JP2001282560A - 仮想計算機制御方法及びその実施装置並びにその処理プログラムを記録した記録媒体 - Google Patents
仮想計算機制御方法及びその実施装置並びにその処理プログラムを記録した記録媒体Info
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- JP2001282560A JP2001282560A JP2000098545A JP2000098545A JP2001282560A JP 2001282560 A JP2001282560 A JP 2001282560A JP 2000098545 A JP2000098545 A JP 2000098545A JP 2000098545 A JP2000098545 A JP 2000098545A JP 2001282560 A JP2001282560 A JP 2001282560A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 仮想計算機システムの資源をＯＳの動作条件
に応じて有効に利用することが可能な技術を提供する。 【解決手段】 仮想的に複数のオぺレーティングシステ
ムを動作させる仮想計算機制御方法において、オペレー
ティングシステムの動作条件の変化に応じて発行された
消費電力制御要求を受け付けるステップと、前記受け付
けた消費電力制御要求の内容に応じて各オペレーティン
グシステムへの資源の割当てを行うステップとを有する
ものである。
に応じて有効に利用することが可能な技術を提供する。 【解決手段】 仮想的に複数のオぺレーティングシステ
ムを動作させる仮想計算機制御方法において、オペレー
ティングシステムの動作条件の変化に応じて発行された
消費電力制御要求を受け付けるステップと、前記受け付
けた消費電力制御要求の内容に応じて各オペレーティン
グシステムへの資源の割当てを行うステップとを有する
ものである。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は仮想的に複数のオペ
レーティングシステム（ＯＳ）を動作させる仮想計算機
システムに関し、特に各ＯＳに割当てるＣＰＵ割当て量
を制御する仮想計算機システムに適用して有効な技術に
関するものである。
レーティングシステム（ＯＳ）を動作させる仮想計算機
システムに関し、特に各ＯＳに割当てるＣＰＵ割当て量
を制御する仮想計算機システムに適用して有効な技術に
関するものである。
【０００２】
【従来の技術】従来の仮想計算機システムでは、１台の
計算機において仮想計算機制御手段（ＶＭＣＰ）を用い
て複数の仮想計算機（ＶＭ）上のＯＳを時分割で実行し
ており、このとき、ＣＰＵ資源を有効に利用する為に各
ＯＳの負荷に基づき、各ＶＭに割当てるＣＰＵ時間の割
合の制御を行っている。
計算機において仮想計算機制御手段（ＶＭＣＰ）を用い
て複数の仮想計算機（ＶＭ）上のＯＳを時分割で実行し
ており、このとき、ＣＰＵ資源を有効に利用する為に各
ＯＳの負荷に基づき、各ＶＭに割当てるＣＰＵ時間の割
合の制御を行っている。
【０００３】なお特開昭６０−１０３４５８号公報に記
載された技術ではＯＳに仮想計算機モニタに対する負荷
報告機能を持たせ、その負荷報告から得られたＯＳへの
リクエスト発生回数を基にそれぞれスケジュールを決定
している。
載された技術ではＯＳに仮想計算機モニタに対する負荷
報告機能を持たせ、その負荷報告から得られたＯＳへの
リクエスト発生回数を基にそれぞれスケジュールを決定
している。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上記従来の仮想計算機
システムにパーソナルコンピュータ（ＰＣ）用ＯＳを適
用する場合には以下の様な問題がある。
システムにパーソナルコンピュータ（ＰＣ）用ＯＳを適
用する場合には以下の様な問題がある。
【０００５】すなわち、従来のＰＣ用ＯＳの多くはＯＳ
の負荷情報をＯＳ外部に対して報告する汎用的な手続き
を持たず、また、これらのＯＳの多くは改変不可能であ
り、この機能をＯＳ内部に持たせることは困難である
為、負荷報告から得られたＯＳへのリクエスト発生回数
を基にスケジュールを決定することはできないという問
題がある。
の負荷情報をＯＳ外部に対して報告する汎用的な手続き
を持たず、また、これらのＯＳの多くは改変不可能であ
り、この機能をＯＳ内部に持たせることは困難である
為、負荷報告から得られたＯＳへのリクエスト発生回数
を基にスケジュールを決定することはできないという問
題がある。
【０００６】更に、ＰＣ用ＯＳはユーザプログラム以外
の各ＯＳサービスがＯＳ外部とデータの入出力を行う場
合もあり、入出力リクエスト発生とＯＳの負荷に関連が
無い場合も多い。従って、仮想計算機上でＰＣ用ＯＳを
動作させる場合には従来の仮想計算機システムではＣＰ
Ｕ資源を有効活用できないといった課題がある。
の各ＯＳサービスがＯＳ外部とデータの入出力を行う場
合もあり、入出力リクエスト発生とＯＳの負荷に関連が
無い場合も多い。従って、仮想計算機上でＰＣ用ＯＳを
動作させる場合には従来の仮想計算機システムではＣＰ
Ｕ資源を有効活用できないといった課題がある。
【０００７】本発明の目的は上記問題を解決し、仮想計
算機システムの資源をＯＳの動作条件に応じて有効に利
用することが可能な技術を提供することにある。
算機システムの資源をＯＳの動作条件に応じて有効に利
用することが可能な技術を提供することにある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明は、仮想的に複数
のＯＳを動作させる仮想計算機システムにおいて、ＯＳ
から発行された消費電力制御要求の内容に応じて各ＯＳ
への資源の割当てを行うものである。
のＯＳを動作させる仮想計算機システムにおいて、ＯＳ
から発行された消費電力制御要求の内容に応じて各ＯＳ
への資源の割当てを行うものである。
【０００９】ＰＣ用ＯＳは消費電力制御機能を持つもの
が少なくない。ここで消費電力制御機能とは、ＯＳが負
荷の状況に応じてハードウェアに対し、ＣＰＵやＩ／Ｏ
装置の動作クロックを低く動作させる為の低速度状態移
行要求や、ＣＰＵやＩ／Ｏ装置を停止させる為の休止状
態移行要求や、ＯＳ外部からＯＳを通常状態に復帰させ
る要求である通常状態復帰イベントを受けＣＰＵやＩ／
Ｏ装置を通常動作状態にする通常動作状態復帰要求を発
行する機能である。
が少なくない。ここで消費電力制御機能とは、ＯＳが負
荷の状況に応じてハードウェアに対し、ＣＰＵやＩ／Ｏ
装置の動作クロックを低く動作させる為の低速度状態移
行要求や、ＣＰＵやＩ／Ｏ装置を停止させる為の休止状
態移行要求や、ＯＳ外部からＯＳを通常状態に復帰させ
る要求である通常状態復帰イベントを受けＣＰＵやＩ／
Ｏ装置を通常動作状態にする通常動作状態復帰要求を発
行する機能である。
【００１０】本発明では、ＯＳの動作条件の変化に応じ
て発行されたこれらの消費電力制御要求を受け付け、そ
れぞれのＶＭ状態を記憶するＶＭ状態テーブルを管理す
る機能をＶＭＣＰに追加し、更にＶＭＣＰの持つＣＰＵ
割当て時間テーブルに低速度状態のＣＰＵ割当て時間を
格納できる様にＶＭＣＰを拡張する。そしてＶＭ状態テ
ーブルを参照し、ＯＳの負荷の状態に応じたＣＰＵ割当
て時間を前記拡張されたＣＰＵ割当て時間テーブルから
選択して該当ＶＭに割当てることにより、各ＯＳへの資
源の割当てを行う。
て発行されたこれらの消費電力制御要求を受け付け、そ
れぞれのＶＭ状態を記憶するＶＭ状態テーブルを管理す
る機能をＶＭＣＰに追加し、更にＶＭＣＰの持つＣＰＵ
割当て時間テーブルに低速度状態のＣＰＵ割当て時間を
格納できる様にＶＭＣＰを拡張する。そしてＶＭ状態テ
ーブルを参照し、ＯＳの負荷の状態に応じたＣＰＵ割当
て時間を前記拡張されたＣＰＵ割当て時間テーブルから
選択して該当ＶＭに割当てることにより、各ＯＳへの資
源の割当てを行う。
【００１１】以上の様に本発明の仮想計算機システムに
よれば、ＯＳから発行された消費電力制御要求の内容に
応じて各ＯＳへの資源の割当てを行うので、仮想計算機
システムの資源をＯＳの動作条件に応じて有効に利用す
ることが可能である。
よれば、ＯＳから発行された消費電力制御要求の内容に
応じて各ＯＳへの資源の割当てを行うので、仮想計算機
システムの資源をＯＳの動作条件に応じて有効に利用す
ることが可能である。
【００１２】
【発明の実施の形態】以下に仮想的に複数のＯＳを動作
させる一実施形態の仮想計算機システムについて説明す
る。
させる一実施形態の仮想計算機システムについて説明す
る。
【００１３】図１は本実施形態の仮想計算機システムの
構成を示す図である。図１に示す様に本実施形態の仮想
計算機システムは、消費電力制御要求処理部１０３と、
消費電力制御受付処理部１１１と、資源割当て処理部１
１２とを有している。
構成を示す図である。図１に示す様に本実施形態の仮想
計算機システムは、消費電力制御要求処理部１０３と、
消費電力制御受付処理部１１１と、資源割当て処理部１
１２とを有している。
【００１４】消費電力制御要求処理部１０３は、ＶＭ１
００または１０１におけるＯＳの動作条件の変化に応じ
て消費電力制御要求を発行する処理部である。消費電力
制御受付処理部１１１は、ＯＳの動作条件の変化に応じ
てＶＭ１００または１０１から発行された消費電力制御
要求を受け付ける処理部である。資源割当て処理部１１
２は、前記受け付けた消費電力制御要求の内容に応じて
各ＯＳへの資源の割当てを行う処理部である。
００または１０１におけるＯＳの動作条件の変化に応じ
て消費電力制御要求を発行する処理部である。消費電力
制御受付処理部１１１は、ＯＳの動作条件の変化に応じ
てＶＭ１００または１０１から発行された消費電力制御
要求を受け付ける処理部である。資源割当て処理部１１
２は、前記受け付けた消費電力制御要求の内容に応じて
各ＯＳへの資源の割当てを行う処理部である。
【００１５】仮想計算機システムを消費電力制御要求処
理部１０３、消費電力制御受付処理部１１１及び資源割
当て処理部１１２として機能させる為のプログラムは、
ＣＤ−ＲＯＭ等の記録媒体に記録され磁気ディスク等に
格納された後、メモリにロードされて実行されるものと
する。なお前記プログラムを記録する記録媒体はＣＤ−
ＲＯＭ以外の他の記録媒体でも良い。
理部１０３、消費電力制御受付処理部１１１及び資源割
当て処理部１１２として機能させる為のプログラムは、
ＣＤ−ＲＯＭ等の記録媒体に記録され磁気ディスク等に
格納された後、メモリにロードされて実行されるものと
する。なお前記プログラムを記録する記録媒体はＣＤ−
ＲＯＭ以外の他の記録媒体でも良い。
【００１６】図１において、矢印はＯＳの消費電力制御
要求を表しており、ＶＭＣＰ１１０が時分割でＶＭ１０
０、ＶＭ１０１等の仮想計算機に対してＣＰＵ、メモ
リ、Ｉ／Ｏ装置といったハードウェア資源を割当てる。
要求を表しており、ＶＭＣＰ１１０が時分割でＶＭ１０
０、ＶＭ１０１等の仮想計算機に対してＣＰＵ、メモ
リ、Ｉ／Ｏ装置といったハードウェア資源を割当てる。
【００１７】図２は本実施形態のＶＭ状態テーブル１２
０のデータ形式を示す図である。ＶＭ状態テーブル１２
０は各ＶＭの動作状態を格納するテーブルで、図２に示
す様にＶＭ識別子とそのＶＭの動作状態を格納する構造
になっているＶＭの個数に依存する可変長のテーブルで
ある。
０のデータ形式を示す図である。ＶＭ状態テーブル１２
０は各ＶＭの動作状態を格納するテーブルで、図２に示
す様にＶＭ識別子とそのＶＭの動作状態を格納する構造
になっているＶＭの個数に依存する可変長のテーブルで
ある。
【００１８】ＶＭ識別子にはＶＭ生成時に生成されたＶ
Ｍの識別子が設定される。ＶＭ状態１２１には通常状
態、低速度状態、休止状態のいずれかが設定されるが、
初期値としては通常状態が設定される。ＶＭ１００の状
態を取り出す場合は、ＶＭ識別子の列から該当ＶＭの識
別子を検索して、その行のＶＭ状態テーブル１２０のＶ
Ｍ状態１２１の値を取り出す。
Ｍの識別子が設定される。ＶＭ状態１２１には通常状
態、低速度状態、休止状態のいずれかが設定されるが、
初期値としては通常状態が設定される。ＶＭ１００の状
態を取り出す場合は、ＶＭ識別子の列から該当ＶＭの識
別子を検索して、その行のＶＭ状態テーブル１２０のＶ
Ｍ状態１２１の値を取り出す。
【００１９】図３は本実施形態のＣＰＵ割当てテーブル
１３０のデータ形式を示す図である。ＣＰＵ割当てテー
ブル１３０は各ＶＭのＣＰＵ割当て時間を格納するテー
ブルで、図３に示す様にＶＭの個数に依存する可変長の
テーブルであり、列はＶＭ識別子と通常状態ＣＰＵ割当
て時間１３１−１、低速状態ＣＰＵ割当て時間１３１−
２である。
１３０のデータ形式を示す図である。ＣＰＵ割当てテー
ブル１３０は各ＶＭのＣＰＵ割当て時間を格納するテー
ブルで、図３に示す様にＶＭの個数に依存する可変長の
テーブルであり、列はＶＭ識別子と通常状態ＣＰＵ割当
て時間１３１−１、低速状態ＣＰＵ割当て時間１３１−
２である。
【００２０】このＣＰＵ割当てテーブル１３０もＶＭ生
成時に作成され、各ＣＰＵ割当て時間にはユーザによっ
て予め指定された値を用いる。但し、その値は同一ＶＭ
に割当てる低速度状態ＣＰＵ割当て時間１３１−２より
も通常状態ＣＰＵ割当て時間１３１−１が大きい値でな
ければならない。また、ＣＰＵ割当て時間の取り出しで
はＶＭ状態テーブル１２０と同様にＶＭ識別子を検索す
ることにより目的の値を取り出すものとする。
成時に作成され、各ＣＰＵ割当て時間にはユーザによっ
て予め指定された値を用いる。但し、その値は同一ＶＭ
に割当てる低速度状態ＣＰＵ割当て時間１３１−２より
も通常状態ＣＰＵ割当て時間１３１−１が大きい値でな
ければならない。また、ＣＰＵ割当て時間の取り出しで
はＶＭ状態テーブル１２０と同様にＶＭ識別子を検索す
ることにより目的の値を取り出すものとする。
【００２１】図４は本実施形態のＯＳが消費電力制御要
求を発行した場合の処理手順を示すフローチャートであ
る。図４を用いてＯＳが消費電力制御要求を発行した場
合の処理の流れを説明する。
求を発行した場合の処理手順を示すフローチャートであ
る。図４を用いてＯＳが消費電力制御要求を発行した場
合の処理の流れを説明する。
【００２２】ＯＳの消費電力制御要求処理部１０３は、
実行中のプロセスの状態や入出力処理の状態を調べ、消
費電力制御要求を出す必要があるかどうかを判定する
（ステップ４００）。
実行中のプロセスの状態や入出力処理の状態を調べ、消
費電力制御要求を出す必要があるかどうかを判定する
（ステップ４００）。
【００２３】ＯＳの消費電力制御要求処理部１０３は、
実行中のプロセスの状態や入出力処理の状態が消費電力
制御要求を出す条件に適合している場合、条件に合う消
費電力制御を行う為のＢＩＯＳ（Ｂａｓｉｃ Ｉｎｐｕ
ｔ Ｏｕｔｐｕｔ Ｓｙｓｔｅｍ）機能の呼び出しやハー
ドウェアへのＩ／Ｏ処理を行って、当該消費電力制御要
求をＣＰＵやＩ／Ｏ装置に対して発行する（ステップ４
０１）。
実行中のプロセスの状態や入出力処理の状態が消費電力
制御要求を出す条件に適合している場合、条件に合う消
費電力制御を行う為のＢＩＯＳ（Ｂａｓｉｃ Ｉｎｐｕ
ｔ Ｏｕｔｐｕｔ Ｓｙｓｔｅｍ）機能の呼び出しやハー
ドウェアへのＩ／Ｏ処理を行って、当該消費電力制御要
求をＣＰＵやＩ／Ｏ装置に対して発行する（ステップ４
０１）。
【００２４】ＶＭＣＰ１１０の消費電力制御受付処理部
１１１は、前記ＣＰＵやＩ／Ｏ装置に対して発行された
消費電力制御要求をＣＰＵやＩ／Ｏ装置が受け取る前に
処理し、ＶＭのＣＰＵ割当て量を変更する（ステップ４
０２）。どの状態のときにどの要求を発行するかを図５
に示す。
１１１は、前記ＣＰＵやＩ／Ｏ装置に対して発行された
消費電力制御要求をＣＰＵやＩ／Ｏ装置が受け取る前に
処理し、ＶＭのＣＰＵ割当て量を変更する（ステップ４
０２）。どの状態のときにどの要求を発行するかを図５
に示す。
【００２５】図５は本実施形態の消費電力制御要求の発
行条件の一例を示す図である。図５ではＯＳの状態１４
０（状態１４０−１から状態１４０−３）とその時ＯＳ
が発行する消費電力制御要求１４１（消費電力制御要求
１４１−１から消費電力制御要求１４１−３）の対応表
を表している。
行条件の一例を示す図である。図５ではＯＳの状態１４
０（状態１４０−１から状態１４０−３）とその時ＯＳ
が発行する消費電力制御要求１４１（消費電力制御要求
１４１−１から消費電力制御要求１４１−３）の対応表
を表している。
【００２６】ＯＳの消費電力制御要求処理部１０３は、
状態１４０−１が適合する場合には消費電力制御要求１
４１−１を、状態１４０−２が適合する場合には消費電
力制御要求１４１−２を、状態１４０−３が適合する場
合には消費電力制御要求１４１−３をそれぞれＶＭＣＰ
１１０に対して発行する。
状態１４０−１が適合する場合には消費電力制御要求１
４１−１を、状態１４０−２が適合する場合には消費電
力制御要求１４１−２を、状態１４０−３が適合する場
合には消費電力制御要求１４１−３をそれぞれＶＭＣＰ
１１０に対して発行する。
【００２７】図６は本実施形態のＯＳ走行中に発生する
消費電力制御要求１４１に対するＶＭＣＰ１１０の処理
手順を示すフローチャートである。次に図６を用いて、
ＶＭ１００が各消費電力制御要求を発行した場合のＶＭ
ＣＰ１１０の詳細処理について説明する。
消費電力制御要求１４１に対するＶＭＣＰ１１０の処理
手順を示すフローチャートである。次に図６を用いて、
ＶＭ１００が各消費電力制御要求を発行した場合のＶＭ
ＣＰ１１０の詳細処理について説明する。
【００２８】ＶＭＣＰ１１０の消費電力制御受付処理部
１１１は、ＶＭ１００のＯＳから消費電力制御要求が発
行されると、その消費電力制御要求の種類を調べ（ステ
ップ３００）、ＶＭ１００のＯＳから受けた消費電力制
御要求が低速度状態移行要求である場合には、ＶＭ１０
０のＶＭ状態１２１の値を低速度状態に設定する（ステ
ップ３０１）。
１１１は、ＶＭ１００のＯＳから消費電力制御要求が発
行されると、その消費電力制御要求の種類を調べ（ステ
ップ３００）、ＶＭ１００のＯＳから受けた消費電力制
御要求が低速度状態移行要求である場合には、ＶＭ１０
０のＶＭ状態１２１の値を低速度状態に設定する（ステ
ップ３０１）。
【００２９】ＶＭＣＰ１１０の資源割当て処理部１１２
は、この時点からＶＭ１００のＶＭ状態１２１が低速度
状態に変更されたので、ＶＭ１００の残り時間を割当て
時間の比に従って短縮する処理を行う（ステップ３０
５）。この例では、通常時割当てＣＰＵ割当て時間１３
１−１をａ１、低速時割当てＣＰＵ割当て時間１３１−
２をｂ１、現時点の残り時間をｃとした場合、新残り時
間はｃ×ｂ１／ａ１で表現できる。
は、この時点からＶＭ１００のＶＭ状態１２１が低速度
状態に変更されたので、ＶＭ１００の残り時間を割当て
時間の比に従って短縮する処理を行う（ステップ３０
５）。この例では、通常時割当てＣＰＵ割当て時間１３
１−１をａ１、低速時割当てＣＰＵ割当て時間１３１−
２をｂ１、現時点の残り時間をｃとした場合、新残り時
間はｃ×ｂ１／ａ１で表現できる。
【００３０】ＶＭＣＰ１１０の資源割当て処理部１１２
は、残り時間の設定後、残り時間が「０」より大きいか
否かを判定する（ステップ３０７）。残り時間が「０」
より大きい場合はＶＭ１００に割当てられた時間が残っ
ている為、ＶＭ１００のＯＳの処理を続行する（ステッ
プ３１１）。残り時間が「０」以下の場合はＶＭ１００
に割当てられた時間がなくなっている為、次のＶＭ１０
１に処理を移す為に、現在のＶＭ１００の状態を保持
し、次のＶＭ１０１の以前の状態を復帰する図７のイン
ターセプト処理を行う（ステップ３１２）。これらの処
理により低速度状態移行要求を出したＯＳが動作するＶ
Ｍ１００に割当てられるＣＰＵ時間は短縮される。
は、残り時間の設定後、残り時間が「０」より大きいか
否かを判定する（ステップ３０７）。残り時間が「０」
より大きい場合はＶＭ１００に割当てられた時間が残っ
ている為、ＶＭ１００のＯＳの処理を続行する（ステッ
プ３１１）。残り時間が「０」以下の場合はＶＭ１００
に割当てられた時間がなくなっている為、次のＶＭ１０
１に処理を移す為に、現在のＶＭ１００の状態を保持
し、次のＶＭ１０１の以前の状態を復帰する図７のイン
ターセプト処理を行う（ステップ３１２）。これらの処
理により低速度状態移行要求を出したＯＳが動作するＶ
Ｍ１００に割当てられるＣＰＵ時間は短縮される。
【００３１】またステップ３００で消費電力制御要求の
種類を調べた結果、ＶＭ１００のＯＳから受けた消費電
力制御要求が休止状態移行要求である場合、ＶＭＣＰ１
１０の消費電力制御受付処理部１１１は、ＶＭ１００の
ＶＭ状態１２１の値を休止状態に設定する（ステップ３
０６）。
種類を調べた結果、ＶＭ１００のＯＳから受けた消費電
力制御要求が休止状態移行要求である場合、ＶＭＣＰ１
１０の消費電力制御受付処理部１１１は、ＶＭ１００の
ＶＭ状態１２１の値を休止状態に設定する（ステップ３
０６）。
【００３２】このＯＳは、ＶＭ外部からの通常状態移行
要求を受けるまでＣＰＵ資源を必要としないので、ＶＭ
ＣＰ１１０の資源割当て処理部１１２は、即座に他のＶ
ＭにＣＰＵ資源を割当てる為に、図７のインターセプト
処理を行う（ステップ３１２）。これによりＯＳが休止
状態移行要求を出した場合に、そのＯＳが動作するＶＭ
はＣＰＵ割当を必要とするまで休止状態となる。
要求を受けるまでＣＰＵ資源を必要としないので、ＶＭ
ＣＰ１１０の資源割当て処理部１１２は、即座に他のＶ
ＭにＣＰＵ資源を割当てる為に、図７のインターセプト
処理を行う（ステップ３１２）。これによりＯＳが休止
状態移行要求を出した場合に、そのＯＳが動作するＶＭ
はＣＰＵ割当を必要とするまで休止状態となる。
【００３３】またステップ３００で消費電力制御要求の
種類を調べた結果、ＶＭ１００のＯＳから受けた消費電
力制御要求が通常状態移行要求である場合、ＶＭＣＰ１
１０の消費電力制御受付処理部１１１は、ＶＭ１００の
ＶＭ状態１２１の値を通常状態に設定する（ステップ３
０９）。
種類を調べた結果、ＶＭ１００のＯＳから受けた消費電
力制御要求が通常状態移行要求である場合、ＶＭＣＰ１
１０の消費電力制御受付処理部１１１は、ＶＭ１００の
ＶＭ状態１２１の値を通常状態に設定する（ステップ３
０９）。
【００３４】ＶＭＣＰ１１０の資源割当て処理部１１２
は、ＶＭ１００のＶＭ状態１２１が通常状態に変更され
たので、残り時間の延長処理を行う（ステップ３１
０）。この例では、通常時割当てＣＰＵ割当て時間１３
１−１をａ１、低速時割当てＣＰＵ割当て時間１３１−
２をｂ１、現時点の残り時間をｃとした場合に、残り時
間はｃ×ａ１／ｂ１で表現できる。このときＶＭ１００
に割当てられるＣＰＵ時間は残っているので、ＶＭＣＰ
１１０は、ＶＭ１００上のＯＳの処理を続行する（ステ
ップ３１１）。
は、ＶＭ１００のＶＭ状態１２１が通常状態に変更され
たので、残り時間の延長処理を行う（ステップ３１
０）。この例では、通常時割当てＣＰＵ割当て時間１３
１−１をａ１、低速時割当てＣＰＵ割当て時間１３１−
２をｂ１、現時点の残り時間をｃとした場合に、残り時
間はｃ×ａ１／ｂ１で表現できる。このときＶＭ１００
に割当てられるＣＰＵ時間は残っているので、ＶＭＣＰ
１１０は、ＶＭ１００上のＯＳの処理を続行する（ステ
ップ３１１）。
【００３５】またＶＭＣＰ１１０の資源割当て処理部１
１２は、タイマ割込みが発生した場合に（ステップ３０
２）、残り時間を「１」減らし（ステップ３０４）、残
り時間が「０」より大きいか否か判定する（ステップ３
０７）。残り時間が「０」より大きい場合はＶＭ１００
に割当てられた時間が残っている為、ＶＭ１００のＯＳ
の処理を続行する（ステップ３１１）。残り時間が
「０」以下の場合はＶＭ１００に割当てられた時間がな
くなっている為、図７のインターセプト処理を行う（ス
テップ３１２）。
１２は、タイマ割込みが発生した場合に（ステップ３０
２）、残り時間を「１」減らし（ステップ３０４）、残
り時間が「０」より大きいか否か判定する（ステップ３
０７）。残り時間が「０」より大きい場合はＶＭ１００
に割当てられた時間が残っている為、ＶＭ１００のＯＳ
の処理を続行する（ステップ３１１）。残り時間が
「０」以下の場合はＶＭ１００に割当てられた時間がな
くなっている為、図７のインターセプト処理を行う（ス
テップ３１２）。
【００３６】図７は本実施形態のＶＭＣＰ１１０がＶＭ
に割当てるＣＰＵ時間を決定するスケジューリングの処
理手順を示すフローチャートである。次に図７を用い
て、本実施形態におけるＶＭのスケジューリング方法を
説明する。
に割当てるＣＰＵ時間を決定するスケジューリングの処
理手順を示すフローチャートである。次に図７を用い
て、本実施形態におけるＶＭのスケジューリング方法を
説明する。
【００３７】ＶＭＣＰ１１０の資源割当て処理部１１２
は、予めユーザが指定した情報に基づいて次に動作させ
るＶＭを選択する（ステップ２００）。
は、予めユーザが指定した情報に基づいて次に動作させ
るＶＭを選択する（ステップ２００）。
【００３８】次に前記選択された当該ＶＭのＶＭ状態１
２１の値を判定する（ステップ２０１）。判定の結果、
当該ＶＭのＶＭ状態１２１の値が通常状態のとき、ＣＰ
Ｕ割当てテーブル１３０の通常状態ＣＰＵ割当て時間１
３１−１を当該ＶＭが動作する残り時間に設定し（ステ
ップ２０５）、当該ＶＭ上で動作するＯＳを起動する
（ステップ２０６）。
２１の値を判定する（ステップ２０１）。判定の結果、
当該ＶＭのＶＭ状態１２１の値が通常状態のとき、ＣＰ
Ｕ割当てテーブル１３０の通常状態ＣＰＵ割当て時間１
３１−１を当該ＶＭが動作する残り時間に設定し（ステ
ップ２０５）、当該ＶＭ上で動作するＯＳを起動する
（ステップ２０６）。
【００３９】また、当該ＶＭのＶＭ状態１２１の値が低
速度状態のときは、ＣＰＵ割当てテーブル１３０の低速
状態ＣＰＵ割当て時間１３１−２を当該ＶＭが動作する
残り時間に設定し（ステップ２０３）、当該ＶＭ上で動
作するＯＳを起動する（ステップ２０６）。
速度状態のときは、ＣＰＵ割当てテーブル１３０の低速
状態ＣＰＵ割当て時間１３１−２を当該ＶＭが動作する
残り時間に設定し（ステップ２０３）、当該ＶＭ上で動
作するＯＳを起動する（ステップ２０６）。
【００４０】また、当該ＶＭのＶＭ状態１２１の値が休
止状態のときは、ＶＭＣＰ１１０が持つ、当該ＶＭに対
するＶＭ外部からの要求を保持する当該ＶＭのイベント
キューを調べ、ＶＭ外部からの通常状態移行要求の有無
を判定する（ステップ２０２）。判定の結果、通常状態
移行要求が存在する場合、当該ＶＭのＶＭ状態１２１の
値を通常状態に設定し（ステップ２０４）、当該ＶＭ上
で動作するＯＳを起動する（ステップ２０６）。当該Ｖ
Ｍのイベントキュー内に通常状態移行要求が存在しない
場合は、選択された当該ＶＭ上のＯＳを実行せずに、再
度ＶＭ選択処理を行う（ステップ２００）。これによ
り、ＶＭの状態に応じてＣＰＵを割当てることが可能に
なる。
止状態のときは、ＶＭＣＰ１１０が持つ、当該ＶＭに対
するＶＭ外部からの要求を保持する当該ＶＭのイベント
キューを調べ、ＶＭ外部からの通常状態移行要求の有無
を判定する（ステップ２０２）。判定の結果、通常状態
移行要求が存在する場合、当該ＶＭのＶＭ状態１２１の
値を通常状態に設定し（ステップ２０４）、当該ＶＭ上
で動作するＯＳを起動する（ステップ２０６）。当該Ｖ
Ｍのイベントキュー内に通常状態移行要求が存在しない
場合は、選択された当該ＶＭ上のＯＳを実行せずに、再
度ＶＭ選択処理を行う（ステップ２００）。これによ
り、ＶＭの状態に応じてＣＰＵを割当てることが可能に
なる。
【００４１】以上説明した様に本実施形態の仮想計算機
システムによれば、ＯＳから発行された消費電力制御要
求の内容に応じて各ＯＳへの資源の割当てを行うので、
仮想計算機システムの資源をＯＳの動作条件に応じて有
効に利用することが可能である。
システムによれば、ＯＳから発行された消費電力制御要
求の内容に応じて各ＯＳへの資源の割当てを行うので、
仮想計算機システムの資源をＯＳの動作条件に応じて有
効に利用することが可能である。
【００４２】
【発明の効果】本発明によればＯＳから発行された消費
電力制御要求の内容に応じて各ＯＳへの資源の割当てを
行うので、仮想計算機システムの資源をＯＳの動作条件
に応じて有効に利用することが可能である。
電力制御要求の内容に応じて各ＯＳへの資源の割当てを
行うので、仮想計算機システムの資源をＯＳの動作条件
に応じて有効に利用することが可能である。
【図１】本実施形態の仮想計算機システムの構成を示す
図である。
図である。
【図２】本実施形態のＶＭ状態テーブル１２０のデータ
形式を示す図である。
形式を示す図である。
【図３】本実施形態のＣＰＵ割当てテーブル１３０のデ
ータ形式を示す図である。
ータ形式を示す図である。
【図４】本実施形態のＯＳが消費電力制御要求を発行し
た場合の処理手順を示すフローチャートである。
た場合の処理手順を示すフローチャートである。
【図５】本実施形態の消費電力制御要求の発行条件の一
例を示す図である。
例を示す図である。
【図６】本実施形態のＯＳ走行中に発生する消費電力制
御要求１４１に対するＶＭＣＰ１１０の処理手順を示す
フローチャートである。
御要求１４１に対するＶＭＣＰ１１０の処理手順を示す
フローチャートである。
【図７】本実施形態のＶＭＣＰ１１０がＶＭに割当てる
ＣＰＵ時間を決定するスケジューリングの処理手順を示
すフローチャートである。
ＣＰＵ時間を決定するスケジューリングの処理手順を示
すフローチャートである。
１００及び１０１…ＶＭ、１１０…ＶＭＣＰ、１２０…
ＶＭ状態テーブル、１３０…ＣＰＵ割当てテーブル、１
０３…消費電力制御要求処理部、１１１…消費電力制御
受付処理部、１１２…資源割当て処理部、１２１…ＶＭ
状態、１３１…ＣＰＵ割当て時間、１４０…状態、１４
１…消費電力制御要求。
ＶＭ状態テーブル、１３０…ＣＰＵ割当てテーブル、１
０３…消費電力制御要求処理部、１１１…消費電力制御
受付処理部、１１２…資源割当て処理部、１２１…ＶＭ
状態、１３１…ＣＰＵ割当て時間、１４０…状態、１４
１…消費電力制御要求。
Claims (7)
- 【請求項１】 仮想的に複数のオぺレーティングシステ
ムを動作させる仮想計算機制御方法において、 オペレーティングシステムの動作条件の変化に応じて発
行された消費電力制御要求を受け付けるステップと、前
記受け付けた消費電力制御要求の内容に応じて各オペレ
ーティングシステムへの資源の割当てを行うステップと
を有することを特徴とする仮想計算機制御方法。 - 【請求項２】 前記消費電力制御要求は、当該オペレー
ティングシステムの負荷状況に応じて装置を低い動作ク
ロックで動作させる為の低速度状態移行要求、装置を停
止させる為の休止状態移行要求、または装置を通常状態
に復帰させる通常状態復帰要求のいずれかであることを
特徴とする請求項１に記載された仮想計算機制御方法。 - 【請求項３】 前記受け付けた消費電力制御要求の内容
に応じて各オペレーティングシステムへの資源の割当て
を行う際に、当該オペレーティングシステムへの資源の
割当て時間を変更することを特徴とする請求項１または
請求項２のいずれかに記載された仮想計算機制御方法。 - 【請求項４】 前記オペレーティングシステムはパーソ
ナルコンピュータ用のオペレーティングシステムである
ことを特徴とする請求項１乃至請求項３のいずれか１項
に記載された仮想計算機制御方法。 - 【請求項５】 前記消費電力制御要求はＢＩＯＳ機能の
呼び出しやハードウェアへのＩ／Ｏ処理により発行され
たものであることを特徴とする請求項１乃至請求項４の
いずれか１項に記載された仮想計算機制御方法。 - 【請求項６】 仮想的に複数のオぺレーティングシステ
ムを動作させる仮想計算機システムにおいて、 オペレーティングシステムの動作条件の変化に応じて発
行された消費電力制御要求を受け付ける消費電力制御受
付処理部と、前記受け付けた消費電力制御要求の内容に
応じて各オペレーティングシステムへの資源の割当てを
行う資源割当て処理部とを備えることを特徴とする仮想
計算機システム。 - 【請求項７】 仮想的に複数のオぺレーティングシステ
ムを動作させる仮想計算機システムとしてコンピュータ
を機能させる為のプログラムを記録したコンピュータ読
み取り可能な記録媒体において、 オペレーティングシステムの動作条件の変化に応じて発
行された消費電力制御要求を受け付ける消費電力制御受
付処理部と、前記受け付けた消費電力制御要求の内容に
応じて各オペレーティングシステムへの資源の割当てを
行う資源割当て処理部としてコンピュータを機能させる
為のプログラムを記録したことを特徴とする記録媒体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000098545A JP2001282560A (ja) | 2000-03-31 | 2000-03-31 | 仮想計算機制御方法及びその実施装置並びにその処理プログラムを記録した記録媒体 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000098545A JP2001282560A (ja) | 2000-03-31 | 2000-03-31 | 仮想計算機制御方法及びその実施装置並びにその処理プログラムを記録した記録媒体 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001282560A true JP2001282560A (ja) | 2001-10-12 |
Family
ID=18613013
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000098545A Pending JP2001282560A (ja) | 2000-03-31 | 2000-03-31 | 仮想計算機制御方法及びその実施装置並びにその処理プログラムを記録した記録媒体 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2001282560A (ja) |
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2008305034A (ja) * | 2007-06-06 | 2008-12-18 | Hitachi Ltd | デバイス割り当て変更方法 |
| JP2009151745A (ja) * | 2007-11-28 | 2009-07-09 | Hitachi Ltd | 仮想マシンモニタ及びマルチプロセッサシステム |
| US7840793B2 (en) | 2005-09-07 | 2010-11-23 | Getac Technology Corporation | Method of fast booting for computer multimedia playing from standby mode |
| US8243413B2 (en) | 2009-06-30 | 2012-08-14 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Polymer surge arrester |
| JP2012194911A (ja) * | 2011-03-17 | 2012-10-11 | Fujitsu Ltd | 情報処理装置、電力制御方法及び電力制御プログラム |
| US8819675B2 (en) | 2007-11-28 | 2014-08-26 | Hitachi, Ltd. | Virtual machine monitor and multiprocessor system |
| US9218287B2 (en) | 2011-01-24 | 2015-12-22 | Panasonic Intellectual Property Corporation Of America | Virtual computer system, virtual computer control method, virtual computer control program, recording medium, and integrated circuit |
-
2000
- 2000-03-31 JP JP2000098545A patent/JP2001282560A/ja active Pending
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7840793B2 (en) | 2005-09-07 | 2010-11-23 | Getac Technology Corporation | Method of fast booting for computer multimedia playing from standby mode |
| JP2008305034A (ja) * | 2007-06-06 | 2008-12-18 | Hitachi Ltd | デバイス割り当て変更方法 |
| JP2009151745A (ja) * | 2007-11-28 | 2009-07-09 | Hitachi Ltd | 仮想マシンモニタ及びマルチプロセッサシステム |
| US8819675B2 (en) | 2007-11-28 | 2014-08-26 | Hitachi, Ltd. | Virtual machine monitor and multiprocessor system |
| US8243413B2 (en) | 2009-06-30 | 2012-08-14 | Kabushiki Kaisha Toshiba | Polymer surge arrester |
| US9218287B2 (en) | 2011-01-24 | 2015-12-22 | Panasonic Intellectual Property Corporation Of America | Virtual computer system, virtual computer control method, virtual computer control program, recording medium, and integrated circuit |
| JP2012194911A (ja) * | 2011-03-17 | 2012-10-11 | Fujitsu Ltd | 情報処理装置、電力制御方法及び電力制御プログラム |
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