专利名称：信息处理装置、信息处理方法以及信息处理程序的制作方法
技术领域：
本发明涉及切换OS的信息处理装置、信息处理方法以及信息处理程序。
背景技术：
在以往，存在在单一的处理器系统中执行多个OS (Operating System :操作系统)的技术。该技术是为了在用户希望享受的服务取决于OS、并且希望享受的服务存在多个，用于实现各服务的OS不同的情况下在一个处理器系统上实现而存在的。作为实现该机构的 方式，存在VM (Virtual Machine :虚拟机)和混合(hybrid) OS等。VM指将CPU、存储装置等资源虚拟化，并在虚拟化的资源上执行的软件。将资源虚拟化的软件也被称为管理程序(hypervisor)。通过将多个VM搭载在单一的处理器系统上，能够执行2个以上的OS。在搭载了 VM的处理器系统中，被搭载的多个OS中的一个OS成为主OS，具有管理处理器系统的整体的机构。混合OS是作为成为基础的主OS的I个进程，执行其它的OS即协OS的技术。在嵌入式系统等要求实时性的环境下，存在主OS采用实时OS，协OS采用通用OS的情况。例如，实时OS执行需要高处理性能的实时性的处理，通用OS执行其以外的处理，从而能够维持实时性能，并且能够挪用通用OS的软件资产，能够抑制开发成本。例如，作为利用了混合OS的技术，公开有在主OS和协OS分别控制的画面的分辨率不同的情况下，能够高速进行画面的切换的技术(例如，参照下述专利文献I。)。另外，作为与混合OS相关的技术，例如，公开有转换存储器管理表，切换主OS的处理和协OS的处理，由此即使主OS产生故障也能够操作协OS的技术(例如，参照下述专利文献 2。)。专利文献I :日本特开平5 — 181443号公报专利文献2 日本特开2007 - 334572号公报在上述的现有技术中，在VM中要求切换OS的管理程序。存在搭载了管理程序的系统成为大型的软件构造的问题。另外，混合OS与VM相比能够使安装简单化，但协OS是在主OS上执行的进程，处理器的分配周期处于主OS的控制管理下。因此，在主OS将协OS整体的优先级设定为较低状态的状态下，存在即使协OS执行优先级较高的进程，处理器给进程分配的分配周期仍然较少这样的问题。另外，在专利文献1、2的技术中，若将协OS的进程设定为高优先级，则主OS的优先级相对地降低。因此，在成为了高优先级的协OS的进程进行对设备的访问的情况下，由于经由主OS进行对设备的访问，所以存在优先级降低了的主OS成为瓶颈，处理延迟这样的问题。
发明内容
为了消除上述的现有技术的问题点，本发明的目的在于提供在切换OS时，能够消除作为协OS的OS的处理的延迟，从而提高响应性能的信息处理装置、信息处理方法以及信息处理程序。为了解决上述的课题，实现目的，当在第一 OS执行包含与第一 OS不同的第二 OS的进程的第I状态下检测出切换请求时，公开的信息处理装置从第I状态切换到第二 OS执行包含第一 OS的进程的第2状态。 根据本信息处理装置、信息处理方法以及信息处理程序，起到在切换了 OS时，能够消除作为协OS的OS的处理的延迟，从而提高响应性能的效果。
图I是表示实施方式的信息处理装置100的硬件的框图。图2是表示信息处理装置100进行的切换了 OS的状态的说明图。图3是表示信息处理装置100的功能的框图。图4是表示信息处理装置100进行的切换了 OS的显示例的说明图。图5是表示存储器地址空间的一个例子的说明图。图6是表示OS切换时的应用程序的调度状况的说明图。图7是表示OS切换处理的概略的说明图。图8是OS切换处理的流程图。
具体实施例方式以下参照附图，对本发明的信息处理装置、信息处理方法以及信息处理程序的优选的实施方式进行详细说明。(信息处理装置的硬件)图I是表示实施方式的信息处理装置100的硬件的框图。在图I中，信息处理装置 100 具有 CPUlOU ROM (Read - Only Memory :只读存储器)102、和 RAM (Random AccessMemory :随机存取存储器)103。另外，信息处理装置100具有闪存R0M104、闪存ROM控制器105、和闪存R0M106。另外，信息处理装置100具有显示器107、I / F (Interface :接口)108、和键盘109作为与用户、其他设备的输入输出装置。另外，各部分别通过总线110连接。此处，CPUlOl管理信息处理装置100的整体的控制。R0M102存储有引导程序等程序。RAM103作为CPUlOl的工作区域被使用。闪存R0M104存储有OS (Operating System 操作系统)等系统软件、应用程序软件等。闪存ROM控制器105根据CPU101的控制，控制针对闪存R0M106的数据的读出/写入。闪存R0M106存储在闪存ROM控制器105的控制下写入的数据。作为数据的具体例，是使用信息处理装置100的用户通过I / F108获取的图像数据、影像数据等。闪存R0M106例如能够采用存储卡、SD卡等。显示器107显示光标、图标或者工具箱，以及文档、图像、功能信息等数据。该显示器107例如能够采用TFT液晶显示器等。I / F108 通过通信线路与 LAN (Local Area Network :局域网)、WAN (Wide AreaNetwork:广域网)、因特网等网络111连接，经由网络111与其他装置连接。并且，I / F108管理网络111和内部的接口，控制来自外部装置的数据的输入输出。I / F108例如能够采用调制解调器、LAN适配器等。
键盘109具有用于数字、各种指示等的输入的键，进行数据的输入。另外，键盘109也可以是触摸面板式的输入板、数字键等。图2是表示信息处理装置100进行的切换了 OS的状态的说明图。信息处理装置100能够取得将OS # I作为主OS正在执行的状态201，和将OS # 2作为主OS正在执行的状态202这2个状态。OS # I和OS # 2是在CPUlOl上动作的OS。例如，OS # I和OS # 2作为OS的功能，提供进程使用的程序库。另外，OS # I和OS # 2具有进行进程的调度处理的功能。主OS是控制信息处理装置100的OS。协OS是作为主OS的I个进程被执行的OS。通过执行协OS，在信息处理装置100中同时执行多个OS，信息处理装置100示出虚拟地具有多个核的多核处理器的情况。状态201中的信息处理装置100将OS # I设为主OS，以OS # I的控制为基础，执行进程A、进程B、和包含OS # 2的处理的进程203。在进程203的内部，信息处理装置100 以OS # 2的控制为基础，执行进程C和进程D。信息处理装置100在检测出切换请求的情况下切换主OS和协OS，由此从状态201迁移到状态202。状态202中的信息处理装置100将OS # 2设为主OS，以OS # 2的控制为基础，执行进程C、进程D、和包含OS # I的处理的进程204。在进程204的内部，信息处理装置100以OS # I的控制为基础，执行进程A和进程B。(信息处理装置100的功能)接下来，对信息处理装置100的功能进行说明。图3是表示信息处理装置100的功能的框图。信息处理装置100包含检测部301、切换部302、停止部303、转移部304、获取部305、和分配部306。成为该控制部的功能(检测部301 分配部306)通过CPUlOl执行存储在存储装置的程序来实现其功能。所谓的存储装置例如是图I所示的R0M102、RAM103、闪存R0M104、和闪存R0M106等。另外，也可以通过经由I / F108由其他的CPU执行来实现其功能。检测部301具有在第一 OS执行包含与第一 OS不同的第二 OS的进程的第I状态下，检测切换请求的功能。例如，检测部301在信息处理装置100的成为主OS的OS # I执行包含成为协OS的OS # 2的进程203的状态201下，检测通过使用者的操作等发行的切换请求。此外，检测结果被存储在CPUlOl的寄存器、RAM103等存储区域。切换部302具有在由检测部301检测出切换请求的情况下，从第I状态切换到第
二OS执行包含第一 OS的进程的第2状态的功能。另外，切换部302也可以在通过转移部304将执行权限转移到第二 OS的情况下，从第I状态切换到第2状态。例如，切换部302将信息处理装置100的状态从状态201切换到OS # 2使用由转移部304确保的指向包含OS
#I的进程204的指针来执行进程204的状态202。另外，切换部302除了从第I状态切换到第2状态之外，还可以切换到执行第二 OS的与用户接口相关联的处理的状态。所谓的与用户接口相关联的处理例如是与键盘109相对应的键事件处理、与显示器107是触摸面板的情况相对应的鼠标事件处理等。例如，切换部302在OS # 2成为了主OS的状态202下，进一步执行OS # 2的键事件处理、鼠标事件处理。此外，也可以将已切换这样的信息存储在CPUlOl的寄存器、RAM103等存储区域。停止部303具有在由检测部301检测出切换请求的情况下，使包含第二 OS的进程停止的功能。例如，在检测出切换请求的情况下，停止部303停止进程203。在进程203停止了的情况下，虽然不将进程203分配给CPUlO I，但是在RAM103上存在有进程203的信息。另外，停止部303也可以进一步使第一 OS的与用户接口相关联的处理停止。例如，停止部303使0S# I的键事件处理、鼠标事件处理停止。此外，将已使进程或者与用户接口相关联的处理停止的信息存储在CPUlOl的寄存器、RAM103等存储区域。转移部304具有在通过停止部303停止了包含第二 OS的进程的情况下，将针对CPUlOl的执行权限从第一 OS转移到第二 OS的功能。例如，转移部304在通过停止部303停止了进程203的情况下，将执行权限从OS # I转移到OS # 2。由于执行权限转移，所以主OS从OS # I变成OS # 2。实际上，OS # I释放指向进程203的指针，OS # 2确保指向进程204的指针，由此执行权限从OS # I转移到OS # 2。利用图5说明更为详细的动作。此外，执行权限被转移、主OS被切换这样的信息被存储在CPUlOl的寄存器、RAM103等存储区域。 获取部305具有从分配给处理器能够访问的第I存储器区域的规定的位置的第一OS的系统区域，获取第一 OS的用户区域和分配给第一 OS执行的进程的第2存储器区域的功能。所谓的第I存储器区域是CPU能够访问的R0M102、RAM103等存储区域。所谓的系统区域是由OS、设备驱动器等使用的存储器区域，用户区域是在系统区域以外分配给OS的区域，被由OS执行的进程使用。所谓分配系统区域的规定的位置，若在信息处理装置100起动后不转移，则可以是任意的位置。例如，可以将OS # I的系统区域分配给RAM103的前端地址。并且，还可以将OS
#2的系统区域分配给被分配为OS # I的系统区域的存储器区域的下一个存储器区域。另夕卜，分配给进程的第2存储器区域是作为进程的上下文被分配的存储器区域。进程将CPU的寄存器的值、程序计数器、堆栈指针等进程使用的数据储存于上下文。例如，获取部305从OS # I的系统区域获取OS # I的用户区域和被分配为进程A以及进程B的上下文的存储器区域。另外，详细而言，获取部305获取指示存储器区域的指针。将获取的区域的信息存储在CPUlOl的寄存器、RAM103等存储区域。分配部306具有在由转移部304将执行权限转移到第二 OS的情况下，将从由获取部305获取的第一 OS的用户区域中排除了第2存储器区域的存储器区域中的至少一部分的存储器区域分配给第二 OS的功能。例如，分配部306将从OS # I的用户区域排除了被分配为进程A以及进程B的上下文的存储器区域而得的未使用的存储器区域中的至少一部分的存储器区域分配为OS # 2的用户区域。此外，分配部306可以将未使用的存储器区域中的全部的存储器区域分配给第二OS，也可以将一部分的存储器区域分配给第二 OS。例如，假定0S# I的用户区域是7[M字节]，0S# 2的用户区域是4 [M字节]，被分配为进程A以及进程B的上下文的存储器区域合计为3 [M字节]的情况。此时，分配部306可以将OS # I的用户区域的未使用部分的4[M字节]分配给OS # 2的用户区域，也可以将I [M字节]作为OS # I的用户区域，将剩余的3 [M字节]分配给OS # 2的用户区域，将OS # 2的用户区域设为4 + 3 = 7 [M字节]。图4是表示信息处理装置100进行的切换OS的显示例的说明图。状态401、状态402中的信息处理装置100分别在状态201、状态202的信息处理装置100中作为进程A执行Web浏览器，作为进程C执行地图显示进程。状态401下的信息处理装置100的Web浏览器是前台，显示HTML (HyperText Markup Language :超文本标记语言)文档。并且,信息处理装置100作为Web浏览器的小窗显示地图显示进程。地图显示进程是OS # 2上的服务，在后台上以较低的优先级执行。通过用户进行的Web浏览器上的操作，例如，通过点击地图显示进程等动作，发行切换请求。若发行了切换请求，则信息处理装置100从状态401状态迁移到状态402，切换作为主OS和协OS的OS # I和OS # 2。状态402中的信息处理装置100的地图显示进程是前台，Web浏览器成为后台。例如，若按下键盘109的上箭头键，则信息处理装置100根据OS # 2的键事件处理向地图显示进程通知键事件。信息处理装置100的地图显示进程基于键事件请求表示地图上的前方的画面图像，所以通过I / F108获取画面图像，显示在显示器107上。此时，OS #2成为主OS，所以能够直接访问控制键盘109、I / F108、和显示器107的驱动器，从按下了上箭头键的时刻来看能够高速进行描绘。在现有例的信息处理装置100中，OS # 2是OS # I的管理下的协OS，所以OS # 2·为了访问控制键盘109、I / F108、和显示器107的驱动器而经由了 OS # I。因此，在现有例的信息处理装置100中，即使想要提高OS # 2的优先级并高速地进行描绘，也经由相对成为低速的OS # 1，所以不能够高速地进行显示。图5是表示存储器地址空间的一个例子的说明图。在图5中，表示有表示了 RAM103的存储内容的存储器地址空间501以及存储器地址空间502。信息处理装置100通过引导装入程序503将储存在闪存R0M104等的OS引导图像在RAM103中展开。利用距RAM103的前端地址的偏移量表示在图5中显示的RAM103的地址空间。存储器地址空间501表示状态201中的RAM103的存储内容，存储器地址空间502表示状态202中的RAM103的存储内容。在图5中，假定在状态201的状态下起动信息处理装置100。引导装入程序503以固定大小将成为OS # 1、0S # 2的引导启动点的系统区域分别分配给0x0000 OxOlff、0x0200 0x02ff。并且，弓丨导装入程序503将0x0300 0x23ff即存储器区域504作为OS # I的用户区域进行分配，将0x2400 0x31ff作为OS # 2使用的存储器区域505进行分配。能够将分配的存储器区域505看作包含OS # 2的处理的进程203的上下文。分配后，OS # I将成为进程203的上下文的前端地址存储在指针506。剩余的0x3200 Oxffff成为OS # I的用户区域，成为在OS # I管理下。此外，OS # I的用户区域不再是连续的存储器区域，但即使在这样的状态下也能够通过MMU (Memory ManagementUnit :存储器管理单元)进行管理。另外，OS # 2在存储器区域505中，将成为OS # 2的工作区域的OS # 2的上下文分配给0x2400 0x24ff，将OS # 2的用户区域分配给0x2500 0x31ff。另外，OS# I从OS# I的用户区域的未使用区域中，将进程A的上下文区域分配给0x2000 0x21ff，将进程B的上下文分配给0x2200 0x23ff。OS # 2从成为OS # 2的用户区域的0x2500 0x31ff中，将进程C的上下文分配给0x3000 0x31ff。分配后，OS # I将OS # I的用户区域的前端地址存储在指针507。并且，OS # I将进程A的上下文的前端地址存储在指针508，将进程B的上下文的前端地址存储在指针509。此外，被存储的指针506 指针509储存在OS # I的系统区域。另外，与进程相关的指针508和指针509也被储存在后述的进程调度表601中。同样，OS # 2将OS # 2的用户区域的前端地址存储在指针510，将进程C的上下文的前端地址存储在指针511。此外，被存储的指针510、指针511储存在OS # 2的系统区域。另外，与进程相关的指针511也被储存在进程调度表601中。在发行了用户的切换请求的情况下，信息处理装置100将存储器地址空间从存储器地址空间501变更为存储器地址空间502。存储器地址空间501和存储器地址空间502在RAM103的分配的内容上没有变化，但一些指针被变更。具体而言，OS # I释放存储有进程203的前端地址的指针506。另外，OS # I释放作为未使用的存储器区域的0x3200 Oxffff0接下来，OS # 2将在OS # I的管理下的存储器区域504的OS # I用户区域、进程A的上下文、和进程B的上下文看作进程204的上下文，并将OS # I用户区域的前端地址存储在指针512。OS # I释放指向进程203的上下文的指针506，OS # 2确保指向进程 204的上下文的指针512，由此执行权限从OS # I转移到OS # 2。另外，OS # 2管理未使用的区域即0x3200 Oxffff。由此，成为了主OS的OS # 2针对重新起动的进程、请求了更多的存储器区域的进程，能够超出在状态201下分配的存储器区域来分配存储器。在图5的例子中，通过在信息处理装置100中搭载2个OS的情况进行了说明，但在搭载N个OS的情况下，引导装入程序503也以固定大小将OS # I的系统区域0S # 2的系统区域…0S # N的系统区域分配给RAM103。接下来，引导装入程序503以可变大小将OS # I的用户区域0S # 2的用户区域…0S # N的用户区域分配给RAM103。图6是表示OS切换时的应用程序的调度状况的说明图。进程调度表601储存有指向由全部的OS执行的进程的上下文的指针。例如，在进程调度表601中储存有指向进程A的上下文的指针508、指向进程B的上下文的指针509、指向进程C的上下文的指针511-这样的指针。搭载于各OS的调度单元的循环调度管理部参照进程调度表601。循环调度管理部通过参照进程调度表601，能够获取指向进程的上下文的指针。循环调度管理部使用指向进程的上下文的指针，基于调度来重建调度循环。具体而言，OS # I的调度单元通过利用循环调度管理部对进程调度表601的参照，构建调度循环602。以利用时间片执行进程A、进程B、进程203的方式构建调度循环602。并且，以进程A的优先级变高的方式构建调度循环602。若通过用户进行的操作等发行切换请求，则OS # 2的调度单元通过利用循环调度管理部对进程调度表601的参照，构建调度循环603。以利用时间片执行进程C、进程D、进程204的方式构建调度循环603。并且，以进程C的优先级变高的方式构建调度循环603。这样，通过参照进程调度表601，各OS的调度单元能够容易进行优先级控制。图7是表示OS切换处理的概略的说明图。状态201中的信息处理装置100基于0S# I提供的n (用户界面)、框架来执行各进程。例如，在图7中，由0S# I的n执行成为前台的进程A、0S #2。在OS # 2中，执行成为后台的进程C。例如，若OS # I提供的n是⑶I，则os # I通过利用指示器移动箭头图标等来执行鼠标事件处理，处理针对用户的进程的请求。若发行了用户进行的切换请求，则信息处理装置100执行OS切换处理。利用图8后述OS切换处理的详细内容。在OS切换处理的内部，使OS # I的n暂时停止，使OS # 2的UI的停止解除。OS切换处理结束，且成为了状态202的信息处理装置100基于OS # 2提供的W、框架来执行各进程。例如，在图7中，通过0S# 2的n执行成为了前台的进程C、0S# I。在OS # I中，执行成为了后台的进程A。图8是OS切换处理的流程图。图8所示的OS切换处理表示信息处理装置100从状态201迁移到状态202的情况的流程图。在信息处理装置100从状态202向状态201迁移的情况下，调换OS # 2和OS # I的处理。另外，在步骤S801的处理后，信息处理装置100将步骤S802、步骤S803、步骤S804、和步骤S809作为OS # I侧的处理执行。另外，信息处理装置100将步骤S805、步骤S807、步骤S808、和步骤S810作为OS # 2侧的处理执行。
OS # I进行来自用户的锁定处理(步骤S801)。执行了锁定处理的信息处理装置100不进行包含用户操作的外部中断处理。在锁定处理后，OS # I释放包含OS # 2的进程203的指针(步骤S802)。接下来，OS # I从OS # I管理中的调度循环中删除进程203 (步骤S803)。具体而言，OS # I删除表示进程203的上下文的指针即指针506。接下来，OS # I获取成为OS # I的引导起动点的系统区域的地址，并通知给OS
#2 (步骤S804)。接下来，与通知对应地，CPUlOl将执行权限从OS # I切换到OS # 2 (步骤S806)。由此，主OS从OS # I切换到OS # 2。实际来说，通过OS # I在步骤S803中从OS # I的系统区域删除指向进程203的指针，并在步骤S806中由OS # 2确保指向进程204的指针，来切换执行权限。另外，在转移执行权限时，CPUlOl从OS # I的用户区域释放未使用的存储器区域中的至少一部分的存储器区域，将释放的存储器区域作为OS # 2的用户区域进行分配。OS # 2重新确保指示进程204的指针(步骤S805)，根据来自OS # I的通知获取OS # I的系统区域的指针。获取后，OS # 2设定OS # I的地址作为新指针(步骤S807)。具体而言，OS # 2对成为指示进程204的上下文的指针的指针512设定从OS # I的系统区域获取的0S# I的用户区域的地址。由此，指针512表示进程204的上下文。设定后，OS # 2在OS # 2管理中的调度循环中追加包含OS # I的进程204 (步骤S808)。另外，若在步骤S805的处理中重新确保指针，如果是新指针被追加至调度循环的机构，则在步骤S807的处理中进程204被追加至调度循环。在这样的情况下，OS # 2也可以不进行步骤S808的处理。追加后，OS # I使n功能的利用暂时停止(步骤S809)，OS
#2解除UI功能的停止(步骤S810)。在由OS # I结束了步骤S809的处理，由OS # 2结束了步骤S810的处理后，OS
#2进行来自用户的解锁处理(步骤S811)，结束OS切换处理。执行了解锁处理的信息处理装置100进行包含用户操作的外部中断处理。如以上说明，根据信息处理装置、信息处理方法以及信息处理程序，在检测出切换请求的情况下，对于作为主OS的OS # I和作为协OS的OS # 2，将OS # 2设定为主OS，将0S# I设定为协OS。由此，信息处理装置在提高了协OS的优先级的情况下，能够省略在协OS和设备的访问中处于中间的主OS来进行访问，能够使由协OS对设备的访问高速化。信息处理装置能够消除由作为协OS的OS # 2对设备的处理的延迟，提高OS # 2的响应性能。另外，信息处理装置也可以在检测出切换请求的情况下，使由OS # I执行的、包含OS # 2的进程停止，将处理器的执行权限从OS # I切换到OS # 2，将OS # 2设为主OS，将OS # I设为协OS。由此，信息处理装置能够避免成为在OS # I的管理下存在OS # 2，在OS # 2的管理下存在OS # I这样的无限循环的状态来切换OS。另外，信息处理装置也可以在OS切换时，从分配给规定的位置的OS # I的系统区域，获取OS # I的用户区域和分配给OS # I执行的进程的存储器区域，将OS # I的用户区域的未使用部分分配给OS # 2。由此，信息处理装置能够实现在作为协OS的OS成为了主OS时，超出在协OS时设定的存储器区域来使用存储器这样的动态存储器分配。另外，信息处理装置也可以在OS切换时，停止OS # I的UI功能，解除OS # 2的UI功能的停止。由此，在信息处理装置是移动终端等的显示器的显示区域有限的情况下，信息处理装置将调换了主从关系时成为操作对象的窗口限定为在显示器上显示的主OS的窗口。由此，通过使在画面上未显示的协OS的UI停止，能够减少处理量。另外，信息处理装置通过调换主从关系，能够提高响应性能。例如，假定将作为主OS的OS # M的进程的切换间隔设为T m，进程数设为M个，将作为协OS的OS # N的进程·的切换间隔设为T n，进程数设为N个的情况。在主从关系固定的装置的情况下，为了调用存在于OS # N的进程，最坏的情况下需要M T m + N T n的时间。在本实施方式的信息处理装置中，通过调换主从关系，能够以N T n时间进行切换。此外，能够通过利用个人计算机、工作站等计算机执行预先准备的程序来实现在本实施方式中说明的信息处理方法。将本信息处理程序记录在硬盘、软盘、⑶一 ROM、MO、DVD等计算机能够读取的记录介质上，通过由计算机从记录介质中读出来执行。另外也可以经由因特网等网络发布本信息处理程序。图中符号说明# I、#2…OS;100…信息处理装置；301...检测部；302…切换部；303…停止部；304…转移部；305…获取部；306…分配部；
权利要求
1.一种信息处理装置，其特征在于，具备 检测单元，其在第一 OS执行包含与所述第一 OS不同的第二 OS的进程的第I状态下，检测切换请求；和 切换单元，其在由所述检测单元检测出所述切换请求的情况下，进行从所述第I状态向所述第二 OS执行包含所述第一 OS的进程的第2状态的切换。
2.根据权利要求I所述的信息处理装置，其特征在于， 还具备 停止单元，其在由所述检测单元检测出所述切换请求的情况下，使包含所述第二 OS的进程停止；和 转移单元，其在由所述停止单元停止了包含所述第二 OS的进程的情况下，将针对处理器的执行权限从所述第一 OS转移到所述第二 OS， 在由所述转移单元将所述执行权限转移到了所述第二 OS的情况下，所述切换单元进行从所述第I状态向所述第2状态的切换。
3.根据权利要求2所述的信息处理装置，其特征在于， 还具备 获取单元，其从分配给所述处理器能够访问的第I存储器区域的规定的位置的所述第一OS的系统区域，获取所述第一 OS的用户区域和分配给所述第一 OS执行的进程的第2存储器区域，和 分配单元，其在由所述转移单元将所述执行权限转移到了所述第二 OS的情况下，将从由所述获取单元获取的所述第一 OS的用户区域中去除了所述第2存储器区域的存储器区域中的至少一部分的存储器区域分配给所述第二 OS。
4.根据权利要求2或者3所述的信息处理装置，其特征在于， 所述停止单元进一步使所述第一 OS的与用户接口相关联的处理停止， 所述切换单元除了进行从所述第I状态向所述第2状态的切换之外，还进行向执行所述第二 OS的与用户接口相关联的处理的状态的切换。
5.—种信息处理方法,其特征在于， 处理器执行如下步骤 检测步骤，在第一 OS执行包含与所述第一 OS不同的第二 OS的进程的第I状态下，检测所述切换请求；和 切换步骤，在由所述检测步骤检测出所述切换请求的情况下，进行从所述第I状态向所述第二 OS执行包含所述第一 OS的进程的第2状态的切换。
6.一种信息处理程序，其特征在于， 使处理器执行如下步骤 检测步骤，在第一 OS执行包含与所述第一 OS不同的第二 OS的进程的第I状态下，检测所述切换请求；和 切换步骤，在由所述检测步骤检测出所述切换请求的情况下，进行从所述第I状态向所述第二 OS执行包含所述第一 OS的进程的第2状态的切换。
全文摘要
本发明涉及信息处理装置、信息处理方法以及信息处理程序。在OS(＃1)执行包含与OS(＃1)不同的OS(＃2)的进程的第1状态下，信息处理装置(100)利用检测部(301)检测切换请求。信息处理装置(100)在由检测部(301)检测出切换请求的情况下，利用停止部(303)使包含OS(＃2)的进程停止。在停止进程之后，信息处理装置(100)利用转移部(304)将针对处理器的执行权限从OS(＃1)转移到OS(＃2)。转移执行权限后，信息处理装置(100)利用切换部(302)，从第1状态切换到OS(＃2)执行包含OS(＃1)的进程的第2状态。
文档编号G06F9/48GK102971709SQ20108006777
公开日2013年3月13日 申请日期2010年6月30日 优先权日2010年6月30日
发明者山下浩一郎, 山内宏真, 铃木贵久, 栗原康志 申请人:富士通株式会社