JPH01222335A - マルチタスク処理方式 - Google Patents
マルチタスク処理方式Info
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- JPH01222335A JPH01222335A JP4845588A JP4845588A JPH01222335A JP H01222335 A JPH01222335 A JP H01222335A JP 4845588 A JP4845588 A JP 4845588A JP 4845588 A JP4845588 A JP 4845588A JP H01222335 A JPH01222335 A JP H01222335A
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 28
- 238000003672 processing method Methods 0.000 claims description 8
- 230000003213 activating effect Effects 0.000 claims description 2
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 3
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- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 2
- 230000006870 function Effects 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
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- 238000007639 printing Methods 0.000 description 1
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
本発明は日本語ワードプロセッサ、パーソナルコンピュ
ータ（パソコン）等のデータ処理装置に係り、特に大容
量２次記憶装置を用いてマルチタスク処理により対話的
にデータ処理を行なうデータ処理装置に好適なマルチタ
スク処理方式に関する。
ータ（パソコン）等のデータ処理装置に係り、特に大容
量２次記憶装置を用いてマルチタスク処理により対話的
にデータ処理を行なうデータ処理装置に好適なマルチタ
スク処理方式に関する。
この種のデータ処理装置において、１つの文書内に文章
、表、図形、イメージ等の種々のデータを組合せて持つ
統合文書の編集を行なおうとする時、文書を文章１図形
等の属性を持つ領域の集合と考え、文書内の領域自身を
編集する文書編集プログラムと、領域内のデータの編集
を行なうための属性に応じた領域編集プログラムとをマ
ルチタスク処理により並行に動作させて、それらの共同
作業として１つの文書の編集を行なうことが考えられる
。 マルチタスク処理を実現するための方法としては、特開
昭５７−１１１６３５４に記載のように、処理装置の持
つ主メモリをいくつかの固定的なセグメントに分割して
、１つのタスクは必ずその分割されたセグメントの１つ
に対応づけて動作するようにし、タスクとセグメントと
の対応を動的に決定することでメモリの利用効率を高め
て実行することが行なわれていた。 ■発明が解決しようとする課題ｌ 上記従来技術では、２次記憶に対してタスクの退避／回
復を行なうことでセグメント数以上のタスクを実行する
際、セグメントに空きがない状態で退避中のタスクを実
行するためには、まずあるセグメント上のタスクを２次
記憶上に退避し、退避処理が終了してから実行すべきタ
スクをセグメント上に回復して実行を行なわなければな
らなかった。 ユーザが上記従来技術を用いて統合文書の編集を行なう
時、編集を行なう領域を切替える際に上記退避／回復処
理が行なわれるために、領域の切替え処理は時間のかか
る“重い”操作となってしまい、統合文書を統一的に扱
えるという利点の一部が損なわれてしまうという問題が
あった。 本発明の目的は、タスクの退避／回復処理を高速化する
ことにより、操作性の向上した文書処理装置に適するマ
ルチタスク処理方式を実現することにある。
、表、図形、イメージ等の種々のデータを組合せて持つ
統合文書の編集を行なおうとする時、文書を文章１図形
等の属性を持つ領域の集合と考え、文書内の領域自身を
編集する文書編集プログラムと、領域内のデータの編集
を行なうための属性に応じた領域編集プログラムとをマ
ルチタスク処理により並行に動作させて、それらの共同
作業として１つの文書の編集を行なうことが考えられる
。 マルチタスク処理を実現するための方法としては、特開
昭５７−１１１６３５４に記載のように、処理装置の持
つ主メモリをいくつかの固定的なセグメントに分割して
、１つのタスクは必ずその分割されたセグメントの１つ
に対応づけて動作するようにし、タスクとセグメントと
の対応を動的に決定することでメモリの利用効率を高め
て実行することが行なわれていた。 ■発明が解決しようとする課題ｌ 上記従来技術では、２次記憶に対してタスクの退避／回
復を行なうことでセグメント数以上のタスクを実行する
際、セグメントに空きがない状態で退避中のタスクを実
行するためには、まずあるセグメント上のタスクを２次
記憶上に退避し、退避処理が終了してから実行すべきタ
スクをセグメント上に回復して実行を行なわなければな
らなかった。 ユーザが上記従来技術を用いて統合文書の編集を行なう
時、編集を行なう領域を切替える際に上記退避／回復処
理が行なわれるために、領域の切替え処理は時間のかか
る“重い”操作となってしまい、統合文書を統一的に扱
えるという利点の一部が損なわれてしまうという問題が
あった。 本発明の目的は、タスクの退避／回復処理を高速化する
ことにより、操作性の向上した文書処理装置に適するマ
ルチタスク処理方式を実現することにある。
【課題を解決するための手段ｌ
上記目的を達成するために１本発明は、主記憶装置を複
数のメモリブロックに分割し、該メモリブロックに、２
次記憶装置内の複数の退避ブロックから、データ処理の
実行主体となるタスクを回復して実行するマルチタスク
処理方式において、 上記主記憶装置の複数のメモリブロックのうち少なくと
も１つは、空き状態としておき、上記２次記憶装置から
の新たなタスクの回復により上記空き状態のメモリブロ
ックがなくなる場合に、上記空き状態のメモリブロック
へ新たなタスクを回復した後、他のいずれかのタスクを
上記主記憶装置から上記２次記憶装置へ退避することを
特徴とするものである。 この場合、好ましくは、上記主記憶装置から上記２次記
憶装置へのタスクの退避処理は、上記２次記憶装置から
上記主記憶装置へ回復した上記新たなタスクの実行と並
行して実行する。 本発明によるマルチタスク処理方式は、また、複数のメ
モリブロックを有する主記憶装置と、複数の退避ブロッ
クを有する２次記憶装置とを備え、データ処理の実行主
体となるタスクを上記メモリブロックの１つに割当てて
処理を行なうデータ処理装置において、 上記タスクを上記退避ブロックから上記メモリブロック
上へ回復し、上記複数のメモリブロック上にすべてタス
クが割当てられた場合は、上記メモリブロック上のタス
クのいずれかを上記退避ブロックへ退避し、上記メモリ
ブロックのいずれかを空き状態とする第１の手段と、 いずれのタスクを実行するかを制御し、実行すべきタス
クが上記退避ブロックに退避されている場合は、上記第
１の手段を起動する第２の手段とを備えた ことを特徴とするものである。 この場合、上記第１の手段は、上記タスクを上記メモリ
ブロック上へ回復する際、上記メモリブロックの内容が
、当該回復を行なうべきタスクと等しいか否かを判定し
、等しい場合には上記回復処理を省略する処理を実行す
ることができる。さらに、上記第２の手段は、上記主記
憶装置内のメモリブロックの各タスクの実行開始時刻を
表わす制御データを保持し、上記第１の手段は、上記タ
スクの退避を行なう際、上記制御データに基づいて、退
避すべきタスクを決定するようにすることも可能である
。 【作用ｌ 具体的には、上記複数のメモリブロックは、上記主記憶
装置に固定的に割付けられたコアブロックであり、コア
ブロックグループを構成する。また、上記２次記憶装置
上の複数個の退避ブロックは退避エリアを構成する。 上記２次記憶装置上には１例えば、統合文書処理を行な
うための非常駐プログラムが設けられる。他方、主記憶
装置には、上記第２の手段として、非常駐プログラムを
タスクとして生成して実行するオペレーティングシステ
ムと、上記第１の手段として、タスクの退避／回復処理
を行なうための特別なタスクであるスワツパ−とが設け
られる。 上記コアブロックは、タスクが実行される際に用いられ
るメモリ領域であり、１つのコアブロックには１つのタ
スクが置かれる。 コアブロックグループは、複数のコアブロックの集合体
であり、１つのタスクは１つのコアブロックグループに
所属し、そのコアブロックグループ内のいずれかのコア
ブロック上で動作する。 退避ブロックは、２次記憶装置上にあり、実行されてい
ないタスクを退避するために使用される。 退避エリアは、退避ブロックの集合体であり、コアブロ
ックグループとｌ対ｌに対応している。 あるコアブロックグループに属するタスクは、そのコア
ブロックグループに対応する退避エリア内のいずれかの
退避ブロックに退避される。 非常駐プログラムは、実際に統合文書編集を行なうため
のプログラムであり、文書編集プログラムと、各領域種
別に対応した領域編集プログラムとからなる。 オペレーティングシステムは、非常駐プログラムに対し
てコアブロックを割当てて、実行可能なタスクとして生
成し、複数個のタスクを適宜、切換えてマルチタスク処
理を行なう、その際、実行すべきタスクがメモリブロッ
ク上になければ、上記スワツパ−を起動してタスクをメ
モリブロック上に回復してから実行する。 スワツパ−は、コアブロックグループ内に少なくとも１
つの空いているコアブロックが存在するように退避／回
復処理を行なう、そのため、タスクの回復処理はオペレ
ーティングシステムの指示上より直ちに行なわれ、回復
処理終了後に空きコアブロックを作成するために退避処
理が行なわれる。 したがって、退避／回復処理を行なうことでメモリブロ
ック上にないタスクの実行を行なう場合は、そのタスク
の回復処置に要する時間だけ待てばよいことになる。す
なわち、回復されたタスクの実行と並行して別タスクの
退避処理を行なうことにより、新たなタスクの実行が始
まるまでの待ち時間はタスクの回復処理に要する時間だ
けどなリ、従来に比べて別タスクの退避処理に要する時
間分だけ短縮される。 「実施例１ 以下、本発明の一実施例を図面を用いて説明する。 第２図は本発明が適用されるシステムのハードウェアの
構成例を示したものである。 本実施例のハードウェアは、編集処理等を行なうｃｐｕ
（中央処理装置）１．ＣＰＵＩが実行すべきプログラ
ムや種々の管理データを記憶する主メモリ２、後述する
非常駐プログラム１３や退避されたタスク２１等を格納
するハードディスク３、文書データを格納するフロッピ
ー４、文字や編集機能を入力するキーボード５１編集結
果等を表示するデイスプレィ６、編集結果を印字するプ
リンタ７より成る。 主メモリ２上には第１図に示すように常駐エリア３１お
よび１つ以上のコアブロックグループ（以下ＣＧＲと略
す）３２が置かれ、ＣＧＲ３２は複数のコアブロック（
以下ＣＢと略す）３３より成る。なお、本明細書におい
て、参照番号３３ａ 、 ３３ｂ 。 ３３ｃ・・・を総称して３３とする（他の参照番号も同
様）、ハードディスク（以下）ＩＤと略す）３上にはプ
ログラムエリア４１．およびＣＧ Ｒ３２と同数の退避
エリア４２が置かれ、退避エリア４２は複数の退避ブロ
ック（以下ＳＢと略す）４３より成る。 常駐エリア３１にはオペレーティングシステム（以下Ｏ
８と略す）１１、スワツパ−１２、および制御データで
あるコアブロックグループ制御ブロック５１．コアブロ
ック制御ブロック５２、退避ブロック制御ブロック５３
、タスク制御ブロック６１が置かれ、ＣＢ５３にはタス
ク（タスクａ、ｂ・・・）２１が置かれる。０ＳＩ１．
スワツパ−１２、タスク２１は全てプログラムであり、
ＣＰＵ１かこれらプログラムを実行してシステムとして
の処理を行なう、タスク２１は、また、スワツパ−１２
の処理によりＣＢ５３から５Ｂ４３へと退避■、あるい
は５Ｂ４３からＣＢ５３へと回復■され、主メモリ２を
時分割的に利用する。 プログラムエリア４１には非常駐プログラム１３が置か
れる。非常駐プログラム１３はＯＳ １１がタスク２１
を生成する際の雛形であり、１つの非常駐プログラムか
ら複数のタスクが生成可能である０個々のタスクは互い
に独立して処理を行なう、非常駐プログラム１３として
は、文書の領域自身の編集を行なう文書編集プログラム
と、領域内データの編集を行なうための領域種別に対応
した領域編集プログラムがある。 第３図に、本システムにおいて各タスクの状態を制御し
てマルチタスク処理を行なうために用いる制御データ構
造を示す、マルチタスク処理という概念はコンピュータ
システムの制御方法として広く知られた技術であるため
、ここでは説明を省略する。 制御データとしてはコアブロックグループ制御ブロック
（以下ＣＧＲＣＢと略す）５１．コアブロック制御ブロ
ック（以下ＣＢＣＢと略す）５２、退避ブロック制御ブ
ロック（以下５ＲＣＢと略す）５３およびタスク制御ブ
ロック（以下ＴＣＢと略す）６１の４種類の制御テーブ
ルがある。ＣＧＲＣＢ５１はＣＧＲ：１２とｌ対ｌに対
応しており、ＣＧ。 Ｒ３２に関する種々の情報を蓄える。同様に、それでれ
ＣＢＣＢ５２はＣＢ５３．５ＢＣＢ５３は５Ｂ４３、Ｔ
ＣＢ６１はタスク３３と１対１に対応しており、それら
の管理情報を蓄える。 各々の制御テーブルには次に示すフィールドがある。 ＣＧＲＣＢ５１には、ＣＢＣＢリストヘッダ５１１１Ｓ
ＢＣＢリストヘッダ５１２．ＣＧＲ空き待ち行列５１３
がある。ＣＢＣＢリストヘッダ５１１はそのＣＧＲ３２
に属するＣＢ５３を示すＣＢ ＣＢ ５２がリストとし
てつながれる。５ＢＣＢリストヘツダ５１２にはそのＣ
ＧＲ３２に対応する退避エリア４２に属する５Ｂ４３を
示す５ＲＣＢ５３がリストとしてつながれる。ＣＧＲ空
き待ち行列５１３にはそのＣＧＲ３２に属するＣＢ５３
に対する回復処理を待たされているタスク２１を示すＴ
ＣＢ６１がリストとしてつながれる。 ＣＢ ＣＢ ５２には、リンクポインタ５２１、メモリ
上位ｇ１５２３．長さ５２４．ＣＢ状態５２５、占有中
ＴＣＢアドレス５２６の各フィールドがある。リンクポ
インタ５２１は他のＣＢＣＢ５２のアドレスを示し、Ｃ
ＧＲＣＢＳＩのＣＢＣＢリストヘッダ５１１からつなが
れるＣＢＣＢ５２のリストを形成する。メモリ上位置５
２２および長さ５２３は、そのＣＢＣＢ５２が表わすＣ
Ｂ５３の主メモリ２上での先頭位置と長さを示す、ＣＢ
状態５２５は“空き”か“使用中”かというＣＢ５３の
状態を示す、占有中ＴＣＢアドレス５２６はそのＣＢ５
３上にあるタスク４３のＴＣＢ６１を示す。 Ｓ Ｂ ＣＢ ５３にはリンクポインタ５３１．ＨＤ上
位置５３２、長さ５３３および占有中ＴＣＢアドレス５
３４の各フィールドを持つ、リンクポインタ５３１は他
の５ＢＣＢ５３のアドレスを示し、ＣＧＲＣＢＳＩの５
ＢＣＢリストヘツダ５１２からつながれるＳＢ ＣＢ
５３のリストを形成する。ＨＤ上位置５３２および長さ
５３３はその５ＢＣＢ５３が表わす５Ｂ４３のＨＤａ上
での先頭位置と長さを示す。占有中ＴＣＢアドレス５３
４はその５Ｂ４３上にあるタスク４３のＴＣＢ６１を示
す。 ＴＣＢ６１には、リンクポインタ６１１、タスク状＄６
１２ 、タスク優先度６１３、スケジュール時刻６１４
、スタック先頭アドレス６１５ 、ＣＧＲＣＢアドレス
６１６ 、ＣＢＣＢアドレス６１７，５ＢＣＢアドレス
６１８およびメモリ状＄ ６１９の各フィールドを持つ
、リンクポインタ６１１は他のＴＣＢ６１のアドレスを
示し、レディキューや種々の待ち行列を形成するために
使用される。タスク状態６１２は“実行可能”か“待ち
”かというタスクの実行状態を示す、タスク優先度６１
３はタスクが実行される際の優先順位を示す、スケジュ
ール時刻６１４はそのタスクが実行を始めた最新の時刻
を示し、退避するタスクを決定するために使用される。 スタック先頭アドレス６１５は、タスク毎に持つタスク
スタックの先頭アドレスを指しており、タスク処理再開
のために使用される。ＣＧＲＣＢアドレス６１６はその
タスクの属するＣＧＲ３２に対応するＣＧＲＣＢＳＩを
示す、ＣＢＣＢアドレス６１７はタスクがメモリ上にあ
る場合は、そのタスクの置かれているＣＢ５３に対応す
るＣＢＣＢ５２を示し、タスクが生成された時点ではＯ
となる。５ＢＣＢアドレス６１８は、タスクがＨＤＳ上
に退避されている場合はそのタスクが退避されている５
Ｂ４３に対応する５ＢＣＢ５３を示し、そうでない場合
は０となる。メモリ状態６１９は、“メモリ上”か“退
避中”かというタスクのメモリ状態を示す。 次に、０８１１の処理の中でタスク・スケジューリング
を行なう部分の流れ図を第４図に示す。 まずステップ１１００でタスク状態６１２が“実行可能
”であるタスクが存在するかどうかを調べ、存在しない
場合はシステムをＩＤＬＥ状態とする。 次にステップ１１０１で、タスク状態６１２が“実行可
能”であるタスク３３の中で、タスク優先度６１３が最
も高いタスクを選び出して実行の対象とする。 ステップ１１０２で、対象タスクのメモリ状態６１９を
調べ、′メモリ上”であればステップ１１Ｇ７へと進む
。 ステップ１１０７では、退避処理を行なう際の退避タス
クを決定するために使用するスケジュール時刻６１４を
設定し、ステップ１１０８で、スタック先頭アドレス６
１５に基づいて対象タスクの実行を再開する。 メモリ状態６１９が“退避中”である場合はステップ１
１０３へと進み、対象タスクのＴＣＢ６１のＣＢＣＢア
ドレス６１７が０かどうかを調べ、０でない場合はその
値の示すＣＢＣＢ５２のＣＢ状態５２５を調べて、以前
動作していたＣＢが“空き”かどうかを判定する。′空
き”の場合は回復処理を省ける可能性があるため、同じ
ＣＢに回復することを指示してステップ１１０５でスワ
ツパ−を起動する。 以前動作していたＣＢがないか、あっても“空き”でな
い場合はステップ１１０４へと移り、ＣＧＲＣＢアドレ
ス６１６の示すＣＧＲＣＢＳＩのＣＢＣＢリストヘッダ
５１１につながるＣＢＣＢ５２のＣＢ状態５Ｓを順に調
べ、“空き”状態のＣＢがある場合はそのＣＢに回復す
にとを指示してステップ１１０５に移る。 ステップ１１０５では、スワツパ−１２を起動して対象
タスクをメモリ上に回復する。スワツパ−１２自身はＯ
Ｓ １１のスケジューリングの対象となるシステムタス
クという特殊なタスクであるため、起動後は直ちにステ
ップ１１０１へと戻って次のタスクのスケジュールを行
なう。 “空き”状態のＣＢ５３がなかった場合はステップ１１
０６へと進み、対象タスクなＣＧＲ空き待ち行列５１３
へとつないだ後、タスク状態６１２を“待ち”とする、
そしてステップ１１旧へと戻って別のタスクのスケジュ
ールを試みる。 ステップ１１０５で起動されるスワツパ−１２の処理の
流れ図を第５図に示す。 スワツパ−１２は回復処理を行なう対象となるタスクの
ＴＣＢ６１および回復先ＣＢのＣＢＣＢ５２をパラメー
タとして起動される。 ステップ１２０１で、回復先ＣＢ５３のＣＢ状態５２５
を“使用中”とする０次に、ステップ１２０２で、ＣＢ
ＣＢ ５２の占有中ＴＣＢアドレス５２６が対象タス
クのＴＣＢアドレスと一致しているかどうかを判定する
。 一致している場合は回復光ＣＢ上で動いた最後のタスク
は対象タスクであり、ＣＢ５３の内容はタスクが退避さ
れたときの状態をそのまま保っているため、ＨＤ３から
の回復処理は行なう必要がない、そこで、直接ステップ
１２０５へと進んでＨＤ３に対するアクセスを省略して
処理時間を短縮させる。 一致していない場合はステップ１２０３へと進んでＨＤ
３からの回復処理を行なう。 ステ・ンプ１２０３では、対象タスクの５ＢＣＢアドレ
ス６１８の示す５ＢＣＢ５３の情報をもとに、ＨＤ３上
の５Ｂ４３から主メモリ２上のＣＢ ３３へのデータ転
送を行ない、タスク４３をメモリ上へと回復する。 次にステップ１２０４て、回復したＣＢの占有中ＴＣＢ
アドレス５２６に対象タスクのＴＣＢアドレスを設定し
、ＣＢ５２に対する回復処理を完了する。 ステップ１２０５では回復先となった５Ｂ４３の占有中
ＴＣＢアドレス５３４を０とし、５Ｂ４３に対する回復
処理を完了する。 続いてステップ１２０６ａで、対象タスク２１のメモリ
状態を“メモリ上”とし、ＣＢＣＢアドレス６１７に回
復先ＣＢのＣＢ ＣＢ ５２を設定し、５ＢＣＢアドレ
ス６１８を０に設定してタスクに対する回復処理を完了
する。この時点で対象タスクは０８１１によりスケジュ
ールされて実行可能な状態となる。 次にステップ１２０６ｂで、回復したＣＢ５３の属する
ＣＧＲ３２に空き状態のＣＢ５３があるかどうかを判定
する。ある場合はスワツパ−１２の処理は終了し、０３
ＩＩにより回復されたタスク２１の実行が始められる。 “空き”状態のＣＢ５３がない場合はステップ１２０７
へと進んでタスクの退避処理を行なう。 ステップ１２０７では、回復処理を行なったＣＧＲ３２
に属する全てのＣＢ５３の占有中ＴＣＢアドレス５２１
１の示すＴＣＢ６１のスケジュール時刻６１４を比較し
て、スケジュール時刻の最も古いタスクを選び出し、退
避処理を行なう対象タスクを決定する。この際、先はど
回復処理を行なったタスクは退避処理の対象からは除外
する。 退避すべきタスクが決定されるとステップ１２０８へ進
み、退避処理を行なうＣＧＲ３２の５ＢＣＢリストヘツ
ダ５１２につながる５ＢＣＢ５３の占有中ＴＣＢアドレ
ス５３４を調べ、占有中ＴＣＢアドレス５３４が０であ
る５Ｂ５３を探す、見つかった最初の５ＢＳ３に対して
退避を行なうこととし、退避タスクの５ＢＣＢアドレス
６１８に退避先ＳＢの５ＢＣＢ５３のアドレスを設定す
る。 ステップ１２０９で、退避先ＳＢの占有中ＴＣＢアドレ
ス５３４に退避するタスクのＴＣＢアドレスを設定し、
ステップ１２１Ｏで、退避タスクのＣＢＣＢアドレス６
１７の示す主メモリ２上のＣＢ５３からＨＤ３上の退避
先５Ｂ４３へとデータ転送を行ない、５Ｂ４３に対する
退避処理を完了する。 この時、ＨＤ３に対するデータ転送処理はその大部分の
時間を）ｌＤ３に対するデータ転送コマンドの終了を待
つことに費やされ、ステップ１２１０を実行している間
のスワツパ−１２のタスク状態は、９割程度が“待ち”
状態となっている。従ってスワラパー１２が゛待ち”と
なっている間、ＯＳ １１のタスク・スケジューリング
機能か働き、先はど回復したタスクの実行が行なわれる
。 ＨＤ３に対するデータ転送が終了するとステップ１２１
１へ進み、退避元ＣＢ５３のＣＢ状態５２５を“空き”
として、ＣＢ５３に対する退避処理を完了する。この時
占有中ＴＣＢアドレス５２６は０にせず、ステップ１２
０２での回復処理の省略を可能とする。 ステップ１２１２では、退避したタスク２１のメモリ状
態を“退避中”とし、ＣＢＣＢアドレス６１７を０に設
定してタスク２１に対する退避処理を完了する。 引続きステップ１２１３で、退避処理を行なったＣＧＲ
３２のＣＧＲ空き待ち行列５１３につながれているＴＣ
Ｂ６１のタスク状態６１２を“実行可能”とし、ＴＣＢ
６１を待ち行列から外して、スワツパ−１２の処理を終
了する。 上記０８１１およびスワツパ−１２の処理によりタスク
２１のＨＤ３に対する退避／回復処理が実現される。 本実施例によれば、退避中のタスクの実行が始められる
までに要する時間は、対象タスクの回復処理に要する時
間だけとなり、また回復光に以前退避した時の内容がそ
のまま残っていればＨＤからのデータ転送を行なわない
ために、従来必要としていた時間と比べて約半分以下に
減らすことができ、ユーザが編集中領域を切替える際の
待ち時間が短縮され、使い勝手が向上する。 ｒ発明の効果】 本発明によれば、ユーザが対話的にデータ処理を行なっ
ている最中にタスクの切替えが生じる場合でも、切替え
処理によるユーザの待ち時間を従来の約半分に短縮でき
るため、ユーザはよりスムーズに処理が行なえ、操作性
が向上する。
数のメモリブロックに分割し、該メモリブロックに、２
次記憶装置内の複数の退避ブロックから、データ処理の
実行主体となるタスクを回復して実行するマルチタスク
処理方式において、 上記主記憶装置の複数のメモリブロックのうち少なくと
も１つは、空き状態としておき、上記２次記憶装置から
の新たなタスクの回復により上記空き状態のメモリブロ
ックがなくなる場合に、上記空き状態のメモリブロック
へ新たなタスクを回復した後、他のいずれかのタスクを
上記主記憶装置から上記２次記憶装置へ退避することを
特徴とするものである。 この場合、好ましくは、上記主記憶装置から上記２次記
憶装置へのタスクの退避処理は、上記２次記憶装置から
上記主記憶装置へ回復した上記新たなタスクの実行と並
行して実行する。 本発明によるマルチタスク処理方式は、また、複数のメ
モリブロックを有する主記憶装置と、複数の退避ブロッ
クを有する２次記憶装置とを備え、データ処理の実行主
体となるタスクを上記メモリブロックの１つに割当てて
処理を行なうデータ処理装置において、 上記タスクを上記退避ブロックから上記メモリブロック
上へ回復し、上記複数のメモリブロック上にすべてタス
クが割当てられた場合は、上記メモリブロック上のタス
クのいずれかを上記退避ブロックへ退避し、上記メモリ
ブロックのいずれかを空き状態とする第１の手段と、 いずれのタスクを実行するかを制御し、実行すべきタス
クが上記退避ブロックに退避されている場合は、上記第
１の手段を起動する第２の手段とを備えた ことを特徴とするものである。 この場合、上記第１の手段は、上記タスクを上記メモリ
ブロック上へ回復する際、上記メモリブロックの内容が
、当該回復を行なうべきタスクと等しいか否かを判定し
、等しい場合には上記回復処理を省略する処理を実行す
ることができる。さらに、上記第２の手段は、上記主記
憶装置内のメモリブロックの各タスクの実行開始時刻を
表わす制御データを保持し、上記第１の手段は、上記タ
スクの退避を行なう際、上記制御データに基づいて、退
避すべきタスクを決定するようにすることも可能である
。 【作用ｌ 具体的には、上記複数のメモリブロックは、上記主記憶
装置に固定的に割付けられたコアブロックであり、コア
ブロックグループを構成する。また、上記２次記憶装置
上の複数個の退避ブロックは退避エリアを構成する。 上記２次記憶装置上には１例えば、統合文書処理を行な
うための非常駐プログラムが設けられる。他方、主記憶
装置には、上記第２の手段として、非常駐プログラムを
タスクとして生成して実行するオペレーティングシステ
ムと、上記第１の手段として、タスクの退避／回復処理
を行なうための特別なタスクであるスワツパ−とが設け
られる。 上記コアブロックは、タスクが実行される際に用いられ
るメモリ領域であり、１つのコアブロックには１つのタ
スクが置かれる。 コアブロックグループは、複数のコアブロックの集合体
であり、１つのタスクは１つのコアブロックグループに
所属し、そのコアブロックグループ内のいずれかのコア
ブロック上で動作する。 退避ブロックは、２次記憶装置上にあり、実行されてい
ないタスクを退避するために使用される。 退避エリアは、退避ブロックの集合体であり、コアブロ
ックグループとｌ対ｌに対応している。 あるコアブロックグループに属するタスクは、そのコア
ブロックグループに対応する退避エリア内のいずれかの
退避ブロックに退避される。 非常駐プログラムは、実際に統合文書編集を行なうため
のプログラムであり、文書編集プログラムと、各領域種
別に対応した領域編集プログラムとからなる。 オペレーティングシステムは、非常駐プログラムに対し
てコアブロックを割当てて、実行可能なタスクとして生
成し、複数個のタスクを適宜、切換えてマルチタスク処
理を行なう、その際、実行すべきタスクがメモリブロッ
ク上になければ、上記スワツパ−を起動してタスクをメ
モリブロック上に回復してから実行する。 スワツパ−は、コアブロックグループ内に少なくとも１
つの空いているコアブロックが存在するように退避／回
復処理を行なう、そのため、タスクの回復処理はオペレ
ーティングシステムの指示上より直ちに行なわれ、回復
処理終了後に空きコアブロックを作成するために退避処
理が行なわれる。 したがって、退避／回復処理を行なうことでメモリブロ
ック上にないタスクの実行を行なう場合は、そのタスク
の回復処置に要する時間だけ待てばよいことになる。す
なわち、回復されたタスクの実行と並行して別タスクの
退避処理を行なうことにより、新たなタスクの実行が始
まるまでの待ち時間はタスクの回復処理に要する時間だ
けどなリ、従来に比べて別タスクの退避処理に要する時
間分だけ短縮される。 「実施例１ 以下、本発明の一実施例を図面を用いて説明する。 第２図は本発明が適用されるシステムのハードウェアの
構成例を示したものである。 本実施例のハードウェアは、編集処理等を行なうｃｐｕ
（中央処理装置）１．ＣＰＵＩが実行すべきプログラ
ムや種々の管理データを記憶する主メモリ２、後述する
非常駐プログラム１３や退避されたタスク２１等を格納
するハードディスク３、文書データを格納するフロッピ
ー４、文字や編集機能を入力するキーボード５１編集結
果等を表示するデイスプレィ６、編集結果を印字するプ
リンタ７より成る。 主メモリ２上には第１図に示すように常駐エリア３１お
よび１つ以上のコアブロックグループ（以下ＣＧＲと略
す）３２が置かれ、ＣＧＲ３２は複数のコアブロック（
以下ＣＢと略す）３３より成る。なお、本明細書におい
て、参照番号３３ａ 、 ３３ｂ 。 ３３ｃ・・・を総称して３３とする（他の参照番号も同
様）、ハードディスク（以下）ＩＤと略す）３上にはプ
ログラムエリア４１．およびＣＧ Ｒ３２と同数の退避
エリア４２が置かれ、退避エリア４２は複数の退避ブロ
ック（以下ＳＢと略す）４３より成る。 常駐エリア３１にはオペレーティングシステム（以下Ｏ
８と略す）１１、スワツパ−１２、および制御データで
あるコアブロックグループ制御ブロック５１．コアブロ
ック制御ブロック５２、退避ブロック制御ブロック５３
、タスク制御ブロック６１が置かれ、ＣＢ５３にはタス
ク（タスクａ、ｂ・・・）２１が置かれる。０ＳＩ１．
スワツパ−１２、タスク２１は全てプログラムであり、
ＣＰＵ１かこれらプログラムを実行してシステムとして
の処理を行なう、タスク２１は、また、スワツパ−１２
の処理によりＣＢ５３から５Ｂ４３へと退避■、あるい
は５Ｂ４３からＣＢ５３へと回復■され、主メモリ２を
時分割的に利用する。 プログラムエリア４１には非常駐プログラム１３が置か
れる。非常駐プログラム１３はＯＳ １１がタスク２１
を生成する際の雛形であり、１つの非常駐プログラムか
ら複数のタスクが生成可能である０個々のタスクは互い
に独立して処理を行なう、非常駐プログラム１３として
は、文書の領域自身の編集を行なう文書編集プログラム
と、領域内データの編集を行なうための領域種別に対応
した領域編集プログラムがある。 第３図に、本システムにおいて各タスクの状態を制御し
てマルチタスク処理を行なうために用いる制御データ構
造を示す、マルチタスク処理という概念はコンピュータ
システムの制御方法として広く知られた技術であるため
、ここでは説明を省略する。 制御データとしてはコアブロックグループ制御ブロック
（以下ＣＧＲＣＢと略す）５１．コアブロック制御ブロ
ック（以下ＣＢＣＢと略す）５２、退避ブロック制御ブ
ロック（以下５ＲＣＢと略す）５３およびタスク制御ブ
ロック（以下ＴＣＢと略す）６１の４種類の制御テーブ
ルがある。ＣＧＲＣＢ５１はＣＧＲ：１２とｌ対ｌに対
応しており、ＣＧ。 Ｒ３２に関する種々の情報を蓄える。同様に、それでれ
ＣＢＣＢ５２はＣＢ５３．５ＢＣＢ５３は５Ｂ４３、Ｔ
ＣＢ６１はタスク３３と１対１に対応しており、それら
の管理情報を蓄える。 各々の制御テーブルには次に示すフィールドがある。 ＣＧＲＣＢ５１には、ＣＢＣＢリストヘッダ５１１１Ｓ
ＢＣＢリストヘッダ５１２．ＣＧＲ空き待ち行列５１３
がある。ＣＢＣＢリストヘッダ５１１はそのＣＧＲ３２
に属するＣＢ５３を示すＣＢ ＣＢ ５２がリストとし
てつながれる。５ＢＣＢリストヘツダ５１２にはそのＣ
ＧＲ３２に対応する退避エリア４２に属する５Ｂ４３を
示す５ＲＣＢ５３がリストとしてつながれる。ＣＧＲ空
き待ち行列５１３にはそのＣＧＲ３２に属するＣＢ５３
に対する回復処理を待たされているタスク２１を示すＴ
ＣＢ６１がリストとしてつながれる。 ＣＢ ＣＢ ５２には、リンクポインタ５２１、メモリ
上位ｇ１５２３．長さ５２４．ＣＢ状態５２５、占有中
ＴＣＢアドレス５２６の各フィールドがある。リンクポ
インタ５２１は他のＣＢＣＢ５２のアドレスを示し、Ｃ
ＧＲＣＢＳＩのＣＢＣＢリストヘッダ５１１からつなが
れるＣＢＣＢ５２のリストを形成する。メモリ上位置５
２２および長さ５２３は、そのＣＢＣＢ５２が表わすＣ
Ｂ５３の主メモリ２上での先頭位置と長さを示す、ＣＢ
状態５２５は“空き”か“使用中”かというＣＢ５３の
状態を示す、占有中ＴＣＢアドレス５２６はそのＣＢ５
３上にあるタスク４３のＴＣＢ６１を示す。 Ｓ Ｂ ＣＢ ５３にはリンクポインタ５３１．ＨＤ上
位置５３２、長さ５３３および占有中ＴＣＢアドレス５
３４の各フィールドを持つ、リンクポインタ５３１は他
の５ＢＣＢ５３のアドレスを示し、ＣＧＲＣＢＳＩの５
ＢＣＢリストヘツダ５１２からつながれるＳＢ ＣＢ
５３のリストを形成する。ＨＤ上位置５３２および長さ
５３３はその５ＢＣＢ５３が表わす５Ｂ４３のＨＤａ上
での先頭位置と長さを示す。占有中ＴＣＢアドレス５３
４はその５Ｂ４３上にあるタスク４３のＴＣＢ６１を示
す。 ＴＣＢ６１には、リンクポインタ６１１、タスク状＄６
１２ 、タスク優先度６１３、スケジュール時刻６１４
、スタック先頭アドレス６１５ 、ＣＧＲＣＢアドレス
６１６ 、ＣＢＣＢアドレス６１７，５ＢＣＢアドレス
６１８およびメモリ状＄ ６１９の各フィールドを持つ
、リンクポインタ６１１は他のＴＣＢ６１のアドレスを
示し、レディキューや種々の待ち行列を形成するために
使用される。タスク状態６１２は“実行可能”か“待ち
”かというタスクの実行状態を示す、タスク優先度６１
３はタスクが実行される際の優先順位を示す、スケジュ
ール時刻６１４はそのタスクが実行を始めた最新の時刻
を示し、退避するタスクを決定するために使用される。 スタック先頭アドレス６１５は、タスク毎に持つタスク
スタックの先頭アドレスを指しており、タスク処理再開
のために使用される。ＣＧＲＣＢアドレス６１６はその
タスクの属するＣＧＲ３２に対応するＣＧＲＣＢＳＩを
示す、ＣＢＣＢアドレス６１７はタスクがメモリ上にあ
る場合は、そのタスクの置かれているＣＢ５３に対応す
るＣＢＣＢ５２を示し、タスクが生成された時点ではＯ
となる。５ＢＣＢアドレス６１８は、タスクがＨＤＳ上
に退避されている場合はそのタスクが退避されている５
Ｂ４３に対応する５ＢＣＢ５３を示し、そうでない場合
は０となる。メモリ状態６１９は、“メモリ上”か“退
避中”かというタスクのメモリ状態を示す。 次に、０８１１の処理の中でタスク・スケジューリング
を行なう部分の流れ図を第４図に示す。 まずステップ１１００でタスク状態６１２が“実行可能
”であるタスクが存在するかどうかを調べ、存在しない
場合はシステムをＩＤＬＥ状態とする。 次にステップ１１０１で、タスク状態６１２が“実行可
能”であるタスク３３の中で、タスク優先度６１３が最
も高いタスクを選び出して実行の対象とする。 ステップ１１０２で、対象タスクのメモリ状態６１９を
調べ、′メモリ上”であればステップ１１Ｇ７へと進む
。 ステップ１１０７では、退避処理を行なう際の退避タス
クを決定するために使用するスケジュール時刻６１４を
設定し、ステップ１１０８で、スタック先頭アドレス６
１５に基づいて対象タスクの実行を再開する。 メモリ状態６１９が“退避中”である場合はステップ１
１０３へと進み、対象タスクのＴＣＢ６１のＣＢＣＢア
ドレス６１７が０かどうかを調べ、０でない場合はその
値の示すＣＢＣＢ５２のＣＢ状態５２５を調べて、以前
動作していたＣＢが“空き”かどうかを判定する。′空
き”の場合は回復処理を省ける可能性があるため、同じ
ＣＢに回復することを指示してステップ１１０５でスワ
ツパ−を起動する。 以前動作していたＣＢがないか、あっても“空き”でな
い場合はステップ１１０４へと移り、ＣＧＲＣＢアドレ
ス６１６の示すＣＧＲＣＢＳＩのＣＢＣＢリストヘッダ
５１１につながるＣＢＣＢ５２のＣＢ状態５Ｓを順に調
べ、“空き”状態のＣＢがある場合はそのＣＢに回復す
にとを指示してステップ１１０５に移る。 ステップ１１０５では、スワツパ−１２を起動して対象
タスクをメモリ上に回復する。スワツパ−１２自身はＯ
Ｓ １１のスケジューリングの対象となるシステムタス
クという特殊なタスクであるため、起動後は直ちにステ
ップ１１０１へと戻って次のタスクのスケジュールを行
なう。 “空き”状態のＣＢ５３がなかった場合はステップ１１
０６へと進み、対象タスクなＣＧＲ空き待ち行列５１３
へとつないだ後、タスク状態６１２を“待ち”とする、
そしてステップ１１旧へと戻って別のタスクのスケジュ
ールを試みる。 ステップ１１０５で起動されるスワツパ−１２の処理の
流れ図を第５図に示す。 スワツパ−１２は回復処理を行なう対象となるタスクの
ＴＣＢ６１および回復先ＣＢのＣＢＣＢ５２をパラメー
タとして起動される。 ステップ１２０１で、回復先ＣＢ５３のＣＢ状態５２５
を“使用中”とする０次に、ステップ１２０２で、ＣＢ
ＣＢ ５２の占有中ＴＣＢアドレス５２６が対象タス
クのＴＣＢアドレスと一致しているかどうかを判定する
。 一致している場合は回復光ＣＢ上で動いた最後のタスク
は対象タスクであり、ＣＢ５３の内容はタスクが退避さ
れたときの状態をそのまま保っているため、ＨＤ３から
の回復処理は行なう必要がない、そこで、直接ステップ
１２０５へと進んでＨＤ３に対するアクセスを省略して
処理時間を短縮させる。 一致していない場合はステップ１２０３へと進んでＨＤ
３からの回復処理を行なう。 ステ・ンプ１２０３では、対象タスクの５ＢＣＢアドレ
ス６１８の示す５ＢＣＢ５３の情報をもとに、ＨＤ３上
の５Ｂ４３から主メモリ２上のＣＢ ３３へのデータ転
送を行ない、タスク４３をメモリ上へと回復する。 次にステップ１２０４て、回復したＣＢの占有中ＴＣＢ
アドレス５２６に対象タスクのＴＣＢアドレスを設定し
、ＣＢ５２に対する回復処理を完了する。 ステップ１２０５では回復先となった５Ｂ４３の占有中
ＴＣＢアドレス５３４を０とし、５Ｂ４３に対する回復
処理を完了する。 続いてステップ１２０６ａで、対象タスク２１のメモリ
状態を“メモリ上”とし、ＣＢＣＢアドレス６１７に回
復先ＣＢのＣＢ ＣＢ ５２を設定し、５ＢＣＢアドレ
ス６１８を０に設定してタスクに対する回復処理を完了
する。この時点で対象タスクは０８１１によりスケジュ
ールされて実行可能な状態となる。 次にステップ１２０６ｂで、回復したＣＢ５３の属する
ＣＧＲ３２に空き状態のＣＢ５３があるかどうかを判定
する。ある場合はスワツパ−１２の処理は終了し、０３
ＩＩにより回復されたタスク２１の実行が始められる。 “空き”状態のＣＢ５３がない場合はステップ１２０７
へと進んでタスクの退避処理を行なう。 ステップ１２０７では、回復処理を行なったＣＧＲ３２
に属する全てのＣＢ５３の占有中ＴＣＢアドレス５２１
１の示すＴＣＢ６１のスケジュール時刻６１４を比較し
て、スケジュール時刻の最も古いタスクを選び出し、退
避処理を行なう対象タスクを決定する。この際、先はど
回復処理を行なったタスクは退避処理の対象からは除外
する。 退避すべきタスクが決定されるとステップ１２０８へ進
み、退避処理を行なうＣＧＲ３２の５ＢＣＢリストヘツ
ダ５１２につながる５ＢＣＢ５３の占有中ＴＣＢアドレ
ス５３４を調べ、占有中ＴＣＢアドレス５３４が０であ
る５Ｂ５３を探す、見つかった最初の５ＢＳ３に対して
退避を行なうこととし、退避タスクの５ＢＣＢアドレス
６１８に退避先ＳＢの５ＢＣＢ５３のアドレスを設定す
る。 ステップ１２０９で、退避先ＳＢの占有中ＴＣＢアドレ
ス５３４に退避するタスクのＴＣＢアドレスを設定し、
ステップ１２１Ｏで、退避タスクのＣＢＣＢアドレス６
１７の示す主メモリ２上のＣＢ５３からＨＤ３上の退避
先５Ｂ４３へとデータ転送を行ない、５Ｂ４３に対する
退避処理を完了する。 この時、ＨＤ３に対するデータ転送処理はその大部分の
時間を）ｌＤ３に対するデータ転送コマンドの終了を待
つことに費やされ、ステップ１２１０を実行している間
のスワツパ−１２のタスク状態は、９割程度が“待ち”
状態となっている。従ってスワラパー１２が゛待ち”と
なっている間、ＯＳ １１のタスク・スケジューリング
機能か働き、先はど回復したタスクの実行が行なわれる
。 ＨＤ３に対するデータ転送が終了するとステップ１２１
１へ進み、退避元ＣＢ５３のＣＢ状態５２５を“空き”
として、ＣＢ５３に対する退避処理を完了する。この時
占有中ＴＣＢアドレス５２６は０にせず、ステップ１２
０２での回復処理の省略を可能とする。 ステップ１２１２では、退避したタスク２１のメモリ状
態を“退避中”とし、ＣＢＣＢアドレス６１７を０に設
定してタスク２１に対する退避処理を完了する。 引続きステップ１２１３で、退避処理を行なったＣＧＲ
３２のＣＧＲ空き待ち行列５１３につながれているＴＣ
Ｂ６１のタスク状態６１２を“実行可能”とし、ＴＣＢ
６１を待ち行列から外して、スワツパ−１２の処理を終
了する。 上記０８１１およびスワツパ−１２の処理によりタスク
２１のＨＤ３に対する退避／回復処理が実現される。 本実施例によれば、退避中のタスクの実行が始められる
までに要する時間は、対象タスクの回復処理に要する時
間だけとなり、また回復光に以前退避した時の内容がそ
のまま残っていればＨＤからのデータ転送を行なわない
ために、従来必要としていた時間と比べて約半分以下に
減らすことができ、ユーザが編集中領域を切替える際の
待ち時間が短縮され、使い勝手が向上する。 ｒ発明の効果】 本発明によれば、ユーザが対話的にデータ処理を行なっ
ている最中にタスクの切替えが生じる場合でも、切替え
処理によるユーザの待ち時間を従来の約半分に短縮でき
るため、ユーザはよりスムーズに処理が行なえ、操作性
が向上する。
第１図は本発明の一実施例の構成図、第２図は本発明が
適用されるシステムの八−ドウエア構成図、第３図は本
発明の一実施例の制御データ構成図、第４図はＯ８の一
部分の処理の流れ図、第５図はスワツパ−の処理の流れ
図である。 ｌ ・−ｃ ｐ ｕ ２・・・主メモリ ３・・・ハードディスク １１・・・０８ １２・・・スワツパ− １３・・・非常駐プログラム ２１・・・タスク ３２・・・コアブロックグループ ３３・・・コアブロック ４２−・・退避エリア ４３・・・退避ブロック ５１・・・ＣＧＲＣＢ ５２・・・ＣＢＣＢ ５３・−Ｓ Ｂ ＣＢ ６１・−Ｔ ＣＢ 出願人 株式会社 日 立製作所 代理人 弁理士 富 １）和 子 第１図 第２図 第３図 第４図 第５図
適用されるシステムの八−ドウエア構成図、第３図は本
発明の一実施例の制御データ構成図、第４図はＯ８の一
部分の処理の流れ図、第５図はスワツパ−の処理の流れ
図である。 ｌ ・−ｃ ｐ ｕ ２・・・主メモリ ３・・・ハードディスク １１・・・０８ １２・・・スワツパ− １３・・・非常駐プログラム ２１・・・タスク ３２・・・コアブロックグループ ３３・・・コアブロック ４２−・・退避エリア ４３・・・退避ブロック ５１・・・ＣＧＲＣＢ ５２・・・ＣＢＣＢ ５３・−Ｓ Ｂ ＣＢ ６１・−Ｔ ＣＢ 出願人 株式会社 日 立製作所 代理人 弁理士 富 １）和 子 第１図 第２図 第３図 第４図 第５図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １、主記憶装置を複数のメモリブロックに分割し、該メ
モリブロックに、２次記憶装置内の複数の退避ブロック
から、データ処理の実行主体となるタスクを回復して実
行するマルチタスク処理方式において、 上記主記憶装置の複数のメモリブロックのうち少なくと
も１つは、空き状態としておき、上記２次記憶装置から
の新たなタスクの回復により上記空き状態がなくなる場
合に、上記空き状態のメモリブロックへ新たなタスクを
回復した後、他のいずれかのタスクを上記主記憶装置か
ら上記２次記憶装置へ退避することを特徴とするマルチ
タスク処理方式。 ２、上記主記憶装置から上記２次記憶装置へのタスクの
退避処理は、上記２次記憶装置から上記主記憶装置へ回
復した上記新たなタスクの実行と並行して実行される請
求項１記載のマルチタスク処理方式。 ３、複数のメモリブロックを有する主記憶装置と、複数
の退避ブロックを有する２次記憶装置とを備え、データ
処理の実行主体となるタスクを上記メモリブロックの１
つに割当てて処理を行なうデータ処理装置において、 上記タスクを上記退避ブロックから上記メモリブロック
上へ回復し、上記複数のメモリブロック上にすべてタス
クが割当てられた場合は、上記メモリブロック上のタス
クのいずれかを上記退避ブロックへ退避し、上記メモリ
ブロックのいずれかを空き状態とする第１の手段と、 いずれのタスクを実行するかを制御し、実行すべきタス
クが上記退避ブロックに退避されている場合は、上記第
１の手段を起動する第２の手段とを備えた ことを特徴とするマルチタスク処理方式。 ４、上記第１の手段は、上記タスクを上記メモリブロッ
ク上へ回復する際、上記メモリブロックの内容が、当該
回復を行なうべきタスクと等しいか否かを判定し、等し
い場合には上記回復処理を省略する処理を実行すること
を特徴とする請求項３記載のマルチタスク処理方式。 ５、上記第２の手段は、上記主記憶装置内のメモリブロ
ックの各タスクの実行開始時刻を表わす制御データを保
持し、上記第１の手段は、上記タスクの退避を行なう際
、上記制御データに基づいて、退避すべきタスクを決定
することを特徴とする請求項３記載のマルチタスク処理
方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4845588A JPH01222335A (ja) | 1988-03-01 | 1988-03-01 | マルチタスク処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4845588A JPH01222335A (ja) | 1988-03-01 | 1988-03-01 | マルチタスク処理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01222335A true JPH01222335A (ja) | 1989-09-05 |
Family
ID=12803827
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4845588A Pending JPH01222335A (ja) | 1988-03-01 | 1988-03-01 | マルチタスク処理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH01222335A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04199429A (ja) * | 1990-11-29 | 1992-07-20 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | プロセス管理装置 |
| JP2010244679A (ja) * | 2009-04-06 | 2010-10-28 | Samsung Electronics Co Ltd | コードの動的再配置方法及びこれを利用したディスクドライブ |
-
1988
- 1988-03-01 JP JP4845588A patent/JPH01222335A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04199429A (ja) * | 1990-11-29 | 1992-07-20 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | プロセス管理装置 |
| JP2010244679A (ja) * | 2009-04-06 | 2010-10-28 | Samsung Electronics Co Ltd | コードの動的再配置方法及びこれを利用したディスクドライブ |
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