JPS60128537A - 多重プログラミング・システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、一般に多重タスク・コンピュータ環境におい
て制御を確立し待行列（キューイング）するためのロッ
クワードの使用に係り、特に、スピン・ロッキングを避
けるタスク・ロッキングに係る。

［従来技術］ 単一のプロセッサが常に単一のタスクを実行するコンピ
ュータ・システムでは、コンピュータ資源の制御にかか
わる問題は存在しない。関連する資源の種類には、大容
量記憶装置、テープ装置、印刷装置１通信チャンネルま
たは他の種類の資源がある。資源をアクセスするタスク
が１つしか存在しない場合、このタスクは要求資源がそ
の活動を完了するまでは、資源ならびに中央演算処理装
置の全てにわたって制御を維持する。

しかしながら、多重タスク・システム及びマルチプロセ
ッサ・システムが普及し、同時実行中のタスクの間でと
もかく資源を共用して複数のタスクの同時またはインタ
リーブ実行ができるようになった。印刷装置またはテー
プ装置のようなある資源は、少なくともある期間中は要
求タスクがその資源に対し排他的アクセスを必要とする
動作を行なう。共通記憶領域の一部分のような他の資源
は、種々のタスク間で共用することができる。資源アク
セスの制御を解決するために、資源アクセスを要求した
が直ちにアクセスが許可されない全タスクのキュー（ｑ
ｕｅｕｅ）即ち待ち行列がセットアツプされる。キュー
はそのキューにあるタスクが資源の共用アクセスまたは
排他的アクセスのどちらを要求しているか、そして資源
は現在、共用アクセスまたは排他的アクセスのどちらで
使用されているかについての情報を含んでいなければな
らない。

このようにタスクが資源アクセスを要求したが、直ちに
アクセスすることを拒否されたとき、オペレーティング
・システムは、要求タスクをキューに挿入し、キューを
再配列する。しかしながら、多重タスク環境では、２つ
またはそれ以上のタスクがほとんど同時に１つの特定の
資源へのアクセスを要求する可能性があり、そしてそれ
らタスクが並行してそのキューの再配列にとりかかる可
能性がある。この再配列は主としてキューの直列化にか
かわる、すなわちキューにおける順番を示すリストをセ
ットアツプする。この再配列を２つの異なったタスクが
同時に実行しようとする場合、それら要求タスクの１つ
はキューに挿入されないことがあり、もつと悪い場合に
は、そのキューの全体の構成が破壊されることがある。

これらの問題を避けるために、資源ごとにロックワード
が確立される。もし、その資源のキューが現在再配列中
であるなら、ロックワードはその事実を表示し、オペレ
ーティング・システムは次のタスクがキューを操作でき
ないようにする。しかしながら、もし、キューが操作中
ではないことをロックワードが表示すれば、要求タスク
は、先ず、ロックワードを変更して、その資源について
のキュー操作権を主張し、その要求によりキューの再配
列に着手する。

キュー操作が終了すると、ロックワードは、キュー操作
が現在行なわれていないことを表示するステータスにリ
セットされる。

２つのタスクが並行してキューを再配列する可能性を完
全になくするには、ロックワードの最初の検査をいつで
も単一のタスクしかこの動作を実行できないようロック
ワードの初期テスト及びセットを行なわなければならな
い。

多重タスク環境用に設計されたＩＢＭシステム／３７０
には“テスト・アンド・セットＩＩ命令（ＴＳ命令）が
ある。この命令は、メモリから１つのワードを取出し、
特定ビットについて検査し、１つの修正されたワードを
メモリに戻すことができる命令であり、その動作の間、
全ての他のタスクまたはプロセッサはメモリ中のその特
定のワードをアクセスすることが禁止される。記憶の取
出しとその再記憶はアトム単位（ａｔｏｍ　ｕｎｉｔま
たはａｔｏｗ　ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ）を構成する。アト
ム単位はいったん開始すると、マルチプロセッサにおけ
る他のＣＰＵによって割込まれたり、またはインタリー
ブされることのない動作単位である。従って、ＴＳ命令
はロックワードを検査し、所有権確保のためにロックワ
ードをセットする。下記の第１表に示された１組の命令
では、ＬＯＣＫＷＯＲＤバイトの中の１ビツトが、ロッ
クワードの使用可能性を表わす０であるかどうかを検査
される。もし、該ビットがＯなら、ＬＯＣＫＷＯＲＤは
、直ちにそのビットを１”にセットされ再書込みされる
。

この結果は保持され、条件付分岐ＢＣにより次のステッ
プで使われる。もし、該ピッ１〜がＯではなかった、す
なわちロックワードが別のタスクまたはプロセッサに占
有されていたなら、ブランチ動作が行なわれＴＳ命令の
再試行（ｒｅｔｒｙ）に戻る。

ロックワードが使用可能となりそしてその所有権が確立
されると、１組の命令が実行され、キューはその要求タ
スクまたはプロセッサによって操作される。この操作が
行なわれている間、そのタスクがロックワードを所有し
ているから、他のタスクはキューを操作することができ
ない。操作が完了すると、最後の命令はロックワードを
再書込みし、ロックワードが再び使用可能であることを
表示する。ＬＣ）、ＧＫＷＯＲＤはＯにセットされ、他
の要求タスクまたはプロセッサが再びキューを使用でき
ることを表わす。

１表（スピン・ロック） ｒｅｔｒｙ　ＴＳ　ＬＯＣＫＷＯＲＤ Ｂ　ＣＣＣＩ　、　ｒｅｔｒｙ ａｌｔｅｒ　ｑｕｅｕｅ ＭＶＩ　ＬＯＣＫＷＯＲＤ、０ 第１表の一連の動作はスピン・ロッキングと呼ばれる。

その理由は、タスクがロックワードの所有権を得ること
ができない場合、そのタスクは（ロックワードを）使用
中のタスクが最後に制御を手放すまでスピンする、すな
わちロックワードの所有権を得ようとし続けるからであ
る。このようなスピンは無駄であり、状況によっては、
多重タスク・コンピュータのスループットを著しく低下
させることがある。特に深刻な影響が生じるのは、ロッ
クワードを所有しているプロセッサがロックワードを手
放す前に障害が生じたためにスピン・ロック状態になり
、それが無限にスピンし続ける場合である。

ＴＳ命令によって実現されるタスク・ロッキングに関連
する階層が第２Ａ図に示されている。ＴＳ命令はあまり
にも原始的であるので、ＣＰＵに障害が生じたときロッ
クワードを所有しているタスクまたはプロセッサを直接
識別したり、または１つの資源に対し２以上の所有者を
与えることはできない。従って、ＴＳ命令は、単一の要
素がら成る小さなキューの操作を制御するのに用いられ
、一方、その要素は他のキューの操作及び検査を制御す
る。これらの要素は、ＣＰＵに障害が生じた　。

ときキューを所有しているタスクまたはプロセッサを識
別することを可能にし、複数のタスクが同時に１つのキ
ューの所有権を得る能力を与える。

これはキューを変更することなくそれを検査するタスク
にとっては有用なものかもしれない。

改善されたスピン・ロックとしては、要求された使用可
能性が得られるまでタスク（プロセッサではない）を中
断させるようにキューの操作を制御するのに使われるも
のがある。他者との所有権の共有を許すような要求は“
共用”要求と呼ばれる。他者に所有権の共有を許さない
要求は″専用″要求と呼ばれる。プロセッサを中断せず
にタスクを中断させる要求は″タスク・ロック″と呼ば
れる。

第ルベルのタスク・ロックはオペレーティング・システ
ムがその動作の続行に関して依存する資源及びキューに
対して制御を行なうものである。

このタスク・ロックは監視プログラムにだけ使用可能で
あるので、″タスク・ロック監視プログラム″と呼ばれ
る。

タスク・ロック監視プログラムの１つは、オペレーティ
ング・システムの動作続行に無関係である資源及びキュ
ーに対して制御を与えるキューの操作を制御するのに用
いられる。これらのタスク・ロックは、どのプログラム
にも使用可能であるので、゛タスク・ロック・アプリケ
ーション″と呼ばれる。

階層の重要性は、タスク・ロック・アプリケーションが
４レベルの動作を必要とする点にある。

レベルが複数になると、オペレーティング・システムは
複雑で低速になる。

前記システム／３７０シリーズのプロセッサの重要な能
力は、′コンベア・アンド・スワップ″（ＣＳ）命令及
び″コンベア・ダブル・アンド・スワップ”（ＣＤＳ）
命令と呼ばれる２つの命令によって可能になった。これ
らの２つの命令の異なる点は、Ｏ８命令が１ワード長で
動作するのに対し、ＣＤＳ命令は２ワード長で動作する
という点だけである。ｌワード命令は４バイト（３２ビ
ツト）長であり、２ワード命令はその倍の長さである。

後述の実施例では２ワード命令が用いられるので、ここ
では、ＣＤＳ命令についてだけ説明する。

ＣＤＳ命令は、ＣＤＳ　（ＯＬＤ、ＮＥＷ、ＬＯＣＫ）
の形式の３つのオペランドで動作する。この場合、ＯＬ
Ｄ、ＮＥＷ及びＬＯＣＫはそれぞれ２ワード長である。

ＣＤＳ命令の動作を第３図に示す。もし、ＬＯＣＫとＯ
ＬＤの値が一致するなら、ＬＯＣＫにＮＥＷの値が代入
される。しかし、もし、ＬＯＣＫとＯＬＤの値が一致し
なければ、ＯＬＤにＬＯＣＫの値が代入される。ＬＯＣ
Ｋは不変である。状態コードＣＣは、ＬＯＣＫ＝ＯＬＤ
についての検査結果に応じてセットされる。この状態コ
ードは、検査の結果によって動作の流れを分岐するのに
使うことができる。

ＣＤＳ命令とＴＳ命令はアトム単位であるという属性を
持っている。すなわち、それは単一の動作で、メモリか
らの取出しとメモリへの再記憶を行ない、従って他のプ
ロセッサが割込むことはできない。第３図は５ステツプ
の動作を示しているが、ＣＤＳ命令は、あたかも単一動
作であるかのように実行される。ＣＤＳ命令とＴＳ命令
は類似のアトム特性があるので、スピン専用監視プログ
ラムにおいて、ＴＳ命令の代りにＣＤＳ命令を用いるこ
とができる。事実、ほかの場合にも、スピン共用監視プ
ログラム及びタスク専用監視プログラムの両者にＣＤＳ
命令を使用する手段が知られている。ＣＤＳ命令の可能
な用途が第２Ｂ図の階層に示されている。それによれば
専用タスクの場合、タスク・ロッキング・アプリケーシ
ョンには３つの動作レベルしか必要としない。今日まで
、共用アクセス・タスク・ロッキングは、制御に対する
アクセスを制御するのにスピンまたは専用タスク・ロッ
クの監視プログラムの使用を必要としており、一方それ
ら制御は共用アクセスを与え、その共用アクセスと、同
じキューまたは資源の専用アクセス要求とを調整するの
に用いられる。

タスクの中断及び再開はそれ自身では中断できず、タス
クとして再開することはできな塾１から、そのキューを
制御するロックは必然的にスピン・ロックでなければな
らない。もし、このスピン・ロックが、共用アクセスを
与えるのに用し）た制御へのアクセスを制御するのに用
いたのと同じロックでないなら、資源の使用可能性また
はそれの再現がないためにタスクを中断または再開しな
ければならないときに、もう１つのレベルのロッキング
を導入することができる。これらの３つのレベルは、Ｔ
Ｓ命令に必要な４つのレベルよりもすぐれている。しか
し、これらの３つのレベルは、依然として共用タスクに
よるシステムの複雑さを持っており、更に、システムを
不必要に複雑にしたり、その動作速度を低下させる原因
になる。

［発明が解決しようとする問題点］ 本発明の目的は、命令セットとアプリケーション・タス
ク・ロッキングとの間に、最小限の動作レベルしか持た
ないタスク・ロッキングを提供することである。

本発明の他の目的は、他のロックの使用をできるだけ避
けた共用及び専用のタスク・ロッキングを提供すること
である。

［問題点を解決するための手段］ 本発明はマルチプロセッサ・システムにおいて１つの資
源に対する共用アクセス及び専用アクセスの両方を制御
するためのものであり、アクセスを待っている間中断さ
れるタスクに対して先入り／先出しくＦ　Ｉ　ＦＯ）キ
ューが設けられる。そのキューにおける各メンバー即ち
制御ブロックはそのメンバーが要求したアクセスの標識
とそのメンバーのすぐ前にキューに入ったメンバーの標
識を有する。資源が共用状態にあるか専用状態にあるか
を表わすロック・フラッグと最も新しくキューに入った
タスクに対するロック・ポインタとを有するロックワー
ドが設定される。アクセスを要求又は解除する際に、そ
のロックワードに関する初期推定が行なわれ、その推定
に基いて１つの予測ロックワードが計算される。そこで
、他のプロセッサがそのロックワードへアクセスし得な
いアトム単位の動作がそのロックワードに対して行なわ
れる。その動作において、そのロックワードは予測ロッ
クワードと比較され、そしてその推定が正しかった場合
そのロックワードが予測ロックワードで置換され、アク
セスを要求又は解除するタスクに対してキューを再構成
する。その推定が正しくなかった場合、他の予測ロック
ワードを計算するためにそのロックワードが使用される
。次のタスクがアクセスを得るのに他のタスクの影響を
受ける場合、アトム単位の動作によるそのプロセスはア
トム単位動作相互間の介在する変化が生じなくなるまで
繰返される。

［実施例］ 本発明によるタスク・ロッキングのアーキテクチャを第
１図のブロック図によって説明する。もし、１つまたは
それ以上のタスクが資源アクセスを要求したが、要求を
受入れられなければ、その要求はキューに挿入される。

資源上で現在実行中のタスクがその資源に対し専用アク
セスを必要とするタスクであったり、または既に資源が
専有または共有されているときにその要求中のタスク自
身が専用アクセスを必要とすることがあるから、最初に
キューに入れられた要求は資源アクセスを拒絶されるこ
とがある。もし、資源が現在使゛用中でないなら、要求
は直ちに受入れられ、キューは生成されない。キューが
なく且つ１つまたはそれ以上のタスクが、現在、資源に
対する共用アクセスを得ている場合、共用アクセスの追
加要求は直ちに受入れられ、従ってキューを生成する理
由がない。本発明においてキューはＦＩＦＯキューのア
ーキテクチャを有する。すなわち、最も先に出された資
源アクセス要求が受入れられた後、その後に出された要
求が受入れられる。これは先に出された要求が専用アク
セス要求であるなら、たとえ資源が現在、共用アクセス
で使用中であっても、後に出された共用アクセス要求は
拒絶されてキューに入れられることを意味する。資源が
現在、共用アクセスで使用中であれば、キューの先頭、
すなわち、最も先にキューに挿入されるタスクは、必然
的に専用アクセス要求であろう。共用アクセス要求が先
に出された場合、それは受入れられてしまうので、その
関連するタスクはキューには存在しないはずである。し
かしながら、キューに入っている専用要求よりも先順位
ではない共用アクセス要求はキューの中に存在すること
になる。キューは、マルチプロセッサ・システムのメモ
リ２２の任意の場所に配列された一連のタスク遅延制御
ブロック（ＴＤＣＢ）として形成される。また、資源は
メモリ２２の一部分を構成するものであってもよい。資
源アクセス要求が拒絶されたために中断されている各タ
スクに対してＴＤＣＢが個々にセットアツプされる。Ｔ
ＤＣＢの各々は種々の情報を含んでいる。タスク・ポイ
ンタ、または送られるべき制御プログラム事象制御ブロ
ックのような、中断されているタスクを再開するのに必
要な全ての情報がＴＤＣＢに含まれなければならない。

また共用または専用アクセスのどちらがそのタスクに要
求されたかの表示（ＳＨ／ＥＸＣＬ）もＴＤＣＢに含ま
れなければならない。もちろん、この表示は５１つのア
クセス方式しか許されない場合には、省略することがで
きる。本発明の目的のためには、各ＴＤＣＢはそれのす
ぐ前にキューに挿入されたＴＤＣＢに対するポインタＮ
ＣＲも含んでいる。キューの先頭、すなわち最も先にキ
ュー挿入されたＴＤＣＢのＮＣＢはＯにセットされる。

ロックワードはダブルワード（ＬＯＣＫＦＬＡＧ　：　
ＵＯＣＫＴＰＴＲ）であり、メモリ２２の一定の場所に
記憶される。ロックワードは資源アクセスを待つタスク
の、資源及びキューに対するアクセスを制御する。ロッ
クワードの前半の第１のワードＬＯＣＫＦＬＡＧは現在
の資源使用状況を表示する。もし、資源が現在使用中で
はなく、どのタスクも資源アクセスを行なっていないな
ら、ＬＯＣＫＦＬＡＧ＝Ｏである。もし、資源が現在共
用されているなら、その資源の共用アクセスを有するタ
スクのＬＯＣＫＦＬＡＧは負数である。

もし、資源が現在専用されているなら、ＬＯＣＫＦＬＡ
Ｇは正数であり、更に、その専有タスクを指定するもの
でもよい。ロックワードＬ　ＯＣＫの後半の第２のワー
ドＬＯＣＫＴＰＴＲは、最も後にキューに挿入さ九たタ
スクのＴＤＣＢを指すポインタである。もし、タスクが
キューに入っていない、すなわちキューがないなら、Ｌ
ＯＣＫＴＰＴＲ＝Ｏである。

前述のように、キューは動的なアーキテクチャを有する
。キュニの先順位のものが資源アクセスを与えられるの
で、その場合ＴＤＣＢ−１はメモリ２２から割振りを解
除される。そして、次にキューに挿入されたタスクのＴ
ＤＣＢ−２のポインタＮＣＢは０にセットされ、ＴＤＣ
Ｂ−２が今やキューの先頭にあることを表わす。また、
ロックワードの第１のワードＬＯＣＫＦＬＡＧはリセッ
トされ、資源の新しい状態を表わす。このように４番目
のタスクがキューに入る場合、ＴＤＣＢ−４が割振られ
、ロックワードの第２のワードＬＯＣＫＴＰＴＲは、こ
の新たに割振られたＴＤＣＢ−４を指すようにセットさ
れる。この新しいＴＤＣＢ−４のポインタＮＣＢは、こ
れの前にキューに入れられたタスクのＴＤＣＢ、例えば
ＴＤＣＢ＝３を指すようにセットされる。

本発明によれば、資源アクセスを要求しまたは解除する
ためにキューを再構成することを希望するタスクは現在
のロックワードが何であるかを推測し、その推測に基づ
いて新しい予想ロックワードＮＥＷを形成する。ＣＤＳ
命令で、そのタスクは推測されたロックワードを現在の
ロックワードＬ　ＯＣＫと比較させる。もし、推測が正
しかったなら、現在のロックワードに新しいロックワー
ドＮＥＷの値が代入され、キューの再配列は完了する。

ＣＤＳ命令のアトム特性によってキューの再配列が完了
するが、他のマルチプロセッサにおける他のタスクは、
ロックワードを変更するためのアクセスを禁止される。

しかしながら、もし現在のロックワードの推測が間違っ
ていたなら、ＬＯＣＫの実際の値が予想ロックワードＮ
ＥＷを生じるのに使われる。そして、ＣＤＳ命令が繰返
され、他のタスクが差当ってキューを再配列せず、ロッ
クワードＬＯＣＫを変更せずにいるものと仮定して、次
のＣＤＳ命令がキューを再配列する。

本発明の詳細な説明は、資源を１つのタスクが専用でき
る場合、または複数タスク間で共用できる場合の４つの
異なった状況：専用アクセス要求、共用アクセス要求、
専用アクセス解除ならびに共用アクセス解除について行
なう。以下の説明において、ダブルワードのロックワー
ドは２つのシングルワードを含み（ＬＯＣＫ＝ＬＯＣＫ
ＦＬＡＧ　：　ＬＯＣＫＴＰＴＲ）、ダブルワード及び
シングルワード表現はどちらも、動作に応じて使用され
る。同様に、推測されたロックワードＮＥＷは２つのシ
ングルワードがら成り（ＮＥＷ＝ＮＥＷＦＬＡＧ　：　
ＮＥＷＴＰＴＲ）、後述のように。

取り出されたロックワードＯＬＤも、２つのシングルワ
ードから成る（ＯＬＤ＝ＯＬＤＦＬＡＧ　：０ＬＤＴＰ
ＴＲ）、第３図の流れ図において、条件コートＣＣによ
る条件付き分岐は、暗黙のうちにＣＤＳ動作に含まれる
ので、この動作からの出口はＬＯＣＫとＯＬＤの比較結
果によって２つの経路のうちの１つを選択する。

タスクからの専用アクセス要求を処理する方法が第４図
に示される。プロセスが開始されると、ブロック３０に
おいて、最初の推測で、資源は現在使用中ではなく、従
ってＬＯＣＫの値は（０，０）と推測される。この値は
ダブルワードＯＬＤに記憶される。もし、これが正しけ
れば、要求中のタスクはただちに資源アクセスを得るこ
とができ、その場合、ＬＯＣＫＦＬＡＧがセットされて
この要求中のタスクを専有者として指定し、且つＬＯＣ
ＫＴＰＴＲがＯにセットされて他のタスクがキューに加
えられないことを表わす。もし現在、実際にキューが存
在するなら、資源は必然的に使用中でなければならない
。ロックワードのこれらの新しい値はそれぞれＮＥＷＦ
ＬＡＧおよびＮＥＷＴＰＴＲにセットされる。つぎに、
ブロック３１で、アトム単位のＣＤＳ命令が実行される
。ロックワードＬＯＣＫが取出され、ダブルワードＯＬ
Ｄと比較される。２つの値が一致すれば、推測は正しか
ったことになり、ＬＯＣＫにＮＥＷの値が代入され、資
源の専用アクセスが得られる。この場合、遅延させられ
た要求中のタスクがないため、キューは存在せず、かつ
キューを作る必要もない。

しかしながら、もし、ＯＬＤがＬＯＣＫに一致しなけれ
ば資源使用可能の推測は間違っている。

よって、現在のロックワードの値はＯＬＤに記憶される
。ここで、重要な点は、前述のように、ＣＤＳはアトム
単位であるので、もし、ＣＤＳの実行開始的に推測が正
しかったならば、動作中に別のマルチプロセッサに状況
を変更されずに資源アクセスが得られること及びＯＬＤ
に記憶されているＬＯＣＫの値がＣＤＳ実行開始時の値
であるということである。

もし、資源の専用アクセスが現在得られないならば、要
求の実行はブロック３２に達し、現在のタスクすなわち
要求タスクをキューに入れる準備が行なわれる。ＴＤＣ
Ｂが用意され、このブロックの内容は、現在のタスクが
専用アクセス要求をしていることを表示するように設定
される。そして、現在のタスクをキューーーこれは前に
存在してしないこともあるｍ−に入れる用意が行なわれ
る。ブロック３４において、ロックワードの値について
現在の最善の推測は、ブロック３１のＣＤＳで得た値Ｏ
ＬＤである。現在のタスクがキューに挿入される場合、
ＬＯＣＫＦＬＡＧの値は変らないので、ＮＥＷＦＬＡＧ
に０ＬＤＦＬＡＧの値が代入される。しかしながら、更
新されたＬＯＣＫＴＰＴＲは現在のタスクを指す。現在
のタスクはキューに挿入されると、最も後しこキューに
挿入されたタスクとなるであろう。現在のタスクのＴＤ
ＣＢのＮＣＲは、前のＬＯＣＫＴＰＴＲによって指示さ
れたＴＤＣＢ−一その時点では最も後にキューに挿入さ
れたタスクーーを指示するであろう。従って、ＮＥＷＴ
ＰＴＲの値に、現在要求中のタスクのＴＤＣＢの標識Ｉ
Ｄ−一普通はアドレスーーが代入され、現在のＴＤＣＢ
にある次のブロック・ポインタＮＣＢに、０ＬＤＴＰＴ
Ｒの値が代入される。次にブロック３６で、もう１つの
アトム単位ＣＤＳが実行される。もし、ロックワードが
前のままに保持され、従って０ＬＤ＝ＬＯＣＫなら、Ｌ
ＯＣＫにＮＥＷの値が代入され、現在のタスクはキュー
に挿入され、ポインタは再配列されたキューに対応して
修正される。現在のタスクは、資源アクセスを待つ間、
実行を中断し。

キューに挿入される。しかしながら、もし、最後のＣＤ
Ｓ　（ブロック３１）以後、他のタスクが、ロックワー
ドを変更することにより、キューを再配列しているなら
ば、ＯＬＤとＬＯＣＫは一致せず、ＬＯＣＫの現在の値
がＯＬＤに代入される。

ブロック３８において、状態の変更は資源が使用可能に
なることによるものか、または資源は再び使用不可能に
なるがキューが再配列されているかどうかについての判
断がなされる。もし０ＬＤ＝（０、Ｏ）なら、最善の推
測は資源が現在使用可能であるので、もはやキューを形
成しなくてもよいということである。現在のタスクのＴ
ＤＣＢの記憶空間は、もし必要なら、割振りを解除され
、手順は開始点のブロック３０に戻る。しかしながら、
もしＯＬＤ≠（Ｏｌｏ）なら、キューは変更されている
が、資源は使用不可能である。そして、ブロック３１の
最初のアトム単位ではなく、後のブロック３６のアトム
単位のＣＤＳから得たＯＬＤの値によって、手順はブロ
ック３４に戻る。

第５図の流れ図に示すように共用アクセス要求の実行は
、資源が現在共用アクセスされているが、キューは現在
存在せず、資源要求タスクが共用アクセスを得ることが
できる場合を含む必要がある場合を除き、専用アクセス
要求と同様に実行される。ＦＩＦＯキューについて前に
説明したように、キューにおいて、共用アクセス要求は
専用アクセス要求の先に飛越すことができない。また、
もし資源の所有権が共有されているなら、資源は全ての
共用アクセス要求に対応できるものと仮定しているので
、資源が共用されている場合にキューが存在することは
、キューの先頭、すなわち最も先順位の、最も先にキュ
ーに挿入されたタスクは専用アクセスを要求しているこ
とを意味する。

共用アクセス要求が開始されると、ブロック４０におい
て、資源は使用可能でないだけではなく、現在、他のど
のタスクもその資源を共用アクセスしていないという最
初の推測がなされる。ＬＯＣＫの推測値、すなわち（０
、Ｏ）はＯＬＤに代入される。もし、この推測が正しけ
れば、共用アクセスは、ＧＤＳによって首尾よく記憶さ
れると、この単一のタスクに対して確立されることにな
りＬＯＣＫＦＬＡＧは“−１”にセットされ、資源の共
用アクセスには唯一のタスクとして現在のタスクしかな
いことを表わす。更に、指示すべきＴＤＣＢがなくなル
カら、ＬＯＣＫＴＰＴＲは０　ニなる。これらの２つの
値はＮＥＷに入れられる。

点４２を経由して、アトム単位ＣＤＳのブロック４４が
実行される。ロックワードＬＯＣＫが取出されてＯＬＤ
と比較され、もし、これらの２つのダブルワードが一致
すれば、推測は正しく、ＬＯＣＫに推測された新しいロ
ックワードＮＥＷが代入されるので、共用アクセス要求
は直ちに受入れることができる。そして、所有権共有の
フラグがセットされ、現在のタスクによる資源の所有権
共有を表示し、異常終了から回復することができる。

その結果、共用アクセスが得られる。しかしながら、も
し、推測が間違っていたので、ＯＬＤがＬＯＣＫに一致
しないならば、ロックワードの値はＯＬＤに代入される
。

既にキューにある、専用アクセスを要求する、先順位の
タスクがあるか、または、キューはないが、１つまたは
それ以上のタスクが既に資源アクセスを得ていることを
意味するキューの存在により、推測が失敗することがあ
る。もし、０ＬＤＦＬＡＧ＝＜Ｏかっ０ＬＤＴＰＴＲ＝
Ｏであれば、キューは存在せず、しかも資源は既に共用
されている。開始点のブロック４０以外のところからも
、ブロック４６を通る経路を開始できるから、ブロック
４６では、０ＬＤＦＬＡＧがＯに辱しいという検査を含
めることも必要である。もし、検査結果が正しく、従っ
てキューも資源の専有権もないならば、更新されたＬ？
）ＣＫＦＬＡＧの値の最善の推測は、０ＬＤＦＬＡＧの
古い値から１を減じたものになり、もう１つのタスク、
すなおち現在のタスクが資源の共用アクセスを得ている
ことを表わす。従って、ＮＥＷＦＬＡＧに“０ＬＤＦＬ
Ａ　Ｇ　−１”の値が代入され、手順は点４２に戻って
、ブロック４４のＣＤＳを再実行することになる。

しかしながら、ブロック４６で、もし、０ＬＤＦＬＡＧ
＞Ｏまたは０ＬＤＴＰＴＲ≠０ならば、現在のタスクは
キューに挿入されなければならない。ＴＤＣＢが作成さ
九、現在のタスクが共用アクセスを要求していることを
表わす。ブロック４８において、前に取出されたロック
ワードに基づいたキューを再配列する準備が行なわれる
。ＮＥＷＦＬＡＧに０ＬＤＦＬＡＧの値が代入される。

ＮＥＷＴＰＴＨにはその識別（Ｉ　Ｄ）が代入され。

現在のタスクのＴＤＣＢを指示する。現在のＴＤＣＢは
、そのＮＣＢに０ＬＤＴＰＴＲを代入することにより１
次に最も後にキューに挿入されたＴＤＣＢを指示する。

次に、ＣＤＳを用いる新しいアトム単位がブロック５０
で実行される。もし、ロックワードが最後のアトム単位
以来、変更されていないなら、ＯＬＤとＬＯＣＫは一致
し、ロックワードは、ＬＯＣＫにＮＥＷの値を代入する
ことにより、推測された新しいロックワードによって更
新され、従って、現在のタスクは適切にキューに挿入さ
れる。

そして、現在のタスクは、資源が使用可能になるのを待
つ後中断され、その間、キューに挿入されている。

しかしながら、もし、アトム単位（ブロック５０）で取
出されたロックワードが、最後のアトム単位以来、変更
されているなら、ＯＬＤとＬＯＣＫは一致せず、ＯＬＤ
に現在のロックワードＬ０ＣＫの値が代入される。この
不一致は、最後のアトム単位以来のキューの消失、なら
びに所有権共有により資源が使用可能であることに起因
することがある。次に、ブロック５２で、０ＬＤＦＬＡ
Ｇ＜＝Ｏ及び０ＬＤＴＰＴＲ＝Ｏが検査される。

これは、現在のタスクが、多分資源の共用アクセスを直
ちに得ることを意味する。従って、ＴＤＣＢは処分され
、現在のＬＯＣＫＦＬＡＧは、次のブｏ　ツ’）　’ｔ
’　Ｎ　Ｅ　Ｗ　Ｆ　Ｌ　Ａ　Ｇ　ニ”　ＯＬ　Ｄ　Ｆ
　Ｌ　Ａ　Ｇ　−１″の値を代入することにより減少さ
れる。そして、手順は点４２に戻り、ＣＤＳを用いるア
トム単位がブロック４４で再実行される。

しかしながら、ブロック５２で、もし、非０の値がロー
ドされている０ＬＤＴＰＴＲ１または正の値がロードさ
れている０ＬＤＦＬ、ＡＧがそれぞれ示すように、ロッ
クワードは変更されているが、キューはなお存在する、
すなわち資源が専用アクセスされているならば、手順は
ブロック４８に戻り、現在のタスクをキューに挿入しよ
うとする試みがなされる。専用アクセス要求の場合の状
況でも丁度そうであったように、もし、アトム単位４４
または５０の連続実行の間に他のタスクがロックワード
を変更してしないなら、タスクは適切にキューに挿入さ
れるであろう。

資源の共用または専用のアクセスを有するタスクが、そ
の資源アクセスを解除しうる場合、アクセス解除には単
なる分離以上のものが含まれる。

アクセスが解除されるごとに、ロックワードは適切に更
新され、いま資源アクセスを得ることになっている、キ
ューに現在あるタスクのどれががキューから取出され、
適切な、アクセスが与えられることを保証することによ
り、キューは適切な形式で維持される。更に、アクセス
が解除されると、それ以上の機能が実行される、すなわ
ち、キューに挿入されたＴＤＣＢ以来、異常終了してい
るタスクが処理される。

共用アクセスを解除する手順が第６図の流れ図に示され
ている。資源の所有権が共有されているとき、もし、キ
ューが存在すれば、そのキューの先頭の部分は専用アク
セス要求である。それよりも先順位の共用アクセス要求
は既に受入れられている。共用アクセス解除が開始され
ると、ブロック６０において、タスクはキューに挿入さ
れていないという最初の推測がなされる。これはＬＯＣ
ＫＴＰＴＲ＝Ｏによって表示される。更に、０ＬＤＦＬ
ＡＧ＝−１によって示すように、共用アクセスを解除す
るタスクは資源を現在使用中のタスクだけであると推測
される。もし、この推測が正しく、現在のタスクが共用
アクセスを解除するならば、新しいロックワードは、資
源が使用されていないことと、キューがないことを表示
する。従って、ＮＥＷのシングルワードはどちらもＯに
セットされる。点６２を経て、ブロック６４楊おいて、
アトム単位ＣＤＳが実行される。もし、推測が正しく、
したがってＯＬＤとＬＯＣＫが一致すれば、ロックワー
ドＬＯＣＫにＮＥＷの値が代入され、タスクのアクセス
解除要求は成功している。

資源の所有権共有を表わすフラグは消去される。

なせならば、このタスクはもはやその資源の所有権を共
有していないからである。その後、そのタスクは解除さ
れ、どのタスクもキューに挿入されていないからこれ以
上の活動は必要ではない。

しかしながら、もし、最初の推測が間違っていれば、Ｏ
ＬＤとＬＯＣＫは一致せず、ロックワードの現在の値が
ＯＬＤに入る。ブロック６６において、資源を共用中の
他のタスクがあったか、またはキューが存在していなか
ったので、推測が間違っていたかについての判断が、そ
れぞれ、０ＬＤＦＬＡＧ＜−１及び０ＬＤＴＰＴＲ＝Ｏ
の条件によってなされる。開始点のブロック６０以外か
らもブロック６６を通る経路が存在するから、０Ｌ　Ｄ
　Ｔ　Ｐ　Ｔ　Ｈの検査は含めておくことが必要である
。もし、他の共用アクセスが残ることになっているなら
、またはもし、どのタスクもキューに挿入されていない
ならば、負のＬＯＣＫＦＬＡＧを後に増加することによ
り、タスクが共用アクセスを解除する準備がなされる、
すなわち、ＮＥＷＦＬＡＧに”　ＯＬ　Ｄ　Ｆ　Ｌ　Ａ
　Ｇ　＋１　”の値が代入され、手順は点６２に戻る。

もし、その最後の実行以来、他のタスクが資源共用アク
セスを得たり、または解除したすせず、または資源アク
セスをキューに挿入していないならば、ブロック６４の
アトム単位は首尾よく実行されるであろう。その間に、
タスク共用アクセスとして解除タスクしか残されていな
い場合には、０ＬＤＴＰＴＲ＝Ｏの検査により、再び点
６２に手順が戻る。しかしながら、もし、その間に、資
源共用またはキュー存在についての変更がなされていな
いならば、次のブロック６４のＣＤＳの実行により、タ
スクは共用アクセスから解除されるが、資源は依然とし
て少なくとも１つのタスクにより共用されている。

前記以外の場合、共用アクセスの解除をめるアクセスは
、資源を共用アクセスしている最後のタスクであり、そ
れ以上のタスク（先頭、すなわち最も先順位の、最も先
にキューに挿入された専用要求）はキューに挿入されて
いる。そして、手順はブロック６８に進み、現在、タス
クが１つしかキューに挿入されていないｍ−これは必然
的に専用アクセス要求であるｍ−がどうかについての判
断がなされる。この判断は、ＯＬ　Ｄ　ＴＰ　Ｔ　Ｈに
より指定されたＴＤＣＢの次のフロック・ポインタＮＣ
ＲがＯであるかどうかを検査することによって行なわれ
る。もし、検査の結果、○ＬＤＴＰＴＲ＝Ｏなら、手順
はブロック７ｏに進み、０ＬＤＴＰＴＲによって指示さ
れたＴＤＣＢのタスク識別（Ｉ　Ｄ）にＮＥＷＦＬＡＧ
をセットすることにより、キューを除去する準備が行な
われる。その結果、キューの先頭にあるＴＤＣＢのタス
クは資源の専用アクセスを取得し、ＮＥＷＴＰＴＲ＝Ｏ
の値は、意図された記憶がＣＤＳにより首尾よく完了し
たときに、キューが存在しないことを表わす。そして、
ブロック７２で、ＣＤＳのアトム単位が実行される。も
し、０ＬＤ＝ＬＯＣＫなら、ＬＯＣＫにＮＥＷの値が代
入され、手順はブロック７４に進み、解除タスクによる
所有権共有のフラグが消去される。そして、ブロック７
８でキューにおける先順位のＴＤＣＢは処分される。先
順位のタスクは中断状態から取除かれ、または、もし先
順位のタスクが異常終了しているなら、先順位タスクの
資源専用アクセスは解除される。これで、共用アクセス
解除のための処理は完了する。

しかしながら、もし、ブロック７２において、０ＬＤ＝
ＬＯＣＫでないなら、ＯＬＩ］、ニーＬＯＣＫの値が代
入される。０ＬＤ＝ＬＯＣＫが得られないのは、前のア
トム単位（ブロック６４）以来、別のタスクがキューに
追加された場合だけであるので、この時点では、少なく
とも２つのタスクがキューに挿入されている。ブロック
７６において、キューの中の最も先順位のものを発見す
るため、次の制御ブロック・ポインタＮＣＲにより、キ
ューをその末尾から先頭に向って、ＮＣＢ＝Ｏのものが
見つかるまで探索する。キューにおいて、次に最も先順
位のＴＤＣＢのＮＣＢを０にセットすることにより、キ
ューの先順序の部分は除去される。次に、ブロック７７
において、ＭＰ（マルチプロセッサ）の−貫した動作に
より、キューの先順位のタスク識別の値がＬＯＣＫＦＬ
ＡＧに代入される。ＭＰの一貫した動作はアトム単位で
あるから、別のＭＰの一貫した動作−−ＣＤＳはその一
例であるｍ−によって、その部分的実行を見ることはで
きない。ＬＯＧ、ＫＦＬＡＧの変更により、キューの先
順序の部分が資源アクセスを与えられており、手順は、
フラグを消去するブロック７４を経て、ブロック７８で
ＴＤＣＢを処理するとともに、先順位のタスクを中断状
態から外す。

もし、ブロック６８において、単一のタスクから成るキ
ューの最初の検査で、ＯＬＤとＬＯＣＫが一致しなけれ
ば１手順はブロック７６に進み、前述のように、キュー
の先順位のタスクの探索が開始される。

解除タスクがいま資源を所有している唯一のタスクであ
ることが知られている専用アクセス解除は前略化される
。しかしながら、この簡略化は、キューの先頭の状態に
関する知識の不足を埋合わせる以上のものがある。最も
先にキューに挿入されたタスクは、第８Ａ図に示すよう
に、専用要求であるかも知れない。その場合、再配列に
より。

キューの先頭部分は資源の専用アクセスを得るであろう
。そうではなくて、キューの先頭が、第８Ｂ図のキュー
に示すように、１つまたはそれ以上の共用アクセス要求
に占位されることもある。もし、そうならば、最も先に
キューに挿入された専用アクセス要求よりも先順位あ全
でのタスクは同時に資源共用アクセスを与えられるであ
ろう。

専用アクセス解除の実行は、第７図の流れ図に示すよう
に、ブｉツク８０で動作を開始する。資源は専用されて
いるから、０ＬＤＦＬＡＧの値は必然的にタスク識別に
取替えられ、アクセスを解除しようとする。タスクはキ
ューに挿入されでいないという最初の推測が行なわれる
ので、０ＬＤＴ　Ｐ　”Ｉ”　Ｒは、Ｌ　ＯＣＫ　Ｔ　
Ｐ　−１７Ｒと一致することを期待して０にセットされ
る。対応するＮＥＷの値は（０、Ｏ）である。ＣＤＳの
アトム単位がブロック８２で実行される。もし、推測が
正しく、ＯＬ　Ｉ）　＝　Ｔ、ＯＣＲであったならば、
ＬＯＣＫにＮＥＷの値が代入されるので、ロックワード
は置換えられ、専用アクセスは首尾よく解除される。し
かしながら、もし、ＯＬＤとＬＯＣＫが一致しなかった
ならば、ある種のキューが存在していたことを示し、Ｏ
ＬＤにＬＯＣＫの値が代入される。

点８４において、キューの詳細が得られなければならな
い。キューを記述するパラメータは第８Ａ図及び第８Ｂ
図に示されている。ここでは、１群のタスクの資源アク
セスが承認される。もし、最も先にキューに挿入された
タスクが専用タスクであれば、ＢＥＧＰＴＲが、その先
順位の専用タスクのＴＤＣＢを指示する。ＢＡＫＴＰＲ
は、次に最も先にキューに挿入されたタスクを、もしあ
れば、指示する。しかしながら、第８Ｂ図に示すように
、もし、１つまたはそれ以上の共用アクセス要求がキュ
ーの先頭の位置を占めるなら、ＢＥＧＰＴＲは、キュー
の先頭における共用アクセス要求のうちの、最も後にキ
ューに挿入されたＴＤＣＢを指示し、Ｂ　Ａ　Ｋ　Ｐ　
Ｔ’Ｒは、次に最も後にキューに挿入されたＴＤＣＢ−
一要求が存在する場合は必然的に専用アクセス要求−一
を指示する。

いずれの場合も、もし、キューに他のタスクがなければ
、ＢＡＫＰＴＲ＝Ｏである。この情報は、第９図の流れ
図に示すブロック８６の一連のステップによって得るこ
とができる。キューにあるＴＤＣ’Ｂはキューの末尾が
ら順に質問され、ｌ″ＤＣＢが専用アクセス要求を表わ
すがどうかを決定する。現在の、または最後のＴＤＣＢ
が専用アクセスを表わす場合は、ポインタＢＥＧＰＴＲ
及びＢＡＫＰＴＲはリセットされる。キューの連鎖は、
ＴＤＣＢの各々にある次の制御ブロック・ポインタＮＣ
Ｂによって追跡され、次に最も後にキューに挿入された
タスクを指示し、キューの先頭に達してＮＣ］３＝Ｑが
表示されると、ブロック８８（第７図）において、ＢＥ
ＧＰＴＲ及びＢＡＫＰＴＲの現在値は、第８Ａ図及び第
８Ｂ図に示すように、ＴＤＣＢを指示する。

第７図で、ＢＥＧＰＴＲ及びＢＡＫＰＴＲが識別されて
いるブロック８８において、ＢＥＧＰＴＲによって指示
されたＴＤＣＢが専用アクセス要求を表わすがどうかに
ついて検査が行なわれる。

もし、最も先にキューに挿入されたタスクが、第８Ａ図
に示すように、専用アクセス要求ならば、ＮＥＷＦＬＡ
Ｇは、ＢＥＧＰＴＲによって指示されたＴＤＣＢのタス
クのタスク識別にセットされる。しかしながら、もし、
ＢＥＧＰＴＲが、第８Ｂ図に示すように、専用アクセス
要求を表わさないＴＤＣＢを指示するならば、ＮＥＷＦ
ＬＡＧは、ＢＥＧＰＴＲによって指示された、共用アク
セスを要求夾るＴＤＣＢの連鎖長の負値にセットされる
。第８Ｂ図に示された例では、このＮＥＷＦＬＡＧの値
は−３である。これらの二者選−のＮＥＷＦＬＡＧの値
はそれぞれ、キューが再配列された後の、専用及び共用
のＬＯＣＫＦＬＡＧの値である。

ＮＥＷＦＬＡＧが適切な値にセットされた後、ブロック
９０において、意図されたキューの再配列後にキューが
存在するがどぅかについて検査が行なわれる。もしＢＡ
ＫＰＴＲ＝Ｏならば、キューは存在する。この場合、Ｂ
ＡＫＰＴＲによって指示されたＴＤＣＢの、次の制御ブ
ロック・ポインタＮＣＢがＯにセットされ、このタスク
は最も先にキューに挿入されたタスクになることを表わ
し、ＬＯＣＫＦＬＡＧは、ＭＰの一員した動作でＮＥＷ
ＦＬＡＧにセットされる。点９４の時点で、キューは再
配列されており、処理すべきもので残っているのは、中
断タスクの再開、もはや使用されないＴ　Ｉ）　ＣＢの
処分、及び異常終了タスクによるアクセス解除だけであ
る。これらはブロック９６で処理される・ しかしながら、もしブロック９０でＢＡＫＰＴＲ＝Ｏな
らば、キューはこれ以上必要ではないので、ブ０ツク９
８に進み、Ｎ　Ｅ　Ｗ　Ｔ　Ｐ　′ｒ　Ｒを０にセット
し、キューが意図的に不在であることを意味する。そし
て、ブロック１００に進み、ＣＤＳのアトム単位を実行
する。もし、０ＬＤ＝ＬＯＣＫならば、最後のアトム単
位以来、キューの再配列が生じていないことを意味する
。この場合、ＬＯＣＫにＮＥＷの値が代入され、手順は
点９４を介して、ブロック９６に進み、異常終了終結処
置、ＴＤＣＢの処分及び中断タスクの再開を行なう。

しかしながら、もし、０ＬＤ＝ＬＯＣＫでないならば、
ＯＬＤにＬＯＣＫの値が代入され、手順は点８４に戻り
、再びキューのステータスを得る。

ブロック９６に示された異常終了の終結処置のステップ
は第１０図の流ｉｙ図に示されている。終結処置の目的
はキューで資源アクセスを待つ間に異常終了（Ａ１３Ｅ
ＮＤ）したタスクのアクセスを除去することである。一
時的に資源アクセスを与えられているあらゆるタスクが
検査され、異常終了しているかどうかを決定する。もし
、異常終了しているなら、そのＴＤＣＢはキューに似た
ＡＢＥＮＤリストに加えられ、その次の制御ブロック・
ポインタ（ＮＣＢ）は、ＡＢＥＮＤリスト中の、次に最
も後にキューに挿入されたＴＤＣＢを、もしあれば、指
示する。もし、タスクが異常終了していないならば、そ
の実行は再開され、そのＴＤＣＢは処分され、共用アク
セスのフラグは、共用アクセスすべきタスクごとにセッ
トされる。最後に、異常終了タスクはどれもアクセスを
解除され、そのＴＤＣＢは処分される。

もちろん、本明細書で説明したもの以外にも、本発明の
他の実施例が存在する。前述の動作上の約束の多くは任
意に変更することができる。例えば、共用アクセスをＬ
ＯＣＫＦＬＡＧの正の値で表示したり、専用アクセスを
負の値で表示したりすることができる。ダブルワードＬ
ＯＣＫにおけるＬＯＣＫＦＬＡＧはＬＯＣＫＴＰＴＲの
順序は任意である。実際には、もし、ワード内で個々の
ビットまたはビット・ブロックをセットし、検査するこ
とができるなら、シングルワードをＬＯＣＫに用いるこ
とができるであろう。

以上が、アトム単位ＣＤＳを用いて資源の共用アクセス
及び専用アクセスの要求または解除を行なう方法の説明
である。これらの方法を用いるタスク・ロッキングの階
層は第２Ｃ図に示されている。アプリケーション・タス
ク・ロッキングは、タスク・ロックの基本動作を形成す
るＣＤＳに基づいたタスク専用監視プログラムまたはタ
スク共用監視プログラムのいずれかを使用することがで
きる。従って、この階層は専用タスクまたは共用タスク
の３つの動作レベルしか含まないので、従来技術のタス
ク・ロッキングよりも簡略化されている。

［発明の効果］ 多重タスク・マルチプロセッサのアプリケーションはこ
のようなアプリケーションの範囲内のタスクの間のキュ
ー及び資源を制御するため、このロッキング形式を利用
することができる。そのように制御された資源ごとのロ
ックワードの所在は関連するタスクの各々、及び異常終
了に関連する処理にとって、分っていなければならない
。これは、そのようなアプリケーションの階層をわずか
に２レベルの動作に減少させる。そのように制御された
資源の中に、ロックワードのキューが存在することがで
きる。従って、そのようなアプリケーションは、それら
自身の記号のロック処理及びロッキング階層を設けるこ
とができる。その性能は監視プログラム内の対応する働
らきの利用に較べ、大幅に改善される。更に、シングル
・スレッド、多重タスク・アブリケーシヨンー−それら
自身のタスク指名形式を有するタスクから成り、現在、
それら自身の記号のロック処理及びロッキング階層を有
するｍ−は、多重タスク・マルチプロセッサ動作に変換
可能である。これは、それら自身の記号のロック処理及
びロッキング階層を有することによって得られた性能ま
たは機能を損失することなく、より大きい処理能力を生
じる。

タスク実行の中断または再開のときに多分要求される場
合を除き、タスク・ロック監視プログラムはスピン・ロ
ックなしに完了することができる。

もちろん、ＣＤＳによってスピン監視プログラムも可能
である。前述の方法においてスピンが存在しないことの
利点は、−性能向上に関連する経費を無視できること、
多重タスク・マルチプロセッサ・アプリケーションから
直接このロッキング形式を利用できること、ならびにＣ
ＰＵ障害−一スピン・ロックが障害ＣＰＵによって保持
されているｍ−から回復する事が重要ではなくなること
である。

更に、前述の方法の利点は、キューのステータスの最初
の推測に不一致が存在しないとき、ロックを得るのに要
する経路長が非常に短いことである。経路長が短いこと
は部分的には、資源を別個に投入することのないアクセ
ス要求または解除要求の最初の推測に起因するほか、Ｃ
ＤＳのアトム単位によっては提供されないＦＩＦＯキュ
ーの操作に必要なアクセスの制御を与える資源のアクセ
スを用いることの経済性に起因する。前述の方法のもう
１つの利点は、ＴＤＣＢの自由な記憶割振り、またはＴ
ＤＣＢの作成等が、資源の即時使用可能時には、アクセ
スを必要としない事である。

本発明のタスク・ロッキング方法には、ある不利点が存
在する。もし、資源所有タスクが異常終了すれば、資源
識別子として使われたダブルワードの各々の所在を知る
のにＡＢＥＮＤ処理が必要である。ＡＢＥＮＤ処理は、
終了するタスクに代って資源アクセスを解除しなければ
ならない。このロッキング形式を有する共用資源アクセ
スの主要な不利点は、各タスクに関連したフラグ形式が
、所有権共有を、それが保持されているとき、表示する
ようにセットされなければならないという要求があると
いうことである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明において使われるような資源のキューを
表わす図、 第２Δ図及び第２Ｂ図は先行技術のタスク・ロッキング
・アプリケーションに必要な階層を示す図、 第２Ｃ図は本発明によるタスク・ロッキング・アプリケ
ーションに関連した階層を示す図、第３図はアトム命令
ＣＤＳの動作の流れ図、第４図は資源の専用アクセス要
求を処理する流れ図、 第５図は資源の所用アクセス要求を処理する流れ図、 第６図は資源の共有権共有の解除を処理する流れ図。 第７図は資源の所有権専有の解除を処理する流れ図、 第８Ａ図及び第８Ｂ図は第７図及び第９図を理解するの
に有用な、キューを示す図、 第９図は第７図のキューの状態を識別するステップの流
れ図、 第１０図は第７図の異常終了の終結処置のステップの流
れ図である。 出願人　インターナショナル・ビジネス。 マシーンズ・コーポレーション 代理人　弁理士　頓　宮　孝　− （外１名） 第２Ａ図 第５図 第７図 第８Ａ図　第８Ｂ図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 多重プログラミング・システムにおいて１つの資源への
   アクセスを待っている要求とそれぞれ関連した制御ブロ
   ックより成る先入れ・先出しキューによって該アクセス
   を制御する方法であって、該キューは該資源を使用する
   すべてのプログラムにとってアクセス可能な１つのロッ
   クワードを有し、該ロックワードは該資源のアクセス可
   能性を表わすロックフラッグと該キューにおける最後に
   該キューに入れられた制御ブロックを指すロックポイン
   タとより成り、該ロックポインタは該キューに制御ブロ
   ックがない時には該キューが空であることを表おす値に
   セットされ、該キューにおける各制御ブロックは当該制
   御ブロックの次に該キューに入れられた制御ブロックを
   指すポインタを有し、該キューにおいて最も早く該キュ
   ーに入れられた制御ブロックにおけるポインタは該制御
   ブロックを最も早く該キューに入れられた制御ブロック
   として識別する標識を有するものにおいて、複数の共用
   アクセス要求が該資源を同時にアクセスするのを許すが
   、一時に１つの専用アクセス要求しか該資源をアクセス
   するのを許さないステップと、 現在該資源をアクセスするのを許されている要求の型を
   表わすように該ロックフラッグの内容を制御するステッ
   プと、 該キューにおける各制御ブロックと関連した１つの要求
   が資源への共用アクセス又は専用アクセスのどちらを待
   っているかを表わすためのアクセス表示フィールドを当
   該制御ブロックに設けるステップと、 を有することを特徴とする資源アクセス制御方法。