JP2866241B2 - コンピュータシステムおよびスケジューリング方法 - Google Patents

コンピュータシステムおよびスケジューリング方法

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JP2866241B2
JP2866241B2 JP4015120A JP1512092A JP2866241B2 JP 2866241 B2 JP2866241 B2 JP 2866241B2 JP 4015120 A JP4015120 A JP 4015120A JP 1512092 A JP1512092 A JP 1512092A JP 2866241 B2 JP2866241 B2 JP 2866241B2
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    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
    • 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

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明はコンピュータシステム
におけるスケジューリング方式に関し、特に複数のスレ
ッドあるいはプロセス間の相互排除を共有変数を用いて
実現するコンピュータシステムにおいてそれら複数のス
レッドあるいはプロセスの処理順を決定するためのスケ
ジューリング方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、コンピュータシステムにおいて、
オペレーティングシステムによって行われるスケジュー
リングは、各プロセス、各ユーザ間に、なるべく公平に
ＣＰＵタイムを割り振るような方針で行われていた。し
かし、近年、マルチプロセッサシステムが開発され、ス
レッドプログラミングを代表とする並行／並列プログラ
ミングが大きく取り上げられるに伴い、従来のスケジュ
ーリング方法では十分良い効率が得られないという問題
を生じ、新しいスケジューリング手法の開発が望まれて
いる。
【０００３】まず、スレッドについて説明する。図１０
には従来の典型的なオペレーティングシステム（例え
ば、Ｕｎｉｘ）におけるプロセスのメモリ空間の構成が
示されている。なお、図中の黒丸印は実行単位（ＣＰＵ
割り当ての単位）を示す。
【０００４】この図１０に示すように、各プロセスは個
別のテキスト、データ、スタック空間を有し、互いに参
照し合うことはできない。プロセス間の通信、同期はシ
ステムコールを使わざるを得ず、オーバーヘッドが大き
い。この構成だと複数のプロセッサが協調して効率よく
１つの処理を行うようなプログラミングは困難である。
そこで考え出されたのがスレッドプログラミングであ
る。図１１にスレッドのメモリ空間構成を示す。
【０００５】スレッドは実行の単位であるが、複数のス
レッド間で同一のテキスト空間、データ空間、スタック
空間を共有することができる。このため、データ空間に
共有している変数を使うことにより、システムコールを
使わずに高速なスレッド間の通信および同期を実現で
き、マルチプロセッサシステムにおけるプログラミング
に適している。なお、同一空間を共有するスレッドをま
とめてタスクと呼ぶ。
【０００６】また、同様な考え方で、図１２に示されて
いるように、従来のプロセスに共有メモリを導入するこ
とも行われている。共有メモリは複数のプロセス間で共
有できる特別なデータ空間であり、やはりマルチプロセ
ッサシステムにおける高速なプロセス間通信、同期に利
用することができる。以降、スレッドに関して話を進め
るが、プロセス間の通信／同期に共有メモリを使う場合
についてもスレッドの場合と同様である。
【０００７】一般的なスレッドプログラミングでは、複
数のスレッド間で共有する変数をスレッド間の同期（相
互排除）に用いる。以降、この様な変数を共有変数、あ
るいは、ロック変数と呼ぶ。
【０００８】図１３にその一例を示す。この図１３で
は、タクス１のスレッド１、２、３、４が、ロック変数
Ｓを用いて、スレッド間で排他的に特定の処理を行って
いる。ロック変数Ｓの値が１の時は、ある１つのスレッ
ド（この図ではスレッド３）が排他的な処理を実行中で
あること（ロック状態）を示し、他のスレッド１、２、
４はその処理を実行することができない。
【０００９】図１４に、そのような排他制御を実現する
処理の流れをフローにして示す。図中、ステップＳ１，
Ｓ２，Ｓ３はロックを確保するときの処理の流れであ
り、ステップＳ４はロックを解除するときの処理の流れ
である。
【００１０】ロック確保時のロック変数Ｓの参照、更新
は。テストアンドセット命令（ｔｅｓｔ ＆ ｓｅｔ）
のように参照と変更が不可分に行われるプロセッサ命令
で行う必要がある。
【００１１】テストアンドセット命令は、基本的には不
可分の単一機会命令として、指定されたロック変数から
値“０”を読み出した後、“１”の値をロック変数に書
き戻すものであり、最初に“０”（ロックがオフ）を受
け取るスレッドだけがロックを確保して処理を実行で
き、それ以外のスレッドはすべて“１”（ロックがオ
ン）を受け取ることにより実行を待たされる。この場
合、“１”を受け取った各スレッドは、ロック変数が
“０”になるまで繰り返しテストを行い、ロック解除さ
れまで待つ。この状態は、繁忙待機（ｂｕｓｙ ｗａｉ
ｔ）、またはスピンループと称されている。
【００１２】このようにロック変数を用いて相互排除を
実現する方法はプログラミングが容易で、かつ確実にス
レッドの同期を取ることができる。しかし、複数のスレ
ッドが頻繁にロック変数による同期を行う際には実行効
率が悪化する場合がある。例えば、あるスレッドがロッ
クの解除を待ってスピンループしている途中で実行が止
まっていた（ＣＰＵが取り上げられていた）状態であ
り、かつそのスレッドが次の実行の候補に選ばれたとき
にロックがまだ解除されていないような場合、そのスレ
ッドを実行しても無駄にスピンループをするだけで実質
的に処理は進まない。このようなロック待ちでスピンル
ープしているスレッドを頻繁に選択し、実行するほどシ
ステム全体の効率は悪化する。
【００１３】通常のオペレーティングシステムは、実行
中のスレッドを決められた時間（単位実行時間、タイム
クオンタムということがある）連続して実行したとき、
あるいは、そのスレッドがＩ／Ｏ待ちなどでそれ以上実
行を継続できなくなったときに、そのスレッドからＣＰ
Ｕを取り上げ、スケジューリングを行い、次の実行時間
（ＣＰＵ割り当て時間）において実行すべきスレッドを
新たに選び直す。
【００１４】今、図１３の状態でオペレーティングシス
テムが再スケジューリングして、次の実行時間に実行す
べきスレッドを、実行可能なスレッドの候補の中から選
択しようとしている場合を考える。
【００１５】スレッド１〜４は全て実行可能な状態であ
り、この他に直接これら４つのスレッドと関係の無いス
レッドＸ、Ｙ、Ｚがやはり同じように実行可能でスケジ
ュールの対象になっているとする。なお、話を簡単にす
るためこれら７つのスレッドの実行優先度はみな等しい
と仮定する。
【００１６】この場合、オヘレーティングシステムのス
ケジューラはどのスレッドを実行することもできる。し
かし、次に実行すべきスレッドの選び方によっては、処
理効率は大きく異なってくる。
【００１７】まず、シングルプロセッサシステム（ＣＰ
Ｕが１つ）の場合を考える。タスク１について考える
と、スレッド１、２、４が選択されても、これらはどれ
もロック待ちであるのでスピンループするだけである。
しかし、スレッド３を選択して実行した場合は、４つの
スレッド全体の効率がよい。すなわち、スレッド３の処
理が進めば、それだけ早く排他的な処理を終えることが
でき、ロックを解放し、他のスレッド１、２、４のいず
れかがそのロックを確保して排他的な処理を実行するこ
とができるからである。
【００１８】あるいは、ロックと関係ない（この時点で
ロック待ちになっていない）スレッドＸ、Ｙ、Ｚを実行
する場合も、ＣＰＵは有効に使用される。すなわち、こ
の場合の結論としては、
【００１９】１）ロック待ちのスレッド１、２、４（分
類１）を選択するのはＣＰＵの実行時間の浪費、２）ロ
ックを確保しているスレッド３（分類２）を実行する場
合は効率がよい、３）ロックとは関係の無いスレッド
Ｘ、Ｙ、Ｚ（分類３）を実行する場合もＣＰＵを有効に
使える、ということがいえる。
【００２０】しかしながら、従来の方法では、スケジュ
ーラはスレッドがロック待ちかどうか判断することがで
きないので、分類１，２，３のようにスレッドを区別す
ることができない。従って、通常は、スレッドの実行優
先度だけでスレッドを選んでしまうので、必ずしも分類
２、３に属すスレッドを選択することができず、ロック
待ちのスレッドを選んでしまう場合が生じる。
【００２１】図１５には、このようにロック待ちのスレ
ッドを選び効率悪くスレッドを実行する際のＣＰＵの稼
働状態の一例を示す。ここでは、ロックをかけて処理す
る部分の時間を実行処理単位時間（以降Ｔと表す）のほ
ぼ１．５倍と仮定している。
【００２２】時間ｔ0 からＴの期間中においてスレッド
３がロック状態である場合に、ロック待ちのスレッド
１，２，４の順でＣＰＵを割り当てると、時間ｔ１から
ｔ４までの期間は処理は実行されず、スピンループによ
ってＣＰＵが無駄に使用される。
【００２３】そして、時間ｔ4 からの期間Ｔにおいてス
レッド３のロック状態が解放されて初めて、スレッド１
は、次の時間ｔ5 からの実行期間Ｔにおいてロックを確
保でき、排他的に処理を行うことができる。この図１５
に示した範囲では、ＣＰＵ使用率は半分以下であり、非
常に効率が悪い。マルチプロセッサシステムの場合も同
様の問題が生じる。やはりロック待ちのスレッドを選択
すると無駄なスピンループでＣＰＵを消費する。
【００２４】図１６には、ＣＰＵ１〜ＣＰＵ４の４台の
ＣＰＵ構成のマルチプロセッサシステムにおいて、効率
が悪いスレッド実行順序の一例が示されている。ロック
待ちのスレッド１，２，４は、ロック状態のスレッド３
の処理が進んでそのロックが解放されるまでスピンルー
プしている。このため、この例においても、図に示した
範囲でＣＰＵの利用率は全体の約半分であり効率が悪
い。
【００２５】上記２つの例とも極端に悪い例である。し
かし従来のＵｎｉｘオペレーティングシステムのように
優先度に基づく多重レベルのラウンドロビンスケジュー
リングのみではこの様な現象が発生してしまい、システ
ム全体が無駄なスピンループにより効率が悪化するとい
う問題が生ずる。
【００２６】なお、以上説明したスケージューリングの
問題は、スレッド間での排他制御処理の場合のみなら
ず、複数のプロセス間で共有メモリ上の同期変数を用い
て排他制御を行う場合でも全く同様に生じるものであ
る。
【００２７】
【発明が解決しようとする課題】以上説明した様に、従
来のスケジューリング方式では、スケジューラは、その
スレッドがロック待ちか、ロックを確保しているか、ロ
ックとは関係の無いものかを区別できない。そのため
に、通常は、スレッドの実行優先度だけでスレッドを選
んでしまうので、必ずしもロックを確保しているか、ロ
ックとは関係の無いものを選択できず、ロック待ちのス
レッドを選択して、スレッドの実行の効率が悪化し、Ｃ
ＰＵの実行時間が浪費される欠点があった。
【００２８】この発明はこのような点に鑑みてなされた
ものであり、スケジューラ内に、実行候補として選択し
たスレッドあるいはプロセスが、ロックを必要としない
スレッドあるいはプロセスか否か、またはスレッドある
いはプロセスがロック待ち状態か否か、およびロック待
ち状態であればそのロック待ちの対象となっていた選択
したスレッドあるいはプロセスが属するタスク空間内の
スレッドあるいはプロセス間の排他制御に用いられるユ
ーザ空間上の共有変数のロックが既に開放されているか
否かを参照できる手段を設け、この手段に基づいてスケ
ジューリングを実行できるようにし、ＣＰＵの利用効率
を向上させることができるコンピュータシステムおよび
スケジューリング方法を提供することを目的とする。
【００２９】
【課題を解決するための手段および作用】この発明は、
複数のスレッドあるいはプロセス間の相互排除を共有変
数を用いて実現するコンピュータシステムにおいて、オ
ペレーティングシステムのカーネル空間内に、複数のタ
スク内の複数のスレッドあるいはプロセスの処理順を所
定時間間隔で順次決定するスケジューリング手段を具備
し、前記複数のスレッドは、当該複数のスレッド毎に前
記カーネル空間内とは異なるタスク内のユーザ空間にあ
り当該タスク内のスレッドあるいはプロセス間の排他制
御に用いられる少なくとも一つのユーザ空間共有変数の
ロック待ち状態になる際のアドレスまたはロック待ち状
態ではない場合は所定の値とするステイタス変数を格納
するステイタス変数格納手段を具備し、前記スケジュー
リング手段は、前記複数のスレッド毎に対応する前記ス
テイタス変数を参照するステイタス変数ポインタを登録
し、前記ユーザ空間共有変数による実行許可判断が不要
のスレッドの場合は前記ステイタス変数ポインタを登録
しないステイタス変数ポインタ登録手段と、実行候補の
複数のスレッドあるいはプロセスの中から１つのスレッ
ドあるいはプロセスを選択する手段と、前記選択したス
レッドあるいはプロセスに対応するステイタス変数ポイ
ンタが前記ステイタス変数ポインタ登録手段に登録され
ているか否かを判別する手段と、前記選択したスレッド
あるいはプロセスに対応するステイタス変数ポインタが
登録されていた場合、当該選択したスレッドあるいはプ
ロセスがロック確保中であるか、ロック待ち状態である
かを当該ステイタス変数ポインタにより対応するステイ
タス変数を参照して判別する手段と、前記選択したスレ
ッドあるいはプロセスがロック待ち状態のときは、当該
選択したスレッドあるいはプロセスが属するタスク内の
当該選択したスレッドあるいはプロセスがロック待ちの
対象としている前記ユーザ空間共有変数を参照してその
ロック状態が既に解放されているか否かを判別する手段
とを具備し、ロックを必要としないスレッドあるいはプ
ロセス、またはロック確保中のスレッドあるいはプロセ
ス若しくはロック解除された前記ユーザ空間共有変数を
ロック待ちの対象としていたスレッドあるいはプロセス
に対してＣＰＵが優先的に割り当てられるように前記複
数のスレッドあるいはプロセスの処理順を決定すること
を特徴とする。
【００３０】このコンピュータシステムにおいては、実
行候補のスレッドあるいはプロセスの中で、ロックを必
要としないスレッドあるいはプロセス、またはロック待
ち状態に無いスレッドあるいはプロセス、つまりロック
確保中のスレッドあるいはプロセス若しくはロック解除
された実行候補のスレッドあるいはプロセスが属するタ
スク空間内のスレッドあるいはプロセス間の排他制御に
用いられるユーザ空間上の共有変数をロック待ちの対象
としていたスレッドあるいはプロセス、に対してＣＰＵ
が優先的に割り当てられるようにスケジューリングが行
われる。このため、ロック待ちによってスピンループし
ている無駄な時間が少なくなり、ＣＰＵの利用効率を向
上させることができる。
【００３１】
【実施例】以下、図面を参照してこの発明の実施例を説
明する。
【００３２】まず、図１を参照して、この発明の一実施
例に係わるスケジューリング方式の原理を説明する。オ
ペレーティングシステムのカーネル１０内に存在するス
ケジューラ１００は、排他制御下で実行処理される複数
のスレッドの処理順を決定するために、参照パス１０９
を介して、そのスレッドが属するタスク空間内のユーザ
空間上のロック変数１０６〜１０８を参照して次にＣＰ
Ｕを割り当てる候補となった実行候補のスレッド（ここ
では、スレッド１０１〜１０５）がロック状態かロック
待ち状態かを調べ、その結果を実際にＣＰＵをそのスレ
ッドに割り当てるか否かの判断に使う。以下、ロック変
数とは、そのスレッドが属するタスク空間内のユーザ空
間上のロック変数を指すものとする。
【００３３】このため、ロックを確保しているスレッ
ド、または解除されたロック変数を待っていたスレッド
を優先的に選択し実行することが可能となる。従って、
従来のようにロック待ちのスレッドが頻繁に選択・実行
され、ＣＰＵが無駄に使用される事を避けることがで
き、システム全体として効率の良いＣＰＵ割り当てが実
現できる。図２には、スケジューラ１００がロック変数
を参照するための具体的な構成の一例が示されている。
【００３４】この実施例では、新たに２つのデータ構造
が用意されている。１つはタスク２０の空間内の変数で
あり、ここでは「ステイタス変数」と呼ぶ。もう１つは
カーネル空間１０内のデータであり、ここでは「ステイ
タス変数ポインタ」と呼ぶ。これらは、いずれもポイン
タ変数である。
【００３５】ステイタス変数２０１，２０２はあらかじ
めスレッド１０１，１０２の空間に静的に宣言してお
き、スレッド１０１，１０２がロックを取れずロック待
ち状態になる際にそのロック変数１０６のアドレス（Ｌ
１）を格納する。また、ロック待ちでないとき、各スレ
ッド１０１，１０２は自分のステイタス変数２０１，２
０２に“０”という値を入れておく。なお、ここでは、
ロック変数１０６，１０９，１１０のアドレスは“０”
以外の値になることが保証されていると仮定する。
【００３６】ステイタス変数ポインタ３０１、３０２
は、生成されたスレッド１０１、１０２に対応してそれ
ぞれ用意される。但し、ロック変数を利用した実行許可
判断が不要であるスレッドの場合は、ステイタス変数ポ
インタは登録されない。各スレッド１０１、１０２は、
あらかじめこのステイタス変数ポインタ３０１、３０２
のフィールドに、自分のステイタス変数２０１、２０２
のアドレス（Ａ、Ｂ）をセットする。また、このための
特別なシステムコールＳｔａｔｕｓ−ｖａｒｉａｂｌｅ
ｄｅｃｌａｒｅ（ ）を用意しており、ステイタス変
数２０１、２０２のアドレス（Ａ、Ｂ）を引数に指定
し、このシステムコールを発行すればカーネル空間１０
内のステイタス変数ポインタ３０１、３０２にそのアド
レス（Ａ、Ｂ）がセットされるようになっている。
【００３７】この例における各スレッド１０１，１０２
のステイタス変数２０１，２０２の初期化、および、オ
ペレーティングシステムのカーネル空間１０に対する登
録は、図３のフローチャートのように行われる。ここで
は、Ｃ言語を用いて記述している。スレッドの数は１０
個とし、ステイタス変数は１０個用意するものとして、
説明する。まず、ｌｏｎｇ ｓｔａｔｕｓ［１０］；
【００３８】と配列でまとめて宣言し、ステイタス変数
［ｉ］を“０”に初期化する（ステップＳ１１，Ｓ１
２）。スレッド０のステイタス変数のアドレスはｓｔａ
ｔｕｓ［０］、スレッド１はｓｔａｔｕｓ［１］、…
…、スレッド９はｓｔａｔｕｓ［９］、と対応する。次
に、これらステイタス変数のアドレスをシステムコール
ｓｔａｔｕｓ−ｖａｒｉａｂｌｅ−ｄｅｃｌａｒｅ（
）でカーネル１０に通知し、それぞれのステイタス変
数ポインタにアドレスをセットする（ステップＳ１
３）。
【００３９】この結果、図４に示すように、１０個のス
レッド（スレッド０〜９）と、そのスレッドのステイタ
ス変数のアドレス（ｓｔａｔｕｓ［０］〜ｓｔａｔｕｓ
［９］）を対応付けするテーブルがカーネル内に作られ
る。このテーブルは、図２のステイタス変数ポインタ３
０１，３０２，…によって実現されるものにほかならな
い。
【００４０】次に、図２の各スレッド１０１，１０２が
ロック変数１０６をアクセスする際の手順を図５のフロ
ーチャートで説明する。また、図６には、Ｃ言語でコー
ディングした例が示されている。但し、図６では、アド
レスＬ１のロック変数１０６はロックがかかっていない
時、値ＯＫ（＝０）を示し、また、関数ｔａｓ（ ）は
ｔｅｓｔ ＆ ｓｅｔを行う関数であり、戻り値がＯＫ
の時は引数に指定したロック変数が取得できたことを示
している。
【００４１】図５のフローチャートに示されているよう
に、各スレッド１０１、１０２は、アドレスＬ１のロッ
ク変数１０６の値からそのロック変数１０６がロックさ
れているか否かを調べ（ステップＳ２１）、ロックされ
てなければ、自分のステイタス変数２０１、２０２に値
“０”を入れる（ステップＳ２２）。次いで、スレッド
１０１、１０２は、ｔｅｓｔ＆ｓｅｔ命令等によってロ
ック変数１０６のロック確保を試みる（ステップＳ２
３）。
【００４２】ロック確保はいずれか１つのスレッドだけ
が可能であるので、ステップＳ２４でロック確保を認識
したスレッド、例えばスレッド１０１は、ロック状態に
なり排他的に処理を実行する。また、ステップＳ２４で
ロック確保出来なかったスレッド、例えばスレッド１０
２は、自分のステイタス変数２０２にロック変数１０６
のアドレスＬ１を入れ（ステップＳ２５）、そして、ス
テップＳ２１に戻ってスピンループする。次に、図７の
フローチャートを参照して、スケジューラ１００による
スケジューリングの際の処理手順を説明する。
【００４３】まず、スケジューラ１００は、通常のスケ
ジューリング手法により、例えば待ち行列にキューイン
グされている複数のスレッドの中から予め定められた優
先度にしたがって最も優先順位の高いスレッドを候補と
して１つ選ぶ（ステップＳ３１）。
【００４４】次に、スケジューラ１００は、カーネル空
間１０内にあるそのスレッドのステイタス変数ポインタ
を参照して、そのスレッドに対応するステイタス変数ポ
インタが登録されているか否かを調べる（ステップＳ３
２）。もし、登録されていなければ、ロック変数を利用
した実行許可判断が不要であると認識して、そのスレッ
ドにＣＰＵを割り当てる（ステップＳ３８）。一方、候
補として選ばれたスレッドに対応するステイタス変数ポ
インタが登録されていれば、ロック変数を利用した実行
許可判断を行うために、ステップＳ３３〜Ｓ３７の処理
に進む。
【００４５】ここでは、スケジューラ１００は、ステッ
プＳ３１で実行候補として選んだスレッドに対応するス
テイタス変数ポインタを参照することによってそのスレ
ッドに対応するステイタス変数のアドレスを求め（この
際必要に応じて、アドレス値の正当性のチェック、論理
アドレスから物理アドレスへの変換、あるいは二次記憶
装置から主記憶へのページの転送、等を行い）、実行候
補のスレッドのステイタス変数に登録されている値を読
み取る（ステップＳ３３）。
【００４６】このときステイタス変数の値が“０”なら
ば（ステップＳ３４）、その実行候補のスレッドはロッ
ク待ちの状態でないことが分かるので、スケジューラ１
００はステップＳ３８に進んでＣＰＵをそのスレッドに
割り当てて実行する。
【００４７】また、もしステイタス変数の値が“０”で
ないときは（ステップＳ３４）、このスレッドは前回実
行時にロック待ちであったことを意味している。この場
合は、ステイタス変数の値はそのスレッドが待っている
ロック変数のアドレスなので、スケジューラ１００は、
そのスレッドが属すタスク空間内のロック変数を直接参
照し（この際も必要に応じて、アドレス値の正当性のチ
ェック、論理アドレスから物理アドレスへの変換、ある
いは二次記憶装置から主記憶へのページの転送、等を行
い）、ロックが解除されているかどうかを判断する（ス
テップＳ３５，３６）。
【００４８】この時点でロックが解除されていれば（ロ
ック変数＝“０”）、スケジューラ１００はステップＳ
３８に進んでＣＰＵをそのスレッドに割り当てて実行す
る。一方、ロックが解除されていなければ（ロック変数
＝“１”）、このスレッドの実行を見送り、次の候補と
して他のスレッドを選択する（ステップＳ３７）。この
手順を実行スレッドが決まるまで繰り返す。
【００４９】このようにして、ロック変数の値を参照し
てスケジューリングを行うことにより、ロック待ちのプ
ロセスを選び無駄にＣＰＵ時間を消費することを避ける
ことができる。
【００５０】図８、図９には、このような手順でスケジ
ューリングを行った場合のＣＰＵの稼働状況の一例が示
されている。図８はシングルプロセッサシステムの場合
に相当し、また図９は４台のＣＰＵから成るマルチプロ
セッサシステムの場合に相当するものである。
【００５１】また、これら図８、図９では、図１３で前
述したようにスレッド３がロック状態であり、スレッド
１，２，４がロック待ち状態で、さらにスレッドＸ，
Ｙ，Ｚがロックに関係しない場合を想定している。
【００５２】図８の例では、時間ｔ0 からＴの期間中に
おいてスレッド３がロック状態である場合に、そのロッ
ク状態のスレッド３に対して優先的に次の実行期間（時
間ｔ0 からＴの期間）にＣＰＵが割り当てられ、その期
間Ｔにおいてスレッド３のロックが解除されると、その
ロック解除を待っていたスレッド１にＣＰＵが割り当て
られる。図９のマルチプロセッサシステムの場合も同様
にして、ロック状態のスレッドＳ３、またはロックに関
係しないスレッドＹ，Ｙ，Ｚが優先的に実行される。
【００５３】このようにロック待ちでないスレッドにＣ
ＰＵを割り当てることによって、ＣＰＵ利用率は１００
パーセントになり、無駄なスピンループを大幅に減少す
ることができる。
【００５４】以上のように、この実施例においては、ス
ケジューラ１００がスケジューリングの際に、必要に応
じて実行候補のスレッドに対応するロック変数を参照
し、そのスレッドがすぐにロックを確保できるかどうか
を調べ、ＣＰＵを割り当てるか否かの判断の参考とす
る。この結果、ロック待ち状態にないスレッド、つまり
解除されたロック変数を待っていたスレッド、またはロ
ック状態のスレッド、を優先的に選んで実行できるの
で、スピンループによるＣＰＵタイムの無駄な消費が少
なくなり、効率よい処理が実現できる。
【００５５】尚、ここでは、複数のスレッド間の相互排
除を共有変数を用いて実現するシステムについてのみ説
明したが、この発明によるスケジューリングは、図１２
に示したような共有メモリを持ち複数のプロセス間の相
互排除を共有変数を用いて実現するシステムについても
同様に適用できる。
【００５６】また、この実施例では、図９に示すよう
に、ロックされているロック変数を待っている状態のス
レッドは選択していない。しかし、マルチプロセッサシ
ステムにおいて、プロセッサ数が多く、スケジューリン
グ時にプロセッサが余っている場合や、ロックをかけて
いるスレッドがすでに実行中である（従って比較的早く
ロックが解除される見込みがある）場合には、ロック解
除されていないロック変数を待つスレッドにＣＰＵを割
り当てるようなスケジューリング方針も有効である。こ
の様なスケジューリングも本発明を適用することにより
実現することができる。
【００５７】
【発明の効果】以上述べたように、この発明によれば、
スレッドまたはプロセスがロック待ち状態か否かに基づ
いてスケジューリングを実行できるようになり、ＣＰＵ
の利用効率を向上させることができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】この発明の一実施例に係わるスケジューリング
方式の原理を示すブロック図。
【図２】同実施例の具体的構成の一例を示すブロック
図。
【図３】同実施例におけるステイタス変数の初期化／登
録動作を説明するフローチャート。
【図４】同実施例におけるスケジューラで管理されるス
レッドとステイタス変数との対応関係を示すテーブルを
示す図。
【図５】同実施例におけるロック確保のための動作を説
明するフローチャート。
【図６】図５のフローチャートをＣ言語で記述した際の
プログラム文を示す図。
【図７】同実施例におけるスケジューリング動作を説明
するフローチャート。
【図８】同実施例におけるスケジューリング動作をシン
グロプロセッサシステムで実行した際のＣＰＵの稼働状
況を示す図。
【図９】同実施例におけるスケジューリング動作をマル
チプロセッサシステムで実行した際のＣＰＵの稼働状況
を示す図。
【図１０】通常のプロセスのメモリ空間を示す図。
【図１１】通常のスレッドのメモリ空間を示す図。
【図１２】通常の共有メモリを持つプロセスのメモリ空
間を示す図。
【図１３】従来のスケジューリング方式を説明するため
のブロック図。
【図１４】従来のスケジューリング方式が適用されるシ
ステム内での排他制御の動作手順を説明するフローチャ
ート。
【図１５】従来のスケジューリング方式をシングルプロ
セッサシステムで実行した際のＣＰＵの稼働状況を示す
図。
【図１６】従来のスケジューリング方式をマルチプロセ
ッサシステムで実行した際のＣＰＵの稼働状況を示す
図。
【符号の説明】
１０…カーネル空間、２１，２２…タスク、１００…ス
ケジューラ、１０１〜１０５…スレッド、１０６〜１０
８，１０９，１１０…ロック変数、２０１，２０２…ス
テイタス変数、３０１，３０２…ステイタス変数ポイン
タ。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) G06F 9/46,15/16

Claims (2)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 複数のスレッドあるいはプロセス間の相
    互排除を共有変数を用いて実現するコンピュータシステ
    ムにおいて、オペレーティングシステムのカーネル空間内に、複数の
    タスク内の 複数のスレッドあるいはプロセスの処理順を
    所定時間間隔で順次決定するスケジューリング手段を具
    備し、前記複数のスレッドは、当該複数のスレッド毎に前記カ
    ーネル空間内とは異なるタスク内のユーザ空間にあり当
    該タスク内のスレッドあるいはプロセス間の排他制御に
    用いられる少なくとも一つのユーザ空間共有変数のロッ
    ク待ち状態になる際のアドレスまたはロック待ち状態で
    はない場合は所定の値とするステイタス変数を格納する
    ステイタス変数格納手段を具備し、 前記スケジューリング手段は、前記複数のスレッド毎に対応する前記ステイタス変数を
    参照するステイタス変数ポインタを登録し、前記ユーザ
    空間共有変数による実行許可判断が不要のスレッドの場
    合は前記ステイタス変数ポインタを登録しないステイタ
    ス変数ポインタ登録手段と、 実候補の複数のスレッドあるいはプロセスの中から１つ
    のスレッドあるいはプロセスを選択する手段と、前記選択したスレッドあるいはプロセスに対応するステ
    イタス変数ポインタが前記ステイタス変数ポインタ登録
    手段に登録されているか否かを判別する手段と、 前記選択したスレッドあるいはプロセスに対応するステ
    イタス変数ポインタが登録されていた場合、当該選択し
    たスレッドあるいはプロセスがロック確保中であるか、
    ロック待ち状態であるかを当該ステイタス変数ポインタ
    により対応するステイタス変数を参照して判別する手段
    と、 前記選択したスレッドあるいはプロセスがロック待ち状
    態のときは、当該選択したスレッドあるいはプロセスが
    属するタスク内の当該選択したスレッドあるいはプロセ
    スがロック待ちの対象としている前記ユーザ空間共有変
    数を参照してそのロック状態が既に解放されているか否
    かを判別する手段とを具備し、ロックを必要としないスレッドあるいはプロセス、また
    は ロック確保中のスレッドあるいはプロセス若しくはロ
    ック解除された前記ユーザ空間共有変数をロック待ちの
    対象としていたスレッドあるいはプロセスに対してＣＰ
    Ｕが優先的に割り当てられるように前記複数のスレッド
    あるいはプロセスの処理順を決定することを特徴とする
    コンピュータシステム。
  2. 【請求項２】 複数のスレッドあるいはプロセス間の相
    互排除を共有変数を用いて実現するコンピュータシステ
    ムにおいてオペレーティングシステムのカーネル空間内
    で、複数のタスク内の複数のスレッドあるいはプロセス
    の処理順を所定時間間隔で順次決定するスケジューリン
    グ方法であって、前記複数のスレッドは、当該複数のスレッド毎に前記カ
    ーネル空間内とは異なるタスク内のユーザ空間にあり当
    該タスク内のスレッドあるいはプロセス間の排他制御に
    用いられる少なくとも一つのユーザ空間共有変数のロッ
    ク待ち状態になる際のアドレスまたはロック待ち状態で
    はない場合は所定の値とするステイタス変数を格納し、 前記オペレーティングシステムのカーネル空間内では、 前記複数のスレッド毎に対応する前記ステイタス変数を
    参照するステイタス変数ポインタを登録し、前記ユーザ
    空間共有変数による実行許可判断が不要のスレッドの場
    合は前記ステイタス変数ポインタを登録せず、 実行候補の複数のスレッドあるいはプロセスの中から１
    つのスレッドあるいはプロセスを選択し、前記選択したスレッドあるいはプロセスに対応するステ
    イタス変数ポインタが前記ステイタス変数ポインタ登録
    手段に登録されているか否かを判別する手段と、 前記選択したスレッドあるいはプロセスに対応するステ
    イタス変数ポインタが登録されていた場合、当該選択し
    たスレッドあるいはプロセスがロック確保中であるか、
    ロック待ち状態であるかを当該ステイタス変数ポインタ
    により対応するステイタス変数を参照して判別し、 前記選択したスレッドあるいはプロセスがロック待ち状
    態のときは、当該選択したスレッドあるいはプロセスが
    属するタスク内の当該選択したスレッドあるい はプロセ
    スがロック待ちの対象としている前記ユーザ空間共有変
    数を参照してそのロック状態が既に解放されているか否
    かを判別し、ロックを必要としないスレッドあるいはプロセス、また
    は ロック確保中のスレッドあるいはプロセス若しくはロ
    ック解除された前記ユーザ空間共有変数をロック待ちの
    対象としていたスレッドあるいはプロセスに対してＣＰ
    Ｕが優先的に割り当てられるように前記複数のスレッド
    あるいはプロセスの処理順を決定することを特徴とする
    スケジューリング方法。
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