JPH02231640A - タスクのデイスパツチングを同期化する方法 - 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】 Ａ．産業上の利用分野 本発明はマルチタスキングオペレーティングシステム（
ＯＳ　）と、ＯＳ！モデルを利用する層構造（ないしは
階層式）通信サブシステムを有するＣＰＵに関し、さら
に詳しくいえば、ＣＰＵに基づく１以上のアプリケーシ
ョンによって指定されるような通信サブシステム機能の
実行においてオペレーティングシステムのタスクを最大
にディスパツチする方法に関する。

Ｂ．従来の技術及びその課題 （１）　　マルチタスキング タスクは作業又は計算のアクテイビテイについてのＯＳ
のダイスパッチ可能な単位である。マルチタスキングを
遂行することによって、すなわちタスク間の切替えを行
うことによって、ＯＳは対話式にかつバッチ処理でＣＰ
Ｕのアクセス権を分配すること、及びＣＰＵのスルーグ
ット及び利用度の向上の両方が可能とある。

各アプリケーションは、ＣＰＵで走行する場合、１以上
のＯＳタスクによって明示される。すなわち、ＯＳは有
限個のタスクを１つのアプリケーション又は複数のアプ
リケーションによって指定される対応する機能に割当て
てデイスパツチする。

普通、タスクの数は現に実行すべきアプリケーションに
よって求められる機能の数よりもずっと少ない。

タスク（プロセスともいう）は実行中の１つのプログラ
ムである。タスクは実行に応じてその状態を変える。タ
スクの状態は現在のアクテイビテイ（新、アクティブ、
待機、停止）によって定義される。タスクの状態ベクト
ル表示は９タスク制御ブロック（ＴＣＢ　）”と呼ばれ
る構成を有する。

ＣＰＵの利用度を最大にするためには、タスクは常に走
行させておくべきである。直列的なマシンの場合、これ
は待ち行列化されたアクセスによって達成される。換言
すれば、実行の準備を完了し待機しているタスクは作業
又はタスク準備完了待ち行列と呼ばれるリストで保存さ
れる。ＯＳスケジューラ／ディスパッチャは準備完了し
ている待ち行列中のタスクが次にＣＰＵへのアクセス権
が与えられるものかどうかを周期的に判断する。

走行しているタスクはそれが終了するか、待ち状態に入
るか（たとえばＩ／Ｏの遂行によシ引き起こされる）、
有効期限を過ぎたか、又は先取りされるまでは実行を継
続する。ＣＰＵのスケジューリングに関するさらなる詳
細はＰｅｔｅｒｓｏｎ及びＳｔ　ｌｂｅｒｓｃｈａｔｚ
による”Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　ＳｙｓｔｅｍＣｏｎｃｅ
ｐｔｓ”（Ａｄｉｓｏｎ−Ｗｅｓｌｅｙ社）の第９１頁
ないし第１２９頁を参照されたい。

（２）層構造（ないしは階層式）通信サブシステム共有
メモリの利益のないＣＰＵ間通信はそのアクテイビテイ
を互いに調整するための基準としてメッセージの受渡し
によっている。これは、しばしば、′分散式同期“と呼
ばれている。コンピュータ及びそれらのアプリケーショ
ンは、メッセージを交換することによって通信するとき
、通信が行われる様式を管理するための確立されたプロ
トコルのセットが存在しなければならない。プロトコル
の１つのセットはＯＳＩアーキテクチャの１つのモデル
に関するＩＳＯの国際標準７４９８であらわされる。

ＩＳＯ標準によれば、６開放型システム”は１レイヤ”
又は機能の階層的構造としてネットワークのノードをあ
らわす。各１レイヤ”は階層におけるそれよりも上位の
１レイヤ”でアクセス可能であり、使用できる関連する
機能の集合である。

さらに、１開放型システム間相互接続”は２位の開放型
システム間の通信のために用いられるプロトコルのセッ
トのことをいう。

ＩＳＯの標準ＯＳ■モデルは７つのレイヤを記述してい
る。これらのレイヤは、上位から下位の順に、（７）ア
プリケーションレイヤ、（６）プレゼンテーションレイ
ヤ、（５）セッションレイヤ、（４）｝？ｙスポートレ
イヤ、（３）ネットワークレイヤ、（２）データリンク
レイヤ、及び（１）物理レイヤである。実際的には、こ
れらのレイヤは多様に併合され又は削除される。たとえ
ば、レイヤ（１）ないし（３）は生のビットストリーム
の伝送と、送信点及び受信点の間の電気的協同と、自動
エラ一検出及び回復と、パケット及び経路指定管理とを
含む１つの通信レイヤとして組み合わせることができる
。さらに、レイヤ（６）ないし（７）は情報の表示及び
使用を主目的とするよう単一のアプリケーションレイヤ
として組み合わせることができる。

ＯＳＩは、多重レイヤアーキテクチャとして、確実な通
信を確立し、メッセージがその送信と同じ順序で受信さ
れることを保証する。ＯＳＩでは、各レイヤはサービス
提供者としてみることができる。すなわち、各レイヤは
そのレイヤ又はそれよシ上位のユーザにサービスを提供
し、これによシそのユーザは他のノードと対等に通信す
ることができる。

１つのレイヤは最下位すなわち物理レイヤに到達するま
でその階層Ｋおけるすぐ下のレイヤとの接続を確立する
ことＫよってこれらのサービスを提供する。このとき、
メッセージにはその宛先への物理的な経路に関する情報
が与えられる。宛先ノードでは、逆の順序で同じプロセ
スが繰返される。分散式プロセス管理についてのさらに
詳細な説明が必要であれば、Ｍａｅｋａｗａらによる”
Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍｓ−Ａｄｖａｎｃｅ
ｄ　Ｃｏｎｃｅｐｔｓ”（　Ｂｅ　ｎ　ｊ　ａｍｉ　ｎ
／Ｃｕｍｍｉ　ｎｇａ社）の第１７７頁ないし第２０６
頁を参照されたい。

起点ホストノードにおいてメッセージがレイヤを垂直下
方に通過すること、物理的な経路又はレイヤを介して宛
先ノードに向かって水平的に伝送されること、及びその
宛先ノードヘ向かって垂直的に進むことについては従来
技術においてよく説明されている。しかしながら、従来
技術で指摘されている問題のほとんどは水平的な、すな
わち、対等な側面を強調する通信ｋ関するものである。

たとえば、セッションの確立、経路指定及びノイズの存
在下又は可変の帯域幅の存在下における同期の維持など
である。このような技術を開示するものとしては、米国
特許第４７３６３６９号がある。

実際、従来技術の立場から通信サブシステムの！成’！
ｔＫマルチタスキングマネジメントを接続するというア
プローチは、寛大にいえば、記載されていないわけでは
ない。たとえば、Ｍ．Ｐｕｒｓｅｒによる″Ｄａｔａ　
Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ　　ｆｏｒＰｒｏｇｒａ
ｍｍｅｒｓ”（Ａｄｄｉｓｏ　Ｗｅｓｌｅｙ社）、第５
章第７２ないし第９２頁には、同期的サブシステムレベ
ルで可用度に基づいてＯＳのタスクのディスパッチを行
うことが記載されている。同様に、Ｍ．Ｓｔｅｌｌａ　
Ａｔｋｉｎｓによる”　Ｅｘｐｅｒｉｍｅｎｔｓｉｎ　
　ＳＲ　　ｗｉｔｈ　Ｄｉｆｆｅｒｅｎｔ　　Ｕｐｃａ
ｌｌＰｒｏｇｒａｍ　Ｓｔｒｕｃｔｕｒｅｓ　　、ＡＣ
Ｍ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓｏｆ　　Ｃｏｍｐｕｔｅ
ｒ　　Ｓｙｓｔｅｍｓ、第６巻第４号、１９８８年１１
月は、階層式通信サブシステムのＯＳマネジメントを開
示するものとして参照すべきである。

１９８８年１２月９日付けの米国特許出願第２８２４０
９号には、第１のＣＰＵにおけるアプリケーションが通
信サブシステムを介して他のＣＰＵにデータを送る場合
、“スレッド（ｔｈｒｅａｄ）”と呼ばれる構造を用い
てデータ送信コマンドを表わすということが開示されて
いる。スレッドは対応するレイヤの関連する機能への一
連の呼出しを記述する。すなわち、各スレッドは対応す
るレイヤによって遂行すべき作業についての一連の要求
を含む。

各スレッドはサブシステムの資源についての１つの要求
を構成し、タスクがＯＳに対して有するのと同じように
、サブシステムに対して一定の関係を有する。したがっ
て、各スレッドは１組の状態のうちの１つを呈する（新
、アクティブ、待機又は停止）。とこに、通信サブシス
テムの目的は，，そのスループット及び利用度を高める
ため同時に複数のスレッドを生成し管理することである
。

レイヤ、タイ、スレッド及びタスク 前掲の米国特許出願にも記載されるように、′コネクシ
ョン制御ブロック（ＣＣＢ）”は階層式通信サブシステ
ムにおける各レイヤのコネクション制御状態を定義する
ために用いられる１つの構造である。各レイヤは対応す
るスレッド釦おける原始によって呼出すことのできるＣ
ＰＵで結び付けられるトランザクション指向のサブルー
チンを複数個有している。

レイヤ間の相互関係は対応するレイヤに関連するＣＣＢ
間の優先度を確立したコネクションによって定義される
。ＣＣＢ間の関係は”タイ（ｔｉｅ）”と呼ばれ、結合
されたＣＣＢの定義されたセットは”タイグループ（ｔ
ｉｅ　　ｇｒｏｕｐ）”と呼ばれる。

タイを生成する仁とにより、一定の環境において走行す
る場合に同じレイヤ内で結合された全てのＣＣＢを介す
る作業の直列化が可能となる。すなわち、タイグループ
は通信サブシステム資源とみなすことができる。したが
って、１つのＯＳのタスクを１つのＣＰＵの資源に結合
するととと、１つのスレッドを１つのタイプグループに
結合することとの間Ｋは類似性がある。

本発明の目的はＣＰＵに基づくマルチタスキングオペレ
ーティングシステムのディスパッチングと、１以上のア
プリケーションによってＣＰＵに存在する階層式通信サ
ブシステムに置かれた同時的ないしは並行的な要求とを
同期化する方法を提供することである。

本発明の他の目的はＯＳ及び通信サブシステムのレベル
におけるＣＰＵのスループット及び利用度を高めること
である。

Ｃ．課題を解決するための手段 この目的を達成するため、本発明の方法は、ＣＰＵに基
づく第１のマルチタスキングオペレーティングシステム
からのタスクのデイスパンチングと、呼出し可能な資源
のセットを含むＣＰＵに基づく第２のマルチタスキング
オペレーティングシステムによって適時にディスパツチ
される機能呼出しのスレッドとを同期化する下記の（ａ
）ないし（Ｃ）のステップを有する。

（ａ）　　下記の（イ）ないし（ハ）の条件で、スレッ
ドによる所有権を、そのスレッドにおける機能呼出しに
よって指名される第２のマルチタスキングオペレーティ
ングシステムの資源のうちの１つに結び付けるステップ
。

（イ）そのスレッドはその資源に対してエンキュ一され
た唯一のスレッドであるとと。

（口）そのスレッドは他のいかなる資源も所有しないこ
と。

（ハ）上記（イ）及び（口）でないときは、その資源に
おける機能呼出しによって指名される各資源に対して資
源をエンキューすること。

（ｂ）　　タスクに対して資源を所有するスレッドをエ
ンキューし、次に利用可能なタスクをタスクのスレッド
の待ち行列における最初のスレッドに結び付けて、結び
付けられたタスクによって最初のスレッドの機能呼出し
のうちの所定の１つを実行するステップ。

（ｃ）　　実行の後、最初に結び付けられたスレッドに
対しその資源の所有権を解放させ、その同じ資源に対し
て待ち行列化された次のスレッドをその資源の所有者と
してタスクに対してエンキューするステップ。

以下、本発明の作用を実施例とともに説明する。

Ｄ．実施例 はじめに本発明の実施例を概説する。本発明の実施例は
以下のことを前提とする。

第１に、１つのＯＳのタスクは１つのスレッドが処理中
であるレイヤ内において１つのタイグループについて所
有権のある間、そのスレッドに結び付けるべきである。

第２に、スレッドはそのスレッドのサービス要求が既に
ちょうど１つのタイグループに結び付けられている場合
にのみ、タスクに結び付けるためスレッドの作業待ち行
列で利用可能となる。

本発明によれば、各タスクは、作業のために準備完了な
場合、スレッドの作業待ち行列から最高優先順位のスレ
ッドを取得しそれを実行する。作業待ち行列上のいかな
るスレッドも、１つのタイグループにつき１つのスレッ
ドだけが一時に実行できるという制限を満たすことがわ
かっている。

さらに、それは、スレッドが最初Ｋ１つのタイグループ
の所有者となるまで（結び付けられるまで）、作業待ち
行列に置く仁とができない場合である。

同じタイグループについての付加的なスレッドはタイグ
ループ制御ブロックで待ち行列化される。

本発明に基づく方法がサービス要求を実行する場合、そ
れを処理したスレッドに対し、そのタイグループの所有
権を解放させる。ζれによれば、そのタイグループに対
して待ち行列化された待機中の次のスレッドがそのタイ
グループの所有者となシ、利用可能なスレッドの作業待
ち行列に置かれる。

スレッドについてのサービス要求が実行されると、それ
はそのスレッドから削除される。付加的なサービス要求
があれば、そのスレッドは対応するタイグループで待ち
行列化される。そのスレッドがタイグループの待ち行列
の最初のものであるときは、それはそのタイグループの
所有者となシ、作業待ち行列に置く必要なしに、現タス
クによって実行する仁とができる。この特徴によれば、
１つのアプリケーションからの単一のデータ要求はシス
テム内でコネクションが存在しない場合に同じタスクを
用いて通信レイヤを通過することが可能となる。もしそ
のスレッドがタイグループの待ち行列において最初のも
のでなかったとすれば、そのタスクは当該スレッドの処
理を停止して作業待ち行列からの別のスレッドの取得を
試行するととになろう。この放棄されたスレッドはタイ
グループの待ち行列に残って、そのスレッドがタイグル
ープの所有者になる場合に同じタスクによって作業待ち
行列に置かれる。

以下、図面を参照しながら、実施例を詳細に説明する。

前掲の米国特許出願において指摘されるように、ＯＳは
通信サブシステムのレイヤを構成する機能が有限状態機
械との一貫性を保つように遂行される通信サブシステム
のための走行時間の環境を提供する。すなわち、典型的
なレイヤは自己のＣＣＢＫ訃いて状態遷移テーブルを含
む。さらに、典型的なレイヤは自己のＣＣＢにおいて各
コネクションの現在の状態を保有している。あるコネク
ションについての作業の１単位を遂行するために１つの
レイヤが呼出されたとき（この意味では、１つのサービ
スを提供する１つのレイヤＫ対する各要求は作業の１単
位とみることができる）、そのレイヤはその要求を処理
するソフトウエアをみつけるためのパラメータとして、
現在の状態、サービス要求入力及び状態遷移テーブルを
取得する。

もちろん、探知されたソフトウエアの実行によって、そ
のコネクション及びレイヤの状態は変化し、出力が生成
される場合もある。

前述の如く、１つのサービスを提供する１つのレイヤに
対する各要求は作業の１単位とみなされる。さらに、前
述したように１つのレイヤは関連する呼出し可能な機能
のセットを有する。したがって、そのオペレーティング
システムは、そのようなシステムの全てがするように、
その要求Ｋ応答してそのレイヤを呼出して、関連するプ
ロセス又は機能が完了したときにそこから戻る。各要求
すなわち作業の単位は特定のＣＣＢと関連している。

現に実行中のレイヤが別のレイヤに存在する１つの機能
を呼出す場合、その要求又は呼出しの次の走行がスケジ
ュールされる。同じＣＣＢ（レイヤ）について発行され
る全ての要求は発行された順序で実行する仁とが必要で
ある。

ＩＳＯのＯＳＩ参照モデル 第１図について説明する。第１図には７つのレイヤのＩ
ＳＯ　　ＯＳＩ参照モデルが示されている。

前述の如く、階層式通信の原理に違反しないで複数のレ
イヤをいっしょにすることができる。この原理は各レイ
ヤが他のレイヤとは無関係に実行可能であるが所定の順
序で走行されるいわゆる原始（　ｐｒｉｍｉｔｉｖｅ）
によって呼出される機能のセントを構成するというもの
である。これらの機能のうち幾つかは隣接するレイヤに
存する機能を呼出すことがある。すなわち、レイヤＮに
おけるある機能がレイヤＮ−１におけるある機能を呼出
すととがある。とれらの２つのレイヤ間のインターフェ
ースはサービスアクセス点を介して命令するζとができ
゛る。よシ下位のレイヤは概念的にはより上位へのサー
ビス提供者である。よシ下位のレイヤの立場からは、そ
の上位のレイヤはサービスユーザである。

ＯＳＩのレイヤ及びメッセージ処理 第２図について説明する。第２図にはデータ構造及びそ
れについて行われる変更が示されている。

これらの変更はアクションがアプリケーションレイヤか
ら物理レイヤに垂直下方に通る際に様々なレイヤにおけ
る機能によって行われる。アプリケーションレイヤ及び
プレゼンテーションレイヤはユーザ間通信を定義し（ユ
ーザ相互間通信プロトコル）、セッションレイヤ及ヒト
ランスホートレイヤはプロセス間通信を定義し（プロセ
ス相互間通信プロトコル）、ネットワークレイヤ、デー
タリンクレイヤ及び物理レイヤは実際のデータ伝送を定
義する（コンピュータ相互間通信プロトコル）。

図示されるように、ＣＰＵＡが３つのレイヤ（すなわち
、アプリケーションレイヤ、中間レイヤ及び通信レイヤ
）を介してメッセージＭをＣＰＵＢに送シたいものと仮
定する。連続的なレイヤを構成する各プロセスが呼出さ
れるとき、各プロセスはそのメッセージに対して作用す
る。し念がつて、メッセージＭがアプリケーションレイ
ヤによって生成された場合、中間レイヤはそのメッセー
ジをＫ１（Ｍ）となるように変更する。次に、通信装置
レイヤがその結果をＫ２（Ｋ１（Ｍ））に変更する。こ
の合成メッセージはネットワークを介して送られ、宛先
のＣＰＵＢでＫ２（Ｋ１（Ｍ））として受信される。こ
の合成メッセージは逆のレイヤの頴序で分解されるので
、論証上、各レイヤは対等に通信することができるとい
える。したがって、ＣＰＵＢのアプリケーションレイヤ
がもとのままの原メッセージＭを受信する唯一のレイヤ
であることを維持しながら、中間のレイヤＡはメッセー
ジＫ１（Ｍ）を中間のレイヤＢへ送る。

コネクション、制御ブロック及びレイヤ意味のある作業
を遂行するため、一方の終点のユーザはターゲットの終
点との１コネクション”を確立する。このアクションは
呼出し（ｃａｌｌｉｎｇ又はｉＨｖ６ｋｉｎｇ）をした
ユーザに必要なサービスを提供する適切なレイヤを介す
る経路をたどる。

１コネクション制御ブロック（ＣＣＢ）”と呼ばれる構
造は１つのレイヤが別のレイヤのサービスを要求する場
合に２つのシステムの終点間の全体的なコネクションの
１部を表わしている。これは次のことを意味する。すな
わち、１つのＣＣＢはレイヤ間の各境界に存在し、各シ
ステム内の“コネクション”は関連するＣＣＢの連鎖に
よって定義される。

コネクション、ＣＣＢ及びレイヤの間の対話の例第３図
について説明する。第３図には、９つの異なるタイグル
ープＫ属する複数個のＣＣＢが示されている。これはタ
スクへのスレッドを設定する通信サブシステムであるこ
とを思い出されたい。

さらに、１つのレイヤにつき複数の呼出しが許される。

また、１つのタイグループにつき一時に１つの呼出しだ
けが許される。

サブシステムがスレッドの実行について３つの利用可能
なタスクを持っていると仮定する。

例−１　同一レイヤの複数の吐出し Ｃ・ＣＢ１、ＣＣＢ２及びＣＣＢ３によって表わされる
３つのアプリケーションが同時にデータを送るものと想
定する。このサブシステムは各アプリケーションの送信
をサービスするためタスクを割振るので、タイグループ
Ｔｉ、Ｔ２及びＴ３のためにそれぞれ１つ、すなわち、
レイヤ６の３つの同時的な呼出しが存在することになる
。レイヤ５に進むと、Ｔ４、Ｔ５及びＴ６について５つ
の同時的な呼出しが存在する。レイヤ４に進むと、Ｔ７
及びＴ８のためにそれぞれ１つ、すなわち、レイヤ４の
同時的な呼出しは２つだけである。ＣＣＢ４及びＣＣＢ
５からの要求は順次的に処理され、１つのタスクがアイ
ドル状態となる。

例−２　同一のコネクションについての複数の呼出し １つのタスクがアイドル状態になるときにＣＣＢ１によ
って表わされるアプリケーションについてネットワーク
を介してデータを到着させることによって例１を続けて
みよう。レイヤ４がＣＣＥ４及びＣＣＢ　５のために呼
出される一方で、タスクがＣＣＢ７についてレイヤ３を
呼出すのに使用される。ＣＣＢ４及びＣＣＢ７はＣＣＢ
　１によつて表わされるコネクションのためのものなの
で、レイヤ３において１つ及びレイヤ４において１つ、
すなわち、同一のアプリケーションコネクションについ
て２つの同時的な呼出しが存在する。

例−３　レイヤ間においてタスクの切替えがない場合 ６つのアプリケーションがデータ送信要求を発行する前
に例−２のネットワークを介するデータの到着が行われ
ると仮定する。１つのタスクは入力データを処理すべく
、Ｔ９ＶＣついてレイヤ３を、次にＴ７についてレイヤ
４を次にＴ４についてレイヤ５を呼出すのに使用される
。これらのアプリケーションがデータを送信すると、レ
イヤ５がＣＣＢ４について呼出される一方でレイヤ６が
ＣＣＢ１及びＣＣＢ２について呼出される。ＣＣＢ３に
ついてのレイヤ６の呼出しは３つ全てがアクティブなの
で使用可能なタスクを待たなければならない。同じコネ
クションのうちの１つについてレイヤ５の呼込みが存在
する一方で、異なるコネクションについてレイヤ６の２
つの呼出しが存在する。しかしながら、レイヤの境界を
越えたというだけでタスクの切替えは必要ない。

本発明に基づく方法を実行するためのホス｝ＣＰＵの環
境 本発明はマルチタスキングオペレーティングシステムを
有する汎用コンピュータにおいて好都合に実現すること
ができる。そのようなコンピュータは、たとえば、タイ
ムシェアリング機能（ＴＳＯ）を有するＩＢＭ　　ＭＶ
Ｓ　　オペレーティングシステムを用いるＩＢＭ／３６
０又は６７０のアーキテクチャによるＣＰＵである。Ｉ
ＢＭ／３６０のアーキテクチャによるＣＰＵは米国特許
第３４００３７１号に開示されている。

ＴＳＯを有するＭＶＳオペレーティングシステムはＩＢ
Ｍ社の刊行物ＧＣ２８−１　１　５０″’ＭＶＳ／Ｅｘ
ｔｅｎｄｅｄ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　　Ｓｙｓｔ
＠ｍＰｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ　Ｌｉｂｒａｒｙ　：　Ｓ
ｙｓｔｅｍ　Ｍａｃｒｏｓａｎｄ　Ｆａｃｉｌｉｔｉｅ
ａ”第１巻で説明されている。

ＯＳＩモデルに従う階層式通信サブシステムは１９８８
年９月２０日に発表されたＩＢＭ開放型システム間相互
接続、バージョン１、リリース１によって示されている
。このサブシステムの動作の原理はＩＢＭ社の刊行物で
あるＧＬ２３−０１８４″Ｓｙｓｔｅｍ／３７０　　Ｍ
ＶＳ　　ａｎｄ　　ＶＭ　　ＯＳＩ／Ｃｏｍｍｕｎｉｃ
ａｔｉｏｎ　　Ｓｕｂｓｙｓｔｅｍ　ＧｅｎｅｒａｌＩ
ｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ｍａｎｕａｌ”に教示されてい
る。

標準的なＭＶＳや、ロック管理、割込みもしくは監視Ｋ
よるサブシステムの呼出しならびにタスクの記入及び待
機などのその他のオペレーティングシステムサービスに
ついては、当業者には周知であるので、詳細な説明は省
略する。

ＰＡＳＣＡＬによるインプリメンテーション以下の表は
本発明に基づく方法をＰＡＳＣＡＬでインプリメントし
た例を示すものである。ＰＡＳＣＡＬの場合、データ構
造、サブルーチン機能及びグロシージャは明示的に宣言
する必要がある。

構造的にいうと、シンタックスは構造及び変数の各々の
定義、サブルーテン機能又はプロシージャの各々の記述
で始まク、主グロシージャで終る。

サブルーチン機能又はプロシージャの前の記述の程度に
応じて、主プログラムは上記機能及びプロシージャに対
する呼出しにすぎない場合もある。

主プログラムは呼出しの順序、条件及び繰返しを定義す
る。

シンタックスは次のように表わすζとができる。

第１表 Ｐｒｏｇｒａｍ　（名前〉 Ｔｙｐｅ　　＜大域構造の定義〉 Ｍａｒ　　　（大域変数〉 Ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ　　（名前１〉　くパラメータ／値
〉Ｔｙｐｅ　＜ローカル構造〉 Ｖａｒ　　＜ローカル変数〉 Ｂｅｇｉｎ Ｅｎｄ　　； Ｂｅｇｉｎ　　　　　（“主プロシージャ＊）Ｗｈｉｌ
ｇ＜条件）Ｄｏ Ｉ３ｅｇｉｎ ｇａｍｅｌ； Ｅｎｄ Ｅｎｄ　． Ｌｏｃｋ ＵｎＬｏｃｋ Ｗａｉｔ Ｐｏｓｔ ＩｎｖｏｋｅＬａｙｅｒ ＥｎｑＴｉｅ ＤｅｑＴｉｅ ＥｎｑＷｏｒｋ Ｇｅ　ｔ　Ｗｏ　ｒ　ｋ ＧｅｔＮｅｘｔ タスク直列化の要求 タスク直列化の解放 非アクティブ期間中のタスクの延期 タスク実行の再開 指定された通信レイヤへの制御権 の移転 タイグループ待ち行列へのスレッ ドの付加 タイグループ待ち行列からのスレ ッドの削除 作業待ち行列へのスレッドの付加 実行準備の完了の最高優先頴位の スレッドの取得 次のサービス要求へのスレッドの 進行 Ｅｘｅｃｕｔｅ　　　作業のデイスノくツチングを制御
するメインルーチン このルーチンは通信サブシステムにおいてタスクの実行
ごとに実行される。

Ｓｔａｒｔ　Ｔｈｒｅａｄ新スレッドの開始＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ 一品ギ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＼ ＣｏｍＳｙｓ 第２表について説明する。プログラム又はセグメントは
ＣｏｍＳｙｓと記してある。ＣｏｍＳｙｓはＰＡＳＣＡ
Ｌ言語のシンタックスに従っている。

先にリストしたようＫ，ＯＳのサービスについての参照
を含む全てのグロシージャは主グロシージャＥｘａｃｕ
ｔｅ　に先行する。また、プロシージャＳｔａｒｔ　　
Ｔｈｒｅａｄが識別される。ＳｔａｒｔＴｈｒｅａｄは
選択されたＣｏｍＳｙｓサブルーチンと交差接続される
。さらに、Ｓｔａｒｔ　　ＴｈｒｅａｄはＣＰＵホスト
に基づくデータ送信を行うアプリケーション又は遠隔の
ホストアプリケーションからネットワークを介して到着
するデータによって外部からの呼出しが可能である。

セグメン｝ＣｏｍＳｙｓの開始についていうと、主要な
構造の各々は制御ブロックによって表わされることがわ
かる。これらは、タイグループブロック、スレッドブロ
ック、作業要求ブロック及びコネクション制御ブロック
（ＣＣＢ）である。ロックブロック及び最も重要な作業
待ち行列も表わされている。これらの全ての構造はＰＡ
ＳＣＡＬのレコードタイプを使用している。このタイプ
によれば、１つのフォーム内における異種データタイプ
の原始の連関が可能となる。

プロシージャＥｘｅｃｕｔｅは各作業タスクの主処理ル
ープである。基本ループはＷＨＩ　ＬＥ−Ｄｏタイプで
、プール条件″ＲＵＮＮＩＮＧ″が真である限り継続す
る。

次に、プロシージャＥｘｅｃｕｔｅに続くグロシージャ
Ｓｔａｒｔ　　Ｔｈｒｅａｄについて説明する。新しい
スレッドはＣＰＵに基づくデータ送信を行っているアプ
リケーション又は遠隔のホストに基づくアプリケーショ
ンからネットワークを介して到着するデータなどのよう
な通信サブシステムへの外部からの刺激によって生成さ
れる。さらに、これらの通信サブシステム自身は自己の
通常の処理期間中に付加的なスレッドを生成する場合が
ある。

したがって、グロシージャＳｔａｒｔ　　Ｔｈｒｅａｄ
はプロシージャＥｘｅｃｕｔｅによっては直接的には呼
出されない。

Ｓｔａｒｔ　Ｔｈｓａｄは指定されたサービス又は作業
要求を含む新しいスレッドを生成する。スレッドは、そ
れが形成された後、そのサービス又は作業要求において
指定されたＣＣＢによって示されるような適切なタイグ
ループに待ち行列化される。

そのスレッドがタイグループの所有者である場合、それ
は使用可能なタスクがそれをみつけることができる作業
待ち行列に付加される。そのスレッドがタイグループの
所有者でない場合には、このときには作業待ち行列に置
かれない。しかしながら、そのスレッドがタイグループ
の所有者となるときは、グロシージャＥｘｅｃｕｔｅに
よって作業待ち行列に置かれる。

グロシージャＥｘｓｃｕｔｅは通信サブシステムにおい
てスレッドを処理する各タスクによって実行される。各
タスクは作業の準備が完了したとき、作業待ち行列から
最高優先順位のスレッドを取得し、それを実行する。作
業待ち行列上のスレッドは一時に１タイグループにつき
１つのスレッドだけが実行できるという制限を満たすこ
とがわがつている。というのは、スレッドはそれが最初
にタイグループの所有者になるまでは作業待ち行列に置
くことができないからである。同じタイグループについ
ての付加的なスレッドはタイグループ制御ブロックで待
ち行列化される。ＷＨＩＬＥ−ＲＵＮＮＩＮＧ−ＤＯル
ープで最初に呼出される機能はＧｅｔＷｏｒｋであるこ
とに留意されたい。プロ’／−ジャＧｅｔＷｏｒｋは１
つのロックを作業待ち行列に置いてその作業待ち行列を
テストする。

それは１つのスレッドを取得しそのスレッド及びそのロ
ックの両方を待ち行列から除去する。

次に、プロシージャＥｘｅｅａｔｅはそのスレッドによ
って指定されたサービス要求を実行する。スレッドがな
い場合にはこのときは作業は遂行されず、グロシージャ
Ｅｘｓｃｕｔｅは１つのスレッドが生成され作業待ち行
列に置かれるまで、待ち状態にされる。ＷＨＩ　ＬＥ−
ＲＵＮＮＩＮＧ−ＤＯループ内でネストされた最初のＷ
ＨＩＬＥ−Ｄｏループについて言及すると、作業はグロ
シージャＩｎｖｏｋｅ　Ｌａｙｅｒ　によって指定され
た通信レイヤに制御権を移すことによって遂行される。

プロシージャＩｎｖｏｋｅ　Ｌａｙｅｒ　　は関連する
ＣＣＨにおいて指名されたレイヤを呼出すことによって
指定されたスレッドについてトップサービス要求を実行
する。このレイヤは処理のため作業要求及びＣＣＢに渡
される。通信レイヤは通常は有限状態機械として記述さ
れる。そのＣＣＢは入力として現在の状態及び作業要求
を含む。そのレイヤのプロセスは付加的なサービス要求
を生成することがあるので、状態遷移を表わすためのＣ
ＣＢを更新する。

付加的にいえば、Ｉｎｖｏｋｅ　Ｌａｙｅｒ，　Ｌｏｃ
ｋ，Ｕｎｌｏｃｋ，Ｗａｉｔ及びＰｏｓｔ　のような多
くの定義された機能は明示コードを記述しないが、これ
らは標準的なオペレーティングシステムサービスを要求
する。

Ｉｎｖｏｋｅ　Ｌａｙｅｒルーチンによってサービス要
求が実行されると、そのタイグループの所有権は解放さ
れる。これはプロシージャＤｅｑＴｉｅによって実現さ
れる。グロシージャｐｓｑ　’ｒｉ　１３　ｈソｏタイ
グループに関連するＦＩＦＯ待ち行列から１つのスレッ
ドを削除する。その待ち行列における次の最初のスレッ
ドは、もしあれば、次のタイグループの所有者になる。

新しい所有者はその作業待ち行列に置かれるので、それ
を実行すべキタスクについての探索を継続することかで
きる。

もし付加的なサービス又は作業要求が存在するなら、そ
のスレッドは自己のタイグループで待ち行列化される。

もしそのスレッドが待ち行列における最初のものであれ
ば、このスレッドがタイグループの所有者となり、作業
待ち行列に置く必要なしに、現タスクによって実行でき
る。この特徴によれば、アプリケーションからの単一の
データ要求を、システム内でコネクションが存在しない
ときに、同じタスクを用いて通信レイヤを通すことが可
能となる。仮シにそのスレッドがタイグループの待ち行
列の最初のものでないとすれば、そのタスクはこのスレ
ッドの処理を停止して、作業待ち行列から別のスレッド
を取得しなければならなかったであろう。放棄されたス
レッドはタイグループの待ち行列に残って、そのスレッ
ドがタイグループの所有者になったとき何らかのタスク
によって作業待ち行列に置かれる。

グロシージャＥｘｅｃｕｔｅ内では、それは、実行され
たばかりの作業要求を除去し同じスレッドについて次の
作業要求を取得するグロシージャＧｅｔＮｅｘｔへの呼
出しである。別の作業要求がそのスレッドについて存在
すれば、タイグループに関連する待ち行列にそのスレッ
ドを付加するため、プロシージャＥｎｑ　Ｔｉｅが呼出
される。その待ち行列において最初のものであれば、こ
のスレッドはタイグループの所有者となシ、グロシージ
ャＥｘｅｃｕｔｅはネストされたＷＨＩＬＥ−ＤＯルー
プ内に残って、同じスレッドについての次の作業要求を
処理する。もしこのスレッドがタイグループの所有者で
ないなら、プロシージャＥｘｅｃｕｔｅは他のＷＨＩ　
ＬＥ−ＲＵＮＮＩＮＧ−Ｄｏループに残って、グロシー
ジャＧｅｔＷｏｒｋへの呼出シを介して別のスレッドを
選択する。

Ｅ．発明の効果 以上説明したように、本発明によれば、１以上のＣＰＵ
に基づくアプリケーションによって指定されるような通
信サブシステムの実行においてオペレーティングシステ
ムのディスパッチングを最大に行うことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は１つのホスト内のメッセージ処理の垂直方向の
動き及びホスト間の水平方向の動きを強調して示した複
数のレイヤを有するＩＳＯ　　ＯＳＩ参照モデルを表わ
す図、第２図はデータ構造及びそれについて行われる変
更を示す図、第５図は本発明に基づくタイグループカテ
ゴリの要約した表現を示す図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ＣＰＵに基づく第１のマルチタスキングオペレーティン
   グシステムからのタスクのディスパッチングと、呼出し
   可能な資源のセットを含むＣＰＵに基づく第２のマルチ
   タスキングオペレーティングシステムによつて適時にデ
   ィスパッチされる機能呼出しのスレツドとを同期化する
   下記の（ａ）ないし（ｃ）のステップを有する方法。 （ａ）下記の（イ）ないし（ハ）の条件で、スレツドに
   よる所有権を、そのスレツドにおける機能呼出しによつ
   て指名される第２のマルチタスキングオペレーティング
   システムの資源のうちの１つに結び付けるステップ。 （イ）そのスレツドはその資源に対してエンキューされ
   た唯一のスレツドであること。 （ロ）そのスレツドは他のいかなる資源も所有しないこ
   と。 （ハ）上記（イ）及び（ロ）でないときは、その資源に
   おける機能呼出しによつて指名される各資源に対して資
   源をエンキューすること。 （ｂ）タスクに対して資源を所有するスレツドをエンキ
   ューし、次に利用可能なタスクをタスクのスレツドの待
   ち行列における最初のスレツドに結び付けて、結び付け
   られたタスクによつて最初のスレツドの機能呼出しのう
   ちの所定の１つを実行するステップ。 （ｃ）実行の後、最初に結び付けられたスレツドに対し
   その資源の所有権を解放させ、その同じ資源に対して待
   ち行列化された次のスレツドをその資源の所有者として
   タスクに対してエンキユーするステップ。