JPS61143858A - 複数のオペレ−テイングシステムの下におけるフアイルの共用方法 - Google Patents
複数のオペレ−テイングシステムの下におけるフアイルの共用方法Info
- Publication number
- JPS61143858A JPS61143858A JP59265478A JP26547884A JPS61143858A JP S61143858 A JPS61143858 A JP S61143858A JP 59265478 A JP59265478 A JP 59265478A JP 26547884 A JP26547884 A JP 26547884A JP S61143858 A JPS61143858 A JP S61143858A
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の利用分野〕
本発明は、計算機システムに関し、特に、複数のオペレ
ーティングシステム（本明細書においてＯＳという）の
下で動作する諸タスクによる、ファイルの共用に関する
。
ーティングシステム（本明細書においてＯＳという）の
下で動作する諸タスクによる、ファイルの共用に関する
。
複数のＯＳで動作する計算機システムにおいて、全ＯＳ
を管理するコントロールプログラムを設ける代シに、あ
るＯＳ（以下中核ＯＳという）の制御下に他のＯＳ（以
下セカンダリＯＳという）を働かせる制御方式は、既に
提案されている（特開昭５８−１８１１４９号）。この
制御方式によれば、第２図に示すように、中核０８１１
のタスク１２とセカンダリ０８１３は同格である。した
がって、セカンダリ０ｉＳ１３は、中核０８１１のタス
クなので、中核０８１１のファイル管理機能１１−５を
利用することができるが、中核ＯＳのタスク１２は、セ
カンダリ ＯＳのファイル管理機能１３−４を直接利用
することができない。中核ＯＳのタスク１２は、セカン
ダリ０８１３がそのファイルを中核ＯＳのファイルに転
送した後に、中核０８１１のファイル管理機能１１−５
を介してこれを利用するほかない。
を管理するコントロールプログラムを設ける代シに、あ
るＯＳ（以下中核ＯＳという）の制御下に他のＯＳ（以
下セカンダリＯＳという）を働かせる制御方式は、既に
提案されている（特開昭５８−１８１１４９号）。この
制御方式によれば、第２図に示すように、中核０８１１
のタスク１２とセカンダリ０８１３は同格である。した
がって、セカンダリ０ｉＳ１３は、中核０８１１のタス
クなので、中核０８１１のファイル管理機能１１−５を
利用することができるが、中核ＯＳのタスク１２は、セ
カンダリ ＯＳのファイル管理機能１３−４を直接利用
することができない。中核ＯＳのタスク１２は、セカン
ダリ０８１３がそのファイルを中核ＯＳのファイルに転
送した後に、中核０８１１のファイル管理機能１１−５
を介してこれを利用するほかない。
本発明の目的は、中核ＯＳのタスクがセカンダリＯＳの
ファイル管理機能を容易に利用できるようにすることで
ある。
ファイル管理機能を容易に利用できるようにすることで
ある。
本発明によれば、中核ＯＳのタスクは、セカンダリＯＳ
の管理下にあるファイルの使用を欲したとき、セカンダ
リＯＳの特定のタスクにファイルの使用を要求し、これ
を受けたセカンダリＯＳのタスクは、セカンダリＯＳに
ファイル使用要求を発し、これによシ、中核ＯＳのタス
クがセカンダリＯＳの管理下にあるファイルを直接（中
核ＯＳのファイルに移すことなく）使用することを可能
にする。
の管理下にあるファイルの使用を欲したとき、セカンダ
リＯＳの特定のタスクにファイルの使用を要求し、これ
を受けたセカンダリＯＳのタスクは、セカンダリＯＳに
ファイル使用要求を発し、これによシ、中核ＯＳのタス
クがセカンダリＯＳの管理下にあるファイルを直接（中
核ＯＳのファイルに移すことなく）使用することを可能
にする。
まず、本発明の前提となる、中核ＯＳとセカンダリＯＳ
で動作する計算機システムを、第３図と第４図により説
明する。この計算機システムは、第３図に示すように、
バス４に接続されたプロセッサ１、主メモリ２及び入出
力装置３からなる。
で動作する計算機システムを、第３図と第４図により説
明する。この計算機システムは、第３図に示すように、
バス４に接続されたプロセッサ１、主メモリ２及び入出
力装置３からなる。
主メモリ２には、中核０８１１、中核ＯＳ下のタスク群
１２及びセカンダリＯＳタスク１５が格納されており、
後述するように、中核０８１１は、割込ベクタテーブル
、ディスパッチャ、トラップマツピングテーブル、Ｉ１
０タスク等を含み、セカンダリＯＳタスク１５は、セカ
ンダリＯＳとこのセカンダリＯＳ下のセカンダリタスク
群とからなる。
１２及びセカンダリＯＳタスク１５が格納されており、
後述するように、中核０８１１は、割込ベクタテーブル
、ディスパッチャ、トラップマツピングテーブル、Ｉ１
０タスク等を含み、セカンダリＯＳタスク１５は、セカ
ンダリＯＳとこのセカンダリＯＳ下のセカンダリタスク
群とからなる。
第４図は、前記諸プログラム間の相互関係を模式的に示
す。中核０８１１は、通常のＯＳとして、オーバヘッド
の小さいリアルタイムＯＳであり、その下で、中核ＯＳ
のタスク（リアルタイムアプリケーションプログラムで
あるユーザタスク）群１２が制御される。中核０８１１
内の割込ベクタテーブル１１−１は、ＳｖＣトラップ、
例外トラップ、外部割込みなどの割込みに対するＯＳへ
のエントリアドレスを示すテーブルで、通常、計算機の
メモリアドレスの若番地にとられる。タスクとＯＳとの
インタフェースの例を簡単に述べると、ユーザタスク群
１２からの中核０８１１への要求は、８７０割込みによ
シ、割込ベクタテーブル１１−１に示されたアドレスを
経由して、中核０Ｓ１１の処理ルーチンに入り、処理が
終了すると、ディスパッチャ１１−２を経由して、元の
タスクまたは他のタスクに制御が渡される。中核０８１
１には、各トラップに対してタスク毎に個有の処理がで
きるように、各トラップ種別に対して、処理アドレスを
定義するトラップマツピングテーブル１１−３が、各タ
スクごとに用意される。
す。中核０８１１は、通常のＯＳとして、オーバヘッド
の小さいリアルタイムＯＳであり、その下で、中核ＯＳ
のタスク（リアルタイムアプリケーションプログラムで
あるユーザタスク）群１２が制御される。中核０８１１
内の割込ベクタテーブル１１−１は、ＳｖＣトラップ、
例外トラップ、外部割込みなどの割込みに対するＯＳへ
のエントリアドレスを示すテーブルで、通常、計算機の
メモリアドレスの若番地にとられる。タスクとＯＳとの
インタフェースの例を簡単に述べると、ユーザタスク群
１２からの中核０８１１への要求は、８７０割込みによ
シ、割込ベクタテーブル１１−１に示されたアドレスを
経由して、中核０Ｓ１１の処理ルーチンに入り、処理が
終了すると、ディスパッチャ１１−２を経由して、元の
タスクまたは他のタスクに制御が渡される。中核０８１
１には、各トラップに対してタスク毎に個有の処理がで
きるように、各トラップ種別に対して、処理アドレスを
定義するトラップマツピングテーブル１１−３が、各タ
スクごとに用意される。
セカンダリ０８１３は、このＯＳのもとに制御されるタ
スク（セカンダリタスク）群１４も含めて、中核０８１
１の１つのタスク、すなわちセカンダリＯＳタスク１５
として、中核０８１１によって制御され、その位置付け
は、他のユーザタスク群１２と基本的に同様である。な
お、当然ながら、セカンダリＯＳタスク１５内において
、セカンダリタスク群１４は、セカンダリ０８１３の制
御の下に、マルチプログラミングで動作している。
スク（セカンダリタスク）群１４も含めて、中核０８１
１の１つのタスク、すなわちセカンダリＯＳタスク１５
として、中核０８１１によって制御され、その位置付け
は、他のユーザタスク群１２と基本的に同様である。な
お、当然ながら、セカンダリＯＳタスク１５内において
、セカンダリタスク群１４は、セカンダリ０８１３の制
御の下に、マルチプログラミングで動作している。
セカンダリＯＳタスク１５への主要なエントリは３つあ
る。第１のエントリは、中核０８１１のスケジューリン
グによって、最初にディスパッチされたときの実行番地
であるイニシャルエントリ１３−１である。イニシャル
エントリ１３−１に制御が渡されると、セカンダリ０８
１３は、ＯＳの初期化を行ない、以降、セカンダリタス
ク群１４の実行を始める。第２のエン） ＩＪは、トラ
ップエントリ１３−２である。セカンダリタスク群１４
を実行中に、５ｖＣ１バスエラーなどのトラップが発生
すると、割込ベクタテーブル１１−１のアドレスに従っ
て中核０８１１のトラップエントリに入９、ついで、ト
ラップが発生したタスクに対応するトラップマツピング
テーブル１１−３のアドレスに従って、トラップエント
リ１３−２に入シ、セカンダリ ＯＳ １３による処理
が行なわれる。第３のエントリは、Ｉ１０割込エントリ
１３−３である。なお、１１−４は中核０８１１に属す
るＩ１０タスク群であシ、１６〜１９はメツセージキュ
ーである。
る。第１のエントリは、中核０８１１のスケジューリン
グによって、最初にディスパッチされたときの実行番地
であるイニシャルエントリ１３−１である。イニシャル
エントリ１３−１に制御が渡されると、セカンダリ０８
１３は、ＯＳの初期化を行ない、以降、セカンダリタス
ク群１４の実行を始める。第２のエン） ＩＪは、トラ
ップエントリ１３−２である。セカンダリタスク群１４
を実行中に、５ｖＣ１バスエラーなどのトラップが発生
すると、割込ベクタテーブル１１−１のアドレスに従っ
て中核０８１１のトラップエントリに入９、ついで、ト
ラップが発生したタスクに対応するトラップマツピング
テーブル１１−３のアドレスに従って、トラップエント
リ１３−２に入シ、セカンダリ ＯＳ １３による処理
が行なわれる。第３のエントリは、Ｉ１０割込エントリ
１３−３である。なお、１１−４は中核０８１１に属す
るＩ１０タスク群であシ、１６〜１９はメツセージキュ
ーである。
次に、第１図と第５図によシ、本発明によるファイル管
理機能の共用を説明する。本実施例は、共用のための制
御過程で、２種のトラップ、すなわち、中核ＯＳにマク
ロ命令の発行を生起させるｔｒａｐ≠１と、セカンダリ
ＯＳへのコールであるｔｒａｐ＋２を用いる。
理機能の共用を説明する。本実施例は、共用のための制
御過程で、２種のトラップ、すなわち、中核ＯＳにマク
ロ命令の発行を生起させるｔｒａｐ≠１と、セカンダリ
ＯＳへのコールであるｔｒａｐ＋２を用いる。
まず、セカンダリＯＳでは、ｔｒａｐ ＊ １に対応す
るマクロ命令（以下単にマクロという）を中核ＯＳの割
込ベクタテーブルに宣言（設定）する（第４図４Ｏ−２
）。ｔ ｒａｐす１に対応するマクロには、後述するよ
うに、ＳＥＲ，ＶＥ マクロ、ｗＴＭｓＧマクロ、ＲＥ
ＭＳＧマクロ及びＡＣＫＮＬＧマクロがある。
るマクロ命令（以下単にマクロという）を中核ＯＳの割
込ベクタテーブルに宣言（設定）する（第４図４Ｏ−２
）。ｔ ｒａｐす１に対応するマクロには、後述するよ
うに、ＳＥＲ，ＶＥ マクロ、ｗＴＭｓＧマクロ、ＲＥ
ＭＳＧマクロ及びＡＣＫＮＬＧマクロがある。
セカンダリＯＳのあるタスクをサーバタスク（中核ＯＳ
のタスクからのメツセージを受信できるタスク）にする
ために、処理４ｏ−３が行なわれる。すなわち、セカン
ダリＯＳの特定のタスクは、５ＥＲＶＥマクロコードを
中核ＯＳに属するマクロコードレジスタ（第１図１ｌ−
６）に設定し、それから、中核ＯＳに対してｔｒａｐ≠
１を発行する。
のタスクからのメツセージを受信できるタスク）にする
ために、処理４ｏ−３が行なわれる。すなわち、セカン
ダリＯＳの特定のタスクは、５ＥＲＶＥマクロコードを
中核ＯＳに属するマクロコードレジスタ（第１図１ｌ−
６）に設定し、それから、中核ＯＳに対してｔｒａｐ≠
１を発行する。
このｔｒａｐす１を受けた中核ＯＳは、マクロコードレ
ジスタを参照して、５ＥＲｖＥマクロを発行し、当該タ
スクをサーバタスクとして機能できるようにする。
ジスタを参照して、５ＥＲｖＥマクロを発行し、当該タ
スクをサーバタスクとして機能できるようにする。
以上のような準備の後、中核ＯＳのタスクは、処理４０
−１によシ、サーバタスクとなったセカンダリＯＳタス
ク（以下単にサーバタスクという）に対して、セカンダ
リＯＳのファイル管理機能の使用を要求するメツセージ
を送る。すなわち、中核ＯＳのタスクは、前記要求メツ
セージをＦＩＦＯ式のメツセージキューに入れるととも
に、中核０８に対してｔｒａｐ＋２を発行し、中核ｏｓ
は、割込ベクタテーブルを参照して、制御をセカンダリ
ＯＳに渡す（ｔｒａｐ＋２のジャンプ先がセカンダリＯ
Ｓである）。制御を渡されたセカンダリ ＯＳは、サー
バタスクを働かせる。
−１によシ、サーバタスクとなったセカンダリＯＳタス
ク（以下単にサーバタスクという）に対して、セカンダ
リＯＳのファイル管理機能の使用を要求するメツセージ
を送る。すなわち、中核ＯＳのタスクは、前記要求メツ
セージをＦＩＦＯ式のメツセージキューに入れるととも
に、中核０８に対してｔｒａｐ＋２を発行し、中核ｏｓ
は、割込ベクタテーブルを参照して、制御をセカンダリ
ＯＳに渡す（ｔｒａｐ＋２のジャンプ先がセカンダリＯ
Ｓである）。制御を渡されたセカンダリ ＯＳは、サー
バタスクを働かせる。
サーバタスクは、ＷＴＭＳＧマク１：Ｉ及びＲＥＭＳＧ
マクロを発行して、メツセージ行列の中にファイル管理
機能使用要求があれば、その処理を行なう（４０−４）
。すなわち、サーバタスクは、ＷＴＭＳＧマクロコード
とＲＥＭＳＧマクロコードをマクロコードレジスタに設
定し、中核ｏｓに対してｔｒａｐす１を発行する。中核
ＯＳは、これを受信すると、マクロコードレジスタを参
照して、ＷＴＭＳＧマクロ及びＲ，ＥＭＳＧマクロを発
行する。
マクロを発行して、メツセージ行列の中にファイル管理
機能使用要求があれば、その処理を行なう（４０−４）
。すなわち、サーバタスクは、ＷＴＭＳＧマクロコード
とＲＥＭＳＧマクロコードをマクロコードレジスタに設
定し、中核ｏｓに対してｔｒａｐす１を発行する。中核
ＯＳは、これを受信すると、マクロコードレジスタを参
照して、ＷＴＭＳＧマクロ及びＲ，ＥＭＳＧマクロを発
行する。
ＷＴＭＳＧマクロは、サーバタスクが後述するＡＣＫＮ
ＬＧマクロを発行するまで、中核ＯＳのタスクの実行を
中断させる。ＲＥＭ８Ｇマクロは、メツセージキューか
らそこに待機中の最も古いメツセージを取出して、これ
を所定のエリアに書込む。
ＬＧマクロを発行するまで、中核ＯＳのタスクの実行を
中断させる。ＲＥＭ８Ｇマクロは、メツセージキューか
らそこに待機中の最も古いメツセージを取出して、これ
を所定のエリアに書込む。
次いで、サーバタスクは、中核ＯＳに対してｔｒａｐ≠
２を発行して、セカンダリＯＳのファイル管理機能のサ
ービスを要求する（４０−５）。すなわち、サーバタス
クは、中核ＯＳに対してｔｒａｐ＋ ２を発行する。ｔ
ｒａｐ ＋ ２は、処理４０−１において、中核ＯＳの
タスクがセカンダリＯＳのファイル管理機能の使用を要
求するために用いたｔｒａｐ ４Ｐ２と同じ、システム
コールである。これを受けた中核ＯＳは、割込ベクタテ
ーブルを参照して、制御をセカンダリＯＳに移す。制御
を移されたセカンダリ ＯＳは、そのファイル管理機能
を中核ＯＳのタスクが使用できるようにする。
２を発行して、セカンダリＯＳのファイル管理機能のサ
ービスを要求する（４０−５）。すなわち、サーバタス
クは、中核ＯＳに対してｔｒａｐ＋ ２を発行する。ｔ
ｒａｐ ＋ ２は、処理４０−１において、中核ＯＳの
タスクがセカンダリＯＳのファイル管理機能の使用を要
求するために用いたｔｒａｐ ４Ｐ２と同じ、システム
コールである。これを受けた中核ＯＳは、割込ベクタテ
ーブルを参照して、制御をセカンダリＯＳに移す。制御
を移されたセカンダリ ＯＳは、そのファイル管理機能
を中核ＯＳのタスクが使用できるようにする。
そこで、サーバタスクは、使用要求に対する応答を中核
ＯＳのタスクに送る（４０−６）。すなわち、サーバタ
スクは、ＡＣＫＮＬＧマクロコードをマクロコードレジ
スタに設定し、中核ＯＳに対してｔｒａｐす１を発行す
る。これを受けた中核ＯＳは、マクロコードレジスタを
参照して、ＡＣＫＮＬＧマクロを発行する。このＡＣＫ
ＮＬＧマクロは、中核ＯＳのタスクに対して、ファイル
管理機能使用要求に対する応答を伝えて、そのタスクの
実行を再開させ、かくて、セカンダリＯＳのファイル管
理機能を介するファイルアクセスが実行される。
ＯＳのタスクに送る（４０−６）。すなわち、サーバタ
スクは、ＡＣＫＮＬＧマクロコードをマクロコードレジ
スタに設定し、中核ＯＳに対してｔｒａｐす１を発行す
る。これを受けた中核ＯＳは、マクロコードレジスタを
参照して、ＡＣＫＮＬＧマクロを発行する。このＡＣＫ
ＮＬＧマクロは、中核ＯＳのタスクに対して、ファイル
管理機能使用要求に対する応答を伝えて、そのタスクの
実行を再開させ、かくて、セカンダリＯＳのファイル管
理機能を介するファイルアクセスが実行される。
本発明によれば、中核ＯＳのタスクがセカンダリＯＳの
ファイル管理機能をそのまま（中核ＯＳにファイルを移
すことなく）使用することができるから、中核ＯＳとセ
カンダリ ＯＳで動作する計算機におけるファイルの共
用が容易になる。
ファイル管理機能をそのまま（中核ＯＳにファイルを移
すことなく）使用することができるから、中核ＯＳとセ
カンダリ ＯＳで動作する計算機におけるファイルの共
用が容易になる。
第１図は本発明による制御過程を概略的に示す模式図、
第２図は中核ＯＳとセカンダリＯＳとタスクの関係を示
す模式図、第３図は中核ＯＳとセカンダリ ＯＳで動作
する計算機システムのプロツクダイヤグラム、第４図は
各プログラム間の関係を示す模式図、第５図は本発明の
一実施例のフロー図である。 １１・・・中核ＯＳ，１２・・・中核ＯＳのタスク、１
３・・・セカンダリＯＳ，１４・・・セカンダリＯＳの
タスク、１３−４・・・セカンダリＯＳのファイル管理
機能。
第２図は中核ＯＳとセカンダリＯＳとタスクの関係を示
す模式図、第３図は中核ＯＳとセカンダリ ＯＳで動作
する計算機システムのプロツクダイヤグラム、第４図は
各プログラム間の関係を示す模式図、第５図は本発明の
一実施例のフロー図である。 １１・・・中核ＯＳ，１２・・・中核ＯＳのタスク、１
３・・・セカンダリＯＳ，１４・・・セカンダリＯＳの
タスク、１３−４・・・セカンダリＯＳのファイル管理
機能。
Claims (1)
- １、中核ＯＳと、この中核ＯＳの制御下にあつて中核Ｏ
Ｓのタスクと同列の地位に置かれたセカンダリＯＳとか
らなる複数のＯＳで動作する計算機システムにおいて、
中核ＯＳのタスクがセカンダリＯＳのファイル管理機能
に対する使用要求をセカンダリＯＳの特定のタスクに送
る過程と、この要求を受けたセカンダリＯＳの前記特定
のタスクがセカンダリＯＳにファイル管理機能使用要求
を送る過程とを有することを特徴とするファイル共用方
法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59265478A JPS61143858A (ja) | 1984-12-18 | 1984-12-18 | 複数のオペレ−テイングシステムの下におけるフアイルの共用方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59265478A JPS61143858A (ja) | 1984-12-18 | 1984-12-18 | 複数のオペレ−テイングシステムの下におけるフアイルの共用方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS61143858A true JPS61143858A (ja) | 1986-07-01 |
Family
ID=17417729
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59265478A Pending JPS61143858A (ja) | 1984-12-18 | 1984-12-18 | 複数のオペレ−テイングシステムの下におけるフアイルの共用方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS61143858A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS63213043A (ja) * | 1987-02-28 | 1988-09-05 | Nec Corp | 外部記憶装置上のフアイル処理方式 |
| JPS647138A (en) * | 1986-10-28 | 1989-01-11 | Toshiba Corp | File access control system |
| JPH03505383A (ja) * | 1988-09-12 | 1991-11-21 | ジーメンス ニックスドルフ インフォルマチオーン スジステーメ アクチェンゲゼルシャフト | データ処理装置用オペレーションプログラム |
-
1984
- 1984-12-18 JP JP59265478A patent/JPS61143858A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS647138A (en) * | 1986-10-28 | 1989-01-11 | Toshiba Corp | File access control system |
| JPS63213043A (ja) * | 1987-02-28 | 1988-09-05 | Nec Corp | 外部記憶装置上のフアイル処理方式 |
| JPH03505383A (ja) * | 1988-09-12 | 1991-11-21 | ジーメンス ニックスドルフ インフォルマチオーン スジステーメ アクチェンゲゼルシャフト | データ処理装置用オペレーションプログラム |
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