりスケジュールされる。しか
し、大型計算機における仮想計算機方式では、計算機資
源を完全に仮想化、および、分割しようとするため、仮
想計算機を構成する制御部分が複雑であり問題である。

【０００８】また、特別なハードウェア支援がない場
合、仮想計算機上で動作するオペレーティングシステム
が発行する制御レジスタの設定、入出力命令等の特権命
令は、仮想計算機制御プログラムによりエミュレートし
なければならないため、オーバーヘッドが大きくなり問
題である。実際、仮想計算機を実装している大型計算機
では、仮想計算機用に特別なプロセッサ機能やマイクロ
コード等のハードウェアを追加してオーバーヘッドの削
減を図っている。仮想計算機方式は、完全に計算機資源
を仮想化することを目的としているため複雑であり、更
に、仮想計算機の高性能化のためには特殊なハードウェ
ア機構が必要であり問題である。

【０００９】一方、一台の計算機で複数のオペレーティ
ングシステムのインターフェイスを提供する技術とし
て、マイクロカーネルがある。マイクロカーネルでは、
マイクロカーネルの上に、ユーザに見せるオペレーティ
ングシステム機能を提供するオペレーティングシステム
サーバを構築し、ユーザはそのサーバを経由して計算機
資源を利用する。オペレーティングシステム毎のサーバ
を用意すれば、ユーザに様々のオペレーティングシステ
ム環境を提供することができる。

【００１０】しかし、マイクロカーネル方式では、オペ
レーティングシステムサーバをマイクロカーネルに合わ
せて新規に構築する必要がある。多くの場合、現在ある
オペレーティングシステムをマイクロカーネル上で動作
するように変更することになるが、スケジューリング、
メモリ管理等のカーネルの中枢部分も変更することにな
り、変更箇所が多く、また、変更箇所がオペレーティン
グシステムの中枢部分に及ぶため変更作業が複雑で容易
でなく問題である。

【００１１】また、オペレーティングシステムサーバは
マイクロカーネルのサービスを利用することになるが、
これは通常のオペレーティングシステムではないことで
あり、オーバーヘッドとなり性能低下をもたらす。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】従来の仮想計算機方式
は、複数のオペレーティングシステムを同時に動作させ
るために、全計算機資源を仮想化する手法によってい
た。しかし、この方式では制御プログラムが複雑になる
問題がある。更に、この方式では特権命令のエミュレー
ションが必要となるため、性能を得るには特別なハード
ウェアが必要であり問題である。

【００１３】本発明は、オペレーティングシステムの初
期化処理部分、割り込み管理部分の変更、および、割り
込み管理プログラムの追加により、特別なハードウェア
なしで複数オペレーティングシステムの同時実行を実現
する。本発明では、特権命令のエミュレーションは不要
なため、各オペレーティングシステムの実行に新たなオ
ーバーヘッドは伴わない。

【００１４】本発明によれば、第一のオペレーティング
システムを補完する機能を容易に追加でき、高機能な計
算機システムの構築が可能になる。更に、デバイスドラ
イバとは異なり、第一のオペレーティングシステムとは
全く独立して動作する機能を組み込むことができるた
め、第一のオペレーティングシステムに依存しない高信
頼化機能を追加することも可能になる。

【００１５】また、マイクロカーネル方式で複数のマル
チオペレーティングシステム環境を構成する方法では、
それぞれのオペレーティングシステムのインターフェイ
スを提供するオペレーティングシステムサーバの構築が
難しいという問題がある。本発明によれば、オペレーテ
ィングシステムへの変更は初期化部分と割り込み管理部
分のみに限定されるため、簡単にマルチオペレーティン
グシステム環境を構成できる。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明は、第一のＯＳに
おいて、第二のＯＳが必要とする物理メモリ、外部デバ
イス等の計算機資源を予約し、どちらのＯＳからも独立
した管理プログラムが外部割り込みを横取りして、割り
込み要因によりどのＯＳの割り込みハンドラを起動すべ
きか決定し、ＯＳの実行状態により割り込みハンドラを
起動するタイミングを決定して、それの基づいて各ＯＳ
の割り込みハンドラを起動することにより、２つのＯＳ
を一台の計算機で動作させる。

【００１７】

【発明の実施の形態】本発明の実施の形態について説明
する。

【００１８】以下、図面を用いて本発明の実施の形態に
ついて説明する。図１は本発明の実施の形態における計
算機１００の構成を示す図である。

【００１９】計算機１００は、プロセッサ１０１、主記
憶装置１０２、バス１０９、割り込み信号線１１０、ク
ロック割り込み生成器１１１、割り込み制御装置１１
２、ブート手順を格納している記憶装置１１８、およ
び、割り込みバス１１９より構成されている。

【００２０】割り込み信号線１１０は、外部の入出力機
器と割り込み制御装置１１２を接続している。外部機器
が割り込みを発生すると、割り込み信号線１１０を経由
して割り込み制御装置１１２が信号を受けとり、割り込
み制御装置１１２は、この信号を数値化して、割り込み
バス１１９を介してプロセッサ１０１に渡す。

【００２１】クロック割り込み生成器１１１は、周期的
な割り込みを生成する。

【００２２】割り込み制御装置１１２は、外部機器から
の割り込み要求を受け付け、要求元にしたがって数値化
された割り込み信号を生成し、プロセッサ１０１に送
る。また、プロセッサ１０１からの指示により、特定の
機器からの割り込み信号をプロセッサ１０１に通知しな
いようにすることができるとする。

【００２３】プロセッサ１０１は、演算装置１０３、割
り込みテーブルレジスタ１０４、ページテーブルレジス
タ１０５、および、アドレス変換装置１０６より構成さ
れている。

【００２４】割り込みテーブルレジスタ１０４は、割り
込みテーブル１０７の仮想アドレスを指し示している。
割り込みテーブルの詳細については後述するが、割り込
み番号毎の割り込みハンドラの開始アドレスを記録して
いる。図１で、割り込みテーブルレジスタ１０４と割り
込みテーブル１０７の接続を破線で記載しているのは、
割り込みテーブルレジスタ１０４が割り込みテーブルの
仮想アドレスを指し示すためである。割り込みが発生す
ると、プロセッサ１０１は割り込み制御装置１１２から
数値化された割り込み番号を受ける。この番号をインデ
ックスとして割り込みテーブル１０７より割り込みハン
ドラアドレスを取得し、割り込みハンドラに制御を渡
す。

【００２５】ページテーブルレジスタ１０５は、ページ
テーブル１０８を指し示している。ページテーブルレジ
スタ１０５は、ページテーブル１０８の物理アドレスを
格納している。

【００２６】アドレス変換装置１０６は、演算装置が要
求する命令アドレス、あるいは、オペランドが格納され
ているアドレスを受けとり、ページテーブルレジスタ１
０５の指しているページテーブル１０８の内容に基づき
仮想−実アドレス変換を実施する。

【００２７】計算機１００には外部入出力装置としてキ
ーボード１１３、ディスプレイ１１４、磁気ディスク１
１５、その他の外部機器１１６、および、１１７が接続
している。ディスプレイ１１４を除く機器は割り込み信
号線１１０により割り込み制御装置１１２に接続してい
る。

【００２８】主記憶装置１０２の内容について簡単に説
明する。現在、計算機１０１では２つのオペレーティン
グシステムが動作している。それぞれを第一のオペレー
ティングシステム、第二のオペレーティングシステムと
呼ぶことにする。また、計算機を起動すると第一のＯＳ
が起動するように設定されており、外部機器１１６、お
よび、１１７は第二のＯＳにより管理される機器である
とする。

【００２９】第一のＯＳは、起動時の初期化処理で、そ
の他のオペレーティングシステム用に、この場合は第二
のＯＳ用に物理メモリ領域を予約する。つまり、第一の
ＯＳが、第二のＯＳ用に予約された物理メモリ領域を利
用できないように物理メモリ領域を確保する。図１は、
この奪った領域に第二のＯＳがロードされている様子を
示している。

【００３０】更に、第一のＯＳの初期化過程では、第一
のＯＳから外部機器１１６、および、１１７の利用する
割り込み番号や入出力アドレスを、既に利用済みである
として予約する。

【００３１】また、第一のＯＳは、すべてのオペレーテ
ィングシステムから参照可能な共通領域を持つ。その共
通領域に、割り込みテーブル１０７、割り込み管理プロ
グラム、割り込みハンドラ、各オペレーティングシステ
ムから呼びだし可能なインターフェイスモジュール等を
格納する。

【００３２】本発明の実施の形態の、動作概要について
説明する。本実施の形態では、第二のＯＳは第一のＯＳ
よりも優先して動作する。優先して動作するとは、第一
のＯＳは第二のＯＳがアイドル状態であるときのみ動作
可能であることを示す。第二のＯＳの処理が終了しない
限り、第一のＯＳは動作できない。

【００３３】また、第二のＯＳが管理するデバイスが割
り込みを発生すると、第一のＯＳの処理は中断され、制
御は第二のＯＳに移る。第二のＯＳ実行中に第一の割り
込みが発生しても、その割り込み処理は第一のＯＳが実
行されるまで延期される。

【００３４】さらに、第一のＯＳと第二のＯＳは明確に
区分されており、割り込みハンドラなどを配置する共通
領域以外は、互いにアクセスできないようにする。これ
により、２つのオペレーティングシステムが誤って互い
の領域にアクセスして障害が起きることを防いでいる。

【００３５】以下、上記の機能を実現する本発明の実施
形態について説明する。

【００３６】図２は、本発明の実施の形態における２つ
のオペレーティングシステムの関係を概念的に示した図
である。それぞれのオペレーティングシステムは、それ
ぞれ独立したアドレス空間を保持する。２０１は第一の
ＯＳの仮想空間で、２０２は第二のＯＳの仮想空間を示
している。ここで、第二のＯＳの空間２０２に対応する
実記憶は、図１の主記憶１０２の第二のＯＳの領域にな
る。

【００３７】仮想空間の一部分には、共通領域２０３が
マップされる。共通領域２０３に対応する実記憶は、図
１の主記憶１０２の共通領域として示した領域である。
共通領域２０３は、もともとは第一のＯＳのカーネルの
領域の一部である。第二のＯＳをロードする手順が、ア
ドレス空間２０２を構築する時に、共通領域２０３をア
ドレス空間２０２にマッピングするように第二のＯＳ用
のページテーブルを作成する。この手順については後述
する。

【００３８】図２は、各オペレーティングシステムが管
理するハードウェアを示している。第一のＯＳは、キー
ボード１１３、ディスプレイ１１４、および、磁気ディ
スク１１５を、第二のＯＳは入出力装置１１６、およ
び、１１７を管理することを示している。クロック１１
１と割り込み制御装置１１２は、もともとは第一のＯＳ
が管理しているハードウェアであるが、共通領域２０３
中のプログラムが管理することを示している。

【００３９】次に、ページテーブルの構成について説明
する。図３は、本発明の実施の実施の形態でのページテ
ーブルの構成を示している。

【００４０】３００がページテーブルである。ページテ
ーブル３００は、プロセッサ１０１の仮想アドレス空間
の仮想ページ毎に、それぞれの仮想ページを記述するエ
ントリを持っている。それぞれのエントリは、有効ビッ
ト３０１と、物理ページ番号３０２により構成される。

【００４１】有効ビット３０１は、その仮想ページに対
応する物理ページが割り当てられているか、つまり、仮
想−実アドレス変換が可能かを示している。例えば、ペ
ージテーブル３００の仮想ページ３は、有効ビットがセ
ットされていないので、仮想ページ３に対応する物理ペ
ージが存在しないことを示している。有効ビット３０１
がセットされていない仮想ページへのアクセスが発生す
ると、プロセッサはページフォルトを発生する。

【００４２】物理ページ番号３０２は、仮想ページに対
応する物理ページ番号を記録している。

【００４３】アドレス変換装置１０６は、ページテーブ
ルレジスタ１０５の指し示しているページテーブルの内
容を参照して、演算装置１０３の生成する仮想アドレス
を実アドレスに変換する。プロセッサ１０１は、変換に
より得られた実アドレスにより主記憶装置１０２を参照
する。

【００４４】ページテーブルを切替えることにより独立
した空間を構築することができ、図２に示した第一のオ
ペレーティングシステムの空間、および、第二のオペレ
ーティングシステムの空間の構築が可能である。また、
共通領域２０３については、両方のオペレーティングシ
ステムのページテーブルの共通領域に対応する部分に、
同じ物理ページをマップするように設定しておけば、共
通領域を実現できる。

【００４５】次に、割り込みテーブルの構成について説
明する。図４は、割り込みテーブルの構成を示してい
る。

【００４６】４００が割り込みテーブルである。割り込
みテーブル４００は、プロセッサ１０１が割り込み制御
装置１１２から受ける割り込み番号毎の、割り込みハン
ドラの仮想アドレス４０１を記録している。プロセッサ
１０１は割り込み要求を割り込み制御装置１１２から受
けると、割り込み番号に対応する割り込みハンドラのア
ドレスを、割り込みテーブルレジスタ１０４の指し示し
ている割り込みテーブル４００から取得し、そのアドレ
スに制御を移すことで割り込み処理を開始する。

【００４７】図５は、割り込み制御装置１１２を示して
いる。割り込み制御装置１１２は、割り込みマスクレジ
スタ５０１、および、選択装置５０２を持っている。

【００４８】割り込みを発生する入出力装置は、割り込
み信号線１１０により割り込み制御装置１１２と接続す
る。入出力機器の発生する割り込みは、割り込み信号線
１１０のどの信号線に接続するかにより優先順位が付け
られる。ここでは、割り込み０番に対応する割り込み信
号がもっとも優先度が高い割り込みであるとする。

【００４９】割り込み信号線１１０は、選択装置５０２
に接続している。選択装置５０２は、割り込み信号を受
けると、プロセッサがその割り込みを受け付けたことを
通知するまで、未処理の割り込みがあることを記録して
いる。

【００５０】割り込みマスクレジスタ５０１は、入出力
機器の発生した割り込みをプロセッサに通知してよいか
を記録している。割り込みマスクレジスタ５０１は、プ
ロセッサ１０１から入出力命令により設定可能である。

【００５１】選択装置５０２は、割り込み信号線１１０
から割り込み要求を受けた時と、割り込みマスクレジス
タ５０１の内容が書き換えられた時に、選択装置５０２
が記録している未処理割り込みと、割り込みマスクレジ
スタ５０２の内容を比較して、プロセッサに割り込みを
通知するかどうかを決める。具体的には、選択装置５０
２が記録している未処理割り込みのうち、割り込みマス
クレジスタ５０１に割り込み可能と設定されていて、優
先度の最も高い割り込みから順にプロセッサに通知す
る。選択した割り込みについて、選択装置５０２は、通
知する割り込み信号に対応する数字信号を、割り込みバ
ス１１９経由でプロセッサ１０１に送る。

【００５２】プロセッサ１０１は、割り込みを受けた時
に、入出力命令により選択装置５０２に記録されている
未処理割り込み記録を解消できる。

【００５３】次に、本発明の実施の形態における、計算
機のブート手順について説明する。

【００５４】ブート手順の始めの部分は、読みとり専用
記憶装置である１１８に格納されている。記憶装置１１
８は、プロセッサの物理アドレス空間のある決められた
アドレスにマップされるようにバス１０９を介してプロ
セッサ１０１に接続している。この手順は、ハードウェ
ア構成の検出、オペレーティングシステムカーネルをロ
ードするプログラムの主記憶へのローディングを実施す
る。

【００５５】プロセッサ１０１がリセットされると、プ
ロセッサ１０１は予め定められた物理アドレスに制御を
移す。記憶装置１１８は、この時に実行されるプログラ
ムを格納しており、プロセッサ１０１がリセットされた
時にこのプログラムに制御を渡せるように物理アドレス
空間にマップされている。

【００５６】記憶装置１１８に格納されているプログラ
ムは、磁気ディスク装置１１２に格納されている第一の
ＯＳのカーネルローダを主記憶装置１０２にロードして
実行する。カーネルローダは、磁気ディスク装置１１２
の予め定められた位置にあり、記憶装置１１８に格納さ
れたプログラムは、容易にこれを見つけることができ
る。

【００５７】カーネルローダの処理手順について説明す
る。図６は、本発明の実施の形態における、オペレーテ
ィングシステムのカーネルローダの処理手順を示すフロ
ーチャートである。

【００５８】このカーネルローダは、オペレーティング
システムのファイルシステム構造を理解して、ファイル
名よりファイルの格納位置を特定し、主記憶に読み込む
ことができるよう構成されている。

【００５９】カーネルローダの処理手順について説明す
る。まず、カーネルにパラメータとして渡す主記憶リス
ト１１０１、ロードモジュールリスト１１０４、およ
び、デバイスリスト１１０２を初期化し、カーネル用の
ページテーブル領域を割り当てる（ステップ６０１）。
３つのリストの構成については後述する。

【００６０】主記憶リスト１１０１は、主記憶装置１０
２の利用状況を示すデータ構造であり、カーネルローダ
が以降の処理で物理メモリの割り当てをする場合は、主
記憶リスト１１０１を参照、および、変更して実施す
る。

【００６１】次に、ハードウェア構成の検査（ステップ
６０２）、および、ハードウェア構成データの作成（ス
テップ６０３）を実施する。ステップ６０２において
は、計算機１００にどのような接続されているかハード
ウェアが検査する。続くステップ６０３では、ステップ
６０２の結果に基づいてハードウェア構成に関するデー
タ構造であるデバイスリスト１１０２を作成する。オペ
レーティングシステムカーネルは、このデバイスリスト
１１０２を参照してカーネル初期化処理を実施する。

【００６２】次に、オペレーティングシステムカーネル
の構成情報７００を磁気ディスク装置１１２より読み込
み、パラメータテーブル１１００に構成情報のアドレス
を設定する（ステップ６０４）。オペレーティングシス
テムのカーネルは、カーネル本体のファイルと、その他
のデバイスドライバのファイルといったように、複数の
ファイルから構成されていても良い。構成情報７００
は、予め決められたファイル名で磁気ディスク１１２に
格納されており、ロードプログラムはこれを見つけるこ
とができる。

【００６３】本発明の実施形態におけるカーネル構成情
報のデータ構造を図７に示す。７００は、カーネル構成
情報を記録しているファイルの内容を示している。構成
情報ファイル７００は、カーネルローダやオペレーティ
ングシステムが参照するデータを格納している。格納さ
れているデータには名前がつけられており、プログラム
は名前からそれに対応するデータを取得することができ
る。図７の例では、名前がオブジェクトファイル（７０
１）というエントリがあり、そのデータが７０２に格納
されている。また、secondary OSには、第二のＯＳ用の
データ（７０４）を格納しているとする。

【００６４】カーネルローダの処理手順の説明を続け
る。構成情報７００を読み込んだ後、構成情報７００中
のオブジェクトファイルという名前のつけられたデータ
に格納されているカーネル構成ファイルのすべてについ
て、主記憶装置１０２に読み込み（ステップ６０６）、
ロードモジュールリスト１１０４にエントリを追加し
（ステップ６０７）、カーネル用のページテーブルの設
定（ステップ６０８）を実施する。ここでは、ｋｅｒｎ
ｅｌ、ｄｒｉｖｅｒ１、および、ｄｒｉｖｅｒ２という
ファイル名のオブジェクトファイルをロードする。

【００６５】ロードモジュールリストエントリの追加
と、カーネル用のページテーブルの設定は、主記憶１０
２にロードしたオブジェクトファイルに格納されている
データにしたがって実施する。カーネルを構成するオブ
ジェクトファイルには、そのファイル内容をマップする
仮想アドレス、ファイルの大きさなどが含まれている。
これを参照してページテーブルを構築する。オブジェク
トファイルのデータ構造については後述する。

【００６６】最後に、ページテーブルレジスタ１０５
を、構築したページテーブルのアドレスに設定し、プロ
セッサを仮想アドレス変換モードに移行させ（ステップ
６０９）、構築した主記憶リスト１１０１、デバイスリ
スト１１０２、カーネル構成情報テーブル１１０３、お
よび、ロードオブジェクトリスト１１０４の組から成る
パラメータテーブル１１１０をパラメータとして、カー
ネルの初期化ルーチンに制御を渡す（ステップ６１
０）。カーネルのエントリポイントは、カーネルファイ
ル内のデータに記録されている。

【００６７】次に、カーネルを構成するオブジェクトフ
ァイルの構造について説明する。図８は、本発明の実施
の形態での、カーネルを構成するオブジェクトファイル
の構造を示す図である。

【００６８】８００は、オブジェクトファイル全体を示
している。オブジェクトファイル８００は、８０１ない
し８１１のヘッダ部分と、８１２ないし８１３のセクシ
ョン部分より構成される。

【００６９】ヘッダ部分の構成について説明する。ヘッ
ダマップアドレス８０１とヘッダサイズ８０２は、オブ
ジェクトファイル８００ヘッダ部分のカーネル空間での
格納位置を記述している。ヘッダ部分は、ヘッダマップ
アドレス８０１に記録されているアドレスに読み込まれ
る。

【００７０】初期化エントリ８０３は、オブジェクトフ
ァイル８００の初期化用ルーチンのアドレスを記録して
いる。カーネルは、カーネル初期化時に各オブジェクト
ファイルの初期化ルーチンを呼ぶときに、各オブジェク
トファイルの初期化エントリ８０３を参照して初期化ル
ーチンを見つける。

【００７１】セクション数８０４は、オブジェクトファ
イル８００に含まれているセクションの数を記録してい
る。セクションとは、オブジェクトファイル内の連続し
ているデータ領域で、これを単位としてカーネルの仮想
空間へのマッピングを決定する。例えば、オブジェクト
ファイルは、実行コードが格納されているセクション
と、そのオブジェクトファイルが参照するデータを格納
しているセクションを含んでいる。これらのセクション
はオブジェクトファイル作成時にコンパイラにより作成
される。

【００７２】外部参照テーブルオフセット８０５と外部
参照テーブルサイズ８０６は、このオブジェクトファイ
ル内の実行コードが参照する、他のオブジェクトファイ
ルの公開参照の情報を格納する外部参照テーブル８１０
を記述している。外部参照テーブル８１０は、オブジェ
クトファイル８００のヘッダ部分に含まれており、外部
参照テーブルオフセット８０５は、ヘッダの先頭からの
外部参照テーブル８１０のオフセットを記録している。

【００７３】公開参照テーブルオフセット８０７と公開
参照テーブルサイズ８０８は、このオブジェクトファイ
ルが他のオブジェクトファイルの実行コードに公開して
いるモジュールとデータの情報を格納している公開参照
テーブル８１１を記述している。公開参照テーブル８１
１は、オブジェクトファイル８００のヘッダ部分に含ま
れており、公開参照テーブルオフセット８０７は、ヘッ
ダの先頭からの公開参照テーブル８１１のオフセットを
記録している。

【００７４】セクションデータ８０９は、オブジェクト
ファイル８００に含まれる各セクションについてのデー
タを格納している。セクションデータは、セクション数
８０４の数だけある。セクションデータの構成について
は後述する。

【００７５】セクションデータの後に外部参照テーブル
８１０と、公開参照テーブル８１１が続き、ヘッダ部分
を構成する。

【００７６】ヘッダ部分の後には、各セクションの本体
８１２、８１３が格納されている。

【００７７】セクションデータ８０９の構成について説
明する。セクション開始オフセット８２０とセクション
サイズ８２１は、オブジェクトファイル８００内での、
当該セクションの開始オフセットと、当該セクションの
大きさを記録している。

【００７８】セクションは、セクションマップアドレス
８２２に記録されたアドレスに配置されるようにカーネ
ルの仮想空間にマップされる。セクション名称８２３に
は、当該セクションの名前を示す文字列が格納されてい
る。

【００７９】外部参照テーブルの構造について説明す
る。図９は、外部参照テーブルの構造を示している。テ
ーブル８１０の先頭には、このテーブルに含まれる外部
参照情報の数９０１が格納されている。

【００８０】続いて、オブジェクトファイル名９０２、
外部参照名９０３が格納されている。オブジェクトファ
イル名９０２と外部参照名９０３は、文字列テーブル９
０５へのオフセット値を格納しており、実際の文字列に
よる名称は文字列テーブル９０５内に格納されている。

【００８１】外部参照アドレス９０４には、この当該外
部参照エントリで記述される外部参照の実際のアドレス
が格納される。カーネルは、オブジェクトファイルを主
記憶にロードするときに、当該の外部参照を含むオブジ
ェクトファイルの公開参照のテーブルを参照して関数、
あるいは、データのアドレスを取得し、外部参照アドレ
ス９０４に設定する。オブジェクトファイルの実行コー
ドは、外部関数アドレス９０４に格納されたアドレスを
参照して、他のオブジェクトファイル内の関数の呼び出
しや、データの参照をするようコンパイルされており、
他オブジェクトモジュールにある関数の実行や、データ
参照が可能である。

【００８２】オブジェクトファイル名９０２、外部参照
名９０３、および、外部参照アドレス９０４が１つの外
部参照を定義し、外部参照数９０１に記録されている数
だけ、これらのエントリが連続して配置される。その後
に、文字列テーブル９０５が格納される。文字列テーブ
ルは、オブジェクトファイル名や、外部参照名の文字列
を格納している。

【００８３】公開参照テーブルの構造について説明す
る。図１０は、公開参照テーブルの構造を示す図であ
る。

【００８４】テーブル８１１の先頭には、この公開参照
テーブル８１１により他のオブジェクトモジュールに公
開される参照名の数１００１が記録されている。１つの
公開参照は、公開参照名１００２と公開参照アドレス１
００３により記述される。公開参照名１００２は、文字
列テーブル１００４へのオフセット値を格納しており、
実際の文字列による名前は文字列テーブル１００４に格
納されている。公開参照アドレス１００３は、この参照
に対応するアドレスを格納している。

【００８５】次に、ステップ６０１から始まるブート手
順が作成するハードウェア構成データと、ロードオブジ
ェクトデータの構成について説明する。図１１がハード
ウェア構成データとロードオブジェクトデータの構成を
示す図である。

【００８６】パラメータテーブル１１００は、カーネル
ローダが作成するデータ構造である。パラメータテーブ
ル１１００から始まる３つのリストは、ローダが構築す
るカーネルの仮想空間に配置されるので、カーネルから
参照可能である。

【００８７】パラメータテーブル１１００は、ローダが
構築した３つのリストの先頭へのポインタと、１つのテ
ーブルへのポインタを保持している。３つのリストと
は、主記憶リスト１１０１、デバイスリスト１１０２、
および、ロードオブジェクトリスト１１０４で、１つの
テーブルはカーネル構成情報テーブル１１０３である。
それぞれについて説明する。

【００８８】主記憶リスト１１０１は、主記憶ブロック
記述データ１１１０のリストである。主記憶ブロック記
述データ１１１０は、ベースアドレス１１１１、ブロッ
クサイズ１１１２、ブロック利用状況１１１３、およ
び、次の主記憶ブロック記述データへのポインタ１１１
４から構成されている。

【００８９】主記憶ブロック記述データは、ある連続し
た主記憶領域についての利用状況を記録している。ベー
スアドレス１１１１は連続領域の開始物理アドレスを示
し、ブロックサイズ１１１２は連続領域の大きさを格納
している。ブロック利用状況１１１３は、当該連続領域
が未使用であるか、あるいは、ローダにより割り当て済
みであるかを示す値が格納されている。そして、次エン
トリへのポインタ１１１４によりリストを構成してい
る。図１１では、１１１０の次のエントリは１１２０で
ある。主記憶リスト１１０１を参照することで、物理メ
モリの利用状態を知ることができる。

【００９０】デバイスリスト１１０２は、カーネルロー
ダが検出したハードウェアデバイスに関するデータを格
納しており、ステップ６０３で作成されている。デバイ
スリスト１１０３は、デバイスデータ１１５０からなる
リストである。デバイスデータ１１５０は、デバイスタ
イプ１１５１、デバイス情報１１５２、および、次のデ
バイスデータへのポインタ１１５３より構成される。

【００９１】デバイスタイプ１１５１は、このデバイス
データエントリ１１５０により記述されるデバイスの種
類を示す値が格納されている。デバイス情報１１５２
は、デバイスの種類に特有なデータを格納している。例
えば、割り込み番号やＩ／Ｏアドレスなどがそれに相当
する。そして、次エントリへのポインタ１１５３により
リストを構成している。

【００９２】カーネル構成情報テーブルへのポインタ１
１０３は、カーネルローダが主記憶１０２に読み込んだ
カーネル構成情報ファイル７００の内容を指し示してい
る。

【００９３】ロードオブジェクトリスト１１０４は、カ
ーネルローダが主記憶にロードしたオブジェクトファイ
ルに関するデータを保持している。ロードオブジェクト
リストは、ロードオブジェクトデータ１１３０のリスト
である。ロードオブジェクトデータ１１３０は、オブジ
ェクトファイル名１１３１、オブジェクトアドレス１１
３２、および、次のロードオブジェクトデータへのポイ
ンタ１１３３より構成されている。

【００９４】オブジェクトファイル名１１３１は、ロー
ドオブジェクトデータ１１３０により記述されているオ
ブジェクトファイルのファイル名である。オブジェクト
アドレス１１３２は、当該オブジェクトファイルのヘッ
ダ領域がロードされているカーネル空間のアドレスを格
納している。そして、次エントリへのポインタ１１３３
によりリストを構成している。

【００９５】ロードオブジェクトリスト１１０４は、カ
ーネルローダがカーネルを構成するオブジェクトファイ
ルを読み込む時に同時に作成している（ステップ６０
７）。

【００９６】次に、本発明の実施の形態における第一の
ＯＳの初期化手順について説明する。図１２は、第一の
ＯＳの初期化手順を示すフローチャートである。

【００９７】まず、パラメータとして渡されたパラメー
タテーブル１１００中のロードオブジェクトリスト１１
０４を参照して、カーネルローダがロードしたオブジェ
クトファイルの外部参照アドレス解決を実施する（ステ
ップ１２０１）。アドレス解決では、各オブジェクトフ
ァイルにある外部参照テーブル８１０の、外部参照アド
レス９０４を決定する。アドレスは、各オブジェクトフ
ァイルの公開参照テーブル８１１を参照して決定する。

【００９８】続く、ステップ１２０２では、カーネル起
動時のパラメータとして渡されたパラメータテーブル１
１００の主記憶リスト１１０１を参照して、第二のＯＳ
用に主記憶領域を確保する。

【００９９】具体的には、カーネル構成情報テーブル７
００より第二のＯＳの情報を取り出す。図７の例では、
第二のＯＳの構成情報は７０４に格納されている。この
構成情報７０４を参照して、確保すべき主記憶の大きさ
を決定する。そして、主記憶リスト１１０１の空きブロ
ックエントリの内容を変更して、主記憶領域を割り当て
る。この処理は、第一のＯＳが空きメモリ管理を始める
前に実施する。

【０１００】これにより、第一のＯＳから見ると、第二
のＯＳに割り当てた主記憶領域は存在しないことにな
り、第一のＯＳから参照されることがなくなる。したが
って、割り当てた領域は、第二のＯＳが自由に使うこと
のできる主記憶領域となる。これは、図１の第二のＯＳ
の領域に相当する。

【０１０１】次のステップ１２０３では、カーネル内部
のデータ構造の初期化を実施する。この初期化には、後
で述べるデバイス管理テーブルの初期化も含む。

【０１０２】ステップ１２０４では、第二のＯＳが管理
するデバイスを予約する。ここで予約するとは、第一の
ＯＳから利用できないようにすることである。具体的に
は、第一のＯＳが管理しているデバイス管理テーブルへ
の登録を実施する。

【０１０３】第二のＯＳが管理するデバイス資源は、パ
ラメータテーブル１１００のカーネル構成情報テーブル
１１０３の指すテーブル７００に格納されている、第二
のＯＳの構成情報を参照して決める。この実施形態で
は、図７の７０４に格納されているデータがそれに相当
する。

【０１０４】デバイス管理テーブルについて説明する。
図１３は、第一のＯＳのデバイス管理テーブルの構造を
示した図である。デバイス管理テーブルは、割り込みベ
クタ管理テーブル１３００と、Ｉ／Ｏアドレス管理リス
ト１３１０の２つのデータ構造からなる。

【０１０５】割り込みベクタ管理テーブル１３００は、
プロセッサ１０１が受け付ける各割り込み番号につい
て、第一のＯＳがその割り込み番号を利用するかどうか
を示す値を格納している。カーネルは、デバイスドライ
バが初期化時に割り込み番号を要求した場合に、このテ
ーブル１３００を検査し、要求された割り込み番号が利
用されているか検査し、そうでない場合にのみ要求され
た割り込み番号を使用する権利をデバイスドライバに与
える。既に利用済みであると記されている場合は、その
デバイスは第一のＯＳからは利用できないことになる。

【０１０６】図２の入出力装置１１６と１１７を例とし
て説明する。入出力装置１１６と１１７は、それぞれ割
り込み番号４と５と要求すると仮定する。入出力装置１
１６と１１７は、第二のＯＳが管理するデバイスであ
る。入出力装置１１６と１１７の要求する割り込み番号
は、カーネル構成情報テーブル７００の第二のＯＳの構
成情報７０４に記録されている。ステップ１２０４で
は、この構成情報７０４を参照して、割り込みベクタ管
理テーブルの、割り込み番号４と５のエントリに利用中
であることを示す値を格納する。この処理は、第一のＯ
Ｓがデバイス管理を開始する前に実施するため、第一の
ＯＳは、入出力装置１１６と１１７にアクセスすること
ができなくなり、装置１１６と１１７を第二のＯＳの管
理下におくことができる。

【０１０７】Ｉ／Ｏアドレス管理リスト１３１０につい
ても同様である。Ｉ／Ｏアドレス管理リスト１３１０
は、Ｉ／Ｏアドレス範囲を表現するエントリ１３２０か
らなるリストである。エントリ１３２０は、第一のＯＳ
が利用するＩ／Ｏアドレス範囲１３２１と、リストを構
成するための次のエントリへのポインタ１３２２からな
る。割り込みベクタ管理テーブル１３００と同様、デバ
イスドライバが初期化時にＩ／Ｏアドレス範囲を要求し
た場合、カーネルは、そのアドレス範囲が既に利用され
ているかＩ／Ｏアドレス管理リスト１３１０により検査
し、未使用である場合、このリスト１３１０にエントリ
を追加して、利用許可を与える。

【０１０８】第二のＯＳが管理するデバイスが要求する
Ｉ／Ｏアドレス範囲は、割り込み番号と同様にカーネル
構成情報テーブル７００に格納されているので、それを
参照すれば要求アドレスを知ることができ、第一のＯＳ
がデバイス管理を開始する前にＩ／Ｏアドレスを予約で
きる。

【０１０９】ステップ１２０２の処理により、第一のＯ
Ｓから完全に独立した第二のＯＳ専用の空間を構築する
ことが可能になる。さらに、ステップ１２０４の処理に
より、第一のＯＳ上で動作するユーザプログラムは、第
二のオペレーティングシステムが管理するデバイス、こ
の例では、入出力装置１１６と１１７へのアクセスが不
可能になる。また、装置１１６と１１７の割り込み番号
とＩ／Ｏアドレスを利用するデバイスドライバを導入す
ることを禁止できる。

【０１１０】この２つのステップの処理の効果として、
第一のＯＳが関知しない部分に第二のＯＳを導入するこ
とが可能になる。

【０１１１】続くステップ１２０５、ないし、ステップ
１２０７は通常のオペレーティングシステムの初期化処
理と同じである。ステップ１２０５のシステムデバイス
の初期化では、カーネルが直接管理するシステムデバイ
スの初期化を実施する。システムデバイスとは、クロッ
ク割り込みなど、第一のＯＳの実行に不可欠で、第一の
ＯＳが必ず存在していると仮定しているデバイスであ
る。

【０１１２】ステップ１２０６では、カーネルローダが
ロードしたオブジェクトファイルについて、それぞれの
初期化エントリを実行する。初期化エントリアドレス
は、オブジェクトファイルのヘッダ部分に格納されてい
る。最後に、初期プロセスを作成する（ステップ１２０
７）。

【０１１３】次に、本発明の実施の形態における、第二
のＯＳのロード手順について説明する。図１４は、第二
のＯＳのロード手順を示すフローチャートである。

【０１１４】まず、第二のＯＳ用に割り当てた物理メモ
リ領域に、第二のＯＳのオブジェクトファイルを読み込
む必要がある。しかし、第二のＯＳの物理メモリ領域
は、そのままでは第一のＯＳから書き込むことはできな
いので、割り当てた物理メモリ領域を第一のＯＳの仮想
空間に一時的にマッピングする(ステップ１４０１)。

【０１１５】ステップ１４０２では、マッピングした領
域に、第一のＯＳのファイル読み込み手順を利用して、
第二のＯＳのオブジェクトファイルを読み込む。なお、
第二のＯＳのオブジェクトファイルの形式は、第一のＯ
Ｓのオブジェクトファイル形式８００と同じ形式である
とする。

【０１１６】次に、第二のＯＳ用のページテーブルを作
成する(ステップ１４０３)。このページテーブルも第二
のＯＳ用の領域に作成する。この時に、第一のＯＳと共
有する部分について、第二のＯＳの空間からも参照でき
るように、ページテーブルを構築する。

【０１１７】共通領域２０３について、割り込み処理や
共通データの管理を実施するデバイスドライバ（以下サ
ポートドライバ）をロードした領域を共通領域２０３と
する。このデバイスドライバがロードされたアドレス
は、ロードオブジェクトリスト１１０４より知ることが
できる。また、続くステップ１４０４で、第二のＯＳの
カーネルの外部参照を解決する。但し、第二のＯＳが直
接参照できる他のオブジェクトファイルの参照は、共通
領域２０３に配置されている関数とデータ、つまり、サ
ポートドライバの公開参照のみである。したがって、こ
こでは、サポートドライバのオブジェクトファイルのヘ
ッダ部分に格納されている公開参照テーブル８１１を参
照して、第二のＯＳのカーネルオブジェクトファイルの
外部参照テーブル８１０の外部アドレス９０４を決定す
る。

【０１１８】次に、第二のＯＳの公開参照のアドレス
を、共通領域のデータ領域に割り当てられた外部参照ア
ドレステーブルに書き込む。共通領域となっているサポ
ートドライバは、第一のＯＳのデバイスドライバとし
て、第一のＯＳの機構にしたがって読み込むため、第二
のＯＳの公開参照とリンクすることはできない。

【０１１９】ここでは、サポートドライバのデータ領域
内に必要な外部参照名と、それに対応する外部アドレス
を格納するテーブルを予め用意しておく。サポートドラ
イバの実行コードは、このテーブルを参照して第二のＯ
Ｓのカーネルの公開関数の呼びだし、公開データの参照
を実施するように記述する。そして、第二のＯＳのロー
ド時に、このテーブルの外部アドレス欄にサポートドラ
イバの公開参照のアドレスを書き込むこととする。

【０１２０】これで、第二のＯＳ領域の設定を終了し、
第一のＯＳのカーネル領域にマップした、第二のＯＳ用
の物理メモリ領域のマッピングを解除する（ステップ１
４０６）。

【０１２１】次に、ＯＳコンテクストテーブル１５１０
の第二のＯＳのコンテクストと、ＯＳ識別変数１５３０
を設定する（ステップ１４０７）。ＯＳコンテクスト
は、実行オペレーティングシステムを切り替えるときに
参照するデータ構造で、ページテーブルアドレス値とス
タックポインタの初期値とで構成する。ここでは、ペー
ジテーブルレジスタ値として第二のＯＳをマップするペ
ージテーブルのアドレスを、スタックポインタ値として
第二のＯＳのカーネルスタックの初期アドレスを設定す
る。ＯＳ識別変数１５３０には、第一のＯＳが実行中で
あることを示す値を格納する。ＯＳコンテクストテーブ
ル１５１０とＯＳ識別変数１５３０については後述す
る。

【０１２２】次に、第二のＯＳの初期化モジュールを実
行する（ステップ１４０８）。これには、オペレーティ
ングシステム空間の切替が伴う。オペレーティングシス
テムの切替えについては、別のフローチャートにより説
明する。また、第二のＯＳの初期化モジュールは公開参
照になっており、サポートドライバはそのアドレスを知
ることができる。

【０１２３】最後に、ステップ１４０９にて、現在の割
り込みテーブル１０４に登録されている第一のＯＳの割
り込みハンドラのアドレスを、割り込み識別テーブル１
５２０のハンドラの欄１５２２にコピーし、割り込みテ
ーブルレジスタ値を、サポートドライバに割り当てた割
り込みテーブルのアドレスに変更する。これは、プロセ
ッサ１０１の割り込みテーブルレジスタ１０４の変更に
より実施する。

【０１２４】割り込みテーブルをサポートドライバ内の
テーブルに変更するのは、割り込み発生時にどちらのオ
ペレーティングシステムが実行していても、常にプロセ
ッサ１０１の仮想アドレス空間に割り込みテーブルが存
在している必要があるためである。割り込みテーブルに
登録される割り込みハンドラも、サポートドライバ内に
配置する。サポートドライバの領域は、ステップ１４０
３にて、第二のＯＳの仮想空間にもマッピングして共通
領域２０３とするので、いつでも参照できることにな
る。サポートドライバの割り込み処理については後述す
る。

【０１２５】また、ステップ１４０９では、第一のＯＳ
の割り込み管理情報も変更する。具体的には、割り込み
禁止レベルに関連するデータ構造を変更するが、これに
ついては後述する。

【０１２６】共通領域２０３に格納するデータ構造につ
いて説明する。図１５は、共通領域２０３のうちのデー
タ領域１５００に格納するデータ構造を示した図であ
る。図１５にしたがって順に説明する。

【０１２７】１５１０は、ＯＳコンテクストテーブルで
ある。ＯＳコンテクストテーブル１５１０は、第一のＯ
Ｓと第二のＯＳとの間の切替えに必要なデータを保持す
る。この実施の形態では、第一のＯＳは第二のＯＳがア
イドル状態の時のみ走行できるとする。この場合、第一
のＯＳ実行中のある時点で第二のＯＳへの切替が起こ
り、第二のＯＳの実行が終了した時点で、第一のＯＳに
制御を戻せば良い。

【０１２８】したがって、それぞれで保存しておかなけ
ればならないコンテクストは１組で良い。第一のＯＳの
コンテクストについては、ＯＳ切替が要求された時点で
のページテーブルレジスタ値１５１１と、スタックポイ
ンタ値１５１２を保存しておけば、第二のＯＳ実行終了
後に、第一のＯＳに制御を復帰させることができる。

【０１２９】また、第一のＯＳから第二のＯＳへ制御を
切り替えるときには第二のＯＳは動作していない。した
がって、第二のＯＳのコンテクストは、ページテーブル
アドレスもスタックポインタも固定の値でよい。第二の
ＯＳのページテーブルレジスタ値１５１３とスタックポ
インタ値１５１４は、第二のＯＳをロードするときに設
定する（ステップ１４０７）。

【０１３０】１５２０は、割り込み識別テーブルであ
る。割り込み識別テーブル１５２０は、外部割り込みの
割り込み番号毎に、どちらのオペレーティングシステム
が割り込みを処理するかを示す値１５２１と、割り込み
ハンドラのアドレス１５２２が記録されている。外部割
込みが発生すると、共通領域２０３内の割り込みハンド
ラが割り込みを捕獲し、この割り込み識別テーブル１５
２０の処理ＯＳ１５２１を参照して、どちらのＯＳに処
理させるかを決定し、ハンドラ１５２２のアドレスへ制
御を渡す。割り込み処理の詳細については、後述する。

【０１３１】１５３０は、実行中のオペレーティングシ
ステムを示す値を格納しているＯＳ識別変数である。こ
の変数１５３０は、ステップ１６０１から始まるＯＳ切
り替え手順でＯＳ切り替えの度に設定する。割り込み処
理では、この変数１５３０を参照して割り込み処理手順
を決定する。

【０１３２】１５４０は、第二のＯＳの実行中に、第一
のＯＳが管理しているデバイスの割り込みが発生したか
を示す遅延割り込み状態変数である。この変数１５４０
は、どの割り込み番号の割り込みが発生したかを記録し
ている。ＯＳ切り替え手順は、第二のＯＳの実行が終了
したときにこの変数１５４０を検査して、割り込み処理
を起動するか決定する（ステップ１６０８）。

【０１３３】オペレーティングシステムの切替え手順に
ついて説明する。図１６は、本発明の実施の形態におけ
る、オペレーティングシステムの切替え手順を示すフロ
ーチャートである。この切り替え手順は、第一のＯＳの
実行中に呼び出され、第二のＯＳの切り替えを実施す
る。

【０１３４】図１６に示した手順は、第二のＯＳへの切
り替え後に実行する第二のＯＳのモジュールのアドレス
と、そのモジュールへ渡す引数を引数として受ける。第
二のＯＳのモジュールのアドレスは、共通領域２０３内
に設定した、外部参照アドレステーブルを参照すれば知
ることができる。

【０１３５】まず、始めのステップ１６０１で、現在の
スタックポインタ値とページテーブルレジスタ値を、Ｏ
Ｓコンテクストテーブル１５１０の、第一のＯＳのコン
テクストとして保存する。ステップ１６０１では、現在
のスタックポインタ値を１５１２に、現在のページテー
ブルレジスタ１０５の値を１５１１に保存する。

【０１３６】他のレジスタコンテクストについて、ＯＳ
コンテクストテーブル１５１０に保存する必要はない。
必要があれば、第一のＯＳのスタックに保存すればよ
い。

【０１３７】スタックポインタとページテーブルレジス
タ値を保存した後、ステップ１６０２にて、ページテー
ブルレジスタ１０５に第二のＯＳを仮想空間にマップす
るページテーブルのアドレスを設定する。これは、ＯＳ
コンテクストテーブル１５１０の１５１３に記録されて
いる。更に、スタックポインタを第二のＯＳ用に設定す
る。これも、テーブル１６００の第二のＯＳのスタック
ポインタ１５１４に格納されている。

【０１３８】次のステップ１６０３で、第一のＯＳの割
り込み状態を示す遅延割り込み状態変数１５４０をクリ
アする。状態変数１５４０は、第二のＯＳ実行中に発生
した、第一のＯＳが管理しているデバイスからの割り込
みの発生状況を記録する変数である。第二のＯＳを実行
する前に、これをクリアしておく。

【０１３９】そして、現在実行中のＯＳの示しているＯ
Ｓ識別変数１５３０を、第二のＯＳを示す値に書き換え
る（ステップ１６０４）。スタックポインタ、ページテ
ーブルレジスタ１０５、および、ＯＳ識別変数１５３０
は、常に一貫した値になっていなければならないので、
ここまでのステップ１６０１、ないし、１６０４は全て
の外部割り込みを禁止した状態で実行しなければならな
い。

【０１４０】続くステップ１６０５で、引数として渡さ
れたモジュールのアドレスへ制御を移し、第二のオペレ
ーティングシステムに制御を渡す。本発明のこの実施の
形態においては、第一のＯＳは第二のＯＳが実行してい
ない時、つまり、第二のＯＳがアイドル状態のときだけ
実行できるとする。したがって、第二のＯＳの処理が終
了した時に、ステップ１６０６へ制御が戻る。

【０１４１】ステップ１６０６では、ステップ１６０１
でＯＳコンテクストテーブル１５１００に保存したペー
ジテーブルレジスタ値１５１１と、スタックポインタ値
１５１２のそれぞれを回復する。続くステップ１６０７
で、ＯＳ識別変数１５３０を第一のＯＳが実行中である
ことを示す値に変更する。この２つのステップの処理も
割り込みを禁止した状態で実行しなければならない。

【０１４２】次に、第二のＯＳの実行中に発生した、第
一のＯＳが管理するデバイスの外部割り込みを処理す
る。まず、ステップ１６０８では、遅延割り込み状態変
数１５４０を検査して、割り込みが発生したかどうか検
査する。発生していない場合は、ＯＳ切替え手順は終了
し、呼出元に復帰する。

【０１４３】そうでない場合、割り込みが発生している
場合は、ステップ１６０９を実行する。このステップで
は、第二のＯＳの実行中に発生した割り込みを、第一の
ＯＳが管理している延期割り込み状態変数に、未処理の
割り込みがある旨を記録する。続いて、第一のＯＳの割
り込み処理を起動する（ステップ１６１０）。全ての割
り込み処理が終了した時に、ＯＳ切替え手順の呼出元に
復帰する。

【０１４４】本発明の実施の形態における割り込み処理
について説明する。図１７は、本実施形態の割り込み処
理手順を示すフローチャートである。この手順を実行す
るモジュールは、割り込みハンドラとしてプロセッサの
割り込みテーブル１０７に登録される。さらに、この割
り込みハンドラは、両方のオペレーティングシステムか
ら参照できる共通領域２０３に配置する。

【０１４５】外部割り込みが発生して、プロセッサ１０
１により割り込みハンドラが起動されると、割り込みハ
ンドラは割り込み要因を検査し、割り込みを発生したデ
バイスが第一のＯＳが管理するデバイスか、第二のＯＳ
が管理するデバイスか判定する（ステップ１７０１）。
この判定は、割り込み識別テーブル１５２０を割り込み
番号をインデックスとしてＯＳ欄１５２１を参照するこ
とより実施する。第一のＯＳのデバイスである場合はス
テップ１７０２へ、第二のＯＳのデバイスの場合はステ
ップ１７０５へ進む。例えば、図１５でいえば、割り込
み番号が１であれば第一のＯＳの割り込みであり、割り
込み番号４であれば第二のＯＳの割り込みとなる。

【０１４６】割り込みが第一のＯＳのデバイスの割り込
みである場合、ステップ１７０２を実行する。ステップ
１７０２では、割り込み発生時に実行していたＯＳを判
定する。この判定は、ＯＳ識別変数１５３０を参照して
実施する。実行中のＯＳが第一のＯＳの場合はステップ
１７０３へ、第二のＯＳの場合はステップ１７０４へ進
む。

【０１４７】ステップ１７０３から始まる処理は、第一
のＯＳが管理しているデバイスが、第一のＯＳを実行中
に割り込みを発生した場合の処理である。ステップ１７
０３では、あたかもステップ１７０１から始まる処理が
存在せず、第一のＯＳの割り込みハンドラが、直接プロ
セッサ１０１から制御を受けたように見えるようにコン
テクストを設定する。ここでコンテクストとは、スタッ
クの内容やレジスタの内容を示す。そして、第一のＯＳ
の割り込みハンドラへ制御を渡す。第一のＯＳの割り込
みハンドラのアドレスは、割り込み識別テーブル１５２
０のハンドラ欄１５２２に格納されている。例えば、割
り込み番号１の割り込みであるならば、１をインデック
スとして割り込み識別テーブルを参照して、ハンドラア
ドレスを求める。

【０１４８】この場合、ステップ１７０１から始まる手
順には制御は戻らず、第一のＯＳが処理を続ける。

【０１４９】第一のＯＳが管理しているデバイスが、第
二のＯＳを実行中に割り込みを発生した場合、ステップ
１７０４を実行する。ステップ１７０４では、遅延割り
込み状態変数１５４０に割り込みを発生したデバイスの
割り込み番号を記録する。割り込みハンドラの処理はこ
れで終了する。この場合の割り込みの処理は、実行ＯＳ
が第一のＯＳに切り替わったときに実行される（ステッ
プ１６０８）。

【０１５０】発生した外部割込みが、第二のＯＳが管理
するデバイスの割り込みだった場合、ステップ１７０５
へ進み、どちらのＯＳが実行中であるか検査する。ここ
でも、ＯＳ識別変数１５３０によって実行中のＯＳを判
定する。第一のＯＳが実行中の場合は、ステップ１７０
６へ、第二のＯＳが実行中の場合はステップ１７１１へ
進む。

【０１５１】第二のＯＳが管理するデバイスの割り込み
が、第二のＯＳの実行中に発生した場合、ステップ１７
１１を実行する。ステップ１７１１は、第二のＯＳの割
り込みハンドラを起動する。第二のＯＳの割り込みハン
ドラのアドレスは、割り込み識別テーブル１５２０のハ
ンドラ欄１５２２に記録されている。第二のＯＳの割り
込みハンドラ処理が終了して制御が戻ってきたら、この
割り込みハンドラも終了し、割り込まれた時のコンテク
ストを回復して制御を元に戻す。

【０１５２】第二のＯＳが管理するデバイスの外部割込
みが、第一のＯＳの実行中に発生した場合、ステップ１
７０６を実行する。この場合は、第一のＯＳの実行より
も第二のＯＳの処理を優先して実行する。

【０１５３】まず、ステップ１７０６では、コンテクス
トを保存する。ここでのコンテクストとは、割り込み処
理が終了した後で第一のＯＳに戻すときに、割り込まれ
たときの状態を回復するのに必要なスタックの内容とレ
ジスタの内容を示す。このコンテクストは、第一のＯＳ
のカーネルのスタックに保存する。

【０１５４】続いて、実行ＯＳの切り替えと第二のＯＳ
の割り込み処理の起動を実行する（ステップ１７０７、
１７０８）。これは、ステップ１６０１から始まる手順
により実行する。

【０１５５】第二のＯＳの処理が終了した時点で、第一
のＯＳへの切り替えを実行し（ステップ１７０９）、割
り込み時のコンテクストを回復し（ステップ１７１
０）、第一のＯＳの処理を再開する。ステップ１７０９
の処理は、必ずしも、ステップ１７０１から始まる処理
と同一のモジュール内で実行されなくてもよい。第一の
ＯＳへの切り替えにより処理はこのモジュールへ復帰す
る。

【０１５６】２つのオペレーティングシステムで共有し
ているクロック割り込みの処理について説明する。クロ
ック割り込みはは、共通領域内の割り込みハンドラによ
り捕獲する。この割り込みハンドラでは、まず、第二の
ＯＳのクロック割り込み用の割り込みハンドラを実行す
る。第二のＯＳの割り込みハンドラはハンドラ２欄１５
２３に格納されている。第二のＯＳの割り込みハンドラ
の実行が終了したら、図１７のステップ１７０２から始
まる処理により第一のＯＳの割り込み処理を実行する。
第一の割り込みハンドラのアドレスはハンドラ欄１５２
２に格納されている。

【０１５７】次に、第一のＯＳの割り込み制御部分につ
いて説明する。これは、第一のＯＳの割り込み制御によ
って、誤って第二のＯＳが管理するデバイスの割り込み
が禁止にされてしまわないようにするための処理であ
る。

【０１５８】第一のＯＳは、割り込み禁止レベルにより
割り込みを制御しているとする。割り込み禁止レベル
は、オペレーティングシステムのカーネル内の割り込み
処理の延長で動作する部分と、そうでない部分との間の
排他制御を実現するために必要となる機構である。

【０１５９】第一のＯＳは、割り込み制御装置１１２を
プログラムすることで割り込み禁止レベルを実現する。
つまり、割り込み制御装置１１２の割り込みマスクレジ
スタ５０２をプログラムして、選択的に外部割り込みを
マスクにする。第一のＯＳは第二のＯＳについて全く知
らないので、第一のＯＳが割り込み禁止レベルを変更し
たときに、第二のＯＳのデバイスの割り込みがマスクさ
れてしまう可能性がある。これを防ぐために、第一のＯ
Ｓの割り込み制御部分を変更する。

【０１６０】図１８は、割り込み禁止レベルを実現する
第一のＯＳが管理しているデータ構造を示している。１
８００は、割り込み禁止レベルテーブルである。それぞ
れの割り込みレベルは数値で表現され、それぞれの割り
込み禁止レベルについて、何番の外部割り込みをマスク
するかを示している。テーブル１８００のチェックのつ
けられているところは割り込みをマスクする設定するこ
とを示している。例えば、割り込み禁止テーブル１８０
０では、割り込み禁止レベル０では、どの割り込みもマ
スクされないことを示している。また、割り込み禁止レ
ベル３では、割り込み番号３、ないし、５の割り込みを
割り込み制御装置１１２によりマスクすることを示して
いる。割り込み禁止レベル５では、すべての割り込みが
割り込み制御装置１１２によりマスクされる。

【０１６１】本発明では、第二のＯＳの初期化時に、こ
の割り込み禁止レベルテーブル１８００を変更する（ス
テップ１４０９）。ステップ１４０９では、第二のＯＳ
が管理するデバイスが発生する割り込みについて、第一
のＯＳがそれらの割り込みをマスクしないように割り込
み禁止レベルテーブルを変更する。具体的には、割り込
み識別テーブル１５２０のＯＳ欄１５２１を参照して、
第二のＯＳが管理する割り込み番号について、割り込み
禁止レベルテーブル１８００のチェックをクリアする。

【０１６２】この例では、割り込み番号４と５が第二の
ＯＳが処理する割り込みとなっている。したがって、割
り込み禁止レベルテーブル１８００のすべての割り込み
禁止レベルの、割り込み番号４と５の欄（１８０１と１
８０２のすべて）をクリアする。

【０１６３】これにより、第一のＯＳが割り込み禁止レ
ベルを変更しても、第二のＯＳが管理するデバイスの割
り込みはマスクされなくなる。

【０１６４】以上により、一台の計算機で２つのオペレ
ーティングシステムを同時に動作させることが可能にな
る。

【０１６５】本発明によれば、第一のＯＳに変更を加え
て２つのオペレーティングシステムを同時に動作させる
場合、変更箇所がオペレーティングシステムカーネルの
初期化部分、デバイス資源予約、および、割り込み禁止
制御部分に限定されるため、簡単に２つのオペレーティ
ングシステムを動作させることが可能になる。

【０１６６】仮想計算機による方式では、物理メモリや
Ｉ／Ｏチャネルを仮想化するために特権命令のエミュレ
ーションが必要になるが、これをソフトウェアで実現す
るとオーバーヘッドが大きくなり問題である。仮想計算
機方式では、このオーバーヘッド削減のために、特殊な
ハードウェアを持つことが多くなっている。しかし、本
発明では、それぞれのデバイスについて、デバイスを管
理するオペレーティングシステムを予め決定し、さら
に、物理メモリについて利用できる範囲を初期化時に決
定することにより、オペレーティングシステム同士が互
いに干渉しないようにして、仮想計算機でのような複雑
なソフトウェアによる制御を廃止し、高速化のためのハ
ードウェアも不要とした。

【０１６７】本発明によれば、第一のＯＳの機能を補完
するＯＳを容易に追加することが可能である。従来技術
においても、第一のＯＳの構成要素として、例えばデバ
イスドライバとして新たな機能をカーネルに追加するこ
とは可能である。しかし、第一のＯＳの構成要素として
しまったのでは、その構成要素は第一のＯＳの管理下で
しか動作できない問題がある。つまり、第一のＯＳが障
害により停止してしまったとき、追加した機能モジュー
ルも動作することはできないのである。

【０１６８】本発明によれば、新たな機能を実現する構
成要素を、第一のＯＳと独立して構成することができ、
第一のＯＳが停止してしまったとしても、その機能モジ
ュールだけは継続して動作することが可能になる。この
実施形態については、後述する。信頼性を要求される機
能モジュールを第二のＯＳとして組み込めば、第一のＯ
Ｓが停止してしまったときでも、何らかの回復処理を実
現させるといったことが可能になる。このように本発明
は、計算機システムの高信頼化を実現する手段となり得
る発明である。

【０１６９】また、この実施形態では、第二のＯＳが第
一のＯＳに優先して処理を実行するとして説明した。第
一のＯＳは、第二のＯＳがアイドル時にしか動作できな
いことや、第二のＯＳの割り込みはいつでもすぐに処理
することにより、第二のＯＳを優先させている。これに
より、第一のＯＳが実時間処理に適合していなくても、
第二のＯＳとして実時間処理に向くＯＳを導入すれば、
第一のＯＳの特徴を活かしたままで、実時間処理性能に
優れた計算機システムを構築することが可能になる。例
えば、第一のＯＳが優れたＧＵＩ(Graphical UserInter
face)を持っているが実時間処理性能に欠ける場合、第
一のＯＳよりも優先して動作する実時間処理向きオペレ
ーティングシステムを第二のＯＳとして導入してやるこ
とで、ＧＵＩにも優れ、実時間処理にも優れた計算機シ
ステムの構築ができる。

【０１７０】このように、本発明は、特別なハードウェ
アの支援なしで、第一のＯＳに欠けている機能を容易に
導入する方法であり、さらに、その機能は第一のＯＳと
は全く独立して動作させることを可能にする。

【０１７１】次に、本発明の第二の実施形態について説
明する。第二の実施形態は、これまで説明してきた実施
の形態の拡張である。この実施の形態では、第一のＯＳ
が障害により停止しても動作しつづける第二のＯＳの導
入が実現可能である。

【０１７２】第一の実施形態に加えて、第一ＯＳ実行状
態変数１５５０を共通領域に置く。この変数１５５０
は、第一のＯＳが通常動作しているか、そうでないかを
示す値を格納している。この変数１５５０は、第二のＯ
Ｓをロードする時の処理で、通常動作を示す値に初期化
する。

【０１７３】図１９は、本発明の第二の実施の形態の第
一のＯＳの停止処理手順を示すフローチャートである。
この処理手順は、第一のＯＳの停止処理を実行するモジ
ュールを変更して実装する。

【０１７４】まず、第一のＯＳの停止処理モジュールに
制御がきたら、第一ＯＳ実行状態変数１５５０を第一の
ＯＳが停止していることを示す値に設定する（ステップ
１９０１）。その後、第一のＯＳの停止処理を実行する
（ステップ１９０２）。最後に、第一のＯＳへの割り込
みをマスクして、第二のＯＳが処理するデバイスの割り
込みを許可して（ステップ１９０３）、割り込みが発生
するまで待つ（ステップ１９０４）。割り込みが発生す
ると、実行ＯＳの切り替えられ、第二のＯＳが処理を実
行する。

【０１７５】更に、実行ＯＳ切り替え手順を変更する。
第一の実施の形態では、ステップ１６０１から始まる手
順により実行ＯＳの切り替えを実行した。第二の実施の
形態では、この手順で第二のＯＳのモジュールを実行し
た後、つまり、ステップ１６０５の後で、第一ＯＳ実行
状態変数１５５０を検査する。ここで、第一ＯＳ実行状
態変数１５５０が、第一のＯＳが停止していることを示
す値になっているならば、ステップ１６０６以降の処理
を実行せずに、割り込み待ちを実行する。

【０１７６】以上のデータ構造と手順により、第一のＯ
Ｓが停止しても第二のＯＳの実行を継続することが可能
になる。この実施形態では、第一のＯＳの停止処理モジ
ュールを変更するとしたが、第一のＯＳがエラーにより
停止したときの停止処理過程で実行されるモジュールを
変更して、第一のＯＳの停止を検出して割り込み待ちを
しても同様の効果を実現できる。

【０１７７】本発明の第３の実施の形態について説明す
る。これまで説明してきた実施の形態では、カーネル本
体を変更することにより２つのＯＳの同時実行等を実現
してきた。第３の実施の形態では、カーネル本体を変更
せずに、前記の実施の形態の機能を実現する。

【０１７８】様々の種類のハードウェアをサポートする
オペレーティングシステムでは、ハードウェア依存の処
理がカーネル本体からは切り離されて、別のオブジェク
トファイルとして構成されている場合がある。例えば、
割り込み制御装置１１２が計算機により異なる場合や、
バス１０９の構成が異なってＩ／Ｏアドレス空間が計算
機により異なる場合である。

【０１７９】図２０は、このようなオペレーティングシ
ステム、つまり、割り込み制御装置やバスなどの基盤と
なるハードウェアの違いを吸収するためのコードやデー
タがカーネル本体とは分離されたオブジェクトファイル
にある場合の、カーネル領域の様子を示した図である。

【０１８０】カーネル領域２０００には、プロセッサ１
０１のカーネルモードで実行されるモジュールや、オペ
レーティングシステムが管理するデータ構造がある。カ
ーネル本体２００１は、メモリ管理、プロセススケジュ
ーリング、および、ファイルシステムなどの、ハードウ
ェア非依存の処理を実施するコードやデータを持ってい
る。カーネル本体２００１とハードウェア依存部２００
２の間には、ハードウェア依存部２００２の提供しなけ
ればならないモジュールと、カーネル本体２００１が提
供するモジュールに関する規約が定められている。ハー
ドウェア依存部２００２をこの規約にあわせて構築すれ
ば、様々な計算機上でこのオペレーティングシステムを
動作させることが可能になる。

【０１８１】この規約に従ったハードウェア依存の処理
は、別オブジェクトファイルに分離され、カーネル本体
とは切り離された領域２００２にマップされている。カ
ーネル本体２００１とハードウェア依存部２００２は、
第一の実施の形態の場合と同様の外部参照機構により互
いの公開モジュールを呼び出すことができ、見かけ上は
１つのカーネルとして機能する。

【０１８２】このような場合は、カーネル本体のオブジ
ェクトファイルを変更することなく、分離されたハード
ウェア依存の処理を実施するオブジェクトファイルの変
更により第一の実施の形態、および、第二の実施の形態
と同様の効果を得ることが可能である。

【０１８３】具体的には、分離されたオブジェクトファ
イルの処理において、物理メモリの割り当てが可能であ
ること、割り込みレベル管理処理を変更できること、お
よび、Ｉ／Ｏ資源の予約ができることが必要である。さ
らに、このオブジェクトファイル中にステップ１７０１
から始まる割り込みハンドラと割り込みテーブル１０７
を配置し、プロセッサの割り込みテーブルレジスタ１０
４に登録する。そして、この分離されたオブジェクトフ
ァイルを共通領域２０３として第二のＯＳからも参照で
きるようにする。以上により、本発明の第一の実施の形
態と同様の効果を得ることができる。

【０１８４】さらに、ハードウェア依存オブジェクトフ
ァイルが、第一のＯＳが停止したときに実行されるモジ
ュールを持つ規定になっていれば、そのモジュールを変
更すれば第一のＯＳの停止を検出でき、本発明の第二の
実施の形態と同様の効果を得ることができる。

【０１８５】この実施の形態においては、カーネル本体
を変更する必要がない。これにより、変更しなければな
らない部分が更に限定できる、カーネル本体を変更する
よりも容易に実施可能となる。

【０１８６】次に、本発明の第４の実施の形態について
説明する。これまで説明してきた実施の形態では、共通
領域２０３に配置していたのはサポートドライバや、ハ
ードウェア依存オブジェクトファイルなどのオブジェク
トファイルであった。しかし、本当に共通領域２０３に
配置しなければならないモジュールとデータは、割り込
みテーブル１０７、ステップ１７０１から始まる割り込
みハンドラ、ステップ１６０１から始まるＯＳ切り替え
手順、および、図１５に示したデータ構造分だけであ
る。特に、第３の実施例でのようにハードウェア依存部
の処理を実施するオブジェクトファイル全体を共通領域
２０３として第二のＯＳからも参照できるようにしてし
まうと、第二のＯＳが誤って第一のＯＳのデータ構造に
アクセスしてしまう可能性が高くなり問題である。

【０１８７】第４の実施の形態では、オブジェクトファ
イルの特定のセクションのみを共通領域２０３として第
二のＯＳに見せる方法を提供する。この実施の形態で
は、オブジェクトファイルを生成するコンパイラが、命
令コードとデータを配置するセクションをプログラム上
で指定できる機能を持っている必要がある。

【０１８８】通常のオブジェクトファイルは、セクショ
ンとして命令コードを含むテキストセクションと、デー
タを含むデータセクションを持っている。これに加え
て、コンパイラの機能により共通領域２０３のためのセ
クションを追加する。さらに、オブジェクトファイルの
ヘッダ部分に格納されているセクションデータ８０９を
参照して共通領域セクションのアドレス範囲を決定し、
その部分だけを第二のＯＳに見せるようにページテーブ
ルを構築すればよい。

【０１８９】ハードウェア依存処理をするモジュールを
含むオブジェクトファイルを変更する場合を例として説
明する。変更個所のうち初期化に関連する部分、例え
ば、物理メモリの割り当て、Ｉ／Ｏ資源の予約、割り込
みレベル管理部分の変更は第二のＯＳに見せる必要はな
い。第二のＯＳからも参照できなければならないのは、
割り込みテーブル１０７、ステップ１７０１から始まる
割り込みハンドラ、ステップ１６０１から始まるＯＳ切
り替え手順、および、図１５に示したデータ構造分だけ
である。これらを、共通領域セクションに配置するよう
にプログラムを記述し、コンパイラの機能により共通領
域セクションを生成する。

【０１９０】図２１は、生成されたオブジェクトファイ
ルの構成を示している。２１００は、生成されたオブジ
ェクトファイルを示す。オブジェクトファイル２１００
のヘッダ部の２１０１、ないし、２１０４は、オブジェ
クトファイル２１００に含まれているセクションのデー
タを記述している。このうち２１０３と２１０４が、共
通領域２０３用に新規に作成したセクションを表現する
セクションデータである。対応するセクションは２１０
７と２１０８である。セクションデータ２１０３と２１
０４の内容にしたがってセクション２１０７と２１０８
のアドレスを求め、それらの領域だけを第二のＯＳのカ
ーネル領域にマップするように第二のＯＳのページテー
ブルを構成すれば、ハードウェア依存オブジェクトファ
イル２１００の他の部分を第二のＯＳから隠すことがで
きる。

【０１９１】第４の実施の形態によれば、これまで説明
した実施の形態よりも、更にＯＳ間の独立性を高めるこ
とができ、ＯＳ間の干渉の少ない安全な計算機システム
の構築が可能になる。

【０１９２】次に、本発明の第５の実施の形態について
説明する。第５の実施の形態では、マルチプロセッサ構
成の計算機で第二のＯＳを導入が可能になる。

【０１９３】図２２は、本発明の第５の実施の形態での
計算機装置を示す図である。２２００は計算機装置であ
る。計算機２２００は２つのプロセッサ２２０１と２２
０２、および、主記憶装置２２０３を持っている。ま
た、第一の実施の形態と同様に、計算機起動プログラム
を格納している記憶装置２２０４を持っている。

【０１９４】プロセッサ２２０１と２２０２について、
プロセッサを起動したときと、初期化のための割り込み
を受けた時とでは、制御を渡す物理アドレスが異なるも
のとする。

【０１９５】記憶装置２２０４に格納されている初期化
割り込み処理プログラムは、予め定めた物理アドレスに
格納されている値を物理アドレスとして、そのアドレス
に制御を渡す。

【０１９６】また、バス２２０９を介して磁気ディスク
装置２２０６、クロック割り込み生成装置２２０７、お
よび、入出力装置２２０７等のデバイスが接続してい
る。割り込みを発生するデバイスは、割り込み制御装置
２２０５に接続し、更に、割り込みバス２２１１を介し
てプロセッサ２２０１と２２０２に接続している。各プ
ロセッサは他のプロセッサに割り込みを送ることができ
るとする。

【０１９７】割り込み制御装置２２０５について説明す
る。割り込み制御装置２２０５は、マルチプロセッサ構
成のための機能を持っている。割り込み制御装置２２０
５は、第一の実施の形態での割り込み制御装置１１２の
割り込みマスク機能に加えて、それぞれのデバイスから
の割り込みをどのプロセッサ、あるいは、プロセッサ群
に通知するかを指定する機能を持っている。

【０１９８】図２３は、割り込み制御装置２２０５の構
成を示す図である。選択装置２３０１と割り込みマスク
レジスタ２３０２の働きは、第１の実施の形態と同じで
ある。それらに加えて、割り込み制御装置２２０５は、
割り込み配送テーブル２３１０と、割り込み送信装置２
３０５を持っている。

【０１９９】割り込み配送テーブル２３１０は、割り込
み制御装置２２０５に接続されたそれぞれのデバイスに
ついて、どのプロセッサ、あるいは、プロセッサ群に割
り込みを通知するかを示す値２３１１と、通知するとき
の割り込み番号２３１２を記録している。割り込み配送
テーブル２３０２は、Ｉ／Ｏ命令により変更することが
でき、自由に設定可能である。

【０２００】図２３の例では、割り込み０と１はＣＰＵ
０に、割り込み２はＣＰＵ１に配送するように設定され
ている。

【０２０１】割り込み送信装置２３０５は、選択装置２
３０１からの信号を受けて、割り込み配送テーブル２３
１０を参照して割り込み通知先と割り込み番号を決定す
る。そして、通知先と割り込み番号を表わす信号を割り
込みバス２２１１へ送信する。

【０２０２】計算機２２００は、起動するとプロセッサ
２２０１だけが動作を開始するように構成されており、
プロセッサ２２０１が記憶装置２２０４に格納されてい
る起動プログラムを実行する。起動プログラムは、第一
の実施の形態の場合と同様に磁気ディスク装置２２０６
に格納されているカーネルローダを主記憶２２０３に読
み込み実行する。カーネルローダは、パラメータテーブ
ル１１００を作成する。第５の実施の形態では、デバイ
スリストに計算機２２００が何個のプロセッサを持って
いるかを示すデータが加えられる。

【０２０３】第一のＯＳのロード後、第一のＯＳの初期
化処理を実行する。初期化の過程で、非ブートプロセッ
サ以外のプロセッサ用の初期化ルーチンのアドレスを予
め定めた物理アドレスに格納し、プロセッサ２２０２に
初期化割り込みを送る。プロセッサ２２０２は初期化割
り込みを受けると、記憶装置２２０４に格納されている
プログラムを実行し、非ブートプロセッサ初期化ルーチ
ンに制御がわたる。非ブートプロセッサ初期化ルーチン
は、ページテーブルレジスタや割り込みテーブルレジス
タを設定して仮想アドレスモードに移行し、初期化処理
を続ける。

【０２０４】本発明の第５の実施の形態では、図１２の
ステップ１２０４の第二のＯＳ用のデバイスの予約のと
きに、プロセッサも第二のＯＳ専用であると予約する。
ここでは、プロセッサ２２０２を予約するとして説明す
る。

【０２０５】マルチプロセッサ構成の場合、ステップ１
２０１から始まる第一のＯＳの初期化手順のシステムデ
バイスの初期化で、非ブートプロセッサに初期化割り込
みを送る。この場合、プロセッサ２２０１からプロセッ
サ２２０２に初期化割り込みが送られることになる。本
発明では、予約されているプロセッサについては初期化
割り込みを送らないことにする。したかって、カーネル
の初期化がされてもプロセッサ２２０２はまだ動作して
いない。

【０２０６】また、ステップ１２０５のシステムデバイ
スの初期化では、割り込み制御装置２２０５の初期化も
実施する。割り込み制御装置２２０５の初期化では、カ
ーネル構成情報ファイル７００の第二のＯＳの構成デー
タ７０４を参照して、第二のＯＳが管理するデバイスの
割り込みがプロセッサ２２０２に送られるように割り込
み配送テーブル２３１０を設定する。

【０２０７】更に、図１４のステップ１４０１から始ま
る第二のＯＳの初期化手順において、初期化ルーチンを
第二のＯＳの初期化ルーチンのアドレスに設定して、ス
テップ１４０７でプロセッサ２２０２に初期化割り込み
を送る。これにより、プロセッサ２２０２上で、第二の
ＯＳが走行を開始する。

【０２０８】第１、ないし、第４の実施の形態と異な
り、第二のＯＳの管理するデバイスの割り込みは、すべ
て割り込み制御装置２２０５により、第二のＯＳが動作
しているプロセッサ２２０２へ送られる。このため、実
行ＯＳを切り替える必要はなくなる。第一のＯＳはプロ
セッサ２２０１で動作し、第二のＯＳはプロセッサ２２
０２で動作することになる。したがって、ステップ１７
０１から始まる割り込み処理も不要になる。

【０２０９】第二のＯＳは、独自の割り込みテーブルを
プロセッサ２２０２の割り込みテーブルレジスタに設定
し、独自の割り込みハンドラを持てる。第一のＯＳの割
り込みテーブルを変更する必要はない。但し、第一のＯ
Ｓが割り込み制御装置２２０５の割り込みマスクレジス
タ２３０２を変更する場合は、第二のＯＳのデバイスか
らの割り込みをマスクしてしまわないように変更を加え
る必要がある。

【０２１０】第５の実施の形態においては、第１ないし
４の実施の形態よりも、性能の良い計算機システムの構
築か可能である。第１ないし４の実施の形態では、第一
のＯＳは第二のＯＳがアイドルしている間のみ動作可能
であったが、第５の実施の形態においては、第一のＯＳ
は、プロセッサは奪われてはいるが常に動作することが
可能であり、同時に第二のＯＳも動作可能である。

【０２１１】更に、第５の実施の形態によれば、第一の
ＯＳと第二のＯＳとで共有しなければならない領域を小
さくできる。第１ないし４の実施の形態では、共通領域
２０３に、割り込みテーブル、割り込みハンドラや割り
込み処理に付随するデータ構造、および、ＯＳ切り替え
コードを置かなければならなかった。第５の実施の形態
では、これらはすべて必要なくなり、互いのＯＳが相手
のＯＳを誤って破壊してしまう可能性を低くできる。

【０２１２】次に、本発明の第６の実施の形態について
説明する。これまで説明した実施形態が２つのＯＳを同
時実行する方式であるのに対し、第６の実施形態は２つ
以上の複数のＯＳを同時実行する方式である。

【０２１３】第一の実施形態では、第二のＯＳが第一の
ＯＳよりも優先して実行するように制御するが、ここで
説明する方式では、複数のＯＳ間に実行優先度を設定可
能である。例えば、割り込みについては、実行中のＯＳ
の優先度よりも低い優先度のＯＳが管理する割り込みの
処理は延期される。実行中のＯＳの優先度よりも高い優
先度のＯＳが管理する割り込みが発生した場合は、即座
に実行ＯＳを切替え割り込み処理を開始する。

【０２１４】また、実行中のＯＳが自分よりの優先度の
高いＯＳのモジュールを呼び出す場合は即座に実行ＯＳ
を切替えてモジュール呼び出しを実施する。その逆の場
合、つまり、優先度の低いＯＳの側での処理が必要にな
る場合は、そのＯＳが実行権を得るまで要求された処理
を延期するように制御する。

【０２１５】図２４は、本発明の第６の実施形態の計算
機構成を示した図である。計算機構成はこれまでの実施
例と同じであるが、主記憶装置１０２に複数のＯＳがロ
ードされている様子を示している。各オペレーティング
システムは、ステップ１４０１に示した第二のＯＳをロ
ードする手順と同じ手順でロードできる。

【０２１６】図２５は、複数のＯＳの関係を概念的に示
した図である。第一の実施の形態では２つのＯＳであっ
たのに対し、ここでは第一のＯＳ以外に複数のＯＳが１
つのプロセッサ上で動作していることを示している。

【０２１７】第一のＯＳの一部である共通領域が他の第
２、第３、および、第ＮのＯＳの論理空間２０２、２５
０３、および、２５０４にマップされ全ＯＳから共通に
利用できることを示している。各ＯＳの論理空間への共
通領域のマッピングは、ステップ１４０１に示した手順
により実施する。

【０２１８】更に、各ＯＳはそれぞれが管理する外部機
器を持っていることを示している。第二のＯＳは機器１
１６と１１７、第三のＯＳは機器２５０５と２５０６、
第ＮのＯＳは機器２５０７を管理することを示してい
る。これらの機器を制御するためのＩ／Ｏアドレス範
囲、および、割り込み番号は、図７に示すカーネル構成
情報ファイル７００に格納しておけば良い。図７では第
二のＯＳ用の構成情報のみを格納しているように記述し
たが、他に第三、第四のＯＳの構成情報を格納してお
く。ステップ１２０１からの初期化手順では、第二のＯ
Ｓだけでなく第一のＯＳ以外の全てのＯＳの資源を予約
して、第一のＯＳが第一のＯＳ以外のＯＳが管理するデ
バイスへアクセスすることを禁止する。

【０２１９】ステップ１２０１から始まる手順では、ス
テップ１２０２で第二のＯＳ用の主記憶を確保してい
る。これを、第一のＯＳ以外の複数のＯＳ用の主記憶を
確保する処理とする。また、ステップ１２０４は第二の
ＯＳが管理するデバイスを予約する処理であるが、これ
を第一のＯＳ以外のＯＳが管理するデバイス資源を予約
する処理とする。

【０２２０】本実施形態における第一のＯＳの初期化手
順を図２６に示す。ステップ２６０２と２６０４がステ
ップ１２０２と１２０４に対応している。ステップ２６
０４は、カーネル構成情報ファイル７００を参照して第
一ＯＳ以外のＯＳのデバイス資源を予約する。

【０２２１】この時、同時に割り込み管理テーブル１５
２０の処理ＯＳ１５２１も設定する。また、各ＯＳの構
成情報には、デバイス資源の他にＯＳの優先度も記述す
る。

【０２２２】図２７は、共通領域２０３に配置するデー
タ構造を示す図である。図１５に示したデータ構造と比
較して、割り込み識別テーブル１５２０、ＯＳ識別変数
１５３０、および、遅延割り込み状態変数１５４０は同
一のデータ構造である。ＯＳコンテクストテーブル２７
１０は、１５１０を拡張したデータ構造となっている。

【０２２３】テーブル２７１０は、各ＯＳの実行を切替
える時に必要になるデータを保存している。ページテー
ブル設定値２７０１とスタックポインタ設定２７０２
は、あるＯＳを実行中に他のＯＳのモジュールを呼び出
す時に設定するページテーブルとスタックポインタのア
ドレスを示している。また、ページテーブル保存値２７
０３とスタックポインタ保存値２７０４は、優先度の高
いＯＳへの切替を実施した時の優先度が低い方のＯＳの
ページテーブル値、および、スタックポインタ値を保存
している。

【０２２４】実行状態２７０５は、それぞれのＯＳにつ
いて稼働中であるか、および、処理待ち中であるかを示
す値を格納する。ここで稼働中であるかとは、ＯＳが起
動されているかを示す。ある瞬間に実行中であることを
示しているわけではない。各ＯＳの起動処理は実行状態
２７０５を設定する。

【０２２５】また処理待ち中であるとは、そのＯＳがア
イドル状態でないことを示す。つまり、優先度の高いＯ
Ｓが実行中のため走行待ち状態にあることを示す。処理
待ち中については、具体的にどの処理が待ちになってい
るかを記述してもよい。

【０２２６】優先度２７０６は、各ＯＳの実行優先度を
格納する。優先度は、第一ＯＳの初期化処理手順のステ
ップ２６０５で、構成ファイル７００より読み出し設定
する。

【０２２７】実行ＯＳの切替え手順について、第二のＯ
Ｓが実行中であるとして説明する。また、ＯＳの実行優
先度が第一より第二、第二より第三の方が優先度が高く
設定されているとする。第二のＯＳの処理により第三の
ＯＳ上のプロセスが走行可能になったとする。この場
合、第三のＯＳ内部のプロセス起動モジュールを実行し
て第三のＯＳ上のプロセスをスケジュールする。ここ
で、第三のＯＳは第二のＯＳよりも優先度が高いので、
実行ＯＳを即座に切替えて第三のＯＳのモジュールが実
行される。切替え処理では現在のページテーブルアドレ
スとスタックポインタ値を、第二のＯＳのページテーブ
ル保存値２７０３とスタックポインタ保存２７０４値に
格納し、第三のＯＳのページテーブル設定値２７０１と
スタックポインタ設定値２７０２をページテーブルレジ
スタとスタックポインタに設定して実行ＯＳを切替え
る。

【０２２８】第二のＯＳが第一のＯＳのモジュールを呼
び出す場合、第一のＯＳの優先度は第二のＯＳの優先度
よりも低いため、呼び出しは延期する。この場合、呼び
出し要因を実行状態２７０５記録しておき、第一のＯＳ
が実行権を得た時に、すなわち、第二、および、第三の
ＯＳが処理を終了した時に、モジュール呼び出しを実施
する。

【０２２９】図２８は、実行ＯＳの切替え手順を示すフ
ローチャートである。ステップ２８０１からの処理の大
部分は図１６に示したステップ１６０１からの処理と同
じである。この手順は、ＯＳの優先度については考慮し
ていないが、この手順を呼び出す前に呼出先ＯＳの優先
度と実行中ＯＳの優先度を比較して、実際に呼び出して
良い場合はステップ２８０１からの処理を実施すれば良
い。

【０２３０】ステップ２８０１から始まる処理は、切替
先ＯＳと呼び出しモジュールのアドレスを引数として受
ける。ステップ２８０１では、現在のページテーブルア
ドレスとスタックポインタを、ＯＳコンテクストテーブ
ル２７１０の現在実行中のＯＳのページテーブル保存値
２７０３と、スタックポインタ保存値２７０４に保存す
る。現在実行中のＯＳは、ＯＳ識別変数１５３０により
判定できる。

【０２３１】次のステップ２８０２では、ＯＳコンテク
ストテーブル２７１０より切替先ＯＳのページテーブル
設定値２７０１とスタックポインタ設定値２７０２を取
得し、ページテーブルとスタックの切替え処理を実施す
る。

【０２３２】ステップ２８０３では、遅延割り込み状態
をクリアする。優先度が実行中のＯＳ以上で、切替先未
満のＯＳが管理するデバイスの遅延割り込み状態１５４
０をクリアする。

【０２３３】例えば、第一のＯＳから第三のＯＳのモジ
ュールを呼び出すとする。この場合、ステップ２８０３
では第一のＯＳと第二のＯＳが管理するデバイスの遅延
割り込み状態１５４０をクリアする。

【０２３４】続くステップ２８０４では、ＯＳコンテク
ストテーブル２７１０の現在実行中のＯＳの実行状態２
７０５を処理待ち中に設定し、ステップ２８０５でＯＳ
識別変数を切替先ＯＳに設定し、ステップ２８０６で引
数として渡されたモジュールを呼び出す。

【０２３５】切替先のＯＳは実施すべき処理がなくなっ
た時点で、ステップ２８０７へ制御を戻す。ステップ２
８０７では、ＯＳコンテクストテーブルの各ＯＳの実行
状態２７０５と優先度２７０６を参照して、最も優先度
が高い処理待ち中のＯＳを見つける。

【０２３６】ステップ２８０８は、ステップ２８０７で
選択したＯＳのコンテクストを、ＯＳコンテクストテー
ブル２７１０のページテーブル保存値２７０３とスタッ
クポインタ保存値２７０４より回復する。

【０２３７】次のステップ２８０９で、ＯＳ識別変数１
５３０を選択したＯＳに設定する。

【０２３８】ＯＳコンテクストテーブル２７００の実行
状態２７０５に延期されている処理があることが記録さ
れている場合は、その延期されている処理を実行する
（ステップ２８１０）。

【０２３９】続く処理では、遅延された割り込みを処理
する。ステップ２８１２は、遅延割り込み状態１５４０
を参照して、ステップ２８０７で選択されたＯＳが処理
すべき割り込みが発生していないかを検査する。選択さ
れたＯＳがどの割り込み番号の割り込みを管理している
かは、割り込み識別テーブル１５２０の処理ＯＳ１５２
１を参照すれば分かる。

【０２４０】ステップ２８１２の検査の結果、処理待ち
の割り込みが発生していると判定した場合はステップ２
８１３へ進む。ステップ２８１３では、処理しなければ
ならない割り込みが発生していることを選択されたＯＳ
が認識できるように選択されたＯＳのデータ構造を設定
する。続くステップ２８１４は、割り込み識別テーブル
１５２０を参照して、処理する割り込みの割り込みハン
ドラ１５２２を呼び出す。ハンドラの処理終了後、回復
したコンテクストにしたがって、選択されたＯＳの実行
を再開する。

【０２４１】処理待ち割り込みがなければ、そのまま回
復したコンテクストにしたがって、選択されたＯＳの実
行を再開する。

【０２４２】割り込み処理について説明する。図２９
は、割り込み処理手順を示すフローチャートである。図
２９に示す手順を実行するルーチンはプロセッサ１０３
の割り込みハンドラとして割り込みテーブル４００に登
録される。また、全てのＯＳから参照可能な共通領域に
配置される。

【０２４３】処理手順について説明する。まず、ステッ
プ２９０１では、割り込み要因より割り込みを処理する
ＯＳを決定する。処理ＯＳは、割り込み識別テーブル１
５２０の処理ＯＳ１５２１に記録されており、これを参
照して決定する。

【０２４４】割り込み発生時のＯＳと割り込み処理ＯＳ
が同一ならば（ステップ２９０２）、割り込み識別テー
ブル１５２０に登録されている割り込みハンドラ１５２
２を実行する（ステップ２９０３）。ハンドラ処理終了
時に割り込まれた処理を再開する。

【０２４５】割り込み発生時のＯＳと割り込み処理ＯＳ
が異なる場合は、２つのＯＳの優先度を比較する（ステ
ップ２９０４）。実行中のＯＳの優先度の方が高い場
合、ステップ２９０５へ進み、遅延割り込み状態変数１
５４０を設定して、割り込まれた処理を再開する。

【０２４６】割り込み処理ＯＳの優先度の方が実行中の
ＯＳよりも高い場合は、ステップ２９０６へ進み、割り
込み処理を開始する。

【０２４７】ステップ２９０６では、割り込み識別テー
ブル１５２０より割り込みハンドラアドレス１５２２を
取得する。続いて、割り込み発生時のコンテクストを保
存し（ステップ２９０７）、割り込みハンドラを呼び出
す（ステップ２９０８）。割り込みハンドラの呼び出し
は、図２８のステップ２８０１から始まる手順により実
施する。

【０２４８】その後、割り込まれたＯＳに制御が戻った
時に、割り込み発生時のコンテクストを回復し（ステッ
プ２９１０）、割り込まれた処理を再開する。

【０２４９】次に、共通領域２０３に配置する処理モジ
ュールについて述べる。共通領域２０３には、ステップ
２８０１からのＯＳ切替えモジュールと２９０１から始
まる割り込みハンドラを配置する。この他の全てのＯＳ
から呼び出されるモジュールも共通領域２０３に配置す
る。例えば、各ＯＳの割り込みハンドラを割り込み識別
テーブル１５２０に登録するモジュールや、ＯＳコンテ
クストテーブル２７１０の実行状態２７０５を設定する
モジュールである。

【０２５０】各ＯＳは、それぞれの初期化処理で共通領
域２０３の登録モジュールを呼び出して割り込みハンド
ラを登録することにより、外部割り込みの処理が可能に
なる。また、何らかの処理により実行中のＯＳの優先度
よりも低い優先度の他のＯＳの処理が可能になる場合、
実行状態２７０５に処理待ち中であること、あるいは、
処理待ちの要因を示す値を設定しなければならない。こ
の場合も、共通領域２０３内の実行状態設定モジュール
を呼び出すことにより設定する。

【０２５１】本実施形態によれば、第一のＯＳの他に複
数のＯＳを１つのプロセッサで実行可能となり、特別な
機能に特化したＯＳを組み合わせることが可能となる。
例えば、リアルタイム性に優れたＯＳと計算機の信頼性
を補完するＯＳとを組み合わせて、第一のＯＳの機能を
補うことができる。各ＯＳは独立しているのでさまざま
のＯＳを組み合わせることができ、用途に応じた第一の
ＯＳの機能拡張が可能になる。更に、これまで説明した
実施形態により得られる効果も損なわれることはない。

【０２５２】更に、ＯＳ間に優先度を設定できるので、
リアルタイムＯＳの優先度を最も高く設定するといった
設定も可能である。これにより、各ＯＳの優れている機
能を有効に利用することが可能になる。

【０２５３】本発明の第７の実施の形態について説明す
る。本実施形態は、第６の実施の形態の拡張である。第
７の実施の形態では、複数動作している内のあるＯＳが
障害停止した場合に、他の残ったＯＳが実行継続可能な
制御方法を示す。

【０２５４】各ＯＳの障害処理モジュールは、ＯＳの実
行を停止する時に、ＯＳコンテクストテーブル２７１０
の実行状態２７０５を、停止中であると設定しなければ
ならない。これは、前記実施形態の、共通領域２０３に
配置した実行状態設定モジュールの呼び出しにより実施
する。

【０２５５】また、各ＯＳは、他のＯＳが実行を停止し
た時に呼び出されるＯＳ停止通知ハンドラを持ち、割り
込みハンドラと同様に共通領域２０３内のデータ構造に
登録する。

【０２５６】次に、実行状態設定モジュールの処理につ
いて説明する。図３０は、本モジュールの処理を示した
フローチャートである。第三のＯＳが停止したとして説
明する。

【０２５７】ステップ３００１では、ＯＳコンテクスト
テーブル２７１０の実行状態２７０５を設定する。

【０２５８】ステップ３００２では、設定された実行状
態を検査する。もし、ＯＳ実行停止に設定されたらなら
ば、ステップ３００３へ進む。そうでなければモジュー
ルの処理は終了する。

【０２５９】ステップ３００３では、停止したＯＳより
も優先度が高い稼働中のＯＳのＯＳ停止通知ハンドラを
呼び出す。呼び出しは、ステップ２８０１からのＯＳ切
替えにより呼び出す。優先度が低いＯＳについては、実
行状態２７０６にＯＳ停止ハンドラ実行待ちであること
を記録する。また、各ＯＳのＯＳ停止通知ハンドラは、
割り込みハンドラと同様に、各ＯＳの初期化時に共通領
域内に配置されたデータ領域に登録されるものとする。

【０２６０】実行ＯＳ切替え処理では、切替先のＯＳが
実行を停止していないかを検査する処理が必要である。
図２８のフローチャートにしたがって説明する。

【０２６１】まず、切替え処理を始める前に、切替先が
稼働中かを検査しなければならない。ステップ２８０１
の前に、ＯＳコンテクストテーブル２７１０の実行状態
２７０５を検査して、稼働中でなければ切替え処理を終
了させる。

【０２６２】更に、ステップ２８０７での次の実行ＯＳ
の選択では、処理待ち中のＯＳの検索対象から稼働して
いないＯＳを除外するようにする。

【０２６３】選択したＯＳの実行を再開する前に、選択
したＯＳの実行状態２７０５を検査し、ＯＳ停止通知ハ
ンドラの実行待ちが記録されているならば、ＯＳ停止通
知ハンドラを実行する。

【０２６４】次に、割り込み処理について説明する。図
２９のフローチャートにしたがって説明する。ステップ
２９０１の割り込み処理ＯＳ決定の後、処理ＯＳが稼働
中か検査する。ここで稼働中でないと判定した場合、割
り込みを解除して割り込まれた処理を再開させるように
する。

【０２６５】以上の処理により、第一のＯＳ以外に複数
のＯＳが１つのプロセッサ上で同時に動作している時に
いくつかのＯＳが障害により停止しても、他の残りのＯ
Ｓは動作を継続することが可能になる。

【０２６６】また、各ＯＳの障害停止が他のＯＳに通知
されるので、ＯＳ間で連携して処理を実施している場合
でも、その通知をもとに各ＯＳで障害処理を実施するこ
とが可能であり、計算機全体としての信頼性を高めるこ
とができる。

【０２６７】これまで述べた実施の形態では、それぞれ
のＯＳは互いに異なるＯＳであっても、同一のＯＳが含
まれていても良い。

【０２６８】

【発明の効果】本発明は、特別なハードウェアの支援な
しで、第一のＯＳに欠けている機能を容易に導入する方
法であり、さらに、その機能は第一のＯＳとは全く独立
して動作させることを可能にする。

【０２６９】本発明によれば、第一のＯＳに対する変更
点は、オペレーティングシステムカーネルの初期化部
分、デバイス資源予約、および、割り込み禁止制御部分
に限定されるため、簡単に２つのオペレーティングシス
テムを同時に動作させることが可能になる。

【０２７０】仮想計算機による方式で発生するオーバー
ヘッドについて、本発明では、それぞれのデバイスにつ
いて、デバイスを管理するオペレーティングシステムを
予め決定し、さらに、物理メモリについて利用できる範
囲を初期化時に決定することにより、オペレーティング
システム同士が互いに干渉しないようにして、仮想計算
機でのような複雑なソフトウェアによる制御を廃止し、
命令エミュレーションによるオーバーヘッドも削減し、
高速化のためのハードウェアも不要とした。

【０２７１】従来技術においても、第一のＯＳの構成要
素として新たな機能をカーネルに追加することは可能で
あるが、第一のＯＳが停止してしまったとき、追加した
機能モジュールも動作することはできない問題があっ
た。本発明によれば、新たな機能を実現する構成要素
を、第一のＯＳと独立して構成しておけば、第一のＯＳ
が停止してしまったとしても、その機能モジュールだけ
は継続して動作することが可能になる。信頼性が要求さ
れる機能モジュールを第二のＯＳとして組み込めば、第
一のＯＳが停止してしまったときでも、何らかの回復処
理を実現させるといったことが可能になる。

【０２７２】また、第一のＯＳは、第二のＯＳがアイド
ル時にしか動作できないことや、第二のＯＳの割り込み
はいつでもすぐに処理することにより、第二のＯＳを優
先させることができる。これにより、第一のＯＳが実時
間処理に適合していなくても、第二のＯＳとして実時間
処理に向くＯＳを導入すれば、第一のＯＳの特徴を活か
したままで、実時間処理性能に優れた計算機システムを
構築することが可能になる。

【０２７３】また、第一のＯＳのカーネルが、カーネル
本体とハードウェア依存の処理を実行するオブジェクト
ファイルとに分離されている場合、カーネル本体を変更
しなくとも、後者のオブジェクトファイルを変更するこ
とで２つのオペレーティングシステムを同時に動作させ
ることが可能になる。これにより、更に変更しなければ
ならない部分が限定されるため、カーネル本体を変更す
るよりも容易に実施可能となる。

【０２７４】また、プログラムの記述によりオブジェク
トファイル中に自由にセクションを設けることができる
ならば、それを利用して第一のＯＳと第二のＯＳとで共
通に参照する必要のある領域を特別なセクションに閉じ
込めることで、ＯＳ間の独立性を高めることができ、Ｏ
Ｓ間の干渉の少ない安全な計算機システムの構築が可能
になる。

【０２７５】本発明によれば、第一のＯＳに対する変更
点は、オペレーティングシステムカーネルの初期化部
分、デバイス資源予約、および、割り込み禁止制御部分
に限定されるため、簡単に複数のオペレーティングシス
テムを同時に動作させることが可能になる。

【０２７６】複数のオペレーティングシステムを動作実
行させた場合でも、上に示した効果を得ることができ
る。

【０２７７】従来技術においても、第一のＯＳの構成要
素として新たな機能をカーネルに追加することは可能で
あるが、第一のＯＳが停止してしまったとき、追加した
機能モジュールも動作することはできない問題があっ
た。本発明によれば、新たな機能を実現する構成要素
を、第一のＯＳと独立して構成しておけば、第一のＯＳ
が停止してしまったとしても、その機能モジュールだけ
は継続して動作することが可能になる。信頼性が要求さ
れる機能モジュールを第二、第三のＯＳとして組み込め
ば、第一のＯＳが停止してしまったときでも、何らかの
回復処理を実現させるといったことが可能になる。

【０２７８】また、第一のＯＳの他に複数のＯＳを１つ
のプロセッサで実行可能なことにより、特別な機能に特
化したＯＳを組み合わせることが可能となる。例えば、
リアルタイム性に優れたＯＳと計算機の信頼性を補完す
るＯＳとを組み合わせて、第一のＯＳの機能を補うこと
ができる。各ＯＳは独立しているのでさまざまのＯＳを
組み合わせることができ、他の効果を損なうことなく用
途に応じた第一のＯＳの機能拡張が可能になる。

【０２７９】また、複数のＯＳ間に実行優先度を設定で
きることにより、第一のＯＳが実時間処理に適合してい
なくても、実時間処理に向く第二のＯＳを最高優先度に
設定すれば、第一、および、第二のＯＳ以外のＯＳの特
徴を活かしたままで、実時間処理性能に優れた計算機シ
ステムを構築できすることが可能となる。

【０２８０】また、第一のＯＳのカーネルが、カーネル
本体とハードウェア依存の処理を実行するオブジェクト
ファイルとに分離されている場合、カーネル本体を変更
しなくとも、後者のオブジェクトファイルを変更するこ
とで複数のオペレーティングシステムを同時に動作させ
ることが可能になる。また、プログラムの記述によりオ
ブジェクトファイル中に自由にセクションを設けること
ができるならば、それを利用して全てのＯＳで共通に参
照する必要のある領域を特別なセクションに閉じ込める
ことで、ＯＳ間の独立性を高めることができ、ＯＳ間の
干渉の少ない安全な計算機システムの構築が可能にな
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態の、計算機構成を示す図で
ある。

【図２】本発明の実施の形態の、計算機構成を示す図で
ある。

【図３】本発明の実施の形態の、ページテーブルの構成
を示す図である。

【図４】本発明の実施の形態の、割り込みテーブルの構
成を示す図である。

【図５】本発明の実施の形態の、割り込み制御装置の構
成を示す図である。

【図６】本発明の実施の形態の、計算機のブート手順を
示すフローチャートである。

【図７】本発明の実施の形態の、第一のＯＳのカーネル
構成情報ファイルの構成を示す図である。

【図８】本発明の実施の形態の、オブジェクトファイル
の構成を示す図である。

【図９】本発明の実施の形態の、オブジェクトファイル
の構成を示す図である。

【図１０】本発明の実施の形態の、オブジェクトファイ
ルの構成を示す図である。

【図１１】本発明の実施の形態の、カーネル起動パラメ
ータテーブルのデータ構造を示す図である。

【図１２】本発明の実施の形態の、第一のＯＳの初期化
手順を示すフローチャートである。

【図１３】本発明の実施の形態の、第一のＯＳのデバイ
ス管理テーブルのデータ構造を示す図である。

【図１４】本発明の実施の形態の、第二のＯＳの起動手
順を示すフローチャートである。

【図１５】本発明の実施の形態の、第一のＯＳと第二の
ＯＳが共有するデータ構造を示す図である。

【図１６】本発明の実施の形態の、実行ＯＳの切り替え
手順を示すフローチャートである。

【図１７】本発明の実施の形態の、割り込み処理手順を
示すフローチャートである。

【図１８】本発明の実施の形態の、第一のＯＳの割り込
みマスク処理のためのデータ構造を示す図である。

【図１９】本発明の第２の実施の形態の、第一のＯＳの
障害停止処理を示すフローチャートである。

【図２０】本発明の第３の実施の形態の、第一のＯＳと
第二のＯＳのカーネル領域の構成を示す図である。

【図２１】本発明の第４の実施の形態の、オブジェクト
ファイルの構成を示す図である。

【図２２】本発明の第５の実施の形態の、計算機システ
ムの構成を示す図である。

【図２３】本発明の第５の実施の形態の、割り込み制御
装置の構成を示す図である。

【図２４】本発明の第６の実施の形態の、計算機構成を
示す図である。

【図２５】本発明の第６の実施の形態の、計算機構成を
示す図である。

【図２６】本発明の第６の実施の形態の、第一のＯＳの
初期化手順を示すフローチャートである。

【図２７】本発明の第６の実施の形態の、全てのＯＳが
共有するデータ構造を示す図である。

【図２８】本発明の第６の実施の形態の、実行ＯＳの切
り替え手順を示すフローチャートである。

【図２９】本発明の第６の実施の形態の、割り込み処理
手順を示すフローチャートである。

【図３０】本発明の第６の実施の形態の、ＯＳ実行状態
設定手順を示すフローチャートである。

【符合の説明】

１００は計算機、１０１はプロセッサ、１０２は主記憶
装置、１０３は演算装置、１０４は割り込みレジスタ、
１０５はページテーブルレジスタ、１０６はアドレス変
換装置、１０７は割り込みテーブル、１０８はページテ
ーブル、１０９はバス、１１０は割込み信号線、１１１
はクロック生成装置、１１２は割り込み制御装置、１１
３ないし１１７は外部入出力装置、１１８は割り込みバ
スである。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者大野洋茨城県日立市大みか町五丁目２番１号株式会社日立製作所大みか工場内 (72)発明者井上太郎神奈川県川崎市麻生区王禅寺1099番地株式会社日立製作所システム開発研究所内 (72)発明者柴田隆神奈川県横浜市戸塚区戸塚町5030番地株式会社日立製作所ソフトウェア開発本部内

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】計算機の制御方法に関し、第一のオペレー
ティングシステムの起動時に他のオペレーティングシス
テムが利用するハードウェア資源を第一のＯＳの管理対
象から外して他のオペレーティングシステムに与える手
順と、すべてのオペレーティングシステムで共有してい
る領域に配置した共通の割り込み処理手順とを有し、前
記割り込み処理手順が各オペレーティングシステムの実
行をスケジュールすることにより、各オペレーティング
システムが実行する特権命令のエミュレート処理、およ
び、装置なしで、複数のオペレーティングシステムを一
台の計算機で同時に動作させることを特徴とするマルチ
ＯＳ構成方法。
【請求項２】請求項１のマルチＯＳ構成方法であって、
第一のオペレーティングシステムの初期化処理時に、第
二のオペレーティングシステム用のハードウェア資源を
第一のオペレーティングシステムの初期化以降の処理で
はアクセスできないように予約する手順と、予約した物
理メモリに第二のオペレーティングシステムをロードし
て第一のオペレーティングシステムとは別の仮想アドレ
ス空間で第二のオペレーティングシステムを起動する手
順と、第一のオペレーティングシステムのカーネル領域
の一部分を第二のオペレーティングシステムと共有する
ように設定する手順と、第二のオペレーティングシステ
ムが受け取る外部割り込みについて、第一のオペレーテ
ィングシステムからは割り込み禁止にできないように第
一のオペレーティングシステムのデータ構造を変更する
手順とを有することを特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項３】請求項１のマルチＯＳ構成方法であって、
割り込みを捕獲したときに割り込み要因よりどのオペレ
ーティングシステムに割り込み処理させるかを決定する
手順と、第一のオペレーティングシステムから第二のオ
ペレーティングシステムのモジュールを呼び出す手順
と、第二のオペレーティングシステムの処理が終了した
ときに第一のオペレーティングシステムに復帰する手順
を有することにより、２つのオペレーティングシステム
を一台の計算機上で同時に動作させることを特徴とする
マルチＯＳ構成方法。
【請求項４】請求項１ないし３のマルチＯＳ構成方法で
あって、第一のオペレーティングシステムが回復不可能
な障害で停止したときに第二のオペレーティングシステ
ムにそのことを通知する手順と、停止時に第二のオペレ
ーティングシステムが管理しているデバイスの割り込み
を許可する手順と、第二のオペレーティングシステムの
処理終了時に、第一のオペレーティングシステムが停止
しているかを判定し、停止している場合は割り込み待ち
を実施する手順を有することにより、第一のオペレーテ
ィングシステムが停止しても第二のオペレーティングシ
ステムが動作を継続できることを特徴とするマルチＯＳ
構成方法。
【請求項５】請求項１ないし４のマルチＯＳ構成方法で
あって、両方のオペレーティングシステムで共有しなけ
ればならない命令コードとデータを専用の領域に閉じ込
めたカーネルオブジェクトファイルを利用し、第二のオ
ペレーティングシステム起動時に第一のカーネルオブジ
ェクトファイルの前記領域を見つけ、その領域のみを共
有領域に設定する手順を有することで、共有領域を小さ
くできることを特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項６】請求項１ないし５のマルチＯＳ構成方法で
あって、第二のオペレーティングシステムの実行中に第
一のオペレーティングシステムの管理するデバイスから
の割り込みを受けたときにはそれを記録する手順、ある
いは、装置と、第二のオペレーティングシステムの処理
が終了して第一のオペレーティングシステムに制御を戻
す時に、第二のオペレーティングシステム実行中に発生
した割り込みの処理を開始する手順と、第二のオペレー
ティングシステムが管理しているデバイスからの割り込
みは、第一のオペレーティングシステムが実行中であっ
ても即座にオペレーティングシステムを切り替えて割り
込み処理を開始する手順とを有し、これらの手順により
第一のオペレーティングシステムを、第二のオペレーテ
ィングシステムのアイドル時だけ動作するようにスケジ
ュールして、第二のオペレーティングシステムが管理す
るデバイスが発生する割り込みに対する応答時間を短縮
することを特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項７】請求項１ないし５のマルチＯＳ構成方法で
あって、複数のプロセッサと、外部機器からの割り込み
を特定のプロセッサ、あるいは、プロセッサ群に通知す
ることを指定できる装置を持っている計算機で、第一の
オペレーティングシステムの初期化時に第二のオペレー
ティングシステム用にプロセッサを予約する手順と、第
二のオペレーティングシステムを前記手順で予約したプ
ロセッサで起動する手順と、外部機器からの割り込みを
それぞれの機器を管理するオペレーティングシステムが
走行しているプロセッサ、あるいは、プロセッサ群に通
知するように設定する手順を有することを特徴とするマ
ルチＯＳ構成方法。
【請求項８】計算機の制御方法に関し、第一のオペレー
ティングシステムが起動時に読み込まれる複数のファイ
ルから構成されていて、ハードウェア依存の処理がカー
ネル本体のファイルから分離されている場合に、前記ハ
ードウェア依存処理ファイルを変更して、請求項１ない
し７を実現することを特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項９】請求項１のマルチＯＳ構成方法であって、
第一のオペレーティングシステムの初期化処理時に、他
の複数のオペレーティングシステム用のハードウェア資
源を第一のオペレーティングシステムの初期化以降の処
理ではアクセスできないように予約する手順と、予約し
た物理メモリに他の複数のオペレーティングシステムを
ロードして第一のオペレーティングシステムとは別の仮
想アドレス空間で他のオペレーティングシステムを起動
する手順と、第一のオペレーティングシステムのカーネ
ル領域の一部分を他の複数のオペレーティングシステム
と共有するように設定する手順とを有することにより、
１プロセッサの計算機で複数のオペレーティングシステ
ムが動作可能であることを特徴とするマルチＯＳ構成方
法。
【請求項１０】請求項９のマルチＯＳ構成方法であっ
て、第一のオペレーティングシステムの内の他の複数の
オペレーティングシステムと共有している領域にあるモ
ジュールを介して、実行中のオペレーティングシステム
以外のオペレーティングシステムのモジュールを呼び出
す手順を有することを特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項１１】請求項９ないし１０のマルチＯＳ構成方
法であって、割り込みを捕獲したときに割り込み要因よ
り複数実行されているオペレーティングシステムのうち
のどのオペレーティングシステムに割り込み処理させる
かを決定する手順と、前記手順により決定したオペレー
ティングシステムの割り込み処理モジュールを呼び出す
手順と、割り込み発生時に実行していたオペレーティン
グシステムに制御を戻す手順を有することにより、１つ
のプロセッサを有する計算機で複数のオペレーティング
システムを同時に動作させることを特徴とするマルチＯ
Ｓ構成方法。
【請求項１２】請求項９ないし１０のマルチＯＳ構成方
法であって、１つ以上のオペレーティングシステムが回
復不可能な障害で停止したときに、他の停止していない
複数のオペレーティングシステムにそのことを通知する
手順と、停止しているオペレーティングシステムが管理
している割り込みを禁止する手順と、停止したオペレー
ティングシステムのモジュール呼び出しを禁止する手順
を有することにより、停止した以外の複数のオペレーテ
ィングシステムが動作を継続できることを特徴とするマ
ルチＯＳ構成方法。
【請求項１３】請求項９ないし１０のマルチＯＳ構成方
法であって、複数のオペレーティングシステムで共有し
なければならない命令コードとデータを専用の領域に閉
じ込めたオブジェクトファイルを利用し、第一のオペレ
ーティングシステム以外のオペレーティングシステム起
動時に第一のオペレーティングシステムのオブジェクト
ファイルの前記領域を見つけ、その領域のみを共有領域
に設定する手順を有することで、共有領域を小さくでき
ることを特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項１４】請求項９ないし１０のマルチＯＳ構成方
法であって、複数のオペレーティングシステムの間に実
行優先度を設定する手順を有することを特徴とするマル
チＯＳ構成方法。
【請求項１５】請求項１４のマルチＯＳ構成方法であっ
て、実行中のオペレーティングシステムが他のオペレー
ティングシステムのモジュールを呼び出す時に、実行中
のオペレーティングシステムの優先度が呼出先のオペレ
ーティングシステムの優先度よりも低ければ、即座に実
行オペレーティングシステムを切替えてモジュール呼び
出しを実施する手順と、実行中のオペレーティングシス
テムの優先度が呼出先のオペレーティングシステムの優
先度よりも高ければ、モジュール呼び出し要求があるこ
とを記録して呼び出しを延期し、呼出先のオペレーティ
ングシステムよりも優先度の高いオペレーティングシス
テムの処理が終了して、呼出先のオペレーティングシス
テムが実行可能になった時にモジュール呼び出しを実施
する手順を有することを特徴とするマルチＯＳ構成方
法。
【請求項１６】請求項１４のマルチＯＳ構成方法であっ
て、実行中のオペレーティングシステムＡの優先度より
も低い優先度のオペレーティングシステムＢが処理する
割り込みが発生した時にそれを記録して処理を延期する
手順、あるいは、装置と、オペレーティングシステムＡ
の処理が終了してオペレーティングシステムＢが実行さ
れる時に、オペレーティングシステムＡ実行中に発生し
た割り込みの処理を開始する手順と、実行中のオペレー
ティングシステムよりも優先度の高いオペレーティング
システムが管理しているデバイスからの割り込みは、即
座に実行オペレーティングシステムを切り替えて割り込
み処理を開始する手順とを有し、優先度の高いオペレー
ティングシステムが管理するデバイスが発生する割り込
みに対する応答時間を短縮することを特徴とするマルチ
ＯＳ構成方法。
【請求項１７】請求項１６のマルチＯＳ構成方法であっ
て、各オペレーティングシステムが管理する割り込み
と、各オペレーティングシステムに割り当てられている
優先度と、実行中のオペレーティングにしたがって、外
部機器からの割り込みの許可と禁止の設定をする手段を
有することを特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項１８】請求項９ないし１７のマルチＯＳ構成方
法であって、複数のプロセッサと、外部機器からの割り
込みを特定のプロセッサ、あるいは、プロセッサ群に通
知することを指定できる装置を持っている計算機で、第
一のオペレーティングシステムの初期化時に他の複数の
オペレーティングシステム用にプロセッサを予約する手
順と、他の複数のオペレーティングシステムを前記手順
で予約したプロセッサで起動する手順と、外部機器から
の割り込みをそれぞれの機器を管理するオペレーティン
グシステムが走行しているプロセッサ、あるいは、プロ
セッサ群に通知するように設定する手順を有することを
特徴とするマルチＯＳ構成方法。
【請求項１９】請求項９のマルチＯＳ構成方法であっ
て、第一のオペレーティングシステム以外のオペレーテ
ィングシステムが受け取る外部割り込みについて、第一
のオペレーティングシステムからは前記割り込みを禁止
にできないように第一のオペレーティングシステムのデ
ータ構造を変更する手順とを有することを特徴とするマ
ルチＯＳ構成方法。
【請求項２０】請求項１ないし６、および、請求項８な
いし１７のマルチＯＳ構成方法であって、１つのプロセ
ッサで複数のオペレーティングシステムを動作させるこ
とを特徴とするマルチＯＳ構成方法。