JP2000284975A - システム・リソースのスケジューリングのためのシステムおよび方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 低ロード状況でそのハード限界に極めて近い
かまたは等しいシステム・リソースへのユーザ・アクセ
スの許可を容易にするためのスケジューラ・システムお
よび方法を提供すること。 【解決手段】 コンピュータ・システムは複数のユーザ
にプロセッサ時間を割り振る。システム・オペレータま
たは他の管理者は各ユーザごとにプロセッサ時間のシェ
アをコンピュータに対して指定する。特定のユーザのＣ
ＰＵ使用率は、活動待機ルーチンに組み込まれたモニタ
の使用により「ディスパッチ主導型」マルチプロセッシ
ング・システムにおいて絶対値に制限される。使用する
メカニズムは、それぞれの消費量が限界値を超過しない
ようにそのＣＰＵリソースを制限しなければならないユ
ーザのリストである。あるユーザを低ロード状況でリス
トから除去しなければならない時期を決定し、その結
果、それが使用可能であれば最大ＣＰＵ使用率をそのユ
ーザに供給するために、限界リストは活動待機監視され
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、システム・スケジ
ューラに関する。より詳細には、ユーザがディスパッチ
主導型マルチプロセッサ・システムにおいてそれに対す
る資格を有するリソースをユーザに対してスケジューリ
ングすることに関する。

【０００２】

【従来の技術】オペレーティング・システムには、ユー
ザが消費するシステム・リソースの量を制御するために
スケジューラが設けられている。Ｇ．Ａ．デヴィソン
（Davison）により１９９４年６月２日に出願された同
時係属の米国特許出願第０８／２５２８６４号には、こ
のようなシステムが記載されている。

【０００３】多くの場合、コンピュータ・システムで
は、多くのプログラムまたはユーザが並行して実行する
ことが必要になる。複数のプログラムを実行するために
１つまたは複数のプロセッサが使用可能になる場合もあ
る。どのような１つのプロセッサも一度に１つのプログ
ラムまたはトランザクションしか実行することができな
い。２つまたはそれ以上のプログラムが同時に実行する
ことを要求し、１つのプロセッサまたは実行を必要とす
るプログラムの数より少ないプロセッサしかない場合、
オペレーティング・システムは、どのプログラムが一度
に１つのプロセッサまたは各プロセッサを使用できるか
を決定しなければならない。通常、この決定は、それぞ
れのプログラムの相対的優先順位に基づいて行われる。
通常、低速入出力動作が完了するのを待っているものな
ど、待機状態にあるプログラムは、「中断」され、した
がって、その優先順位にかかわらず、そのプロセッサを
求めて競合する資格はない。

【０００４】どのプログラムが特定の時点で１つのプロ
セッサまたは各プロセッサを使用できるかを決定するこ
とに加え、オペレーティング・システムは、優先順位が
等しい（またはおそらくそれより低い）他のプログラム
がそれぞれの順番を獲得できるように、実行を開始した
後で、どのくらいの間、選択したプログラムがそれぞれ
のプロセッサを使用できるかも決定しなければならな
い。実行を開始した後で、どのくらいの間、各プログラ
ムがプロセッサを使用できるかを決定するための既知の
技法はいくつか存在する。最も単純な技法では、優先順
位が最も高いプログラムが完了（または中断）までプロ
セッサの使用を維持する。しかし、これにより、このプ
ログラムがそのプロセッサを「ホグ」し、他のプログラ
ムを「飢えさせる」場合もある。他の既知の技法では、
実行のために選択された各プログラムに対し、全プロセ
ッサ時間のうちのシェアまたは「スライス」が与えられ
る。プログラムの全シェアは等しいものにするかまたは
好ましいことに様々な要因に基づいて重み付けすること
ができる。全シェアに重み付けするための既知の技法の
１つは以下の通りである。一部のプログラムは全プロセ
ッサ時間のうちの「絶対」または確定シェアを指揮する
よう定義され、他のプログラムは残りのプロセッサ時間
のうちの「相対」シェアを指揮するよう定義される。絶
対シェアは「先頭から取られ」、相対シェアはそれぞれ
の相対シェアに比例して残りを分割する。たとえば、第
１のプログラムは４０パーセントの絶対シェアで定義さ
れ、第２のプログラムは１００の相対シェアで定義さ
れ、第３のプログラムは３００の相対シェアで定義され
る。このシナリオでは、第１のプログラムが全プロセッ
サ時間の４０パーセントを指揮し、第２のプログラムが
全プロセッサ時間の１５パーセントを指揮し、第３のプ
ログラムが全プロセッサ時間の４５パーセントを指揮す
ることになる。

【０００５】１つのプログラムは、その絶対または相対
シェア全体を必要としない場合がある。この絶対／相対
シェア環境で超過分を割り振るための既知の技法は、最
高絶対または相対シェアを伴うプログラムに超過分をす
べて与えることである。超過分が全プロセッサ時間のう
ちのわずかな割合である場合、この既知の技法で十分で
あると思われる。しかし、多くの場合、全プロセッサ時
間の半分など、超過分は相当な量であり、超過分をすべ
て１つのプログラムに割り振ることが最適ではない場合
もある。

【０００６】システムのうち、ユーザがそれに対する資
格を有する相対シェアは、現在、システム・リソースを
求めて競合しているすべての相対シェア・ユーザの優先
順位の割合に基づくものである。しかし、相対シェア・
ユーザにとって必ずしもすべてのシステム・リソースが
使用可能であるわけではない。リソースを求めて競合す
る複数の絶対シェア・ユーザが存在する場合、このよう
な絶対シェア・ユーザには、システムの残りのシェアが
相対シェア・ユーザ間で比例分割される前に、先にシス
テムの一部が与えられる。このような関係は一般に以下
のように表すことができる。 残りのシェア＝システムの１００％−すべての絶対シェ
アの合計

【０００７】次に、残りのシェアは以下のように相対シ
ェア・ユーザ間で比例分割される。 相対ユーザのシェア＝残りのシェア＊（ユーザの相対シ
ェア／すべての相対ユーザの合計シェア）

【０００８】マイナー・タイム・スライスとは、スケジ
ューラによる再検査のための割込みなしに所与のユーザ
が所有できるプロセッサ時間の量である。マイナー・タ
イム・スライスのサイズは、マシン速度と、あるいは顧
客設定とに依存する。ユーザがディスパッチされると、
ＣＰＵタイマはマイナー・タイム・スライスの時間の量
で設定される。このタイマは、時間切れになると、減分
して割込みを提示し、その結果、ユーザのマイナー・タ
イム・スライスが終了したことをスケジューラに通知す
る。

【０００９】限定ユーザ、すなわち、「リミットハー
ド」ユーザとは、ユーザがそれに対する資格を有するプ
ロセッサ・リソースの最大量を表すものとして限界値が
定義されたユーザである。この限界値は、最大使用率シ
ェアを表し、そのユーザのディスパッチ優先順位を計算
するために使用する。通常、プロセッサ・リソースのう
ち、それぞれの最大許容シェアを超過するかまたは超過
しそうなリミットハード・ユーザが掲載された限界リス
トが用意される。あるユーザが限界リストに掲載されて
いる（またはそれ以外の方法で限界状況によって特徴づ
けられている）間、その使用のためにリソースがディス
パッチされることはない。

【００１０】ユーザ作業をディスパッチする際に、人工
時刻（ＡＴＯＤ）クロックが使用される。このＡＴＯＤ
値は、マシンの時刻（ＴＯＤ）クロックと同じ速度で増
加するが、そのユーザ作業（オペレーティング・システ
ム作業などの非ユーザ作業とは区別される）がマシンに
よって実行されている間に限られる。システム・リソー
スをスケジューリングするために少なくとも一部はＡＴ
ＯＤに依存する現行システムでは、限定シェア・ユーザ
は、ＣＰＵリソースが使用可能であっても、その最大使
用率シェアに達することが許されない場合がある。明ら
かなことに、アイドル・プロセッサ・リソース時間を含
む低ロード状況では、アイドル時間の間、人工時刻（Ａ
ＴＯＤ）値が十分な速さで移行するわけではない。した
がって、実行中のリミットハード・ユーザのディスパッ
チ優先順位はＡＴＯＤに対して本来あるべき速度より速
く移行し、時期尚早に限界リストに入る（すなわち、限
界状況が与えられる）。さらに、活動状態の（非アイド
ル）プロセッサだけがそのリストを監視するので、ユー
ザが不必要に限界リスト上に保持される場合もある。低
ロード状況（すべてのプロセッサを使用中として維持す
るのに十分な作業がない時間）では、活動状態のプロセ
ッサの数が減少し、したがって、限界リストの監視頻度
が低下する。このため、ユーザが限界リストから出なけ
ればならない時期からそれが出なければならないことを
プロセッサが検出する時期までの時間が増加する。これ
までは、プロセッサが活動待機状態にある間にこのユー
ザを限界リストから除去するためのメカニズムはまった
く存在しなかった。このような状況では、プロセッサが
実行すべきユーザ作業を一切持たず、したがって、活動
待機メカニズムでループしている時間があり、限界リス
トの検査を行わせるような何かが他のプロセッサ上で発
生するまで、限界リスト上のユーザはそこに存続する。

【００１１】その結果、上記のデヴィソン出願に記載さ
れているような現行システムがそのうえに有するユーザ
が非常に少ない場合、または現行システムが使用中では
ない場合、そのスケジューラは、ハード限界までの使用
率を有することができるはずであるときにそのハード限
界より少ないＣＰＵ時間をユーザに与える。コンピュー
タ・システム上のユーザが非常に少ない場合、不思議な
ことに、ユーザは資格を有するものより２０％減以内の
著しく少ないＣＰＵ時間を獲得する。その結果、特にＣ
ＰＵ時間が売却される場合に、支払っただけのＣＰＵ時
間のすべてを獲得できないユーザから苦情が出る可能性
がある。逆に、請求できるときに、ＣＰＵ時間が請求さ
れないこともある。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】本発明の一目的は、低
ロード状況でそのハード限界に極めて近いかまたは等し
いシステム・リソースへのユーザ・アクセスの許可を容
易にするためのスケジューラ・システムおよび方法を提
供することにある。

【００１３】本発明の他の目的は、システム・リソース
に関する最適請求を容易にし、請求の総額またはこのよ
うなリソースの可用性に対するユーザの不快感を低減す
る、改良されたスケジューラを提供することにある。

【００１４】本発明の他の目的は、ユーザの優先順位を
決定し、どのユーザが次に実行できるかを決定するため
にシステムが使用するスケジューリング・アルゴリズム
へのフィードバック・メカニズムとしてモニタ・データ
が使用される、システムおよび方法を提供することにあ
る。

【００１５】本発明の他の目的は、限定アクセス権を有
するユーザを早すぎない時期に限界リストに掲載し、遅
すぎない時期に限界リストから除去することにより、こ
のようなユーザに対してシステム・リソースをスケジュ
ーリングするためのシステムおよび方法を提供すること
にある。

【００１６】本発明の他の目的は、遅すぎない時期にリ
ソースのスケジューリングを可能にし、早すぎない時期
にリソースのスケジューリングを禁止することにより、
限定アクセス権を有するユーザに対してシステム・リソ
ースをスケジューリングするためのシステムおよび方法
を提供することにある。

【００１７】

【課題を解決するための手段】第１のクロックを維持
し、第２のクロックを維持し、ディスパッチ・プロセス
中に実行すべき作業がある場合、ユーザが待機状況にな
っていないときのみ、他のユーザとともにディスパッチ
優先順位順にユーザに対してシステム・リソースの使用
をスケジューリングし、それ以外の場合にユーザ時間分
だけ第１のクロックを前進し、ユーザ時間および待機時
間分だけ第２のクロックを前進し、待機プロセス中に実
行すべき作業がある場合、ディスパッチ・プロセスを呼
び出し、それ以外の場合に待機時間の時間的調節を行
い、待機時間が所定の値を超過したときに待機状況にあ
るユーザが存在する場合、待機時間分だけ第１のクロッ
クを増分し、ディスパッチ・プロセスを呼び出すことに
より、システム・リソースはユーザによる使用のために
スケジューリングされる。

【００１８】

【発明の実施の形態】上記の同時係属特許出願第０８／
２５２８６４号に記載されているシステムに対する改良
である本発明の好ましい実施の形態によれば、オペレー
ティング・システムは、限定アクセス権を有するユーザ
を早すぎない時期に限界リストに掲載し、遅すぎない時
期に限界リストから除去することにより、このようなユ
ーザに対してシステム・リソースをスケジューリングす
る。

【００１９】したがって、活動待機ルーチンに組み込ま
れたモニタの使用により「ディスパッチ主導型」マルチ
プロセッシング・システムにおいて特定のユーザのＣＰ
Ｕ使用率をある絶対値に制限するためのシステムおよび
方法が提供される。使用するメカニズムは、ユーザのリ
ストであって、そのＣＰＵリソースはそれぞれの消費量
が限界値を超過しないように制限されなければならな
い。このようなユーザは「限界状況」を有するものとし
て特徴づけられる。あるユーザを低ロード状況でリスト
から除去しなければならない（このため、「ディスパッ
チ状況」に復元される）時期を決定し、その結果、それ
が使用可能であれば最大ＣＰＵ使用率をそのユーザに供
給するために、限界リストは活動待機監視される。本発
明の好ましい実施の形態によれば、この活動待機ルーチ
ン（プロセスまたはプロシージャとも言う）は、ユーザ
の優先順位を決定し、どのユーザが次に実行（ディスパ
ッチ）できるかを決定する際にその有効性を強化するよ
うスケジューリング・ルーチンを動的に調整するために
監視されフィードバックされたパフォーマンス・データ
を使用して、限界リストからユーザを除去するためにデ
ィスパッチ・ルーチンを呼び出す時期を決定するため
に、限界リスト上のユーザを監視する。ユーザの限界リ
スト優先順位の１つのマイナー・タイム・スライス内に
入るようＡＴＯＤ２が計算されたときに、ユーザはディ
スパッチ・ルーチンによって限界リストから除去され
る。

【００２０】ユーザ・タスクは、あるユーザのタイム・
スライスの終わりを表すディスパッチ優先順位値に応じ
て実行されるようスケジューリングされる。この値は、
時刻（ＴＯＤ）フォーマットになっており、以下に詳述
する。

【００２１】図１を参照すると、システム図は本発明の
好ましい実施の形態のプログラミング（データおよび方
法）構造を示している。このようなプログラミング構造
としては、システム・リソース２０、実時間クロック２
２、ユーザ最小シェア割当て２４、ユーザ最大シェア割
当て２６、活動待機連続モニタ３０、着信タスク３２、
ディスパッチャ４０、スケジューラ４４、ＡＴＯＤ２
２１、ＡＴＯＤ２３、オフセット２５、限界リスト２
７、限界リスト上の存続持続時間（存続時間とも言う）
２９、ユーザの優先順位境界３５、ディスパッチ・リス
ト３７、最大降下１８、ＴＯＤ−ＴＩＥＤ２８を含む。
以下に説明するように、このような構造間の連係によっ
て本発明の方法の好ましい実施の形態が実現される。

【００２２】もう一度、図１を参照すると、動作に当た
っては、線８８が表すように、ディスパッチャ４０は、
着信作業３２を探し、実行すべき何らかの作業がある場
合にスケジューラ４４によって設定された優先順位に基
づいてそれを実行させる。線８２が表すように、実行す
べき作業がまったくない場合、ディスパッチャ４０は活
動待機連続モニタ３０を呼び出す。線８３が表すよう
に、活動待機プロセス３０は、着信作業３２がないかど
うかシステムを連続的に監視し、線８２がさらに表すよ
うに、何らかの作業が到着したときにそれを実行するた
めにディスパッチャ４０を呼び出す。線８４が表すよう
に、ディスパッチャ４０は、ユーザがマイナー・タイム
・スライスの終わりに達したときにユーザのディスパッ
チ優先順位を再計算するためにスケジューラ４４を呼び
出す。線８５、８６、８７、８８がそれぞれ表すよう
に、スケジューラ４４は、ディスパッチ優先順位計算へ
の入力として、システム・リソース２０、実時間クロッ
ク２２、ユーザの最小シェア割当て２４、ユーザの最大
シェア割当て２６を使用する。線８９が表すように、ス
ケジューラ４４は、最後にＡＴＯＤ２が更新されてから
実際にユーザを実行するために使用したＣＰＵ時間に待
機時間（実行すべき作業がまったく使用可能になってい
ない場合）を加えた量だけＡＴＯＤ２を前進することに
より、ＡＴＯＤ２２１を更新する。線９０が表すよう
に、スケジューラ４４は、最後にＡＴＯＤが更新されて
から実際にユーザを実行するために使用したＣＰＵ時間
の量だけＡＴＯＤを前進し、本発明にとって重要な所与
の状況下では待機時間分も前進することにより、ＡＴＯ
Ｄ２３を更新する。更新されたＡＴＯＤ＝前のＡＴＯＤ
＋最後にＡＴＯＤが再計算されてからのユーザＣＰＵ時
間になる。線９１が表すように、スケジューラ４４は、
優先順位計算に使用されるそのユーザのオフセット２５
を計算する。オフセット２５は、ユーザのディスパッチ
優先順位３５を計算するときにＡＴＯＤ２３の現行値か
らの変位として使用される。線９２および９３が表すよ
うに、ユーザのディスパッチ・リスト優先順位３５（締
切り優先順位または予測完了時間とも言う）は、スケジ
ューラ４４の計算に基づいて設定され、ＡＴＯＤ２３の
現行値とユーザのオフセット２５のサイズに基づく境界
内にある。線３１および３３が表すように、ユーザのデ
ィスパッチ・リスト優先順位３５は、ディスパッチャ４
０がそれを実行を必要とする着信タスク３２と見なすよ
うに、他の作業による優先順位順にユーザの作業をディ
スパッチ・リスト３７に掲載するために使用される。ス
ケジューラ４４は、そのユーザをディスパッチ・リスト
３７に掲載するためにＡＴＯＤ２３を使用してユーザの
ディスパッチ・リスト優先順位３５を計算し、そのユー
ザを限界リスト２７に掲載することによりそのユーザの
リソース消費量を制限する必要があるときにＡＴＯＤ２
２１を使用して限界リスト２７の優先順位を計算す
る。線９５が表すように、計算された上部境界はＴＯＤ
−ＴＩＥＤ２８と呼ばれる。線９４が表すように、計算
された下部境界は最大降下１８と呼ばれる。線９６が表
すように、最大降下境界１８の外側になるようにスケジ
ューラによってそのディスパッチ優先順位３５が計算さ
れる限定シェア・ユーザは、限界リスト２７に追加され
る。線９７および９８が表すように、限界リスト２７上
の存続持続時間２９の予測は、ＡＴＯＤ２ ２１に基づ
いて行われる。線９９が表すように、ユーザは、スケジ
ューラ４４によって除去すべき時期になるまで、限界リ
スト２７上に存続する。線１２０が表すように、低ロー
ド状況では、活動待機プロセス３０は、ユーザを除去し
なければならない可能性のある時期を決定するために限
界リスト２７を監視する。

【００２３】ＡＴＯＤ、ＴＯＤ−ＴＩＥＤ、ディスパッ
チ優先順位、オフセットを決定するために必要な計算な
らびにユーザに対してリソースをスケジューリングする
際のその使い方について、以下に説明する。最大降下を
計算するための式は以下の通りである。 最大降下＝ＡＴＯＤ＋４＊オフセット

【００２４】オフセットを計算するための式は以下の通
りである。 オフセット＝（マイナー・タイム・スライス−オーバラ
ン）／（ＣＰＵの数＊シェア）

【００２５】式中、オーバラン＝ユーザが優先順位がよ
り高い作業によって先取りされた場合にユーザの前のマ
イナー・タイム・スライス上に残っている時間の量であ
る。

【００２６】ユーザのディスパッチ優先順位は、優先順
位境界である最大降下とＴＯＤ−ＴＩＥＤの範囲内で計
算された整数値である。ＴＯＤ−ＴＩＥＤメカニズムに
関するより完全な説明を以下に示す。

【００２７】ＡＴＯＤ２３およびＡＴＯＤ２ ２１は、
システム上のすべてのユーザのユーザ時間とシステムの
待機時間を全体として累積するために使用するデータ構
造（フィールド）である。個々のユーザ時間または待機
時間あるいはその両方は追跡する必要はない。このよう
な累積は、システムの活動と比較して、ユーザのマイナ
ー・タイム・スライスの終わりなど、発生すべき所与の
事象を予測する際に使用する。

【００２８】図２〜図８およびそれらに関する以下の説
明は、デヴィソンによる同時係属特許出願第０８／２５
２８６４号から適応され、本発明の理解にとって重要な
基本概念のチュートリアルを構成し、これは主に、実質
的に早すぎない時期にユーザを限界リストに追加し、遅
すぎない時期にそのユーザを除去するという目標に改良
を加えるように待機時間を含むようにＡＴＯＤおよびＡ
ＴＯＤ２を調整するために提供されたメカニズムの改良
である。

【００２９】図２は、オペレーティング・システム３８
がディスパッチャ４０と、スタッカ４２と、スケジュー
ラ４４と、残りの諸機能４６とを含むことを示してい
る。スタッカは、スケジューラとディスパッチャならび
にディスパッチャおよびスケジューラとオペレーティン
グ・システムの残りの部分とのインタフェースである。
処理の流れに関する高レベル説明を以下に示す。典型的
なシナリオでは、ユーザは何らかの作業を実行するよう
オペレーティング・システムの「残りの部分」４６に要
求する。この作業要求は、ユーザの状況を「作動可能」
として記録するスタッカ４２に渡される。スタッカは、
ユーザがその作業に対して異なる視点を有する可能性が
あっても、ユーザから到着する作業を１つまたは複数の
「トランザクション」として見る。ユーザが完全アイド
ルの状態（「アイドル」）から実行準備ができている状
態（「作動可能」）に移行したときに、「新しい」トラ
ンザクションが開始される。また、ユーザが依然として
進行中の作業（トランザクション）を持っているが、完
了すべき仮想入出力要求を待っており、したがって、一
時的に実行準備ができていないときに存在する「中断」
という第３の状態もある。中断の期間は、新しいトラン
ザクションを宣言するのに十分な根拠にならない。次
に、スタッカはこのユーザに関する作業待ち行列に要求
を渡す。また、スタッカは、ディスパッチ・リスト３７
上の他のユーザに対するこのユーザのディスパッチ優先
順位３５を示す情報を入手するためにスケジューラも呼
び出す。次に、スタッカは、このユーザ（実際にはユー
ザのＶＭＤＢＫ）をディスパッチ・リスト３７に掲載
し、オペレーティング・システムの「残りの部分」に戻
る。ディスパッチ優先順位はディスパッチ・リスト上の
ユーザの順序付けを実施する。オペレーティング・シス
テムの残りの部分は、その現行作業部片を完了すると、
ディスパッチャ４０に制御を移して、実行すべき次のユ
ーザおよび作業部片を決定する。次にディスパッチャ
は、ディスパッチ・リスト３７内の第１の作動可能ユー
ザと、次にディスパッチすべきユーザの作業待ち行列内
の第１の作業部片を選択する。次に、ディスパッチャ４
０は、オペレーティング・システムの残りの部分に制御
を移して、この作業の実行を開始する。次に、ディスパ
ッチされた作業は所定の持続時間のタイム・スライス、
たとえば、１ミリ秒の間、実行される。１ミリ秒のタイ
ム・スライスが終了する前にこの作業項目が完了した場
合、ディスパッチャは実行すべき同じユーザの作業待ち
行列から他の作業部片を選択する。このタイム・スライ
スの終了時に、ユーザが依然として実行すべき作業を持
っている場合、ディスパッチャは、このユーザ用の次の
タイム・スライスの新しい優先順位を入手するために、
もう一度スケジューラ４４を呼び出す。この新しい優先
順位によりユーザはディスパッチ・リスト内で位置変更
され、次にこれが、同じユーザのためにこの次のタイム
・スライスが始まる時期を決定する。同じユーザ用の連
続タイム・スライス間の時間は、一部分ではこのユーザ
用のプロセッサ時間のシェアを決定する。

【００３０】すべてのユーザは、それぞれの絶対または
相対シェアにかかわらず、均一持続時間の個別タイム・
スライスについてディスパッチされ実行される。前述の
例では、各タイム・スライスは１ミリ秒である。タイム
・スライスは一般にプロセッサの速度に基づくものであ
り、この実施の形態のために選択された１ミリ秒は一例
に過ぎず、システムに合わせるために指定変更すること
ができる。各ユーザ（ＶＭＤＢＫによって表される）
は、タイム・スライスを完了した後、割込みが行われ、
ディスパッチ・リスト内の下の方に移動する（再優先順
位付けが行われる）。これにより一般に他のユーザがこ
のプロセッサを使用できるようになる。プロセッサの各
ユーザのシェアは、そのユーザに割り振られたタイム・
スライス間の間隔と、ユーザが各タイム・スライスを使
用するために必要とする時間によって決定され、各ユー
ザは必ずしも１連続ミリ秒で単一のタイム・スライスを
消費するわけではない。ユーザが入出力動作を待たなけ
ればならない場合、入出力動作が完了するのを待つ時間
がこのユーザのタイム・スライスにカウントされないよ
うに、一時的に中断され、プロセッサから外される（し
かし、ディスパッチ・リスト３７内に存続する）。たと
えば、ある入出力動作では数ミリ秒が完了する必要があ
る可能性があっても、入出力制約のユーザは、単一タイ
ム・スライスを使い果たす前に１０回またはそれ以上の
入出力動作を開始し、その完了を待つことができる場合
が多いだろう。また、優先順位がより高い他のユーザ用
の作業が到着した場合、ディスパッチャは、そのユーザ
のタイム・スライスの終了前にそのプロセスから実行中
のユーザを除去し、ある期間の間、それを中断すること
ができる。オペレーティング・システムは、タイム・ス
ライス間の間隔を制御することにより、各ユーザのプロ
セッサ時間の実際のシェアを制御することができる。あ
るユーザのためのタイム・スライス間の間隔は逆に、瞬
間ごとのディスパッチ・リスト内の他のユーザのシェア
と比較して、ディスパッチ・リスト３７内のユーザのシ
ェアの大きさに対応する。ＶＭＤＢＫが１つのタイム・
スライスを完了するたびに、その１つのＶＭＤＢＫにつ
いてのみディスパッチ・リスト３７内で再優先順位付け
および位置変更が行われる。単一タイム・スライスがば
らばらに使用される場合、累積された時間が１ミリ秒の
タイム・スライスと等しくなるまで、スケジューラはそ
のユーザのタイム・スライス間の間隔を再計算しない。
タイム・スライス間の公称間隔を決定するための技法に
ついては、以下に詳述する。

【００３１】ＮウェイＭＰシステム内の各ＣＰＵは、時
刻（ＴＯＤ）クロック２２とＣＰＵタイマとを有する。
ＴＯＤクロックは、マイクロ秒ごとに増分される５２ビ
ットのハードウェア・レジスタを含む。ＴＯＤクロック
は、オペレーティング・システムが初期設定され（ブー
トされ）、その後まったく変更されないときに設定され
る。ＮウェイＭＰシステムでは、ＴＯＤクロックのすべ
てのＮが互いに正確にマイクロ秒に同期している。ＴＯ
Ｄクロックは、時間ゼロが１９００年１月１日の夜中の
１２時になるように設定される。５２ビットのＴＯＤク
ロック（すなわち、ビット０〜５１）がマイクロ秒をカ
ウントする場合、このクロックは繰り返す前に１４０年
以上の間動作することができる。ＴＯＤクロックは、決
して停止せず、必ず増加し、実時間を示す信頼でき正確
なタイム・スタンプかつ基準である。

【００３２】ＣＰＵタイマは、各タイム・スライスの時
間的調節を行うためにオペレーティング・システム３８
が使用する、もう１つの５２ビットのハードウェア・レ
ジスタを含む。ＣＰＵタイマは、システム・オペレータ
がＣＰＵを停止した場合に動作を停止し、オペレータが
ＣＰＵを再始動すると直ちにもう一度開始する（これに
対してＴＯＤクロックは連続的に動作する）。ＣＰＵタ
イマおよびタイム・スライスの前進は、ＣＰＵがもう一
度始動されたときに再開する。各ユーザがそのタイム・
スライスを開始すると、ＣＰＵタイマから開始時間が明
記される。同様に、ユーザが中断状態になるたびに、そ
れがもう一度実行するときにこのユーザのためにタイム
・スライスのうちのどの程度が残っているかを決定する
ために、ＣＰＵタイマの時間が明記される。したがっ
て、ＣＰＵが停止したときに処理中であり、ＣＰＵタイ
マと比較されるユーザは、そのタイム・スライスの資格
を一切失うことはない。

【００３３】また、スケジューラは、人工時刻（ＡＴＯ
Ｄ）クロックとして知られるソフトウェア・クロック
（および後述する第２の人工時刻クロックＡＴＯＤ２）
も有する。ＡＴＯＤクロックはハードウェアＴＯＤクロ
ックと同様であるが、（ＣＰＵあたり１つずつではな
く）１つしか存在せず、わずかに遅く動作する。ＣＰＵ
の全使用可能処理能力のうちの所与の量は、特定のユー
ザに帰することができないオペレーティング・システム
・オーバヘッドに費やされる。したがって、全処理時間
のうちのこの量はユーザのシェアとして分割するために
使用可能なものではない。全処理のうち、システム・オ
ーバヘッドである割合は瞬間ごとに変動し、１００％未
満のうちのどの程度がユーザのシェアのために使用可能
であるかを把握することが難しい。このような困難は、
オペレーティング・システムがオーバヘッド機能を実行
している間は停止するようにＡＴＯＤクロックを定義
し、ユーザにシェアを供給する計算においてＴＯＤ時間
ではなくＡＴＯＤ時間を使用することによって回避され
る。次にＡＴＯＤクロックでは、オーバヘッドが実行さ
れている間、時間が停止する。したがって、ＡＴＯＤク
ロックが測定する時間の１００％は使用可能な処理に対
応する。シェアを供給するための計算は、ＡＴＯＤクロ
ックに基づくものであり、したがって、処理の１００％
がユーザのシェアのために使用可能である場合と同様に
計算することができる。

【００３４】オペレーティング・システム３８では、優
先順位番号が低ければ低いほど、実際の優先順位が高く
なる。優先順位番号は各ユーザごとに変化し続け、ディ
スパッチ順序は作動可能ユーザ間の相対優先順位番号に
基づくものである。優先順位番号は、ユーザ／ＶＭＤＢ
Ｋがディスパッチ・リスト３７に掲載されたときにそれ
ぞれの絶対または相対シェアに基づいてスケジューラに
よって計算される。ディスパッチ・リストに入ったばか
りのユーザについて計算する場合、優先順位番号は通
常、ＡＴＯＤクロックの現行値よりわずかに（数ミリ秒
だけ）大きくなる。（しかし、実際上、最初のいくつか
のタイム・スライスの場合、非常に短いトランザクショ
ンの場合にユーザに対して迅速応答を行うために、より
小さい優先順位が使用される。このような変更はユーザ
のシェアに著しく影響しないように非常に短時間のもの
である。）ＡＴＯＤはいつでも前進しているので、古く
未完了のタスクは、通常、より低い優先順位番号、した
がって、新しいタスクより高い優先順位を有し、ディス
パッチ・リストの最上部付近に位置する傾向がある。以
下に詳述するように、ディスパッチャは、実行リスト
（非作動可能または中断ユーザを除くディスパッチ・リ
スト３７のコピーであり、したがって、実行状況を有す
るユーザの集合またはリストである）上で最上部から下
にサーチし、実行すべきユーザを突き止める。時間が進
むにつれて、作動可能タスクの方が優先順位がより高い
ためにユーザがディスパッチされない場合、またはユー
ザがディスパッチされたが入出力制約を受け、そのタイ
ム・スライスを完了せずに「中断された」多くの時間を
費やす場合、ユーザの優先順位は、（１）より最近、ト
ランザクションを開始するユーザと、（２）入出力制約
を受けないユーザに関して増加する。このような２つの
点はそれぞれ真実である。というのは、（１）そのタイ
ム・スライスが完了するまでユーザの優先順位番号が固
定されたままになるのに対し、新しいトランザクション
を開始する他のユーザには、ＡＴＯＤが増加するにつれ
て累進的により高い優先順位番号が割り当てられ、
（２）より多くのＣＰＵ制約のユーザが多くのタイム・
スライスを使用し、それぞれの後で下に移動するからで
ある。したがって、入出力制約のユーザは、非入出力制
約のユーザより高い相対優先順位を有する傾向にあり、
一般に、ディスパッチおよび実行リストの最上部付近に
位置決めされ、実行準備ができているときに、すなわ
ち、各入出力動作が完了した後で、迅速にＣＰＵが提供
される。

【００３５】各ユーザごとに、絶対または相対シェア２
４、２６（システム・ディレクトリ内に指定され、時に
はシステム・オペレータによって変更される）が存在す
る。また、各ユーザごとに、指定の「ソフト限界」、
「ハード限界」、または「限界なし」も存在する。未使
用処理時間が使用可能になると、すべてのユーザは、未
使用処理時間がまったくない場合と同様に計算されたそ
れぞれの絶対シェアおよび相対シェアに比例して超過処
理時間を受け取り始める。しかし、いずれかのハード限
界ユーザがそのハード限界に達すると、それ以上の割振
りは一切行われない。いずれのハード限界ユーザに対し
ても、ハード限界を超過する処理時間のシェアを割り振
ることはできない。いずれかのソフト限界ユーザがその
ソフト限界に達すると、他のいずれかのソフト限界ユー
ザがまだそのソフト限界に達しなければならないかまた
は他のいずれかのハード限界ユーザがまだそのハード限
界に達しなければならない場合、あるいは超過処理時間
を使用できる無制限ユーザが存在する場合、このソフト
限界ユーザに対してそれ以上の割振りは一切行われな
い。まだそれぞれの限界に達していない他のソフト限界
ユーザおよびハード限界ユーザは、それぞれの限界にも
達するまで、超過シェアを受け取り続ける。他のすべて
のソフト限界ユーザがそれぞれのソフト限界に達し、す
べてのハード限界ユーザがそれぞれのハード限界に達し
たときに、超過処理時間を使用できる無制限ユーザがま
ったく存在しない場合、最も大きい絶対シェアまたは相
対シェア（未使用処理時間がまったくない場合と同様に
計算されたもの）を備えたソフト限界ユーザは残りの未
使用処理時間をすべて受け取る。あるいは、すべてのソ
フト限界ユーザがそれぞれのソフト限界に達し、すべて
のハード限界ユーザがそれぞれのハード限界に達したと
きに、超過処理時間を使用できる無制限ユーザがまった
く存在しない場合、すべてのソフト限界ユーザは、未使
用処理時間がまったくない場合と同様に計算されたそれ
ぞれの絶対シェアまたは相対シェアに比例して、残りの
未使用処理時間を分担する。

【００３６】以下に詳述するように、シェア割振り技法
は、ユーザが各タイム・スライスを完了した後で各ユー
ザをディスパッチ・リスト内で位置変更するかまたは下
にオフセットすることによって実現される。オフセット
の量は、絶対または相対シェアの大きさに基づくもので
ある。各ユーザの入出力制約の相対量は、タイム・スラ
イスを完了する直前にそのユーザの位置からオフセット
を開始することにより、タイム・スライスを完了した後
にディスパッチ・リスト内でそのユーザを位置変更する
ときに考慮される。その結果、ユーザは、非常に入出力
制約を受ける場合、そのタイム・スライスを完了する前
にディスパッチ・リストの最上部付近に位置することに
なり、したがって、タイム・スライスを完了し、下方オ
フセットを経験した後でもディスパッチ・リスト内の高
い位置に位置変更される。（あるユーザが最初にディス
パッチ・リストに入ると、オフセットはＡＴＯＤの付近
から開始される。）

【００３７】ディスパッチャ４０は図４〜図６に示すよ
うに実現される。ステップ１００では、ＣＰＵは、ある
ユーザ用の作業部片の実行を完了し、それをディスパッ
チャに通知する。応答として、ディスパッチャの第１の
レベルは、そのユーザが現行の１ミリ秒タイム・スライ
スを完了したかどうかを判定する（判断１０２）。完了
していない場合、第１のレベルのディスパッチャは、優
先順位がより高いユーザがプロセッサを待っているかど
うかを判定する（判断１０４）。待っていない場合、第
１レベルのディスパッチャは、１つの作業部片を完了し
たばかりのユーザが実行すべき他の作業部片、すなわ
ち、その作業待ち行列内の他の作業部片を有するかどう
かを判定する（判断１０６）。有する場合、第１のレベ
ルのディスパッチャは、ディスパッチャの第２のレベル
を呼び出して、この同じユーザ用の他の作業部片を完了
したばかりの同じＣＰＵ上で実行するためにこのユーザ
の待ち行列から次の作業部片をディスパッチする（ステ
ップ１１０）。応答として、第２のレベルのディスパッ
チャは、このユーザの作業待ち行列上の第１の作業部片
を選択し、この特定の作業部片を処理するためにオペレ
ーティング・システム内の適切なルーチンに制御を移す
（ステップ１１２）。

【００３８】もう一度、判断１０２、１０４、１０６を
参照すると、判断１０２がＹＥＳであるか、判断１０４
がＹＥＳであるか、または判断１０６がＮＯである場
合、第１のレベルのディスパッチャは、判断１２０に移
行して、以下に説明するようにスケジューラのＡＴＯＤ
クロック（およびＡＴＯＤ２クロック）を更新する時期
であるかどうかを判定する。この判断は、クロックの最
後の更新以来、少なくとも１ミリ秒が経過したかどうか
に基づいて行われる。経過した場合、ディスパッチャ
は、スタッカを呼び出して、ＡＴＯＤクロックおよびＡ
ＴＯＤ２クロックを更新するようスケジューラに通知す
る（ステップ１２２）。次に、第１のレベルのディスパ
ッチャは、未使用のものがある場合にユーザのタイム・
スライスのうちのどの程度が未使用のまま存続している
かをまず記録することにより、ユーザを「アンディスパ
ッチ」する（ステップ１３０）。判断１０２の結果とし
てステップ１３０に到達した場合、このタイム・スライ
スのうちのいずれも存続していない。しかし、ステップ
１３０の前に判断１０４または判断１０６のいずれかが
行われた場合、ある程度のタイム・スライスが存続して
いる。次に、第１のレベルのディスパッチャは、そのタ
イム・スライスが完了されたかどうか（ならびにそのユ
ーザを適格リストに循環して戻すべきかなどの他のいく
つかのスケジューラ条件のいずれかを検査したかどう
か）を判定する（判断１３２）。完了された場合、第１
のレベルのディスパッチャは、スタッカを呼び出して、
タイム・スライスの終了または他のスケジューラ条件を
処理するようスケジューラに通知する（ステップ１３
４）。次に、第１のレベルのディスパッチャは、トラン
ザクションの実行を完了したばかりのＣＰＵの実行リス
トから優先順位が最も高いユーザを選択する（ステップ
１３６）。このようなユーザが存在する場合（判断１４
０）、第１のレベルのディスパッチャは、このユーザを
ディスパッチ済みとしてマークし、このユーザ用のタイ
ム・スライスの時間的調節を行うためにそのタイム・ス
ライス（またはその残りの部分）をＣＰＵタイマにロー
ドし、第２のレベルのディスパッチャに移行する（ステ
ップ１４２）。応答として、第２のレベルのディスパッ
チャは、ユーザの作業待ち行列からこのユーザ用の第１
の作業部片を選択し、この特定の作業部片を処理するた
めにオペレーティング・システム部分４６内の適切なル
ーチンに制御を移す（ステップ１４４）。

【００３９】もう一度、判断１４０を参照すると、トラ
ンザクションの実行を完了したばかりのＣＰＵに関する
ユーザが一切見つからなかった場合、第１のレベルのデ
ィスパッチャは、他のＣＰＵの実行リストから優先順位
が最も高いユーザを選択する（ステップ１５０）。この
ようなユーザが見つかった場合（判断１５２）、第１の
レベルのディスパッチャは、ステップ１４２に移行し
て、他のＣＰＵの実行リストからこのユーザをディスパ
ッチする。しかし、他のＣＰＵの実行リスト上でこのよ
うなユーザが一切見つからない場合、第１のレベルのデ
ィスパッチャは待機状態に移行する（ステップ１５
４）。

【００４０】図７はスケジューラ４４の一部分を示して
いる。スケジューリングすべき新しいユーザの識別子を
第２のレベルのディスパッチャから（スタッカを介し
て）受け取った後、スケジューラは、以下の通り、「デ
ィスパッチ・リスト・シェア」を決定する（ステップ２
００）。ステップ２０２では、スケジューラは、従来技
術のＶＭ／ＥＳＡオペレーティング・システムに関して
前述したようにユーザの絶対または相対シェアをシステ
ムの処理時間の分数に変換する。すなわち、すべての絶
対シェアは先頭から取られ（また、合計が９９パーセン
トを上回る場合は比例して削減され）、残りはそれぞれ
の相対シェアに比例してディスパッチ・リスト上の他の
ユーザ間で分割される。各ユーザごとの結果はプロセッ
サ時間の分数（０と１の間）であり、すべてのユーザの
値を合計すると１になる。次に、スケジューラは、「適
格」リストで待機して費やす時間についてユーザに補償
するために、このユーザの「必須分数」（Ｒ'）を決定
する（ステップ２０４）。ユーザは実行準備ができると
適格リストに掲載されるが、そのユーザの作業を実行す
るために使用可能なメモリが不十分である。必須分数
は、ステップ２０２で決定したシェアの分数に（ディス
パッチ・リスト内の時間＋適格リスト内の時間）／（デ
ィスパッチ・リスト内の時間）を掛けることによって決
定される。各ユーザごとの必須分数は、適格リスト内に
存続するたびにその後で再計算され、結果はディスパッ
チ・リスト内の次の期間に使用する。しかし、通常、す
べてのユーザのために十分なメモリがあるので、適格リ
ストへの「トリップ」はまれなことであり、通常、ステ
ップ２０４はステップ２０２の結果に１を掛ける単純な
乗算になる。次に、ディスパッチ・リスト内のすべての
ユーザの必須分数を合計すると１になるように、スケジ
ューラはこのユーザの必須分数Ｒ'を正規化する（ステ
ップ２０６）。このユーザの正規化必須分数は「ディス
パッチ・リスト・シェア」（または実行リスト・シェ
ア）であり、以下に詳述する。このユーザのディスパッ
チ・リスト・シェアから、スケジューラはディスパッチ
・リストおよび実行リストの下方への「オフセット」を
決定する。大ざっぱに言えば、ユーザのオフセットは、
ディスパッチ・リスト・シェアにタイム・スライスの長
さを掛けて実ＣＰＵの数で割ったものの逆数である。オ
フセットが小さくなればなるほど、ユーザからＣＰＵへ
のアクセス数が増し、その逆も同様である。ユーザのオ
フセットの正確な値については以下に詳述する。

【００４１】図８は、ある瞬間におけるディスパッチ・
リスト３００を示している。このディスパッチ・リスト
は、実行準備ができているユーザと、中断されているユ
ーザを含む。上記の通り、ディスパッチ・リスト３００
上にあって実行準備ができているユーザは、サーチ時間
を短縮するために実行リストにも掲載されているが、説
明のためにはディスパッチ・リスト３００の図解の方が
適当である。ディスパッチ・リストは一番上から下にサ
ーチされ、最も高い優先順位（および最低優先順位番
号）を備えたユーザが順序の先頭に掲載される。各ユー
ザがそのタイム・スライスを完了したときに、実行すべ
き作業をそれ以上有している場合、スケジューラはディ
スパッチ・リスト３００上（および間接的に実行リスト
上）でその現行位置から下にこのユーザ用のオフセット
２５に等しい量だけそのユーザを位置変更する。したが
って、２つの要因がディスパッチ・リスト３００上のユ
ーザの分布を実施する。第１の要因はオフセット２５の
大きさである。上記の通り、各ユーザごとのオフセット
の大きさは、ディスパッチ・リスト上の他のユーザのシ
ェアに対するそのシェアに反比例し、異なるシェアを備
えた他のユーザとは異なっている。したがって、シェア
が小さければ小さいほど、オフセットは大きくなる。こ
れは、ほとんどの場合、ディスパッチ３００の最下部付
近に低シェア・ユーザを位置決めする傾向がある。第２
の要因は、そのタイム・スライスを完了するためにユー
ザが必要とする実時間の量である。「入出力制約」のユ
ーザは、１つのタイム・スライスを完了するために相当
な入出力時間を必要とする。というのは、ユーザが入出
力動作を開始した後でその入出力動作が完了するまで待
っている相当な時間の間、そのユーザおよびそのタイム
・スライス時間が中断されるからである。したがって、
入出力制約のユーザは、そのタイム・スライスの実行を
完了するために１ミリ秒のタイム・スライスよりかなり
長い実時間を必要とし、入出力制約のユーザが実行リス
ト３００の最上部まで上昇すると、そのユーザは相当な
時間そこに存続してから、そのタイム・スライスを完了
し、下にオフセットされることになる。逆に、「ＣＰＵ
制約」のユーザは、入出力時間をほとんど必要とせず、
１ミリ秒またはそれよりわずかに長い時間でほとんど連
続的にそのタイム・スライスを完了する。したがって、
ＣＰＵ制約のユーザは、頻繁に下にオフセットされ、一
般にディスパッチ・リストの最下部付近に常駐する。

【００４２】したがって、どのような瞬間でも、入出力
制約のユーザと、非常に大きいシェアを備えた他のユー
ザは、ディスパッチ・リストの最上部付近に位置する傾
向があり、ＣＰＵ制約のユーザと、非常に小さいシェア
を備えたユーザは、ディスパッチ・リストの最下部付近
に位置する傾向がある。シェアおよび入出力対ＣＰＵ制
約という２つの要因のうち、入出力の量対ＣＰＵ制約の
方がディスパッチ・リスト内の位置に及ぼす影響が大き
い（通常範囲のシェアの場合）。上記のような実行リス
ト上のユーザの位置決めは高いスループットをもたら
す。というのは、入出力制約のユーザが実行準備ができ
たときに、すなわち、最後の入出力動作が完了したとき
に、ユーザは実行リスト３００の最上部付近に位置する
可能性があり、迅速にＣＰＵを獲得することになるから
である。

【００４３】図８では、このようなオフセットは下方に
曲線を描いて延びる矢印として左側に示されている。異
なるユーザが異なるシェアを備えているので、オフセッ
トによっては他のオフセットより長かったり短かったり
する。典型的な状況では、現行（瞬時）ＡＴＯＤマーク
より下にあるすべてのユーザはＣＰＵ制約のユーザであ
り、現行ＡＴＯＤマークより上にあるすべてのユーザは
入出力制約のユーザである。ユーザは、上記の効果によ
り、そのようにソートされている。また、ディスパッチ
ャは一般に、作動可能ユーザを見つけるために現行ＡＴ
ＯＤマークより下にある多くのものをサーチする必要は
なくなるだろう。というのは、その付近にあるＣＰＵ制
約のユーザはほとんどいつでもディスパッチすることが
できるからである。したがって、ＡＴＯＤマーク位置お
よびそれより下の図８の左側にある「オフセット」矢印
は一般にＡＴＯＤマーク位置またはそれよりわずかに下
にあるユーザから発生することになる。しかし、ＡＴＯ
Ｄマークより上のディスパッチ・リストの上部部分で
は、矢印がどこでも発生する傾向がある。ただし、入出
力制約のユーザがタイム・スライスを完了すると、前の
タイム・スライスの時点におけるその典型的な高優先順
位および高位置のために、そのユーザは通常はリストの
最下部に移動せず、通常は依然としてＡＴＯＤマークよ
り上に存続することに留意されたい。したがって、入出
力制約のユーザは、入出力待機を完了した直後にもう一
度ディスパッチされる可能性があり、高スループットが
維持される。

【００４４】上記のスケジューラは、自分のシェアを吸
収できないユーザを「非常に激しく急き立てる」。この
ようなユーザの１人がその割当て済みシェアについてま
すます後れをとるので、このユーザがその全シェアを占
める見込みがある場合に最終的にそのようにするまで、
そのユーザはディスパッチ・リスト内をますます上昇す
る。したがって、上記のスケジューラは、単に各ユーザ
にＣＰＵへの所望のＡＣＣＥＳＳを与えるのではなく、
ＣＰＵの各ユーザに所望のＳＨＡＲＥＳのうちの多くを
与える際に効果的である。所望のシェアは、各ユーザの
消費の履歴を計算せずに提供される。これは、「履歴」
がそのユーザのディスパッチ・リスト位置に常駐してい
るからである。ＡＴＯＤマークに対するディスパッチ・
リスト内のユーザの位置は、ユーザが受けるに値するも
のに対して、ユーザが過去に受け取ったプロセッサ時間
のシェアを表している。ユーザがそれまでに受けるに値
するものを正確に獲得している場合、そのユーザはＡＴ
ＯＤマークの位置に正確に位置する。ユーザがＡＴＯＤ
マークより上にある場合、そのユーザは受けるに値する
ものより受け取ったものの方が少ない。ユーザがＡＴＯ
Ｄマークより下にある場合、そのユーザは受けるに値す
るものより受け取ったものの方が多い。

【００４５】ステップ２０４で決定した必須分数Ｒ'
は、以下のようにステップ２０６で正規化される。３通
りの正規化のケースと、それぞれのケースの２通りの変
形が存在する。３通りのすべてのケースでは、ディスパ
ッチ・リスト上のすべてのユーザ（ＳＲＭＲＴＨＲＵ）
またはＡＴＯＤマークより下にあるユーザ（ＳＲＭＣＴ
ＨＲＵ）の必須分数の合計に基づいて計算が行われる。
第２および第３のケースでは、前述のように限界を実施
するために、その（ハードまたはソフト）限界に達して
いると判断されるかどうかに応じて、ＶＭＤＢＫは異な
る方法で検討される。ディスパッチ・リスト内のすべて
のユーザのＲ'の合計は以下の式で表される。 ＳＲＭＲＴＨＲＵ＝ＳＲＭＲＴＨＲＮ＋ＳＲＭＲＴＨＲ
Ｌ＋Ｒ'

【００４６】式中、ＳＲＭＲＴＨＲＮはディスパッチ・
リスト内にあって無制限であるかまたは自分の限界に達
していないすべてのユーザの必須分数の合計であり、Ｓ
ＲＭＲＴＨＲＬはディスパッチ・リスト内にあって自分
の限界に達したすべてのユーザの必須分数の合計であ
り、加算されるものとして示されているＲ'は現在検討
中であって計算時にまだＳＲＭＲＴＨＮまたはＳＲＭＲ
ＴＨＬ内に加えられていない１人のユーザのＲ'を表
す。同様に、ＡＴＯＤマークより下にあるユーザの合計
については以下の通りである。 ＳＲＭＣＴＨＲＵ＝ＳＲＭＣＴＨＲＮ＋ＳＲＭＣＴＨＲ
Ｌ＋Ｒ'

【００４７】式中、ＳＲＭＣＴＨＲＮはＡＴＯＤマーク
より下にあって無制限であるかまたは自分の限界に達し
ていないユーザの必須分数の合計であり、ＳＲＭＣＴＨ
ＲＬはＡＴＯＤマークより下にあって自分の限界に達し
たユーザの必須スループットの合計である。（それぞれ
の変数内の文字「Ｃ」は、ＡＴＯＤマークより下にある
ユーザをＣＰＵ制約のユーザとして見なすことができる
という合図である。）以下の計算では（３通りのケース
の場合）、ＳＲＭＲＴＨＲＮ変数およびＳＲＭＲＴＨＲ
Ｌ変数のみを示すが、検査中のユーザがＡＴＯＤマーク
より下にあるユーザの１人である場合にＳＲＭＣＴＨＲ
Ｎ変数およびＳＲＭＣＴＨＲＬ変数を代用する予定であ
ることに注目することに留意されたい。これは、３通り
のケースのそれぞれについて前述したように２通りの変
形があることを反映している。

【００４８】第１のケース：（（ＳＲＭＲＴＨＲＬ＋Ｓ
ＲＭＲＴＨＲＮ＋Ｒ'）＞１かつＳＲＭＲＴＨＲＬ＞
０．５）である場合、一部のユーザのシェアはより小さ
いものにしなければならず、自分の限界に達しているユ
ーザは大きい部分（＞０．５）を構成するので、この時
間の短縮にすべて含まれる。その場合、現行ユーザは以
下のように正規化される。 正規化Ｒ'＝Ｒ'／（ＳＲＭＲＴＨＲＬ＋ＳＲＭＲＴＨＲ
Ｎ＋Ｒ'）

【００４９】したがって、現行ユーザのシェアはより小
さいものになる。

【００５０】第２のケース：（（ＳＲＭＲＴＨＲＬ＋Ｓ
ＲＭＲＴＨＲＮ＋Ｒ'）＞１であるがＳＲＭＲＴＨＲＬ
＜０．５）である場合、一部のユーザのシェアはより小
さいものにしなければならない。しかし、自分の限界に
達しているユーザは大したものにはならない（それぞれ
のＲ'の合計＜０．５）ので、正規化されない。その場
合、現行ユーザがその限界に達していない場合のみ、現
行ユーザのシェアは以下のように調整される。 正規化Ｒ'＝Ｒ'＊（１−ＳＲＭＲＴＨＲＬ）／（ＳＲＭ
ＲＴＨＲＮ＋Ｒ'）

【００５１】したがって、その限界に達していないユー
ザのシェアはより小さいものになる。しかし、その限界
に達している現行ユーザは以下の式を使用する。 正規化Ｒ'＝Ｒ'（限界）

【００５２】式中、Ｒ'（限界）は、指定のハード限界
またはソフト限界の正規化分数、すなわち、適格リスト
時間の効果に応じて調整されたハード限界またはソフト
限界である。正規化分数はその限界に達しているユーザ
向けに限定されるので、これは、まだその限界に達して
いない少なくとも１人のユーザまたは少なくとも１人の
無制限ユーザが存在する限り、それぞれの限界にあるこ
のようなユーザのシェアを制限する。

【００５３】第３のケース：（（ＳＲＭＲＴＨＲＬ＋Ｓ
ＲＭＲＴＨＲＮ＋Ｒ'）＜１．０）である場合、一部の
ユーザのシェアはより大きいものにしなければならな
い。その限界に達しているユーザのシェアはより大きい
ものにする必要がないので、その限界に達していないユ
ーザについてのみ調整が行われる。現行ユーザがその限
界に達していない場合、そのシェアは以下のように調整
される。 正規化Ｒ'＝（上記のケース（２）と同じ）

【００５４】この時点では、通常のユーザのシェアはよ
り大きいものになる（上記のケース（２）とは異な
る）。しかし、現行ユーザがその限界に達している場
合、そのシェアは以下のように調整される。 正規化Ｒ'＝Ｒ'（限界）

【００５５】正規化分数はその限界に達しているユーザ
向けに限定されるので、これは、まだその限界に達して
いない少なくとも１人のユーザまたは少なくとも１人の
無制限ユーザが存在する限り、それぞれの限界にあるこ
のようなユーザのシェアを制限する。

【００５６】第１のケースと第２のケースが異なる理由
は、可能であれば、限定ユーザのシェアは決して増加し
ないので、このようなユーザのシェアを低減しないこと
が好ましいからである（第３のケースを参照）。対照的
に、他の時点でより大きいシェアを獲得することによ
り、無制限ユーザ用のシェアの損失が統計的に構成され
ることになる。

【００５７】第１のケースと第２のケースとを区別する
際に、ＳＲＭＲＴＨＲＬ＞０．５であるかどうかのテス
トが行われる。現行ユーザのシェアはより大きいもので
はなくより小さいものになるので、上記のどちらのケー
スでも現行ユーザのＲ'は考慮されない。したがって、
その限界に達する見込みはない。したがって、このよう
なユーザの合計が＞０．５になるかどうかを確認するた
めにテストする場合、このようなユーザはその限界に達
していると見なされない。

【００５８】第１のケースでは、各Ｒ'ごとにすべての
Ｒ'の合計で割る。したがって、結果の値（正規化Ｒ'）
の合計は１になる。式（ＳＲＭＲＴＨＲＬ＋ＳＲＭＲＴ
ＨＲＮ＋Ｒ'）はすべてのＲ'の合計を表す。

【００５９】ＳＲＭＲＴＨＲＬおよびＳＲＭＲＴＨＲＮ
がＳＲＭＲＴＨＲＵの構成要素部分（またはアレイ要
素）であり、ＳＲＭＲＴＨＲＵがＲ'の合計であること
を想起されたい。上記の各種ケースで計算を行う時点を
除き、現行ユーザのＲ'はたまたまＳＲＭＲＴＨＲＵか
ら引かれており、どの要素を新しいＲ'に加えるべきか
を決定することはできないだろう。したがって、式（Ｓ
ＲＭＲＴＨＲＬ＋ＳＲＭＲＴＨＲＮ＋Ｒ'）はＲ'が明示
的に加えられることを示している。

【００６０】第２のケースでは、それぞれの限界に達し
ていないユーザについてのみＲ'が調整されるのに対
し、それぞれの限界に達しているユーザのＲ'は一定の
ままになる。したがって、その限界に達していないユー
ザのＲ'は、その限界に達していないすべてのユーザの
Ｒ'の合計（ＳＲＭＲＴＨＲＮ＋Ｒ'）で割り、次にその
結果に（１−ＳＲＭＲＴＨＲＬ）を掛けることによって
正規化される。その限界に達しているユーザも存在する
ので、その限界に達していないユーザの正規化シェアの
合計は１になる必要がないので、後者の要因は必要であ
る。また、（ＳＲＭＲＴＨＲＮ＋Ｒ'）で割り、乗数を
省くことによって得られる正規化Ｒ'は合計が１になる
値を示すものと思われるので、当然の結果として、その
正規化Ｒ'に（１−ＳＲＭＲＴＨＲＬ）を掛けた後で合
計が（１−ＳＲＭＲＴＨＲＬ）になるだろう。事実、Ｓ
ＲＭＲＴＨＲＬに含まれるＲ'値はその限界であるＲ'
（限界）に等しく設定されている。

【００６１】以下の理由により、そのソフト限界または
ハード限界にまだ達していないすべてのユーザにとっ
て、その絶対または相対シェアに比例した超過プロセッ
サ時間が使用可能になる。図表では、これは、ディスパ
ッチ・リスト内のユーザが（理論的には）ＡＴＯＤマー
クと同じ速度で進むことによって発生する。一般に、上
記のメカニズムは、それに応じてオフセットを設定（ま
たは調整）することにより、絶対および相対シェアに比
例してプロセッサ時間を分担しようと試みる。

【００６２】ＡＴＯＤマークより下にあるユーザについ
ては、このような比例は、ステップ２０６におけるＲ'
の上記の正規化の２通りの特性によって発生する。ステ
ップ２０６の説明で前述したように、ＡＴＯＤマークよ
り下にある各ユーザごとの必須分数Ｒ'の正規化は、Ａ
ＴＯＤマークより上にあるものを除き、ＡＴＯＤマーク
より下にあるユーザのセットに関する合計ＳＲＭＣＴＨ
ＲＵに基づいて行われる。したがって、これはＡＴＯＤ
マークより下にあるユーザにより高い優先順序を与える
傾向があり、それはオフセットがより小さいものである
ことによるものである。というのは、「正規化Ｒ'式」
の分母はより小さく、すなわち、合計がＡＴＯＤマーク
より下にあるユーザのみに限定されているときに各ユー
ザのシェアは合計のうちのより大きい割合を占めると思
われるからである。また、ＡＴＯＤより上にある入出力
制約のユーザはなかなかそのタイム・スライスを使用し
ないが、プロセッサ時間の一部を使用する。したがっ
て、ＣＰＵサービスのうちの１００％未満のものがＡＴ
ＯＤマークより下にあるユーザに供給されることにな
り、そのオフセットは１００％を獲得するものに基づく
ことになるので、ＡＴＯＤマークより下にあるユーザは
低速で上に移動する傾向があり、事実、ＡＴＯＤマーク
より遅れ始める。しかし、ＡＴＯＤマークより遅れるこ
とは、以下の理由によりディスパッチ・リスト内でこの
ようなユーザをもう一度下に移動させる傾向がある。ユ
ーザがＡＴＯＤマークより上に移動すると直ちにそれは
ＡＴＯＤマークより下にあるユーザのセット内に入らな
くなり、したがって、ＳＲＭＣＴＨＲＵではなくＳＲＭ
ＲＴＨＲＵが「正規化Ｒ'」式の分母で使用されること
になる。このようにＡＴＯＤマークより上に移動するこ
とは、ディスパッチ・リスト内でこのようなユーザをも
う一度下に移動させる傾向がある。というのは、「正規
化Ｒ'」式の分母がより大きいものになるからである
（その結果、正規化Ｒ'はより小さいものになるが、オ
フセットはより大きいものになる）。ＡＴＯＤマークよ
り上および下に移動する際のこのような２通りの傾向の
正味の影響は、インストール定義の絶対および相対シェ
アに比例して「過剰」サービスが（それを使用できるユ
ーザに）割り当てられることである。このようなユーザ
は、より速くではなく、ＡＴＯＤマークと同じ速度で前
進する。

【００６３】ＡＴＯＤマークより上の高い位置に位置す
るユーザには、そのユーザが使用できるのと同じ程度の
プロセッサ時間が提供されるが、そのユーザは、自分の
元のシェアの全量ではない場合であっても、一般に超過
分のうちの自分のシェアの多くを使用することができな
い。しかし、それらがＣＰＵ制約のユーザになるように
それぞれの条件が変化した場合、上記の理由により速や
かにＡＴＯＤマークより下に低下し、そのインストール
定義シェアに比例して超過プロセッサ時間を与える前記
原理によって支配されることになる。

【００６４】ステップ２０６のシェアの正規化に関する
上記の説明では、その限界に達していない少なくとも１
人の他のユーザまたは少なくとも１人の無制限ユーザが
（ＡＴＯＤマークより下に）存在する場合に、ハードま
たはソフト限定ユーザがそれぞれの限界に制限される方
法について説明している。また、上記の説明には、ハー
ド限界ユーザがそのハード限界より大きいシェアを受け
取ることができないようにする方法、ならびにすべての
ユーザがそれぞれの限界に達した後に残っているすべて
の超過プロセッサ時間を最も大きいシェアを備えたソフ
ト限定ユーザに割り振る方法が記載されている。

【００６５】上記のように、あるユーザがマイナー・タ
イム・スライスを完了すると、そのユーザはステップ１
６０で計算した１つのオフセット分だけディスパッチ・
リスト内で下に移動する。しかし、移動する前に、これ
によりＭＡＸＦＡＬＬ限界を超えてそれが移動するかど
うかの判断が行われる。各ユーザのＭＡＸＦＡＬＬ限界
はそのユーザのオフセットの４倍、すなわち、ＡＴＯＤ
マークより上の４つのオフセットに等しい。無制限ユー
ザまたはソフト限定ユーザがそれぞれのオフセットのた
めにＭＡＸＦＡＬＬ限界を超えて移動する場合、そのユ
ーザはそのＭＡＸＦＡＬＬ限界を超えずにその限界まで
下に移動する。ＭＡＸＦＡＬＬ限界により、無制限ユー
ザおよびソフト限定ユーザは自分のシェアより多くのも
のを獲得することができる。というのは、その結果、デ
ィスパッチ・リスト内でそのシェアが本来示すものより
高い位置に位置決めされるからである。事実、すべての
ユーザがその限界に達しており、無制限ユーザがまった
く存在しない場合、最も大きいシェアを備えたソフト限
定ユーザは最も小さいオフセットを有し、したがって、
最も小さいＭＡＸＦＡＬＬ限界を有することになるの
で、このようなユーザは実質的に残りのすべての超過プ
ロセッサ時間を入手することになる。これにより、この
ようなユーザはディスパッチ・リスト内で他のソフト限
定ユーザより上に位置決めされ、このようなユーザが使
用できるすべての超過プロセッサ時間が与えられること
になる。

【００６６】しかし、ハード限定ユーザはＭＡＸＦＡＬ
Ｌ限界によって制限されないが、ＭＡＸＦＡＬＬ限界よ
り下に低下すると、ハード限定ユーザは実行リストから
限界リストに移動することになる。限界リストはユーザ
の優先順序（ＶＭＤＬＰＲＴＹ）に応じて順序付けられ
る。したがって、ハード限定ユーザがＭＡＸＦＡＬＬ限
界より下に低下すると、そのユーザは一般にそれ以上の
マイナー・タイム・スライスを完了しなくなるかまたは
ディスパッチ・リスト内でそれ以上下に移動しなくな
る。このため、ハード限定ユーザはその指定の限界を超
過するプロセッサ時間を入手できなくなる。というの
は、ディスパッチャは限界リストに入っているユーザを
ディスパッチしないからである（ユーザは限界リストに
掲載されている間、実行リストに入ることができな
い）。

【００６７】ユーザはもはやスケジュールより早くなら
ないようにそこで十分な時間を費やした後、限界リスト
から除去される。これは以下のように実施される。第２
の「人工時刻」クロック「ＡＴＯＤ２」が形成される。
このＡＴＯＤ２時間は、ユーザに与えられる生産的ＣＰ
Ｕサービスと待機時間の両方に比例して前進する。ＡＴ
ＯＤ２が限界リストの先頭にあるユーザの限界リスト締
切りに達すると、そのユーザは限界リストから除去さ
れ、実行リストに戻される。締切りに達する時間までに
タイム・スライスを完了する時間をユーザに与えるため
に、そのユーザはその締切りより１タイム・スライス前
に限界リストを離れる資格を有する。同時に、ディスパ
ッチ・リストに入るユーザのために開始ディスパッチ・
リスト優先順位を確立し、ＭＡＸＦＡＬＬ限界を計算す
るために、既存のＡＴＯＤを使用し続けることになる。
言い換えると、ＡＴＯＤはディスパッチ・リストおよび
実行時リスト用の「締切り」として機能する。

【００６８】時にはユーザは、たとえば、それが続行す
る前に人間の介入を必要とする入出力装置のために、過
度に長い入出力待機を経験することになる。その結果、
ユーザは、ディスパッチ・リスト上で他のユーザより十
分上の過度に高い位置に位置することになる。これは、
ユーザがもう一度実行を開始するときに問題を含む。と
いうのは、ユーザがＣＰＵ制約のユーザになった場合、
そのユーザが他のすべてのユーザを超えて下に移動する
まで他のすべてのユーザが実行できなくなり、そのユー
ザが非常に高い場合ならびにユーザを下に移動するため
に通常のオフセット機構に依存している場合に時間がか
かりすぎる可能性があるからである。したがって、以下
のメカニズムを使用して、このようなユーザを検出し、
ディスパッチ・リスト上で高い位置にあるが、このよう
な過度の入出力待機を経験したことがない他のユーザの
付近に位置決めするのに十分なほど下にそれをオフセッ
トする。「疑わしくない」ユーザ（すなわち、過度に入
出力制約を受けているとまだ疑われていないユーザ）が
タイム・スライスを完了する場合、そのユーザは必ず前
述のように１つのオフセット分だけ下に移動する。しか
し、ユーザがこの移動中に他の「疑わしくない」ユーザ
を通過しない場合、移動中のユーザは「疑わしい」もの
として指定される。（これは、移動中のユーザに関連す
るビットを設定することによって行われる。）この疑わ
しいユーザが次にタイム・スライスを完了するときに、
疑わしいユーザは通常のオフセット分だけ下に移動し、
そのユーザがこの移動中に「疑わしくない」ユーザを通
過する場合、移動中のユーザはもう一度「疑わしくな
い」ものとしてマークされ、通過しない場合、移動中の
ユーザは、移動中のユーザが最初に遭遇する「疑わしく
ない」ユーザのすぐ上まで、さらに下に移動する。その
うえ、ＡＴＯＤマークより下にあるすべてのユーザは
「疑わしくない」ものである。

【００６９】「疑わしい」ユーザは、ＴＯＤ−ＴＩＥＤ
（ＴＴ）属性が与えられたユーザである。ＴＯＤ−ＴＩ
ＥＤメカニズムの目的は、優先順位を再配列することで
はなく、むしろユーザの相対順序を通常通り維持し、高
く上昇しすぎたことによって発生するギャップを低減す
ることである。ＴＯＤ−ＴＩＥＤ（ＴＴ）属性は、ＡＴ
ＯＤの位置またはＡＴＯＤより下にあるすべてのユーザ
に属す。また、それは、あるＶＭＤＢＫの位置変更によ
ってそれがＴＴを備えたＶＭＤＢＫを通過するときには
必ず、あるＶＭＤＢＫから他のＶＭＤＢＫへ（ＡＴＯＤ
から）上に伝播される。ＡＴＯＤより上にあるＶＭＤＢ
ＫがＴＴを備えた他のＶＭＤＢＫを通過しない場合、そ
のＶＭＤＢＫは属性を失う。その次のマイナー・タイム
・スライスの後、あるＶＭＤＢＫがＴＴを取り戻せない
場合、それはＴＴ属性を備えた次のＶＭＤＢＫの直前
（または、介在ユーザがまったくいない場合はＡＴＯ
Ｄ）まで強制的に下ろされる。

【００７０】過度に入出力制約のユーザは、入出力が完
了するのを待っているので、スケジュール通りにそのマ
イナー・タイム・スライスを終了することは滅多にない
可能性がある。システムが忙しすぎてユーザに対して十
分なＣＰＵリソースを与えることができないためではな
く、それが入出力動作を要求したために、そのユーザは
スケジュールより遅れているように見える。本来、スケ
ジューラ４４は、スケジュールより遅れているように見
えるので、より高い優先順位によってこのユーザをスケ
ジュールする傾向があるものと思われる。ＴＯＤ−ＴＩ
ＥＤ２８境界の目的は、過度に入出力制約のユーザが高
すぎるディスパッチ優先順位３５を獲得できないように
することである。あるユーザがしばらくの間、過度に入
出力制約のものとして存続する場合、その優先順位はま
すます高くなるだろう。そうである場合、そのユーザの
優先順位は非常に高くなり、このユーザは、次にディス
パッチされるときにＣＰＵ制約にならなければならない
場合、システムのＣＰＵリソースを独占できるだろう。
このようなシナリオを回避するため、ユーザはそのディ
スパッチ優先順位３５が高い優先順位であるＡＴＯＤ２
３より遅れているときにＴＯＤ−ＴＩＥＤ属性を取得す
る。その後、このＴＯＤ−ＴＩＥＤ属性を備えたユーザ
には、それがＣＰＵ制約になった場合にシステムを引き
継ぐことができなくなるように、優先順位の点でＡＴＯ
Ｄにかなり近いディスパッチ・リスト上にまとめて密集
するように制限されている優先順位が与えられることに
なる。このＴＯＤ−ＴＩＥＤまたは「疑わしい」メカニ
ズムは、ユーザのディスパッチ優先順位を高優先順位側
のＡＴＯＤから妥当な変位内に維持するために使用され
るが、最大降下は、ユーザをＡＴＯＤの低優先順位側に
制限された状態に維持するために使用するメカニズムで
ある。

【００７１】ＡＴＯＤクロックは用意されている使用可
能ＣＰＵ時間に比例して前進する。システム時間（オー
バヘッド）はユーザのタスクまたはシェアのために使用
可能なものではなく、したがって、ＡＴＯＤを前進する
ためにカウントするわけではない。各実行ＣＰＵは定期
的にＡＴＯＤを増分し、待機中のＣＡＵＳ．は増分しな
い。これは、ステップ１２０および１２２でディスパッ
チャによって駆動される。ＡＴＯＤは、最後の増分以
来、複数の実ＣＡＵＳ．によってどの程度のユーザ時間
が供給されたかに応じて前進する。すなわち、各ＣＰＵ
は、そのＣＰＵの実際のユーザ実行時間アキュムレータ
（ＰＦＸＵＴＩＭＥ）の前進に比例してＡＴＯＤを増分
する。その意図（すべてのＣＡＵＳ．が生産的に動作し
ている場合）は、ＡＴＯＤがほぼ実時間（壁掛け時計時
間またはＴＯＤ）で前進することである。Ｎ個のすべて
のＣＡＵＳ．が動作している場合、各ＣＰＵは一般にほ
ぼ実時間でそれ自体のＰＦＸＵＴＩＭＥを前進してい
る。したがって、以下のようにＮ個のＣＡＵＳ．による
寄与をＮで割る。 ＡＴＯＤ＝ＡＴＯＤ＋（ＰＦＸＵＴＩＭＥのデルタ）／
Ｎ

【００７２】式中、「ＰＦＸＵＴＩＭＥのデルタ」は、
最後にそれが検査されてからこのＣＰＵのＰＦＸＵＴＩ
ＭＥアキュムレータにおける変化である。

【００７３】ＡＴＯＤ２は、以下のように各ＣＰＵのユ
ーザ時間（ＰＦＸＵＴＩＭＥ）および各ＣＰＵの待機時
間（ＰＦＸＴＯＴＷＴ）とを含む。 ＡＴＯＤ２＝ＡＴＯＤ２＋（ＰＦＸＵＴＩＭＥのデルタ
＋ＰＦＸＴＯＴＷＴのデルタ）／Ｎ

【００７４】式中、ＰＦＸＵＴＩＭＥおよびＰＦＸＴＯ
ＴＷＴはどちらもＣＰＵタイマと同様のダブルワード・
クロックである。

【００７５】しかし、いずれかのＣＰＵが複数の連続間
隔を待っている場合、他の実行ＣＰＵがそれに代わって
動作し、ＡＴＯＤ２に対して（および何らかの状況では
ＡＴＯＤに対しても）待ち時間の寄与をすることにな
る。このような待機ＣＰＵはその時間のすべてを待機状
態で費やしており、待機状態の場合、ＡＴＯＤ２に対す
るその寄与は実時間（ＴＯＤクロックによって測定され
たもの）の前進と同じでなければならないと想定する。
しかし、待機ＣＰＵの実行時間については、いかなる想
定または寄与も他のＣＰＵによってなされない。このよ
うな待機ＣＰＵがもう一度実行を開始すると、それは通
常通りＡＴＯＤに対して、また実時間による最終的なお
そらくわずかな間隔についてはＡＴＯＤ２に対して、寄
与することになる。（他のＣＰＵは前の間隔を処理済み
である。）

【００７６】上記のように、１つまたは複数のＣＡＵ
Ｓ．が複数の連続タイム・スライス間隔を待っており、
同時に現行ＣＰＵがその実行リスト内の作業（ＶＭＤＢ
Ｋ）を持っていない場合、ＡＴＯＤのために何らかの待
ち時間がカウントされる。現行ＣＰＵがその実行リスト
内に作業を持っていた場合、待機ＣＡＵＳ．がその作業
を実行するために「使用可能」なものではない可能性が
あり、持っていなかった場合、たぶん、すでにその作業
を実行しているものと思われる。逆に、現行ＣＰＵが実
行リスト内にいずれの作業も持っていない場合、その待
機時間が使用可能時間である場合と同様に待機ＣＰＵを
カウントすることが本当に安全なことになるだろう。し
たがって、拡張待機モードの１つまたは複数のＣＡＵ
Ｓ．が存在し、同時に現行ＣＰＵがその実行リスト内に
いずれの作業も持っていない場合、現行ＣＰＵは以前の
式の代わりに以下の式を使用する。 ＡＴＯＤ＝ＡＴＯＤ＋（デルタ／Ｎ）＋（デルタ／Ｎ）
＊ＴＲＫＣＴ／（Ｎ−ＴＲＫＣＴ）

【００７７】式中、ＡＴＯＤ＝ＡＴＯＤ＋（デルタ／
Ｎ）は、「デルタ」が「ＰＦＸＵＴＩＭＥのデルタ」の
省略形である元の式を表し、「（デルタ／Ｎ）＊ＴＲＫ
ＣＴ／（Ｎ−ＴＲＫＣＴ）」は、待機時間を反映するた
めに追加される項であり、この場合も「デルタ」は「Ｐ
ＦＸＵＴＩＭＥのデルタ」の省略形である（また、「Ｐ
ＦＸＴＯＴＷＴのデルタ」ではない）。ＴＲＫＣＴはＳ
ＲＭＴＲＫＣＴであり、現在依然として拡張待機モード
になっているＣＡＵＳ．のカウントである。

【００７８】待機ＣＡＵＳ．が（結局）それ自体の待機
時間に対して寄与できた場合、その寄与は大きい固まり
で到着するだろう。しかし、上記の式を使用すると、動
作中のＣＰＵはそれ自体の（ＣＰＵベースの）寄与程度
のサイズの待機ＣＡＵＳ．に代わって寄与する。したが
って、第２項の寄与の基本サイズはデルタ／Ｎによって
表され、複数の拡張待機モードＣＡＵＳ．に対して寄与
するためにＳＲＭＴＲＫＣＴが掛けられる。しかし、動
作中のもののように動作中のＣＰＵと同様に寄与するこ
とになる現行のもの（すなわち、拡張待機モードになっ
ていないもの）のように他に多くのＣＡＵＳ．が存在す
るので、その結果を（Ｎ−ＳＲＭＴＲＫＣＴ）で割る。

【００７９】ＳＲＭＴＯＤＳＶタイムスタンプは現行Ｔ
ＯＤの良好な近似値であるが、すべてのマイナー・タイ
ム・スライスの終了（および他のスケジューリング・ポ
イント）時と、ＶＭＤＢＫが作動可能になった場合、す
なわち、ほとんどの入出力動作後に、間欠的に更新され
るだけである。ＳＲＭＴＯＤＳＶは、ＡＴＯＤを更新す
る時期であるかどうかを判断するために十分なほど正確
であるが、その判断が行われると、より正確なＴＯＤ値
が使用される。

【００８０】上記のように、ＣＰＵの待機時間はいつで
もＡＴＯＤに含まれるわけではない。というのは、本
来、ＡＴＯＤはユーザより速く前進でき、前述の「疑わ
しい／疑わしくない」メカニズム（ユーザがディスパッ
チ・リスト内でどの程度の高さに位置することができる
かを制限するよう機能する）はそれぞれのシェアにかか
わらず、すべてのユーザを均一に前進させるものと思わ
れるからである。にもかかわらず、ＡＴＯＤから待機時
間を完全に除外すると、システムの複数のＣＡＵＳ．の
うちの１つ（または少数）だけが動作し、残りのものが
通常は待機している場合に問題が発生する。このような
場合、ＡＴＯＤは実時間に比例して遅れ、前進しなくな
る。それは、無制限ユーザおよびソフト限定ユーザまた
は小さいシェアのハード限定ユーザの場合は問題になら
ないが、大きいシェアのハード限定ユーザの場合は顕著
な矛盾を引き起こす恐れがある。これは、ＡＴＯＤとＴ
ＯＤとの適度な差が重要ではないようなタイム・スライ
スを完了した後、小さいシェアのユーザがディスパッチ
・リスト内で下に向かってこのように大きく踏み出すか
らである。しかし、大きいシェア（および対応する小さ
いオフセット）を備えたハード限定ユーザの場合、ＡＴ
ＯＤの正確な動きが重要である。ＡＴＯＤは、そのユー
ザが非常に迅速にそれを超え、ＭＡＸＦＡＬＬ限界に達
し、時期尚早に限界リストに掲載されないように、比較
的速いペースで大きいＳＨＡＲＥを備えたユーザの後に
続かなければならない。このような事態の発生が許され
ている場合、システムは、使用中のシステム上のハード
限定ユーザがそのシェアを獲得するが、非使用中のシス
テム上では（特にそれが単独でそのシステム上に存在す
る場合）そのシェアより少ない量を獲得するだろうとい
う望ましくない特性を示すだろう。これは、相当な待機
時間があり、その待機時間が既存の作業のために「使用
可能」であると証明できる場合にＡＴＯＤに待機時間
（またはその一部）を含めることにより発生が防止され
る。上記のように、待機中のＣＡＵＳ．が存在し、現行
ＣＰＵがその実行リスト内にいかなる作業も持っていな
い場合、待機時間の一部分がＡＴＯＤに含まれる。現行
ＣＰＵは、待機中のＣＡＵＳ．に代わって待機時間に寄
与する。

【００８１】デヴィソンの同時係属特許出願第０８／２
５２８６４号では、待機時間の過剰寄与がそれぞれのシ
ェアを無視して「疑わしい／疑わしくない」メカニズム
によってすべてのユーザを均一に前進させる恐れがある
ので、有害なものになりうることが認識されている。寄
与を現行ＣＰＵが使用しているＣＰＵ時間の量（ＰＦＸ
ＵＴＩＭＥのデルタ）程度と等しいものにすることによ
り、それがカウントする場合、すなわち、ＣＰＵ制約の
作業ならびにユーザが限界リストに掲載される見込みが
ある場合には完全な寄与がなされ、ＣＰＵがそれほど使
用されていない場合にはより小さい寄与がなされること
をデヴィソンは教示している。デヴィソンによって加え
られた待機時間によるこのように「より小さい寄与」
は、本発明によれば、後述するように、より一層頻繁に
発生する諸事情により実質的に待機時間のすべてによっ
て増大し、したがって、著しく良好な結果を達成する。

【００８２】実行リストおよび限界リスト内のユーザは
異なる速度で動作する様々なクロック（ＡＴＯＤおよび
ＡＴＯＤ２）によって時間的調節が行われるので、ある
ユーザが限界リスト２７内にまたは限界リスト２７外に
移動するときに変換が行われる。あるユーザが限界リス
ト内にある間、そのユーザは、ディスパッチ・リスト優
先順位（ＶＭＤＤＰＲＴＹ）３５と限界リスト優先順位
（ＶＭＤＬＰＲＴＹ）２９という２通りの優先順位を有
する。限界リスト優先順位はそのユーザのディスパッチ
・リスト優先順位から導き出される。その意図は、ユー
ザが限界リスト２７内でその「遅延」を開始したときに
ユーザがＡＴＯＤ２３から持っているものと同じ程度の
ＡＴＯＤ２ ２１からの変位を持っていなければならな
いということである。その変位は、ユーザがもう一度実
行する予定になる前に経過しなければならない遅延の量
を表すが、（「待機時間」を完全にカウントできるよう
にするために）その遅延はＡＴＯＤ２クロックで測定す
る必要がある。したがって、その変換は以下の通りであ
る。 ＶＭＤＬＰＲＴＹ＝ＡＴＯＤ２＋（ＶＭＤＤＰＲＴＹ−
ＡＴＯＤ）

【００８３】このＶＭＤＬＰＲＴＹの計算は、ユーザが
限界リストに入ったときに行われる。ユーザが限界リス
トを離れるときは、ユーザは、そのユーザの締切りより
１マイナー・タイム・スライス前に実行リストに入らな
ければならない。したがって、（定義により）ユーザが
限界リストから実行リストに移動すると、ユーザのＶＭ
ＤＤＰＲＴＹは（ＡＴＯＤ＋ＴＳ）に設定され、ユーザ
に通知し、ユーザを移動させる前に限界リストの締切り
を超えるわずかな遅延について下記の補正が行われる。 ＶＭＤＤＰＲＴＹ＝（ＡＴＯＤ＋ＴＳ）−（（ＡＴＯＤ
２＋ＴＳ）−ＶＭＤＬＰＲＴＹ）＝ＶＭＤＬＰＲＴＹ＋
ＡＴＯＤ−ＡＴＯＤ２

【００８４】図１に関連して図９を参照すると、ユーザ
が早すぎない時期に待機され、遅すぎない時期に待機か
ら除去されるように、相対シェアおよび絶対シェア・ユ
ーザ間で中央処理装置使用率をスケジューリングするた
めに、本発明の方法の好ましい実施の形態を実現するた
めの以下ステップともいうプログラミング要素の図解表
現が示されている。これらのステップ間の関係は、必ず
しも図９に示すように順次ではなく、表１に示す本発明
の好ましい実施の形態の疑似コード表現に関連して以下
に説明する。

【００８５】中央処理装置または他のシステム・リソー
ス２０の消費に関するユーザのシェアは絶対値に制限す
ることができ、その値は正確な最大量２６、たとえば、
ＣＰＵリソース２０の２０％である。この使用率におけ
る絶対値は、一般にこの用語に関連する数学的定義を指
すのではなく、相対シェアおよび絶対シェアというＩＢ
ＭのＶＭスケジューラ概念によるものである。たとえ
ば、５人のユーザがそれぞれ１００という相対シェアで
定義され、５人全員が活動状態である場合、スケジュー
ラ４４はシステムＣＰＵリソース２０の１／５をそれぞ
れに与えようと試みる。そのうちの４人だけが活動状態
である場合、スケジューラ４４はシステム・リソース２
０の１／４をそれぞれに与えようと試みる。それぞれ
は、自分の優先順位と、その時点で活動状態のすべての
相対シェア・ユーザの全優先順位とに基づいてシステム
の相対シェアを獲得する。システムの絶対シェアも１人
のユーザに与えることができる。たとえば、あるユーザ
には、システムの２０％という絶対シェアを与えること
ができる。これは、何人の相対シェア・ユーザが活動状
態であっても、このユーザがシステム・リソースの２０
％を獲得することを意味する。相対シェア・ユーザには
残りの部分、この場合、ＣＰＵリソースの８０％の比例
シェアが与えられる。

【００８６】ステップ５０では、（ａ）ユーザ最小シェ
ア割当て２４、（ｂ）ユーザが中央演算処理装置（ＣＰ
Ｕ）リソース２０を消費しているときに前進する第１の
人工時刻クロック（ＡＴＯＤ）２３、（ｃ）高ディスパ
ッチ優先順位限界（ＴＯＤ−ＴＩＥＤ）２８、（ｄ）低
ディスパッチ優先順位限界（最大降下）１８によって定
義される境界内で決定される値３５によって、プロセッ
サ使用率に関する優先順位がユーザに付けられる。

【００８７】システム・リソースのシェアに関するユー
ザ限界は、指定の絶対または相対値としてシステム・デ
ィレクトリに定義される。たとえば、ＶＭディレクトリ
は、システムに対してユーザを定義するために使用す
る。各ユーザごとに、システム・リソースのうち、相対
シェアまたは絶対シェアのどちらのシェアをこのユーザ
が持つことができるかを指定するためにＳＨＡＲＥステ
ートメント２４、２６を含むことができる項目が存在す
る。このシェアは、ＳＥＴ ＳＨＡＲＥコマンドを使用
することにより、システムが動作している間に動的に変
更することもできる。

【００８８】ユーザには「境界内で優先順位を付ける」
ことによりシステム・リソースが与えられるが、これに
より、その優先順位３５に基づいて、しかし、新たに計
算した優先順位によってシステムに関するユーザのシェ
アがその定義済み最小シェア２８より低下するかまたは
その定義済み最大シェア２６を超えない場合に限り、Ｃ
ＰＵリソース２０などのシステム・リソースがユーザに
与えられることを意味する。たとえば、ＶＭスケジュー
ラ４４の場合、ユーザは、最小相対または絶対シェア２
４および最大相対または絶対シェア２６によって定義す
ることができる。このような定義は、あるユーザに関す
るディスパッチ優先順位値３５を計算するときに考慮さ
れる境界を形成する。たとえば、あるユーザに２００と
いう相対シェア２４と２０％という「リミットハード」
絶対最大シェア２６が割り当てられ、このユーザと他の
相対２００ユーザだけが活動状態である場合、「リミッ
トハード」ユーザは、最大境界が指定されていない場合
にそのユーザがシステムＣＰＵリソース２０の５０％を
受け取れるとしても、２０％の最大境界２６内で優先順
位が付けられることになる。

【００８９】それに関する「ユーザ最小シェア」２４が
定義されているユーザは、すべての活動ユーザの全相対
シェアの一部分としてそのユーザの指定の相対シェアに
基づいてシステム・リソースのシェアに対する資格を有
する。ユーザ最小シェアは、そのユーザに関するＶＭデ
ィレクトリに指定され、残りのシェア（上記の通り）と
同じように計算されるが、そのディレクトリからの指定
の最小シェアを使用する。また、ユーザ最大シェアも同
じ計算であるが、これはＶＭディレクトリ内のユーザの
指定の最大シェア２６に基づくものである。

【００９０】「人工時刻」（ＡＴＯＤ）２３は、システ
ム全体の時刻クロック・フォーマット・フィールドであ
る。特定のＣＰＵリソースは、同時に作業中（すなわ
ち、消費中）と待機中の両方になることはできず、値Ａ
ＴＯＤ２３は、システム・オーバヘッドとは区別される
ように、そのユーザ（任意のユーザ）作業がシステム上
で実行されている間に増加する。システムのディスパッ
チ優先順位計算は、ＡＴＯＤ値２３に基づき、それと比
較される。「ＡＴＯＤ」２３および「ＡＴＯＤ２」２１
はどちらも人工時刻クロックである。ＡＴＯＤまたはＡ
ＴＯＤ２はどちらも実際のクロックではないが、ソフト
ウェアで管理されるフィールドであって、ＴＯＤクロッ
ク・フォーマットになっており、時間値が累積されるフ
ィールドである。このソフトウェアはこれらのフィール
ドを適宜更新する。ＡＴＯＤ２は、システムが実際にユ
ーザ作業を実行しているすべての時間とシステムが待機
している時間を累積する。ＡＴＯＤはシステムが実際に
ユーザ作業を実行しているすべての時間を累積し、所与
の状況では待機時間も累積する。したがって、ＡＴＯＤ
は実際には、ＡＴＯＤ２に累積される時間のサブセット
の累積である。

【００９１】（デヴィソンによる同時係属特許出願第０
８／２５２８６４号の場合と同様に）待機時間によるＡ
ＴＯＤの更新がディスパッチャ経路内のみではなく活動
待機プロセスで発生することは、本発明の好ましい実施
の形態の本質的な特徴である。以下に述べるように、通
常のディスパッチャ経路（前述のように待機時間の小さ
い部分のみを加えるもの）内ではなく活動待機プロセス
内のすべての待機時間によりＡＴＯＤを更新する理由
は、活動待機が少なくともたとえば２５０ミリ秒であっ
たことなど、ある種の状況で待機時間全体をＡＴＯＤに
含めることが望ましいからである。したがって、一般に
ＡＴＯＤはユーザ作業時間を累積する。ほとんどのシス
テムではそのようになるだろう。しかし、何らかの待機
時間がＡＴＯＤに含まれることになるような所与の状況
が存在する。これまで、このような状況は極めて制限さ
れてきたかまたはまれなことであり、ＡＴＯＤに含まれ
る待機時間の量はごくわずかであった。本発明によれ
ば、より頻繁に発生する状況ではより多くの待機時間が
ＡＴＯＤの累積に含まれる。すなわち、低ロード状況中
（活動待機ルーチン中）に、限定ユーザが存在し、中央
処理装置がたとえば２５０ミリ秒またはそれ以上の間、
連続的に活動待機になっていた場合である。

【００９２】優先順位限界３５は「高ディスパッチ」値
および「低ディスパッチ」値によって定義される。特定
のユーザのディスパッチ優先順位３５が現行ＡＴＯＤ値
２３から外れすぎないようにするため、スケジューラ４
４はたとえば、現行ＡＴＯＤ２３とユーザの優先順位３
５との差を高ディスパッチ優先順位限界（ＴＯＤ−ＴＩ
ＥＤ）２８という最大値と低ディスパッチ優先順位限界
（最大降下）１８に制限する。あるユーザのディスパッ
チ優先順位３５は、そのユーザに関する常軌を逸した応
答時間を防止するために、このような限界の外側に設定
されることはないだろう。

【００９３】ステップ５２では、リソース２０の消費
は、（ａ）選択されたユーザに割り当てられるユーザ最
大限定シェア割当て２６を確立し、（ｂ）限界リスト２
７を設け、（ｃ）ユーザがＣＰＵリソース２０を消費し
ている場合およびＣＰＵが待機している場合に前進する
第２の人工時刻クロック（ＡＴＯＤ２）２１を設けるこ
とにより、ユーザのために境界１８、２８内の指定の絶
対値に制限される。

【００９４】限界リストは、リソースに関するその消費
がシステム・ディレクトリ内のそのＳＨＡＲＥステート
メント２４、２６によってまたはＳＥＴ ＳＨＡＲＥコ
マンドにより許される最大絶対シェアに達するかまたは
それを超えたユーザのリスト２７である。このリスト２
７上にある間、ユーザはスケジューラ４４によってディ
スパッチされず、したがって、そのリソース２０の消費
は制限される。ユーザは最大絶対シェアまたは最大相対
シェアによって指定することができ、これらのうちのい
ずれか一方はリミットハードにすることができる。いず
れかのタイプの最大シェア（絶対または相対）を備えた
リミットハード・ユーザは、限界リスト上に置くことに
よって制限することができる。また、リミットハード機
能とは異なる働きをするリミットソフト機能も存在す
る。リミットソフト・ユーザは、限界リスト上に置くこ
とによって制限されることはない。

【００９５】本発明によれば、リミットハード・ユーザ
が早すぎない時期に限界リストに掲載され、遅すぎない
時期に限界リストから除去されることを保証するため
に、あるユーザが限定ユーザであり、しかもそのディス
パッチ優先順位が最大降下（現行ＡＴＯＤ＋Ｎ＊オフセ
ット）を超える新しいディスパッチ優先順位に再計算さ
れ、しかもそのユーザがその限界に達した場合に、その
ユーザは限界リストに加えられる。ＡＴＯＤ２があるユ
ーザの限界リスト優先順位の１つのマイナー・タイム・
スライス内になるように計算された場合に、そのユーザ
は限界リストから除去されるが、ただし、Ｎは何らかの
事前選択値であり、一例としてＮ＝４である。

【００９６】ステップ５４では、そのユーザの限界リス
ト２７の優先順位が決定され、第２の人工時刻クロック
（ＡＴＯＤ２）２１の前進に基づいて限界リストからユ
ーザを除去すべきかどうかも決定される。

【００９７】ステップ５６では、ＣＰＵがアイドルであ
るときに、着信タスク３２の活動待機連続モニタ３０が
用意される。この「活動待機ルーチン」または「活動待
機メカニズム」は、マルチプロセッシング・システムで
使用される方法であり、それにより実行すべき作業を持
たないプロセスがループし、使用不可能の待機状態をロ
ードするのではなく使用可能になる作業を活動的に探
す。これは、作業をスタックするプロセッサからその作
業がスタックされているプロセッサに作業がその上にス
タックされていることを認識しなければならないという
負担からプロセッサを解放するものである。

【００９８】ステップ５８では、ディレクトリ内のその
シェア定義２６によって制限されるユーザにとって使用
可能なＣＰＵリソースの最大シェアである最大使用率シ
ェア２６に基づいてユーザに優先順位が割り当てられ
る。そのユーザのみに使用可能なシステムのシェアに基
づいてスケジューラ４４が優先順位を割り当てる時期が
あり、それが限定シェア・ユーザであるために使用可能
なシェアがユーザに許されているものより大きくなる時
期がある。ユーザが（限界リスト２７内に存在すること
により）制限され、使用可能なシェアがユーザに許され
ているシェア２６より大きくなる場合、「最大使用率シ
ェア」２６を使用してそのユーザのディスパッチ優先順
位３５を計算する。

【００９９】ステップ６０では、そのユーザのディスパ
ッチ優先順位３５について計算された新しい値分だけ低
ディスパッチ優先順位限界（最大降下）１８を超える場
合、ユーザは限界リスト２７に掲載される。ディスパッ
チ優先順位３５は１人のユーザについて様々な時期に計
算される。あるユーザを限界リスト２７に掲載すべきか
どうかを判定するための検査は、そのユーザのディスパ
ッチ優先順位３５が再計算されるときに行われる。

【０１００】ステップ６２では、限界リスト上の存続持
続時間２９はＡＴＯＤ２３およびＡＴＯＤ２ ２１を参
照することによって決定される。あるユーザのディスパ
ッチ優先順位３５が計算される場合、それはある事象が
今後発生するときのＡＴＯＤ２３の値の予測であり、そ
の事象はユーザのマイナー・タイム・スライスの終了に
なる。ＡＴＯＤ２３のこの予測値はユーザのディスパッ
チ優先順位３５として使用される。そのユーザを限界リ
スト２７上に掲載しなければならないと判定された場
合、そのユーザをリストから除去するための基礎とし
て、ＡＴＯＤ２３ではなくＡＴＯＤ２ ２１を使用す
る。その場合、ＡＴＯＤ２３に基づくそのユーザのディ
スパッチ優先順位は、ＡＴＯＤ２ ２１から離れて基礎
としなければならない限界リスト優先順位３５（限界リ
スト２７から離れるべき予測時間）に変更しなければな
らない。これを行うために使用する計算は、限界リスト
優先順位＝ＡＴＯＤ２＋（ディスパッチ優先順位−ＡＴ
ＯＤ）である。

【０１０１】ステップ６４では、限界シェア・ユーザが
ＣＰＵを求めて競合する時期が決定される。

【０１０２】ステップ６６では、中央演算処理装置（Ｃ
ＰＵ）などのシステム・リソースが連続的に、定義され
た実時間間隔の間、活動待機状況（割込みなしに動作
中、すなわち、いずれのユーザ作業３２の検出も実行も
なし）になっていた時期が決定される。この決定は、活
動待機状態に入ったときに実システムＴＯＤクロックの
値を保管し、それを現行ＴＯＤ値と比較することによっ
て行われる。

【０１０３】ステップ６８では、ＡＴＯＤ２３が増分さ
れ、ＡＴＯＤ２ ２１が更新される。

【０１０４】本発明の好ましい実施の形態によれば、Ａ
ＴＯＤ２３のこの増分は活動待機プロセス３０中に行わ
れる。活動待機コードのループを通るたびに、限界リス
ト２７上にユーザが存在するかどうかを判定するための
検査が行われる。存在し、活動待機プロセス３０が指定
の時間間隔（たとえば、２．５ミリ秒）の間、連続的に
実行中であった場合、最後にＡＴＯＤ２３が更新されて
から活動待機で経過した時間の全量分だけ、ＡＴＯＤ２
３値が増加する。したがって、システムが低ロード状態
（新しい作業が一切使用可能にならずに、少なくとも２
５０ミリ秒の間、活動待機になっているプロセッサによ
って定義される）になっており、限界リスト上に限定ユ
ーザが存在する場合、待機時間間隔全体がＡＴＯＤ２３
に追加される。

【０１０５】ＡＴＯＤ２ ２１のこの更新もディスパッ
チャへのその呼出しにより活動待機プロセス３０中に行
われる。活動待機３０コードのループを通るたびに、限
界リスト２７上にユーザが存在するかどうかを判定する
ための検査が行われる。存在し、活動待機プロセス３０
が指定の時間間隔（たとえば、２．５ミリ秒）の間、連
続的に実行中であった場合、活動待機ルーチンがディス
パッチャを呼び出し、それが最後にＡＴＯＤ２ ２１が
更新されてから活動待機で経過した時間の量だけ、ＡＴ
ＯＤ２ ２１の値を増加する。低ロード状態にあるとき
に活動待機処理中にＡＴＯＤ２を更新するためにディス
パッチャを呼び出すことにより、限界リストからユーザ
を除去する必要性についてより頻繁に検査が行われる。

【０１０６】ステップ７０では、ＡＴＯＤ２値２１が限
界リスト優先順位３５の１マイナー・タイム・スライス
内にあり、ＣＰＵの連続的活動待機状況時間がＡＴＯＤ
２２１に含まれる場合に、ユーザが限界リスト２７から
除去される。

【０１０７】したがって、本発明の好ましい実施の形態
によれば、ＣＰＵ待機時間をＡＴＯＤ２３に追加する
と、ユーザが低ロード（アイドルＣＰＵ）状況で時期尚
早に限界リスト２７に掲載されないことが保証され、活
動待機ルーチンからディスパッチャへの呼出しにより限
界リスト２７からユーザを除去するかどうかの検査の細
分性が増加するので限界リスト存続に関するより良い精
度が得られる。このようにして、ユーザを除去すべきか
どうかについて限界リスト２７を検査する時期と次にそ
れを検査する時期との間隔のサイズが低減される。時間
間隔が小さくなるということは、細分性が増加すること
を意味する。

【０１０８】限界リスト２７は、ユーザがそれに許され
ているもの（２６）より多くのＣＰＵリソース２０を受
け取るときにそのユーザを抑えるために使用する。この
ような事態が発生する場合、ユーザは一時的に限界リス
ト２７に掲載される。スケジューラ４４は、そのユーザ
を限界リスト２７から取り除く時期であるかどうかを判
定するために検査を行う。これらの検査は、限界リスト
からの「除去の検査」と呼ばれるものである。この「検
査」は事象主導型である。本発明以前は、限界リストは
このユーザ作業をスケジューリングしディスパッチする
プロセス中に活動プロセッサ（実行すべきユーザ作業を
備えたもの）によって検査されていた。本発明によれ
ば、活動待機メカニズムでもこれらの検査が行われる。

【０１０９】表１は、本発明の好ましい実施の形態の方
法の疑似コード説明を示している。この疑似コードは、
括弧［］内の図２の諸ステップへの参照で注釈が付けら
れている。表１に関連して図１を参照すると、ディスパ
ッチャ４０（ＨＣＰＤＳＰＣＨという）は行２から始ま
るディスパッチャ・ループによって実現され、モニタ３
０は行１８から始まる活動待機ルーチンによって実現さ
れ、スケジューラ４４は行３６から始まるスケジュール
優先順位再計算コードによって実現される。行２０に
は、実行すべき新しい作業が存在し、たとえば、着信タ
スク３２は空ではない。行２５では、２５０ミリ秒への
参照を他のシステムの適切な事前選択時間値に合わせる
ことができるだろう。行１１と行２７の両方では、最後
に待機時間が追加されてからの待機時間がＡＴＯＤに追
加され、行３２のディスパッチャへの呼出しにより、Ａ
ＴＯＤ２にも追加される。ディスパッチャを呼び出すこ
とにより待機ルーチン中に待機時間が追加される理由は
本発明にとって重要なことである。以前は、行１１の処
理が行われるまで、待機時間は決してＡＴＯＤ２に追加
されなかった。低ロード状況では、その処理が行われる
までかなりの時間がある可能性がある。この結果、これ
までは限界リスト２７上のユーザが非常に長い間そこに
存続していた。本発明では、低ロード状況では待機時間
のより小さい増分がより頻繁に追加され、同時に限界リ
ストが検査され、それに値するユーザがそうすべきとき
に限界リストから除去される。表１の行３５は図１の線
８２によって表されるが、これは、活動待機連続モニタ
３０が待機時間をＡＴＯＤに追加するときに活動待機連
続モニタ３０がディスパッチャ４０に移行してＡＴＯＤ
２を更新するという追加の意味を有する。表１の行５０
に記載されている新しい優先順位は、そのユーザがもう
一度ディスパッチされる時期を決定するために使用する
そのユーザの再計算ディスパッチ（すなわち、締切り）
優先順位である。このディスパッチ優先順位は、最大降
下およびＴＯＤ−ＴＩＥＤという限界によって制限され
る。スケジューラ４４は行５８のこの優先順位を使用し
て、そのユーザを優先順位順にディスパッチ・リスト３
７に掲載する。表１の行５４に示す式内の数字「４」は
経験的に定義された最適数を表し、本発明の範囲から逸
脱せずに変更できるはずである。表１の行６１では、そ
のユーザは、その新たに再計算されたディスパッチ・リ
スト優先順位３５に基づいてディスパッチ・リスト３７
上で再順序付けが行われる。

【表１】

【表２】

【表３】

【０１１０】従来技術を超える利点 本発明の１つの利点は、低ロード状況でそのハード限界
に極めて近いかまたは等しいシステム・リソースへのユ
ーザ・アクセスの許可を容易にするためのスケジューラ
・システムおよび方法が提供されることである。

【０１１１】本発明の他の利点は、システム・リソース
に関する最適請求を容易にし、請求の総額またはこのよ
うなリソースの可用性に対するユーザの不快感を低減す
る、改良されたスケジューラが提供されることである。

【０１１２】本発明の他の利点は、ユーザの優先順位を
決定し、どのユーザが次に実行できるかを決定するため
にシステムが使用するスケジューリング・アルゴリズム
へのフィードバック・メカニズムとしてモニタ・データ
が使用される、システムおよび方法が提供されることで
ある。

【０１１３】本発明の他の利点は、限定アクセス権を有
するユーザを早すぎない時期に限界リストに掲載し、遅
すぎない時期に限界リストから除去することにより、こ
のようなユーザに対してシステム・リソースをスケジュ
ーリングするためのシステムおよび方法が提供されるこ
とである。

【０１１４】本発明の他の利点は、遅すぎない時期にリ
ソースのスケジューリングを可能にし、早すぎない時期
にリソースのスケジューリングを禁止することにより、
限定アクセス権を有するユーザに対してシステム・リソ
ースをスケジューリングするためのシステムおよび方法
が提供されることである。

【０１１５】代替実施の形態 例示のために本発明の具体的な実施の形態についてここ
で説明してきたが、本発明の精神および範囲から逸脱せ
ずに様々な変更が可能であることが分かるだろう。特
に、本発明の方法によりコンピュータの動作を制御する
ためにマシンによって読取り可能な信号を記憶するため
の固体または流体伝送媒体、磁気または光学ワイヤ、テ
ープ、ディスクなどのプログラム記憶装置またはメモリ
・デバイスを提供することまたは本発明のシステムによ
りその構成要素を構築することあるいはその両方は、本
発明の範囲内である。

【０１１６】さらに、この方法の各ステップは、ＩＢＭ
のシステム３９０、ＡＳ／４００、ＰＣなどの汎用コン
ピュータのいずれでも、Ｃ＋＋、Ｊａｖａ、Ｐｌ／１、
Ｆｏｒｔｒａｎなどのいずれかのプログラミング言語か
ら生成されたプログラム・モジュールまたはオブジェク
トの１つまたは複数あるいは１つまたは複数のうちの一
部により実行することができる。さらに、前記各ステッ
プまたは前記各ステップを実現するファイルまたはオブ
ジェクトなどは、そのために設計された専用ハードウェ
アまたは回路モジュールによって実行することができ
る。

【０１１７】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。

【０１１８】（１）ユーザによるシステム・リソースの
使用をスケジューリングする方法であって、第１のクロ
ックを維持するステップと、第２のクロックを維持する
ステップと、ディスパッチ・プロセス中に実行すべき作
業がある場合、前記ユーザが待機状況になっていないと
きのみ、他のユーザとともにディスパッチ優先順位順に
前記ユーザに対してシステム・リソースの使用をスケジ
ューリングするステップと、それ以外の場合に、ユーザ
時間分だけ前記第１のクロックを進めるステップと、ユ
ーザ時間および待機時間分だけ前記第２のクロックを進
めるステップと、待機プロセス中に実行すべき作業があ
る場合、前記ディスパッチ・プロセスを呼び出すステッ
プと、それ以外の場合に待機時間の時間的調節を行うス
テップと、前記待機時間が所定の値を超過したときに待
機状況にあるユーザが存在する場合、前記待機時間分だ
け前記第１のクロックを増分し、前記ディスパッチ・プ
ロセスを呼び出すステップを含む方法。 （２）スケジューラ・プロセス中に前記ユーザのユーザ
・シェアを決定するステップと、前記ユーザ・シェアが
所定の最大許容シェアを超過した場合、前記ユーザ・シ
ェアと、前のタイム・スライス上のオーバランに応じて
調整されたタイム・スライスとに基づいてユーザ・オフ
セットを計算するステップと、前記ユーザ・オフセット
を加えた現行ディスパッチ優先順位に等しい前記ユーザ
の新しいディスパッチ優先順位を計算するステップと、
前記新しいディスパッチ優先順位が前記ユーザ・オフセ
ットの関数分だけ前記第１のクロックを超過した場合、
前記ユーザを待機状況にして前記ディスパッチ・プロセ
スを呼び出し、それ以外の場合に前記ディスパッチ・プ
ロセスを呼び出すステップと、前記ディスパッチ・プロ
セス中に、前記ユーザがタイム・スライスを完了したと
きに、前記スケジューラ・プロセスを呼び出すステップ
をさらに含む上記（１）に記載の方法。 （３）さらに前記ディスパッチ・プロセス中に前記ユー
ザが前記第２のクロックの１つのタイム・スライス内の
限界優先順位で待機状況になっている場合、限界状況か
ら前記ユーザを除去するステップをさらに含む上記
（２）に記載の方法。 （４）複数の限定ユーザ間でシステム・リソースの使用
をスケジューリングする方法であって、第１の時刻クロ
ックを維持するステップと、第２の時刻クロックを維持
するステップと、ディスパッチ・ルーチンを実行するス
テップと、活動待機ルーチンを実行するステップと、優
先順位再計算ルーチンを実行するステップを含み、前記
優先順位再計算ルーチンが第１のユーザのユーザ・シェ
アを計算するステップと、前記ユーザ・シェアが所定の
最大許容シェアを超過した場合、前記ユーザ・シェア
と、前のマイナー・タイム・スライス上のオーバランに
応じて調整されたマイナー・タイム・スライスのサイズ
とに基づいてユーザ・オフセットを計算するステップ
と、前記ユーザ・オフセットを加えた古い優先順位に等
しいユーザ・ディスパッチ優先順位を計算するステップ
と、前記ユーザ・ディスパッチ優先順位が前記ユーザ・
オフセットの関数を加えた前記第１のクロックに等しい
最大降下値を超過し、これが限定ユーザであり、このユ
ーザがその最大シェアでスケジューリングされる場合、
前記ユーザを限界リストに追加するステップと、それ以
外の場合に前記ユーザをディスパッチ・リスト上に優先
順位順に再順序付けするステップと、前記ディスパッチ
ャ・ルーチンを実行するステップを含み、前記ディスパ
ッチャ・ルーチンがディスパッチすべき作業がない場
合、前記活動待機ルーチンを実行し、それ以外の場合に
いずれかの優先順位システム作業を実行するステップ
と、前記ユーザのマイナー・タイム・スライスが終了し
たばかりの場合、前記スケジューラ・ルーチンを実行す
るステップと、それ以外の場合にユーザ時間によって前
記第１の時刻クロックを進めるステップと、ユーザ時間
および待機時間によって第２の時刻クロックを進めるス
テップと、前記限界リスト上のユーザが前記第２の時刻
クロックの１つのマイナー・タイム・スライス内にある
場合、前記限界リストから前記ユーザを除去するステッ
プと、ディスパッチ・リスト優先順位に基づいてユーザ
をディスパッチするステップを含み、前記活動待機ルー
チンが実行すべき新しい作業がある場合、前記ディスパ
ッチャ・ルーチンを実行するステップと、それ以外の場
合に前記限界リスト上にユーザが存在し、活動待機処理
が所定の限界を超過した場合、前記第１の時刻クロック
に待機時間を追加するステップと、前記ディスパッチャ
・ルーチンを実行するステップを含み、それにより、ユ
ーザが早すぎない時期に前記限界リストに追加され、遅
すぎない時期に前記限界リストから除去される方法。 （５）システム・リソースをスケジューリングする方法
において、（１）（ａ）ユーザ最小シェア割当て、
（ｂ）ユーザがシステム・リソースを消費しているとき
に前進する第１の人工時刻クロック、（ｃ）高ディスパ
ッチ優先順位限界、（ｄ）低ディスパッチ優先順位限界
によって定義される境界内でプロセッサ使用率に関する
優先順位をユーザに付けるステップと、（２）（ａ）選
択されたユーザに割り当てられるユーザ最大限定シェア
割当てを確立し、（ｂ）限界リストを設け、（ｃ）ユー
ザがシステム・リソースを消費している場合および前記
システム・リソースが待機している場合に前進する第２
の人工時刻クロックを設けることにより、ユーザによる
中央演算処理装置の消費を前記境界内の指定の絶対値に
制限するステップと、（３）限界リスト優先順序を決定
し、前記第２の人工時刻クロックの前進に基づいて前記
限界リストから除去すべき時期を決定するステップと、
（４）前記ＣＰＵがアイドルであるときに、着信タスク
の活動待機対話式連続モニタを用意するステップと、
（５）最大使用率シェアに基づいてユーザに優先順位を
割り当てるステップと、（６）前記低ディスパッチ優先
順位限界を超過したときに、前記限界リストにユーザを
掲載するステップと、（７）前記限界リスト上の存続持
続時間を決定するために前記第１の人工時刻クロックの
時間を前記第２の人工時刻クロックの時間に変換するス
テップと、（８）限界シェア・ユーザがＣＰＵリソース
を求めて競合する時期を認識するステップと、（９）前
記システム・リソースが定義された実時間間隔の間、連
続活動待機状況になっていた時期を認識し、それに対す
る応答として、前記第１の人工時刻クロックおよび前記
第２の人工時刻クロックを待機時間分だけ更新するステ
ップと、（１０）それに関する前記第２の人工時刻クロ
ック値が低ロード条件下で前記第２の人工時刻クロック
に含まれる前記待機時間の実質的にすべてによって前記
限界リスト優先順位を超過するユーザを前記限界リスト
から除去するステップを含む方法。 （６）ユーザによるシステム・リソースの使用をスケジ
ューリングするための方法ステップを実行するためにマ
シンによって実行可能な命令からなるプログラムを具体
的に実施する、マシンによって読取り可能なプログラム
記憶装置において、前記方法ステップが、第１のクロッ
クを維持することと、第２のクロックを維持すること
と、ディスパッチ・プロセス中に実行すべき作業がある
場合、前記ユーザが待機状況になっていないときのみ、
他のユーザとともにディスパッチ優先順位順に前記ユー
ザに対してシステム・リソースの使用をスケジューリン
グすることと、それ以外の場合にユーザ時間分だけ前記
第１のクロックを前進することと、ユーザ時間および待
機時間分だけ前記第２のクロックを前進することと、待
機プロセス中に実行すべき作業がある場合、前記ディス
パッチ・プロセスを呼び出すことと、それ以外の場合に
待機時間の時間的調節を行うことと、前記待機時間が所
定の値を超過したときに待機状況にあるユーザが存在す
る場合、前記待機時間分だけ前記第１のクロックを増分
し、前記ディスパッチ・プロセスを呼び出すこととを含
む、プログラム記憶装置。 （７）ユーザによるシステム・リソースの使用をスケジ
ューリングするためにそこで実施されるコンピュータ可
読プログラム・コード手段を有するコンピュータ使用可
能媒体を含む製品において、前記製品における前記コン
ピュータ可読プログラム手段が、第１のクロックを維持
することをコンピュータに実施させるためのコンピュー
タ可読プログラム・コード手段と、第２のクロックを維
持することをコンピュータに実施させるためのコンピュ
ータ可読プログラム・コード手段と、ディスパッチ・プ
ロセス中に実行すべき作業がある場合、前記ユーザが待
機状況になっていないときのみ、他のユーザとともにデ
ィスパッチ優先順位順に前記ユーザに対してシステム・
リソースの使用をスケジューリングすることと、それ以
外の場合にユーザ時間分だけ前記第１のクロックを前進
することと、ユーザ時間および待機時間分だけ前記第２
のクロックを前進することをコンピュータに実施させる
ためのコンピュータ可読プログラム・コード手段と、待
機プロセス中に実行すべき作業がある場合、前記ディス
パッチ・プロセスを呼び出すことと、それ以外の場合に
待機時間の時間的調節を行うことと、前記待機時間が所
定の値を超過したときに待機状況にあるユーザが存在す
る場合、前記待機時間分だけ前記第１のクロックを増分
し、前記ディスパッチ・プロセスを呼び出すことをコン
ピュータに実施させるためのコンピュータ可読プログラ
ム・コード手段とを含む製品。 （８）ユーザによるシステム・リソースの使用をスケジ
ューリングするためのシステムにおいて、第１のクロッ
クと、第２のクロックと、ディスパッチ・プロセスであ
って実行すべき作業がある場合、前記ユーザが待機状況
になっていないときのみ、他のユーザとともにディスパ
ッチ優先順位順に前記ユーザに対してシステム・リソー
スの使用をスケジューリングし、それ以外の場合にユー
ザ時間分だけ前記第１のクロックを前進し、ユーザ時間
および待機時間分だけ前記第２のクロックを前進するた
めのディスパッチ・プロセスと、待機プロセスであって
実行すべき作業がある場合、前記ディスパッチ・プロセ
スを呼び出し、それ以外の場合に待機時間の時間的調節
を行い、前記待機時間が所定の値を超過したときに待機
状況にあるユーザが存在する場合、前記待機時間分だけ
前記第１のクロックを増分し、前記ディスパッチ・プロ
セスを呼び出すための待機プロセスとを含むシステム。 （９）スケジューラ・プロセスであって前記ユーザのユ
ーザ・シェアを決定し、前記ユーザ・シェアが所定の最
大許容シェアを超過した場合、前記ユーザ・シェアと、
前のタイム・スライス上のオーバランに応じて調整され
たタイム・スライスとに基づいてユーザ・オフセットを
計算し、前記ユーザ・オフセットを加えた現行ディスパ
ッチ優先順位に等しい前記ユーザの新しいディスパッチ
優先順位を計算し、前記新しいディスパッチ優先順位が
前記ユーザ・オフセットの関数分だけ前記第１のクロッ
クを超過した場合、前記ユーザを待機状況にして前記デ
ィスパッチ・プロセスを呼び出し、それ以外の場合に前
記ディスパッチ・プロセスを呼び出すためのスケジュー
ラ・プロセスと、前記ユーザがタイム・スライスを完了
したときに、前記スケジューラ・プロセスを呼び出す前
記ディスパッチ・プロセスをさらに含む、上記（８）に
記載のシステム。 （１０）前記ディスパッチ・プロセスであって前記ユー
ザが前記第２のクロックの１つのタイム・スライス内の
限界優先順位で待機状況になっている場合、限界状況か
ら前記ユーザを除去するための前記ディスパッチ・プロ
セスをさらに含む、上記（９）に記載のシステム。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の好ましい実施の形態を実現する方法お
よびデータ構造のシステム図である。

【図２】コンピュータ・オペレーティング・システムの
流れ図である。

【図３】ディスパッチャの流れ図の関係を示す図であ
る。

【図４】ディスパッチャの流れ図である。

【図５】ディスパッチャの流れ図である。

【図６】ディスパッチャの流れ図である。

【図７】図２のオペレーティング・システム内のスケジ
ューラの（小さい部分の）流れ図である。

【図８】ディスパッチ・リストを示す図である。

【図９】本発明の方法の好ましい実施の形態を実現する
プログラミング・モジュールの図解表現である。

【符号の説明】

１８ 最大降下 ２０ システム・リソース ２１ ＡＴＯＤ２ ２２ 実時間クロック ２３ ＡＴＯＤ ２４ ユーザ最小シェア割当て ２５ オフセット ２６ ユーザ最大シェア割当て ２７ 限界リスト ２８ ＴＯＤ−ＴＩＥＤ ２９ 限界リスト上の存続時間（限界リスト優先順位） ３０ 活動待機連続モニタ ３２ 着信タスク ３５ ユーザのディスパッチ・リスト優先順位 ３７ ディスパッチ・リスト ４０ ディスパッチャ ４４ スケジューラ

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 マーク・ジェイ・ローレンス アメリカ合衆国13760 ニューヨーク州エ ンドウェル ヴァーナ・ドライブ 528

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】ユーザによるシステム・リソースの使用を
   スケジューリングする方法であって、 第１のクロックを維持するステップと、 第２のクロックを維持するステップと、 ディスパッチ・プロセス中に実行すべき作業がある場
   合、前記ユーザが待機状況になっていないときのみ、他
   のユーザとともにディスパッチ優先順位順に前記ユーザ
   に対してシステム・リソースの使用をスケジューリング
   するステップと、 それ以外の場合に、 ユーザ時間分だけ前記第１のクロックを進めるステップ
   と、 ユーザ時間および待機時間分だけ前記第２のクロックを
   進めるステップと、 待機プロセス中に実行すべき作業がある場合、前記ディ
   スパッチ・プロセスを呼び出すステップと、 それ以外の場合に待機時間の時間的調節を行うステップ
   と、 前記待機時間が所定の値を超過したときに待機状況にあ
   るユーザが存在する場合、前記待機時間分だけ前記第１
   のクロックを増分し、前記ディスパッチ・プロセスを呼
   び出すステップを含む方法。
2. 【請求項２】スケジューラ・プロセス中に前記ユーザの
   ユーザ・シェアを決定するステップと、 前記ユーザ・シェアが所定の最大許容シェアを超過した
   場合、前記ユーザ・シェアと、前のタイム・スライス上
   のオーバランに応じて調整されたタイム・スライスとに
   基づいてユーザ・オフセットを計算するステップと、 前記ユーザ・オフセットを加えた現行ディスパッチ優先
   順位に等しい前記ユーザの新しいディスパッチ優先順位
   を計算するステップと、 前記新しいディスパッチ優先順位が前記ユーザ・オフセ
   ットの関数分だけ前記第１のクロックを超過した場合、
   前記ユーザを待機状況にして前記ディスパッチ・プロセ
   スを呼び出し、それ以外の場合に前記ディスパッチ・プ
   ロセスを呼び出すステップと、 前記ディスパッチ・プロセス中に、前記ユーザがタイム
   ・スライスを完了したときに、前記スケジューラ・プロ
   セスを呼び出す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】さらに前記ディスパッチ・プロセス中に前
   記ユーザが前記第２のクロックの１つのタイム・スライ
   ス内の限界優先順位で待機状況になっている場合、限界
   状況から前記ユーザを除去するステップをさらに含む請
   求項２に記載の方法。
4. 【請求項４】複数の限定ユーザ間でシステム・リソース
   の使用をスケジューリングする方法であって、 第１の時刻クロックを維持するステップと、 第２の時刻クロックを維持するステップと、 ディスパッチ・ルーチンを実行するステップと、 活動待機ルーチンを実行するステップと、 優先順位再計算ルーチンを実行するステップを含み、 前記優先順位再計算ルーチンが第１のユーザのユーザ・
   シェアを計算するステップと、 前記ユーザ・シェアが所定の最大許容シェアを超過した
   場合、前記ユーザ・シェアと、前のマイナー・タイム・
   スライス上のオーバランに応じて調整されたマイナー・
   タイム・スライスのサイズとに基づいてユーザ・オフセ
   ットを計算するステップと、 前記ユーザ・オフセットを加えた古い優先順位に等しい
   ユーザ・ディスパッチ優先順位を計算するステップと、 前記ユーザ・ディスパッチ優先順位が前記ユーザ・オフ
   セットの関数を加えた前記第１のクロックに等しい最大
   降下値を超過し、これが限定ユーザであり、このユーザ
   がその最大シェアでスケジューリングされる場合、前記
   ユーザを限界リストに追加するステップと、 それ以外の場合に前記ユーザをディスパッチ・リスト上
   に優先順位順に再順序付けするステップと、 前記ディスパッチャ・ルーチンを実行するステップを含
   み、 前記ディスパッチャ・ルーチンがディスパッチすべき作
   業がない場合、前記活動待機ルーチンを実行し、それ以
   外の場合にいずれかの優先順位システム作業を実行する
   ステップと、 前記ユーザのマイナー・タイム・スライスが終了したば
   かりの場合、前記スケジューラ・ルーチンを実行するス
   テップと、 それ以外の場合にユーザ時間によって前記第１の時刻ク
   ロックを進めるステップと、 ユーザ時間および待機時間によって第２の時刻クロック
   を進めるステップと、 前記限界リスト上のユーザが前記第２の時刻クロックの
   １つのマイナー・タイム・スライス内にある場合、前記
   限界リストから前記ユーザを除去するステップと、 ディスパッチ・リスト優先順位に基づいてユーザをディ
   スパッチするステップを含み、 前記活動待機ルーチンが実行すべき新しい作業がある場
   合、前記ディスパッチャ・ルーチンを実行するステップ
   と、 それ以外の場合に前記限界リスト上にユーザが存在し、
   活動待機処理が所定の限界を超過した場合、 前記第１の時刻クロックに待機時間を追加するステップ
   と、 前記ディスパッチャ・ルーチンを実行するステップを含
   み、 それにより、ユーザが早すぎない時期に前記限界リスト
   に追加され、遅すぎない時期に前記限界リストから除去
   される方法。
5. 【請求項５】システム・リソースをスケジューリングす
   る方法において、 （１）（ａ）ユーザ最小シェア割当て、（ｂ）ユーザが
   システム・リソースを消費しているときに前進する第１
   の人工時刻クロック、（ｃ）高ディスパッチ優先順位限
   界、（ｄ）低ディスパッチ優先順位限界によって定義さ
   れる境界内でプロセッサ使用率に関する優先順位をユー
   ザに付けるステップと、 （２）（ａ）選択されたユーザに割り当てられるユーザ
   最大限定シェア割当てを確立し、（ｂ）限界リストを設
   け、（ｃ）ユーザがシステム・リソースを消費している
   場合および前記システム・リソースが待機している場合
   に前進する第２の人工時刻クロックを設けることによ
   り、ユーザによる中央演算処理装置の消費を前記境界内
   の指定の絶対値に制限するステップと、 （３）限界リスト優先順序を決定し、前記第２の人工時
   刻クロックの前進に基づいて前記限界リストから除去す
   べき時期を決定するステップと、 （４）前記ＣＰＵがアイドルであるときに、着信タスク
   の活動待機対話式連続モニタを用意するステップと、 （５）最大使用率シェアに基づいてユーザに優先順位を
   割り当てるステップと、 （６）前記低ディスパッチ優先順位限界を超過したとき
   に、前記限界リストにユーザを掲載するステップと、 （７）前記限界リスト上の存続持続時間を決定するため
   に前記第１の人工時刻クロックの時間を前記第２の人工
   時刻クロックの時間に変換するステップと、 （８）限界シェア・ユーザがＣＰＵリソースを求めて競
   合する時期を認識するステップと、 （９）前記システム・リソースが定義された実時間間隔
   の間、連続活動待機状況になっていた時期を認識し、そ
   れに対する応答として、前記第１の人工時刻クロックお
   よび前記第２の人工時刻クロックを待機時間分だけ更新
   するステップと、 （１０）それに関する前記第２の人工時刻クロック値が
   低ロード条件下で前記第２の人工時刻クロックに含まれ
   る前記待機時間の実質的にすべてによって前記限界リス
   ト優先順位を超過するユーザを前記限界リストから除去
   するステップを含む方法。
6. 【請求項６】ユーザによるシステム・リソースの使用を
   スケジューリングするための方法ステップを実行するた
   めにマシンによって実行可能な命令からなるプログラム
   を具体的に実施する、マシンによって読取り可能なプロ
   グラム記憶装置において、前記方法ステップが、 第１のクロックを維持することと、 第２のクロックを維持することと、 ディスパッチ・プロセス中に実行すべき作業がある場
   合、前記ユーザが待機状況になっていないときのみ、他
   のユーザとともにディスパッチ優先順位順に前記ユーザ
   に対してシステム・リソースの使用をスケジューリング
   することと、 それ以外の場合にユーザ時間分だけ前記第１のクロック
   を前進することと、 ユーザ時間および待機時間分だけ前記第２のクロックを
   前進することと、 待機プロセス中に実行すべき作業がある場合、前記ディ
   スパッチ・プロセスを呼び出すことと、 それ以外の場合に待機時間の時間的調節を行うことと、 前記待機時間が所定の値を超過したときに待機状況にあ
   るユーザが存在する場合、前記待機時間分だけ前記第１
   のクロックを増分し、前記ディスパッチ・プロセスを呼
   び出すこととを含む、プログラム記憶装置。
7. 【請求項７】ユーザによるシステム・リソースの使用を
   スケジューリングするためにそこで実施されるコンピュ
   ータ可読プログラム・コード手段を有するコンピュータ
   使用可能媒体を含む製品において、前記製品における前
   記コンピュータ可読プログラム手段が、 第１のクロックを維持することをコンピュータに実施さ
   せるためのコンピュータ可読プログラム・コード手段
   と、 第２のクロックを維持することをコンピュータに実施さ
   せるためのコンピュータ可読プログラム・コード手段
   と、 ディスパッチ・プロセス中に実行すべき作業がある場
   合、前記ユーザが待機状況になっていないときのみ、他
   のユーザとともにディスパッチ優先順位順に前記ユーザ
   に対してシステム・リソースの使用をスケジューリング
   することと、 それ以外の場合にユーザ時間分だけ前記第１のクロック
   を前進することと、 ユーザ時間および待機時間分だけ前記第２のクロックを
   前進することをコンピュータに実施させるためのコンピ
   ュータ可読プログラム・コード手段と、 待機プロセス中に実行すべき作業がある場合、前記ディ
   スパッチ・プロセスを呼び出すことと、 それ以外の場合に待機時間の時間的調節を行うことと、 前記待機時間が所定の値を超過したときに待機状況にあ
   るユーザが存在する場合、前記待機時間分だけ前記第１
   のクロックを増分し、前記ディスパッチ・プロセスを呼
   び出すことをコンピュータに実施させるためのコンピュ
   ータ可読プログラム・コード手段とを含む製品。
8. 【請求項８】ユーザによるシステム・リソースの使用を
   スケジューリングするためのシステムにおいて、 第１のクロックと、 第２のクロックと、 ディスパッチ・プロセスであって実行すべき作業がある
   場合、前記ユーザが待機状況になっていないときのみ、
   他のユーザとともにディスパッチ優先順位順に前記ユー
   ザに対してシステム・リソースの使用をスケジューリン
   グし、 それ以外の場合にユーザ時間分だけ前記第１のクロック
   を前進し、 ユーザ時間および待機時間分だけ前記第２のクロックを
   前進するためのディスパッチ・プロセスと、 待機プロセスであって実行すべき作業がある場合、前記
   ディスパッチ・プロセスを呼び出し、 それ以外の場合に待機時間の時間的調節を行い、 前記待機時間が所定の値を超過したときに待機状況にあ
   るユーザが存在する場合、前記待機時間分だけ前記第１
   のクロックを増分し、前記ディスパッチ・プロセスを呼
   び出すための待機プロセスとを含むシステム。
9. 【請求項９】スケジューラ・プロセスであって前記ユー
   ザのユーザ・シェアを決定し、 前記ユーザ・シェアが所定の最大許容シェアを超過した
   場合、前記ユーザ・シェアと、前のタイム・スライス上
   のオーバランに応じて調整されたタイム・スライスとに
   基づいてユーザ・オフセットを計算し、 前記ユーザ・オフセットを加えた現行ディスパッチ優先
   順位に等しい前記ユーザの新しいディスパッチ優先順位
   を計算し、 前記新しいディスパッチ優先順位が前記ユーザ・オフセ
   ットの関数分だけ前記第１のクロックを超過した場合、
   前記ユーザを待機状況にして前記ディスパッチ・プロセ
   スを呼び出し、それ以外の場合に前記ディスパッチ・プ
   ロセスを呼び出すためのスケジューラ・プロセスと、 前記ユーザがタイム・スライスを完了したときに、前記
   スケジューラ・プロセスを呼び出す前記ディスパッチ・
   プロセスをさらに含む、請求項８に記載のシステム。
10. 【請求項１０】前記ディスパッチ・プロセスであって前
    記ユーザが前記第２のクロックの１つのタイム・スライ
    ス内の限界優先順位で待機状況になっている場合、限界
    状況から前記ユーザを除去するための前記ディスパッチ
    ・プロセスをさらに含む、請求項９に記載のシステム。