JPH1115793A - 資源の保全性を保護する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 複数のプロセッサによる記憶アクセス要求の
同時実行を逐次化する。 【解決手段】 複数のプロセッサの各プロセッサ上でブ
ロック記号を含むＰＬＯ（ロック操作実行）命令を実行
し、複数のプロセッサのいずれかで変更されるデータ構
造の一貫性を制御する。ブロック記号は、実行プロセッ
サによりＰＬＯ命令インスタンスから抽出される。次に
プロセッサはハードウェア−マイクロコードを使用して
ブロック記号をハッシュし、保護記憶域内のロック・フ
ィールドのロケーションを生成する。ＰＬＯ命令のブロ
ック記号は、ＰＬＯ命令を備えるソフトウェアにりコン
ピュータ資源に関連づけられ、ブロック記号が、ブロッ
ク記号に対するハッシュ操作を使用して保護されたロッ
クにその資源を関連づける。プロセッサがブロック記号
のロックを獲得しないと、実行ＰＬＯ命令インスタンス
がブロック記号に関連づけられた資源単位に対するアク
セスおよび変更を行えない。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、複数のプロセッサ
によって行われる記憶アクセス要求の同時実行を逐次化
（直列化）する新規な方法を提供する。本発明は、同じ
データ単位にアクセスする命令実行を求める同時プロセ
ッサ要求を逐次化する。コンピュータ・システムにおけ
る操作にとって逐次化が重要な場合、本発明は、競合す
る同時要求を行う可能性のあるすべての命令に同じブロ
ック記号をソフトウェアに挿入させることによって、そ
のような逐次化をソフトウェアによって制御することが
できるようにする。同時実行命令で同じブロック記号を
使用することによって、それらのプロセッサに同時発生
命令を強制的に逐次実行させる。このようなプロセッサ
実行の逐次化が不可欠な状況の例は、同じデータ要素セ
ットに対する同時アクセス／変更要求があって、データ
要素間のデータ保全性を維持しなければならない場合で
ある。同じデータ要素に対する調整されていない変更要
求が複数のプロセッサによって同時に実行されると、そ
のセット中のデータ要素の内容が予測不能になり、した
がって信頼できなくなる可能性がある。

【０００２】

【従来の技術】現在、コンピュータ・システムではプロ
セスの並列実行が一般的であり、この応用分野で扱われ
る逐次化の問題については従来のコンピュータ・システ
ムで対処されてきたが、従来の技法は有効ではないかま
たは本発明によって達成可能なシステム動作の効率を得
ることができない。問題は、共用データの並列的なアク
セスおよび変更ができない状況や、コンピュータ・シス
テムにおけるデータの保全性を保つためにそのようなプ
ロセスを逐次に実行しなければならない状況が多いこと
である。本発明は、このようなタイプの状況に対処し、
コンピュータ・システムにおけるデータ構造に含まれる
共用データの保全性を保つ。本明細書ではデータ構造と
はコンピュータ・システムの「資源」を指し、たとえ
ば、データ・ファイル、あらゆるタイプの待ち行列、デ
ータを一時的に保持するバッファ、変更可能なプログラ
ムなどが含まれる。言い換えると、並列プロセスよって
変更可能なあらゆるコンピュータ・データ構造を含む。

【０００３】複数のプロセス（複数のプロセッサによっ
て実行されるプログラム）による資源の使用の逐次化と
は、その資源を一度に１つのプロセスしか使用せず、ど
のプロセスによる使用も他のどのプロセスによる使用と
も重ならないことを意味する。逐次化は通常、一貫性の
ある結果やビューを提供するために必要である。コンピ
ュータ・システムの主記憶装置に対する取り出しアクセ
スおよび格納アクセスは、逐次化が必要になる可能性が
ある重要な状況である。

【０００４】第１の例として、プロセス１が値Ａおよび
ＢをそれぞれロケーションＸおよびＹに格納し、プロセ
ス２が値ＣおよびＤをそれぞれロケーションＸおよびＹ
に格納する場合、ＸおよびＹの最終的な内容は、ＡとＤ
またはＣとＢではなく、ＡとＢまたはＣとＤになること
が必須であると考えられる。

【０００５】第２の例として、ロケーションＸおよびＹ
にそれぞれＡおよびＢが入っており、プロセス１がＸお
よびＹにそれぞれＣおよびＤを格納し、プロセス２がＸ
およびＹから取り出す場合、プロセス２は、ＡとＤまた
はＣとＢではなく、ＡとＢまたはＣとＤを取り出すこと
が必須であると考えられる。

【０００６】第３の例として、プロセス１および２がロ
ケーションＺから取り出し、取り出された値が所定の値
Ｐであるために、プロセス１がロケーションＺにＱを格
納し、プロセス２がロケーションＺにＲを格納する場
合、プロセス１はロケーションＺにＱが入っていると判
断するのに対し、プロセス２はロケーションＺにＲが入
っていると判断することがある。

【０００７】第３の例は、米国特許第３８８６５２５号
で扱われている。米国特許第３８８６５２５号は、比較
・置換（ＣＳ）命令を開示している。ＣＳは第１オペラ
ンドおよび第３オペランドをレジスタに持ち、第２オペ
ランドを記憶域の指定されたアドレスに持つ。ＣＳは第
１オペランドを第２オペランドと比較し、それらが等し
い場合、第３オペランドを第２オペランドのロケーショ
ンに格納し、条件コード０によってこの結果を示す。第
１と第２のオペランドが等しくない場合、ＣＳは第２オ
ペランドを第１オペランド・レジスタにロードし、この
異なる結果を条件コード１によって示す。ＣＳは、第２
オペランドが取り出される時点とＣＳが条件コード０ま
たは１を設定することによって完了する時点との間に、
他のプロセッサによって実行された他の命令が第２オペ
ランド・ロケーションへの格納またはそこからの取り出
しを行うことができないようにする新規な機能を備え、
この効果はＣＳによってそのプロセッサのキャッシュ内
で第２オペランドのロケーションを含むラインをロック
することによって実現される。ＣＳのこの新規な機能を
インターロック更新参照と呼ぶ。

【０００８】第３の例で、もし両方のプロセスがＣＳを
使用してロケーションＺに対する取り出しおよび格納を
行うのであれば、一方のプロセスだけが値Ｐを取り出
し、そのプロセスだけがロケーションＺに格納すること
になる。

【０００９】第１および第２の例では、ＸとＹはそれぞ
れ異なるキャッシュ・ラインにある可能性が高いため、
ＣＳ命令は第１および第２の例には適用されない。プロ
セッサはそれぞれ２つのキャッシュ・ラインをロックす
ることができない。そうするとデッドロックになる可能
性があるためである。たとえば、プロセッサ１がＸを含
むラインをロックしており、更にＹを含むラインをロッ
クしようとしたときに、プロセッサ２がＹを含むライン
をロックしており、Ｘを含むラインをロックしようとす
ると、どちらのプロセッサも次に進むことができない。

【００１０】第１および第２の例は、実際にはプログラ
ム式ロックによって対処されてきた。単純なプログラム
式ロックは、第３の例について説明したＣＳ命令を使用
して実施することができる。第３の例では、第２オペラ
ンド・ロケーションがロックを示すことができ、そして
所定の値Ｐはそのロックが現在保持されていないという
意味を持つことができる。プロセス１または２がＣＳを
使用してＰをそのプロセスの第３オペランド値（プロセ
ス１の場合はＱ、プロセス２の場合はＲ）で置き換える
場合、そのプロセスはロックを獲得しており、プログラ
ム規則によって第１または第２の例のロケーションＸお
よびＹにアクセスすることができる。他方のプロセス
は、プログラム規則により、ロックを獲得するまでＸお
よびＹにアクセスすることができない。そのプロセスは
第１のプロセス（１または２）がＺの内容をＰに置き換
えるまではロックを獲得することができない。

【００１１】ここで、プロセスがロケーションＺによっ
て示されたロックを待っている間、そのプロセスは何を
すればよいかという問題が生じる。特定の状況で実施可
能な解決策は、プロセスがロックを「スピン・ロック」
として扱うことである。すなわち、プロセスはロックを
獲得するまでＣＳ命令を繰り返し実行する（ロック上で
スピンする）。この解決策は、問題のプロセスを実行し
ているプロセッサの時間を無駄にし、従ってロックが短
時間しか保持されないことが保証できる場合にのみ実施
可能である。一般には、ロックを保持しているプロセス
がたとえば第１または第２の例のロケーションＸまたは
Ｙにアクセスするときにページ・フォルトが生じると、
そのロックはきわめて長時間保持されることがある。そ
の場合、制御プログラムがページ・フォルトを解決する
ためにプロセスに割込みをかけることになるが、これに
は長時間かかるため、制御プログラムはそのプロセスを
ディスパッチ解除し、その代わりに別のプロセスをディ
スパッチすることがある。制御プログラムは、プロセス
が入っているアドレス空間をスワップ・アウトすること
さえある。したがって、スピン・ロックは実際には、ペ
ージ・フォルトがないことがわかっている場合、および
入出力割込みなどの他の非同期割込みのためにプロセッ
サが使用不能にされている場合にのみ実施可能である。

【００１２】一般には、ロックが保持されているときに
どうするかという問題の解決策は制御プログラムのサー
ビスを使用することである。たとえば、ロックは事象制
御ブロック（ＥＣＢ）によって表すことができ、ロック
が保持されていることを検出したプロセスはＥＣＢを指
定する待機サービスを呼び出すことができ、それによっ
てそのプロセスはディスパッチ解除されることになり、
ロックを保持しているプロセスは同じＥＣＢを指定する
通知サービスを呼び出すことによってロックを解除する
ことができ、それによって第１のプロセスは再ディスパ
ッチするのに適格なプロセスの待ち行列に入れられるこ
とになる。これらのサービスの使用にはきわめて時間が
かかり、資源の使用を逐次化するためにロック機能を提
供する、単純なＣＳ命令ではない何らかのハードウェア
支援方法が使用可能であることが是非望ましい。

【００１３】米国特許第５０８１５７２号では、前述の
第１および第２の例で使用する比較・置換分離（ＣＳ
Ｄ）命令および比較・ロード（ＣＬ）命令が開示されて
いる。ＣＳＤおよびＣＬは２つのロケーションに対する
インターロック更新参照を行う。実際には、このインタ
ーロック更新参照を実施する方法は、ＣＳＤ命令または
ＣＬ命令を実行するプロセッサ以外のすべてのプロセッ
サを休止させることである。これは休止させられたプロ
セッサの時間をかなり無駄にし、非効率的である。

【００１４】プログラム式ロックの代わりとなる他の方
法は、コンピュータ命令のサブセットをロッキング・ク
ラスに分類し、そのクラス内の命令の使用によって保護
される一般的なタイプの資源へのアクセスを制御するこ
とである。これは、米国特許第５３３３２９７号および
米国特許第５４８８７２９号で開示されている。このど
ちらの特許も、本発明の重要な構成要素であるブロック
記号を開示していない。前者の特許は、コンピュータ命
令のサブセットをロッキング「クラス」に分類し、各ク
ラスは特定の命令コードによって識別され、コンピュー
タ・システム内の一般的なタイプの資源専用であり、こ
のタイプはそれらの命令コードによって示される。後者
の特許は、命令を実行する実行ユニットに従って命令を
分類し、前者の特許とは異なるタイプの命令分類であ
る。前者では、（命令コードによって決まる）各命令ク
ラスは、二重スレッド待ち行列など、その命令クラスに
関連づけられた一般的タイプの資源のデータ変更をアト
ミックに行うようになっている。前者の命令分類の使用
に関する重大な制約は、複数のプロセッサから成るＣＥ
Ｃ（セントラル・エレクトロニック・コンプレックス）
の他のいずれかのプロセッサ上の同じロッキング・クラ
ス内でいずれかの命令が実行されているときに、ロッキ
ング・クラス内の他のどの命令も現在未使用の資源に対
する実行を行うことができないようになっていることで
ある。このようなロックは、各プロセッサのハードウェ
ア−マイクロコードで行われ、各プロセッサとは分離し
た集中ハードウェア−マイクロコード記憶域では行われ
ないことである。資源に対するロックは各プロセッサの
ハードウェアで複製され、各ロックのこれらの複数のコ
ピー間でロックの状態を調整するためにプロセッサ間通
信が必要である。

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】本発明は、資源へのア
クセスにインターロック更新参照も命令のクラスも使用
せず、本発明にはそれらの方法の欠点がない。本発明に
よる資源逐次化には、米国特許第５３３３２９７号の命
令クラスを実行する複数のプロセッサのうちの１つのプ
ロセッサのみが一度に１つの資源にアクセスすることが
できるという制約がない。本発明では、各プロセッサが
異なるブロック記号を使用して異なる資源にアクセス
し、そしてブロック記号に固有のロックが割り当てられ
ている限り、複数のプロセッサが同時に複数の資源に並
列にアクセスすることができる。本発明は、（どの従来
の技術にもない）ブロック記号を使用して資源を識別
し、そのアクセスの逐次化を制御することを発見した。
本発明は、新規なタイプの命令中でブロック記号を使用
して、システムのユーザ（たとえばそのプログラマやプ
ログラム）が、どの周知の従来技術で教示されている技
法よりも、アクセス制御の正確さ、資源アクセス並列
化、および資源アクセス細分性を向上できるようにす
る。

【００１６】（米国特許第５３３３２９７号で行うよう
な）命令のロック分類は、そのような命令クラスを使用
するようにコンピュータ・アーキテクチャを設計すると
きに、命令クラスのアソシエーションを資源タイプに結
びつける。アーキテクチャ上の決定は、コンピュータ設
計をコンピュータの製造のために発表する前に行わなけ
ればならない。したがって、従来のロック分類された命
令を使用して構築されたコンピュータは後でアーキテク
チャ上の変更を加えることができず、それによってコン
ピュータ・システムに後で組み込まれた資源とロックと
のソフトウェア・アソシエーションができないことがあ
る。大部分のコンピュータ・システムでは、新しいプロ
グラムが常に開発されており、多くの古いプログラムが
変更される。したがって、逐次化すべき資源は時間の経
過とともにプログラムごとに定義または変更されること
になる。本発明は、後で任意の細分性でロックを資源に
ソフトウェア結合することができるようにし、新たに追
加された資源の逐次アクセスを制御するために使用する
ことができるようにする。ロックは、たとえばプログラ
ムによって、機械に合わせて動的に選択され、指定され
る。機械は、プログラム指定ブロック記号で表された資
源に対する操作を強制的に逐次化する。

【００１７】また、本発明は、米国特許第５３３３２９
７号で行うように、他の各プロセッサに互いに通知する
ために、各プロセッサ命令実行開始時にＣＰＵ間でプロ
セッサ間バスを介してＣＰＵ間同報通信を行う必要がな
い。

【００１８】

【課題を解決するための手段】本発明は、ＣＥＣにおけ
る資源のユーザが資源に対する変更を制御して、変更が
資源のデータ保全性に影響を与えないようにする、新規
な方法を提供する。本発明は、プログラムとプロセッサ
との間に新規なタイプのインタフェースを使用し、資源
のユーザがブロック記号を指定し、使用して、資源への
ユーザ・アクセスのハードウェア強制逐次化を実現し、
制御することができるようにすると同時に、他のブロッ
ク記号によって制御される他の資源にアクセスして使用
するために同じタイプの命令を使用することができる、
ＣＥＣ内の他のプロセッサによる他の資源の同時使用
を、逐次使用を含めて可能にする、新規なタイプの命令
を提供する。

【００１９】本発明は、単一の新規なタイプの命令の単
一実行インスタンスを使用して、ブロック記号によって
新規な方式で制御される資源をロック、変更、およびロ
ック解除する。資源は、本発明の単一実行インスタンス
の前後ではロック解除されている。本発明では、どの命
令の場合も、同じ資源の逐次化状態は単一実行インスタ
ンス中にのみ存在する。したがって、資源はその他のあ
らゆるときにアンロック状態となることができる。

【００２０】ソフトウェア・ロックを使用している場
合、ロックの獲得とその同じロックの解放は必ず２つの
別々の機械命令で行われなければならない。この２つの
命令の間で、ソフトウェアは資源の逐次化を必要とする
計算ステップを行う。これは、ロックの獲得と解放との
間にソフトウェア誤りまたはプロセッサ障害が起こる可
能性があることを意味する。すなわち、ロックが保持さ
れて解放されない場合があり、システム全体の障害にな
る可能性がある。このような不都合が発生したときにシ
ステム回復を行うために、オペレーティング・システム
は一般に、ロックの許可と解放を行い、ロックの実施中
にそれらを記録するロック管理サービスを備え、ソフト
ウェアとハードウェアのどちらの誤りによるものである
かを問わず、終了または再始動されるプログラムが保持
しているロックを解放することによって回復を行う。ロ
ック操作のためのシステム・サービスの呼出しによっ
て、実行される機械命令のプログラム・パス長がかなり
長くなる。これは、ロックの獲得および解放の両方のた
めに、問題プログラム状態から監視プログラム状態へ
の、およびその逆への変更が必要な問題状態のプログラ
ムの場合には特にそうである。

【００２１】本発明は、プログラマが、データ保全性を
保持する必要がある各資源または資源のグループにユー
ザ決定ブロック記号を関連づけることができる方法を提
供する。すべてのＣＥＣユーザが、関連づけられた資源
に変更を加えるアクセスを逐次化するために、プログラ
ムに書かれた本発明のタイプのすべての命令で同じブロ
ック記号を使用する。複数のプロセッサが、同じ資源
（その資源へのアクセスは本発明により定義されるタイ
プの命令中で同じブロック記号を使用することによって
制御される）に同時にアクセスする命令インスタンスを
実行する場合、それらの複数のプロセッサは関連づけら
れた資源にアクセスする際に逐次化され、一度に１つの
プロセッサ・インスタンスがその資源にアクセスするこ
とができるようにする。複数のプロセッサが同時実行イ
ンスタンス中に異なるブロック記号を使用している限
り、資源競合は存在せず、それぞれの必要な資源に同時
にアクセスすることができる。

【００２２】本発明によって提供される特定のタイプの
命令は、その単一実行インスタンスが多くの異なるタイ
プの動作機能を実行することができるようにする。その
各動作機能は、ブロック記号を使用して資源データの保
全性を逐次化により保護する。本明細書で説明する本発
明の実施態様では、この命令タイプをロック操作実行
（ＰＬＯ）命令と呼ぶ。本発明の詳細な実施態様では、
ＰＬＯブロック記号を「プログラム・ロック・トーク
ン」（ＰＬＴ）と呼ぶ。これは、ソフトウェア・プログ
ラムがトークン（ブロック記号）を選択することを強調
するためである。本発明の逐次化制御は、本命令タイプ
の実行の各インスタンスによって呼び出されるハードウ
ェア−マイクロコードを使用して資源のロックをセット
アップする。この資源は、ロックを使用するプログラム
を含むすべてのソフトウェアから隠蔽されて保護され
る。ソフトウェア・プログラムはロックを直接見たり制
御したりすることができない。ロックはプログラム−プ
ロセッサ・インタフェースの一部ではない。一実施態様
ではロックを内部的に使用してブロック記号の必要な逐
次化を行う。

【００２３】したがって、任意のプロセッサ上で任意の
ＰＬＯ命令を実行する任意のプロセッサのハードウェア
−マイクロコードが、他の任意のプロセッサ上で実行さ
れるＰＬＯ命令による、ブロック記号に関連づけられた
特定の資源への他のすべてのアクセス要求を逐次化す
る。この逐次化はＰＬＯ命令の実行の１インスタンスの
間存続し、その間にＰＬＯ命令は資源内の連続していな
いロケーションにも連続しているロケーションにも変更
を加えることができる。ＰＬＯ命令は、他のプロセッサ
で実行されている同じブロック記号を指定した他のＰＬ
Ｏ命令に関するアトミック操作として、不連続の記憶ロ
ケーションに対する複数の格納操作を行うことができ
る。

【００２４】資源単位にブロック記号が関連づけられ
る。資源単位は、待ち行列、ソフトウェア・メッセージ
・バッファ、制御装置、ディスク・ドライブなど、従来
のタイプのＣＥＣの１つまたは複数のソフトウェアまた
はハードウェア実体（エンティティ）である。資源に関
連づけられたブロック記号によって、各ＰＬＯ命令中に
資源単位およびそれに対応するブロック記号が指定され
る。

【００２５】同時命令インスタンスが異なるブロック記
号を持っている限り、同じＰＬＯ命令タイプは、競合な
しに異なるプロセッサ上で同じ機能または異なる機能を
実行する同時インスタンスを持つことができる。しか
し、異なるプロセッサ上で実行される複数の同時ＰＬＯ
命令インスタンスが同じブロック記号を持っていて、そ
のブロック記号によって制御される資源に異なる変更を
加えることを要求する場合は、それらのＰＬＯ命令が異
なる機能を持っているかどうかを問わず、競合が存在す
る。

【００２６】本発明のハードウェア−マイクロコードに
よってセットアップされ、使用されるロックは、ブロッ
ク記号によって制御される資源に対して１対１の関係を
持つことができるが、必ずしもそうである必要はない。
すなわち、本発明は単一のロックを（１つのブロック記
号に関連づけられた）１つの資源にも、（対応する数の
ブロック記号に関連づけられた）任意の数の複数の資源
とでも使用することができるようにする。すなわち、本
発明で使用される任意の１つのロックを、１つのブロッ
ク記号でも複数のブロック記号でも使用することができ
る。（それぞれ複数のブロック記号に関連づけられた）
複数の資源に１つのロックを使用する場合、それらの資
源のうち、一度に（それらのブロック記号のうちの関連
づけられた１つのブロック記号を使用する）１つの資源
だけがそのロックを使用することができる。１つのロッ
クと複数のブロック記号とのこの関係は、当該ロックに
よって制御される複数のブロック記号のセットに関連づ
けられたすべての資源の使用を強制的に逐次化する効果
がある。

【００２７】ブロック記号は、プログラム定義データ構
造を逐次化するためにプログラマによって自由に指定さ
れるため、最新の高性能コンピュータ・システムでは潜
在的に多用される可能性がある。コンピュータ・システ
ムが備える物理ロックに対する記号のオーバーコミット
メントは、この状況を処理するための必要な設計上の妥
協である。パフォーマンス上の影響は、十分な数のロッ
クおよび適切なハッシング・アルゴリズムによって最小
限にすることができる。

【００２８】したがって、許容されたＰＬＯ命令の実行
インスタンス中は、他の命令ストリーム中、たとえば他
のプロセッサで実行される命令ストリーム中で同じブロ
ック記号を使用する同時実行ＰＬＯ命令インスタンスに
対して資源へのアクセスを禁止する。本発明のＰＬＯ逐
次化は、ＰＬＯ命令の同時実行にのみ適用され、本発明
は資源に対して同時に使用されている非ＰＬＯ逐次化技
法（ソフトウェア逐次化やその他のタイプのマイクロコ
ード制御逐次化）によって制御されるアクセスに対して
は資源を逐次化しない。ＰＬＯ命令は、その使用規則に
従うプログラムに協調的な逐次化機能を提供する。した
がって、本発明の顕著な効果を得たい場合には、資源に
アクセスすることができるすべてのソフトウェア・プロ
グラム内で使用する資源逐次化技法は本発明のみでなけ
ればならない。言い換えると、特定の資源にアクセスす
るすべてのプログラムは、被制御資源に対するアクセス
逐次化を強制する唯一の手段として本発明のＰＬＯ命令
を排他的に使用しなければならない。

【００２９】しかし、本発明のＰＬＯ技法は、資源ごと
という限られた範囲では、他のソフトウェア逐次化技法
とコンパチブルである。これは、同じＣＥＣ内の他の資
源に他のソフトウェア逐次化技法を使用して、それらの
データ保全性を保証することができることを意味する。
すなわち、ＰＬＯ技法は、特定の資源に対して排他的に
使用した場合に限り、その資源のデータ保全性を維持す
ることができるが、ＰＬＯ技法に依らなくてもよい他の
資源は他の逐次化技法を使用してそれぞれのデータ保全
性を維持することができる。したがって、本発明のＰＬ
Ｏ技法はＣＥＣ内で使用される唯一の逐次化技法である
必要はない。従来のソフトウェア・ロック技法を使用す
る資源逐次化は、ソフトウェア・ロックによる逐次化が
依然として可能であるが、ＰＬＯ命令とソフトウェア・
ロックとの間に共通部分がないため、同じ資源でＰＬＯ
命令をソフトウェア・ロック技法と共に使用することは
できない。ただし、資源内のデータの保全性に関して心
配がない場合には、混在した技法（本発明のＰＬＯ命令
と他の技法）を資源と共に使用することができるが、そ
の場合は、データ保全性の維持をＰＬＯ命令に求めては
ならない。いずれかの資源でＰＬＯ技法を他の逐次化技
法と混在させる場合、その混在によって資源に必要なデ
ータ保全性が付与されるように保証するのは、混在の責
任を負うプログラマの責任である。

【００３０】したがって、本発明は、資源内のデータの
保全性を保証する必要がある場合には、そのＰＬＯ技法
を資源ごとに排他的に適用することを求める。したがっ
て、各ＰＬＯ命令実行インスタンスの間は、ＣＥＣ内の
他のプロセッサ上で実行されているＰＬＯ命令の他のす
べてのインスタンスは、ブロック記号に関連づけられた
資源へのアクセスを禁止される。このＰＬＯブロック記
号制御式の資源変更は、資源のすべてのアクセスを制御
するためにＰＬＯ命令を排他的に使用することにより、
資源に記憶されたデータの保全性（一貫性）を保証す
る。

【００３１】ＣＥＣ内で使用されるすべてのＰＬＯブロ
ック記号に値を割り当てるために、ＰＬＯ命令を使用す
る任意のＣＥＣで使用されるプロトコルがプログラマに
より設定される。アクセスを逐次化しなければならない
異なる資源単位のそれぞれを表すように異なる値を割り
当てる。このプロトコルは、資源単位のために固有のブ
ロック記号を選択し且つＰＬＯ資源単位にアクセスする
すべてのソフトウェアがすべてのＰＬＯ命令でそれらの
固有ブロック記号を使用する限り、資源単位のＰＬＯブ
ロック記号として任意の数値を選択することができる。
ブロック記号に関連づけられる資源単位は、ソフトウェ
ア・プロトコル割当てによる決定に従って、単一のコン
ピュータ資源でも複数のコンピュータ資源でもよい柔軟
性を備える（たとえば、資源単位は単一の待ち行列でも
複数の待ち行列でもよい）。したがって、資源の細分性
はシステム・ユーザが決定する。すなわち、ブロック記
号値に資源を割り当てるために行うプロトコル選択によ
って、ＰＬＯ技法が扱う資源の細分性が決まる。プロセ
ッサはブロック記号のプログラミング上の意味も、それ
に伴う細分性も知らない。どの資源がＰＬＯ命令による
データ保全性保護の対象であるかは、各ＰＬＯ命令で指
定されたブロック記号により決定される。ＰＬＯ命令実
行によって強制される資源の細分性も同様である。同じ
資源単位にアクセスして、その資源単位内のデータを変
更することができるＣＥＣ内のＰＬＯ命令のすべての実
行で同じブロック記号を使用しなければならない。プロ
セッサはブロック記号のプログラミング上の意味も、保
護するアクセスの細分性も知らない。プロセッサは記号
自体によって逐次化するに過ぎない。以下では、「資
源」という用語を使用して、上で定義した「資源単位」
を指すことがある。

【００３２】従来のソフトウェア・ロック方法は、たと
えば待ち行列ロック・フィールドなど、資源のロック・
フィールドのアドレスを知って、それを使用しなければ
ならない。それに対して、ＰＬＯブロック記号を使用す
るソフトウェアは、どのようなロック・フィールドのア
ドレスも知る必要がなく、使用する必要もない。ＰＬＯ
技法は、ブロック記号をどの特定のロケーションにも記
憶する必要がなく、ソフトウェア・ロック・フィールド
またはソフトウェア・プロトコル・ロック・ロケーショ
ンはない。ソフトウェア・ロックとは異なり、ブロック
記号は特定のロケーションにおいてソフトウェアからア
クセス可能である必要はない。これは、プロトコル・ロ
ケーションにおいてソフトウェアがアクセスする必要が
ある従来のソフトウェア・ロックに勝るブロック記号の
大きな特徴である。したがって、ブロック記号は、それ
らに関連づけられた資源とのどのようなアドレス関係も
ない恣意的に選択された値を有することができ、またプ
ログラムが何らかのアドレス関係を使用してブロック記
号プロトコルを決定することもできる。

【００３３】ＣＥＣ内で使用されているすべてのプログ
ラムでＰＬＯ命令を排他的に使用して、複合プログラム
・データ構造に対する複数の取り出し操作および格納操
作のアトミック性を得ることによってシステム・パフォ
ーマンスの大幅な向上が達成される。従来のソフトウェ
ア・プログラムを書き直しまたはコンパイルし直して、
従来のソフトウェア・ロックの使用を本発明のＰＬＯ命
令（前述のように資源ごとのＰＬＯ排他方式で）に完全
に置き換えることもできる。

【００３４】本発明のＰＬＯ命令は、ＰＬＯ命令実行の
単一インスタンスの間、アクセスされた資源内の不連続
ロケーションにおけるデータ変更の保全性を保証する。
ＰＬＯ命令の実行の各単一インスタンスの間は、そのＰ
ＬＯ命令を出したソフトウェアには、プログラムのため
に実行されるその特定のＰＬＯインスタンスの存続期間
の間、指定された変更のために、関連づけられた資源に
対する排他的制御権が与えられる。ＰＬＯインスタンス
のための資源に対する排他的制御は、プロセッサが、中
央ハードウェア−マイクロコード（Ｈ−Ｍ）記憶域で指
定されたブロック記号のＨ−Ｍロックによって示される
使用可能状態を検出することによってその資源に競合が
ないことを検出した場合に開始することができ、競合が
ない場合は、そのＰＬＯ命令の指定に従って資源に排他
的変更を加えることができ、その後その実行インスタン
スは終了する。したがって、インスタンスの開始後に競
合があればそれが検出され、インスタンスは競合の終了
が示されるまで待機状態を続け、競合の終わりが示され
るとそのインスタンスは資源に対してその指定された排
他的変更を行い、最後にそのインスタンスが終了する。

【００３５】本発明のＰＬＯ命令を使用することによる
重要な利点は、他のＰＬＯ命令に対して強制される資源
に対する各ロックアウトの期間がきわめて短いことであ
る。各ロックアウトは、逐次化が行われるときにＰＬＯ
命令実行の単一インスタンスの間だけしか存在しない。
１つのＰＬＯインスタンスが完了するとただちに、その
資源は他のＰＬＯインスタンスによる変更に応じられる
状態になり、それによって１つのＰＬＯ命令実行から次
のＰＬＯ命令実行へのきわめて迅速な切替を行うことが
できる。これは、ソフトウェア・ロックでは不可能であ
り、指定されたブロック記号によって制御される資源に
対する命令実行の１つのインスタンスについてしかロッ
ク状態を保持しない本発明と比較して、ソフトウェア・
ロックでは命令実行の多数（たとえば数百）のインスタ
ンスにわたって単一のロック状態を維持しなければなら
ならない。

【００３６】本発明のＰＬＯ命令は非特権命令とするこ
とができる。その場合、非特権ＰＬＯ命令は非特権プロ
グラム内から実行することができ、それによって、命令
を実行するためにプロセッサ制御を監視プログラムに切
り換えなければならない大きなシステム・オーバーヘッ
ドが回避される。比較すると、従来のソフトウェア・ロ
ック技法は、監視プログラム状態で（多数の命令を使用
して）実行されるロッキング制御プログラムによって行
われることが多かった。システム資源を変更するには、
従来の非監視プログラムはプロセッサ制御を、資源を変
更したりアクセス・ロックを付与したりすることができ
る監視プログラムに切り替えなければならなかった。監
視プログラムはロック・ロケーション（待ち行列アンカ
ー内など）にアクセスし、そのロック状態をアトミック
に検査し、ロック解除状態を検出した場合はロック状態
を獲得し、次にその資源を変更するか、または単にロッ
クを付与した。そして最後に、監視プログラムは要求側
の非特権プログラムにプロセッサ制御を戻し、それによ
って非特権プログラムが停止した箇所（監視サービスを
呼び出した箇所）から実行を続けることができるように
した。それに対して本発明は、ＰＬＯ命令実行の単一イ
ンスタンスをその代わりに使用することによってこの複
雑な従来技術の手順を回避することができる。

【００３７】資源に対するブロック記号の決定は、任意
のプロセッサが使用するハードウェア−マイクロコード
による制約なしに、ＰＬＯ命令のソフトウェア・レベル
で行われる。ブロック記号の選択は人為的に行ってもよ
く（たとえば互いに異なるブロック記号を割り当て
る）、また所定のアルゴリズムを使用してもよい。ブロ
ック記号は、ソフトウェアＰＬＯ命令で指定される前
に、したがっていずれかのプロセッサによって使用され
る前に、資源に割り当てられる。ソフトウェアは資源に
アクセスするためのオペランドをその各ＰＬＯ命令に提
供するので、したがってソフトウェアはどのブロック記
号がどの資源に関連づけられるかを認識し、資源のロケ
ーションも認識する。

【００３８】本発明の各実施態様は、ＣＥＣ内でＰＬＯ
命令を実行するすべてのプロセッサによって使用される
保護記憶域内にマイクロコード共用域を設ける。このマ
イクロコード共用域は、ＰＬＯ命令を使用するソフトウ
ェア・プログラムから保護されており、ソフトウェア・
プログラムがアドレス指定できないようになっているの
で、そのようなソフトウェア・プログラムに対してトラ
ンスペアレントである。共用マイクロコード域内のＰＬ
Ｏロック・フィールドは、同時実行されるＰＬＯ命令中
で同じブロック記号を使用する複数のプロセッサを、そ
の数に関係なく調整することができる。

【００３９】好ましい実施態様の操作方法では、任意の
ＰＬＯ命令の処理全体が、ＰＬＯ命令を含むソフトウェ
アを実行する各プロセッサによって行われる。ＣＥＣ保
護記憶域内のマイクロコード共用域にはＰＬＯ命令実行
をサポートするのに必要なマイクロコードが入れられ、
保護記憶域内のロック・フィールドはＣＥＣ内でＰＬＯ
命令インスタンスを実行するすべてのプロセッサにより
アクセスされ、使用される。本発明はソフトウェアによ
る実施に限定されず、ハッシングおよびロック操作をハ
ードウェア機能として実行することも可能である。

【００４０】本明細書に記載の実施態様では、１つまた
は複数のプロセッサが、ＰＬＯロック項目のテーブルを
含むＣＥＣ保護記憶域内にあるハードウェア−マイクロ
コード（Ｈ−Ｍ）を使用して、ＰＬＯブロック記号に周
知のハッシュ・タイプの操作を行う。保護記憶域にはハ
ードウェア／マイクロコードしかアクセスすることがで
きず、ソフトウェア命令はアドレス指定することができ
ない。各ＰＬＯロック項目（ＰＬＯ項目）には、ＣＥＣ
内で実行されるＰＬＯ命令で使用可能な１つまたは複数
のブロック記号によって指定される１つまたは複数の資
源単位が関連づけられる。各ＰＬＯロック項目のサイズ
は、使用可能（ロック解除）状態およびロック状態の２
つの状態のいずれかに設定可能な１ビット（これをＬビ
ット・フィールドと呼ぶことがある）であってもよい。

【００４１】ＰＬＯブロック記号は、ＰＬＯ命令実行イ
ンスタンスを呼び出すときに、ＰＬＯ命令を実行してい
るプロセッサにより抽出される。抽出されたブロック記
号は集中保護記憶域のＨ−Ｍロック・フィールド・アド
レスに変換される。

【００４２】好ましい実施態様では、各プロセッサは各
ＰＬＯ命令インスタンスの実行で必要なすべてのＨ−Ｍ
処理を行う。プロセッサは、現在実行中のＰＬＯ命令内
のブロック記号に対するハッシング結果の生成を完了す
ると、そのＰＬＯ実行インスタンスが関連する資源に変
更を加える前に、探し出したＰＬＯ項目のロックを獲得
しなければならない。

【００４３】本明細書に記載の好ましい実施態様では、
実行プロセッサのハードウェア−マイクロコードは、１
つまたは複数のブロック記号を対応するＰＬＯロック項
目に関連づける（ロック項目は、同じロックを示す各ソ
フトウェア・プロトコル定義ブロック記号によって制御
される各資源に関連づけられる）。この関連づけ（アソ
シエーション）によって、保護記憶域内のＰＬＯ項目は
関連づけられた各資源についてデータ一貫性ロック機能
を実行することができる。各ブロック記号とＰＬＯ項目
の１つとの間のＰＬＯアソシエーションは、本発明の好
ましい実施態様では、要求プロセッサのＨ−Ｍによりブ
ロック記号に対して行われる所定のハッシュ操作によっ
て実施される。Ｈ−Ｍハッシュ操作（これは実行ソフト
ウェアにはわからない）は、任意のハッシュ・アルゴリ
ズムを使用して、割り当てられた可能な各ＰＬＯブロッ
ク記号についてハッシュ結果を出すことができる。たと
えば、ハッシュ操作はブロック記号内の事前選択された
ビット位置のサブセットを使用して、それらのビット値
に算術関数および排他的ＯＲ関数の一方または両方を適
用することにより必要なハッシュ結果を出すことができ
る。各ブロック記号のハッシュ結果は、Ｈ−Ｍ域内の異
なるＰＬＯ項目を示す。ハッシュ結果を集中Ｈ−Ｍ域内
の関連づけられたＰＬＯ項目のロケーションに変換する
テーブルを含むハッシュ・アルゴリズムもある。

【００４４】複数のブロック記号が同じロックにハッシ
ュされることがあるため、ブロック記号の数はロックの
数よりかなり多くなることがある。その結果、いくつか
のブロック記号が同じハッシュ結果を持ち、同じロック
を示す。同じロックにハッシュされる複数のブロック記
号によって一貫性の問題が起こることはないが、これに
よってシステム・パフォーマンスが低下する可能性があ
る。これは、複数の資源を表す複数のブロック記号のう
ちのいずれかをハッシュすることによって得ることがで
きる１つのハッシュ結果を使用して１つのロックにアク
セスする場合、同じ物理ロックを使用する偶然の競合が
起こる可能性があるためである。その場合、それらの複
数の資源のうち、ロックすることができ、同時に逐次ア
クセスすることができるのは１つの資源だけである。し
たがって、ＣＥＣは任意の数のロックおよびブロック記
号を持つことができるが、その場合、それらの間に１対
１関係はない。ハードウェア−マイクロコード設計者は
経験によって、自分の機械を使用するコンピュータ環境
にとって最適な数のロックと最善のハッシュ・アルゴリ
ズムを選定することになる。

【００４５】各固有ブロック記号はすべてのプロセッサ
について常に同じＰＬＯロック項目にハッシュされるた
め、ＰＬＯ項目にブロック記号を記憶する必要はない。
各プロセッサに各ＰＬＯ命令インスタンスのためのＨ−
Ｍ処理（必要なＨ−Ｍロックの獲得およびその解放を含
む）を行わせることによって、ＰＬＯ項目に実行プロセ
ッサのプロセッサ識別子を記憶する必要がない。したが
って、好ましい実施態様では、各ＰＬＯ項目にブロック
記号または当該ＰＬＯ項目を使用してアクセスを試みる
プロセッサのプロセッサ識別子（ＰＩＤ）を記憶するか
どうかはオプションである。集中Ｈ−Ｍ保護記憶域内の
各ＰＬＯ項目は少なくとも１つのＬフィールドを有し、
オフに設定されている場合はそれぞれのＰＬＯ項目の使
用可能状態を示し、オンに設定されている場合はそれに
関連づけられた資源のロック状態を示して、現ＰＬＯ命
令を実行しているプロセッサによる資源への排他的アク
セスを可能にする。

【００４６】複数の実行プロセッサの１つがその生成さ
れたハッシュ結果を使用して必要なＰＬＯ項目を位置指
定した場合、そのプロセッサは指定されたＰＬＯ項目内
のロック・フィールドをめぐって、同じブロック記号、
または同じＨ−Ｍロックにハッシュされる他の記号を使
用しているＰＬＯ命令インスタンスを同時に実行してい
る他のプロセッサと争わなければならない。この複数プ
ロセッサ競合は、アクセスされたＰＬＯ項目内のロック
・フィールドのアトミックな検査および設定を必要とす
る。

【００４７】したがって、指定されたＰＬＯ項目内のロ
ック・フィールドを獲得するためのアトミック操作によ
って、競合プロセッサのうちのどのプロセッサがそのブ
ロック記号に関連づけられた資源に排他的にアクセスす
るかが決定する。このアトミック操作は、同じブロック
記号を使用する複数の同時ＰＬＯ要求間の競合のあいま
いさを解消し、資源のデータ保全性が損なわれないよう
にする。アトミック操作を使用しないとすれば、競合す
る複数のプロセッサがＬビットを同時に検査して、それ
を使用可能状態であると判断し、それによりＬビットを
同時にセットする可能性がある。その結果、それぞれの
プロセッサがその関連づけられた資源にアクセスするよ
うに選択されたものとみなし、それらのプロセッサが同
時にその資源に変更を記憶することが可能になり、それ
によって、一度に１つのプロセッサだけが資源に変更を
加えることができるという一貫性規則に違反することに
なる。この例の一貫性問題は、従来技術のアトミックな
比較・置換（ＣＳ）操作を使用することにより解決され
る。あるいは、従来技術に見られるテスト・アンド・セ
ット命令を各実行ＰＬＯ命令インスタンスに使用して、
保護されたＨ−Ｍロックを得ることもできる。したがっ
て、同時に複数のプロセッサが１つのロックをめぐって
競合する場合、競合するプロセッサによるアトミックＣ
Ｓ操作を使用して、どのプロセッサが次に関連づけらた
資源への排他的アクセス権を有するかを決定する。

【００４８】アトミック操作は、どのプロセッサが位置
指定されたＰＬＯ項目に関連づけられた資源に対するＰ
ＬＯ実行のインスタンスを完了する次のプロセッサであ
るかを決定する。競合するプロセッサがない場合、唯一
の要求プロセッサがそのＰＬＯインスタンスを完了する
ことになる。競合プロセッサがある場合、それらのプロ
セッサは並列にＬフィールドの状態を検査し得る。いず
れかのプロセッサによる検査中に、Ｌフィールドが使用
可能状態であるとわかった場合、アトミック操作はその
プロセッサだけがＬフィールドをロック状態に設定する
ことができるようにし、それによってそのプロセッサが
ＰＬＯ実行のそのインスタンスを完了するように選択さ
れ、ＰＬＯ実行を続ける。ロック・フィールドを検査し
ている他のプロセッサはそのロック状態を知り、それに
よってＰＬＯ実行の残りを続けることができないように
なる。Ｌフィールドがロック状態であることを検出した
プロセッサはアトミック操作によって選択されず、その
ようなプロセッサは、１）そのＰＬＯ実行インスタンス
を終了してその報告をプログラムに返すか、２）遅延ル
ープに入り、その間に使用可能状態であることを検出す
るまでＬフィールドのアトミック検査を続ける。使用可
能状態を検出すると、そのプロセッサが関連づけられた
資源への排他アクセス権を持ち、そのＰＬＯ実行インス
タンスを完了することを許可される。したがって、ＰＬ
Ｏインスタンスを実行するプロセッサを、異なるプロセ
ッサ上で実行されている前のＰＬＯインスタンスの完了
時にＰＬＯ項目のＬフィールドが使用可能状態にリセッ
トされるまで、関連づけられた資源への排他アクセスを
獲得しないように遅延させることができ、使用可能状態
にリセットされるとその要求プロセッサがその資源に対
する排他的変更権を獲得してそのＰＬＯインスタンスを
完了することができる。

【００４９】Ｈ−Ｍ域に複数のＰＬＯ項目がある場合、
複数のプロセッサが同時に異なる資源にアクセスするこ
とができるように、それらのプロセッサが異なるＰＬＯ
項目にアクセスするための異なるブロック記号を使用し
てＰＬＯ命令インスタンスを同時に実行することがあ
る。しかし、複数のプロセッサが同じブロック記号を使
用してＰＬＯ命令インスタンスを実行しようとする場
合、それらのプロセッサは同じ資源に対する同じＰＬＯ
項目にハッシュし、逐次化され、その結果、一度に要求
ＰＬＯ命令のうちの１つのＰＬＯ命令だけが関連づけら
れた資源への排他的アクセス権を持つことができる。

【００５０】要約すると、ＰＬＯ項目内のロック・フィ
ールドＬがＰＬＯ命令を実行する各プロセッサのＨ−Ｍ
によってアトミックに検査され、一度に１つのプロセッ
サだけがロック・ビットＬをロック状態に設定して、そ
のプロセッサに関連づけられた資源を変更する排他的権
利を与えることができる。各ＰＬＯインスタンスの完了
時にＬフィールドが使用可能状態に設定され、その後、
Ｌフィールドが使用可能状態であることを検出した最初
のプロセッサがアトミックにＬフィールドをロック状態
に設定することができるようになり、関連づけられた資
源を変更してその実行インスタンスを完了する排他的権
利がそのプロセッサに与えられ、他の競合プロセッサは
そのＰＬＯインスタンスの完了を遅延させるか、または
そのＰＬＯインスタンスを終了することができる。した
がって、各ＰＬＯ実行インスタンスの最初の部分の間に
いずれかのプロセッサによるアトミック比較・置換操作
が行われるが、これは、そのプロセッサによるＬフィー
ルドのロック状態の設定およびそのＰＬＯ命令実行イン
スタンスの完了がアトミックに可能になるまで、ループ
遅延され得る。

【００５１】予想されるＰＬＯ競合はまれであり、それ
らは競合するＰＬＯインスタンスの時間を長くするが、
それによる遅延は、持続期間がきわめて短いＰＬＯ実行
インスタンスの平均長には大きな影響を与えないはずで
ある。

【００５２】

【発明の実施の形態】図１は、本発明の好ましい実施態
様を含むコンピュータ・システム（ＣＥＣ）の関係部分
を示す図である。このＣＥＣには複数の中央プロセッサ
（たとえばＣＰＵ）１〜Ｎが含まれ、各中央プロセッサ
は別々にソフトウェア共用記憶域３にデータおよび制御
バス１Ｂ〜ＮＢによって接続されている。ＣＥＣ内の各
プロセッサは、プロセッサによって実行可能な各命令を
実行するハードウェアおよびマイクロコード（Ｈ−Ｍ）
を含む。各プロセッサを単一の半導体チップ上に製作す
るか、または複数のプロセッサを単一の半導体チップ上
に製作するか、または単一のプロセッサを複数の半導体
チップを使用して製作することができる。ＣＥＣの一例
は、ＩＢＭ Ｓ／３９０システムであり、これには１個
ないし１０個のプロセッサを有する多くの異なるモデル
がある。

【００５３】本発明は共用記憶域３内の同じ資源に同時
にアクセスしようとする複数のプロセッサ間の競合を扱
うため、本発明は複数のプロセッサを有するＣＥＣに適
用される。しかし、本発明は単一のプロセッサと本発明
を含む記憶装置とを有するＣＥＣでも適切に機能する。

【００５４】ＣＥＣ記憶装置はすべてのプロセッサ１〜
Ｎによって使用され、システム主記憶装置か、またはそ
れに接続された２次レベル・キャッシュもしくはＬ２キ
ャッシュと呼ばれることがあるタイプの共用ハードウェ
ア・キャッシュとすることができる。このＣＥＣ記憶装
置は、ＤＲＡＭ（ダイナミック・ランダム・アクセス・
メモリ）チップから構築される。記憶装置はその内容を
ＤＡＳＤ（直接アクセス装置）６およびＩ／Ｏ（入出
力）装置７との間で受け渡して記憶する。ＣＥＣ記憶装
置にはプロセッサ１〜Ｎが記憶コントローラ２を介して
アクセスする。

【００５５】この実施態様では、ＣＥＣ記憶装置は、ソ
フトウェア・プログラムおよびデータを保持するソフト
ウェア共用記憶域３と、プロセッサ１〜Ｎが使用するＨ
−Ｍ情報のみを保持する保護記憶域４の２つの部分に分
かれている。ソフトウェア記憶域３はコンピュータ・シ
ステム内のすべてのソフトウェア・プログラムが使用す
る命令およびデータを保持する周知の主コンピュータ・
メモリであり、任意の複合コンピュータ・システムにお
ける動作を可能にするために必要なソフトウェア構造で
あるプログラム、待ち行列、バッファなどを含む周知の
タイプのソフトウェア資源Ａ〜Ｚを含む。このＣＥＣで
は、これらの資源はＣＥＣのユーザ間で共用される。Ｃ
ＥＣの「ユーザ」には、ＣＥＣ内で実行される任意のタ
イプのプログラムが含まれ、プログラマを含むそれらの
プログラムの人間の所有者を包含する。

【００５６】ソフトウェア記憶域３および保護記憶域４
は両方とも、いずれかのプロセッサ１〜Ｎによって記憶
コントローラ２に送られるアドレスによってアクセスさ
れる。

【００５７】好ましい実施態様では、保護記憶域４はＩ
ＢＭ Ｓ／３９０ ＣＥＣのそれぞれに見られる周知の
ＨＳＡ（ハードウェア・システム域）であり、記憶域３
も含むＤＲＡＭの同じセットにある保護されたセクショ
ンであるが、異なる絶対アドレス・ロケーションを有す
る。記憶域３および４は両方とも、コントローラ２に接
続された同じバス１Ｂ〜ＮＢを使用してアクセスされ
る。Ｈ−Ｍ記憶域４のアクセス保護はコントローラ２に
送られる特別な絶対アドレスを使用して獲得される。こ
れらの特別なアドレスはＨ−Ｍ記憶域４をそのアドレス
のロケーションとして識別する。ソフトウェア・プログ
ラムはこれらの特別な絶対アドレスをソフトウェア記憶
アドレスとしてアクセスしたり使用したりすることはで
きない。

【００５８】本発明は区分化されたＣＥＣにも適用され
る。ＣＥＣは、そのハードウェア資源およびソフトウェ
ア資源を独立した動作区分に分割させることができ、各
区分はＣＥＣのハードウェアおよびソフトウェアの排他
的サブセットを含み、ＩＢＭＭＶＳ（多重仮想記憶）オ
ペレーティング・システムまたはＶＭ（仮想計算機）Ｃ
ＭＳ（会話型モニタ・システム）制御プログラムのコピ
ーなどのオペレーティング・システムを保持する。これ
らの各オペレーティング・システムはその区分内の資源
のサブセットにのみアクセスすることができ、他の区分
内の資源にはアクセスすることができない。

【００５９】区分化ＣＥＣでは、各区分はＣＥＣ内の他
の区分の共用メモリ３から分離され独立したそれ自体の
共用メモリ３を有する。区分内のオペレーティング・シ
ステムはそのそれぞれの区分内の共用メモリ３にのみア
クセスすることができる。したがって、各区分のソフト
ウェア記憶域３は、それ自体の資源Ａ〜Ｚのセットを有
し、そのセットは他の区分内の資源Ａ〜Ｚとは異なって
いても、無関係であってもよい。

【００６０】保護記憶域４は、ソフトウェア・オペレー
ティング・システムやその制御の下に区分内で稼働して
いるプログラムがアクセスできないようになっているの
で、すべての区分のために１つの保護記憶域４があれば
済む。区分化ＣＥＣの各プロセッサはすべての区分内の
ソフトウェア記憶域３にアクセスすることができ、それ
によってＣＥＣの各プロセッサはその区分間で共用する
ことができる。しかし、１つまたは複数のプロセッサを
いずれかの区分の専用とすることができる。プロセッサ
はそのアクセスを現在処理している区分に割り当てられ
た一部の記憶域に制限されているため、プロセッサの共
用によってデータ保全性問題が生じることはない。

【００６１】これまで述べてきた従来技術の機能および
特徴は、以下で説明する本発明の好ましい実施態様にお
いても見られる。

【００６２】各プロセッサ１〜Ｎは、Ｈ−Ｍを従来の方
式で使用することにより、実行すべき各命令の命令コー
ドを検出し、その命令を実行する。したがって、各ＰＬ
Ｏ命令はプロセッサ１〜Ｎのいずれかによって従来の方
式でソフトウェア・プログラムの実行命令ストリーム中
で検出される。

【００６３】図１には、ＰＬＯブロック記号を取り扱う
プロセッサを含む複数のプロセッサ、すなわちプロセッ
サ１〜Ｎがアクセスし使用するマイクロコード記憶用の
プロセッサ共用マイクロコード域５が保護記憶域４内に
図示されている。共用マイクロコード域５には、プロセ
ッサを制御して、現在呼び出されているＰＬＯ命令でア
クセスされるブロック記号ＢＬＳをハッシュするための
ハッシュ機能を実行させるマイクロコード化アルゴリズ
ムが含まれる。ＰＬＯ命令実行インスタンスの間、任意
のプロセッサが任意の時点でブロック記号ＢＬＳを処理
することができる。図１では、ＢＬＳ−１〜ＢＬＳ−Ｎ
は、現ＰＬＯ命令実行インスタンスの間にプロセッサ１
〜Ｎによってそれぞれ処理されるブロック記号を表す。
当然ながら、ＰＬＯ命令以外の他の命令を実行している
プロセッサはどのＢＬＳも処理しない。

【００６４】現在ＰＬＯ命令インスタンスを実行してい
るプロセッサは、図１のＨ−Ｍ保護記憶域４内にあるプ
ロセッサ共用マイクロコード域５内の読取り専用マイク
ロコードにアクセスする。共用域５は、任意のＰＬＯ命
令実行インスタンスのための任意の異なる機能を実行す
るのに必要な任意のプロセッサを制御するマイクロコー
ドを含む。共用域５は、プロセッサを制御して現ブロッ
ク記号からハッシュ結果を生成させるハッシュ・アルゴ
リズムも含む。ハッシュ・アルゴリズムは従来の技術で
周知である。本発明のためのハッシュ処理は、関連する
ＰＬＯ項目の絶対アドレスを生成するプロセスにおい
て、ハッシュ結果を関連するＰＬＯ項目のロケーション
に変換するリダイレクト・テーブル（図示せず）をオプ
ションで含むことができ、あるいはハッシュ結果をＰＬ
Ｏ項目のテーブルのアドレスへの簡単なインデックスと
して使用することもできる。ＰＬＯ項目を図２のハッシ
ュ・ロック・テーブル（ＨＬＴ）８に示す。このテーブ
ルは、プロセッサ１〜Ｎのいずれかが獲得したブロック
記号によって現在使用されているすべてのＰＬＯロック
を含む。図２に示すように、ＨＬＴ８は、それぞれが１
つのロック・ビットＬを含むＰＬＯロック項目Ｌ１〜Ｌ
Ｋを含む。

【００６５】図３に、プロセッサ１〜Ｎのいずれかによ
って実行ソフトウェア・プログラムから呼び出される各
ＰＬＯ命令の形式を示す。各ＰＬＯ命令の図示されてい
る形式は、命令コード・フィールド、ブロック記号フィ
ールド（ブロック記号またはブロック記号を見つけるた
めのアドレスが入る）、ＰＬＯ命令をどのように実行す
るかを制御する特定の機能コード（比較・置換機能、ダ
ブル比較・置換機能、トリプル比較・置換機能など）が
入る機能コード・フィールド（ＦＣ）、およびＰＬＯ命
令で指定されている機能を実行するのに必要な他のすべ
てのオペランドを含むパラメータ・リストを指すポイン
タが入るオペランド・パラメータ・フィールドを含む。
オペランド・パラメータ・リストには、ブロック記号オ
ペランドおよびＦＣオペランドの一方または両方をオプ
ションで含めることもできる。このオプションを使用し
た場合、パラメータ・リスト内のパラメータは、図３に
示すようなＰＬＯ命令形式内に直接配置されているフィ
ールドには入れられないことになる。

【００６６】図４および図５に、ソフトウェア・プログ
ラムによって呼び出された各ＰＬＯ命令を実行するため
にプロセッサ１〜Ｎのいずれかによって実行されるステ
ップ１１〜２５を使用するＰＬＯプロセスの好ましい実
施例を示す。呼び出された各ＰＬＯ命令は、命令の機能
コードによって指定された記憶アクセスを行う前に、図
２のハッシュ・ロック・テーブル８内の関連づけられた
ロックを入手する要求としてプロセスによって処理され
る。この実施態様では、ＰＬＯ命令、ブロック記号、ハ
ッシュ、およびテーブル８内のロック・フィールドのす
べての処理は、現行ＰＬＯ命令を実行しているプロセッ
サによって行われることに留意されたい。すなわち、こ
の実施態様では、同じプロセッサが図４および図５のス
テップ１１〜２５のすべてを実行する。

【００６７】ステップ１１は、プロセッサの命令カウン
タ設定値を使用してＰＬＯ命令にアクセスし、次にその
ＰＬＯ命令が実行中のソフトウェア・プログラムにおけ
る現命令になる様子が示されている。ステップ１１で現
命令実行インスタンスが呼び出されると、プロセッサは
その命令内の命令コードを検出し、その命令コードがプ
ロセッサによってＰＬＯ操作が行われることを必要とし
ていることを検出する。次にステップ１２でプロセッサ
は、当該ＰＬＯ命令の命令コードの指示に従って、現Ｐ
ＬＯ命令中またはそのＰＬＯ命令のオペランド内のロケ
ーションにある現ブロック記号にアクセスする。次のス
テップ１３で、プロセッサはプロセッサ共用マイクロコ
ード域５に記憶されているマイクロコード化ハッシュ・
アルゴリズムを使用して現ブロック記号に対してハッシ
ュ操作を行う。ステップ１４で、プロセッサはハッシュ
操作からハッシュ結果を得て、そこから保護記憶域４に
あるＨＬＴ８内の関連づけられたＰＬＯロック項目を探
し出すための絶対アドレスを得る。

【００６８】現ＰＬＯ命令実行インスタンスは現ブロッ
ク記号によって表される資源への排他アクセスを要求し
ている。したがって現ＰＬＯインスタンスがこの時点で
の要求元ＰＬＯ命令実行インスタンスである。

【００６９】要求元ＰＬＯ実行命令インスタンスのため
に得た絶対アドレスを使用して、現在処理中のブロック
記号に関連づけられたＰＬＯロック項目を探し出し、次
のステップ１６のために、ＰＬＯ項目内のアドレス指定
されたロック・ビットＬにアクセスする。Ｌビットの検
査が開始され、それが現ブロック記号に関連づけられた
資源の使用可能状態およびロック状態のいずれを示して
いるかを決定する。Ｌがロック状態を示している場合、
その資源は現在他のプロセッサの制御下にあるか、また
は他のブロック記号が同じロック項目にハッシュされて
おり、その結果、現在要求元ＰＬＯインスタンスのため
のＰＬＯプロセスを実行しているプロセッサはその資源
にアクセスすることができない。要求元プロセッサのた
めのＰＬＯプロセスは以下のいずれかの方法を含む。 １）図４および図５の好ましい実施態様に示す方法であ
って、Ｌビットが使用可能状態であることが検出される
まで、ステップ１６の始めに戻る分岐１７を使用して、
ステップ１６を繰り返し実行するスピン・ループによっ
て現ＰＬＯインスタンスを遅延させる方法か、または ２）図６および図７に示す代替方法であって、命令イン
スタンスによって定義された機能を実行せずに現ＰＬＯ
命令インスタンスがステップ２１で終了する。ステップ
２１は、命令インスタンスが失敗したことをプロセッサ
・プログラムに報告するための条件コードを生成し、そ
の結果、プロセッサは次の命令インスタンスを開始する
ことができる。オプション２）では、プログラムはＬが
使用可能状態になっていることを検出することを期待し
て別のインスタンスについて当該ＰＬＯ命令を後で再実
行することができる。オプション１）および２）の相違
を除けば、図６および図７には図４および図５に示すス
テップと同じステップが含まれている。

【００７０】ステップ１６では、Ｌを検査し、Ｌが使用
可能状態であることが検出された場合に要求元ＰＬＯ命
令のためにＬをロック状態に設定するアトミック操作が
必要である。このアトミック操作中は、１つの要求元プ
ロセッサだけがアクセスされたＬフィールドの状態の検
査および変更を行うことができる。アトミック操作は当
技術分野で周知であり、たとえば１つのプロセッサがＬ
ビットを含む記憶域の排他的制御権を持てるようにする
ことによって行うことができる。

【００７１】関連づけられたＬフィールドが要求元プロ
セッサによってロック状態に設定されると、ステップ１
９に入る。ステップ１９では、現ＰＬＯ命令中のＦＣオ
ペランドにアクセスして解釈し、その命令実行インスタ
ンス中に関連づけられた資源に対して実行すべき機能を
判断する。次に、現ブロック記号に関連づけられた資源
にアクセスし、現実行インスタンスが資源に変更を加え
る排他的権利を持つことになる。

【００７２】次にステップ２２で、現ＰＬＯ命令内で指
示されたパラメータ・リスト内のオペランドを使用し
て、現ＰＬＯ命令内の機能コードによって要求されるす
べての操作をその資源に対して実行し、プロセッサは現
ＦＣのために指定された操作を実行するのに必要な変更
をその資源に対して加えることができる。

【００７３】プロセッサがＦＣによって要求されている
すべての操作を実行すると、ステップ２４でＬフィール
ドが使用可能状態に設定され、資源のロックが解除さ
れ、その結果、関連づけられた資源に他のＰＬＯ実行イ
ンスタンスが排他的にアクセスすることができるように
なる。現ＰＬＯ命令インスタンスのための実行はこれで
完了し、終了する。

【００７４】最後に、ステップ２５で、現プロセッサが
その命令カウンタを次命令アドレスに増分し、次のソフ
トウェア命令実行インスタンスを開始する。

【００７５】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。 （１）異なるプロセッサ上の複数の命令実行インスタン
スによる同時アクセス試行からコンピュータ・システム
における資源の保全性を保護する方法であって、コンピ
ュータ・システム内のコンピュータ資源にブロック記号
をソフトウェアで関連づけるステップと、特別なタイプ
の資源ロック命令（ＰＬＯ）のオペランドとして前記ブ
ロック記号を指定し、関連づけられた資源においてＰＬ
Ｏ命令のための実行インスタンスによってアクセスまた
は変更される場所を示す他のオペランドを指定するステ
ップと、ブロック記号に関連づけられた資源に変更を加
えるすべてのプログラム内のＰＬＯ命令のために該ブロ
ック記号を指定する命令インスタンスを排他的に実行す
るステップと、各ＰＬＯ命令の実行中に保護記憶域にア
クセスして、ＰＬＯ命令インスタンスによって使用され
るブロック記号に関連づけられたロック・フィールドを
探し出すステップと、前記ロック・フィールドの状態を
検査して、前記ロック・フィールドに関連づけられた資
源が使用可能状態にあるかまたはロック状態であるかを
判断するステップと、前記判断するステップで前記ロッ
ク・フィールドが使用可能状態であることが検出された
場合、他のプロセッサの並列命令実行インスタンスによ
る資源の変更を防止するために前記ロック・フィールド
をロック状態にアトミックに設定するステップと、命令
実行インスタンスで処理が完了すると前記ロック・フィ
ールドを使用可能状態にリセットするステップとを含む
方法。 （２）前記ロック・フィールドを検査して使用可能状態
であることが検出されるまで命令実行インスタンス中に
資源の変更を遅延させるステップをさらに含む、（１）
に記載の方法。 （３）ハードウェア−マイクロコード・サブプロセスを
実行するプロセッサによってロック検査ステップを実行
するステップと、前記ロック・フィールドがロック状態
であることが検出された場合、サブプロセス中でループ
して、前記ロック・フィールドが使用可能状態であるこ
とが検出されるまで命令実行インスタンス中に資源の変
更を遅延させるステップとを含む、（１）に記載の方
法。 （４）前記ロック・フィールドを検査してロック状態で
あることが検出された場合、命令実行インスタンスを終
了するステップをさらに含む、（２）に記載の方法。 （５）前記関連づけるステップが、ブロック記号に対し
てハッシュ操作を行って保護記憶域内のロック・フィー
ルドを示すアドレスを生成するステップをさらに含む、
（２）に記載の方法。 （６）コンピュータ・システムにおいて複数のプロセッ
サ上で実行されているソフトウェア・プログラム内の命
令の実行のインスタンスによってアクセス可能な資源の
保全性を保護する方法であって、該方法を実行する各プ
ロセッサが、ソフトウェア・プログラム内の命令をアク
セスして該命令の実行インスタンスの開始を呼び出すス
テップと、前記実行インスタンス中にコンピュータ・シ
ステム内の資源に対する排他的アクセスを行う特別な要
求が行われているかどうかを前記命令の命令コードから
判断するステップと、前記判断するステップで前記命令
によってブロック記号が使用されていると判断された場
合、前記命令のオペランドからブロック記号を得るステ
ップと、前記ブロック記号に対してハッシュ操作を実行
することにより前記コンピュータ・システムの保護記憶
域内のロック・フィールドのロケーションを指定するス
テップと、他のプロセッサによるロック・フィールドの
アクセスを禁止して、指定されたロック・フィールドが
使用可能状態であるかロック状態であるかを検査するス
テップと、前記検査するステップによって前記ロック・
フィールドが使用可能状態であることが検出された場合
に前記ロック・フィールドをロック状態にアトミックに
設定するステップと、前記ロック・フィールドをロック
状態に設定したプロセッサによる資源への排他的アクセ
スを可能にするステップと、前記実行インスタンスの残
りの期間に、前記命令の機能コードによって要求される
不連続記憶ロケーションへのすべてのアクセスを実行す
るステップと、前記ロック・フィールドを使用可能状態
にリセットするステップと、当該プロセッサの次の命令
を呼び出すステップとを含む方法。 （７）前記検査するステップによってロック状態が検出
された場合に、使用可能状態であることが検出されるま
で前記検査するステップを繰り返す、（６）に記載の方
法。 （８）前記検査するステップによってロック状態が検出
された場合に、前記実行インスタンスを終了するステッ
プを含む、（７）に記載の方法。 （９）コンピュータ・システムにおいて複数のプロセッ
サ上で実行されるソフトウェア・プログラム内の命令の
実行によってアクセス可能な資源の保全性を保護する方
法であって、関連づけられた資源へのアクセスを制御す
るために使用されるブロック記号オペランドを有するロ
ック操作実行（ＰＬＯ）命令を含むソフトウェア・プロ
グラムをコンピュータ・システムに導入するステップ
と、ＰＬＯ命令の実行によってのみ変更される各資源単
位に固有ブロック記号を割り当てるステップと、前記ブ
ロック記号に割り当てられた資源単位を変更するオペラ
ンドを各ＰＬＯ命令に提供するステップと、コンピュー
タ・システム内の複数のプロセッサが、ブロック記号に
関連づけられた資源単位にアクセスするＰＬＯ命令を含
むソフトウェア・プログラムを実行するステップと、プ
ロセッサによるすべてのアクセス試行を制御するために
ＰＬＯ命令を排他的に使用してブロック記号を割り当て
られた資源単位の１つを参照し、同じ資源単位にアクセ
スを試みるすべてのＰＬＯ命令によって同じブロック記
号を使用するステップと、ＰＬＯ命令を実行するすべて
のプロセッサにとってアクセス可能である１つまたは複
数のロック・フィールドを、コンピュータ・システムの
保護された記憶ロケーションに作成するステップと、プ
ロセッサが実行ＰＬＯ命令内のブロック記号のためのロ
ック・フィールドを得るステップと、前記ロック・フィ
ールドの状態を検査し、それが使用可能状態であると判
断された場合に前記ロック・フィールドをロック状態に
設定することによって検査とアトミックにロックを得る
ステップと、前記ロック・フィールドがロック状態に設
定されている間にプロセッサが資源にアクセスし変更す
るステップと、プロセッサがＰＬＯ命令インスタンスの
実行を完了した後で前記ロック・フィールドを使用可能
状態に設定するステップとを含む方法。 （１０）コンピュータ・システムにおける複数のプロセ
ッサ上で実行されているプログラムのソフトウェア命令
の実行によってアクセス可能なデータの保全性を保護す
る方法であって、プロセッサによって実行可能な特別の
命令内にブロック記号を指定するステップと、異なるプ
ロセッサによる、同じブロック記号を使用する同時特別
命令インスタンスの実行の試みを逐次化して、一度に１
つの特別命令インスタンスだけを実行できるようにする
ステップとを含む方法。 （１１）逐次化された複数の特別命令インスタンスのう
ちの許可された１つを、該許可された１つで指定され、
該許可された１つによってブロック記号に関連づけられ
た資源内にある複数の不連続ロケーションにアクセスす
るプロセッサで実行するステップをさらに含む、（１
０）に記載の方法。 （１２）前記ブロック記号にコンピュータ・システムの
保護記憶域内の制御フィールドを関連づけるステップ
と、前記ブロック記号を有する許可された特別命令イン
スタンスの実行を開始するときに前記制御フィールドを
ロック状態に設定し、実行のインスタンスの終わりに前
記制御フィールドを使用可能状態にリセットするステッ
プと、前記制御フィールドがロック状態に設定されてい
る間に、前記許可された特別命令インスタンスがその１
つまたは複数のオペランドで指定された不連続ロケーシ
ョンにある資源に排他的にアクセスすることができるよ
うにするステップとをさらに含む、（１１）に記載の方
法。 （１３）各プロセッサのハードウェア−マイクロコード
内部制御機構を操作して前記制御フィールドの制御権を
獲得するステップと、各プロセッサのハードウェア−マ
イクロコード内部制御機構を使用して、前記特別命令イ
ンスタンスを同時実行している複数のプロセッサのうち
の１つのプロセッサだけが前記制御フィールドの制御権
を獲得することができるようにするハードウェア強制ア
トミック操作によって、保護記憶ロケーション内の制御
フィールドの状態の制御権をアトミックに獲得するステ
ップと、前記制御フィールドの制御権を獲得したプロセ
ッサによる許可された特別命令インスタンスのための実
行を完了するステップと、前記許可された特別命令イン
スタンスが完了するまで、前記制御フィールドの制御権
を要求する他のすべての同時特別命令インスタンスの実
行の完了を遅延させるステップとを含む、（１２）に記
載の方法。 （１４）前記制御フィールドに関連づけられたブロック
記号を有する任意の特別命令インスタンスを実行する各
プロセッサからロック・プロセッサに対して要求を行う
ステップと、同じブロック記号を使用する複数の特別命
令インスタンスについて複数のプロセッサが同時要求を
行っていない場合、ロック・プロセッサが、いずれかの
要求元プロセッサに資源の排他的アクセスを許可するス
テップと、前記ロック・プロセッサが、同じブロック記
号を使用する複数のプロセッサのうちの１つのプロセッ
サを選択し、選択されたプロセッサがその特別命令イン
スタンスのための処理を完了することができるようにす
るステップと、前記選択されたプロセッサがその特別命
令インスタンスを完了するまで、他のすべての同時特別
命令インスタンスの実行の完了を遅延させるステップと
を含む、請求項１１に記載の方法。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の好ましい実施態様を含むコンピュータ
・システムを表す図である。

【図２】図１に示すハッシュ・テーブル内のロック・フ
ィールドのセットを示す図である。

【図３】本発明の方法を呼び出す命令を示す概要図であ
る。

【図４】競合するＰＬＯ命令インスタンスが必要な資源
が使用可能になるまで遅延され、それによって競合する
各インスタンスがその操作を成功裏に完了することがで
きる、本発明を含む複数のプロセッサのいずれかのハー
ドウェア−マイクロコードの動作の好ましい方法を示す
流れ図である。

【図５】競合するＰＬＯ命令インスタンスが必要な資源
が使用可能になるまで遅延され、それによって競合する
各インスタンスがその操作を成功裏に完了することがで
きる、本発明を含む複数のプロセッサのいずれかのハー
ドウェア−マイクロコードの動作の好ましい方法を示す
流れ図である。

【図６】必要な資源が他のＰＬＯ命令インスタンスによ
って排他的に使用されているためにいずれかの競合ＰＬ
Ｏ命令インスタンスが成功裏に完了せずに終了し、必要
な資源が使用可能になると、終了したＰＬＯ命令インス
タンスを後の命令インスタンスでそのプログラムによっ
て後で繰り返すことができる、本発明を含む複数のプロ
セッサのいずれかのハードウェア−マイクロコードの動
作の代替方法を示す流れ図である。

【図７】必要な資源が他のＰＬＯ命令インスタンスによ
って排他的に使用されているためにいずれかの競合ＰＬ
Ｏ命令インスタンスが成功裏に完了せずに終了し、必要
な資源が使用可能になると、終了したＰＬＯ命令インス
タンスを後の命令インスタンスでそのプログラムによっ
て後で繰り返すことができる、本発明を含む複数のプロ
セッサのいずれかのハードウェア−マイクロコードの動
作の代替方法を示す流れ図である。

【符号の説明】

１ プロセッサ（ＣＰＵ） ２ 記憶コントローラ ３ ソフトウェア共用記憶域 ４ 保護記憶域 ５ 共用マイクロコード域 ６ 直接アクセス記憶装置（ＤＡＳＤ） ７ Ｉ／Ｏ装置 ８ ハッシュ・ロック・テーブル（ＨＬＴ）

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 キャスパー・アンソニー・スカルジ アメリカ合衆国12601 ニューヨーク州ポ ーキプシー アカデミー・ストリート 160 (72)発明者 ケニス・アーネスト・プラムベック アメリカ合衆国12603 ニューヨーク州ポ ーキプシー デイジー・レーン ７

Claims (14)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】異なるプロセッサ上の複数の命令実行イン
   スタンスによる同時アクセス試行からコンピュータ・シ
   ステムにおける資源の保全性を保護する方法であって、 コンピュータ・システム内のコンピュータ資源にブロッ
   ク記号をソフトウェアで関連づけるステップと、 特別なタイプの資源ロック命令（ＰＬＯ）のオペランド
   として前記ブロック記号を指定し、関連づけられた資源
   においてＰＬＯ命令のための実行インスタンスによって
   アクセスまたは変更される場所を示す他のオペランドを
   指定するステップと、 ブロック記号に関連づけられた資源に変更を加えるすべ
   てのプログラム内のＰＬＯ命令のために該ブロック記号
   を指定する命令インスタンスを排他的に実行するステッ
   プと、 各ＰＬＯ命令の実行中に保護記憶域にアクセスして、Ｐ
   ＬＯ命令インスタンスによって使用されるブロック記号
   に関連づけられたロック・フィールドを探し出すステッ
   プと、 前記ロック・フィールドの状態を検査して、前記ロック
   ・フィールドに関連づけられた資源が使用可能状態にあ
   るかまたはロック状態であるかを判断するステップと、 前記判断するステップで前記ロック・フィールドが使用
   可能状態であることが検出された場合、他のプロセッサ
   の並列命令実行インスタンスによる資源の変更を防止す
   るために前記ロック・フィールドをロック状態にアトミ
   ックに設定するステップと、 命令実行インスタンスで処理が完了すると前記ロック・
   フィールドを使用可能状態にリセットするステップとを
   含む方法。
2. 【請求項２】前記ロック・フィールドを検査して使用可
   能状態であることが検出されるまで命令実行インスタン
   ス中に資源の変更を遅延させるステップをさらに含む、
   請求項１に記載の方法。
3. 【請求項３】ハードウェア−マイクロコード・サブプロ
   セスを実行するプロセッサによってロック検査ステップ
   を実行するステップと、 前記ロック・フィールドがロック状態であることが検出
   された場合、サブプロセス中でループして、前記ロック
   ・フィールドが使用可能状態であることが検出されるま
   で命令実行インスタンス中に資源の変更を遅延させるス
   テップとを含む、請求項１に記載の方法。
4. 【請求項４】前記ロック・フィールドを検査してロック
   状態であることが検出された場合、命令実行インスタン
   スを終了するステップをさらに含む、請求項２に記載の
   方法。
5. 【請求項５】前記関連づけるステップが、 ブロック記号に対してハッシュ操作を行って保護記憶域
   内のロック・フィールドを示すアドレスを生成するステ
   ップをさらに含む、請求項２に記載の方法。
6. 【請求項６】コンピュータ・システムにおいて複数のプ
   ロセッサ上で実行されているソフトウェア・プログラム
   内の命令の実行のインスタンスによってアクセス可能な
   資源の保全性を保護する方法であって、該方法を実行す
   る各プロセッサが、 ソフトウェア・プログラム内の命令をアクセスして該命
   令の実行インスタンスの開始を呼び出すステップと、 前記実行インスタンス中にコンピュータ・システム内の
   資源に対する排他的アクセスを行う特別な要求が行われ
   ているかどうかを前記命令の命令コードから判断するス
   テップと、 前記判断するステップで前記命令によってブロック記号
   が使用されていると判断された場合、前記命令のオペラ
   ンドからブロック記号を得るステップと、 前記ブロック記号に対してハッシュ操作を実行すること
   により前記コンピュータ・システムの保護記憶域内のロ
   ック・フィールドのロケーションを指定するステップ
   と、 他のプロセッサによるロック・フィールドのアクセスを
   禁止して、指定されたロック・フィールドが使用可能状
   態であるかロック状態であるかを検査するステップと、 前記検査するステップによって前記ロック・フィールド
   が使用可能状態であることが検出された場合に前記ロッ
   ク・フィールドをロック状態にアトミックに設定するス
   テップと、 前記ロック・フィールドをロック状態に設定したプロセ
   ッサによる資源への排他的アクセスを可能にするステッ
   プと、 前記実行インスタンスの残りの期間に、前記命令の機能
   コードによって要求される不連続記憶ロケーションへの
   すべてのアクセスを実行するステップと、 前記ロック・フィールドを使用可能状態にリセットする
   ステップと、 当該プロセッサの次の命令を呼び出すステップとを含む
   方法。
7. 【請求項７】前記検査するステップによってロック状態
   が検出された場合に、使用可能状態であることが検出さ
   れるまで前記検査するステップを繰り返す、請求項６に
   記載の方法。
8. 【請求項８】前記検査するステップによってロック状態
   が検出された場合に、前記実行インスタンスを終了する
   ステップを含む、請求項７に記載の方法。
9. 【請求項９】コンピュータ・システムにおいて複数のプ
   ロセッサ上で実行されるソフトウェア・プログラム内の
   命令の実行によってアクセス可能な資源の保全性を保護
   する方法であって、 関連づけられた資源へのアクセスを制御するために使用
   されるブロック記号オペランドを有するロック操作実行
   （ＰＬＯ）命令を含むソフトウェア・プログラムをコン
   ピュータ・システムに導入するステップと、 ＰＬＯ命令の実行によってのみ変更される各資源単位に
   固有ブロック記号を割り当てるステップと、 前記ブロック記号に割り当てられた資源単位を変更する
   オペランドを各ＰＬＯ命令に提供するステップと、 コンピュータ・システム内の複数のプロセッサが、ブロ
   ック記号に関連づけられた資源単位にアクセスするＰＬ
   Ｏ命令を含むソフトウェア・プログラムを実行するステ
   ップと、 プロセッサによるすべてのアクセス試行を制御するため
   にＰＬＯ命令を排他的に使用してブロック記号を割り当
   てられた資源単位の１つを参照し、同じ資源単位にアク
   セスを試みるすべてのＰＬＯ命令によって同じブロック
   記号を使用するステップと、 ＰＬＯ命令を実行するすべてのプロセッサにとってアク
   セス可能である１つまたは複数のロック・フィールド
   を、コンピュータ・システムの保護された記憶ロケーシ
   ョンに作成するステップと、 プロセッサが実行ＰＬＯ命令内のブロック記号のための
   ロック・フィールドを得るステップと、 前記ロック・フィールドの状態を検査し、それが使用可
   能状態であると判断された場合に前記ロック・フィール
   ドをロック状態に設定することによって検査とアトミッ
   クにロックを得るステップと、 前記ロック・フィールドがロック状態に設定されている
   間にプロセッサが資源にアクセスし変更するステップ
   と、 プロセッサがＰＬＯ命令インスタンスの実行を完了した
   後で前記ロック・フィールドを使用可能状態に設定する
   ステップとを含む方法。
10. 【請求項１０】コンピュータ・システムにおける複数の
    プロセッサ上で実行されているプログラムのソフトウェ
    ア命令の実行によってアクセス可能なデータの保全性を
    保護する方法であって、 プロセッサによって実行可能な特別の命令内にブロック
    記号を指定するステップと、 異なるプロセッサによる、同じブロック記号を使用する
    同時特別命令インスタンスの実行の試みを逐次化して、
    一度に１つの特別命令インスタンスだけを実行できるよ
    うにするステップとを含む方法。
11. 【請求項１１】逐次化された複数の特別命令インスタン
    スのうちの許可された１つを、該許可された１つで指定
    され、該許可された１つによってブロック記号に関連づ
    けられた資源内にある複数の不連続ロケーションにアク
    セスするプロセッサで実行するステップをさらに含む、
    請求項１０に記載の方法。
12. 【請求項１２】前記ブロック記号にコンピュータ・シス
    テムの保護記憶域内の制御フィールドを関連づけるステ
    ップと、 前記ブロック記号を有する許可された特別命令インスタ
    ンスの実行を開始するときに前記制御フィールドをロッ
    ク状態に設定し、実行のインスタンスの終わりに前記制
    御フィールドを使用可能状態にリセットするステップ
    と、 前記制御フィールドがロック状態に設定されている間
    に、前記許可された特別命令インスタンスがその１つま
    たは複数のオペランドで指定された不連続ロケーション
    にある資源に排他的にアクセスすることができるように
    するステップとをさらに含む、請求項１１に記載の方
    法。
13. 【請求項１３】各プロセッサのハードウェア−マイクロ
    コード内部制御機構を操作して前記制御フィールドの制
    御権を獲得するステップと、 各プロセッサのハードウェア−マイクロコード内部制御
    機構を使用して、前記特別命令インスタンスを同時実行
    している複数のプロセッサのうちの１つのプロセッサだ
    けが前記制御フィールドの制御権を獲得することができ
    るようにするハードウェア強制アトミック操作によっ
    て、保護記憶ロケーション内の制御フィールドの状態の
    制御権をアトミックに獲得するステップと、 前記制御フィールドの制御権を獲得したプロセッサによ
    る許可された特別命令インスタンスのための実行を完了
    するステップと、 前記許可された特別命令インスタンスが完了するまで、
    前記制御フィールドの制御権を要求する他のすべての同
    時特別命令インスタンスの実行の完了を遅延させるステ
    ップとを含む、請求項１２に記載の方法。
14. 【請求項１４】前記制御フィールドに関連づけられたブ
    ロック記号を有する任意の特別命令インスタンスを実行
    する各プロセッサからロック・プロセッサに対して要求
    を行うステップと、 同じブロック記号を使用する複数の特別命令インスタン
    スについて複数のプロセッサが同時要求を行っていない
    場合、ロック・プロセッサが、いずれかの要求元プロセ
    ッサに資源の排他的アクセスを許可するステップと、 前記ロック・プロセッサが、同じブロック記号を使用す
    る複数のプロセッサのうちの１つのプロセッサを選択
    し、選択されたプロセッサがその特別命令インスタンス
    のための処理を完了することができるようにするステッ
    プと、 前記選択されたプロセッサがその特別命令インスタンス
    を完了するまで、他のすべての同時特別命令インスタン
    スの実行の完了を遅延させるステップとを含む、請求項
    １１に記載の方法。