JP2002259144A - タスク・スケジューリングを改良する方法とシステム - Google Patents
タスク・スケジューリングを改良する方法とシステムInfo
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- JP2002259144A JP2002259144A JP2002006022A JP2002006022A JP2002259144A JP 2002259144 A JP2002259144 A JP 2002259144A JP 2002006022 A JP2002006022 A JP 2002006022A JP 2002006022 A JP2002006022 A JP 2002006022A JP 2002259144 A JP2002259144 A JP 2002259144A
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- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/48—Program initiating; Program switching, e.g. by interrupt
- G06F9/4806—Task transfer initiation or dispatching
- G06F9/4843—Task transfer initiation or dispatching by program, e.g. task dispatcher, supervisor, operating system
- G06F9/4881—Scheduling strategies for dispatcher, e.g. round robin, multi-level priority queues
- G06F9/4887—Scheduling strategies for dispatcher, e.g. round robin, multi-level priority queues involving deadlines, e.g. rate based, periodic
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- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
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Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【課題】 リアルタイム・コンピュータ・システムにお
いて、タスク・スケジューリング手法を改良してシステ
ムを効率化する。 【解決手段】 タスクの実行時間を累積するようにする
と共に、各スケジュール可能なタスクについて追加の時
間（拡張コスト）の上限を計算する。各タスクは、所定
のコストを超過した後も、システム全体の動作に影響を
与えることなく、拡張コストの間実行し続けることがで
きる（すなわち、タスクが実行を続けても、次に呼び出
されたタスクが締切に間に合うのを保証することができ
る）。このように、タスクがより長く実行するのを可能
にすることにより、当該タスクが首尾よく終了する可能
性が増大するので、システム全体の効率が向上する。こ
の手法は、少なくとも１つのスケジュール可能なタスク
の実行中にスケジュール不能なエンティティ（例えばハ
ードウェア割込み）が発生した場合、システムにとって
有益である。
いて、タスク・スケジューリング手法を改良してシステ
ムを効率化する。 【解決手段】 タスクの実行時間を累積するようにする
と共に、各スケジュール可能なタスクについて追加の時
間（拡張コスト）の上限を計算する。各タスクは、所定
のコストを超過した後も、システム全体の動作に影響を
与えることなく、拡張コストの間実行し続けることがで
きる（すなわち、タスクが実行を続けても、次に呼び出
されたタスクが締切に間に合うのを保証することができ
る）。このように、タスクがより長く実行するのを可能
にすることにより、当該タスクが首尾よく終了する可能
性が増大するので、システム全体の効率が向上する。こ
の手法は、少なくとも１つのスケジュール可能なタスク
の実行中にスケジュール不能なエンティティ（例えばハ
ードウェア割込み）が発生した場合、システムにとって
有益である。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、一般にコンピュー
タ・システムに関し、特にタスクのスケジューリングを
通じてリアルタイム・システムの動作を改良する方法、
システム、コンピュータ・プログラム製品に関する。
タ・システムに関し、特にタスクのスケジューリングを
通じてリアルタイム・システムの動作を改良する方法、
システム、コンピュータ・プログラム製品に関する。
【０００２】
【従来の技術】リアルタイム・システムで実行されるタ
スクは、その実行特性（「リリース（release)特性」と
も呼ばれる）の観点から極めて予測可能である、という
傾向がある。特に、実行モデルの１つに、「周期的タス
ク・モデル」と呼ばれているタスク・モデルがある。こ
の周期的タスク・モデルにおけるタスクの実行パターン
は、タスクの周期とコストという２つの値の観点から予
測可能である。あるタスクの周期とは、当該タスクの自
然実行頻度の逆数で表わされる時間間隔のことである。
あるタスクのコストとは、これも時間間隔であるが、当
該タスクが１つの周期内で必要な作業を完了するのに要
する最大時間のことである。例えば、５日ごとに１回実
行するが、この５日間で２分間しか実行しないタスクを
考える。この場合、このタスクの周期は５日であり、そ
のコストは２分間である。同様に、上記と同じシステム
で、１０ミリ秒ごとに１回実行し、コストが１０マイク
ロ秒である別のタスクを考えることもできる。（第１番
目の周期を除く）各周期は、先行する周期の終わりで直
ちに開始する。意味的に正しい実行パターンは、次のよ
うなものである。すなわち、タスクのインスタンスは、
すべての周期の始めで実行可能状態になり、自分か呼ば
れている周期が終わる少し前に自分の作業を完了する必
要がある。タスクが呼び出されている周期の終わりは、
締切と呼ばれている。
スクは、その実行特性（「リリース（release)特性」と
も呼ばれる）の観点から極めて予測可能である、という
傾向がある。特に、実行モデルの１つに、「周期的タス
ク・モデル」と呼ばれているタスク・モデルがある。こ
の周期的タスク・モデルにおけるタスクの実行パターン
は、タスクの周期とコストという２つの値の観点から予
測可能である。あるタスクの周期とは、当該タスクの自
然実行頻度の逆数で表わされる時間間隔のことである。
あるタスクのコストとは、これも時間間隔であるが、当
該タスクが１つの周期内で必要な作業を完了するのに要
する最大時間のことである。例えば、５日ごとに１回実
行するが、この５日間で２分間しか実行しないタスクを
考える。この場合、このタスクの周期は５日であり、そ
のコストは２分間である。同様に、上記と同じシステム
で、１０ミリ秒ごとに１回実行し、コストが１０マイク
ロ秒である別のタスクを考えることもできる。（第１番
目の周期を除く）各周期は、先行する周期の終わりで直
ちに開始する。意味的に正しい実行パターンは、次のよ
うなものである。すなわち、タスクのインスタンスは、
すべての周期の始めで実行可能状態になり、自分か呼ば
れている周期が終わる少し前に自分の作業を完了する必
要がある。タスクが呼び出されている周期の終わりは、
締切と呼ばれている。
【０００３】上述した周期的タスク・モデルに従う１組
の周期的タスクの場合、すべてのタスクのすべての呼び
出しが締切に間に合うか否かを計算するのは容易であ
る。この判断（以下、実行可能性判断と呼ぶ）をなすの
に、次に示す方程式を用いることができる。
の周期的タスクの場合、すべてのタスクのすべての呼び
出しが締切に間に合うか否かを計算するのは容易であ
る。この判断（以下、実行可能性判断と呼ぶ）をなすの
に、次に示す方程式を用いることができる。
【数１】 ただし、ＣI はタスクＩの実行コスト、ＴI はタスクＩ
の周期である（すべてのＩ＝１・・・Ｎにわたって同一
の時間単位を用いる）。また、タスク間の優先順位は、
周知の単調比率優先順位割り当て（rate-monotonic pri
ority assignment: ＲＭＡ）アルゴリズムに従って割り
当てる。（要するに、周期が短いタスクの場合、すべて
の締切が間に合うか否かをこのように判断するシステム
の実行可能性は、当技術分野では公知である）。
の周期である（すべてのＩ＝１・・・Ｎにわたって同一
の時間単位を用いる）。また、タスク間の優先順位は、
周知の単調比率優先順位割り当て（rate-monotonic pri
ority assignment: ＲＭＡ）アルゴリズムに従って割り
当てる。（要するに、周期が短いタスクの場合、すべて
の締切が間に合うか否かをこのように判断するシステム
の実行可能性は、当技術分野では公知である）。
【０００４】大部分のリアルタイム・システムでは、予
期される（スケジュール可能な）タスクの他に、実行可
能であるけれども、スケジューリング・プロセスまたは
上述した実行可能性判断プロセスにおいて考慮に入れる
ことのできない別のエンティティが存在する。ここで
は、これらのエンティティを「スケジュール不可エンテ
ィティ（non-schedulable entity: ＮＳＥ）」と呼ぶ。
ＮＳＥは、実行時間を必要とすると共に、通常のシステ
ムの動作にとって一般に不可欠のものである。ＮＳＥの
一例として、ハードウェア割込みイベントがある。一般
に、ハードウェア割込みなどのＮＳＥがいつ生じるのか
（あるいは生じるのか否か）を予測することはできな
い。したがって、実行可能性アルゴリズムとスケジュー
リング・アルゴリズムは、通常、ＮＳＥを無視する。
期される（スケジュール可能な）タスクの他に、実行可
能であるけれども、スケジューリング・プロセスまたは
上述した実行可能性判断プロセスにおいて考慮に入れる
ことのできない別のエンティティが存在する。ここで
は、これらのエンティティを「スケジュール不可エンテ
ィティ（non-schedulable entity: ＮＳＥ）」と呼ぶ。
ＮＳＥは、実行時間を必要とすると共に、通常のシステ
ムの動作にとって一般に不可欠のものである。ＮＳＥの
一例として、ハードウェア割込みイベントがある。一般
に、ハードウェア割込みなどのＮＳＥがいつ生じるのか
（あるいは生じるのか否か）を予測することはできな
い。したがって、実行可能性アルゴリズムとスケジュー
リング・アルゴリズムは、通常、ＮＳＥを無視する。
【０００５】しかしながら、ＮＳＥが実行する時に必要
とする実行時間によって、タスクが締切を守れなくなる
可能性がある。たとえ実行可能性アルゴリズムが実行可
能であることを示したスケジュールに従ってタスクをデ
ィスパッチした場合であっても、そうである。この理由
は、システムはスケジュール済みのタスクに優先してあ
る種のＮＳＥ（例えばハードウェア割込み）を実行しう
るからである。実行可能性アルゴリズムはＮＳＥを無視
するから、スケジューリング・プロセスは、スケジュー
ル済みのタスクの実行中に実行するすべてのＮＳＥの実
行時間を、当該スケジュール済みのタスクに誤って割り
当ててしまいがちである。例えば、特定のタスクのコス
トが２０ＡＴＵ（arbitrary time unit:任意時間単位）
である場合、システムは、２０ＡＴＵの実行時間後に当
該タスクが完了しているものと予期する。当該タスクが
上記の時間内に完了していない場合（このことは２０Ａ
ＴＵの間にＮＳＥが実行していた場合に成り立つ）、通
常、システムはエラー状態を生成し、当該タスクは失敗
する。
とする実行時間によって、タスクが締切を守れなくなる
可能性がある。たとえ実行可能性アルゴリズムが実行可
能であることを示したスケジュールに従ってタスクをデ
ィスパッチした場合であっても、そうである。この理由
は、システムはスケジュール済みのタスクに優先してあ
る種のＮＳＥ（例えばハードウェア割込み）を実行しう
るからである。実行可能性アルゴリズムはＮＳＥを無視
するから、スケジューリング・プロセスは、スケジュー
ル済みのタスクの実行中に実行するすべてのＮＳＥの実
行時間を、当該スケジュール済みのタスクに誤って割り
当ててしまいがちである。例えば、特定のタスクのコス
トが２０ＡＴＵ（arbitrary time unit:任意時間単位）
である場合、システムは、２０ＡＴＵの実行時間後に当
該タスクが完了しているものと予期する。当該タスクが
上記の時間内に完了していない場合（このことは２０Ａ
ＴＵの間にＮＳＥが実行していた場合に成り立つ）、通
常、システムはエラー状態を生成し、当該タスクは失敗
する。
【０００６】ここで、ＮＳＥの実行とスケジュール済み
のタスクの実行とを区別しうるリアルタイム・システム
がいくつか存在する、という点に留意する必要がある。
実例としては、Ｒｅａｌ−ｔｉｍｅ ＭａｃｈとＬｉｎ
ｕｘ／ＲＴがある。しかし、これらのシステムは、通
常、実行可能性アルゴリズムにＮＳＥを含めていない。
（様々な理論的理由から、実行可能性の計算でＮＳＥを
無視することは、理由のある取り組みである。多くの場
合、ＮＳＥは、全実行時間のほんのわずかな部分を占め
るだけである。したがって、ＮＳＥは、システムの実行
可能性に大した影響を与えない。しかし、これには、Ｎ
ＳＥは互いに無関係であることが知られており、それゆ
え、ＮＳＥには累積効果がない、ということが言える必
要がある。この仮定は、常に成り立つわけではない。ま
た、例えば、ＮＳＥが割込みを無効にすると、ディスパ
ッチャすなわちスケジューラは、プロセッサに十分な頻
度でアクセスできなくなるので、システムが影響を受け
ていないことを保証することができなくなる）。
のタスクの実行とを区別しうるリアルタイム・システム
がいくつか存在する、という点に留意する必要がある。
実例としては、Ｒｅａｌ−ｔｉｍｅ ＭａｃｈとＬｉｎ
ｕｘ／ＲＴがある。しかし、これらのシステムは、通
常、実行可能性アルゴリズムにＮＳＥを含めていない。
（様々な理論的理由から、実行可能性の計算でＮＳＥを
無視することは、理由のある取り組みである。多くの場
合、ＮＳＥは、全実行時間のほんのわずかな部分を占め
るだけである。したがって、ＮＳＥは、システムの実行
可能性に大した影響を与えない。しかし、これには、Ｎ
ＳＥは互いに無関係であることが知られており、それゆ
え、ＮＳＥには累積効果がない、ということが言える必
要がある。この仮定は、常に成り立つわけではない。ま
た、例えば、ＮＳＥが割込みを無効にすると、ディスパ
ッチャすなわちスケジューラは、プロセッサに十分な頻
度でアクセスできなくなるので、システムが影響を受け
ていないことを保証することができなくなる）。
【０００７】後述するように、ＮＳＥの発生に起因して
タスクが予定の実行時間を超過した結果取り消される
と、深刻な非効率が生じる。システム全体の実行可能性
が保証される限り、タスクの取り消しを避け、完了する
までタスクを実行する可能性を増大させるのが望まし
い。
タスクが予定の実行時間を超過した結果取り消される
と、深刻な非効率が生じる。システム全体の実行可能性
が保証される限り、タスクの取り消しを避け、完了する
までタスクを実行する可能性を増大させるのが望まし
い。
【０００８】「マルチメディア・コンピュータのオペレ
ーティング・システムと方法」なる名称の米国特許第５
６４０５６３号には、リアルタイム・システムにおい
て、タスク・スケジューリング操作によって生じるプロ
セッサのオーバーヘッドを低減するために、開始時刻で
はなく、締切（すなわち必要な終了時刻）に従ってタス
クをスケジュールする手法が教示されている。しかし、
この特許には、ＮＳＥが存在する場合における実行を処
理する手法は教示されていない。
ーティング・システムと方法」なる名称の米国特許第５
６４０５６３号には、リアルタイム・システムにおい
て、タスク・スケジューリング操作によって生じるプロ
セッサのオーバーヘッドを低減するために、開始時刻で
はなく、締切（すなわち必要な終了時刻）に従ってタス
クをスケジュールする手法が教示されている。しかし、
この特許には、ＮＳＥが存在する場合における実行を処
理する手法は教示されていない。
【０００９】「プロジェクトを構成するタスクをスケジ
ュールするコンピュータ実現方法」なる名称の米国特許
第５４０８６６３号には、（プロジェクトの全所要時間
すなわちプロジェクトのコストを含む）タスクの所要時
間の効果が全体として不満足な場合におけるプロジェク
ト・スケジューリングを最適化する手法が教示されてい
る。この特許では、タスクに割り当ててプロジェクトの
用に供すべき資源を繰り返し調整して、プロジェクトの
所要時間を短縮できるか否かを調べる。しかし、この特
許にも、ＮＳＥが存在する場合における実行を処理する
手法は教示されていない。特に、タスクが所定の時間間
隔よりも長く実行を続けるのを可能にする手法が教示さ
れていない。
ュールするコンピュータ実現方法」なる名称の米国特許
第５４０８６６３号には、（プロジェクトの全所要時間
すなわちプロジェクトのコストを含む）タスクの所要時
間の効果が全体として不満足な場合におけるプロジェク
ト・スケジューリングを最適化する手法が教示されてい
る。この特許では、タスクに割り当ててプロジェクトの
用に供すべき資源を繰り返し調整して、プロジェクトの
所要時間を短縮できるか否かを調べる。しかし、この特
許にも、ＮＳＥが存在する場合における実行を処理する
手法は教示されていない。特に、タスクが所定の時間間
隔よりも長く実行を続けるのを可能にする手法が教示さ
れていない。
【００１０】上述した点から、従来技術の問題点を解消
する改良されたタスク・スケジューリング手法が求めら
れている。
する改良されたタスク・スケジューリング手法が求めら
れている。
【００１１】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、タス
ク・スケジュール用の改良された手法を提供することで
ある。
ク・スケジュール用の改良された手法を提供することで
ある。
【００１２】本発明の別の目的は、予定された実行時間
を超過したタスクの実行を取り消すのを避けることので
きる手法を提供することである。
を超過したタスクの実行を取り消すのを避けることので
きる手法を提供することである。
【００１３】本発明の別の目的は、システム全体が実行
可能性を維持していることを保証しながら上記手法を実
現することである。
可能性を維持していることを保証しながら上記手法を実
現することである。
【００１４】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明は、改良したタスク・スケジューリング手法
を実現する方法、システム、およびコンピュータ・プロ
グラム製品を提供する。上記手法は、各タスクが付随す
るコストおよび付随する締切を有する複数のタスクの実
行が可能であるか否かを計算することと、前記実行が可
能であると計算された場合、各タスクについて付随する
コストに追加の時間を付加して、各タスク用に改定され
たコストを算出することと、前記実行がもはや可能でな
いと計算されるまで、前記計算する手段および前記算出
する手段の操作を反復的に繰り返すこととを備えてい
る。この手法は、さらに、前記反復的に繰り返すことの
操作の後、前記改定されたコストをタスクの実行時間の
上限として使用することを備えることができる。
に、本発明は、改良したタスク・スケジューリング手法
を実現する方法、システム、およびコンピュータ・プロ
グラム製品を提供する。上記手法は、各タスクが付随す
るコストおよび付随する締切を有する複数のタスクの実
行が可能であるか否かを計算することと、前記実行が可
能であると計算された場合、各タスクについて付随する
コストに追加の時間を付加して、各タスク用に改定され
たコストを算出することと、前記実行がもはや可能でな
いと計算されるまで、前記計算する手段および前記算出
する手段の操作を反復的に繰り返すこととを備えてい
る。この手法は、さらに、前記反復的に繰り返すことの
操作の後、前記改定されたコストをタスクの実行時間の
上限として使用することを備えることができる。
【００１５】本発明の一側面では、前記追加の時間がタ
スクに付随するコストの一定割合である。本発明の別の
側面では、前記追加の時間が、一部のタスクについては
零であると共に、残りのすべてのタスクについてはタス
クに付随するコストの一定割合である。本発明のさらに
別の側面では、前記算出することの最初の試行では、追
加の時間がタスクに付随するコストの一定割合であり、
残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である。本発明のさらに別の側面で
は、前記算出することの最初の試行では、一部のタスク
については追加の時間が零であると共に、残りのすべて
のタスクについてはタスクに付随するコストの一定割合
であり、残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改
定されたコストの一定割合である。
スクに付随するコストの一定割合である。本発明の別の
側面では、前記追加の時間が、一部のタスクについては
零であると共に、残りのすべてのタスクについてはタス
クに付随するコストの一定割合である。本発明のさらに
別の側面では、前記算出することの最初の試行では、追
加の時間がタスクに付随するコストの一定割合であり、
残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である。本発明のさらに別の側面で
は、前記算出することの最初の試行では、一部のタスク
については追加の時間が零であると共に、残りのすべて
のタスクについてはタスクに付随するコストの一定割合
であり、残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改
定されたコストの一定割合である。
【００１６】前記使用することは、さらに、実行時に、
タスク群のうちの特定のタスクがそれに付随するコスト
を超過しているか否かを判断することと、もしそうであ
る場合、（１）前記特定のタスクに付随する締切までの
残存時間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間
の上限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定
のタスクが実行するのを許すこととを備えることができ
る。
タスク群のうちの特定のタスクがそれに付随するコスト
を超過しているか否かを判断することと、もしそうであ
る場合、（１）前記特定のタスクに付随する締切までの
残存時間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間
の上限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定
のタスクが実行するのを許すこととを備えることができ
る。
【００１７】
【発明の実施の形態】図１は、本発明を実現することの
できるコンピューティング装置を示す図である。コンピ
ューティング装置１０には市販されている標準型のコン
ピューティング装置を用いるのが望ましい。コンピュー
ティング装置１０は、ＣＰＵ（central processing uni
t)１２、メモリ１４、長期間記憶装置１６、そして（任
意事項として）ネットワーク伝送機能１８を備えてい
る。メモリ１４には主記憶装置および／または補助記憶
装置を用いることができる。（「Ａおよび／またはＢ」
は「ＡおよびＢ、Ａ、またはＢ」を表わす）。長期間記
憶装置１６にはハード・ディスク駆動装置、ディスケッ
ト駆動装置、テープ駆動装置などのうちの少なくとも１
つを用いることができる。本発明を実現するコンピュー
タ・プログラムの命令はメモリ１４（および／または長
期間記憶装置１６）に格納するのが望ましい。
できるコンピューティング装置を示す図である。コンピ
ューティング装置１０には市販されている標準型のコン
ピューティング装置を用いるのが望ましい。コンピュー
ティング装置１０は、ＣＰＵ（central processing uni
t)１２、メモリ１４、長期間記憶装置１６、そして（任
意事項として）ネットワーク伝送機能１８を備えてい
る。メモリ１４には主記憶装置および／または補助記憶
装置を用いることができる。（「Ａおよび／またはＢ」
は「ＡおよびＢ、Ａ、またはＢ」を表わす）。長期間記
憶装置１６にはハード・ディスク駆動装置、ディスケッ
ト駆動装置、テープ駆動装置などのうちの少なくとも１
つを用いることができる。本発明を実現するコンピュー
タ・プログラムの命令はメモリ１４（および／または長
期間記憶装置１６）に格納するのが望ましい。
【００１８】コンピューティング装置１０には、サー
バ、メインフレーム、シングル・ユーザのワークステー
ションなど任意の型のコンピューティング装置を用いる
ことができる。本発明の通常の使用では、コンピューテ
ィング装置１０上で、一連のリアルタイム・タスクが実
行されている。
バ、メインフレーム、シングル・ユーザのワークステー
ションなど任意の型のコンピューティング装置を用いる
ことができる。本発明の通常の使用では、コンピューテ
ィング装置１０上で、一連のリアルタイム・タスクが実
行されている。
【００１９】本発明を使用する際に依拠するシステムの
中には、第１のコンピューティング装置１０で実行され
ているアプリケーションが第２のコンピューティング装
置２０で実行されているアプリケーションと情報を交換
するものがある。マシン相互間の伝送は、ネットワーク
４０を使って行なわれる。（図１には図示してない）別
の構成では、交換される情報は、単一のマシン内で１つ
のプロセスから別のプロセスに伝送することができる、
あるいは、別の方法（例えば通信チャネルへの直接接続
など）でマシン相互間で伝送することができる。
中には、第１のコンピューティング装置１０で実行され
ているアプリケーションが第２のコンピューティング装
置２０で実行されているアプリケーションと情報を交換
するものがある。マシン相互間の伝送は、ネットワーク
４０を使って行なわれる。（図１には図示してない）別
の構成では、交換される情報は、単一のマシン内で１つ
のプロセスから別のプロセスに伝送することができる、
あるいは、別の方法（例えば通信チャネルへの直接接続
など）でマシン相互間で伝送することができる。
【００２０】コンピューティング装置１０について述べ
たのと同様に、コンピューティング装置２０には市販さ
れている標準のコンピューティング装置を用いるのが望
ましい。コンピューティング装置２０も、ＣＰＵ２２、
メモリ２４（これは主記憶装置および／または補助記憶
装置でありうる）、少なくとも１つの長期間記憶装置２
６、および、ネットワーク伝送機能２８を備えている。
あるいは、コンピューティング装置２０は、ＲＯＭメモ
リ２４を使用してもよく、そして、長期間記憶装置２６
を備えていなくてもよい。
たのと同様に、コンピューティング装置２０には市販さ
れている標準のコンピューティング装置を用いるのが望
ましい。コンピューティング装置２０も、ＣＰＵ２２、
メモリ２４（これは主記憶装置および／または補助記憶
装置でありうる）、少なくとも１つの長期間記憶装置２
６、および、ネットワーク伝送機能２８を備えている。
あるいは、コンピューティング装置２０は、ＲＯＭメモ
リ２４を使用してもよく、そして、長期間記憶装置２６
を備えていなくてもよい。
【００２１】ネットワーク４０には、ＬＡＮ（local ar
ea network）またはＷＡＮ（wide area network)を用い
ることができる。あるいは、他の任意の型のネットワー
キング構成を用いてもよい。適切な通信ハードウェアと
ソフトウェアの他に、このようなネットワーキング構成
も、当技術分野では公知である。
ea network）またはＷＡＮ（wide area network)を用い
ることができる。あるいは、他の任意の型のネットワー
キング構成を用いてもよい。適切な通信ハードウェアと
ソフトウェアの他に、このようなネットワーキング構成
も、当技術分野では公知である。
【００２２】図２は、本発明を実現できるネットワーク
構成４０の一例を示す図である。ネットワーク４０は、
複数の個別ネットワーク、例えば無線ネットワーク４２
やネットワーク４４を含むことができる。各ネットワー
クは、図１に関して説明した型の個別のコンピューティ
ング装置を複数台備えることができる。さらに、当業者
が認識しうるように、少なくとも１つのＬＡＮ（図示せ
ず）を含めてもよい。この場合、ＬＡＮは、ホスト・プ
ロセッサに接続されたインテリジェント・ワークステー
ションを複数台備えることができる。
構成４０の一例を示す図である。ネットワーク４０は、
複数の個別ネットワーク、例えば無線ネットワーク４２
やネットワーク４４を含むことができる。各ネットワー
クは、図１に関して説明した型の個別のコンピューティ
ング装置を複数台備えることができる。さらに、当業者
が認識しうるように、少なくとも１つのＬＡＮ（図示せ
ず）を含めてもよい。この場合、ＬＡＮは、ホスト・プ
ロセッサに接続されたインテリジェント・ワークステー
ションを複数台備えることができる。
【００２３】さらに図２を参照する。ネットワーク４
２、４４は、ゲートウェイ・コンピュータ４６やアプリ
ケーション・サーバ４７（これらはデータ・リポジトリ
４８にアクセスしうる）として、メインフレーム・コン
ピュータやサーバを備えることができる。ゲートウェイ
・コンピュータ４６は、各ネットワーク４４への出入口
として機能する。ゲートウェイ・コンピュータ４６は通
信リンク５０ａによって別のネットワーク４２に接続さ
れているのが望ましい。ゲートウェイ・コンピュータ４
６は、通信リンク５０ｂ、５０ｃを使って少なくとも１
つの有線装置または無線装置１０にも接続されているの
が望ましい。ゲートウェイ・コンピュータ４６は、イン
ターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシ
ョンから入手できるＥＳＡ（Enterprise Systems Archt
ecture）／３７０コンピュータ、ＥＳＡ／３９０コンピ
ュータなどを使って構築することができる。アプリケー
ションによっては、例えばＡＳ（Application System）
／４００などの中型コンピュータを使うこともできる。
（「ＥＳＡ／３７０」、「ＥＳＡ／３９０」、「ＡＳ／
４００」はインターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーションの登録商標である）。
２、４４は、ゲートウェイ・コンピュータ４６やアプリ
ケーション・サーバ４７（これらはデータ・リポジトリ
４８にアクセスしうる）として、メインフレーム・コン
ピュータやサーバを備えることができる。ゲートウェイ
・コンピュータ４６は、各ネットワーク４４への出入口
として機能する。ゲートウェイ・コンピュータ４６は通
信リンク５０ａによって別のネットワーク４２に接続さ
れているのが望ましい。ゲートウェイ・コンピュータ４
６は、通信リンク５０ｂ、５０ｃを使って少なくとも１
つの有線装置または無線装置１０にも接続されているの
が望ましい。ゲートウェイ・コンピュータ４６は、イン
ターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシ
ョンから入手できるＥＳＡ（Enterprise Systems Archt
ecture）／３７０コンピュータ、ＥＳＡ／３９０コンピ
ュータなどを使って構築することができる。アプリケー
ションによっては、例えばＡＳ（Application System）
／４００などの中型コンピュータを使うこともできる。
（「ＥＳＡ／３７０」、「ＥＳＡ／３９０」、「ＡＳ／
４００」はインターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーションの登録商標である）。
【００２４】また、ゲートウェイ・コンピュータ４６
は、記憶装置（例えばデータ・リポジトリ４８）に接続
されていてもよい。さらに、ゲートウェイ・コンピュー
タ４６は、少なくとも１つのコンピューティング装置１
０に直接にあるいは間接に接続されていてもよい。
は、記憶装置（例えばデータ・リポジトリ４８）に接続
されていてもよい。さらに、ゲートウェイ・コンピュー
タ４６は、少なくとも１つのコンピューティング装置１
０に直接にあるいは間接に接続されていてもよい。
【００２５】当業者は、次の点を理解することができ
る。すなわち、ゲートウェイ・コンピュータ４６は、ネ
ットワーク４２から地理的に大変離れた場所に設置して
もよい。同様に、コンピューティング装置１０は、ネッ
トワーク４２、４４から相当に離れた場所に置かれても
よい。例えば、ネットワーク４２をカリフォルニア州に
設置し、ゲートウェイ・コンピュータ４６をテキサス州
に設置し、少なくとも１つのコンピューティング装置１
０をニューヨーク州に設置することができる。コンピュ
ーティング装置１０は、多数の等価な接続媒体、例えば
セルラー電話、無線周波数ネットワーク、サテライト・
ネットワークなどをまたいで、ＴＣＰ／ＩＰ（Transmis
sion Control Protocol/Internet Protocol)などのネッ
トワーキング・プロトコルを使って無線ネットワーク４
２に接続することができる。無線ネットワーク４２はネ
ットワーク接続５０ａを使ってゲートウェイ・コンピュ
ータ４６に接続するのが望ましい。ネットワーク接続５
０ａには、例えば、ＩＰ、Ｘ．２５、フレーム・リレ
ー、ＩＳＤＮ（Integrated Services Digital Network:
サービス総合ディジタル網) 、ＰＳＴＮ（Public Switc
hedTelephone Network:公衆交換電話網) などの上のＴ
ＣＰまたはＵＤＰ（User Datagram Protocol）などがあ
る。あるいは、コンピューティング装置１０は、ディジ
タル接続５０ｂ、５０ｃを使ってゲートウェイ・コンピ
ュータ４６に直接に接続することができる。さらに、無
線ネットワーク４２とネットワーク４４は、図２に示し
たものと同様の仕方で、少なくとも１つの別のネットワ
ーク（図示せず）に接続することができる。
る。すなわち、ゲートウェイ・コンピュータ４６は、ネ
ットワーク４２から地理的に大変離れた場所に設置して
もよい。同様に、コンピューティング装置１０は、ネッ
トワーク４２、４４から相当に離れた場所に置かれても
よい。例えば、ネットワーク４２をカリフォルニア州に
設置し、ゲートウェイ・コンピュータ４６をテキサス州
に設置し、少なくとも１つのコンピューティング装置１
０をニューヨーク州に設置することができる。コンピュ
ーティング装置１０は、多数の等価な接続媒体、例えば
セルラー電話、無線周波数ネットワーク、サテライト・
ネットワークなどをまたいで、ＴＣＰ／ＩＰ（Transmis
sion Control Protocol/Internet Protocol)などのネッ
トワーキング・プロトコルを使って無線ネットワーク４
２に接続することができる。無線ネットワーク４２はネ
ットワーク接続５０ａを使ってゲートウェイ・コンピュ
ータ４６に接続するのが望ましい。ネットワーク接続５
０ａには、例えば、ＩＰ、Ｘ．２５、フレーム・リレ
ー、ＩＳＤＮ（Integrated Services Digital Network:
サービス総合ディジタル網) 、ＰＳＴＮ（Public Switc
hedTelephone Network:公衆交換電話網) などの上のＴ
ＣＰまたはＵＤＰ（User Datagram Protocol）などがあ
る。あるいは、コンピューティング装置１０は、ディジ
タル接続５０ｂ、５０ｃを使ってゲートウェイ・コンピ
ュータ４６に直接に接続することができる。さらに、無
線ネットワーク４２とネットワーク４４は、図２に示し
たものと同様の仕方で、少なくとも１つの別のネットワ
ーク（図示せず）に接続することができる。
【００２６】好適な実施形態では、本発明をコンピュー
タ・ソフトウェアで実現している。あるいは、本発明
は、ハードウェアで、またはソフトウェアとハードウェ
アの組み合わせで実現することもできる。ソフトウェア
で実現する実施形態では、図１に示すように、本発明を
実現するソフトウェア・プログラミング・コードは、通
常、ＣＤ−ＲＯＭやハード・ディスク駆動装置などある
種の長期間記憶装置１６からＣＰＵ１２が取り出して、
メモリ１４にロードする。（あるいは、ソフトウェア・
プログラミング・コードの一部または全部を、ＲＯＭメ
モリ１４から直接に取り出すこともできる）。ソフトウ
ェア・プログラミング・コードは、コンピューティング
装置と共に使用する様々な公知の媒体、例えばディスケ
ット、ハード・ディスク、ＣＤ−ＲＯＭなどの上に実現
することもできる。また、ソフトウェア・プログラミン
グ・コードは、このような媒体に載せて配付することが
できるし、あるいは、あるコンピューティング装置のメ
モリまたは記憶装置から、ある種のネットワークを介し
て、別のコンピューティング装置に、このような別のコ
ンピューティング装置によって配付することができる。
あるいは、ソフトウェア・プログラミング・コードは、
長期間記憶装置１６から直接にアクセスすることもでき
る。メモリ中のソフトウェア・プログラミング・コード
を物理媒体上に実現る手法と方法、および／または、当
該ソフトウェア・プログラミング・コードをネットワー
クを介して配付する手法と方法は、周知であるので、こ
こではこれ以上説明しない。
タ・ソフトウェアで実現している。あるいは、本発明
は、ハードウェアで、またはソフトウェアとハードウェ
アの組み合わせで実現することもできる。ソフトウェア
で実現する実施形態では、図１に示すように、本発明を
実現するソフトウェア・プログラミング・コードは、通
常、ＣＤ−ＲＯＭやハード・ディスク駆動装置などある
種の長期間記憶装置１６からＣＰＵ１２が取り出して、
メモリ１４にロードする。（あるいは、ソフトウェア・
プログラミング・コードの一部または全部を、ＲＯＭメ
モリ１４から直接に取り出すこともできる）。ソフトウ
ェア・プログラミング・コードは、コンピューティング
装置と共に使用する様々な公知の媒体、例えばディスケ
ット、ハード・ディスク、ＣＤ−ＲＯＭなどの上に実現
することもできる。また、ソフトウェア・プログラミン
グ・コードは、このような媒体に載せて配付することが
できるし、あるいは、あるコンピューティング装置のメ
モリまたは記憶装置から、ある種のネットワークを介し
て、別のコンピューティング装置に、このような別のコ
ンピューティング装置によって配付することができる。
あるいは、ソフトウェア・プログラミング・コードは、
長期間記憶装置１６から直接にアクセスすることもでき
る。メモリ中のソフトウェア・プログラミング・コード
を物理媒体上に実現る手法と方法、および／または、当
該ソフトウェア・プログラミング・コードをネットワー
クを介して配付する手法と方法は、周知であるので、こ
こではこれ以上説明しない。
【００２７】ここで、ここでの説明はリアルタイム・シ
ステムの観点からのものであるが、これは説明目的のた
めであって限定を意図していない、という点に留意する
必要がある。
ステムの観点からのものであるが、これは説明目的のた
めであって限定を意図していない、という点に留意する
必要がある。
【００２８】本発明は、システム全体が実行可能であり
続けていることを保証しながら、予定の実行時間（すな
わちコスト）を超過したタスクの実行を取り消すのを避
ける改良されたタスク・スケジューリング手法を提供す
るものである。特に、ＲＭＡ割り当てアルゴリズムを使
う周期的タスクのシステムであって、使用率がＮ＊（２
＊＊（１／Ｎ）−１）以下のものにおいて、本発明は、
自分のコスト・パラメータよりも長く実行するタスクを
呼び出すのを可能にする手法を提供するものである。コ
スト・パラメータは周期当たりの当該タスクの最大理論
実行時間であり、決して超過してはならないものである
けれども、本発明では、ＮＳＥの存在下で効力を発揮す
る計算された拡張コストを用いている。
続けていることを保証しながら、予定の実行時間（すな
わちコスト）を超過したタスクの実行を取り消すのを避
ける改良されたタスク・スケジューリング手法を提供す
るものである。特に、ＲＭＡ割り当てアルゴリズムを使
う周期的タスクのシステムであって、使用率がＮ＊（２
＊＊（１／Ｎ）−１）以下のものにおいて、本発明は、
自分のコスト・パラメータよりも長く実行するタスクを
呼び出すのを可能にする手法を提供するものである。コ
スト・パラメータは周期当たりの当該タスクの最大理論
実行時間であり、決して超過してはならないものである
けれども、本発明では、ＮＳＥの存在下で効力を発揮す
る計算された拡張コストを用いている。
【００２９】一例として、あるタスク「タスク１」の呼
び出しコストが１０ＡＴＵ（任意時間単位）であり、タ
スク１の周期が１００ＡＴＵである、と仮定する。ま
た、タスク１の実行中に、少なくとも１つのＮＳＥが合
計１ＡＴＵの間実行する、と仮定する。さらに、スケジ
ューラは、このＮＳＥ時間を別のものとして考慮せず
に、それをタスク１の実行に割り当てる、と仮定する。
この場合、スケジューラがタスク１用に１０ＡＴＵを累
積した時に、タスク１は、実際には９ＡＴＵしか実行し
ていない。したがって、その作業は完了できない可能性
がある。従来技術によるシステムの多くは、タスク１が
そのコスト・パラメータに到達したということを認識で
きない。したがって、何もしない。これらのシステムで
は、タスク１は完了するまで実行し続ける。（これらの
システムは「撃ちてし止まん（run-to-block）」システ
ムと呼ばれている）。このような長時間実行タスクが検
査を受けずにすべて実行し続けると、システム全体の実
行可能性は、極めて危険な状態になる。本発明は、タス
ク１がそのコスト・パラメータに到達したことを認識で
きるようなシステムを指向している。ここでは、そのよ
うなシステムを「実行時間累積システム（execution ti
me accumulating system）」と呼ぶ。本発明の手法を使
うと、長時間実行タスクが実行し続けるのを許した場合
に他のタスクが締切を守れなくなるか否かに関し、実行
時間の決定を動的に行なうことが可能になる。さらに、
本発明の手法は、他のタスクがすべて時間通りに完了す
るのを保証しながら、特定の長時間実行タスクに与える
ことのできる余分の時間を決定する方法を提供する。
び出しコストが１０ＡＴＵ（任意時間単位）であり、タ
スク１の周期が１００ＡＴＵである、と仮定する。ま
た、タスク１の実行中に、少なくとも１つのＮＳＥが合
計１ＡＴＵの間実行する、と仮定する。さらに、スケジ
ューラは、このＮＳＥ時間を別のものとして考慮せず
に、それをタスク１の実行に割り当てる、と仮定する。
この場合、スケジューラがタスク１用に１０ＡＴＵを累
積した時に、タスク１は、実際には９ＡＴＵしか実行し
ていない。したがって、その作業は完了できない可能性
がある。従来技術によるシステムの多くは、タスク１が
そのコスト・パラメータに到達したということを認識で
きない。したがって、何もしない。これらのシステムで
は、タスク１は完了するまで実行し続ける。（これらの
システムは「撃ちてし止まん（run-to-block）」システ
ムと呼ばれている）。このような長時間実行タスクが検
査を受けずにすべて実行し続けると、システム全体の実
行可能性は、極めて危険な状態になる。本発明は、タス
ク１がそのコスト・パラメータに到達したことを認識で
きるようなシステムを指向している。ここでは、そのよ
うなシステムを「実行時間累積システム（execution ti
me accumulating system）」と呼ぶ。本発明の手法を使
うと、長時間実行タスクが実行し続けるのを許した場合
に他のタスクが締切を守れなくなるか否かに関し、実行
時間の決定を動的に行なうことが可能になる。さらに、
本発明の手法は、他のタスクがすべて時間通りに完了す
るのを保証しながら、特定の長時間実行タスクに与える
ことのできる余分の時間を決定する方法を提供する。
【００３０】次に、図３と図４を参照して、本発明の好
適な実施形態を詳細に説明する。
適な実施形態を詳細に説明する。
【００３１】図３に示す論理を使って、タスクが安全に
実行しうるために追加する時間の上限を計算する。ここ
では、この追加の時間を「拡張コスト（cost extensio
n）」と呼ぶ。拡張コストの上限は、システムの実行可
能性が保証されない値に到達するまで、漸増させながら
計算する。好適な実施形態では、タスクのコストの一定
割合を漸増的に加えることにより、各タスクごとに拡張
コストを計算する。好適な実施形態では、この一定割合
は、タスクのコスト・パラメータの１パーセントであ
る。
実行しうるために追加する時間の上限を計算する。ここ
では、この追加の時間を「拡張コスト（cost extensio
n）」と呼ぶ。拡張コストの上限は、システムの実行可
能性が保証されない値に到達するまで、漸増させながら
計算する。好適な実施形態では、タスクのコストの一定
割合を漸増的に加えることにより、各タスクごとに拡張
コストを計算する。好適な実施形態では、この一定割合
は、タスクのコスト・パラメータの１パーセントであ
る。
【００３２】図３の論理は、ブロック３００で、１から
Ｎ（Ｎはシステム内のスケジュール可能なタスクの数）
の拡張コスト値（図３ではＥi と表記）を零に初期化す
ることにより開始する。各スケジュール可能なタスク
は、拡張コスト、周期、締切の各値を格納する状態変数
を備えているのが望ましい。本発明を使用する場合に
は、この状態変数にタスクの拡張コストに追加する値を
格納する。
Ｎ（Ｎはシステム内のスケジュール可能なタスクの数）
の拡張コスト値（図３ではＥi と表記）を零に初期化す
ることにより開始する。各スケジュール可能なタスク
は、拡張コスト、周期、締切の各値を格納する状態変数
を備えているのが望ましい。本発明を使用する場合に
は、この状態変数にタスクの拡張コストに追加する値を
格納する。
【００３３】ブロック３１０で、各タスクのコストをそ
の周期で除算したものを合計することにより、実行可能
性分析（ＦＡ）の計算を実行する。次いで、ブロック３
２０で、この合計値と図中の式（従来のシステムで使用
している式と同じもの）とを比較して、すべてのタスク
のすべての呼び出しが締切に間に合うか否かを判断す
る。ブロック３２０の試験の結果がＮｏの場合、システ
ムは実行可能ではない。制御はブロック３６０に進む。
図３の論理の初回の試行からブロック３６０に到達した
場合、使用すべき拡張コストの値はすべて零である。し
たがって、システムは、従来技術の場合と同様に動作す
る。
の周期で除算したものを合計することにより、実行可能
性分析（ＦＡ）の計算を実行する。次いで、ブロック３
２０で、この合計値と図中の式（従来のシステムで使用
している式と同じもの）とを比較して、すべてのタスク
のすべての呼び出しが締切に間に合うか否かを判断す
る。ブロック３２０の試験の結果がＮｏの場合、システ
ムは実行可能ではない。制御はブロック３６０に進む。
図３の論理の初回の試行からブロック３６０に到達した
場合、使用すべき拡張コストの値はすべて零である。し
たがって、システムは、従来技術の場合と同様に動作す
る。
【００３４】ブロック３２０の試験の結果がＹｅｓの場
合（すなわちシステムが実行可能である場合）、プロセ
スはブロック３３０に進む。ブロック３３０では、各タ
スクのコストの一定割合を計算する。この一定割合が１
パーセントである場合、式（０．０１）Ｃi は、この試
行で加算すべき追加の時間を定めている。この追加の時
間を、各タスクの前回計算した拡張コストＥi に加算す
る。加算した結果を、各タスクのコスト・パラメータＣ
i に加算する。そして、その合計値を、各タスクの周期
Ｔi で除算する。このプロセスを１からＮのスケジュー
ル可能なタスクの各々について繰り返して、システムの
新たな実行可能性分析（ＦＡ）値を定める。その後、ブ
ロック３４０で、得られた結果と図中に示す使用率の式
とを比較して、すべてのタスクのすべての呼び出しが締
切に間に合うか否かを判断する。この試験の結果がＹｅ
ｓの場合、ブロック３５０で、１からＮのスケジュール
可能なタスクの各々のコストについて、新たな漸増拡張
コストを生成する。次いで、制御はブロック３３０に戻
って実行可能性分析（ＦＡ）計算を繰り返す。ブロック
３４０の試験の結果がＮｏの場合（すなわち、拡張コス
トの現在の計算の後、システムがもはや実行可能でない
場合）、制御はブロック３６０に進む。制御がブロック
３６０に到達した場合、ブロック３６０に示すように、
各タスクの拡張コストの上限は、既に発見されており、
その値はＥi に格納されている（ただし、各タスクは各
回の拡張コストの計算における一定割合として同一の値
を用いるものと仮定している）。以上で、図３のプロセ
スは完了する。
合（すなわちシステムが実行可能である場合）、プロセ
スはブロック３３０に進む。ブロック３３０では、各タ
スクのコストの一定割合を計算する。この一定割合が１
パーセントである場合、式（０．０１）Ｃi は、この試
行で加算すべき追加の時間を定めている。この追加の時
間を、各タスクの前回計算した拡張コストＥi に加算す
る。加算した結果を、各タスクのコスト・パラメータＣ
i に加算する。そして、その合計値を、各タスクの周期
Ｔi で除算する。このプロセスを１からＮのスケジュー
ル可能なタスクの各々について繰り返して、システムの
新たな実行可能性分析（ＦＡ）値を定める。その後、ブ
ロック３４０で、得られた結果と図中に示す使用率の式
とを比較して、すべてのタスクのすべての呼び出しが締
切に間に合うか否かを判断する。この試験の結果がＹｅ
ｓの場合、ブロック３５０で、１からＮのスケジュール
可能なタスクの各々のコストについて、新たな漸増拡張
コストを生成する。次いで、制御はブロック３３０に戻
って実行可能性分析（ＦＡ）計算を繰り返す。ブロック
３４０の試験の結果がＮｏの場合（すなわち、拡張コス
トの現在の計算の後、システムがもはや実行可能でない
場合）、制御はブロック３６０に進む。制御がブロック
３６０に到達した場合、ブロック３６０に示すように、
各タスクの拡張コストの上限は、既に発見されており、
その値はＥi に格納されている（ただし、各タスクは各
回の拡張コストの計算における一定割合として同一の値
を用いるものと仮定している）。以上で、図３のプロセ
スは完了する。
【００３５】図３に示す論理の別の実施形態では、一定
割合の値として別の値を用いている。さらに別の実施形
態では、拡張コストは、一部のタスクに対してだけ計算
し、残りのタスクに対しては計算しない。例えば、長時
間実行タスクには拡張を許すが、短いタスクには許さな
い（これは、長時間実行タスクは完了しないとシステム
資源の観点から短いタスクよりも高くつく、という原理
に基づいている）。この場合、短いタスクの拡張コスト
は零である、と考えられる。さらに別の実施形態では、
漸増計算プロセスの間に一定割合として同一でない値を
用いている。このアプローチの一例として、長時間実行
タスクには短いタスクよりも大きな一定割合値を割り当
てる。例えば、長時間実行タスクには２パーセントを使
用し、短いタスクには１パーセントを使用する（この結
果、長時間実行タスクには短いタスクよりも大きな拡張
コストが割り当てられる）。あるいは、別の実施形態で
は、（ブロック３３０に示したように）タスクのコスト
に基づかずに、計算したての拡張コストに基づいて、各
試行において追加の時間を計算している。この結果、長
時間実行タスクは、幾何数列を使って拡張される。上述
したこれらの実施形態を取り扱うのに図３に示す論理を
どのように変更したらよいかは、当業者にとって明らか
である。
割合の値として別の値を用いている。さらに別の実施形
態では、拡張コストは、一部のタスクに対してだけ計算
し、残りのタスクに対しては計算しない。例えば、長時
間実行タスクには拡張を許すが、短いタスクには許さな
い（これは、長時間実行タスクは完了しないとシステム
資源の観点から短いタスクよりも高くつく、という原理
に基づいている）。この場合、短いタスクの拡張コスト
は零である、と考えられる。さらに別の実施形態では、
漸増計算プロセスの間に一定割合として同一でない値を
用いている。このアプローチの一例として、長時間実行
タスクには短いタスクよりも大きな一定割合値を割り当
てる。例えば、長時間実行タスクには２パーセントを使
用し、短いタスクには１パーセントを使用する（この結
果、長時間実行タスクには短いタスクよりも大きな拡張
コストが割り当てられる）。あるいは、別の実施形態で
は、（ブロック３３０に示したように）タスクのコスト
に基づかずに、計算したての拡張コストに基づいて、各
試行において追加の時間を計算している。この結果、長
時間実行タスクは、幾何数列を使って拡張される。上述
したこれらの実施形態を取り扱うのに図３に示す論理を
どのように変更したらよいかは、当業者にとって明らか
である。
【００３６】図４の論理は、実行時に、特定の周期にお
いて呼び出されている間にコスト・パラメータを超過し
たタスクが安全に実行し続けうるか否かを判断すると共
に、続けうる場合の継続期間を判断するのに使う。各タ
スクの拡張コストを知ることにより、スケジューラは、
他のタスクの実行に影響を与えることなく、この判断を
なすことができる。このように、リアルタイム・システ
ムは、ＮＳＥの存在下で、本発明の教示を使わない従来
技術の場合よりも長い時間間隔にわたって、通常の状態
（すなわち、すべてのタスクが締切を守ることのできる
状態）を維持することができる。したがって、たとえＮ
ＳＥがあるタスクの実行時間の一部を消費したとして
も、当該タスクは完了するまで実行することができる。
拡張コストは、コスト・オーバーラン（超過）が生じて
いるのが検出されると配分される（したがって、タスク
の実行時間を累積しない、従来技術の「撃ちてし止ま
ん」システムには、本発明は無用であると思われる）。
次に、本発明の好適な実施形態を使用したときにコスト
・オーバーランを処理する仕方を、図４の論理を参照し
て説明する。
いて呼び出されている間にコスト・パラメータを超過し
たタスクが安全に実行し続けうるか否かを判断すると共
に、続けうる場合の継続期間を判断するのに使う。各タ
スクの拡張コストを知ることにより、スケジューラは、
他のタスクの実行に影響を与えることなく、この判断を
なすことができる。このように、リアルタイム・システ
ムは、ＮＳＥの存在下で、本発明の教示を使わない従来
技術の場合よりも長い時間間隔にわたって、通常の状態
（すなわち、すべてのタスクが締切を守ることのできる
状態）を維持することができる。したがって、たとえＮ
ＳＥがあるタスクの実行時間の一部を消費したとして
も、当該タスクは完了するまで実行することができる。
拡張コストは、コスト・オーバーラン（超過）が生じて
いるのが検出されると配分される（したがって、タスク
の実行時間を累積しない、従来技術の「撃ちてし止ま
ん」システムには、本発明は無用であると思われる）。
次に、本発明の好適な実施形態を使用したときにコスト
・オーバーランを処理する仕方を、図４の論理を参照し
て説明する。
【００３７】実行中のタスクに対してコスト・オーバー
ランが検出されると、制御はブロック４００に至る。次
いで、ブロック４１０で、このタスクは拡張コスト値
（これは例えば図３の処理中に状態変数に格納される）
を有するか否かを検査する。Ｎｏの場合、タスクの実行
は拡張されず、制御をブロック４８０に進め従来技術の
場合と同様に通常のコスト・オーバーラン・ハンドラを
呼び出す。オーバーラン処理が完了すると、図４のこの
呼び出しは完了する。
ランが検出されると、制御はブロック４００に至る。次
いで、ブロック４１０で、このタスクは拡張コスト値
（これは例えば図３の処理中に状態変数に格納される）
を有するか否かを検査する。Ｎｏの場合、タスクの実行
は拡張されず、制御をブロック４８０に進め従来技術の
場合と同様に通常のコスト・オーバーラン・ハンドラを
呼び出す。オーバーラン処理が完了すると、図４のこの
呼び出しは完了する。
【００３８】ブロック４１０の検査の結果がＹｅｓの場
合、ブロック４２０で処理を継続する。ブロック４２０
では、拡張コスト（Ｅi ）の最小値と、（図４中に
「Ｄ」で示す）締切までの残存時間とを計算する。次い
で、ブロック４３０で、拡張コストがＤよりも小さいか
否かを検査する。Ｙｅｓならば、ブロック４４０で、当
該タスクはその拡張コストの間実行し続けることを許さ
れる。図３を参照して説明したように、この拡張コスト
とは、当該タスクが他のスケジュール可能なタスクに影
響を与えることなく実行し続けうる時間の上限のことで
ある。当該タスクがこの追加の時間（拡張コスト）の間
実行し続けた後、制御はブロック４６０に進む。ブロッ
ク４６０では、当該タスクが未（いま）だに実行してい
るか否かを検査する。Ｙｅｓの場合、当該タスクの締切
は守られなかったことを意味する（すなわち、当該タス
クがシステム中で他のタスクに影響を与えることなく実
行を完了する、ということを保証できない）。したがっ
て、ブロック４７０で締切ミス・ハンドラを呼び出す。
締切ミス・ハンドラが（本発明の一部を形成しない従来
技術の手法を使って）その処理を完了したら、コスト・
オーバーラン・ハンドラを呼び出す（ブロック４８
０）。必要な場合には、コスト・オーバーラン処理に、
本発明に従う拡張コストを有するタスクが未だにコスト
をオーバーランしている状況を処理する論理を付加する
ことができる。例えば、拡張コスト内に完了できないよ
うなコスト超過タスクに関する統計をとることができ
る。以上で当該タスクに関する図４の処理は終了する。
合、ブロック４２０で処理を継続する。ブロック４２０
では、拡張コスト（Ｅi ）の最小値と、（図４中に
「Ｄ」で示す）締切までの残存時間とを計算する。次い
で、ブロック４３０で、拡張コストがＤよりも小さいか
否かを検査する。Ｙｅｓならば、ブロック４４０で、当
該タスクはその拡張コストの間実行し続けることを許さ
れる。図３を参照して説明したように、この拡張コスト
とは、当該タスクが他のスケジュール可能なタスクに影
響を与えることなく実行し続けうる時間の上限のことで
ある。当該タスクがこの追加の時間（拡張コスト）の間
実行し続けた後、制御はブロック４６０に進む。ブロッ
ク４６０では、当該タスクが未（いま）だに実行してい
るか否かを検査する。Ｙｅｓの場合、当該タスクの締切
は守られなかったことを意味する（すなわち、当該タス
クがシステム中で他のタスクに影響を与えることなく実
行を完了する、ということを保証できない）。したがっ
て、ブロック４７０で締切ミス・ハンドラを呼び出す。
締切ミス・ハンドラが（本発明の一部を形成しない従来
技術の手法を使って）その処理を完了したら、コスト・
オーバーラン・ハンドラを呼び出す（ブロック４８
０）。必要な場合には、コスト・オーバーラン処理に、
本発明に従う拡張コストを有するタスクが未だにコスト
をオーバーランしている状況を処理する論理を付加する
ことができる。例えば、拡張コスト内に完了できないよ
うなコスト超過タスクに関する統計をとることができ
る。以上で当該タスクに関する図４の処理は終了する。
【００３９】ブロック４６０の検査の結果がＮｏなら
ば、当該タスクは拡張コストの間に実行を完了したこと
を意味する。好適な実施形態では、ブロック４８０でコ
スト・オーバーラン・ハンドラを呼び出す。以上で当該
タスクに関する図４の処理は終了する。
ば、当該タスクは拡張コストの間に実行を完了したこと
を意味する。好適な実施形態では、ブロック４８０でコ
スト・オーバーラン・ハンドラを呼び出す。以上で当該
タスクに関する図４の処理は終了する。
【００４０】ブロック４３０に戻り、現在のタスクの締
切までの残存時間が当該タスクの拡張コスト以下の場
合、ブロック４５０で、当該タスクが締切に至るまで実
行し続けるのを許す。次いで、ブロック４６０で、当該
タスクが別のオーバーラン状況に遭遇しているか否かを
検査する（すなわち、当該タスクが締切に到達したのに
完了していないか否かを検査する）。Ｙｅｓならば、ブ
ロック４７０について上述したように、締切ミス・ハン
ドラを呼び出す。この処理の後、ブロック４８０につい
て上述したように、コスト・オーバーラン・ハンドラを
呼び出す。また、ブロック４６０の検査の結果がＮｏの
場合（当該タスクが締切に間に合った場合）、ブロック
４８０でコスト・オーバーラン・ハンドラを呼び出す。
以上で図４の処理は終了する。
切までの残存時間が当該タスクの拡張コスト以下の場
合、ブロック４５０で、当該タスクが締切に至るまで実
行し続けるのを許す。次いで、ブロック４６０で、当該
タスクが別のオーバーラン状況に遭遇しているか否かを
検査する（すなわち、当該タスクが締切に到達したのに
完了していないか否かを検査する）。Ｙｅｓならば、ブ
ロック４７０について上述したように、締切ミス・ハン
ドラを呼び出す。この処理の後、ブロック４８０につい
て上述したように、コスト・オーバーラン・ハンドラを
呼び出す。また、ブロック４６０の検査の結果がＮｏの
場合（当該タスクが締切に間に合った場合）、ブロック
４８０でコスト・オーバーラン・ハンドラを呼び出す。
以上で図４の処理は終了する。
【００４１】上述したように、本発明は、システム全体
の中で他のタスクに影響を与えることなく、実行時間累
積システムにおいてコスト見積もりをオーバーランした
タスクの実行時間を安全に拡張するための極めて効率的
な手法を提供するものである。この手法は、複雑なスケ
ジューラを使用している多数の環境において役立つもの
と思われる。上記環境には、例えばリアルタイム・シス
テムを実現するのにReal-Time Specification for Java
（商標）を使っているような環境がある。（「Java」は
サン・マイクロシステムズ社の商標である）。本発明を
使用すると、タスクの締切を有する実行環境において柔
軟性が増す。この結果、そのようなシステムを設計・管
理するのが容易になると共に、操作が効率的になる。
の中で他のタスクに影響を与えることなく、実行時間累
積システムにおいてコスト見積もりをオーバーランした
タスクの実行時間を安全に拡張するための極めて効率的
な手法を提供するものである。この手法は、複雑なスケ
ジューラを使用している多数の環境において役立つもの
と思われる。上記環境には、例えばリアルタイム・シス
テムを実現するのにReal-Time Specification for Java
（商標）を使っているような環境がある。（「Java」は
サン・マイクロシステムズ社の商標である）。本発明を
使用すると、タスクの締切を有する実行環境において柔
軟性が増す。この結果、そのようなシステムを設計・管
理するのが容易になると共に、操作が効率的になる。
【００４２】以上、本発明の好適な実施形態を説明した
が、この実施形態に対する変形と変更は、いったん本発
明の基本概念を学んだ当業者にとって容易に想到しうる
ものである。したがって、特許請求の範囲は、好適な実
施形態と、本発明の本旨と範囲の内にあるようなすべて
の変形および変更とを含むように解釈すべきである。
が、この実施形態に対する変形と変更は、いったん本発
明の基本概念を学んだ当業者にとって容易に想到しうる
ものである。したがって、特許請求の範囲は、好適な実
施形態と、本発明の本旨と範囲の内にあるようなすべて
の変形および変更とを含むように解釈すべきである。
【００４３】まとめとして以下の事項を開示する。 （１）タスク・スケジューリングを改良するコンピュー
タ・プログラム製品であって、前記コンピュータ・プロ
グラム製品は少なくとも１つのコンピュータ読み取り可
能な媒体に組み込まれており、各タスクが付随するコス
トおよび付随する締切を有する複数のタスクの実行が可
能であるか否かを計算するコンピュータ読み取り可能な
プログラム・コード手段と、前記実行が可能であると計
算された場合、各タスクについて付随するコストに追加
の時間を付加して、各タスク用に改定されたコストを算
出するコンピュータ読み取り可能なプログラム・コード
手段と、前記実行がもはや可能でないと計算されるま
で、前記計算するコンピュータ読み取り可能なプログラ
ム・コード手段、および前記算出するコンピュータ読み
取り可能なプログラム・コード手段の操作を反復的に繰
り返すコンピュータ読み取り可能なプログラム・コード
手段と、前記反復的に繰り返すコンピュータ読み取り可
能なプログラム・コード手段の操作の後、前記改定され
たコストをタスクの実行時間の上限として使用するコン
ピュータ読み取り可能なプログラム・コード手段とを備
えたコンピュータ・プログラム製品。 （２）前記追加の時間がタスクに付随するコストの一定
割合である、上記（１）に記載のコンピュータ・プログ
ラム製品。 （３）前記追加の時間が、一部のタスクについては零で
あると共に、残りのすべてのタスクについてはタスクに
付随するコストの一定割合である、上記（１）に記載の
コンピュータ・プログラム製品。 （４）前記算出するコンピュータ読み取り可能なプログ
ラム・コード手段の最初の試行では、追加の時間がタス
クに付随するコストの一定割合であり、残りの試行で
は、追加の時間が各タスク用に改定されたコストの一定
割合である、上記（１）に記載のコンピュータ・プログ
ラム製品。 （５）前記算出するコンピュータ読み取り可能なプログ
ラム・コード手段の最初の試行では、一部のタスクにつ
いては追加の時間が零であると共に、残りのすべてのタ
スクについてはタスクに付随するコストの一定割合であ
り、残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定さ
れたコストの一定割合である、上記（１）に記載のコン
ピュータ・プログラム製品。 （６）前記使用するコンピュータ読み取り可能なプログ
ラム・コード手段が、実行時に、タスク群のうちの特定
のタスクがそれに付随するコストを超過しているか否か
を判断するコンピュータ読み取り可能なプログラム・コ
ード手段と、もしそうである場合、（１）前記特定のタ
スクに付随する締切までの残存時間、または、（２）前
記特定のタスクの実行時間の上限、のうちの最小のもの
に到達するまで、前記特定のタスクが実行するのを許す
コンピュータ読み取り可能なプログラム・コード手段と
を備えている、上記（１）に記載のコンピュータ・プロ
グラム製品。 （７）タスク・スケジューリングを改良するシステムで
あって、各タスクが付随するコストおよび付随する締切
を有する複数のタスクの実行が可能であるか否かを計算
する手段と、前記実行が可能であると計算された場合、
各タスクについて付随するコストに追加の時間を付加し
て、各タスク用に改定されたコストを算出する手段と、
前記実行がもはや可能でないと計算されるまで、前記計
算する手段および前記算出する手段の操作を反復的に繰
り返す手段と備えたシステム。 （８）さらに、前記反復的に繰り返す手段の操作の後、
前記改定されたコストをタスクの実行時間の上限として
使用する手段を備えた、上記（７）に記載のシステム。 （９）前記追加の時間がタスクに付随するコストの一定
割合である、上記（７）に記載のシステム。 （１０）前記追加の時間が、一部のタスクについては零
であると共に、残りのすべてのタスクについてはタスク
に付随するコストの一定割合である、上記（７）に記載
のシステム。 （１１）前記算出する手段の最初の試行では、追加の時
間がタスクに付随するコストの一定割合であり、残りの
試行では、追加の時間が各タスク用に改定されたコスト
の一定割合である、上記（７）に記載のシステム。 （１２）前記算出する手段の最初の試行では、一部のタ
スクについては追加の時間が零であると共に、残りのす
べてのタスクについてはタスクに付随するコストの一定
割合であり、残りの試行では、追加の時間が各タスク用
に改定されたコストの一定割合である、上記（７）に記
載のシステム。 （１３）前記使用する手段が、実行時に、タスク群のう
ちの特定のタスクがそれに付随するコストを超過してい
るか否かを判断する手段と、もしそうである場合、
（１）前記特定のタスクに付随する締切までの残存時
間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間の上
限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定のタ
スクが実行するのを許す手段とを備えている、上記
（７）に記載のシステム。 （１４）タスク・スケジューリングを改良する方法であ
って、各タスクが付随するコストおよび付随する締切を
有する複数のタスクの実行が可能であるか否かを計算す
るステップと、前記実行が可能であると計算された場
合、各タスクについて付随するコストに追加の時間を付
加して、各タスク用に改定されたコストを算出するステ
ップと、前記実行がもはや可能でないと計算されるま
で、前記計算する手段および前記算出する手段の操作を
反復的に繰り返すステップと備えた方法。 （１５）さらに、前記反復的に繰り返す手段の操作の
後、前記改定されたコストをタスクの実行時間の上限と
して使用するステップを備えた、上記（１４）に記載の
方法。 （１６）前記追加の時間がタスクに付随するコストの一
定割合である、上記（１４）に記載の方法。 （１７）前記追加の時間が、一部のタスクについては零
であると共に、残りのすべてのタスクについてはタスク
に付随するコストの一定割合である、上記（１４）に記
載の方法。 （１８）前記算出するステップの最初の試行では、追加
の時間がタスクに付随するコストの一定割合であり、残
りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定されたコ
ストの一定割合である、上記（１４）に記載の方法。 （１９）前記算出するステップの最初の試行では、一部
のタスクについては追加の時間が零であると共に、残り
のすべてのタスクについてはタスクに付随するコストの
一定割合であり、残りの試行では、追加の時間が各タス
ク用に改定されたコストの一定割合である、上記（１
４）に記載の方法。 （２０）前記使用するステップが、実行時に、タスク群
のうちの特定のタスクがそれに付随するコストを超過し
ているか否かを判断するステップと、もしそうである場
合、（１）前記特定のタスクに付随する締切までの残存
時間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間の上
限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定のタ
スクが実行するのを許すステップとを備えている、上記
（１４）に記載の方法。
タ・プログラム製品であって、前記コンピュータ・プロ
グラム製品は少なくとも１つのコンピュータ読み取り可
能な媒体に組み込まれており、各タスクが付随するコス
トおよび付随する締切を有する複数のタスクの実行が可
能であるか否かを計算するコンピュータ読み取り可能な
プログラム・コード手段と、前記実行が可能であると計
算された場合、各タスクについて付随するコストに追加
の時間を付加して、各タスク用に改定されたコストを算
出するコンピュータ読み取り可能なプログラム・コード
手段と、前記実行がもはや可能でないと計算されるま
で、前記計算するコンピュータ読み取り可能なプログラ
ム・コード手段、および前記算出するコンピュータ読み
取り可能なプログラム・コード手段の操作を反復的に繰
り返すコンピュータ読み取り可能なプログラム・コード
手段と、前記反復的に繰り返すコンピュータ読み取り可
能なプログラム・コード手段の操作の後、前記改定され
たコストをタスクの実行時間の上限として使用するコン
ピュータ読み取り可能なプログラム・コード手段とを備
えたコンピュータ・プログラム製品。 （２）前記追加の時間がタスクに付随するコストの一定
割合である、上記（１）に記載のコンピュータ・プログ
ラム製品。 （３）前記追加の時間が、一部のタスクについては零で
あると共に、残りのすべてのタスクについてはタスクに
付随するコストの一定割合である、上記（１）に記載の
コンピュータ・プログラム製品。 （４）前記算出するコンピュータ読み取り可能なプログ
ラム・コード手段の最初の試行では、追加の時間がタス
クに付随するコストの一定割合であり、残りの試行で
は、追加の時間が各タスク用に改定されたコストの一定
割合である、上記（１）に記載のコンピュータ・プログ
ラム製品。 （５）前記算出するコンピュータ読み取り可能なプログ
ラム・コード手段の最初の試行では、一部のタスクにつ
いては追加の時間が零であると共に、残りのすべてのタ
スクについてはタスクに付随するコストの一定割合であ
り、残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定さ
れたコストの一定割合である、上記（１）に記載のコン
ピュータ・プログラム製品。 （６）前記使用するコンピュータ読み取り可能なプログ
ラム・コード手段が、実行時に、タスク群のうちの特定
のタスクがそれに付随するコストを超過しているか否か
を判断するコンピュータ読み取り可能なプログラム・コ
ード手段と、もしそうである場合、（１）前記特定のタ
スクに付随する締切までの残存時間、または、（２）前
記特定のタスクの実行時間の上限、のうちの最小のもの
に到達するまで、前記特定のタスクが実行するのを許す
コンピュータ読み取り可能なプログラム・コード手段と
を備えている、上記（１）に記載のコンピュータ・プロ
グラム製品。 （７）タスク・スケジューリングを改良するシステムで
あって、各タスクが付随するコストおよび付随する締切
を有する複数のタスクの実行が可能であるか否かを計算
する手段と、前記実行が可能であると計算された場合、
各タスクについて付随するコストに追加の時間を付加し
て、各タスク用に改定されたコストを算出する手段と、
前記実行がもはや可能でないと計算されるまで、前記計
算する手段および前記算出する手段の操作を反復的に繰
り返す手段と備えたシステム。 （８）さらに、前記反復的に繰り返す手段の操作の後、
前記改定されたコストをタスクの実行時間の上限として
使用する手段を備えた、上記（７）に記載のシステム。 （９）前記追加の時間がタスクに付随するコストの一定
割合である、上記（７）に記載のシステム。 （１０）前記追加の時間が、一部のタスクについては零
であると共に、残りのすべてのタスクについてはタスク
に付随するコストの一定割合である、上記（７）に記載
のシステム。 （１１）前記算出する手段の最初の試行では、追加の時
間がタスクに付随するコストの一定割合であり、残りの
試行では、追加の時間が各タスク用に改定されたコスト
の一定割合である、上記（７）に記載のシステム。 （１２）前記算出する手段の最初の試行では、一部のタ
スクについては追加の時間が零であると共に、残りのす
べてのタスクについてはタスクに付随するコストの一定
割合であり、残りの試行では、追加の時間が各タスク用
に改定されたコストの一定割合である、上記（７）に記
載のシステム。 （１３）前記使用する手段が、実行時に、タスク群のう
ちの特定のタスクがそれに付随するコストを超過してい
るか否かを判断する手段と、もしそうである場合、
（１）前記特定のタスクに付随する締切までの残存時
間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間の上
限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定のタ
スクが実行するのを許す手段とを備えている、上記
（７）に記載のシステム。 （１４）タスク・スケジューリングを改良する方法であ
って、各タスクが付随するコストおよび付随する締切を
有する複数のタスクの実行が可能であるか否かを計算す
るステップと、前記実行が可能であると計算された場
合、各タスクについて付随するコストに追加の時間を付
加して、各タスク用に改定されたコストを算出するステ
ップと、前記実行がもはや可能でないと計算されるま
で、前記計算する手段および前記算出する手段の操作を
反復的に繰り返すステップと備えた方法。 （１５）さらに、前記反復的に繰り返す手段の操作の
後、前記改定されたコストをタスクの実行時間の上限と
して使用するステップを備えた、上記（１４）に記載の
方法。 （１６）前記追加の時間がタスクに付随するコストの一
定割合である、上記（１４）に記載の方法。 （１７）前記追加の時間が、一部のタスクについては零
であると共に、残りのすべてのタスクについてはタスク
に付随するコストの一定割合である、上記（１４）に記
載の方法。 （１８）前記算出するステップの最初の試行では、追加
の時間がタスクに付随するコストの一定割合であり、残
りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定されたコ
ストの一定割合である、上記（１４）に記載の方法。 （１９）前記算出するステップの最初の試行では、一部
のタスクについては追加の時間が零であると共に、残り
のすべてのタスクについてはタスクに付随するコストの
一定割合であり、残りの試行では、追加の時間が各タス
ク用に改定されたコストの一定割合である、上記（１
４）に記載の方法。 （２０）前記使用するステップが、実行時に、タスク群
のうちの特定のタスクがそれに付随するコストを超過し
ているか否かを判断するステップと、もしそうである場
合、（１）前記特定のタスクに付随する締切までの残存
時間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間の上
限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定のタ
スクが実行するのを許すステップとを備えている、上記
（１４）に記載の方法。
【図１】 本発明を実現することのできるコンピューテ
ィング装置のブロック図である。
ィング装置のブロック図である。
【図２】 本発明を実現することのできるネットワーク
化されたコンピューティング環境を示す図である。
化されたコンピューティング環境を示す図である。
【図３】 本発明の改良された実行可能性アルゴリズム
を実現するのに使用しうる論理の好適な実施形態のフロ
ーチャートを示す図である。
を実現するのに使用しうる論理の好適な実施形態のフロ
ーチャートを示す図である。
【図４】 本発明に従い実行時にタスクの実行をモニタ
するのに使用しうる論理の好適な実施形態のフローチャ
ートを示す図である。
するのに使用しうる論理の好適な実施形態のフローチャ
ートを示す図である。
１０ コンピューティング装置 １２ ＣＰＵ １４ メモリ １６ 長期間記憶装置 １８ ネットワーク電送機能 ２０ コンピューティング装置 ２２ ＣＰＵ ２４ メモリ ２６ 長期間記憶装置 ２８ ネットワーク伝送機能 ４０ ネットワーク ４２ 無線ネットワーク ４４ ネットワーク ４６ ゲートウェイ・コンピュータ ４７ アプリケーション・サーバ ４８ データ・リポジトリ ５０ａ、５０ｂ、５０ｃ 通信リンク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 グレゴリー・ボレラ アメリカ合衆国 ノース・カロライナ州 27705、ダーハム、ソルターラ ウエイ 100 (72)発明者 ピーター・エフ・ハガー アメリカ合衆国 ノース・カロライナ州 27606、ローリー、シストレトン レーン 5709 (72)発明者 ジェームズ・エイ・ミケルソン アメリカ合衆国 ノース・カロライナ州 27511、ケアリー、ドーシェスター パイ ンズ コート 111 (72)発明者 デイビッド・エム・ウエンド アメリカ合衆国 ノース・カロライナ州 27502、エイペックス、ウエイクハースト ドライブ 611 Ｆターム(参考） 5B098 GA04 GA08 GC05
Claims (20)
- 【請求項１】タスク・スケジューリングを改良するコン
ピュータ・プログラム製品であって、前記コンピュータ
・プログラム製品は少なくとも１つのコンピュータ読み
取り可能な媒体に組み込まれており、 各タスクが付随するコストおよび付随する締切を有する
複数のタスクの実行が可能であるか否かを計算するコン
ピュータ読み取り可能なプログラム・コード手段と、 前記実行が可能であると計算された場合、各タスクにつ
いて付随するコストに追加の時間を付加して、各タスク
用に改定されたコストを算出するコンピュータ読み取り
可能なプログラム・コード手段と、 前記実行がもはや可能でないと計算されるまで、前記計
算するコンピュータ読み取り可能なプログラム・コード
手段、および前記算出するコンピュータ読み取り可能な
プログラム・コード手段の操作を反復的に繰り返すコン
ピュータ読み取り可能なプログラム・コード手段と、 前記反復的に繰り返すコンピュータ読み取り可能なプロ
グラム・コード手段の操作の後、前記改定されたコスト
をタスクの実行時間の上限として使用するコンピュータ
読み取り可能なプログラム・コード手段とを備えたコン
ピュータ・プログラム製品。 - 【請求項２】前記追加の時間がタスクに付随するコスト
の一定割合である、請求項１に記載のコンピュータ・プ
ログラム製品。 - 【請求項３】前記追加の時間が、一部のタスクについて
は零であると共に、残りのすべてのタスクについてはタ
スクに付随するコストの一定割合である、請求項１に記
載のコンピュータ・プログラム製品。 - 【請求項４】前記算出するコンピュータ読み取り可能な
プログラム・コード手段の最初の試行では、追加の時間
がタスクに付随するコストの一定割合であり、 残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である、請求項１に記載のコンピュー
タ・プログラム製品。 - 【請求項５】前記算出するコンピュータ読み取り可能な
プログラム・コード手段の最初の試行では、一部のタス
クについては追加の時間が零であると共に、残りのすべ
てのタスクについてはタスクに付随するコストの一定割
合であり、 残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である、請求項１に記載のコンピュー
タ・プログラム製品。 - 【請求項６】前記使用するコンピュータ読み取り可能な
プログラム・コード手段が、 実行時に、タスク群のうちの特定のタスクがそれに付随
するコストを超過しているか否かを判断するコンピュー
タ読み取り可能なプログラム・コード手段と、 もしそうである場合、 （１）前記特定のタスクに付随する締切までの残存時
間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間の上
限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定のタ
スクが実行するのを許すコンピュータ読み取り可能なプ
ログラム・コード手段とを備えている、請求項１に記載
のコンピュータ・プログラム製品。 - 【請求項７】タスク・スケジューリングを改良するシス
テムであって、 各タスクが付随するコストおよび付随する締切を有する
複数のタスクの実行が可能であるか否かを計算する手段
と、 前記実行が可能であると計算された場合、各タスクにつ
いて付随するコストに追加の時間を付加して、各タスク
用に改定されたコストを算出する手段と、 前記実行がもはや可能でないと計算されるまで、前記計
算する手段および前記算出する手段の操作を反復的に繰
り返す手段と備えたシステム。 - 【請求項８】 さらに、 前記反復的に繰り返す手段の操作の後、前記改定された
コストをタスクの実行時間の上限として使用する手段を
備えた、請求項７に記載のシステム。 - 【請求項９】前記追加の時間がタスクに付随するコスト
の一定割合である、請求項７に記載のシステム。 - 【請求項１０】前記追加の時間が、一部のタスクについ
ては零であると共に、残りのすべてのタスクについては
タスクに付随するコストの一定割合である、請求項７に
記載のシステム。 - 【請求項１１】前記算出する手段の最初の試行では、追
加の時間がタスクに付随するコストの一定割合であり、 残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である、請求項７に記載のシステム。 - 【請求項１２】前記算出する手段の最初の試行では、一
部のタスクについては追加の時間が零であると共に、残
りのすべてのタスクについてはタスクに付随するコスト
の一定割合であり、 残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である、請求項７に記載のシステム。 - 【請求項１３】前記使用する手段が、 実行時に、タスク群のうちの特定のタスクがそれに付随
するコストを超過しているか否かを判断する手段と、 もしそうである場合、 （１）前記特定のタスクに付随する締切までの残存時
間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間の上
限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定のタ
スクが実行するのを許す手段とを備えている、請求項７
に記載のシステム。 - 【請求項１４】タスク・スケジューリングを改良する方
法であって、 各タスクが付随するコストおよび付随する締切を有する
複数のタスクの実行が可能であるか否かを計算するステ
ップと、 前記実行が可能であると計算された場合、各タスクにつ
いて付随するコストに追加の時間を付加して、各タスク
用に改定されたコストを算出するステップと、 前記実行がもはや可能でないと計算されるまで、前記計
算する手段および前記算出する手段の操作を反復的に繰
り返すステップと備えた方法。 - 【請求項１５】 さらに、 前記反復的に繰り返す手段の操作の後、前記改定された
コストをタスクの実行時間の上限として使用するステッ
プを備えた、請求項１４に記載の方法。 - 【請求項１６】前記追加の時間がタスクに付随するコス
トの一定割合である、請求項１４に記載の方法。 - 【請求項１７】前記追加の時間が、一部のタスクについ
ては零であると共に、残りのすべてのタスクについては
タスクに付随するコストの一定割合である、請求項１４
に記載の方法。 - 【請求項１８】前記算出するステップの最初の試行で
は、追加の時間がタスクに付随するコストの一定割合で
あり、 残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である、請求項１４に記載の方法。 - 【請求項１９】前記算出するステップの最初の試行で
は、一部のタスクについては追加の時間が零であると共
に、残りのすべてのタスクについてはタスクに付随する
コストの一定割合であり、 残りの試行では、追加の時間が各タスク用に改定された
コストの一定割合である、請求項１４に記載の方法。 - 【請求項２０】前記使用するステップが、 実行時に、タスク群のうちの特定のタスクがそれに付随
するコストを超過しているか否かを判断するステップ
と、 もしそうである場合、 （１）前記特定のタスクに付随する締切までの残存時
間、または、（２）前記特定のタスクの実行時間の上
限、のうちの最小のものに到達するまで、前記特定のタ
スクが実行するのを許すステップとを備えている、請求
項１４に記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US09/782,780 US6957431B2 (en) | 2001-02-13 | 2001-02-13 | System for incrementally computing the maximum cost extension allowable for subsequent execution of each task using fixed percentage of the associated cost |
| US09/782780 | 2001-02-13 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002259144A true JP2002259144A (ja) | 2002-09-13 |
| JP3759040B2 JP3759040B2 (ja) | 2006-03-22 |
Family
ID=25127161
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2002006022A Expired - Fee Related JP3759040B2 (ja) | 2001-02-13 | 2002-01-15 | タスク・スケジューリングを改良する方法とシステム |
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| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6957431B2 (ja) |
| JP (1) | JP3759040B2 (ja) |
Families Citing this family (21)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7472389B2 (en) * | 2003-10-29 | 2008-12-30 | Honeywell International Inc. | Stochastically based thread budget overrun handling system and method |
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