JPH0452490B2 - - Google Patents
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- JPH0452490B2 JPH0452490B2 JP57147649A JP14764982A JPH0452490B2 JP H0452490 B2 JPH0452490 B2 JP H0452490B2 JP 57147649 A JP57147649 A JP 57147649A JP 14764982 A JP14764982 A JP 14764982A JP H0452490 B2 JPH0452490 B2 JP H0452490B2
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- task
- control
- program
- processing
- input
- Prior art date
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 56
- 238000007726 management method Methods 0.000 description 11
- 238000004886 process control Methods 0.000 description 11
- 239000000284 extract Substances 0.000 description 3
- 102000014778 Concentrative nucleoside transporters Human genes 0.000 description 1
- 108050005111 Concentrative nucleoside transporters Proteins 0.000 description 1
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 1
- 230000003247 decreasing effect Effects 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000000605 extraction Methods 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- 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
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
本発明は、計算機のオペレーテイング・システ
ム（以下、OSと略す）に係り、特に、OSプログ
ラムを効率よく制御する方式に関する。
ム（以下、OSと略す）に係り、特に、OSプログ
ラムを効率よく制御する方式に関する。
従来の計算機システムにおいて、プログラムが
システムの中の種々の資源を占有して実行する制
御はタスクと呼ばれる各々が個別に実行できるプ
ログラムに分割して行われていた。そして、OS
はタスクの種々の要求に応えるために、各資源の
利用状態や各タスクの実行状態を管理して、タス
クの実行制御を行つていた。これは、タスク制御
と呼ばれている。第１図は、入出力（Ｉ／Ｏ）装
置１９００を使用する従来のタスク制御方式を示
すものである。まず、タスクＡ１３００が入出力
制御プログラム１６００を発行すると、入出力装
置１９００を別のタスクが使用していないかを調
べる１６１０。これは、入出力装置１９００の使
用状況を管理しているテーブルUCB（Unit
Control Block）１８００において、該装置１９
００を使用中のタスク番号を格納するエリア１８
２０が空きでないかを判定して行う。空いていれ
ば、入出力占有制御１６２０処理が行なわれ、入
出力装置１９００はタスクＡ１３００によつて占
有され、入出力装置を起動するための制御処理１
５００が行なわれる。そして、入出力装置１９０
０の処理終了割込みがかかるまで、ビツト
WAIT１２３０をonにして待ち状態となりタス
クの制御は、タスクＡの制御テーブルTCB
（Task Control Block）．Ａ２２００の次に接続
されているTCB.B２２２１のタスクＢ１４００
に移る。このとき、現在実行中タスクのTCBを
示すポインタCTCBA２０３０にはタスクＢの
TCB２２２１のアドレスが入る。ところで、タ
スクの実行制御は、ポインタTPRQBB２０４０
で示されるRQPB２２２１０に実行の優先レベル
対応で接続されているTCBを順々に取出すこと
によつて行なわれる。タスクの制御がタスクＡ１
３００からＢ１４００に移り、タスクＢ１４００
が実行されると、タスクＡと同じ入出力装置を使
用する入出力制御プログラム１６００を発行す
る。ステツプ１６１０において、入出力装置１９
００はタスクＡが使用中であるため、ステツプ１
６３０に進み、タスクＢは該入出力装置空き待ち
状態になる。すなわち、UCB１８００の装置空
き待ちポインタ１８３０へTCB・Ｂ２２２１の
アドレスが格納されビツトENQ１２２１がonさ
れ、タスクＢ１４００の実行を中断する。そのあ
いだに、タスクＡ１３００の入出力処理が終了
し、終了割込みが出され、終了処理１７００が実
行され、入出力装置１９００の空き待ちが解除さ
れる。すなわち、TCB.A２２２０のビツト
WAIT１２３０がoffされ、TCB.B２２２１のビ
ツトENQ１２２１がoffされ、ポインタ１８３０
の接続が解され、エリア１８２０が空き状態にな
り再び、タスクＢ１４００が再実行可能となる。
タスクの実行権がＢ１４００に移り、ステツプ１
６３０の次から、再実行され、入出力装置１９０
０の使用中判定１６１０を通過すると、タスクＢ
が入出力装置１９００を占有し１６２０入出力装
置の起動処理を行うことができる。
システムの中の種々の資源を占有して実行する制
御はタスクと呼ばれる各々が個別に実行できるプ
ログラムに分割して行われていた。そして、OS
はタスクの種々の要求に応えるために、各資源の
利用状態や各タスクの実行状態を管理して、タス
クの実行制御を行つていた。これは、タスク制御
と呼ばれている。第１図は、入出力（Ｉ／Ｏ）装
置１９００を使用する従来のタスク制御方式を示
すものである。まず、タスクＡ１３００が入出力
制御プログラム１６００を発行すると、入出力装
置１９００を別のタスクが使用していないかを調
べる１６１０。これは、入出力装置１９００の使
用状況を管理しているテーブルUCB（Unit
Control Block）１８００において、該装置１９
００を使用中のタスク番号を格納するエリア１８
２０が空きでないかを判定して行う。空いていれ
ば、入出力占有制御１６２０処理が行なわれ、入
出力装置１９００はタスクＡ１３００によつて占
有され、入出力装置を起動するための制御処理１
５００が行なわれる。そして、入出力装置１９０
０の処理終了割込みがかかるまで、ビツト
WAIT１２３０をonにして待ち状態となりタス
クの制御は、タスクＡの制御テーブルTCB
（Task Control Block）．Ａ２２００の次に接続
されているTCB.B２２２１のタスクＢ１４００
に移る。このとき、現在実行中タスクのTCBを
示すポインタCTCBA２０３０にはタスクＢの
TCB２２２１のアドレスが入る。ところで、タ
スクの実行制御は、ポインタTPRQBB２０４０
で示されるRQPB２２２１０に実行の優先レベル
対応で接続されているTCBを順々に取出すこと
によつて行なわれる。タスクの制御がタスクＡ１
３００からＢ１４００に移り、タスクＢ１４００
が実行されると、タスクＡと同じ入出力装置を使
用する入出力制御プログラム１６００を発行す
る。ステツプ１６１０において、入出力装置１９
００はタスクＡが使用中であるため、ステツプ１
６３０に進み、タスクＢは該入出力装置空き待ち
状態になる。すなわち、UCB１８００の装置空
き待ちポインタ１８３０へTCB・Ｂ２２２１の
アドレスが格納されビツトENQ１２２１がonさ
れ、タスクＢ１４００の実行を中断する。そのあ
いだに、タスクＡ１３００の入出力処理が終了
し、終了割込みが出され、終了処理１７００が実
行され、入出力装置１９００の空き待ちが解除さ
れる。すなわち、TCB.A２２２０のビツト
WAIT１２３０がoffされ、TCB.B２２２１のビ
ツトENQ１２２１がoffされ、ポインタ１８３０
の接続が解され、エリア１８２０が空き状態にな
り再び、タスクＢ１４００が再実行可能となる。
タスクの実行権がＢ１４００に移り、ステツプ１
６３０の次から、再実行され、入出力装置１９０
０の使用中判定１６１０を通過すると、タスクＢ
が入出力装置１９００を占有し１６２０入出力装
置の起動処理を行うことができる。
以上のような処理が、入出力装置に関してタス
ク制御において行われている。ところで入出力装
置の使用は、タスクばかりでなく、OSにおいて、
主メモリと補助メモリとの配置交換を行うメモリ
管理などのために要求される。そのため、従来は
OSが優先して使用きるシステム用タスムを用意
して、メモリ管理などが行なわれていた。しか
し、OS処理には不用なタスク制御のもつ処理冗
長性のため、オーバヘツドが増加していた。
ク制御において行われている。ところで入出力装
置の使用は、タスクばかりでなく、OSにおいて、
主メモリと補助メモリとの配置交換を行うメモリ
管理などのために要求される。そのため、従来は
OSが優先して使用きるシステム用タスムを用意
して、メモリ管理などが行なわれていた。しか
し、OS処理には不用なタスク制御のもつ処理冗
長性のため、オーバヘツドが増加していた。
そこで、OSにおいて、タスクのように独立か
つ並行に実行可能なプロセス（以下、OSプロセ
スと呼ぶ）を、タスクとは独立にかつ優先度を高
くして、またOS特有の処理に限定することによ
つて高速に実行制御する方式を考えたいが、すで
に説明したように、入出力の起動制御は、待ちの
処理が伴うことと、実際には、装置の種類によつ
て異なるためそれらを管理するテーブルと処理プ
ログラムは相当複雑になり、作成容量が大きくな
ることが予想される。
つ並行に実行可能なプロセス（以下、OSプロセ
スと呼ぶ）を、タスクとは独立にかつ優先度を高
くして、またOS特有の処理に限定することによ
つて高速に実行制御する方式を考えたいが、すで
に説明したように、入出力の起動制御は、待ちの
処理が伴うことと、実際には、装置の種類によつ
て異なるためそれらを管理するテーブルと処理プ
ログラムは相当複雑になり、作成容量が大きくな
ることが予想される。
本発明の目的は、OSの一部（OSプロセス）を
タスク制御用の管理テーブルと処理プログラムを
用いて制御することができ、もつてOSプロセス
制御の処理を簡単にし、処理性を向上させ作成量
を節約できる、OS制御方法を提供することにあ
る。
タスク制御用の管理テーブルと処理プログラムを
用いて制御することができ、もつてOSプロセス
制御の処理を簡単にし、処理性を向上させ作成量
を節約できる、OS制御方法を提供することにあ
る。
本発明では、OSプロセス制御を一時的にタス
ク制御に渡すのを管理するテーブルと、渡す処理
を行うプログラムを設け、タスク制御用プログラ
ムを呼出し、該プログラムがタスクとして処理さ
れて終了後、再び、OSプロセス制御へもどる処
理を行うプログラムを設けて、OSプロセス制御
がタスク制御プログラムを共用できるようにし
た。
ク制御に渡すのを管理するテーブルと、渡す処理
を行うプログラムを設け、タスク制御用プログラ
ムを呼出し、該プログラムがタスクとして処理さ
れて終了後、再び、OSプロセス制御へもどる処
理を行うプログラムを設けて、OSプロセス制御
がタスク制御プログラムを共用できるようにし
た。
以下、本発明の一実施例を第２図から第７図に
より説明する。
より説明する。
第２図は、OSプロセス制御において、入出力
制御のような待ちが発生する場合の制御に対して
タスク制御と共用して行うための制御テーブル構
造を示すものである。OSプロセスの制御テーブ
ル類２１００において、ポインタTPOPQB２０
１０によつて示される待ち管理テーブルOPQB２
１１０があり、ポインタ２１１３，２１１４に
は、空きのDOPCB２１４０〜２１４３が接続さ
れている。該OSプロセスに起動要求が出された
とき、その制御に必要な情報を管理するために、
先頭の空きDOPCB２１４０がダイナミツクに割
当てられ、実行待ち行列ポインタ２１１２が示す
最後尾DOPCB２１３２の次に接続されて、該
OSプロセスが実行可能状態になる。実行は、実
行待ち行列ポインタ２１１１の先頭に接続されて
いるDOPCB２１３０に対応するOSプロセスか
ら順々に行なわれる。DOPCB２１３０の詳細は
第７図に示してある。DOPCB２１３０の各情報
を参照するための基準となるベース・アドレス
は、QFP７１３５のアドレスによつて示され、
QFP７１３５には、DOPCB２１３０の次に接続
されているDOPCB２１３１のアドレスが格納さ
れている。OSワークと呼ぶOSWK７１３１に
は、該OSプロセスのリターン・アドレスや退避
情報が格納され、スタツク・ポインタと呼ぶ
SPNT７１３４に格納されているアドレス値を増
減操作することにより、OSWK７１３１内のデ
ータが、格納されたり、取出されたりする。該
OSプロセスを起動するときに連絡される情報は
OSWK７１３８に格納される。該OSプロセスの
待ちなどの状態は、OPSTATE７１３６で管理
される。タスク制御に関するテーブル類は、第１
図で説明したものと同類のものである。
制御のような待ちが発生する場合の制御に対して
タスク制御と共用して行うための制御テーブル構
造を示すものである。OSプロセスの制御テーブ
ル類２１００において、ポインタTPOPQB２０
１０によつて示される待ち管理テーブルOPQB２
１１０があり、ポインタ２１１３，２１１４に
は、空きのDOPCB２１４０〜２１４３が接続さ
れている。該OSプロセスに起動要求が出された
とき、その制御に必要な情報を管理するために、
先頭の空きDOPCB２１４０がダイナミツクに割
当てられ、実行待ち行列ポインタ２１１２が示す
最後尾DOPCB２１３２の次に接続されて、該
OSプロセスが実行可能状態になる。実行は、実
行待ち行列ポインタ２１１１の先頭に接続されて
いるDOPCB２１３０に対応するOSプロセスか
ら順々に行なわれる。DOPCB２１３０の詳細は
第７図に示してある。DOPCB２１３０の各情報
を参照するための基準となるベース・アドレス
は、QFP７１３５のアドレスによつて示され、
QFP７１３５には、DOPCB２１３０の次に接続
されているDOPCB２１３１のアドレスが格納さ
れている。OSワークと呼ぶOSWK７１３１に
は、該OSプロセスのリターン・アドレスや退避
情報が格納され、スタツク・ポインタと呼ぶ
SPNT７１３４に格納されているアドレス値を増
減操作することにより、OSWK７１３１内のデ
ータが、格納されたり、取出されたりする。該
OSプロセスを起動するときに連絡される情報は
OSWK７１３８に格納される。該OSプロセスの
待ちなどの状態は、OPSTATE７１３６で管理
される。タスク制御に関するテーブル類は、第１
図で説明したものと同類のものである。
さて、第３図において現在実行中のOSプロセ
ス（DOPCB２１３０に対応）が入出力制御のた
めのOSプロセス・プログラムOPRWP３０００
を呼出し、入出力装置空き待ちが発生する場合の
管理方式について説明する。まず、OSプロセス
をタスク化するための処理CHGT３１００が行
われ、ステツプ３２００において、タスク制御用
の入出力制御プログラム１６００が実行され、途
中で入出力装置空き待ちや終了割込み待ちが生じ
た場合、OSプロセスが通常のタスクと同様にし
て扱われ、待たされる。そして、再実行されると
きもタスクと同様に扱われて行われる。さらに
は、入出力装置の処理が終り、終了割込みがかか
り、入出力制御の終了処理までもタスクと同様に
扱われて制御される。これら一連の入出力制御処
理が終了すると、それまでタスク・モードになつ
ていたOSプロセスを元のOSプロセスのモードに
復帰させるために、ステツプ３３００において
CHGPを実行する。そして、OPRWP３０００の
処理が終了させられ、制御は、OSプロセスのデ
イスバツチヤ（実行可能なOSプロセスを取出し
実行するプログラム）へ移される３４００。
ス（DOPCB２１３０に対応）が入出力制御のた
めのOSプロセス・プログラムOPRWP３０００
を呼出し、入出力装置空き待ちが発生する場合の
管理方式について説明する。まず、OSプロセス
をタスク化するための処理CHGT３１００が行
われ、ステツプ３２００において、タスク制御用
の入出力制御プログラム１６００が実行され、途
中で入出力装置空き待ちや終了割込み待ちが生じ
た場合、OSプロセスが通常のタスクと同様にし
て扱われ、待たされる。そして、再実行されると
きもタスクと同様に扱われて行われる。さらに
は、入出力装置の処理が終り、終了割込みがかか
り、入出力制御の終了処理までもタスクと同様に
扱われて制御される。これら一連の入出力制御処
理が終了すると、それまでタスク・モードになつ
ていたOSプロセスを元のOSプロセスのモードに
復帰させるために、ステツプ３３００において
CHGPを実行する。そして、OPRWP３０００の
処理が終了させられ、制御は、OSプロセスのデ
イスバツチヤ（実行可能なOSプロセスを取出し
実行するプログラム）へ移される３４００。
第４図に、CHGT３１００の詳細処理を示す。
ステツプ３１１０において、リターンアドレス
をDOPCB２１３０のOSワークOSWK７１３１
に退避する。そして、ステツプ３１２０におい
て、OSプロセス用にOTQB２１２１，２１２２
に接続されていてあらかじめ用意されている
TCB（以降OTCBと呼ぶ）２１５０を確保し、ポ
インタDOPCBA２１２３に接続する。もし、空
きのOTCBが確保できない場合は、レジスタ類
をいつたん、OSワークOSWK７１３１に退避し
て（ステツプ３１６０）、OTCB空き待状態とす
るため、OTCB空き待行列ポインタOTCBENQ
２１６０にDOPCB２１３０を接続する（ステツ
プ３１７０）。そして、OSプロセス・デイスパツ
チヤOPDISP2５１００（第５図）へ制御を渡し、
他のOSプロセスを取出してそれに実行権を移し、
OTCBが空くまで待つ（ステツプ３１８０）。
OTCBが空きになり、再び、該OSプロセスへ実
行権がもどつてくると、該OSワークOSWK７１
３１よりレジスタ類を回復し（ステツプ３１９
０）、ステツプ３１２０へもどる。
をDOPCB２１３０のOSワークOSWK７１３１
に退避する。そして、ステツプ３１２０におい
て、OSプロセス用にOTQB２１２１，２１２２
に接続されていてあらかじめ用意されている
TCB（以降OTCBと呼ぶ）２１５０を確保し、ポ
インタDOPCBA２１２３に接続する。もし、空
きのOTCBが確保できない場合は、レジスタ類
をいつたん、OSワークOSWK７１３１に退避し
て（ステツプ３１６０）、OTCB空き待状態とす
るため、OTCB空き待行列ポインタOTCBENQ
２１６０にDOPCB２１３０を接続する（ステツ
プ３１７０）。そして、OSプロセス・デイスパツ
チヤOPDISP2５１００（第５図）へ制御を渡し、
他のOSプロセスを取出してそれに実行権を移し、
OTCBが空くまで待つ（ステツプ３１８０）。
OTCBが空きになり、再び、該OSプロセスへ実
行権がもどつてくると、該OSワークOSWK７１
３１よりレジスタ類を回復し（ステツプ３１９
０）、ステツプ３１２０へもどる。
OTCB２１５０が確保されれば、ステツプ３
１３０において、実行待ち行列ポインタ２１１１
の先頭に接続されている現在実行中のOSプロセ
スのDOPCB２１３０をはずし、OSプロセス待
ち管理ブロツクOTQB２１２０のポインタ
DOPTA２１２４に接続する。また、現在実行中
のタスクを示すポインタCTCBA２０３０には、
実TCB２２２１が接続されているので、OTCB
２１５０と接続替えをする。OTCB２１５０に
待ちが生じた場合に、タスクのデイスパツチヤに
より、実TCB２２２１のタスクすなわち、本来
のタスクが再実行されるように、OTCB２１５
０の次に実TCB２２２１を接続する。また、
OTCB２１５０にはタスクのローデイング・ポ
イント（タスクの実行処理を開始するプログラム
の位置）やOSワークのアドレスが求められるよ
うに情報をセツト等して、タスクと同一の環境に
する（ステツプ３１４０）。そして、ステツプ３
１５０によつて、CHGT３１００のCALL元へ戻
る。
１３０において、実行待ち行列ポインタ２１１１
の先頭に接続されている現在実行中のOSプロセ
スのDOPCB２１３０をはずし、OSプロセス待
ち管理ブロツクOTQB２１２０のポインタ
DOPTA２１２４に接続する。また、現在実行中
のタスクを示すポインタCTCBA２０３０には、
実TCB２２２１が接続されているので、OTCB
２１５０と接続替えをする。OTCB２１５０に
待ちが生じた場合に、タスクのデイスパツチヤに
より、実TCB２２２１のタスクすなわち、本来
のタスクが再実行されるように、OTCB２１５
０の次に実TCB２２２１を接続する。また、
OTCB２１５０にはタスクのローデイング・ポ
イント（タスクの実行処理を開始するプログラム
の位置）やOSワークのアドレスが求められるよ
うに情報をセツト等して、タスクと同一の環境に
する（ステツプ３１４０）。そして、ステツプ３
１５０によつて、CHGT３１００のCALL元へ戻
る。
第６図に、CHGP３３００の詳細を示す。ま
ず、現在使用中のOTCB２１５０をDOPCBA２
１２３からはずし、もとの管理テーブル２１２
１，２１２２にもどし空き状態にする（ステツプ
３３１０）。そして、OTCB２１５０の空きを待
つていたOSプロセスを解除し、OSプロセス実行
待行列へ再登録する（ステツプ３３２０）。さら
に、今までOTCB２１５０を使用していたOSプ
ロセスのDOPCB２１３０をDOPTA２１２４か
らはずして実行待ち行列の最後尾へ再接続して、
再び該OSプロセスが本来のモードで実行可能な
ようにする（ステツプ３３３０）。
ず、現在使用中のOTCB２１５０をDOPCBA２
１２３からはずし、もとの管理テーブル２１２
１，２１２２にもどし空き状態にする（ステツプ
３３１０）。そして、OTCB２１５０の空きを待
つていたOSプロセスを解除し、OSプロセス実行
待行列へ再登録する（ステツプ３３２０）。さら
に、今までOTCB２１５０を使用していたOSプ
ロセスのDOPCB２１３０をDOPTA２１２４か
らはずして実行待ち行列の最後尾へ再接続して、
再び該OSプロセスが本来のモードで実行可能な
ようにする（ステツプ３３３０）。
第５図は、実行可能なOSプロセスを選び出し、
該OSプロセスを実行させるOSプロセス・デイス
パツチヤOPDISP1５０００、OPDISP2５１００
の処理手順を示す。通常は、OPDISP５０００が
呼出され、まずリターン・アドレスがその処理プ
ログラム内に設けられた自ワーク・エリアに退避
される（ステツプ５０１０）。そして、DOPCBA
２１２３を見てタスク化されたOSプロセスがあ
るかを判定し、その中から、ビツトENQ、
WAITがoff状態にある実行可能なOTCB２１５
０を取出し（ステツプ５０２０）、該OTCB２１
５０のOSワーク・アドレスがOTQB２１２５に
あらかじめ格納されているので取出しベースアド
レスとしてレジスタにセツトする（ステツプ５０
３０）。次に、該OTCBのアドレスをCTCBA２
０３０にセツトするとともに、前CTCBA２０３
０が示すTCB２２２１のアドレスを該OTCBの
次に接続するなどしてタスクの環境をセツトし
（ステツプ５０４０）、該OSワークよりリター
ン・アドレスを取出し（ステツプ５０５０）、該
OSプロセスをタスク化して中断点から再実行す
る（ステツプ５０６０）。もし、ステツプ５０２
０において、該当するOTCBが存在しない場合
は、OSプロセス実行待ち行列OPQB２１１１，
２１１２より先頭のDOPCB２１３０が取り出さ
れ（ステツプ５０７０）、該OSワークOSWK７
１３１よりリターン・アドレスが取出され（ステ
ツプ５０５０）、該OSプロセスが実行される（ス
テツプ５０６０）。もし、ステツプ５０７０にお
いて、実行待ちのOSプロセスが存在しない場合
には、自ワークよりリターン・アドレスを取出し
（ステツプ５０８０）、OPDISP1５０００の
CALL元へリターンする（ステツプ５０９０）。
該OSプロセスを実行させるOSプロセス・デイス
パツチヤOPDISP1５０００、OPDISP2５１００
の処理手順を示す。通常は、OPDISP５０００が
呼出され、まずリターン・アドレスがその処理プ
ログラム内に設けられた自ワーク・エリアに退避
される（ステツプ５０１０）。そして、DOPCBA
２１２３を見てタスク化されたOSプロセスがあ
るかを判定し、その中から、ビツトENQ、
WAITがoff状態にある実行可能なOTCB２１５
０を取出し（ステツプ５０２０）、該OTCB２１
５０のOSワーク・アドレスがOTQB２１２５に
あらかじめ格納されているので取出しベースアド
レスとしてレジスタにセツトする（ステツプ５０
３０）。次に、該OTCBのアドレスをCTCBA２
０３０にセツトするとともに、前CTCBA２０３
０が示すTCB２２２１のアドレスを該OTCBの
次に接続するなどしてタスクの環境をセツトし
（ステツプ５０４０）、該OSワークよりリター
ン・アドレスを取出し（ステツプ５０５０）、該
OSプロセスをタスク化して中断点から再実行す
る（ステツプ５０６０）。もし、ステツプ５０２
０において、該当するOTCBが存在しない場合
は、OSプロセス実行待ち行列OPQB２１１１，
２１１２より先頭のDOPCB２１３０が取り出さ
れ（ステツプ５０７０）、該OSワークOSWK７
１３１よりリターン・アドレスが取出され（ステ
ツプ５０５０）、該OSプロセスが実行される（ス
テツプ５０６０）。もし、ステツプ５０７０にお
いて、実行待ちのOSプロセスが存在しない場合
には、自ワークよりリターン・アドレスを取出し
（ステツプ５０８０）、OPDISP1５０００の
CALL元へリターンする（ステツプ５０９０）。
本実施例によれば、OSプロセス制御処理にお
いて、メモリ管理などのために入出力制御を行う
場合に、タスク制御が行なつている入出力制御を
共用するので、待ち管理や終了割込み処理のよう
な複雑な処理を新たに別に作成する手間が省け、
また処理ロジツクが簡略されるため性能が向上す
るという効果がある。
いて、メモリ管理などのために入出力制御を行う
場合に、タスク制御が行なつている入出力制御を
共用するので、待ち管理や終了割込み処理のよう
な複雑な処理を新たに別に作成する手間が省け、
また処理ロジツクが簡略されるため性能が向上す
るという効果がある。
本発明によれば、純OSとタスクとの中間に位
置し、高速かつプログラムが作り易いという両者
の性質を合わせもつOSプロセス制御の管理テー
ブルと処理プログラムが、従来のタスク制御の管
理テーブルと処理プログラムの様式をうまく利用
して比較的簡単に実現でき性能が向上するという
効果がある。
置し、高速かつプログラムが作り易いという両者
の性質を合わせもつOSプロセス制御の管理テー
ブルと処理プログラムが、従来のタスク制御の管
理テーブルと処理プログラムの様式をうまく利用
して比較的簡単に実現でき性能が向上するという
効果がある。
第１図は、入出力制御を行うタスク制御の管理
テーブルと処理プログラムを示す。第２図は、
OSプロセス制御とタスク制御のテーブル構造を
示す。第３図は、OSプロセス制御におけるタス
ク制御用プログラム利用処理プログラムを示す。
第４図は、OSプロセスのタスク化処理プログラ
ムを示す。第５図は、OSプロセスの取出しと実
行を行う処理プログラムを示す。第６図は、タス
ク化されたOSプロセスをもとにもどす処理プロ
グラムを示す。第７図は、OSプロセスに対して
ダイナミツクに割当てられる制御テーブルの構造
を示す。 ２１１０…OSプロセス制御テーブルの実行待
ちと空き待ちの管理を行うテーブル、２１３０…
OSプロセスの状態を管理する制御テーブル、２
１２０…OSプロセスのタスク化を管理するテー
ブル、２１５０…OSプロセス用にあらかじめ用
意されているタスク制御テーブル、２１６０…タ
スク化されたOSプロセスを待たせるポインタ、
３０００…OSプロセスの入出力制御プログラム、
３１００…OSプロセスをタスク化するプログラ
ム、５０００，５１００…実行可能なOSプロセ
スを取出して実行するプログラム、３３００…タ
スク化されたOSプロセスを元へもどすプログラ
ム。
テーブルと処理プログラムを示す。第２図は、
OSプロセス制御とタスク制御のテーブル構造を
示す。第３図は、OSプロセス制御におけるタス
ク制御用プログラム利用処理プログラムを示す。
第４図は、OSプロセスのタスク化処理プログラ
ムを示す。第５図は、OSプロセスの取出しと実
行を行う処理プログラムを示す。第６図は、タス
ク化されたOSプロセスをもとにもどす処理プロ
グラムを示す。第７図は、OSプロセスに対して
ダイナミツクに割当てられる制御テーブルの構造
を示す。 ２１１０…OSプロセス制御テーブルの実行待
ちと空き待ちの管理を行うテーブル、２１３０…
OSプロセスの状態を管理する制御テーブル、２
１２０…OSプロセスのタスク化を管理するテー
ブル、２１５０…OSプロセス用にあらかじめ用
意されているタスク制御テーブル、２１６０…タ
スク化されたOSプロセスを待たせるポインタ、
３０００…OSプロセスの入出力制御プログラム、
３１００…OSプロセスをタスク化するプログラ
ム、５０００，５１００…実行可能なOSプロセ
スを取出して実行するプログラム、３３００…タ
スク化されたOSプロセスを元へもどすプログラ
ム。
Claims (1)
- １ 処理装置と主メモリとからなる計算機システ
ムにおいて、一般的なプログラムの処理単位であ
るタスクの動作状態を管理する第１のテーブル
と、OSプログラムの独立かつ並行して実行でき
る部分を一つのOSプロセスとして割当て管理す
る第２のテーブルを設け、該タスクより優先度の
高いレベルで、該OSプログラムを該第２のテー
ブルに基づき実行制御するとともに、特定のOS
プロセスに対し一時的に該第１のテーブルを与え
ることにより、該タスクの実行と同じ処理手順
で、該特定のプロセスの実行を該第１のテーブル
に基づき制御することを特徴とするOSの制御方
式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14764982A JPS5938855A (ja) | 1982-08-27 | 1982-08-27 | Ｏｓの制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP14764982A JPS5938855A (ja) | 1982-08-27 | 1982-08-27 | Ｏｓの制御方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS5938855A JPS5938855A (ja) | 1984-03-02 |
| JPH0452490B2 true JPH0452490B2 (ja) | 1992-08-24 |
Family
ID=15435118
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP14764982A Granted JPS5938855A (ja) | 1982-08-27 | 1982-08-27 | Ｏｓの制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS5938855A (ja) |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5896350A (ja) * | 1981-12-02 | 1983-06-08 | Hitachi Ltd | Ｏｓのスケジユ−リング方式 |
-
1982
- 1982-08-27 JP JP14764982A patent/JPS5938855A/ja active Granted
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5896350A (ja) * | 1981-12-02 | 1983-06-08 | Hitachi Ltd | Ｏｓのスケジユ−リング方式 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS5938855A (ja) | 1984-03-02 |
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