JPH05158710A - タイマ管理方式 - Google Patents
タイマ管理方式Info
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- JPH05158710A JPH05158710A JP32416491A JP32416491A JPH05158710A JP H05158710 A JPH05158710 A JP H05158710A JP 32416491 A JP32416491 A JP 32416491A JP 32416491 A JP32416491 A JP 32416491A JP H05158710 A JPH05158710 A JP H05158710A
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- Japan
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- time
- tick
- control
- elapsed
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Abstract
(57)【要約】
【目的】周期割込み型ＯＳにはそのＯＳに固有のチック
毎の割込みを与え、インタバルタイマ型ＯＳに対して
は、本来のそのＯＳの割込みのみを与えることができ、
オーバヘッドを小さくする。 【構成】周期割込み型ＯＳ１２がＶＭモニタ１１により
最も最近に制御を取上げられた際の時刻を設定する時刻
記憶領域１６を設け、ＯＳ１２に再度制御を渡す際は、
システム時計１８の示す現在時刻と領域１６の設定時刻
との差（制御を取上げられてからの経過時間）に相当す
る経過チック数を求め、経過チック記憶領域１７を介し
ＯＳ１２に伝える。このＯＳ１２は制御を渡されると、
内部時計を領域１７の示す経過チック数分だけ進めた
後、自身に固有のチックをインタバルタイマ１４に毎回
設定して周期割込みを実現する。一方、インタバルタイ
マ型ＯＳ１３は、制御を渡されると、本来のインタバル
タイマ制御を行う。
毎の割込みを与え、インタバルタイマ型ＯＳに対して
は、本来のそのＯＳの割込みのみを与えることができ、
オーバヘッドを小さくする。 【構成】周期割込み型ＯＳ１２がＶＭモニタ１１により
最も最近に制御を取上げられた際の時刻を設定する時刻
記憶領域１６を設け、ＯＳ１２に再度制御を渡す際は、
システム時計１８の示す現在時刻と領域１６の設定時刻
との差（制御を取上げられてからの経過時間）に相当す
る経過チック数を求め、経過チック記憶領域１７を介し
ＯＳ１２に伝える。このＯＳ１２は制御を渡されると、
内部時計を領域１７の示す経過チック数分だけ進めた
後、自身に固有のチックをインタバルタイマ１４に毎回
設定して周期割込みを実現する。一方、インタバルタイ
マ型ＯＳ１３は、制御を渡されると、本来のインタバル
タイマ制御を行う。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】この発明は、仮想計算機システム
あるいはマルチＯＳシステムにおけるタイマ管理方式に
関する。
あるいはマルチＯＳシステムにおけるタイマ管理方式に
関する。
【０００２】
【従来の技術】一般に、仮想計算機システムやマルチＯ
Ｓシステムにおいて、オペレーティングシステム（Ｏ
Ｓ）のタイマ制御は、インタバルタイマ方式か、一定周
期（チック）毎に割込まれる方式（周期割込み方式）の
いずれか一方で統一する必要がある。
Ｓシステムにおいて、オペレーティングシステム（Ｏ
Ｓ）のタイマ制御は、インタバルタイマ方式か、一定周
期（チック）毎に割込まれる方式（周期割込み方式）の
いずれか一方で統一する必要がある。
【０００３】このため従来は、インタバルタイマ方式の
システム上でチック毎に割込まれるＯＳ（周期割込み型
ＯＳ）を動かそうとする場合には、インタバルタイマを
最小のチックにして全ＯＳを同一のチックで制御しなけ
ればならなかった。
システム上でチック毎に割込まれるＯＳ（周期割込み型
ＯＳ）を動かそうとする場合には、インタバルタイマを
最小のチックにして全ＯＳを同一のチックで制御しなけ
ればならなかった。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上記したように従来
は、インタバルタイマ方式のシステム上でチック毎に割
込まれる周期割込み型ＯＳを動かすには、最小のチック
のＯＳに合わせた制御を各ＯＳで行わせる必要があっ
た。このため、インタバルタイマ方式のＯＳ（リアルタ
イムＯＳ）も、チック毎に割込むので、オーバヘッドが
大きいという問題があった。
は、インタバルタイマ方式のシステム上でチック毎に割
込まれる周期割込み型ＯＳを動かすには、最小のチック
のＯＳに合わせた制御を各ＯＳで行わせる必要があっ
た。このため、インタバルタイマ方式のＯＳ（リアルタ
イムＯＳ）も、チック毎に割込むので、オーバヘッドが
大きいという問題があった。
【０００５】この発明は上記事情に鑑みてなされたもの
でその目的は、チック毎に割込まれる必要がある周期割
込み型ＯＳには、そのＯＳに固有のチック毎の割込みを
与え、インタバルタイマ方式のＯＳ（インタバルタイマ
型ＯＳ）に対しては、本来のそのＯＳの割込みのみを与
えることができ、もってオーバヘッドが小さくできるタ
イマ管理方式を提供することにある。
でその目的は、チック毎に割込まれる必要がある周期割
込み型ＯＳには、そのＯＳに固有のチック毎の割込みを
与え、インタバルタイマ方式のＯＳ（インタバルタイマ
型ＯＳ）に対しては、本来のそのＯＳの割込みのみを与
えることができ、もってオーバヘッドが小さくできるタ
イマ管理方式を提供することにある。
【０００６】
【課題を解決するための手段】この発明は、少なくとも
１つの周期割込み型ＯＳおよび少なくとも１つのインタ
バルタイマ型ＯＳが共存する仮想計算機システムあるい
はマルチＯＳシステムにおいて、システムに存在する周
期割込み型ＯＳ毎に、そのＯＳがＯＳ切替えを制御する
制御手段（ＶＭモニタ）により最も最近に制御を取上げ
られた際の時刻を設定するための時刻記憶手段を設ける
と共に、上記制御手段が周期割込み型ＯＳから制御を取
上げた際には、その際のシステム時計の示す時刻を制御
手段自身がこのＯＳに対応して時刻記憶手段に設定し、
上記周期割込み型ＯＳが制御手段から制御を渡された際
には、同ＯＳが、自身の内部時計を、システム時計の示
す現在時刻と同ＯＳに対応して時刻記憶手段に設定され
ている時刻との差で示される経過時間に相当する経過チ
ック数分だけ進めた後、インタバルタイマに自身に固有
のチックを設定し、しかる後、インタバルタイマからの
タイマ割込み毎にこのチック設定を繰返す構成としたこ
とを特徴とするものである。
１つの周期割込み型ＯＳおよび少なくとも１つのインタ
バルタイマ型ＯＳが共存する仮想計算機システムあるい
はマルチＯＳシステムにおいて、システムに存在する周
期割込み型ＯＳ毎に、そのＯＳがＯＳ切替えを制御する
制御手段（ＶＭモニタ）により最も最近に制御を取上げ
られた際の時刻を設定するための時刻記憶手段を設ける
と共に、上記制御手段が周期割込み型ＯＳから制御を取
上げた際には、その際のシステム時計の示す時刻を制御
手段自身がこのＯＳに対応して時刻記憶手段に設定し、
上記周期割込み型ＯＳが制御手段から制御を渡された際
には、同ＯＳが、自身の内部時計を、システム時計の示
す現在時刻と同ＯＳに対応して時刻記憶手段に設定され
ている時刻との差で示される経過時間に相当する経過チ
ック数分だけ進めた後、インタバルタイマに自身に固有
のチックを設定し、しかる後、インタバルタイマからの
タイマ割込み毎にこのチック設定を繰返す構成としたこ
とを特徴とするものである。
【０００７】
【作用】上記の構成においては、チック毎に割り込まれ
る必要のある周期割込み型ＯＳの制御がＶＭモニタ（制
御手段）によって取上げられると、その際のシステム時
計の示す時刻が、ＶＭモニタにより、そのＯＳに対応し
て時刻記憶手段に設定される。
る必要のある周期割込み型ＯＳの制御がＶＭモニタ（制
御手段）によって取上げられると、その際のシステム時
計の示す時刻が、ＶＭモニタにより、そのＯＳに対応し
て時刻記憶手段に設定される。
【０００８】この周期割込み型ＯＳに対し、ＶＭモニタ
により再び制御を渡す際には、その際のシステム時計の
示す時刻（現在時刻）と同ＯＳに対応して時刻記憶手段
に設定されている時刻（即ち、ＶＭモニタにより最も最
近に同ＯＳの制御を取上げられた際の時刻）との差がと
られて、同ＯＳが最も最近に制御を取上げられてから現
在時刻までの経過時間が求められ、その経過時間を、例
えば同ＯＳに対応してチック記憶手段に予め設定されて
いる同ＯＳに固有のチック値で割ることで、同ＯＳが制
御を取上げられている間に何チック分進んだかを示す経
過チック数が算出される。
により再び制御を渡す際には、その際のシステム時計の
示す時刻（現在時刻）と同ＯＳに対応して時刻記憶手段
に設定されている時刻（即ち、ＶＭモニタにより最も最
近に同ＯＳの制御を取上げられた際の時刻）との差がと
られて、同ＯＳが最も最近に制御を取上げられてから現
在時刻までの経過時間が求められ、その経過時間を、例
えば同ＯＳに対応してチック記憶手段に予め設定されて
いる同ＯＳに固有のチック値で割ることで、同ＯＳが制
御を取上げられている間に何チック分進んだかを示す経
過チック数が算出される。
【０００９】以上の経過チック数の算出は例えばＶＭモ
ニタによって行われ、制御を渡そうとする周期割込み型
ＯＳに通知される。この経過チック数の通知は、例え
ば、制御を渡そうとする周期割込み型ＯＳから参照可能
な記憶手段（経過チック記憶手段）に同経過チック数が
設定されることにより実現される。
ニタによって行われ、制御を渡そうとする周期割込み型
ＯＳに通知される。この経過チック数の通知は、例え
ば、制御を渡そうとする周期割込み型ＯＳから参照可能
な記憶手段（経過チック記憶手段）に同経過チック数が
設定されることにより実現される。
【００１０】ＶＭモニタから制御を渡された周期割込み
型ＯＳは、自身の内部時計を上記通知された経過チック
数分進める。即ち周期割込み型ＯＳは、制御を取上げら
れていた間に進むはずのチック数分だけ、自身の内部時
計を補正する。そして周期割込み型ＯＳは、インタバル
タイマに自身に固有のチックを設定し、しかる後、イン
タバルタイマからのタイマ割込み毎にこのチック設定を
繰返す。
型ＯＳは、自身の内部時計を上記通知された経過チック
数分進める。即ち周期割込み型ＯＳは、制御を取上げら
れていた間に進むはずのチック数分だけ、自身の内部時
計を補正する。そして周期割込み型ＯＳは、インタバル
タイマに自身に固有のチックを設定し、しかる後、イン
タバルタイマからのタイマ割込み毎にこのチック設定を
繰返す。
【００１１】このように周期割込み型ＯＳは、ＶＭモニ
タから制御を渡されている間だけ、即ち自身が動いてい
る間だけ、自身に固有のチックをインタバルタイマに毎
回設定して周期割込みを実現する。この周期割込み型Ｏ
Ｓの制御が取上げられている間は、インタバルタイマは
他のＯＳにより使用されるため、この周期割込み型ＯＳ
の内部時計は停止される。しかし、この周期割込み型Ｏ
Ｓに再び制御が渡されると、その停止時間に相当する経
過チック数だけ内部時計が進められて正しい値に補正さ
れるので、周期割込み型ＯＳは他の同様のＯＳのチック
値に何等影響を受けずに正しく動作できる。
タから制御を渡されている間だけ、即ち自身が動いてい
る間だけ、自身に固有のチックをインタバルタイマに毎
回設定して周期割込みを実現する。この周期割込み型Ｏ
Ｓの制御が取上げられている間は、インタバルタイマは
他のＯＳにより使用されるため、この周期割込み型ＯＳ
の内部時計は停止される。しかし、この周期割込み型Ｏ
Ｓに再び制御が渡されると、その停止時間に相当する経
過チック数だけ内部時計が進められて正しい値に補正さ
れるので、周期割込み型ＯＳは他の同様のＯＳのチック
値に何等影響を受けずに正しく動作できる。
【００１２】さて、上記の構成によれば、周期割込み型
ＯＳが制御を取上げられている間は、インタバルタイマ
はチック設定から解放される。このため、ＶＭモニタか
らインタバルタイマ型ＯＳに対して制御を渡された場
合、このインタバルタイマ型ＯＳは、インタバルタイマ
を用い、周期割込み型ＯＳのチックの影響を全く受けず
に本来のタイマサービス制御を行うことができる。
ＯＳが制御を取上げられている間は、インタバルタイマ
はチック設定から解放される。このため、ＶＭモニタか
らインタバルタイマ型ＯＳに対して制御を渡された場
合、このインタバルタイマ型ＯＳは、インタバルタイマ
を用い、周期割込み型ＯＳのチックの影響を全く受けず
に本来のタイマサービス制御を行うことができる。
【００１３】
【実施例】図１はこの発明のタイマ管理方式を仮想計算
機システムに適用した場合の一実施例を示すブロック構
成図である。
機システムに適用した場合の一実施例を示すブロック構
成図である。
【００１４】図１において、１１はＯＳの切替えを制御
する仮想記憶モニタ（以下、ＶＭモニタと称する）であ
る。ＶＭモニタ１１は、次に述べるＯＳ１２，１３のど
ちらを動かすかを選択し、制御の付与、取上げを行う。
する仮想記憶モニタ（以下、ＶＭモニタと称する）であ
る。ＶＭモニタ１１は、次に述べるＯＳ１２，１３のど
ちらを動かすかを選択し、制御の付与、取上げを行う。
【００１５】１２はチック毎に割込まれる必要があるＯ
Ｓ（以下、周期割込み型ＯＳと称する）である。この周
期割込み型ＯＳ１２は、例えばＵＮＩＸ（ＡＴ＆Ｔベル
研究所が開発し、ＡＴ＆ＴがライセンスしているＯＳ）
等で代表される標準ＯＳ（ＴＳＳ型ＯＳ、インタラクテ
ィブ型ＯＳ）である。周期割込み型ＯＳ１２は、自身に
固有のチックにより動く内部時計（ソフトウェア時計）
を有しており、ＶＭモニタ１１から制御が渡された場合
には、その内部時計を後述する経過チック記憶領域１７
の内容（経過チック数）をもとに補正し、以後インタバ
ルタイマ１４にチックを毎回設定して周期割込みを実現
する。
Ｓ（以下、周期割込み型ＯＳと称する）である。この周
期割込み型ＯＳ１２は、例えばＵＮＩＸ（ＡＴ＆Ｔベル
研究所が開発し、ＡＴ＆ＴがライセンスしているＯＳ）
等で代表される標準ＯＳ（ＴＳＳ型ＯＳ、インタラクテ
ィブ型ＯＳ）である。周期割込み型ＯＳ１２は、自身に
固有のチックにより動く内部時計（ソフトウェア時計）
を有しており、ＶＭモニタ１１から制御が渡された場合
には、その内部時計を後述する経過チック記憶領域１７
の内容（経過チック数）をもとに補正し、以後インタバ
ルタイマ１４にチックを毎回設定して周期割込みを実現
する。
【００１６】１３は例えばリアルタイムＯＳなどのイン
タバルタイマ方式のＯＳ（以下、インタバルタイマ型Ｏ
Ｓと称する）である。インタバルタイマ型ＯＳ１３は、
本実施例構成により、チックの影響を受けずに、本来の
方式でそのまま動作できるようになっている。
タバルタイマ方式のＯＳ（以下、インタバルタイマ型Ｏ
Ｓと称する）である。インタバルタイマ型ＯＳ１３は、
本実施例構成により、チックの影響を受けずに、本来の
方式でそのまま動作できるようになっている。
【００１７】１４は設定された時間経過後に割込みを発
生するインタバルタイマである。インタバルタイマ１４
は、周期割込み型ＯＳ１２からはチックの設定のために
使用され、インタバルタイマ型ＯＳ１３からは本来の動
作（タイマ割込み）のために使用される。
生するインタバルタイマである。インタバルタイマ１４
は、周期割込み型ＯＳ１２からはチックの設定のために
使用され、インタバルタイマ型ＯＳ１３からは本来の動
作（タイマ割込み）のために使用される。
【００１８】１５は周期割込み型ＯＳ１２のチックの値
が設定される記憶領域（チック記憶領域）、１６は周期
割込み型ＯＳ１２がＶＭモニタ１１により制御を取上げ
られた際の時刻を設定するための記憶領域（時刻記憶領
域）である。チック記憶領域１５および時刻記憶領域１
６の内容はＶＭモニタ１１によって参照される。
が設定される記憶領域（チック記憶領域）、１６は周期
割込み型ＯＳ１２がＶＭモニタ１１により制御を取上げ
られた際の時刻を設定するための記憶領域（時刻記憶領
域）である。チック記憶領域１５および時刻記憶領域１
６の内容はＶＭモニタ１１によって参照される。
【００１９】１７は周期割込み型ＯＳ１２が制御を取上
げられている間の経過時間が何チック分であるかを示す
値（経過チック数）を設定するための記憶領域（経過チ
ック記憶領域）である。この経過チック記憶領域１７
は、ＶＭモニタ１１が経過チック数を周期割込み型ＯＳ
１２に伝えるために用いられる。
げられている間の経過時間が何チック分であるかを示す
値（経過チック数）を設定するための記憶領域（経過チ
ック記憶領域）である。この経過チック記憶領域１７
は、ＶＭモニタ１１が経過チック数を周期割込み型ＯＳ
１２に伝えるために用いられる。
【００２０】１８はシステム全体で１つ設けられている
時計（システム時計）である。システム時計１８の示す
時刻は、周期割込み型ＯＳ１２がＶＭモニタ１１により
制御を取上げられた際に時刻記憶領域１６に設定され
る。また、システム時計１８の示す時刻は、ＶＭモニタ
１１が経過チック記憶領域１７に設定する経過チック数
を計算するのに用いられる。図２は図１のＶＭモニタ１
１、周期割込み型ＯＳ１２およびインタバルタイマ型Ｏ
Ｓ１３の処理を説明するためのフローチャートである。
時計（システム時計）である。システム時計１８の示す
時刻は、周期割込み型ＯＳ１２がＶＭモニタ１１により
制御を取上げられた際に時刻記憶領域１６に設定され
る。また、システム時計１８の示す時刻は、ＶＭモニタ
１１が経過チック記憶領域１７に設定する経過チック数
を計算するのに用いられる。図２は図１のＶＭモニタ１
１、周期割込み型ＯＳ１２およびインタバルタイマ型Ｏ
Ｓ１３の処理を説明するためのフローチャートである。
【００２１】次に、図１の構成の動作を、図２のフロー
チャートを参照して説明する。まずＶＭモニタ１１は、
ＯＳの切替えを行って制御を渡すＯＳを選択した場合に
は、その選択したＯＳがインタバルタイマ型ＯＳ（１
３）であるか周期割込み型ＯＳ（１２）であるかによ
り、以下に述べるような処理を行う。
チャートを参照して説明する。まずＶＭモニタ１１は、
ＯＳの切替えを行って制御を渡すＯＳを選択した場合に
は、その選択したＯＳがインタバルタイマ型ＯＳ（１
３）であるか周期割込み型ＯＳ（１２）であるかによ
り、以下に述べるような処理を行う。
【００２２】まず、周期割込み型ＯＳ１２を選択した場
合には、ＶＭモニタ１１はシステム時計１８から現在時
刻を求め、その現在時刻と時刻記憶領域１６に設定され
ている時刻との差により経過時間を算出し、その経過時
間をチック記憶領域１５に設定されているチック値で割
った値を、経過チック数として経過チック記憶領域１７
に設定する（ステップＳ１）。ここで、時刻記憶領域１
６には、周期割込み型ＯＳ１２が最も最近にＶＭモニタ
１１により制御を取上げられた際の時刻が設定されてい
る。したがって、システム時計１８の示す現在時刻と時
刻記憶領域１６の設定時刻との差をとることにより、周
期割込み型ＯＳ１２が最も最近に制御を取上げられてか
ら現在までの経過時間が求められ、その経過時間をチッ
ク値で割ることにより、周期割込み型ＯＳ１２が制御を
取上げられている間に、何チック分進んだかを示す値、
即ち経過チック数が求められることになる。
合には、ＶＭモニタ１１はシステム時計１８から現在時
刻を求め、その現在時刻と時刻記憶領域１６に設定され
ている時刻との差により経過時間を算出し、その経過時
間をチック記憶領域１５に設定されているチック値で割
った値を、経過チック数として経過チック記憶領域１７
に設定する（ステップＳ１）。ここで、時刻記憶領域１
６には、周期割込み型ＯＳ１２が最も最近にＶＭモニタ
１１により制御を取上げられた際の時刻が設定されてい
る。したがって、システム時計１８の示す現在時刻と時
刻記憶領域１６の設定時刻との差をとることにより、周
期割込み型ＯＳ１２が最も最近に制御を取上げられてか
ら現在までの経過時間が求められ、その経過時間をチッ
ク値で割ることにより、周期割込み型ＯＳ１２が制御を
取上げられている間に、何チック分進んだかを示す値、
即ち経過チック数が求められることになる。
【００２３】ＶＭモニタ１１はステップＳ１を実行する
と、周期割込み型ＯＳ１２に制御を渡す。周期割込み型
ＯＳ１２は、ＶＭモニタ１１から制御を渡されると、同
ＯＳ１２自身の内部時計を経過チック記憶領域１７に設
定されている経過チック数分進めて補正を行い、この経
過チック数分の補正によりタイムアウトしたサービスを
スケジュールする（ステップＳ２１）。
と、周期割込み型ＯＳ１２に制御を渡す。周期割込み型
ＯＳ１２は、ＶＭモニタ１１から制御を渡されると、同
ＯＳ１２自身の内部時計を経過チック記憶領域１７に設
定されている経過チック数分進めて補正を行い、この経
過チック数分の補正によりタイムアウトしたサービスを
スケジュールする（ステップＳ２１）。
【００２４】次に周期割込み型ＯＳ１２は、インタバル
タイマ１４に自身に固有のチックを設定し（ステップＳ
２２）、通常のＯＳ処理（ステップＳ２３）に入る。そ
して周期割込み型ＯＳ１２は、上記のチック設定によ
り、そのチックの経過後にインタバルタイマ１４からタ
イマ割込みが発生すると、再びステップＳ２２を実行し
てインタバルタイマ１４にチックを再設定する。
タイマ１４に自身に固有のチックを設定し（ステップＳ
２２）、通常のＯＳ処理（ステップＳ２３）に入る。そ
して周期割込み型ＯＳ１２は、上記のチック設定によ
り、そのチックの経過後にインタバルタイマ１４からタ
イマ割込みが発生すると、再びステップＳ２２を実行し
てインタバルタイマ１４にチックを再設定する。
【００２５】このように周期割込み型ＯＳ１２は、イン
タバルタイマ１４に一旦チックを設定した後、インタバ
ルタイマ１４からのタイマ割込み（チック毎に発生）毎
にチックをインタバルタイマ１４に再設定する操作を繰
返すことにより、周期割込みを実現する。やがて、ＶＭ
モニタ１１が再びＯＳの切替えを行って、周期割込み型
ＯＳ１２から制御を取上げ、インタバルタイマ型ＯＳ１
３を選択したものとする。
タバルタイマ１４に一旦チックを設定した後、インタバ
ルタイマ１４からのタイマ割込み（チック毎に発生）毎
にチックをインタバルタイマ１４に再設定する操作を繰
返すことにより、周期割込みを実現する。やがて、ＶＭ
モニタ１１が再びＯＳの切替えを行って、周期割込み型
ＯＳ１２から制御を取上げ、インタバルタイマ型ＯＳ１
３を選択したものとする。
【００２６】この場合、ＶＭモニタ１１は、周期割込み
型ＯＳ１２から制御を取上げた際のシステム時計１８の
示す時刻を読取り、時刻記憶領域１６に設定する（ステ
ップＳ２）。これにより、時刻記憶領域１６の内容は、
周期割込み型ＯＳ１２が最も最近に制御を取上げられた
際の時刻に更新される。ＶＭモニタ１１はステップＳ２
を実行すると、選択したインタバルタイマ型ＯＳ１３に
制御を渡す。
型ＯＳ１２から制御を取上げた際のシステム時計１８の
示す時刻を読取り、時刻記憶領域１６に設定する（ステ
ップＳ２）。これにより、時刻記憶領域１６の内容は、
周期割込み型ＯＳ１２が最も最近に制御を取上げられた
際の時刻に更新される。ＶＭモニタ１１はステップＳ２
を実行すると、選択したインタバルタイマ型ＯＳ１３に
制御を渡す。
【００２７】インタバルタイマ型ＯＳ１３は、ＶＭモニ
タ１１から制御を渡されると、全く何も意識せずに、イ
ンタバルタイマ１４を用いた本来のインタバルタイマ制
御（タイマサービス制御）を行う（ステップＳ１１）。
この際、インタバルタイマ型ＯＳ１３の内部時計には、
システム時計１８をそのまま使用すればよい。
タ１１から制御を渡されると、全く何も意識せずに、イ
ンタバルタイマ１４を用いた本来のインタバルタイマ制
御（タイマサービス制御）を行う（ステップＳ１１）。
この際、インタバルタイマ型ＯＳ１３の内部時計には、
システム時計１８をそのまま使用すればよい。
【００２８】なお、前記実施例では、システムに存在す
るＯＳが２つの場合について説明したが、これに限るも
のではなく、周期割込み型ＯＳ１２およびインタバルタ
イマ型ＯＳ１３がそれぞれ２つ以上であってもよい。但
し、周期割込み型ＯＳ１２が２つ以上の場合には、各周
期割込み型ＯＳ１２毎に、チック記憶領域１５、時刻記
憶領域１６および経過チック記憶領域１７を設ける必要
がある。
るＯＳが２つの場合について説明したが、これに限るも
のではなく、周期割込み型ＯＳ１２およびインタバルタ
イマ型ＯＳ１３がそれぞれ２つ以上であってもよい。但
し、周期割込み型ＯＳ１２が２つ以上の場合には、各周
期割込み型ＯＳ１２毎に、チック記憶領域１５、時刻記
憶領域１６および経過チック記憶領域１７を設ける必要
がある。
【００２９】また、前記実施例では、ＶＭモニタ１１に
よって経過チック数が求められるものとして説明した
が、ＶＭモニタ１１からの要求により動作して経過チッ
ク数を求めて経過チック記憶領域１７に設定するる専用
の手段を設けるようにしてもよい。また、ＶＭモニタ１
１から周期割込み型ＯＳ１２に対して制御を渡された際
に、システム時計１８と時刻記憶領域１６と自身に固有
のチック値とをもとに経過チック数を求める機能を、周
期割込み型ＯＳ１２に持たせるようにしてもよい。この
場合には、チック記憶領域１５および経過チック記憶領
域１７は不要となる。また、前記実施例では、本発明を
仮想計算機システムに適用した場合について説明した
が、マルチＯＳシステムにも同様に適用できる。
よって経過チック数が求められるものとして説明した
が、ＶＭモニタ１１からの要求により動作して経過チッ
ク数を求めて経過チック記憶領域１７に設定するる専用
の手段を設けるようにしてもよい。また、ＶＭモニタ１
１から周期割込み型ＯＳ１２に対して制御を渡された際
に、システム時計１８と時刻記憶領域１６と自身に固有
のチック値とをもとに経過チック数を求める機能を、周
期割込み型ＯＳ１２に持たせるようにしてもよい。この
場合には、チック記憶領域１５および経過チック記憶領
域１７は不要となる。また、前記実施例では、本発明を
仮想計算機システムに適用した場合について説明した
が、マルチＯＳシステムにも同様に適用できる。
【００３０】
【発明の効果】以上詳述したようにこの発明によれば、
システムに存在する周期割込み型ＯＳ毎に、そのＯＳが
最も最近に制御を取上げられた際の時刻が設定される時
刻記憶手段を設けると共に、周期割込み型ＯＳが制御を
渡された際には、同ＯＳが、自身の内部時計を、システ
ム時計の示す現在時刻と同ＯＳに対応して時刻記憶手段
に設定されている時刻との差で示される経過時間に相当
する経過チック数分だけ進めた後、インタバルタイマに
自身に固有のチックを設定し、しかる後、インタバルタ
イマからのタイマ割込み毎にこのチック設定を繰返す構
成としたので、各周期割込み型ＯＳは、他の同様のＯＳ
のチック値に何等影響を受けずに正しく動作できる。
システムに存在する周期割込み型ＯＳ毎に、そのＯＳが
最も最近に制御を取上げられた際の時刻が設定される時
刻記憶手段を設けると共に、周期割込み型ＯＳが制御を
渡された際には、同ＯＳが、自身の内部時計を、システ
ム時計の示す現在時刻と同ＯＳに対応して時刻記憶手段
に設定されている時刻との差で示される経過時間に相当
する経過チック数分だけ進めた後、インタバルタイマに
自身に固有のチックを設定し、しかる後、インタバルタ
イマからのタイマ割込み毎にこのチック設定を繰返す構
成としたので、各周期割込み型ＯＳは、他の同様のＯＳ
のチック値に何等影響を受けずに正しく動作できる。
【００３１】また、この発明によれば、周期割込み型Ｏ
Ｓが制御を取上げられている間はインタバルタイマはチ
ック設定から解放されるので、ＶＭモニタからインタバ
ルタイマ型ＯＳに対して制御を渡された場合、このイン
タバルタイマ型ＯＳは、インタバルタイマを用い、周期
割込み型ＯＳのチックの影響を全く受けずに本来のタイ
マサービス制御を行うことができ、オーバヘッドが小さ
くなる。
Ｓが制御を取上げられている間はインタバルタイマはチ
ック設定から解放されるので、ＶＭモニタからインタバ
ルタイマ型ＯＳに対して制御を渡された場合、このイン
タバルタイマ型ＯＳは、インタバルタイマを用い、周期
割込み型ＯＳのチックの影響を全く受けずに本来のタイ
マサービス制御を行うことができ、オーバヘッドが小さ
くなる。
【００３２】更に、この発明によれば、周期割込み型Ｏ
Ｓが動作している間だけそのＯＳに固有のチック値を毎
回インタバルタイマに設定するようにしていても、各Ｏ
Ｓは、制御を渡された際に、システム時計の示す現在時
刻と同ＯＳに対応して時刻記憶手段に設定されている時
刻との差で示される経過時間に相当する経過チック数分
だけ内部時計を進めるだけでよく、修正処理が極めて簡
単で、オーバヘッドも小さくなる。
Ｓが動作している間だけそのＯＳに固有のチック値を毎
回インタバルタイマに設定するようにしていても、各Ｏ
Ｓは、制御を渡された際に、システム時計の示す現在時
刻と同ＯＳに対応して時刻記憶手段に設定されている時
刻との差で示される経過時間に相当する経過チック数分
だけ内部時計を進めるだけでよく、修正処理が極めて簡
単で、オーバヘッドも小さくなる。
【図１】この発明のタイマ管理方式を仮想計算機システ
ムに適用した場合の一実施例を示すブロック構成図。
ムに適用した場合の一実施例を示すブロック構成図。
【図２】図１のＶＭモニタ１１、周期割込み型ＯＳ１２
およびインタバルタイマ型ＯＳ１３の処理を説明するた
めのフローチャート。
およびインタバルタイマ型ＯＳ１３の処理を説明するた
めのフローチャート。
１１…ＶＭモニタ（仮想計算機モニタ、制御手段）、１
２…周期割込み型ＯＳ、１３…インタバルタイマ型Ｏ
Ｓ、１４…インタバルタイマ、１５…チック記憶領域、
１６…時刻記憶領域、１７…経過チック記憶領域、１８
…システム時計。
２…周期割込み型ＯＳ、１３…インタバルタイマ型Ｏ
Ｓ、１４…インタバルタイマ、１５…チック記憶領域、
１６…時刻記憶領域、１７…経過チック記憶領域、１８
…システム時計。
Claims (2)
- 【請求項１】 ＯＳ（オペレーティングシステム）の切
替えを制御する制御手段と、 この制御手段による切替え制御の対象となり、チック
（一定周期）毎に割込まれることを前提とする少なくと
も１つの周期割込み型ＯＳおよびインタバルタイマ方式
の少なくとも１つのインタバルタイマ型ＯＳからなるＯ
Ｓ群と、 システムの時計と、 設定された時間経過後に割込みを発生するインタバルタ
イマと、 前記ＯＳ群のうちの前記周期割込み型ＯＳ毎に、そのＯ
Ｓが前記制御手段により最も最近に制御を取上げられた
際の時刻を設定するための時刻記憶手段とを具備し、 前記制御手段は、前記周期割込み型ＯＳから制御を取上
げた際に、その際の前記システム時計の示す時刻を同Ｏ
Ｓに対応して前記時刻記憶手段に設定するように構成さ
れ、 前記周期割込み型ＯＳは、前記制御手段から制御を渡さ
れた際に、自身の内部時計を、前記システム時計の示す
現在時刻と同ＯＳに対応して前記時刻記憶手段に設定さ
れている時刻との差で示される経過時間に相当する経過
チック数分だけ進めた後、前記インタバルタイマに自身
に固有のチックを設定し、しかる後、前記インタバルタ
イマからのタイマ割込み毎にこのチック設定を繰返すよ
うに構成されていることを特徴とするタイマ管理方式。 - 【請求項２】 ＯＳ（オペレーティングシステム）の切
替えを制御する制御手段と、 この制御手段による切替え制御の対象となり、チック
（一定周期）毎に割込まれることを前提とする少なくと
も１つの周期割込み型ＯＳおよびインタバルタイマ方式
の少なくとも１つのインタバルタイマ型ＯＳからなるＯ
Ｓ群と、 システムの時計と、 設定された時間経過後に割込みを発生するインタバルタ
イマと、 前記ＯＳ群のうちの前記周期割込み型ＯＳ毎に、そのＯ
Ｓに固有のチック値が設定されるチック記憶手段と、 前記ＯＳ群のうちの前記周期割込み型ＯＳ毎に、そのＯ
Ｓが前記制御手段により最も最近に制御を取上げられた
際の時刻を設定するための時刻記憶手段と、 前記ＯＳ群のうちの前記周期割込み型ＯＳ毎に、そのＯ
Ｓが前記制御手段により制御を渡された際に、そのＯＳ
が最も最近に制御を取上げられてから現在までの経過時
間に相当する経過チック数を記憶するための経過チック
記憶手段とを具備し、 前記制御手段は、前記周期割込み型ＯＳから制御を取上
げた際には、その際の前記システム時計の示す時刻を同
ＯＳに対応して前記時刻記憶手段に設定し、前記周期割
込み型ＯＳに制御を渡す際には、前記システム時計の示
す現在時刻と同ＯＳに対応して前記時刻記憶手段に設定
されている時刻との差で示される経過時間を同ＯＳに対
応して前記チック記憶手段に設定されているチック値で
割ることにより、その経過時間に相当する経過チック数
を求めて、同ＯＳに対応する前記経過チック記憶手段に
設定するように構成され、 前記周期割込み型ＯＳは、前記制御手段から制御を渡さ
れた際に、自身の内部時計を、同ＯＳに対応して前記経
過チック記憶手段に設定されている経過チック数分だけ
進めた後、前記インタバルタイマに自身用のチックを設
定し、しかる後、前記インタバルタイマからのタイマ割
込み毎にこのチック設定を繰返すように構成されている
ことを特徴とするタイマ管理方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP32416491A JPH05158710A (ja) | 1991-12-09 | 1991-12-09 | タイマ管理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP32416491A JPH05158710A (ja) | 1991-12-09 | 1991-12-09 | タイマ管理方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05158710A true JPH05158710A (ja) | 1993-06-25 |
Family
ID=18162823
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP32416491A Pending JPH05158710A (ja) | 1991-12-09 | 1991-12-09 | タイマ管理方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH05158710A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7120911B1 (en) | 2000-03-08 | 2006-10-10 | Mitsubishi Denki Kabushiki Kaisha | Processor power-saving control method, storage medium, and processor power-saving control device |
| JP2008518367A (ja) * | 2004-10-29 | 2008-05-29 | インテル コーポレイション | 仮想マシン環境におけるタイマ・オフセット機構 |
| WO2011161893A1 (ja) * | 2010-06-25 | 2011-12-29 | パナソニック株式会社 | 計算機システム |
-
1991
- 1991-12-09 JP JP32416491A patent/JPH05158710A/ja active Pending
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7120911B1 (en) | 2000-03-08 | 2006-10-10 | Mitsubishi Denki Kabushiki Kaisha | Processor power-saving control method, storage medium, and processor power-saving control device |
| JP2008518367A (ja) * | 2004-10-29 | 2008-05-29 | インテル コーポレイション | 仮想マシン環境におけるタイマ・オフセット機構 |
| WO2011161893A1 (ja) * | 2010-06-25 | 2011-12-29 | パナソニック株式会社 | 計算機システム |
| US8819680B2 (en) | 2010-06-25 | 2014-08-26 | Panasonic Intellectual Property Corporation Of America | Computer system for controlling the execution of virtual machines |
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