JPH02118842A - 多使用者コンピュータ用ダイナミック負荷平衡 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ この発明は、多使用者コンピュータシステムに関し、特
にシステム負荷に応答してリソース割当てをダイナミッ
クに調整することによってシステム応答性を改善し、利
用できるメモリを増加させる方法に関する。この発明は
さらに、特性フィードバックループおよびプロセス特定
動作パラメータの調整によりコンピュータシステムリソ
ースを管理し、動作効率を改善するための方法および装
置に関する。

［従来の技術〕 多使用者コンピュータシステムはたとえどんなに大きく
ても内部および外部メモリは限定された有限のメモリ量
を有し、また個々の処理の実行或いは使用者の相互作用
の処理のために利用できる中央処理装置（ＣＰＵ）処理
時間または１秒当りのサイクルの最大量を有している。

典型的な多使用前状態では広い範囲に散らばった処理要
求を有する多数の使用者が負荷状態の変更下のそれらの
限定されたリソースに対して同時に競合することがしば
しば生じる。それ故リソース管理システムが、自然に発
生する計画の衝突を最小にし、リソースにおける要求の
衝突によるシステムの停頓または厳しい特性の劣化を阻
止するためにそのようなシステムに設けられなければな
らナイ。

典型的な管理技術はシステムリソースに対する指定され
た処理受信プロンプトのアクセスを確保するための使用
者またはプロセス優先度の設定である。この方法では、
プロセスはそれらの出力または関連する使用者の相対的
重要度に基づいて優先度を割当て、一般的に連続してよ
り高い優先度が割当てられ、一方それらがリソースにア
クセスするまで実行は待機される。しかしながらこの優
先度による方法は遅延計画法に過ぎず、それらはシステ
ム負荷を単に時間的にシフトまたは分配するだけで、そ
のリソースの効率または使用を改善するものではない。

この方法はコンピュータシステムを遅延されたプロセス
に応答するのを少なくし、同じ優先度レベルを有する多
数の使用者に対するシステム応答特性を改善することは
少ない。

遅延計画は少数の高い優先度動作または相互作用プログ
ラムによって実行される多数のＣＰＵおよび／またはメ
モリ集中動作の存在において限定された影響を有する。

システムリソースの管理の別の基本的技術は各種の動作
タスクまたは機能のための動作システム制御パラメータ
の選定である。各制御パラメータはコンピュータシステ
ムの特定の機能または動作、例えば使用者当りの最小お
よび最大メモリ割当て、最小または最大ＣＰＵアクセス
時間、またはＩ１０アクセスと関連するフラグまたはラ
ベルとして作用し、その機能または動作のための動作限
界を設定する制御値を割当てられる。このようなパラメ
ータの例は量子というラベルのパラメータであり、それ
は典型的にはコンピュータシステムに応じてＣＰＵと内
部メモリのいずれかに対するプロセスに対してに割当て
られた最小アクセス時間を決定する。これは同じプロセ
ッサに対する多重量子アクセス期間を与えるために優先
度と組合わせて実行される。同時にＣＰＵアクセス時間
の最大限度はプロセスを周期的に待機状態に入らせ、他
のプロセスがアクセスすることを許すようにされる。付
加的なパラメータのセットは各プロセスにより使用され
るメモリの量について制限し、その量は増加または減少
させることができる。

動作システムパラメータに対する値は一般的全体システ
ムの要求、利用されるリソース、計画された作業負荷の
考察後選択される。パラメータに割当てられた値はある
方法で付勢され、或いはリセットされるときコンピュー
タの固定されたシステム初期化の一部としてシステムに
自動的に組込まれる。パラメータ値は一定のままであり
、システムの周期的同調のためにシステム管理者によっ
て変更されるためにのみアクセス可能である。このよう
な変更はシステム経験に基づいて、または使用者および
リソースの拡張に応じて負荷および使用者要求の変更を
補償するために行われる。このため、１組の特性パラメ
ータが典型的に設定され、内部モニタルーチンによるこ
れらのパラメータに対する累積された値はある変数を周
期的に測定してボトルネックその他の問題を確実に処理
するのを助ける。

しかしながら、パラメータまたはそれらの関係する値は
処理の実行を管理するための完全なテンプレートを与え
るけれども、それらのパラメータは個々の、または特定
のプロセス負荷および応答問題に適応し、或いはそれに
焦点を絞る能力に欠けている。パラメータはまた迅速な
、または短いダイナミック負荷変化には応答しない。

多使用者コンピュータシステム、特に事実上のメモリア
ドレスシステムにおけるメモリ割当ては一般に頁と呼ば
れる予め定められた単位のメモリを使用する。６頁は転
送され、それでなければ単位として働くメモリ位置のブ
ロックまたはグループを表わす。コンピュータシステム
動作パラメータ値は頁の全体数を設定し、各プロセスは
所定の時間にプロセスに割当てられた内部頁の数と同様
に使用される。プロセスが１以上の内部にない頁からの
データを必要とするとき、“頁事故”が生じ、そのデー
タは内部セット中の１以上の頁中のデータに対して交換
される。

もしもコンピュータシステムの能動処理の全てにわたる
あまりにも多くの頁事故が生じるならば、ＣＰＵは入力
／出力（Ｉｌｏ）管理の付加的時間を費やして内部メモ
リ位置と非内部メモリ位置との間で交換する。また内部
メモリ中へおよび中からの頁取替えの作用はシステムの
応答を遅くする磁気媒体に対する読取り書込みが必要で
ある。この形式の通信または伝送管理のためのＣＰＵサ
イクルの損失は他の計算および相互作用プロセスのため
に残されたＣＰＵリソースの量に影響する。

ある別のコンピュータシステムでは、内部セットの外側
の頁にアクセスする処理により経験された頁事故の数が
もつと内部頁を保持するためにメモリを集中的に動作さ
せるように内部セット限定に影響を与えるために使用で
きる。メモリ割当てを５ｙＪ整する動作システムの能力
は長期間の周期的保守割合いに対向するように処理中ニ
のリソースのさらに効率的な使用を可能にする。しかし
ながら、現在の内部セット調整方法はいくつかの問題を
有する。

まず、作業または内部セットの大きさに対する調整は前
述のように静的パラメータによって制御される。内部セ
ットの大きさにおける変化中に許容される頁またはイン
クレメントまたはデクレメントの最小および最大数は全
て固定した量である。

それ故そのような調整は激しく変化するダイナミックな
問題に対する平均的解決を与え、個々の処理負荷条件に
おける変化に応答することは不可能である。第２に、デ
クレメントステップよりも大きいインクレメントステッ
プの使用によって、調整処理はメモリの身過ぎおよび少
過ぎるメモリ間の振動モードに入る傾向があり、過度の
ＣＰＵ時間が作業セット調整に消費される。コンピュー
タ製造業者は一般にそのような調整方法はそれらがリソ
ース割当てに対してさらに問題を生成するために行われ
てはならず、使用されないものと教えている。

［発明の解決すべき課題］ 必要なものは各種の負荷および処理状態下の多使用者コ
ンビュータンステムの特性をモニタし、各プロセスに対
するメモリおよびＣＰＵ時間割当てに対するダイナミッ
ク調整を行うための方法および装置である。使用される
技術は振動を実質上生じないことが必要であり、非常に
メモリ効率がよく、簡単で現在の動作システムと関連し
て構成することができることが必要である。その方法は
また所望のときにもとの動作特性に順序正しく戻らなけ
ればならない。その方法は大きな多使用者システムにお
ける補償またはサービス契約同意を危険にさらすような
基本動作システムのどの部分における重ね書きもしては
ならない。

技術における上記問題の観点から、この発明の目的は、
各使用者またはプロセスに対するコンピュータリソース
の利用を最良にするために多使用者または多プロセスコ
ンピュータ中のシステム制御パラメータをダイナミック
に調整する方法を提供することである。

この発明の利点はコンピュータシステムのリソースが高
いダイナミック負荷でも適合するように周期的なインタ
ーバルで自動的に調整されることである。

この発明の別の目的は、パラメータが個々のプロセスに
対するリソースの割当てを最良にするためにプロセス制
御ソフトウェアの制御パラメータを設定するようにダイ
ナミックな調整動作を行う方法および装置を提供するこ
とである。

この発明の付加的な利点は、リソース割当てが振動特性
を避けるように各プロセスに対して別々に調整されるこ
とである。

［課題解決のための手段］ これら、およびその他の目的および利点はシステムで行
われる別々の処理によりシステム上の負荷の変化に応じ
て多使用者コンピュータシステム中のシステム動作パラ
メータをダイナミックに調整する方法によって達成され
る。これは中央処理装置（ＣＰＵ）と、頁アドレスされ
る実際上のメモリと、各処理によるシステムリソースへ
のアクセスを割当てるための対応する制御値のセットと
組合わされる予め定められたシステム制御パラメータと
を使用する多使用者コンピュータシステムにおいて実現
される。リソースはＣＰＵ処理サイクル、動作セットメ
モリの大きさおよび処理時間、プロセス優先度、および
Ｉ１０転送タイミングを含み、そのシステムリソースの
割当てに関して各プロセスに対する一連の内部特性値を
測定するために１以上の監視ルーチンを有する。予め定
められたシステム制御パラメータの調節によってシステ
ムリソースをダイナミックに再割当てする方法は、メモ
リ位置に所望の特性値のセットを蓄積し、第２のメモリ
位置に各プロセスに対する現在のシステム制御パラメー
タに応じて測定された監視された特性値を累積し、対応
する測定された特性値と所望の特性値の間の予め定めら
れた関係にしたがって調整係数を発生し、この調整係数
に応答してシステム動作パラメータを調整するステップ
を含む。

好ましい実施態様においては、この発明の方法はさらに
予め定められた時間待機して前記累積ステップに戻り、
前記待機の期間は前記所望の特性値と測定された特性値
との相対的な差に応じて複数の子め設定された長さの待
機時間から選択される。それぞれ約６，３０および９０
秒程度の長さの３個の待機時間を有していることが好ま
しい。この方法のステップは終了命令が受信機されるま
では周期的に繰返される。コンピュータシステムが方法
のステップの終了を要求されたかどうかを決定するチェ
ックが周期的に行われる。

予め設定された動作システム制御パラメータ値は電力設
定またはリセットにおいて生じる初期化においてコンピ
ュータシステム中に負荷される。

これらの値は後でアクセスするために１組のシステムバ
ッファのような第３のメモリ位置中に蓄積され、読み出
される。システム動作パラメータは、中央プロセッサア
クセス時間の予め選択された最小値および最大値、プロ
セス内部セット中のメモリの頁の最小数、内部セットイ
ンクレメントの大きさ、内部セットデクレメントの大き
さ、最大および最小頁事故割合等のための制御値を設定
する。

特性パラメータは、頁！１ｆ故割合い、頁−μ故待機、
内部セットの大きさ、体重待機、計算可能なプロセス、
計算可能なプロセス外部交換状態、頁衝突、および各プ
ロセスに対する自由頁に対するパラメータを含んでいる
。

前記調整ステップは、さらに割当てられたＣＰＵ時間と
関連する高低限界を越える頁事故割合いのプロセスに対
して動作セットの大きさおよび量子およびＩ　ＯＴＡパ
ラメータ値を調整し、現在のＣＰＵ時間要求の観点にお
ける所望の頁事故範囲限界内のプロセスに対して動作セ
ットの大きさおよびアクセス時間を減少させるステップ
を含ん′Ｃいる。動作セットリストに掲載された過剰な
メモリは自由百使用のために転送される。

この発明の方法を実行するための装置は、中央処理装置
（ＣＰＵ）と、このＣＰＵに接続された頁アドレスされ
る実際上のメモリと、システムリソースへのアクセスを
割当てるための予め割当てられた制御値をＨするシステ
ム動作パラメータの固定されたセットとを有し、リソー
スはＣＰＵ処理サイクルおよび内部メモリを備え、シス
テムリソースの割当に関する各プロセスに対する１組の
測定された特性パラメータに対する値を発生するために
１以上の特性モニタを使用して多使用者コンピュータシ
ステムにおけるリソースの割当てを制御する。この装置
はＣＰＵに接続されて動作パラメータおよび対応するシ
ステム制御値を蓄積するシステム蓄積手段を使用する。

ＣＰＵに接続されている状態蓄積手段が各プロセスに対
する特性パラメータと関連する値を蓄積する。ＣＰＵに
結合されて動作するモニタ手段が各アクチブプロセスに
対する前記特性値を／Ｉ−１定し、それらを状態蓄積手
段中に蓄積する。状態累積手段はモニタ手段に接続され
て１ｌｌＪ定された特性値を受信し、１組のシステム状
態値を形成するためにそれらを累積することができる。

調整手段はＣＰＵとプロセスとの間に接続され、プログ
ラムの制御下にプロセス制御パラメータを調整するため
に動作システムパラメータを使用する。ＣＰＵおよび調
整手段に接続されているリソース制御手段は各プロセス
に対するリソース割当てを調整するために両者に対する
所望の値の新しいセットを与える。応答手段は周期的に
特性値を累積し、プロセスのリソース割当の変更におい
て調整手段により使用されるための調整係数を発生する
。

この発明のさらに別の観点においては、装置はまた調整
手段およびモニタ手段に接続されて前の調整値に応じて
モニタおよび調整の周波数を決定するモード選択手段と
、情報を蓄積するための少なくとも１個のバッファとを
備えている。

［実施例］ この発明はデータおよび相互作用特性のスルーブツトを
改善するために多使用者コンピュータシステム中の計算
リソースをダイナミックに再割当てする方法を提供する
。この発明は、予め設定された特性基準からの現在のプ
ロセス特性の偏差を測定する緊密に結合されたフィード
バックループと共同して動作する各アクチブプロセスに
対して動作セット調整ルーチンを呼び出すことによって
行われる。この方法で、この発明の方法は歴史的なシス
テムの使用に対するメカニズムを提供し、システム動作
パラメータ値をダイナミックに調整するための基礎とし
て特性情報を処理し、システム要求に応じてそれらの値
の特別の実行を処理し、システム全体の性能および応答
特性を改善する。

コンピュータシステムは動作状態に向かって調整され、
それにおいては周期的に測定された特性パラメータ値が
所望の１組の値に等しく、または近似される。測定され
た特性が予め設定された基準に近似したとき、プロセス
はもはやシステム負荷が特性に顕著な変化を生じるか、
新しい所望の特性値のセットが与えられるまでは調整さ
れない。

この発明の方法は実質メモリ型のコンピュータシステム
をり照して以下説明される。この発明が使用されるコン
ピュータシステムの一例は、ＶＭＳ動作システムを使用
するデジタルエキップメント社のＶＡＸファミリーのコ
ンピュータである。明瞭にするために構成の詳細を明ら
かにし、コンピュータシステム動作における改善を示す
ために、コノ発明はＶＡＸ／ＶＭＳバージョン４．ｘｘ
環境で実施されるものとして説明されるが、当業者はこ
の発明の方法が容易に他の多使用者コンピュータ動作シ
ステムにも同様に適用可能であることが認められるであ
ろう。

これらのコンピュータシステムは多数の使用者および／
またはプロセスを有してそれらは任意の時間に制御され
、または動作される。プロセスという用語は、プログラ
ムが特定のターミナルへ相互作用なしに負荷されおよび
実行されるこができるためにあるターミナルにおける末
端使用者以上の存在を示すために使用される。また中央
プロセッサに接続され、動作する多数のプリンタ、モデ
ム、および磁気媒体蓄積装置がある。これらはＣＰＵが
相互作用するプロセスまたはプロセス制御の下でそれぞ
れ走行する。

コンピュータ技術でよく知られているように、実質メモ
リまたはメモリコンピュータシステムはそれが内蔵され
ているアクチブなメモリか、ディスク駆動装置のような
遠隔蓄積装置−Ｌの２次メモリであるかに関係なくあら
ゆる利用できるメモリ蓄積位置に処理メモリアドレス割
当てによって区別される。そのようなアドレスの全ての
リストはコンピュータシステム上のプロセスによりアド
レス可能な“実質゛メモリの表を形成し、１以上の変換
表またはリストは実質メモリアドレスを実際の物理的位
置へ変換するのに使用される。

この方法において、システムで実行されるプロセスは全
てのメモリを連続するものとして扱い、任意の時間に実
際に内蔵されている量よりも大きい二のメモリをアドレ
スすることを許容する。処理のために内蔵されていない
メモリから内部メモノヘ情報を転送しなければならない
ことによって生じる遅延は通常は低く、一連の特定され
た待機状態によって容易に適合される。

動作および制御を容易にするために、この形式の動作環
境における全てのメモリは一定数のデータバイトからな
る“頁“に分割される。頁データは特定の位置にある必
要のない、予め定められたバイト数に対する単なる一連
の連続したアドレス可能な位置である。現在のＶＡＸ／
ＶＭＳ型動作システムを使用するコンピュータは典型的
には５１２バイト程度のデータを含む頁を使用し、一方
他の動作システムは典型的には１０２４乃至２０４ｇ／
＜イトの程度の頁を使用するが、その他の大きさも可能
である。大きな頁はメモリの集中的処理のために内部メ
モリに入出力する多量のデータを保持しシフトするには
非常によく適合するけれども、少量のデータが多数のプ
ロセスにより使用されている場合には潜在的にメモリを
無駄にする。

メモリ頁の管理において、各プロセスはデータを蓄積し
動作を行う内部メモリ中に１組の頁が与えられる。実行
プロセスはコンピュータシステムが内部メモリから割当
てることができるデータの蓄積および計算の遂行のため
の頁の決定可能な数を要求する。しかしながら、内部メ
モリの量は限定されているから、任意のプロセスで使用
される頁の全体数の一部は内部メモリ中の一時に多数の
処理に適応するように所定の時間に遠隔蓄積または非内
蔵メモリにある。所定のプロセスに割当てられた内蔵頁
は頁の“内部セット″または“動作（ｗｏｒｋｉｎｇ　
）セット”　　（ＷＳ）として知られている。

プロセスがアクチブにされ、すなわちメモリ中に負荷さ
れるとき、自由頁リスト（Ｆ　Ｐ　Ｌ）の−連の内部頁
はそのプロセスに割当てられ、予めさだめられたデータ
頁数が内部メモリに負荷される。

割当てられた頁に対する一連の位置またはメモリアドレ
スポインター処理のために動作セットリスト（ＷＳＬ）
中に蓄積される。プロセスはこれらのポインターを使用
して必要に応じてデータを割当てられた頁中へ転送する
。割当てられた頁の全てが実際の処理の要求に応じて内
部セット中で使用される必要はない。ＷＳＬ上にリスト
された頁は依然としてプロセスにより使用されるまでは
自由メモリの一部である。

プロセスがデータ蓄積または検索のために内部頁限界を
越えるとき、すなわち全てのＷＳＬ頁が使用されるとき
または内部でないデータに対して呼ばれるとき頁事故が
発生し、データは動作セットと内蔵されていないメモリ
とから部との間で交換されなければならない。この方法
は一般に良好に動作する。何故ならばプロセスは任、意
の１時期にそれらの頁の全てを要求することはなく、し
ばしばＩ１０転送、他の処理を待ち、或いは周期的に待
機状態にされ、そのため頁変換によりわずかな遅延が生
じる。

しかしながら、比較的小さい動作セット、低い頁数を有
するコンピュータシステムにおいて多数のプロセスが存
在するとき、ＣＰＵは内部メモリと非内部メモリとの間
のデータのＩ１０転送の管理に費やされる時間量が増加
する。この形式の管理のためのＣＰＵサイクルの損失は
全体のシステム応答性に作用する他のシステムに対して
利用されるＣＰＵリソースのＱ、ＣＰＵサイクルの数を
減少させる。また内部メモリとの間の頁の交換は磁気媒
体における読取り／書込み動作を必要とし、それはまた
特定の処理およびＩ１０管理用の一般的処理の両者に対
するシステム応答性を遅くする。

モニタルーチンまたは装置は１以上の蓄積レジスタまた
はメモリ位置中の頁事故データを累積するように動作シ
ステムによって使用するために設けられ、そのため頁′
ＩＧ故の数およびＷＳメモリの大きさおよびＣＰＵアク
セス時間の関数としてモニタされることができる。これ
は処理効率および適切なＷＳの大きさの指示を与える。

この情報はコンピュータシステムにおいて動作セットの
大きさの調整に使用されることができ、高い頁事故を緩
和し、処理遅延を最小にする。

それ故メモリ頁リソースを制御または管理するために、
動作システムはシステム制御パラメータを設定し、その
値は動作セットの大きさを決定する。動作システムパラ
メータはまた、動作セットが変更され、増加または減少
される頁数の数およびそのような動作のタイミングを制
御する。同時に、動作システムは時間の最小および最大
量を制御することができ、プロセスは動作セット中で付
勢されることによって計算または実行可能である。

これらのパラメータはコンピュータ動作システムが設備
され、平均または典型的なコンピュータシステム要求に
一致される時に設定される。これらのパラメータはポイ
ンターの表またはリストによって対応する制御または動
作値が蓄積される特定のメモリ位置またはレジスタとリ
ンクされる。

パラメータに対する値はコンピュータシステムが電力設
定またはリセットのような初期化される都度当業者によ
く知られている方法によって初期化される。パラメータ
値の表は典型的には核心（ｋｅｒ口ｅｌ）または実行（
ｅｘｅｃ）と呼ばれるコンピュータ動作システムの階級
の最高次モードの部分として処理され、使用者によって
変更されたり、部外者によって妨害されることを防止す
るために符号化された限定されたアクセスを有する。し
かしながら、プロセスが“権限のある（オーソライズさ
れた）＃場合またはシステムが動作システムの核心モデ
ルレベルにアクセスする場合、これらのパラメータはそ
のプロセスによって処理されることができる。

前述のように、コンピュータシステムはプログラムまた
は動作環境を初期化することによって、および動作シス
テムを発生または負荷することによって動作を開始する
。すなわち、それは予め定められたセットの命令、符号
および関連する動作パラメータに対する制御値をリザー
ブされたメモリ位置へ負荷し、それからそれらはプロセ
スおよびリソース割当てを制御するために使用される。

多数の固定パラメータが基本ＣＰＵサイクルタイミング
またはアクセス、全体のメモリの大きさ、またはＩｌｏ
していおよびタイミングのような機能を制御する。基本
タイミングループ、割当て、または物理的割当てはハー
ドウェアによって固定され、コンピュータシステムに対
して各種のＩ１０ルーチンを適切に使用するため、およ
び使用者間で調和されなければならない状態を待つため
にノットウェア中で固定されたままでなければならない
。しかしながら、初期化において蓄積されたいくつかの
調整パラメータがある。これらのパラメータはコンピュ
ータシステムの同調を助けるためにシステム管理者によ
って変更可能である。

ＶＡＸ／ＶＭＳコンピュータシステムでは、これらの調
整可能なシステムパラメータのいくつかは量子、ｌ０Ｔ
Ａ、ＰＦＲＡＴＬ％ＰＦＲＡＴＩ（。

ＷＳＤＥＣＳＷＳ　ＩＮＣ，ＡＷＳ１’　ＩＭＥ、ＡＷ
ＳＭＩＮ、　　ＢＯＲＲＯＷＬ　　ＩＭＳ　ＧＲＯＷＬ
　　ＩＭ。

ＭＰＷ−ＴＨＲＥＳＨ，およびＰＩＸＳＣＡＮとして示
されている。

量子パラメータは典型的に時間の最小量を定め、処理の
ためにＣＰＵにアクセスすることを許容する。現在のＶ
ＡＸ／ＶＭＳ構成においては、このパラメータは、それ
ぞれ１０ミリ秒の単位で内部メモリ中の非待機状態のプ
ロセスが付勢される時間の最小量を設定する。しかしな
がら、他の時間間隔は他のシステム設計に使用されるこ
とができる。

１０ＴＡパラメータは量子時間に対するチャージとして
作用し、プロセス実行または付勢状態に対して待機状態
への周期的エントリーを確実にするための外部時間限界
を設定し、そのため各プロセスは優先度および活性度に
関係なく　ＣＰＵ時間を規則的に自由に使用する。この
パラメータはまた各１０ミリ秒の単位で期間を選択する
。量子パラメータに割当てられた値によって特定された
期間が一度経験されたならば、プロセスはエンド量子フ
ラグまたは指示を設定しＣＰＵ制御を他のプロセスに譲
る。

ＷＳ短縮を伴・う上記リストのパラメータはアクチブプ
ロセス動作セットに対する動作限定を設定する。ＡＷＳ
ＭＩＮパラメータに対する値は動作セットに対する最小
の大きさを設定し、それは自由頁リストＦＰＬからＷＳ
Ｌへ割当てられたシステムにおける内部頁の最小数であ
る。ＷＳＤＥＣおよびＷＳＩＮＣパラメータに対する値
は、ＷＳまたはＷＳＬにおける頁に対するポインターが
動作セットの大きさが調整されるときには常にそれぞれ
減少または増加される頁数を特定し、ＡＷＳＴＩＭＥは
ｌＯミリ秒の期間で動作セットの大きさを調整する間の
最小待機時間を設定する。

上記リストされた残りのパラメータは、ＷＳの大きさ、
調整、および頁アクセスに関係する他の限界を決定する
。ＰＦＲＡＴＬおよびＰＦＲＡＴＨパラメータ値は１０
ミリ秒当りの頁事故の数に対する低および高限界をそれ
ぞれ設定し、それ以下および以上に動作セットのための
調整が制定される。

ＧＲＯＷＬＩＭパラメータ値は、ページシデント（ｐａ
ｇｅｓｓｉｄｅｎｔ　）の最小数５ＵＳＰを設定し、ま
たは浮遊および外部交換５ＵＳＰＯである。プロセスは
また処理において長い遅延を有することができ、動作シ
ステムがそれを“休眠゛および外部交換モードＨＩＢＯ
に置くことを要求し、或いは外部交換ＬＥＦＯを行わせ
る局部的な事象に遭遇する。勿論動作システムは、この
発明のこの構成では説明しない種々のプロセス待機状態
を構成するためのＭＷＡ　Ｉ　ＴまたはＭＰＷのような
付加的な待機状態を維持する。

リソース割当てを制御するための多使用者コンピュータ
システム中の制御パラメータおよび待機状態と関連した
この発明の動作は、第１図のブロック図を参照すること
によってよりよく理解されるであろう。第１図において
、コンピュータシステムプロセス制御装置１０は、一連
のプロセス制御ブロック（ＰＣＢ）１４と並列に接続さ
れた動作システムパラメータ制御手段または制御装置１
２を使用している。各プロセス制御ブロック１４はＷＳ
制御装置１６中にＷＳ制御値を蓄積し、単一プロセスに
対する一連の蓄積レジスタ１８中のプロセス状態に情報
を累積する。プロセス制御ブロック１４はまたライン２
２によって特性モニタ２０に接続されて蓄積レジスタ１
８から情報を受ける。

コンピュータシステムプロセス制御装置ＩＯおよびプロ
セス制御ブロック１４は一般にソフトウェアルーチン、
メモリ位置、およびシステム動作を制御するため動作シ
ステムによって使用されるハードウェア装置を備えてい
る。これらの制御の使用および設計は当業者によく知ら
れており、ここではさらに詳しい説明はしない。

動作システムパラメータ制御装置１２は固定された動作
システムパラメータＰＦＮ１２ａおよびダイナミック動
作システムパラメータＰ　Ｄ　Ｎ　１２ｂのセットまた
はアレイを含む。コンピュータシステムの初期化におい
て、これらの動作システムパラメータコンピュータ動作
システムＯ３のソフトウェアまたはファームウェアによ
り前記のメモリ位置中へ負荷される。パラメータは一般
に動作システムソフトウェアの初期化の一部として負荷
されるが、当業者にはそれらがＦＲＯＭのような各種の
ハードウェアメモリ装置中に予め蓄積されて自動的に登
録またはアクセスされることができることが理解できる
であろう。

ダイナミック動作システムパラメータＰＤＮはシステム
の広い範囲の動作または機能を制御する値を有する調整
可能なパラメータを有する。ダイナミックパラメータの
正確な数は使用される特定の動作システムに応じて変化
し１００以上程度に大きくできる。好ましく■実施例で
は、前に説明した中のただ１０のパラメータがこの発明
の方法の実行において調整されるに過ぎない。しかしな
がら、コンピュータシステムは発展し、速度、メモリ８
二、設計の効率、新しいパラメータまたはパラメータラ
ベル等を含む動作システム構成における変化を受けるの
で、他のパラメータがこの発明による調整のために選択
されることができる。

動作システムパラメータは各プロセス制御ブロック１４
によって使用されてそのコンピュータシステムでアクチ
ブである各プロセスに対する動作限界または特性を設定
する。これは初期化されたときに各プロセスに割当てら
れたメモリ位置またはレジスタ１Ｇのセットにおける動
作設定制御値を設定し、蓄積することによって行われる
。これらの制御値は最小の動作セットの大きさおよび動
作システムパラメータにより決定されるＣＰＵアクセス
時間関係する制御限界を含む。しかしながら、ＷＳ制御
値は頁事故を減少させるように動作セット頁リストを増
加させるために、または可能であるメモリ再割当てのた
めの動作セット頁リストを減少させるために、歴史的プ
ロセス特性に応じて変更される。このためにプロセス制
御ブロック１４はプロセス調整装置（ＰＡ）２４を介し
て動作制御システム手段１２に接続され、このプロセス
調整装置２４はＷＳＤＥＣおよびＷＳＩＮＣのようなダ
イナミックパラメータ値を使用して適切に動作セットの
大きさを調整する。動作システムパラメータは一般にラ
イン２６によってプロセス調整装置２４に与えられるが
、初期化のため、または直接制御が所望される場合には
ライン２８て直接供給される１〕とができる。

各制御ブロック１４はまたプロセス状態蓄積レジスタ１
８中に情報を累積する。累積されたデータは固定された
時間間隔にわたる頁事故の数、現在の待機状態等に関す
る情報を表わす。状態蓄積レジスタＩ８はライン２２に
よって特性モニタ２０に接続され、また以下説明するよ
うに累算器３６に接続されている出力を備えている。

特性モニタ２０は頁事故（ＰＦ）、サイクル、プロセス
頁カウント（ＰＰＧＣＮＴ）　　グローバル頁カウント
（ＧＰＧＣＮＴ）ＷＳＬの大きさ、自由メモリ（ＦＲＥ
Ｅ−ＭＥＭ）　、自由頁リスト（Ｆ　Ｐ　Ｌ）の大きさ
等のようなパラメータの表を維持し、それらは各プロセ
スＮの特性を決定するために使用される。もしもプロセ
スＮの頁事故の割合いが動作システムに対する初期値に
よって設定されたときに高くなり過ぎれば、ＷＳＤＥＣ
およびＷＳＩＮＣは動作システムパラメータ制御装置１
２またはプロセス調整装置２４によって使用されること
ができ、動作セットの大きさを調整するためにＷＳレジ
スタ１６中に制御値を再び書込む。

説明した動作システム管理方法はプロセスにわたるメモ
リ再割当てのためにプロセス動作セットの大きさの調整
を可能にするが、多数のプロセスのためのダイナミック
負荷の問題を解決するためには歩適当であることが認め
られた。上述のように固定された動作システム調整パラ
メータは全ての調整されたプロセスに均等に“平均解決
″調整を供給し、プロセス要求における変化或いはダイ
ナミックに変化する負荷を考慮していない。ＷＳＩＮＣ
に負荷された値は比較的大きく、ＷＳＤＥＣは非常に小
さく、そのためアクセスされない頁に対して、非メモリ
集中処理に対してわずかの追加頁が必要とされるときに
多数の頁ポインターが不必要にＷＳＬに加えられる。

プロセス調整はまたプロセスがエンド量子状態に到達す
るまで許容または達成されない。これはそれらの量子限
界に到達しない浮遊または休眠状態の多数のプロセスが
調整されないことを意味する。これらのプロセスはしば
しばリソースを結合し調整を必要とするプロセスである
。それ故現在の動作システム限定はコンピュータシステ
ムは負荷不均衡の多数のソースのアドレスをできなくし
ている。この発明はエンド量子状態に対してのみ調整す
ることに限定されない。

さらにＷＳＩＮＣとＷＳＤＥＣとの間の不均衡は振動を
生じさせることになり易い。即ち、過剰な頁事故を避け
るために必要な最小の買置より少し下に動作セットが減
少したとき多数の頁が動作システムによって加えられる
。必要でない頁を除去するためにいくつかのＷＳＤＥＣ
の供給が行われ、一般に動作システムは再び最良の動作
セットの大きさをオーバーシュートする。これは多過ぎ
る頁と少過ぎる頁との間の一定の振動になり、大量のＣ
ＰＵ時間とメモリリソースを消費し、一方ＷＳＬは一定
して変化される。それ故デジタルエキソブメント社のよ
うなコンピュータ製造業者はどんな形式でもダイナミッ
ク調整を試みることを推賞している。それはシステムに
一定してさらに要求を生じさせ、負荷の問題を増加させ
るからである。その代わりにダイナミック動作システム
パラメータ値はシステム管理者によって長期間に関して
のみ調整され、ダイナミックシステム負荷または要求に
たいする補償に欠けている。

この発明は、ＷＳ動作限界を制御するために使用される
ダイナミック動作システムパラメータ値を自動的に調整
するために各プロセスにおける特性情報および統計コン
ピュータシステム情報を使用することによって現在の固
定した調整方法によってこれらおよびその他の問題を解
決するものである。調整はコンピュータリソースを再割
当てするために短期ベースで行われる。個々のプロセス
ペースにおけるフィードバック制御された再割当ての使
用は簡単な動作システムを越えたリソース管理を許容し
、平均自由頁リストの大きさを増加させ、処理遅延を減
少させる。

これはダイナミック負荷平衡装置（ＤＬＢ）３０を設け
ることによって行われ、それは動作システム制御装置１
２、プロセス調整装置２４、および特性モニタ２０に結
合され、それらと相互作用して動作セット制御値を、Ｍ
整するために使用されるパラメータを調整する。ダイナ
ミック負荷平衡装置３０はまたプロセス状態レジスタ１
８からデータを受けるために接続されてコンピュータシ
ステムについての統計的動作データを累積する。

定められシステム中に負荷された初期コンピュータシス
テム動作パラメータにより、この発明は予め選択された
プロセス名を使用して呼出され、または付勢される分離
したプロセスとして構成さレル。プロセスは初期化ルー
チンの一部として自動的に、それがシステム管理によっ
て所望されるときに常に呼出されることができる。分離
したプロセスとしての動作はまた所望されたときこの発
明の方法の順序正しい撤回または消勢を与える。

完全に独立したプロセスはターミナルＩ１０限界、モニ
タ、またはオーバーヘッドにさらされることがなく、そ
の自動なダイナミックな調整動作中ＣＰＵ時間を消費す
ることが少ない。

しかしながら、この発明の方法および装置は動作システ
ムの最高のモデルレベル、核心、または主要部に変化を
行わせるために高い優先度およびアクセス権限を備えて
いる。この権限なしに調整パラメータ変化は許容されな
い。

ＤＬＢ３０は割当てられた蓄積の８０００バイト程度で
走行する小さな分離したプロセスに対してのみ充分なメ
モリを取る。ＤＬＢ３Ｑは動作システム制御装置１２を
完全に置換することはなく動作システムそれ自身を変え
ることもないことが重要であることを注意すべきである
。これは他のプログラムおよび設備が計画された、また
は予期されたものとして動作することを確実にする。シ
ステム事故を生成し、一般的な権能または保守契約を無
効にする動作システム変更は行われない。

この発明の方法は第２図にフローチャートの形態で示さ
れている。この発明の方法にしたがってコンピュータシ
ステムを動作させるために必要な機械実行可能な命令を
過度の実験なしに当業者が処理できるように、一連の疑
似コード表示が明瞭に説明のために付属する説明と共に
表ＩおよびＶに示されている。この発明はいくつかの異
なるコンピュータ動作システムにおける各種言語で構成
することができ、単一ソースおよび／または動作構成の
目的コードによるこの発明の説明は非常に詳細な事項に
よってこの発明の主題を不明瞭にしこの発明の理解に必
要な明瞭性および簡潔さを損うことになるから、特定の
目的またはソースコードは示されていない。この発明の
方法は重要な多使用者コンピュータシステムに利用でき
るコンピュータ言語および命令を使用して実行される。

好ましい実施例はＶ　Ａ　Ｘ　、／　Ｖ　Ｍ　Ｓ動作環
境で使用されるＢＬＩＳＳ言語で行われる。

表１は付勢または再付勢されたときに使用されて必要な
バッファメモリ位置を設定し、その方法に使用された各
種のパラメータ値を負荷かし検索する初期化ステップの
例が示されている。

表　　■ 初期化 初期化：過程 蓄積初期化、 新旧システム動作パラメータ値蓄積 新しい値をシステム制御装置へ提供 実行 バッファ初期化 アドレスチェック、バッファ未発見のときストリング認
識、その後新バツフア初期化終了 その他 バッファアドレスと認識ストリング蓄積新動作システム
パラメータ値蓄積 新Ｄ　Ｌ　Ｂプロセスパラメータ値蓄積旧動作システム
パラメータ値取得 終了 ＤＬＢプロセス用のプロセス情報取得 システム情報取得 ＭＰＷ高限界取得 ＭＰＷ低限界取得 バージョン取得 ＢＡＬＳＥＴＣＮＴ取得 ＣＰＵ取得 終了 ＤＬＢ状態チェックが誤りなら、または動作システムが
悪状態なら、 退出 その他 Ｂ＾ＬＳＥＴＣＮＴ取得、ＡＤＪなし、ＡＤＪなしＡＤ
Ｊなし、およびＡＤＪベースなし 設定：　ＡＤＪ−ＨＥＭなし− （ＢＡＬＳＥＴＣＮＴＸ　ＡＤＪ−ＩＮｃＲなし）＋＾
ＤＪベースなし 設定：最後の１３ＡＬＳＥＴ−１３ＡＬＳＩＥＴＣＮＴ
設定：最後のＡＢＡＮＤＯＮＣＤ 設定：新対応動作システムパラメータ値終了 割当てられた不使用メモリのＤＬＢプロセスＷＳへの除
去 終了 第２図および表Ｉに示すようにＤ　Ｌ　Ｂ　３０は分離
プロセスとしてまずステップ４０で付勢され、それから
ステップ４２でコンピュータシステム上のバッファ３２
の存在についてチェックされる。これはアドレス値を捜
すことによって行われ、予め定められた論理ラベル、こ
の場合ＤＬＢ−５ＹＳＢＵＦ−ＡＤＤＲしたの認識スト
リングはＤ　Ｌ　Ｂ　３０のスタートにおいて却下され
る。これはＤＬ８３０が前に走行していたとき生成され
コンピュータシステムにおいて依然として付勢されてい
る可能性のあるバッファを利用するためになされる。バ
ッファは浪費されてはならないコンピュータシステムの
だめの価値あるリソースまたはメモリオーバーヘッドを
表わす。これは、この発明の方法が終了または消勢され
、バッファ３２に対して使用されたメモリ位置またはア
ドレスが再付勢の前にコンピュータシステムによってま
だコリアされていない場合に生じる。

バッファが発見されなければ、Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０による
データまたはパラメータ情報の蓄積のための一連のメモ
リ蓄積位置３２ａ　、　３２ｂ　、および３２ｃを有す
るバッファ３２がステップ４４て初期化される。これは
ＷＳに対して５００頁程度のメモリを要求する内部のみ
のプロセスとしてステップを処理するＤ　Ｌ　Ｂ　３０
を負荷することによって行われる。これらの頁のいくつ
かはこの発明の方法の実行のためにパラメータ値および
システム情報その他の蓄積および検索のために使用され
る。

初期化の一部として、コンピュータメモリ位置は論理的
“ＤＬＢ−５ＹＳＢＵＦ−ＡＤＤＲ”ステップ他で指定
され、２個の連続するデータワードを蓄積するために使
用される。第１のワードはバッファ後とであり、第２の
ワードはダミーまたは認１値である。ダミー値は都合の
よい選択を表わす１２３４５１３７１１９を有する選択
された蓄積の大きさ内に適合する任意の文字のセットか
ら構成される。

この文字ストリングは負荷平衡プロセスか付勢されたと
き不正確なアドレス値を使用することを阻止するために
、バッファの存在をテストするために使用される。

バッフ７メモリ３２ａは新しく初期化されたものでも古
いものでも以下の表Ｈに示す予め定められた動作システ
ムパラメータ値のセットでステップ４８において負荷さ
れる。動作システム制御パラメータいくつかかの典型的
なコンピュータシステム欠落値と共にバッファ３２ａ中
蓄積された新しい値を示している。

表　　■ パラメータ　　新しい値　　　欠落値 量子　　　　　　　　２　　　　　１０（１０ミリ秒）
１０ＴＯ＾　　　　　　１ ＰＦＲＡＴｌ、　　　　　　　０　　　　　０事故／１
０秒Ｐｒ’ＲＡＴＨ１０１５０事故／１０秒ＶＳＩＮＣ
３０５１５０頁 ＷＳＤＥＣ０３５頁 ＡＷＮＭＩＮ　　　　　　　１０　　　　５０頁ＡＷＳ
ＴＩＭＥ　　　　　　５　　　　２０ＰＩＸＳＣＡＮ　
　　　ｂａｌｓｅｔｃｎｔＭＰＷ−ＴＩＩｌ？ＥＳＩｌ
　　　１６０００　　　　２００頁表■の動作システム
パラメータは動作システム制御装置１２中で発見された
対応する動作システムパラメータを使用される。これら
の値は特定のコンピュータシステムまたはあるクラスの
そのようなコンピュータシステムのいずれかに対する一
般的動作特性の注意深い考察後に到来する。好ましい実
施例では、開示された値のセットはＶＡＸ／ＶＭＳ型動
作システムに適合でき、多数の子となるコンピュータシ
ステムに対して改善された動作を行うことが発見された
。

バッファ３２に蓄積された初期化値はリソースのより良
好な割当てのためにシステムパラメータを変える別のス
テップで使用される。このラインに沿って動作セット調
整パラメータＷＳＤＥＣおよびＷＳＩＮＣに通常割当て
られる値は動作システム調整ルーチンをディスエーブル
にするように調整され（ＷＳＤＥＣ−０）　、調整を行
うべきより大きな頁数（ＷＳ　Ｉ　Ｎ　Ｃ−５０３）に
対する容量を与える。最小のＷＳの大きさは典型的な５
０頁の欠落値から１０頁に減少する。これは多数の不使
用頁を示すＷＳＬを何することから無メモリの集中的処
理を阻止する。頁は必要により加えられる。

プロセス調整間の待機は２００ミリ秒から７０ミリ秒（
ＡＷＳＴ　ＩＭＥ）に欠落値が減少してダイナミックな
負荷変化に迅速に応答することを可能にする。プロセス
がＣＰＵ時間を割当てられた時間量は量子パラメータに
おいて減少する。これはコンピュータシステムが短期間
の処理からシステムリソースにおける負荷かまたは負担
を迅速に除去することを許容する。

ＭＰＷ−Ｔｌ（ＲＥＳＨのような他の動作システムパラ
メータ効果メモリ割当ては内在しないメモリに対する頁
の溢れて続いて自由頁リストに転送されるのを減少する
ためにより高い値を割当てられる。これはソフト頁事故
に利益となるようにハード頁事故における頁を交換する
ために必要なＣＰＵ時間を減少させる。ＰＦＲＡＴＬお
よびＰＦＲＡＴＨパラメータ値はさらに頻繁な間隔で動
作セントの大きさの調整を許容するように調整される。

動作システムパラメータに加えて、計算またはＤＬＢプ
ロセスパラメータと関連する値の他のセットはバッファ
メモリ３２ｂに負荷されてＤ　Ｌ　Ｂ　３０によって使
用され、これらは末尾の表■に示される。これらのパラ
メータはこの発明の調整およびタイミングにおける限界
を設定するために使用される。

これらのパラメータは、心配な（ウォーリー）モードの
待機のためのウォーリー待機、パニックモード待機のた
めのパニック待機、および以下さらに説明するような使
用する適当な待機モードパニックＭＥＭ、ウォーリーＭ
ＥＭを決定するメモリ量のようなある種の待機期間の長
さのような機能を制御する。ＷＳ頁、調整、ＡＤＪ−Ｉ
ＮＣＲなし、およびある境界内にメモリ調整プロセスを
維持するために使用されるＡＤＪベースなしのベース量
に対して２個のパラメータ制御またはセットアノーマル
インクレメントが使用され、−万全てのプロセスは調整
され、新しいシステム情報は特に非常に大きい自由頁リ
ストを有するシステムに集められる。ベース、最小、お
よび最大メモリ調整量ＭＥＭ−ＡＤＪ、〜ＩＡＸ−ＭＥ
Ｍ−ＡＤＪ。

およびＭＩ　Ｎ−ＭＥＭ−ＡＤＪおよびメモリのための
最小値、絶対メモリ、メモリ調整、およびＣＰＵ時間の
大きさＭＥＭ−ＭＩＮ、ＡＢＳ−ＭＩＮ、ＡＤＪ−ＭＩ
ＮＳＣＰＵ−ＭＩＮのための一連のパラメータが値を設
定される。最小および最大優先度および事故割合い、Ｍ
ＩＮ−ＰＲＩＯＲ，さＭＡＸ−ＰＲＩ　ＯＲＳＭＡＸ−
ＦＡＵＬＴＳもまた指定される。グループパラメタはシ
ステムプロセスと考えられるプロセスと残りの使用者プ
ロセスとの区別を許容する。現在の実施例において、シ
ステムプロセスは調整されず、このパラメータの認証は
そのようなグループに分割されるときプロセス間の文化
を許容する。２つの非常に重要なパラメータ値がそれら
のＤＬＢ−ＷＳＤＥＣＲおよびＤＬＢ−ＷＳＩＮＣＲパ
ラメータに割当てられ、それらは動作システム制御パラ
メータとは無関係にＤＬＢ３０によりＷＳ調整のための
インクレメントおよびデクレメントを設定するために使
用される。

第２図では次のステップ５０ダイナミック動作パラメー
タに対して動作システムにより現在値セットを検査し認
証する。これらの値はバッファメモリ３２ｃ中にコピー
され或いは必要に応じて後でアクセイできるメモリ位置
またはアレイ中に蓄積される。この情報は累積され、そ
のためコンピュータシステムは通常の方法でもとの状態
または所望のときこの方法の終了においてパラメータ値
のセットに戻ることができる。同時に何等かの変化がな
される前に所望のパラメータ値のセットと比較されるこ
とを許容する。初期動作システムパラメータの長期項遠
隔蓄積値は必要ではない。何故ならばそれらはシステム
が再よき化され、または何等かの理由でリセットならば
初期状態に自動的に戻るからである。

モニタ２０により各プロセスのための特性パラメータに
対して割当てられた値はまたステップ５０でバッファメ
モリ３２ｃ中にコピーされる。各仕事またはプロセスの
現在の状態はチェックされ、プロセス調整中にメモリ中
に記録され、必要なときにモニタ２０により蓄積された
コンピュータシステムメモリから検索される。これは動
作セット情報のみならずプロセスの現在のモード、核心
レベルまたは規則的Ｏ８１および待機状態に関する情報
の収集を含み、処理の変更を阻止し、一方ではパラメー
タは調整される。

ｎ個のプロセスのそれぞれに対する状態か情報はまたア
キュムレータ３６に累積され、パラメータ値を調整する
ために統計的に発展するように特性値の発生のプロセス
を開始させる。

１−１１用できる自由頁、全体的システムメモリ、およ
び−役的システムおよびメモリ割当てのような他の基本
的システム情報もまたチェックされてもよい。所望の場
合にはこの発明の方法は認証ステップを使用して連続数
またはその他のＤ　Ｌ　Ｂ　３０に対するソフトウェア
識別を確認し、コンピュータ動作システムによる両立性
を確実にする。何故ならば、パラメータラベルおよび値
はシステムによって異なるからである。

この発明のプロセスは１以上のシステム動作パラメータ
をダイナミックに変更または変化させる。

調整されたパラメータは、リソース割当てに関してコン
ピュータの動作に最も容易に、または著しく影響する動
作に基づいて選択される。

好ましい実施例は、Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０が動作できる適当
な部屋を与えるためにＤＬＢ３０によって調整されない
動作システムパラメータのいくつかに予備調整を行う利
点を有する。すなわち、最大の動作セットの大きさまた
はダイナミックメモリ割当ては調整されてＤ　Ｌ　Ｂ　
３０に変化を行わせるために適当な部屋を与える。もし
もこのようなシステムパラメータが小さ過ぎる値を割当
てられるならば、ＤＬＢ３０は効率的にリソースを再割
当てするために他のパラメータに対して変化を行わせる
ように厳しく制限される。

これはダイナミックメモリに対する処理要求の速度を増
加するために通常使用されるメモリパケット行になった
リストに対する値を含んでいる。

これらのパラメータは小さい要求パケットリスト、５Ｒ
ＰＣＯＵＮＴ、５ＲＰＣＯＵＮＴＶ、Ｉ１０要求パケッ
ｉ・リスト、ＩＲＰＣＯＵＮＴ、ＩＲＰＣ０ＵＮＴＶ、
および大きな要求パケットリスト、ＬＲＰＣＯＵＮＴＳ
ＬＲＰＣＯＵＮＴＶを指定するために使用される。これ
らのパラメータに対する値は頁化されていないメモリス
ペースを割当てるよりもコンピュータ中のリンクされた
リスト上の多数のパケットを確保することによってメモ
リアクセスを改善するように調整される。頁化され、お
よび頁化されていないダイナミックメモリ最大ＷＳ１実
質頁メモリおよび表■に示された関係するパラメータも
また変化される。表■に示された値は好ましい実施例を
最も有効にする最小のガイドラインである。

第２図に示す次のステップ５２は、ダイナミック頓も動
作パラメータを重ね書きし、ステップ４８に示されたよ
うなバッファ３２中に蓄積された新しい動作または制御
値にそれらを設定することである。

場合によっては新旧パラメータは前のシステム同調によ
って同意されているが、これらの値はさらにこの発明が
システム動作特性に影響するパラメータを使用している
特定のダイナミックな方法のために一般的に相違してい
ることが予想される。

この点においてＤＬＢ３０はそれ自身のＷＳＬ中の頁を
チェックし、できるだけコンパクトな動作エンティティ
を与えるために必要ないものを除去する。Ｄ　Ｌ　Ｂ　
３０はコンピュータシステムのリソースの改善ができる
だけ小さいように使用されるように設計される。この使
用しないメモリは通常のコンピュータシステムのパージ
ルーチンを使用してステップ５４で除去（パージ）され
コンピュータシステム自由頁リストに戻る。個々のプロ
セス調整のためにこの発明で使用されたステップに対す
る疑似コードリストは末尾の表Ｖに示されている。

表Ｖおよび第２図から明らかなように、ＤＬＢ３０はス
テップ５６においてサイクルカウンタをインクレメント
し、動作システムまたはモニタ２０からのシステム情報
を検索することによって調整プロセスを開始する。この
情報はシステムにおけるアクチブプロセスの数アクチブ
カウント、頓もにおける計算可能なプロセスの数、Ｃ０
Ｍカウント、および全体および自由メモリの両ＴＯＴ−
ＭＥＭ。

自由ＭＥＭを含む。もしもＤ　Ｌ　Ｂ　３９が自由メモ
リの量がＮ−ＡＤ　Ｊ−ＭＥＭパラメータに対して設定
された値よりも大きいことを発見したならば、この時点
では調整は行われず、ＤＬＢ３０は待機モードに入る。

他方Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０は最終平衡セットカウントＬＡＳ
Ｔ−ＢＡＬＳＥＴと排気されたプロセスの数に対する最
後のカウントＬＡＳＴ−ＡＢＡＮＤＯＮＥＤとの間の差
に対してアクチブカウント値をリセットするように前進
する。しかしながら、１の最小値は強制される。

安全メモリ量ＭＥＭ−５ＡＦＥ−ＡＭＴはプロセス呼び
のため留保されるべきメモリの量に対するバッファ値を
与えるようにセットされる。表Ｖから明らかなように、
ＭＥＭ−５ＡＦＥ−ＡＭＴパラメータに対する値は最小
メモリ値ＭＥＭ−ＭＩＮプラスアクチブプロセスの数の
７０％で割算された自由メモリ値（１より小さくはない
）に等しく設定される。これはアクチブプロセスの約７
００６までが次の過程においてメモリを要求するという
事実に基づいて安全メモリを算定している。

ＤＬＢは迅速なダイナミック婦か変化に対して調整する
ためにその割当て計画で充分な自由メモリを維持する。

５！Ｊｆｉされたプロセスの迅速な再スケジュールを助
長するためにさらに処理する前に、ステップ５８で量子
およびＩ　ＯＴＡパラメータに対して新しい値が設定さ
れる。

Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０はステップ６０で表■に示された疑似
コードのように個々のプロセス調整の実行に進。検索さ
れたパラメータ値のいくつかはプロセスｉｄ。

ＰＩＤ、プロセスＣＰＵ時間、ＣＰＵＴＩＭＥ。

ＰＡＧＥＦＡＵＬＴ、プロセス頁カウント、　　ＰＰＧ
ＣＮＴ、クローバルな頁カウント、ＧＰＧＣＮＴｌおよ
び優先度ベース、ＰＲＩＢを含む。

ステップ６０では、第１のプロセスによってスタートシ
、それらが全てチェックされ調整されるまで連続するの
で、Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０はコンピュータの動作特性および
モニタ２０とプロセス状態レジスタ１８によりｔｆａさ
れた値を読み取ることによってコンビュータにおける各
プロセスの動作特性をチェックする。

交換されたか否かを決定するために追加的な情報をある
める前に各プロセスの状態をチェックするか、またはさ
らに情報がそのプロセスで検索される前に中断されるこ
とのみが重要である。これは頁カウント、頁事故等のよ
うなプロセス情報についての質問の作用がアクチブでな
いプロセスと共に多くの場合そのプロセスを再活性化さ
せるという事実による。これはこの発明の目的が不必要
なリソースの使用を減少させることであるから自滅性で
ある。

一度プロセスの状態が知られたならば、依然として活性
であり待機状態にないこれらのプロセスは現在の状態が
どうであるか、特性がどうであるかを見るためにチェッ
クされる。各プロセスの特性パラメータ値は所望の特性
基準のセットと比較される。

プロセスＷＳの現在のメモリが絶対最小ＷＳの大きさに
対するパラメータに等しいか小さい場合にはさらに変化
は行われない。もしも現在の頁りｌ故の数が前に測定さ
れたものよりも大きく、ＣＰＵ時間の現在の量が最小Ｃ
ＰＵ時間の値に等しいか、それよりも高く設定されるな
らば、変化は行われない。プロセスに対する現在の優先
度がＭＩＮ−ＰＲＩＯＲおよびＭＡＸ−ＰＲＩ　ＯＨに
よって設定された優先範囲の外部であるならば、プロセ
スは調整されない。プロセスに対する現在のメモリ割当
てが前のメモリの読みに等しくないならば、プロセスは
調整されない。またもしもプロセス状態がそれが排気さ
れたことを示すならば、調整は必要ない。他方、これら
の基準に合致しないプロセスは調整が適当であるものと
して設定される。

プロセスに対する調整を行うために、調整装置２２によ
って使用されるコンピュータシステム制御ルーチンはＤ
　Ｌ　Ｂ　３０によって呼出される。これは一般にプロ
グラムを走行させることを要求するプロセスに非同期的
にトラップを送ることによって行われる。走行のために
プロセスに与えられるプログラムはコンピュータシステ
ムＷＳ調整ルーチンである。ＶＡＸ／ＶＭＳにおいてこ
のルーチンはｓｙｓｓａｄｊｗｓｌと呼ばれている。し
かしながら、他のコンピュータシステムは同様のルーチ
ンを使用しておりよく知られている。

Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０は表■に記載された基本プロセスを検
索する。この表■は最後に調整されるからプロセスの特
性を示している。この情報はＤＬＢ３０によって蓄積さ
れて後で次の過程のものと比較される。

同時に前の過程でこのプロセスに対して蓄積された情報
は頁事故、ＣＰＵ時間、および頁カウントのようなある
種のパラメータの比較のために検索される。

最後の時にＤ　Ｌ　Ｂ　３０は調整を行っているから、
発生した頁事故の数およびＣＰＵ−ＡＭＮＴ中の変化に
基づいてＭＥＭＡＭＴパラメータに対して選択された値
が決定され、したがってＡＤＪＳＭＡＭＴパラメータが
決定され。この後者のパラメータの値はプロセスＩＤ、
コンピュータ上のインデックス位置、ＤＬＢ−ＷＳ　Ｉ
ＮＣＲと共に調整装置２４に転送され、ｓｙｓｓａｄｊ
ｗｓｌルーチン中で使用され、プロセス動作セットに対
する制御値を置く。

このようにしてプロセスは調整され、それによってＤＬ
Ｂ３０によって制御される値を動作システムが供給され
る。これはＤ　Ｌ　Ｂ　３０がシステム情報に基づいて
各個々のプロセスに対して調整を行わせることを可能に
する。

この点において、ＬＡＳＴ−ＭＥＭＥ、ＭＥＭ−ＡＭＴ
ＳＰＲＥ−ＡＤＪ　５ＵＴＳ、およびＰＦＳ　ＩＮＣＥ
−ＡＤＪパラメータは更新され、プロセス特性パラメー
タ情報は蓄積される。３を算可能なプロセスの数は基準
に対して蓄積され、ＬＡＳＴ−ＢＡＬＳＥＴの値は更新
されてＤＬＢプロセス、ゼロプロセス、およびリストか
らの頁変換プロセスに移行し、調整されるべきプロセス
を正確に反射する。

一度プロセスＷＳが調整されると、Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０は
一般的要求またはコンピュータシステムにおける負荷に
したかかつて新しいシステム動作パラメータを設定する
。計算可能なプロセスの数は１以下であるかどうかを検
出するために比較される。これが真であれば、量子の値
は表■に示されたように量子ベースパラメータ下に蓄積
された値に設定される。他方量子に対して選択された値
は２または現在の計算可能なプロセスの数によって割算
された量子ベース値の商の２倍の大きいほうによって決
定される。

ＣＰＵの形式が特定された形式に一致する場合には、量
子に対して割当てられた値は対応して調整される。これ
は、ＣＰＵ時間およびメモリ割当てがより高い処理速度
の利点を得るように調整されることができるように何等
かの形式で遭遇する処理速度差を考慮して使用される。

所定のコンピュータシステムＣＰＵが充分に高いレベル
で行う係数はよく知られている。

ＡＷＳＴＩＭＥに対する値は量子または５のいずれかに
対して最大に等しく設定される。

ＰＩＸＳＣＡＮは最後の平衡プラス５または依然として
最低である量子、または現在の平衡セットまたは１０の
いずれか最大のものに設定される。

１０ＴＡパラメータは１に設定される。行われ多数の調
整はインクレメントされ、システムは将来の２１整を行
うために歴史的または統計的ベースを形成するためにシ
ステム情報を集めるために前進する。

それからＤＬＢはコンピュータシステムが変化を行い、
それから上述の待機モードへ進ことを確実にするために
予め定められた短い遅延に対して待機する。

この発明の方法における次のステップは、設定されてい
る新しいパラメータ値でコンピュータシステムが動作す
ることができるように予め定められた期間にわたって休
止することである。コンピュータシステムは一般的に欠
落初期化値を使用する処理を開始するけれども、新しい
値のセットは任意の時に実行されることができることは
当業者には容易に理解されるであろう。すなわち、動作
パラメータに対する新しい初期化値はパワーアップまた
はリセットにおいてシステムスタートの一部として自動
的に呼出し、或いは初期化が生じるとき値を重ね書きす
ることによってＤ　Ｌ　Ｂ　３０を設けることによって
行われる。

パラメータに対する変更の付加を開始する前、またはプ
ロセスＮを調整する前のＤ　Ｌ　Ｂ　３０が休止される
期間は２つのファクターによって決定される。第１はコ
ンピュータシステムが動作システムパラメータの最後の
変更に適切に再調整するために必要な平均時間の長さお
よび所望および実際のシステム特性間の偏差の程度であ
る。

第１のファクターは平均の大型多使用者コンピュータシ
ステムに対しては約６程度度であることか認められた。

明らかに当業者は考慮されるコンピュータシステムによ
って経験される平均付加にしたがってこの数が変化する
ことが容易に理解されるであろう。しかしながら、経験
では６秒はこの発明の方法に対して良好な最小サンプリ
ング速度または時間を与えることが示される。

６秒毎に、Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０はプロセス変化を開始すべ
きか、待機すべきかを発見するためにコンピュータシス
テムの迅速な検査またはチェックを行う。

６秒の点で、コンピュータシステムにおける全体のメモ
リ量は蓄積されて現在の自由メモリと比較される。もし
も自由メモリが全体のメモリの１０％以下であれば、Ｄ
　Ｂ　Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０はそれ自身を“パニックモード
″に設定し、直ちに「でプロセス調整に戻る動作を開始
する。もしも自由メモリがメモリ全体の５０％以下であ
れば、Ｄ　Ｌ　Ｂ　３０はそれ自身を“ウォーリーモー
ド“に設定し、ウォーリー待機パラメータによって指定
された予め定められた期間待機を続ける。もしも自由メ
モリがメモリ全体の５０９６より大きければ、ＤＬＢ３
０は“正常”モードに設定され、正常待機パラメータに
よって指定された期間待機を続ける。各種のモードはプ
ロセス調整の前にＤＬＢが待機する時間を決定する。

モードテストが使用されて動作システム要求における即
時注意対徐々の変化を要求するる負荷における突然の変
化に適応させる。これはコンピュタシステム高い要求ま
たは迅速に変化するダイナミック婦かによってさえも応
答できることを確実にする。

好ましい実施例において、３つの異なるサンプリング速
度または待機周期として実行される応答の３つのレベル
を設定することがＨ効であることが認められた。第１の
速度は６秒の速度であり、それは初期化において、シス
テムが“パニック“モードに設定されるときに使用され
る。第２のレベルは約３０秒に設定され、“ウォーリー
　モード待機として処理される。このモードでは所望の
特性において顕著な変化があるが、システムは徐々に負
荷に適合する。第３のレベルは９０秒程度であり、“正
常“モード待機を表わす。ここでは追加的または変化の
ない特性が所望され、システムは比較的長い動作周期に
わたって少量の特性の変動を生じる。表■に示すように
こけらの予め定められた待機期間は負荷平衡装置３０に
より使用される方法の初期化において負荷される。

当業者にはコンピュータシステムのリソースおよび負荷
におけるダイナミック変化がそれを有用と認める他の待
機期間が使用可能であることが容易に理解されるであろ
う。

この発明の方法は、１６メガバイトの実質メモリ容量を
ＨするＶＡＸ／ＶＭＳ動作システムを使用するデジタル
エキップメント社のＶ　Ａ　Ｘ　１１／　７８５型コン
ピユータシステムによってじつこひうされる。システム
同調を使用するにもかかわらず、システムはしばしば２
０００〜３０００頁の自由メモリを有するに過ぎない。

この発明の方法を行った後、自由頁リストは平均１１０
００乃至１２０００頁に増加した。

この発明の方法はまた他のデジタルエキップメント社の
ＶＡＸ／ＶＭＳ型コンピュータシステムで実行すること
ができ、それはＩ１０ボトルネックにより長い処理遅延
および多くのシステムロックアウトを経験する。このコ
ンピュータシステムに対するプロセス要求に応答する平
均応答時間は第３図にライン８０として示され、４時間
の期間にわたっている。この発明の負荷平衡装置はコン
ピュータシステムおよびシステム応答に対して累積され
た統計的データにおけるアクチブプロセスとして設定さ
れた。この発明を使用する平均システム特性第３図にラ
イン９０で示されている。コンビ二一夕に対する応答性
の増加は明瞭に達成され、システムロックアウトは低い
優先度のプロセスにおいても実質的に除去される。

この発明の方法はプロセスの周期的調整を使用し、間に
待機期間を有する。すなわち、この方法は全てのプロセ
スを連続的にチェックするのではなく、大きな要求をＣ
ＰＵ時間に置くように調整を行うものである。

それ故、内部メモリおよび中央プロセッサ単位時間のよ
うなコンピュータリソースに与えられた負荷プロセスを
最良にするように多使用者コンピュータ環境におけるプ
ロセスのためのシステム動作パラメータをダイナミック
に自動的に調整する新しい方法および装置が説明された
。さらに説明した方法はリソース割当てを最良にするた
めの特性値の１調整を含んでいる。

他のパラメータ表および値がこの発明の方法で使用でき
ることを理解すべきである。

以上好ましい実施例の説明は説明の目的で記載されたし
のである。これはこの発明の全てを記載したものではな
く、またこの発明を説明された正確な形態のみに限定す
るものでもない。上記の説明かから多くの変形変更が可
能であろう。ここで説明した実施例はこの発明の原理を
最もよく説明するためのものであり、その原理を適用す
ることにより多くの実施態様が可能である。したがって
この発明の技術的範囲は特許請求の範囲の記載によって
のみ限定されるべきものである。

表 ＩＩＩ 表 Ｖ Ｒラメータ 湖期１キ１Ｘ庭 ＡＢ八へＤＯＮＥＤ 門ＩＮ−ＰＲ工ＯＲ １（しへ５し） ＳＹＳＭＷＣＮＴ ＳＭＡＸ ＩＲＰＣＯＵＮＴ ］００ ＳＹＳ−ＧＩＩＯＵＰ ＋１ＰＡＧＥＤＹＮ ＶＩＲＴＵＡＬＰＡＧＥＣＮＴ　　＞ 賀５ＥＸＴＥＮＴ ＞　　４０００　０ｒ　ＷＳＭＡＸ 人　　Ｖ ｔイｊ“ミックア【］Ｌ！ス調撃：過稈謂７のためのプ
ロセス適格ヂエック、プロセス１４市チェック、および
プロセスリソースの調整 実（ｊ ＋１イクルカウンタ１インクレメント アクブプカノＪウント、１ｊよびＣｏ〜１カカウンｌ−
ＩＹ　Ｃ１↑係および自由メＥｌハｇｅ＋ 自由メ七り≧調ｇなし　ならば ′Ｖ行　調整なし 終了 その仙 δシフ：７クチＶ）Ｊラント−眉犬の１またはｆｌＡｓ
Ｔ　　ｒ（ＡＬＳＦＴ−ＩＡＳＩ−ＡｎＡＮＩ）ＯＮＦ
Ｉ’））Ｗ’ｉＥ’：ＭｐＭ　　５ＡＦＥ　　ＡＭＯＬ
ＪＮＴ＝ＭＥＭ　　ＭＩＮ＋設？：ｌＯ’ｒ△−２ 柊で ＪＯセス実行 ＣノＪつ：／ｈＶＩｌｌｌ化、　予ｈＡ調整、ＩＡｓＩ
Ｉ　ＢＡｌ、ＳＦｌ、　に、Ｊ：（／ｌ八へＩ　Ａ８Ａ
ＮＬＩＯＮＩＯ＝０：Ａ１のプロセスによりスタート 実１１ ／ロヒスｊ入］房チェック そｈ以ヒプロセスがないならば ぷ出 プロレスが交換され、または休止されるならば調整なし プロセス情ｔＩＩ再１７１ 一７０ヒスインデックスＩ６得 プロセスｔＩ’ｌ帽をＣ１るために現在の情報をリセッ
ト現在のプロレスＩ＋）−ηＩのプロセス１１）で４’
ｒｌＪればＩＤ１．Ｌ！Ｉｉシい仕■を１１なう。

終了 萌の情報として検索されたブＯｔス６）報を蓄積調整デ
ータリセット実１１ 最後のＭＦＭ　　ＡＭＯＵＮＴをＩＩＡＳ　　ＭＦＭ　
　八〜ｌ０ＩＩＮＴに二〇定ｒｒ３祷のＭＥＭを０に等
しく設定 △ｎ、＋−ｏであるからＰＦみシ定 レベルをＯに設定 終了 終了 拮ｋが真であれば、Ｉ−ＡＳＴ　　ＰＩ△＋５ｐ−ｒを
１インクレメントプロＬス／％ＦＮ更Ｆ４ｒｌ　＄１１
；ｒ　１．　Ａｓ　Ｔ　・Ａ　１３ＡＮ　Ｉ）ＯＮ　Ｉ
Ｆ　ｌ〕ヲ１　イ：／　’／　Ｌ’メンｈプロヒス１人
的ｌメＣＣＯＭに等りれば、ＣノＪウントを１インクレ
メント Δｌ）　、Ｉ　Ｊｉよび（Ａ１）、ｊ全て：したはＳＹ
Ｓグループにない）実ＩＩへらばプロヒスチェック実行 プロレス１υおよびインデックス設定 埠在−萌のＰＦにより調整されるからＰＦインクレメン
ト現（Ｆのメモリ≦△ＢＳ　　ＰＲＯＣＭＩＮコした（
よ頁用故が０でなく、＋Ｗ＋＋７）ＣＰＩＪ≧ＣＰＵ　
　ＭＩＮ／ｌｌら現在のＣＰ　Ｕｌ、：変化する４１ら
ば、或い【よ、現在の日光１ｑが範囲の外であるならば
、或い【よ現在のメ〔りが萌のメ七りに等しくな（寵ｉ
らば、前のを現在の情報に等しく設定 レベルを八しＥＶＥＬに設定 その他 終了 その（１１！ レベル≧をう！ならば１９へｊ） 終了 その仙 このプ１コセスのためにクリ１作レッし〜調整設定：Ｃ
ＰＩＩ　　Δ〜＋Ｎ’ｌ−−現在のＣ１〕（ノー前のＣ
Ｐｌ）ｐ＋：　　ＳｌＮｃｒ：　　Ａ１１　、Ｉ　＞　
ｉＪ人ｊｌｉ♂−９て−あるｌ）ＩＩ−１ＭＦＶＡＮ１
μｍ△ＳＴ　　ＭＦＭ　　ＡＮ＋’、７２に臀しい終了 その仙　ＭＦＭＡＭＴ−ｒ−１，５：ｌ：ｌΔＳＴ　　
ＭＦＭ　　ΔＭＴ約了 Ｍに〜１Δ〜ＩＮ　Ｆ−（ＭＡＸ　　ＭＦＭ　　Δｌ’
）　、１　ｉＥ　／こ１．Ｉもらさ）のＶＡＮ（ＭＩＮ
　　ＭＦＭ　　八〇、１．ＭＦＭＦＡＭＴ）終了 Ｎｌ：ｎ１月２・ｌト実行 レベルがを更より犬さＩプれば、 Ａ１１．Ｉ＝０に調整 その仙 １ｏ在のメしり≦安全メしりならば（Ｖ帰〜ＩＥ〜１△
Ｍ１’−１△Ｓ’ｌ’　　Ｍｌ−Ｍ　　ΔＭＴＪメよＵ
ＩＩＩ丁のメ〔す＝１へ３１’　　ＩＶＩ）＝Ｍリレベ
ル、ＬＭへＸに等しい（レベル−１，０）１）Ｆ　　５
ＩＮＣト　△ＤＪ＝０ 復１帰 終了 Ａ１）、ノ△Ｍｒ−（ＭＦＭＡＭ’ｒ十現在ＷＳ−現在
ＭＦＭ）終了 ０ｊＪＴＳＷＡＰＰＥＩ）　　プロセスレベル−ＡＦＩ
ＡＮｒ）ＯＮＦ＋）に！２定＋ｈＨｊλ開プロセスレベ
ル−ＭＡＸ（レベル−１，０）実（「 △ＤＪＡＭＩ’およびＤＬＢ　　ＷＳＩＮＣＲｉｊｌを
Ａ１１Ｉ整装置へ送る５ＹＳＳＡＩ）ＪＷＳＩ−実行 終了 払因がＭ；りならばＡ２出 ρｒｌＦ　　ＡＤ、ノ１ｊｓＴｓを１インクレメント△
ＳＴ　　ＭＦＭ　　ＡＭ’ｒ−ＭＦＭΔ１ｖｌＴ殻？’
：　１−Ａ５−ｒ　　ＭＦＭ−現在のＭＦＭ晶Ｊ？：Ｐ
Ｆ　　５ＩＮＣＥ　　ＡＤＪ＝０、＋（’）ＦＩ　　Ｉ
ＮＦＯストローブ終了 設定：ＲＩ））可ｌｉ！−なプロセス−Ｃノ」ラント五
り定：１ＡＳＴＲΔＬ、ＡＮＣＥ　　５ＥＴ−１ΔＳＴ
　　ｒｌＡＩΔＮＣＦのＩｌ＋小または８△１ｓＦＴｃ
Ｎ’ｒ ＾′Ｊ定：ＩＡＳＴＲ△１△ＮにＦＥ　　５ＦＴ−１ま
たは１−ＡＳＴ　　ＢＡｌ−Ｓｌ”　Ｔの１１；大−３ パラメータ変ψ実ｒｔ システムに使用されたＣＰＵの形式＋１’ＺＩＱシステ
ムに：ＮＨる計ＧＥｉ＋能なプロはスの数取１１１、Ａ
ＳＴ　　１３ＡＩ　ＳＥ’ｒＣＮＴ取１１Ｆ、＋　ｔｌ
　ｔｒｉ　ＩＩなプロセスの斂≦１ならばΦ子＝６ｉ子
ベースに設定 終了 その（ｌｂ 二９定：串子−２またハ２（ｊ＋ｉ子ベース／ＣＯＭ）
Ｊ”）ンｈ）　のｉｉＪ大終了 ＣＰＵの形式が予定の型と一致していれば速度係数によ
り多１１４１Ｔ子工９定 終了 設定：ＡＷＳＴＩＭＥ−Ｑｌ子または５のｍ大設定：Ｐ
ＩＸＳＣＡＮ−（１−ΔＳｌ−ＢＡｌ、ｓＥＴのＭＩＮ
または４ｉ　、ｔ、　Ｑｉ壬子へ７．／Ｆｉｔ子ｆりｌ
；ＬＲＡＩ　５ＦＴｆりｌ；Ｌ＋０ｆ７）ｆｆＪ大設定
：ｌ（”）ｌ’Ａ−１ 終了 Ｔ（”）ｒ　　ＡＩ）、ＩＡＳｌＳ＆ＰＲＩＦ　　ＡＴ
）、ＩＡＳＴＳＬ：、Ｊ：リイン’７レメ：ｚｌ・終了 Ｓ゛「△ＴＳ　　ＩＮＦＱ収集 １）ＩＲブＤｔ＝スＩフイク／しＳ　Ｉ　Ｎ走＋’１（
７）ａｌｔｌ／ｌｊ１ＭＦＭ　　Ｓ△ＦＦ　ＡＭｌ−か
ら各アクチプブ［１ｔ？スに許容されたメしり♀ｒｊ１
１ １０−１　へＩ）、ｌｌｌ５ｒＳから調整されたプロレ
スの全体数取Ｉ：ｌ「）１７ト　△［）、ノｔＪＳｒｓ
から調整されたプロセス１−ΔＳ１の数１１：１△ＳＩ
Ｈ△ｌｓＥ’１−−ＬΔＳＴ　　Ａ１１△Ｎ１）ＯＮ［
＋）取１′、１自由（１リストＱ　ＵＦ　　：ｃン１−
リーのｎ１大教取１！−（、＋ＩＩＸｑ実１−ｆ 全１−ｆ七りＪｉよび自由メ〔りのｌｌＸ取１１ｔｐ月
り１し一ドをＩｒｊｌ！ＩＥ−ドに等しく１．υ定白山
メ七りが仝休のメしりまたはパニックメモリの１０％以
下４）らば、パニック七−ド選ＩＲ 自由メ七りが全体のメモリの５０９６以下またはつ片−
リメしり以Ｆなら（、〔ンＡ−リ［−ド逍択 その他 １１常〔−ド選択 終了 Ｊｆ　ｉｌｒ　＝　１：−−ドｌｌ／ｉ　（６，３０，
！１０）に、、′Ｊ定χ１ｉ ｉｌｌｌｌを１から七−ド（）白／パニック１／ｉ１に
インクレメントバニ・ツクｉ（ｉにより）Ｙ）正 自由（１）よび仝メ七り取ｉｌｌ し−ドが初１すＩｔ−ド９Ｊ、すし少ない／ｉらばＡ１
４　ｉｌ、Ａ

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の１実施例に使用するコンピュータシ
ステムの制御ブロック図であり、第２図は、この発明の
１実施例のフローチャートである。 第３図は、コンピュータシステムの１例における平均シ
ステム応答時間を示す。 １２・・・動作システムパラメータ制御装置、１４・・
・プロセス制御ブロック、１６・・・ＷＳ制御装置、１
８・・・蓄積レジスタ、２０・・・モニタ、２４・・・
プロセス調整装置、３０・・・ダイナミック負荷平衡装
置。 出願人代理人　弁理士　鈴江武彦

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. （１）中央処理装置（ＣＰＵ）と、頁アドレスされる実
   際上のメモリ動作システムと、システムリソースへのア
   クセスを割当てるための予め割当てられた制御値を有す
   るシステム動作パラメータの固定されたセットとを使用
   し、リソースはＣＰＵ処理サイクルおよび内部メモリを
   備え、各プロセスに対する１組の測定された特性パラメ
   ータに対する値を発生するために１以上のモニタルーチ
   ンを使用する多使用者コンピュータシステムにおける、
   システム動作パラメータ値の調節によつてシステムリソ
   ースをダイナミックに再割当てする方法において、 メモリ蓄積位置に予め定められたセットの所望の特性値
   を与え、 第２のメモリ位置に各プロセスに対する前記測定された
   特性値を記録することによつて各プロセスに対する現在
   のシステム応答特性を累積し、各対応する測定された所
   望の特性値に対する予め定められた関係にしたがつて調
   整係数を発生し、この調整係数に応答して前記システム
   動作パラメータを調整するステップを含むことを特徴と
   する方法。
2. （２）予め定められた時間待機して前記累積ステップに
   戻り、前記待機の期間は前記調整係数に応答して複数の
   子め設定された長さの待機時間から選択される特許請求
   の範囲第１項記載の方法。
3. （３）それぞれ約６、３０および９０秒の長さの少なく
   とも３個の第１と第２と第３の予め定められた待機時間
   を有している特許請求の範囲第２項記載の方法。
4. （４）前記コンピュータシステムは前記方法を終了した
   いときに終了命令を出力し、さらにこの終了命令に対す
   るチェックと、それに応答する再割当て方法の終了と、
   そうでない場合の前記記録ステップへの復帰のステップ
   を有している特許請求の範囲第２項記載の方法。
5. （５）前記予め割当てられたシステム制御値を検出し、
   この検出された値を第３のメモリ位置中に蓄積するステ
   ップを有している特許請求の範囲第１項記載の方法。
6. （６）前記システム動作パラメータはシステム初期化に
   おいて前記コンピュータシステムによつて自動的に負荷
   される特許請求の範囲第１項記載の方法。
7. （７）前記動作パラメータは、中央プロセッサアクセス
   時間に対する予め選択された最小値および最大値、プロ
   セッサ内部セット中のメモリの頁の最小数、内部セット
   インクレメントの大きさ、内部セットデクレメントの大
   きさ、最大および最小頁事故割合い、およびＤＭＡ伝送
   のためのデータ伝送グループの大きさを制御するパラメ
   ータを含んでいる特許請求の範囲第１項記載の方法。
8. （８）前記特性パラメータは、頁事故割合い、頁事故、
   内部セットの大きさ、休止待機、頁衝突待機、および各
   プロセスに対する自由頁に対するパラメータを含んでい
   る特許請求の範囲第１項記載の方法。
9. （９）前記調整ステップは、 前記頁事故割合いが高低限界を越えるプロセスに対して
   動作セットの大きさおよびアクセス時間を増加し、 前記頁事故割合いが高低限界の間の範囲のプロセスに対
   して動作セットの大きさおよびアクセス時間を減少させ
   るステップを含んでいる特許請求の範囲第８項記載の方
   法。
10. （１０）前記特性パラメータおよび関連する値を第３の
    メモリ蓄積位置に蓄積するステップを含んでいる特許請
    求の範囲第１項記載の方法。
11. （１１）前記第１と第２のセットの制御パラメータを蓄
    積した後にデータを蓄積するためにシステムバッファを
    初期化するステップを含んでいる特許請求の範囲第１項
    記載の方法。
12. （１２）プロセスおよびシステム応答特性における統計
    的情報を編集するステップを含んでいる特許請求の範囲
    第１項記載の方法。
13. （１３）中央処理装置（ＣＰＵ）と、このＣＰＵに接続
    された頁アドレスされる実際上のメモリと、システムリ
    ソースへのアクセスを割当てるための予め割当てられた
    制御値を有するシステム動作パラメータの固定されたセ
    ットとを有し、リソースはＣＰＵ処理サイクルおよび内
    部メモリを備え、システムリソースの割当に関する各プ
    ロセスに対する１組の測定された特性パラメータに対す
    る値を発生するために１以上の特性モニタを使用する多
    使用者コンピュータシステムにおけるリソースの割当て
    を制御する装置において、 前記ＣＰＵに接続されてシステム動作パラメータおよび
    対応するシステム制御値を蓄積するシステム蓄積手段と
    、 各プロセスに対する前記特性パラメータと関連する値を
    蓄積するために前記ＣＰＵに接続されている状態蓄積手
    段と、 前記ＣＰＵに接続されて動作し、各アクチブプロセスに
    対する前記特性値を測定しそれらを前記状態蓄積手段に
    蓄積するモニタ手段と、 前記モニタ手段に接続されて測定された特性値を受信し
    、１組のシステム状態値を形成するためにそれらを累積
    する状態累積手段と、 前記特性パラメータに対する１組の調整係数を提供する
    ために前記ＣＰＵに接続されているリソース制御手段と
    、 この調整係数に応答して前記制御値を調整するために前
    記リソース手段および前記ＣＰＵに接続されている調整
    手段とを具備していることを特徴とする多使用者コンピ
    ュータシステムにおけるリソースの割当てを制御する装
    置。
14. （１４）前記調整手段および前記モニタ手段に接続され
    て前の調整値に応じてモニタおよび調整の周波数を決定
    するモード選択手段を備えている特許請求の範囲第１３
    項記載の装置。
15. （１５）情報を蓄積するために少なくとも１個のバッフ
    ァ手段を備えている特許請求の範囲第１３項記載の装置
    。