JPS58195966A - 多重タスク処理ワ−ド・プロセツサにおける使用者制御によるリソ−ス切換え方法 - 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】 〔技術分野〕 本発明はワード処理に関するものであり、更に詳しくい
えば同時に非同期的に実行しているタスク相互間でキー
ボード及びティスプレィのような対話型リソース（資源
）を割付けるための方法に関するものである。

〔発明の背景〕

対話型リソースはオペレータ／マシーン（機械）コミュ
ニケーションを可能にする手段である。多重タスク処理
ワード又はデータ処理ワーク・ステーションでは、それ
らはマイクロプロセッサ、ＤＡＳＤ　（ダイレクト・ア
クセス記憶装置）等のような他のリソースに比べて長い
時間タスク（プロセス）に割付けられる。マイクロコン
ピュータ制御されるワーク・ステーションが対話リソー
スを持っている例は沢山ある。米国特許第４２４７９０
６号及びＩ　ＢＭ６５８０デイスプレイライタはワード
処理を示すものであり、一方Ｉ　８Ｍ３２７７はデータ
処理を代表するものである。又、ワ−り・ステーション
のタイプによってその遂行される機能に相異がある。例
えば、Ｉ　８Ｍ３２７７はホストにおける遠隔タスキン
グ及びホストとターミナルとの間の対話関係を持つよう
なデータ処理ワーク・ステーションである。一方、Ｉ　
８Ｍ６５８０はホストへの通常の遠隔通信しか持たない
独立のローカル・タスキングを実行する。

ワード・プロセッサ（Ｉ　８Ｍ６５８０）上にテキスト
を入れそして名前及び住所の参照を要求するオペレータ
・キーはディスプレイライタにおけるエントリを中断し
そしてＩ　８Ｍ３２７７のキーボード及びディスプレイ
によってデータ・ベース・アクセスを行う必要がある。

１つのターミナルを使って遠隔タスキング及びローカル
・タスキングの両方を容易にするには、ワード処理をサ
ポートする同じマイクロプロセッサにおいてＩ　８Ｍ３
２７７のような遠隔通信ターミナルをエミュレートする
ことがこの分野ではよく知ら九でいる。確かに、非同期
タスクを同時に実行しているようにみせるオペレーティ
ング・システムは１９８１年６月１６日出願の米国特許
出願節２７４１１４号及゛び１９８０年１１月２０日出
願の米国特許出願第２０８６２１号に開示されている。

この分野で、如何なるタスクの実行も妨げることなく複
数のタスク間でリソースの実時間切換を達成するための
オペレーティング・シテステム技術を教示するものはな
い。

〔発明の概略〕

従来の対話式システムでは、キーボード又はディスプレ
イのような対話リソースはプロセス（タスク）が終了す
るまでそのプロセスに拘束された。

即ち、タスク開始時にリソースが予約され、プロセスの
終了まで続けられてから解放される。これに関連して、
本発明の方法により解決されるべき技術的問題は多重タ
スク処理（マルチ・タスキング）の場合に対話リソース
をユーザーが釈放させること及び作動可能（ＲＥＡＤＹ
）／待ち（ＷＡＩ　Ｔ　Ｉ　ＮＧ）タスク間での相互ス
ケジューリングに関係なくそれらを他のタスクに再割付
けすることである。

その方法のステップは対話リソースを必要とするプロセ
スの待ち行列を形成すること及び対応のプロセス記述に
おける順序を定義するポインタを設けることを含み、更
にキーストローク割込みのエントリに応答して、ディス
パッチャをしてそのプロセス記述における現在実行中の
プロセスの状態ベクトルを保管せしめ、待ち行列におけ
る次のプロセスの状態ベクトルをポインタの順序でその
プロセス記述から取出さしめそして対話リソースのうち
解放されたものの連続した処理を可能にしながら前記取
出されたプロセスに制御を移さしめることを含んでいる
。

本発明の利点はユーザーにより現在選択されたプロセス
以外のプロセスのための対話リソースにおける状態変化
の間にユーザーの通知を可能にすることである。更に、
その方法は外部コミュニケーションを含む１つ又は複数
めプロセスにおいて特に利用可能である。結局、その方
法は計算リソース及び他のＩ１０リソースのオペレーテ
ィング・システム・スケジューリングに関係なく対話リ
ソ−入のユーザー・スケジューリングを可能にするもの
である。

〔実施例〕

乞入デＡ勿ｌ団 第１図を参照するとワード処理システム１０が示され、
それはキーボード１２を含み、そのキーボードはテキス
ト文字エントリを受けそしてそのテキストをバス１４を
介してマイクロプロセッサ１６へ送る。メモリ・バス１
８はプロセッサ１６をＣＲＴディスプレイ２０、ディス
ケット駆動装置２２、プリンタ２４及びランダム・アク
セス・メモリ２６に結合する。

寸・＼【−夕はキーボード１２を介してテキスト・スト
リームを入れる。テキストの各ページはメモリ２６に貯
蔵されて処理される。テキスト・ストリームがメモリに
おいて受取られる時、それは同時にディスプレイ２０に
も与えられる。そのテキストをテキスト記憶バッファ（
ＴＳＢ）２８でバッファした後、そのストリームはディ
スケット２２に貯蔵されるか或はプリンタ２４で印刷さ
れる。

メモリ２６は多数のデータ領域及びそのシステムｌＯに
記憶されたテキストを操作するための機能プログラムを
有する。テキスト及び関連制御機能はテキスト記憶バッ
ファ２８に貯蔵される。そのバッファ２８はアクティブ
・平キュメント・フォーマット記憶領域３０及びディス
ケット・バッファ３２を含むものである。そのドキュメ
ント処理のためのキーボード文字セット（ＫＢ／Ｃ８）
はアクティブ・フォーマット領域３０において利用可能
である。

キーボード１２を介して各文字が入れられる時、それは
プロセッサ１６がメモリ１５に記憶された１つ又は複数
のキーストローク・サービス・ルーチンを実行すること
によって処理される。テキスト・ストリームはＴＳＢ２
８に記憶され、同時にディスプレイ・リフレッシュ・１
バ、ツファ７６に入れられる。このバッファはディスプ
レイ２Ｃ１駆動する。ディスプレイ制御ブロック（ＤＣ
Ｂ）７０及びディスプレイ・アクセス・メソッド（ＤＡ
Ｍ）ブロック６８はＴＳＢ２８の内容に関連してスクロ
ールされるウィンドウを与える。ディスケット２２及び
プリンタ２４の両方ともそれらに割当てられた専用のバ
ッファ領域を有する。これに関連して、ブロック７０は
ブロック６８の動作により必要に応じてフラッグ及びス
テータス情報を記憶するように働く。

オペレータがキーボード１２において各キーストローク
を入れる時、対応する信号がバス１４を介してプロセッ
サ１６へ送られ、プロセッサ１６はキーストローク・コ
マンドをメモリ２６へ入れる。キー・インされたコクマ
ントを処理するために、ブロック５０に対してキースト
ローク・ルーチンが呼出される。このコマンドはそれが
制御コマンドであるか或いはグラフィック・エントリで
年るかに従ってプロセッサ１６により実行される。

その処理結果はＴＳＢ２８に入れられる。グラフィック
及びコマンドはＴＳＢ２８に形成されるけれども、テキ
スト情報はディスプレイ・リフレッシュ・バッファ７６
に保持されそしてディスジ９イ２０に与えられる。

制御コマンドによって、オペレータはメモリ、ディスプ
レイ、ディスケット及びプリンタについての情報を転送
できる。選択されたページをディスケット２２及びメモ
リ２６から引出すことができるので、オペレータはテキ
ストに対して変更及び訂正を行うことができそしてその
訂正されたテキストをディスケット２２へ再び入れるか
又はプリンタ２４で印刷させる。

レジスタ　　、データ　び　　の゛れ 第２図を参照すると、プロセッサ１６のレジスタ構成が
示される。このようなプロセッサは例えばインテル社の
マイクロプロセッサ８０８６のような市販されているも
のを使うことができる。第２図によれば、プロセッサは
制御論理ユニット８０を含み、それはキーボード１２か
らのデバイス・バス８２上の割込み信号に応答する。又
、その論理ユニット８０は他の論理エレメントを相互接
続するデータ／アドレス・バス１２にも接続される。

ランダム・アクセス・メモリ２６からの取出しくＦＥＴ
ＣＨ）命令に応答して、論理ユニット８０は他のエレメ
ントに制御信号を発生する。それら信号は線８６により
ＡＬＵ８８にも与えられる。

論理ユニット８０及び他の論理エレメントの同期動作は
線９０を介して送られる。外部クロック源からのクロッ
ク・パルスによって行われる。プロセッサ１６によって
処理されるべきデータ及び命令はバス制御論理ユニット
９２を介して入れられる。データはプログラム入出力制
御論理ユニット９４によっても入れられる。更に、論理
ユニット９２はＲＡＭ２６の記憶素子に接続され、命令
を受けてＩ１０制御論理ユニット９４又はＲ，ＡＭ２６
からのデータを処理する。

プロセッサ１６からのデバイス制御情報はユニット９４
及びバス９８によって送られる。ｌ１０Ｉデータ・バス
９８におけるキーボード１２からの入力はバス８４を介
して論理ユニット８０へ送られた命令に従ってＡＬＵ８
８により処理される。

ＡＬＵ８８は線８６上の信号に応答して及びバス１８を
介して受取った命令に従ってスクラッチ・レジスタ１０
２に記憶された演算動作を実行する。

珂一時作 一般に１つのプロセスはデータ構成として及びメモリの
予約領域の名称として取扱われるプロセス記述子（制御
ブロック、状態ベクトル）によって表わされる。データ
構成としてのプロセス記述子はプロセス名、ステータス
及びその揮発的環境の表示を含んでいる。その揮発的環
境とはそのプロセスによりアクセスされるそのシステム
内の修正可能な機関のサブセットのことである。

本発明の目的のために、オペレーティング・テシステム
は次のような構成、即ち第ルベル割込みハンドラ、ディ
スパッチャ、及びプロセス間コミュニケーション・プリ
ミティブを含んでいる。

その割込みハンドラは現在実行中のプロセスに対する命
令カウンタの値を記憶し、メモリ内の一定ロケーション
へ制御を移す。ディスパッチャはどのプロセスが次に走
るかを決定し、実行されるべき次の命令のアドレスを命
令カウンタに設定する。

最後に、同期（プロセス間コミュニケーション）プリミ
ティブはプロセス間コミュニケーションを可能に、プロ
セス及びリソースのスケジューリングを容易にする。

本発明に関して、１つのプロセスは、予定のスタック、
−次プログラム及びプロセス制御ブロック（ＰＣＢ）よ
り成る機能ユニットである。プロセスはシステム内の作
業をスケジュールするようディスパッチ（タスク指名）
機構によって使用されるものである。各プロセスはすべ
ての他のプロセスに対し非同期的に実行される。１つの
プロセスのディスパッチ優先順位はそのプロセスの優先
順位をそのシステムにおける他のプロセス°の優先順位
に関連して決定するために使用される。これに関して、
実行の資格のある最高優先順位を持ったプロセスがディ
スパッチされるプロセスであろう。このような状況では
、プロセスはいくつかの状態の１つで存在する。これら
は、主として待ち（ｗａｉｔ）　、作動可能（ｒｅａｄ
ｙ）又は作動中（ｒｕｎｎｉｎｇ）である。１つの事象
の終了を待っている時、リソースが解放されるのを待っ
ている時、或いは、作動要求を待っている時、プロセス
は待ち状態にあると考えられる。作動可能状態では、プ
ロセスはロードされており且つディスパッチされる資格
があるが、現在最高の優先順位プロセスではない。

作動中状態にあるプロセスは作動可能状態における現在
最高の優先順位プロセスである。それはロードされてお
り、ディスパッチされる資格がある。

各プロセスはメモリの主要制御領域と関連しており、プ
ロセス制御ブロック（ＰＣＢ）によって記述されている
。ＰＣＢは１つのプロセスについての情報の中心的貯蔵
部であり、他のプロセスとのコミュニケーションの焦点
である。いずれの実行中のプロセスも１つの作業要求を
終了まで実行し、然る後そのプロセスに対して待ち行列
している次の作業の実行を開始する。

実際に同時実行を行わせるには、各プロセスはそれ自身
のプロセッサを持たなければならないであろう。通常、
ワード・プロセッサは１つしかマイクロプロセッサを持
っていないので、同時実行はシミュレートされなければ
ならない。即ち、システムは１時に１つのプロセスしが
実行せず、見せかけの同時性を得るようプロセス実行を
整合する。一旦１つのプロセスが開始されてしまうとそ
れは完了するまで走るか、他のプロセスが何がするのを
待たなければならなくなるまで走るが、或いは割込みさ
れるまで走る。これらの特急の１つが起る時、プロセッ
サは最高の優先順位を持った待ちプロセスにされる。

前述のように、ディスパッチャはオペレーティング・シ
ステム構造のものであり、それはプロセスが制御を与え
られる頻度及びプロセスが制御を維持するのを１丁能に
される時間の長さを決定することによってそれらプロセ
スの進行速度を制御する。ラウンド・ロビン（循環）デ
ィスパッチングは１つの処理の実行と時間間隔を関連づ
ける。この時間間隔（タイム・スライス）の終りに、次
に続くプロセスが同じ間隔で開始される。ディスパッチ
ャは待ち行列を循環して各プロセスにプロセッサ・タイ
ムの全く同じ分担を一定の間隔で与える。これは優先順
位に基き１つのプロセスに与えられる時間の量を変更す
ることによってもつと緻密なものにされてもよい。タイ
ム・スライシングに代るものは″′作業スライシングで
ある。これは制御を放棄するために少なくとも１つのＩ
１０動作に依存する。ＤＡＳＤに対するシーク（ＳＥＥ
Ｋ）コマンドの実行はミリセコンド単位のものであるの
で、ＤＡＳＤアーム・ディスパッチングの切断されたモ
ード動作はそのシークが完了するまでマイクロプロセッ
サが再割当てされるのを可能にする。これはハードウェ
ア割込みを生じさせて要求プロセスへの切換えを行わせ
る。１つのプロセスが大きなアレーの値を変更する場合
のようなＪ［算制御限内のものである場合、作業スライ
シングは有効でない。

制御ブ、ｐ−ソーり」１造− 第３図及び第４図を参照すると、マルチタスキングを制
御、構成及び再構成するに必要なオペレーティング・シ
ステム情報相互間の関係が示される。これは名称及びロ
ケーション・ポインタ、ステータス及び保管されたレジ
スタ内容のテーブル第３図を参照すると、オペレーティ
ング・システムに対して総体的なすべての情報を保持す
るコミュニケーション・ベクトル・テーブルが示される
。それはプロセッサの物理的アドレスと関連したノード
・アドレス・テーブルを含み、プロセス・アドレス・テ
ーブル及びロック制御ブロックに対するポインタを持っ
ている。そのプロセス・アドレス・テーブルは各プロセ
ス制御ブロックのためのメイン・メモリ・ロケーション
に対するポインタを持っている。一方、各プロセス制御
ブロックはディスパッチング、保管及びプロセス制御の
ために必要なすべての中央情報を持っている。更に。

ロック制御ブロックは種々のリソースの使用を同期させ
るために使用される。又、映像読取ヘッドにより表示さ
れたデータを有するディスプレイ・リフレッシュ・バッ
ファが設けられる。対話リソースはそれぞれディスプレ
イ制御ブロック及びキーボード制御ブロックによって制
御される。ディスプレイ制御ブロックはディスプレイ制
御のための必要の情報を有し、キーボード制御ブロック
はキーボード・ステータ誠及び変換テーブルを有する。

第４図を参照すると、対話リソース割付は情報を含むよ
う拡張された代表的なプロセス制御ブロックが示される
。この環境では、各ＰＣＢは完全な環境隔離を維持する
ために独特のキーボード制御ブロック部分及びディスプ
レイ制御ブロック部分を有する。第４図はＰＣＢの典型
である。これに関して、左端の４文字Ｉ　ＰＣＢは残り
の文字ストリングがポインタであることを示し、最後の
４文字はポインタ記述子を構成する。関連あるのはディ
スプレイ・バッファ（ＢＤＳＢ）、ディスプレイ制御ブ
ロク（ＢＩＤＲＲ）’及びキーボード制御ブロック（Ｂ
　ＩＵＣＫ）のような対話リソース及びリソース制御ブ
ロックに対するポインタがである。特に関連あるものは
スワップ待ち行列に形成される先行プロセス及び後続プ
ロセスを定義するポインタＢＰＳＷＬ及びＢＮＳＷＬで
ある。

・看リソース・スワップ・冒ス 第５図及び第６図を参照すると、スワップ・リストの種
々の特徴及びそれのオペレーティング・システムに対す
る関係が示される。スワップ・リスト即つ対話リソース
・アクセスを必要とするプロセス記述子の待ち行列はＢ
ＰＳＷＬ及びＢＮＳＷＬポインタによって共に結合され
たリストである。そのリストを形成する初期ＰＣＢはア
ンカー（ＡＮＣＨＯＲ）として知られており、そしてス
テータスを識別するためにインディケータがその記述子
にセットされる。ディスプレイのような対話リソースは
多数のＰＣＢの間で共用されてもよい。しかし、キーボ
ードのようなリソースは一時に１つのＰＣＢ　（プロセ
ス）だけによって専有される。キーボードを使用してい
るプロセスはこの状態を表わすインディケータをその対
応ＰＣＢ内に持っている。リソース・スワップ・リスト
が二重結合の循環リストであることに注意すべきである
。この結合はいずれの方向の移動も可能−にするもので
あり、対話リソースのスワツピングにとって必要な制御
情報へのアクセスを与える。後述されるオペレーティン
グ・システム機能はリスト形成及び対話リソースのスワ
ップを得るのに必要なサポートを与える。それは単一の
キーストロークによって呼出される。この機能はいつも
アクティブであり、キーボードの専有者に無関係である
。

結局、スワップ機能は次に利用可能なプロセスのうちの
どれが対話リソースを獲得するかを決定する。

第６図は本発明のもう１つの概念図である。キーを管理
するオペレータは映像スクリーンを同時に放送している
ｎ個のチャネルの１つに割当てるテレビジョンのチャネ
ル選択と全く同様にディスプレイ・キーボードを現在実
行中のプロセスから切換えることができる。長年の間、
チャネル選択スイッチは直列的に円型スイッチであった
のでチャネル２からチャネル９への移動はトヤネル３か
らチャネル８まで連続的にステップするものであった。

これは対話リソースに対して待ち行列するプロセス間の
ラウンド・ロビン構造と同様のものである。

「ソース・ス　・ゝ　　ち− 第１表を参照すると、１つ又は複数のプロセスを動的に
ロードしそしてそれらを実行に備えさせるために使われ
るオペレーティング・システム・ロード・プロセス・サ
ービス・ルーチンの擬似コード表示が示される。しかし
、各プロセスは他のマクロによって予め定義されていな
ければならない。すべての擬似コード表示は構成された
フォーマットで書かれる。左端の数学は対応ステートメ
ントのネスティング・レベルを表わす。略号を説明する
と、ＦＡＴはプロセス・アドレス・テーブルであり、Ｉ
ＳＰは割込みサービスを制御する処理ルーチンである。

擬似コードはＰＡＳＣＡＬとして知られた高レベル言語
において実施可能である。しかし、動作効率のためには
、アセンブリ・レベル言語が使用されるべきである。動
的ローディングは周知であると考えられるので、それに
ついてのそれ以上の記述は必要ない。

ホット・キー・サービス・ルーチン 第２表を参照すると、スワツピング・キーの作動によっ
てセットされたハードウェア割込みに応答するキー・サ
ービス・ルーチンの擬似コードのフラッグメントが示さ
れる。最も重要なエレメントは最初の３つのステートメ
ントであり、それはアキュームレータ内容の保管及び第
３表に示されたスワップ処理フラッグメントの呼出しを
生じさせる。

い−一一一一へヘーμ１−へＩ＼−飄ｗ１リソース・ス
　パ　・　−ビス・　−・第３表を参照すると、スワッ
プ待ち行列でリス）・されたプロセスのうちの実行中の
ものに対話リソースへのアクセスを割付けさせるための
サービス・ルーチンの擬似表示が示される。このスワッ
プ・ルーチンはそのプロセスの有効性を確実なものにし
、リソース・スワップ待ち行列へ（又はからの）１つの
プロセスを追加（又は削除）すること、現在のプロセス
から待ち行列における次のプロセスにリソースをスワッ
プすること又は指定された（現在の）プロセスにリソー
スをスワップすることによって待ち行列におけるプロセ
スの選択順序を決める。この擬似コード・フラッグメン
トは原理的にはリスト追加、削除又はスワップするため
の不ス１〜されたＩ　Ｐ−ＴＨＥＮ−ＥＬＳＥステート
メントより成る。これについて、第ルベルのネスティン
グはリストからのプロセスの削除及び追加を取扱い、ス
ワツピング・シーケンスはそのシーケンスの最後の３つ
における第５レベルのネスティングで一連のＩ　Ｆ−Ｔ
ＨＥＮ−ＥＬＳＥステートメントとして取扱われる。こ
れはそのプロセスがアクティブなものでスワップ可能な
ものかどうかをテストすることによって開始する。

−α 前述のように、直接アクセスがビット操作レベルでデー
タ構造を制御するのを可能にするために、アセンブラ言
語において実施されるべきである。

パフォーマンス低下が許されるならばＰＡＳＣＡＬのよ
うな高級言語において実施してもよい。制御の流れは明
瞭に示されており、追加のコメントは不必要であろう。

第４表を参照すると、擬似コードにおけるプロセス・ド
ライバが示される。これはリストの始めへの循環を管理
する。

〇− ヒエ ト （２７） 本発明の精神及び範囲は、例えば、実時間スイッチング
を受けるリソースのセットまで拡張されてもよく、更に
循環以外のリスト構造のものを使用してもよい。

【図面の簡単な説明】

第１図はソフト及びハード・コピー出力装置、内部及び
外部メモリ及びマイクロプロセッサ、キーボード入力を
結合するバスを含むワード・プロセッサの構成を示す図
、第２図は第１図に示されたマイクロプロセッサの部分
的なレジスタ構成を示す図、第３図はプロセス記述、Ｉ
１０状態、リソース待ち行列及び同期制御による状態ベ
クトル構成を示す図、第４図は対話リソース割付けを含
むよう拡張されたプロセス制御ブロック記述を示す図１
．第５図は対話リソースに対して待ち行列したプロセス
制御ブロック間の連結したリスト表示を示す図、第６図
は対話管理者としてのユーザーと現在実行中のｎ個の非
同期プロセスのうちの１つへの対話リソースの結合との
間の選択関係を示す図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 所定の型のリソースを必要とするプロセスの持ち行列を
   形成し且つ該待行列のプロセス間での指名順序を定義す
   るポインタを対応のプロセス記述子に組込むステップと
   、 所定の型の割込みの入力の応答して、現在実行中のプロ
   セスの状態ベクトルを該プロセス記述子内に保管させ、
   該待ち行列における次のプロセスの状態ベクトルを検索
   して対応のプロセス記述子から取出させ、該検索された
   状態ベクトルに関連のプロセスに制御を移させるステッ
   プと、より成る多重タスク処理ワード・プロセッサにお
   ける使用者制御によるリソース切換え方法。