JPS61262938A

JPS61262938A - チユ−ニング可能なオペレ−テイングシステム手段を有するデ−タ処理システム

Info

Publication number: JPS61262938A
Application number: JP61045133A
Authority: JP
Inventors: デイノ・デルヤニ; チヤールズ・イー・ジヤブロウ
Original assignee: Wang Laboratories Inc
Current assignee: Wang Laboratories Inc
Priority date: 1985-03-01
Filing date: 1986-03-01
Publication date: 1986-11-20
Anticipated expiration: 2010-06-14
Also published as: EP0194533B1; EP0194533A2; US4736318A; EP0194533A3; JPH0756634B2; AU587427B2; DE3681609D1; US4908750A; AU5421586A; CA1248637A

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】産業上の利用分野本発明１は、多重プログラム化データ処哩システムのだ
メのオペレーティング・システムにおける改良に関する
。

従来技術の説明多重プログラムド・データ処理システムは記憶装置に複
数のプログラムを同時にＭｌ−でおり、このため中央処
理装置はそれらの間で共用される。

このスキームは、より短い時間により多くの作業をなす
ことにより計算機システムの全体の効率を改善する。多
重プログラミングの利点は、中央処理装置ｔの活用の増
大と高いトータルジョブスル−プントにある。

多重プログラミングの欠点は、中央処理装置を最大限に
活用するために、実行中のタスクをつねに有さねばなら
ないことである。もし２μ上のタスクがあれば、残りは
処理装置があくまで待たなければならず再スケシー−リ
ングされ得る。待ち状態のどのタスクが次に中央処理装
置のサービスを受けるか決定するだめの手段が設けられ
ねばならない。これはいオペレーティングシステムのス
ケジューリング及びタスク指名部の機能である。

異なる優先度の複数の待ち行列を供給する。多くのスケ
ジューリング法が従来より知られている。

タスクはユーザの設定する優先度を割当てられ。

これが初期の待ち行列割当を決定する。さらに。

タスクの指名順位はそれが進行するにつ凡その挙動に応
じてリフダイン（ｒｅｆｉｎｅ）される。

実際には、大きな負荷のかけられたシステムが種々のタ
スクを実行しているときに、いろいろな問題の起り得る
ことが分ってきた。相対的に低い１順位であるが、入出
力のサービスを得るため中央処理装置の制御を渡す前に
中央処理装置かられずかなサービスしか必要としないタ
スク（「入出力バウンド（束縛）」のタスク）は、その
ようなサービスを得られないことがある。というのは、
制御を渡す前に中央処理装置からの多くのサービスを必
殻とする高い順位のタスク（’　ｒｃＰＵＣＰＵバウン
ド）」のタスク）に対して、中央処理装置が優先的に割
当てられるからである。このことは。

一般的にいって好ましくない状態である。

従って１本発明の目的は、相対的に低いユーザ設定順位
を有し入出力バウンドな挙動をするタスクが、相対的に
高いユーザ設定順位を有しＣＰＵバウンドなタスクに゛
よってロックアウトされることを防＋ｈｌ、得る改良さ
れたオペレーティングシス　。

テムを提供することである。本発明の別の目的は、人出
力バウンドなタスクとＣＰＵバウンドなタスクとが混在
したものを実行する多重プログラム化データ処理システ
ムのスルーブツトを最大にすることである。

本発明は、計時装置と、記憶装置と、入出力装置と、デ
ータ記憶装置及び入出力装置を制−する中央処理装置と
、を有し、状態レジスタ装置を設けている。複数の同時
タスク実行用多重プログラミングデータ処理システムに
おいて実施される。

データ記ｌｅｔ装置ば、データ処理システムを制御すル
オペレーティングシステム手段を表示する信号の供給装
置と、オペレーティングシステム手段の制御下で中央処
理装置のオペレーションに関４−ｊる王制倒ブロックデ
ータ構造を規定する信号の記憶エレメントと、複数のタ
スク制御ブロックデータ構造を規定する信号記憶エレメ
ントと、を有する。

各タスク制御ブロックデータ構造は、データ処理システ
ムにおける複数の同時タスクの１つと関連し、データ記
憶装置におけるその記憶位置を表示する関連したアドレ
ス値を有する。各タスク制御ブロックデータ構造は、関
連するタスクは現在の実行状態を表示する状態信号の記
憶工１／メントと、タスク指名順位の値に灯心するタス
ク指名信号の記憶エレメントと、を有する。

王制１ＩＩＩＩブロックデータ購債ば、特定のアドレス
値を表示する信号の複数の待ち行９１Ｊ記障エレメノト
を供給し、その記憶エレメントハ、入出力装置によるサ
ービスを待つタスクを表示している少なくとも１つの連
鎖Ｉ／Ｏ待ち行列のヘッドとテイル（ｔａｉｌ　）を識
別し、中央処理装置によるサービスを受けるために待ち
行列につながったタスクを表示する。８個の連続した鎖
状のレディ（ｒｅａｄｙ）待ち行列の各々は、ヘッドと
テイルを識別する。

各レディ待ち行列は、０からＮまでのその位置と関連す
るサービスに対して待ち行列の優先順位を有している。

待ち行列の優先順位は、タスクの記憶位置とともに１次
のタスクを識別する。１／ディキ子−き惨今吟舛オペレーティングシステム手段は、タスク指名手段、ス
ケジューラ手段、入出力ルーチン手段及び割込みハンド
リング手段をＭする。そのタスク指名手段は、レディ待
ち行ダ１［から検索するためのタスク指名信号及び識別
された次のタスクと関連するタスク制御ブロックの記憶
位置を表示するアドレス値信号に応答する手段と：関連
するタスク制御ブロックから状態信号を検索し、検索さ
れた状態信号を中央処理４ｆｅ置のレジスタ装置に置く
ための、検索されたアドレス値信号に応答する手段と、
を１ｌｔｆｆえ、これにより中央処１浬装置の制ｍ１１
を次のタスクに渡す。

入出力ルーチン手段は、入出カー＋＝段によるサービス
の実行タスクからの呼出しを表示する。中央処理装置か
らの信号に１、応答し、関連するアドレス値信号を■／
Ｏ待ち行列のテイルに置く。スケジューラ手段は、古い
タスク指名順位値を表わす。

呼ひ出しタスク指名順位信号に応答（７，新しくより高
いタスク指名順位値を表わすためにタスク指名順位信号
ｉ　１Ｊセツトし、タスク指名信号を供給する。

割込みハンドリング手段は、同時タスクの１つに関する
入出力機能の完了を表わすＩｌｏ　割込み信号に１．Ｓ
答して、第１の割込みハンドリング手段信号を供給する
。スケジューラ手段は、その第１の刷込み・・ンドリン
グ手段信号と、上記の１つのタスクに関連するタスク制
御器グロックのタスク指名順位信号と、に応答し、関連
するアＩ・１／ス値信号を対応するレディ待ち行列のテ
イルに置く。

テ〜り記憶装置は、さらに時間間隔制限信号を供給する
。タイマ手段は、タスク指名手段に応答して時間間隔制
限信号によって規定された時間間隔の終了を待ち、検索
された状部信号が状態レジスタ手段に置かれるときに動
作を始め、その時間間隔の終了に１．−６答してタイマ
割込み信号を供給する。

割込みハンドリング手段（１，そのタイマ割込み信号に
応答して、現在実行中のタスクの実行を停止し、中央処
理装置からの現在状態信号を検索し。

その状態信号を中１ｉｆしたタスクに関連するタスクの
側倒ブロックのタスク制御ブロック記憶エレメントに置
き、スケジー−ラ手段へ第２の割込みハンドリング手段
を供給する。

スケジューラ手段は、その第２の割込みハンドリング手
段信号と、古いタスク指名順位値を表わす中断タスク指
名順位信号と、に応答して、そのタスク指名順位信号を
リセツトして新しくより低いタスク指名順位値を表わす
ようにし、中断タスクのタスク制ｆＩｌ＋ブロックと関
連するアドレス信号をその新しいタスク指名１１餘値に
対１心するレディ待ち行列のテイルに置く。

本発明に従えば、デ＝−タ記憶装置はさらに待ち行列範
囲信号を供給する少なくとも１つの範囲記憶エレメント
を備えており、その待ち行夕（］）舶四信号はともにＮ
未満の待ち行列の・低数Ｍを表している。各タスク制御
卸ズロノクは、待ち行列範囲分割信号を供給する待ち行
列範囲分割上記憶エレメントを有し、その分割は号に関
連するタスクに対するユーザ設定順位から得られるｌ範囲分割信号及び範囲信号はともに各タスクに関し北限
及び下１暇まで区画された待ち行列のサブセットを定義
し、そのタスクに関する最高及び最低順位の待ち行列を
含み、同時タスクの待ち行列のサブセットは２重複した
待ち行列サブセットをもたらす他の同時タスクの待ち行
列と、少なくとも１つの共通の待ち行列を有する。

谷タスクに関し、スケジューラ手段はさらに待ち行列範
囲分割信号及び待ち行列範囲信号に＋、６．答し、その
タスクに対して驚義された待ち行列サブセット内の特定
のレディ待ち行列に関連タスク側斜ブロックアドレスを
置く。

さらに、本発明に従えば、最短の及び最長のタイムスラ
イス直とそれらの間で単ダＭに増力ｎする。

複数の離散的タイムスライス１１＆、を与える。複数の
タイムスライス言己１意エレメントをイ膚えている。谷
タスクに関し、タスク指名手段は待ち行列範囲分割信号
と待ち行列範囲信号とに応答し、タスク制イ卸ブロック
アドレス信号がサブセラ］・内で最高順位の侍も行列か
ら検索されるとき最小のタイムスライス値に応答する時
間間隔制限値を供給し、タスク制御卸ブロックアドレス
信号がサブセット内の最低順位の待ち行列から検索され
るとき最大のタイムスライス１直に応答する時間間隔制
限値信号を供給し、′まだ単調に減少するｌｌ＠位のサ
ブセットの残りの待ち行列に対応した単調増加のタイム
スライス直にｈｌ”応答する時間間隔制限値信号を供給
する。

好適な実施例において、データ記憶装置はさらに、より
短いタイムスライス及びより長いタイムスライスをそれ
ぞれ表わしている第１及び７５ｇ２のタイムスライス信
号を供給する第１及び第２タイムスライス１直記憶エレ
メントを１雇えている。谷タスクに関し、タスク指名手
段は、待ち行列範囲分割信号と待ち行列φｎｎ倍信号に
１，６答し、タスク制御ブロックアドレス信号が待ち行
列サブセットの」１限のレディ待ち行列から検索される
とき第１のタイムスライス値信号に応答する時間間隔制
限１直号を供給し、タスク制疵ブロックアドレス信号が
待ち行列のサブセントの下限のレディ待ち行列から検索
されるとき第２のタイムスライス値信号にｃ６答する時
間間隔制限値信号を供給する。タスク範囲分割値と範囲
値は、第１のタイムスライス値で指名されるべきタスク
が、第２のタイムスライス１直で指名されるべき他のタ
スクに割当てられる最高順位の待ち行列の順位と少なく
とも等しい順位を有する待ち行列に割当てられ得る。

好適には、第１のタイムスライス信号は、データ処理シ
ステムで同時に実行中のＩ／Ｏバウンドなタスクの平均
的ＣＰＵバースト時間乃至その１／２　倍の間の値を表
わし、第２のタイムスライス信号は、データ処理システ
ムで同時に実行中のＣＰＵバウンドなタスクの半均的Ｃ
ＰＵバースト時間乃至その１／２　＠の間の値を表わす
。

その他の目的、特徴及び利点に１図面を参照しながら、
本発明の好適な実施例についての以丁の説明から明らか
となろう。

好適な実施例の説明図面１％に第１図を参照すると１本発明は、記憶装置１
２．入出力装置１４及び中央処理・装置１６を備えるデ
ータ処理システム１ｏにおいて作用する。

ＣＰＵ中央処理装置１６はシステム／Ｏの動作を制置するため
に作用する。特に、中央処理装置１６は。

記憶装置１２を制御してデータを表わす信号をそこに置
く、すなわち、信号をそこから検索するために構成され
、接続される。（ここで用語「データ」ハ、プログラム
と、プログラムによって操作された計算可能なその他の
データとの双方に言及するために使用される。）中央処
理＠置１６はさらに入出力裟１ｔ１４を側斜するために
構成され接続されてＩ／Ｏ機能を提供する。例えば、デ
ィスク１８．プリンター２０のような装置、りるいはキ
ーボード、モニター、通信リンク（図示せず）のような
その他の装置は装置１４によって・制置される。

オペレーテ　ング・システム記憶装置ｔｌｌＪ、オペレーティングシステムプログラ
ムケ表わす信号を供給する装置２６ケ備えている。さら
に、記憶装置１２はオペレーティング・システム・プロ
グラムの＃３１Ｊ　ｒｍ下で＠作する処理装置１６に関
連する王側副ブロックデータ構造を定義する信号の記憶
エレメントを２８に設けている（もしシステム／Ｏが２
μ北のプロセツサを有するならば、２以上の王側倒ブロ
ックとなろう。）。

オペレーティングシステムプログラムの制仰下で。

王制御ブロック２８に記憶された信号に関し、中央処理
装置１６はｈ記の装置１２及び１４を側副し、ここには
関係しないその他のシステム・サービスを同様に提供す
る。

応用プログラムさらに記憶装置１２は種々の応用（ユーザ）プログラム
を表わす信号を供給する装置を２２に設けている。中央
処理装置１６は、そのような応用プログラムによって制
御されるとき、そのプログラムによって規定される計算
操作を行なうことか、入出力・装置１４の機能のような
オペレーティングシステムサービスを要求し行なうこと
妃より、コンピュータ技術において公知の方法でそのプ
ログラムを実行する。

タ　　ス　　り「タスク」は作業のストリームとして定義され。

連続的プログラムは、各々が共通の実行中のタスクによ
って直続的に識別されて、実行され得る。

多重プログラムデータ処理システムにおいては。

複数の同時タスクが存在し、システムで実行すれるが、
それらの谷々は中央処理装置１６のサービスを共用する
必要がある。そのようなタスクは２２におけるような応
用（ユーザ）プログラムである。特に会話形ユーザやワ
ークステーションはタスクとみなすことができ、それら
に関してイ重々のプログラムが連続的に実行される。ワ
ークステーションは会話形すなわち［フォアグラウンド
（ｆｏｒｅｇｒｏｕｎｄ　）　Ｊ　　タスクであり、バ
ッチ（非会話形）モードで実行しているプログラムは「
バックグラウンド」タスクである。

タス　゛ＩＩＩＩＩブロック８引意装置１２に、タスク制ｍｌｊグａツクデータ構造
を表わす信号の記憶エレメント６０を備えている。名タ
スク制狽１ブロックデータ構造０乃至Ｐは。

複数の同時タスクＰ即ちシステム／Ｏに存在するタスク
の１つと関連している。タスク制御ブロックは、タスク
が「作成」されるとき、即ちシステム／Ｏによって存在
が認識されるとき、始めて設けられる。各タスク側倒ブ
ロックデータ構＠は。

記憶装置１２の中での記憶位１置を表わす関連したアド
レス値を有する。

各タスク制御ブロックデータ構造は、関連するタスクの
現在の（即ち最新の）実行状態を表わす状態信号の記憶
エレメント３２を備えている。

ＣＰＵ゛、ルジスタ中央処理装置１６は、該装置１６を現在制御しているタ
スクの現在の実行状態を表わす信号を供給する状態レジ
スタ装置２４を有している。現在実行状態信号は、プロ
グラムに従って中央処理装置を制御するために必要であ
る、次の命令のアドレスや種々のレジスタの内容等の情
報を供給する。

タスクが、中央処理装置１６の制御を与えられるとき、
そのような状態信号は関連するタスク制御ブロック３０
から状態レジスタ装置２４ヘロードされる。そのタスク
は「ディスパッチ」（指名）されたと呼ばれる。

待ち行列どの同時タスクが次に中央処理装置１６の制御を与えら
れるのか、あるいはシステム入出力装置のサービスを得
るのかを決定しその後に認識する装置が設けられなけれ
ばならない。このため、主制御ブロック２８は複数の待
ち行列記憶エレメントを備えている。当該技術分野で公
知のように。

連鎖された待ち行列は、該待ち行列のヘッドにあるタス
クに対するタスク制御ブロックのアドレス値ヲ表わす信
号を記憶することによって与えられる。タスク制御ブロ
ックは、待ち行列における次のタスクに対するタスク制
御ブロックのアドレス値を表わす信号を記憶する。待ち
行列の最後のタスク制御ブロックのアドレス値を表わす
信号は。

待ち行列のテイルとして待ち行列記憶エレメントに記憶
される。

従って、工／Ｏ待機の待ち行列３６は、連鎖されたＩ／
Ｏ待ち行列に対するヘッドアドレス６８及びテイルアド
レス４０の記憶エレメントを有する。

レディ待ち行列さらに、主制御プロンクデータ構造２８Ｕ、中央処理装
置１６によるサービスを受けるべき待ち行列に連なるタ
スクを表わしているＮ個の連続した各連鎖レディ待ち行
列のヘッドとテイルの識別信号の待ち行列記憶エレメン
トを４２に設けている。各レディ待ち行列は位置０乃至
Ｎに関連するサービスに関する待ち行列の順位を有する
。位置０の待ち行列は、最高順位を有すると考えられる
。

連鎖したレディ待ち行列内のタスクの位ばと、待ち行列
の順位とから次のタスクが認識される。すなわち、その
タスクは、中央処理装置１６が次に使用可能なとぎにそ
の制＠を与えられる。

タスク指名１１＠位各タスク側倒ブロックデータ構哉３０は、タスク指名順
位に対応するタスク指名順位を記憶する順位記厖エレメ
ントヲ備えている。タスクが「作成すれた」即ちシステ
ム／Ｏにおいて存在していると始めて認識されたとき、
ディフォルト順位値を表わす信号が２本発明には関係し
ない方法で。

しかし、ユーザ設定順位又はフォアグラウンド及びバッ
クグラウンド・タスク間の区別に応じて。

６４に与えられる。

中央処理装置１６に関しタスクをスケジューリング（レ
ディ待ち行列に割当て）シ、デイスノくノチング（中央
処理装置１６の制ｍ２与えることを）することは、オペ
レーティングシステム２６の制御下で行なわれる。オペ
レーティングシステム２６は、ディスパフチャ４４．ス
ケジユーラ４６゜割込みハンドラ４８及びＩ／Ｏルーチ
ン４９のみならず２本発明には関係なく、ここでは説明
しない部分も有する。

タイマ５０はオペレーティングシステム２６の一部とし
て、あるいはシステム／Ｏの一部として設けられる。タ
イマ５０は、（以下に説明するように）時間間隔制限値
信号によって定められる時間間隔の終わりを待ち、その
ような間隔の終わりに応答してタイマ割込信号を供給す
る。

デイスノぐノチャ４４ディスパッチャ４４の制御下で動作するとき。

中央処理装置１６は（説明されるべき方法で供給される
）タスク指名信号に応答して、レディ待ち行列４２から
、識別された次のタスクに関連するタスク制御ブロック
６０の記憶位置ヲ表わすアドレス値信号を検索する。こ
れは、待ち行列にタスクがあるか否か見出すために今度
は待ち行列０から始めてレディ待ち行列の各々ヲ調べる
ことによって行なわれる。もし、待ち行列０のヘッドに
タスクがあれば、それがタスク指名される。しかし、な
ければ待ち行列１が同様にして当該技術において公知の
方法で調べられる。従って７待ち行列１のタスクが指名
される前に待ち行列０は空になっていなければならない
。ディスパッチャ４４に従って装置１６が動作する度ご
とに、（すなわち。

中央処理装置が使用さね、る変ごとに）待ち行列は再び
０から始めて調べられる。

！、た、ディスパッチャ４４の制−下で動作すれば、中
央処理装置１６は、レディ待ち行列４２から検索される
アドレス値信号に応答し、識別された次のタスクに対１
，６シて、関連するタスク朋］御ブロック６０を位置決
めし、中央処理装置の状態レジスタ装ｊｔ２４に状態信
号装置く。これにより。

中央処理装置の制ａｉＩ］は次のタスクに与えられる。

記憶装置１２ばさらに時間間隔制限値信号５２を提供す
る。次のタスクが指名されるとき、タイマ装置５０はタ
イムスライスと呼ばれる時間間隔の終わりを待つ。その
間隔は、制限値信号によって定められる。

中央処理装置１６の制御がタスクに与えられたトキ、装
置１６は適切なプログラムの命令の実行に進む。タスク
は２つの交互の相からなるザイクルを通過することが認
められる。すなわち、第１の相は、（複数の命令が実行
される〕排他的なＣＰＵの実行の相でりり、第２の相は
、ψ１ｊえばディスク１８から信号を読出し、あるいは
ディスクに信号を書き込み、あるいはまたプリンタ２０
に結果やメツセージをプリントアウトすることのような
Ｉ／Ｏサービスをタスクが待つ相である。各時間間隔ご
とに１次のタスクの制御下で動作する中央処理装置１６
が、ｌ／Ｏ（すなわち非ＣＰＵ）サービスを必要とする
かしないかは、以下で説明スルようにオペレーティング
システムの応答する重要な事実である。

Ｉ／Ｏサービス呼出しＩ／Ｏサービスがタスクによって必要されるとき、中央
処理装置１６はタスクの実行を中止し。

サービスの呼出しを表示する信号を供給し、その結果Ｉ
／Ｏルーチン４９０制倒下で中央処理装置１６は次の動
作を行なうことになる。そのタスクは中央処理装置１６
の制御を「自発的］に渡すかのように説明される。Ｉ／
Ｏルーチン４９の制御下で、中央処理装置１６は呼出し
信号に応答しＩ／Ｏ待ち行列６６のテイル４０に現在実
行中のタスクに関連するアドレス値信号を置く。

人出力の完了物理的Ｉ／Ｏ機能が特定の同時タスクに対して完了した
ときに、１／Ｏ割込み信号が生成される。

そのＩ／Ｏ割込み信号に応答して１割込みノ・ンドラ４
８の制御下において中央処理装置１６（は、スケジュー
ラ４６への制御の転送をひき起す第１の割込ハンドラー
装置信号を供給する。スケジューラ４６の制御下で、中
央処理装置１６はタスク指名順位信号（、ＩＪ上セツト
て、より高い順位（一般に、　１１＠位は１だけ増分さ
れる）を表わす新しい値にし、その新しいタスク指名順
位に対応するレディ待ち行列のテイルに、そのタスクに
対するタスク側倒ブロックと関連するアドレス値のアド
レス値信号を置く。もし、最高順位の待ち行列に前のタ
スク指名順位値がタスクを置くなら、順位値はその前の
（古い）値にリセットされる。池の実施態様では、タス
ク指名＋１＠位は、■／Ｏ児了１りはむしろＩ／Ｏ呼出
しに応答しでリセットされる。

これは本発明に対する問題ではない。ＣＰＵ装置１６は
、さらにタスク指名信号を供給し、上記したようにディ
スパッチャ４４に従って動作することとなる。

ムスラ　スーランアウトタイマ５０は、制限値信号５２によって定められる時間
間隔の完了に応答してタイマ割込１百号に供給する。も
し＋　Ｉｌｏ　（あるいは非ＣＰＵ）サービスの要求が
時間間隔完了の前になけね、は、実行中のタス、りは「
そのタイムスライスをラノアウト」シたと言われる。そ
れｆｌ−Ｉｌｏその池のサービスの要求時点捷での間、
中央処理装置のサービスを必要とする。タイムスライス
の完了時に。

タイマ５０ＬＩ−１，タイマ割込信号を供給する。その
とき中央処理装置１６は割込みノ・ンドラ４８の制御下
で動作し、そのタイマ割込信号に応答して現在実行中の
タスクの実行を停止する。装置１６は現在の状態信号を
レジスタ装置２４から検索し、中断したタスクに関連す
るタスク制御ブロックデータ構造６０の状態レジスタ装
置にその信号を置き。

第２の割込ハンドラ装置信号を供給する。

そのような信号に応答して、中央処理装置ｔ１６はスケ
ジューラ４６に従ってさらに動作し、中断したタスクの
タスク側倒ブロックの３４でタスク指名信号をリセット
してより低い順位（一般に。

順位は１だけ減分される）を表わす値にリセットされる
。中央処理装置１６がさらに、新しいタスクの指名順位
に対応したレディ待ち行列４２のテイル４６に、中断し
たタスクに関連したアドレス信号を置く。前のように、
もし古い順位値が低い順位の待ち行列にタスクを置けば
、１１＠位値はその先の（古い）値にリセットされる。

スケジー−ラ４６の制御下で装置１６はタスク指名信号
を供給し、上記したようにディスパッチャ４４に従って
動作することとなる。

Ｉ／Ｏバウンド及びＣＰＵバウンドなタスク様々な種類
の複数の同時タスクがデータ処理システムに存在すると
き、各タスクは、中央処理装置の実行サイクル時間と比
較して長いどのような期間でも、■／Ｏあるいは非ＣＰ
Ｕサービスを得るために自発的に制御を渡すまで中央処
理装置を使用する特性実行時間にＰＴＪバースト時間）
を有する。異なるタスクは、異なる特性ＣＰＵバースト
時間を有する。従って、ＣＰＵバースト時間は数ミリ秒
から数／Ｏ０ミリ秒捷で分布している。

一般的に、同時タスクは任意の時点で「■／Ｏバウンド
」及び１−ＣＰＵバウンド」と呼ばれる２つのカテゴリ
ーにはいり、特性ＣＰＵバースト時間の異なる値に一般
的に対応する。

本発明が実施されるデータ処理システムに関して、もし
特性ＣＰＵバースト時間が約１５ミリ秒であればタスク
はＪＩ／Ｏバウンド」として説明される。もし特性ＣＰ
Ｕバースト時間が約６０ミリ秒であればタスクはｒＣＰ
Ｕ”ランド」として説明される。一般に、これらの値は
特定のデータ処理システムに依存する。

一般に、システムのＩ／Ｏ装置のＨ功作する速度によっ
て与えられる制限とは別に、■／Ｏバウンドなタスクは
それらがＩ／Ｏ装置の可用性によって、即ち、それらが
Ｉ／Ｏ待ち行列で待機に費やす時間によってそれらの実
行速度に制限が与えられると考えられる。

これに反して、ＣＰＵの動作速度は別として。

ＣＩ）　Ｕバウンドなタスクは中央処理装置の可用性に
より、即ち、レディ待ち行列で待つために費やす時間に
よってそわ２らが実行される速度に制限が与えられると
考えられている。特定の応用プログラムは実行中具なる
時点でこれらのカテゴリーの第１のものに、そして次に
その他のものになり得る。一般に、（そしてシステム構
成髪素の効率的な使用のために好捷しくに）任意の時点
で、タスクの混合が存在し、あるものＭｘ／Ｏバウンド
であり、あるものはＣＰＵバウンドである。これらのカ
テゴリーの厳密な定義は必要でない。

二二」」■む１免多くのデータ処理システムにおいて、タスクは。

ユーザ設定の順位に対応する１／ディ待ち行列のある範
囲に割当てられ、システム／Ｏによって与えられるレデ
ィ待ち行列の総数Ｎより数が少ない。

タスク指名順位は上記のようにタスクの挙動に、囲チ、
タイムスライスをランア１リドするか否かに応じて僅返
しリセットされる。しかしその割当てられた範囲外では
待ち行列にタスクを置くためにリセットすることはでき
ない。従来技術によね、ば。

特定のユーザ設定順位に関する範囲はばらばらであった
。例えば、レディ待ち行列４−８の範囲は。

ある特定の順位のアプリケーションタスクに割当てられ
、待ち行列９−１３の範囲はアプリケーション・タスク
の第２のセットに割当てられる。その第２の順位のタス
クは待ち行夕１１４−８のどれにも北がることはできな
いし、第１の順位のタスクも待ち行列９−１６のどｈＶ
ｃも下がれない。上記のように、タスクが待ち行列４−
８のいずれかに７ｈは待ち行列９−１６にあるタスクは
ディスパッチ（指名）されよう。そのことは、もし待ち
行列４−８の１つにおけるタスクが強いＣＰＵバウンド
なら、これらの待ち行列の１つに繰返し再割当てされる
しＣＰＵ０制＠を繰返し与えられる。

ツレは、待ち行列９−１６の１つにおけるＩ／Ｏバウン
ドなタスクを１−ロックアウト」する、即ち中央処理ｇ
ｌｆＯ制仰を得られず、パフォーマンスを著しく損なう
ことになる。

さらに従来技術によれば、もし２つ以上のタイムスライ
ス値が採用さｆ″Ｌれば、特定のレディ待ち行ダ１１に
それらの値は永久的に関連する。

上記のスケジューリング及びディスパッチング法によれ
ば、高いユーザ設定順位を有する高いＣＰＵバウンドタ
スクが、より低いユーザ設定順位を有するタスク金ロッ
クアウトすることは可能である。たとえ後者のタスクが
高いＩ／Ｏバウンドであり、中央処理装置の制＠を自発
的に渡す前に１つのタイムスライスの部分だけを必要と
する場合でもある。

特に、（会話形タスクのような）フォアグラウンドタス
クは強いＣＰＵバウンドであり、（バッチジョブのよう
な）Ｉ／Ｏバウンドなバンクグラウンドタスクのスルー
プットを厳しく制限する。

これはある状況において許容可能であっても、他の状況
下では許容されない。本発明は、この望ましくない動作
モードを妨げる手段を提供する。

］二ｍ本発明に従えば、記憶装置１２は少なくとも１つの待ち
行列範囲信号を供給する。範囲記憶エレメント５４をさ
らに設けている。待ち行列範囲信号は、待ち行列の等し
い数を表わす。あるいはまた、それらは真中の待ち行列
の七又は下の待ち行列の等しい数を表わす。そのような
場合、待ち行列の総数は奇数である。さらにまた、ある
分割線の北又は下に等しくない数の待ち行列もあり得る
。

谷タスク制御ブロック６０は、待ち行列範囲分割信号を
供給する待ち行列範囲分割記憶エレメントを肩する。そ
の分割信号はタスク側倒ブロックに関連するタスクに関
しく非常に高閲、高以、中央及び低度のものから共通し
て選択された）ユーザ設定順位より得られる。分割信号
ハ、シかし。

タスクがフォアグラウンドかバックグラウンドかのよう
な他の要因にも依存し得る。そのような場合１分割信号
によって表示される。タスクの８つのカテゴリーが存在
する。その他の数のカテゴリーも１吏用される。

範囲分割信号及び範囲信号は併せてＭ個の待ち行列のサ
ブセントを谷間時タスクに対し定義する。

ここでＭＱＮ（レディ待ち行列の総数）より小さく、そ
のサブセットは１側及び下側の範囲に分けられ、タスク
に対し上限及び下限の順位の待ち行列を宮んでいる。本
発明に従えば、同時タスクの待ち行列のサブセントは重
複している。即ち、同時タスクの待ち行列サブセノトハ
、他の同時タスクの待ち行列サブセットと共通の少なく
とも１つの待ち行列を有する。好適な実施クリでは１重
複は以下に説明するように、より大きい。

各タスクに対し、スケジューラ４６の制御下で動作し、
さらにタスク指名順位信号６４に応答する。中央処理装
置は、待ち行列範囲分割信号５６と待ち行列範囲信号５
４とに応答して、関連するタスク制御ブロックアドレス
信号を、そのタスクに対して定義された待ち行列サブセ
ット内の特定のレディ待ち行列４２に置く。（タスクが
そのタイムスライスの最新のランアウトケシたが否かに
対応する）タスク指名順位における変化がタスクにサブ
セット内の連続する待ち行列を割当てきせてもタスクは
それに対して定義されたサブセットの外の待ち行列に割
当てられ得ない。サブセットの境界はタスク指名値を無
効にし、そのタスクは前の待ち行列に再び割当てられる
。

さらに本発明に従えば、少なくとも２つの離散したタイ
ムスライス値を表わす、少なくとも２つのタイムスライ
ス信号全供給する複数のタイムスライス値記憶エレメン
トを、データ記憶装置１２はまた備えている。タイムス
ライスは連続的に増加する。従って１例えば、８．１５
，２０．３［］及び４０のタイムスライス値のシーケン
スが与えられる。各タスクに対し、ディスパッチャ４６
に従って動作する中央処理装置１６は待ち行列範囲分割
信号５６に応答し、タスク制両ブロックアトレス信号が
適当な待ち行列セントの最高順位を有するレディ待ち行
列から検索されるとき最小のタイムスライス値に応答す
る時間間隔制限値信号５２を供給し、サブセントの最低
順位を有するレディ待ち行列からタスク側副ブロックア
ドレス信号が検索されるとき最大のタイムスライス値信
号に応答する時間間隔制限値信号５２′ｆ：供給する、
。

中間タイムスライス値は、タスクがより高いＩ／Ｏバウ
ンドな態様で挙動するとき比較的短いタイムスライスで
タスク指名され、より高いＣＰＵバウンドな態様で挙動
するときには、比較的に長いタイムスライスでタスク指
名されるように適当な方法で中間順位待ち行列に関連す
る。従って、特定の待ち行列に永久的に且つ絶対的に関
連させられるかわりに、タイムスライス値は特定のタス
クの待ち行列サブセット内の待ち行列の相対的位置と関
連させられる。

本発明の好適な実施例においては、データ記憶装置１２
はそれぞれ短いタイムスライス及び長いタイムスライス
の値を表わす、第１及び第２のりイムスライス信号を供
給する第１及び第２のタイムスライス値記憶エレメント
５８を設けている。

各タスクに対し、ディスパッチャ４６に従って動作する
中央処理装置１６は、待ち行列範囲信号５乙に応答し、
適当な待ち行列サブセットの上側の範囲にレディ待ち行
列４２からタスク制御ブロックアドレスが検索されたと
き第１のタイムスライス値信号に応答する時間間隔制限
値信号を供給し、タスク制御ブロックアドレス信号がよ
り低い範囲のレディ待ち行列から検索されるとき第２の
タイムスライス値信号に応答する時間間隔制限値信号５
２を供給する。

このため、同じ順位従って同じ待ち行列ザブセントラ有
するタスクのカテゴリー内で、Ｉ／Ｏバウンドなタスク
は、より上側の範囲にドリフト（ｄｒｉｆｔ）　　（、
、（何故ならタスク指名順位は、タイムスライスの終わ
り捷で非ＣＰＵサービスをタスクが呼び出すときに繰返
して増分されるから）。

また、ＣＰＵバウンドタスクがより下側の範囲にドリフ
トする前にタスク指名される（何故なら。

タスク指名順位はタスクがそのタイムスライスをランア
ウトするとき繰返して減分する。）。

全ての同時タスクに対し５６に表示されたタスク範囲分
割値と５４に表わされた範囲値は、第２の（長い）タイ
ムスライス値でタスク指名された他のタスクに割り当て
られる最高順位の待ら行列の順位と少なくとも等しい順
位を有する待ち行列に、第１の（より小さい）タイムス
ライス値で指名されたタスクが割当てられるように関係
づけられる。従って、低い順位でも、その丁／Ｏバウン
ドなタスクは、より高い順位のＣＰＵバウンドのタスク
と待ち行列に置かれ、後者によってロックアウトされ得
ない。そのＣＰＵバウンドなタスクはそのかわりＣＰＵ
バウンドなタスクが再び指名されるまで、タスク指名さ
れるのであろう。

もし、タスクの特定の混合にとって望まれるなら、最高
順位のＣＰＵバウンドなタスクに割り当てられ得る順位
より高い６つの待ち行列の１つに最低順位のＩ／Ｏバウ
ンドタスクが置かれるように、実際にも、待ち行列の重
複がより大きくなる。

待ち行列サブセントの重複の大きさの変更は、ユーザの
設定順位と、タスクの挙動に基づいた順位と、に多少の
重量を与える効果を有する。

ここに第２図を参照すると、好適な実施例の特定のもの
が、例として示さねばならない。２０のレディ待ち行列
４２は、アプリケーションタスクに関して利用可ＷＥで
あり、順位４乃至２６を有すると仮定する（待ち行列１
乃至３はシステムタスクだけのものであり、アプリケー
ションタスクはそれらには割当てられない）。この例に
おいて。

ＦＧ（フォアグラウンド）、ＢＧ（バックグラウンド）
、ＶＨ（非常に高度）、Ｈ（高度）１Ｍ（中部）及びＬ
（低度）という属性に基づいてタスクの８つのカテゴリ
ーが存在する。範囲信号は。

５４で供給され７つの待ち行列から成る（分割待ち行列
を含む）上側の範囲を定め、６つの待ち行列から成る（
分割待ち行列の）下側範囲を定め。

１６の待ち行列から成るサブセットを作る。

各Ｆ”Ｇ／Ｖ’ｌ（タスクに対し、待ち行列／Ｏに等し
い分割待ち行列′ｆ：表わす信号が５６で与えられる。

それゆえ、Ｆ”Ｇ／ＶＨタスクに関する待ち行夕１」の
サブセットは、待ち行列４に等しい最高順位の待ち行列
を有し、待ち行列１６に等しい最低順位の待ち行列を有
する。ＦＣ／ＶＨタスクは、待ち行列４乃至／Ｏのいず
れか（最新の挙動が一般的にＩ／Ｏバウンドなため）か
ら指名され、８ミリ秒のタイムスライス値でタスク指名
される。待ち行列１１乃至１６のいずれか（最新の挙動
が多かれ少なかれＣＰＵバウンドなため）から指名され
るとき、４５ミリ秒のタイムスライス値で成される。

一方、ＢＧ／Ｌタスクは、待ち行列１１より上の待ち行
列には割当てられず、最低順位の待ち行列は待ち行列２
６である。しかし、ＢＧ／Ｌタスクが待ち行列１１から
タスク指名されるとき、８ミリ秒のタイムスライス値で
成され（これＵＩ／Ｏバウンドなタスクにとって好適な
値であるが）。

これに対し、Ｆ、、Ｇ／ＶＨタスクは同じ待行列から指
名され、４５ミリ秒にＰＵバウンドなタスクに好適な値
である）のタイムスライス値でタスク（出）指名される。特定の実施例の記述において、不十分なレ
ディ待ち行列は最高のタスク指名順位のＢＧ／Ｌタスク
をＦＧ／ＶＴ（のＣＰＵバウンドタスクより玉の待ち行
列に割当てることｌ’Ｔ能にし。

従って２つのタスクは１つの待ち行列で競合し。

ＢＧ／ＬタスクはしばしばＦＧ／ＶＴ（タスクが４５ミ
リ秒のタイムスライスの経過の間待たなければならない
。しかし、もし特定のシステムがより大きな重複を与え
ることにより可能にするなら。

そのような競合を避けることが望捷しい。

２つのタイムスライス値を与えることの効果は。

その時間の殆んどの間システムに存在するタスクが待ち
行列のサブセット内の４つのばらばらの領域：すなわち
トップの領域（そのタスクＵＩ／Ｏバウンド）；そのす
ぐ上の領域で分割待ち行列を含む領域（そのタスクは適
度にＩ／Ｏバウンド）；分割待ち行列のすぐ下の領域（
そのタスクは適度にＣＰＵバウンド）；あるいはボトム
領域（そのタスク１ｃＰＵバウンド）のうちの１つにス
ケジューリングされる。

これらの領域の各々は、タスクの各カテゴリに対し、他
のカテゴリと同じ範囲を含むものとは別の少なくとも１
つのレディ待ち行列を含むため。

最高順位の、特定のプログラムを実行するタスクは低い
順位で同じプログラムを実行するタスクと比較して好適
な取扱を受けるであろう。

さらに、偶数の最低順位グループ（ＢＧ／Ｌ）のＩ／Ｏ
バウンドな待ち行列（土間の範囲）は。

最高順位グループ（ＦＧ／Ｈ）のＣＰＵバウンドな待ち
行列（下田１の範囲）と同じ、または望捷しくほより高
い順位のため、ＣＰＵバウンドなタスクは中央処理装置
からサービスをＩ／Ｏノ＜ランドなタスクが得ることを
妨げないであろう。これはシステムのリソース及びパフ
ォーマンスを最大にする。

２つの等しくないタイムスライス値は、データ処理シス
テムの動作においてかなり大きな利益を。

Ｉ／ＯバウンドなタスクがＣＰＵバウンドなタスクから
区別されるとき、もたらす。しかし、その利益は、タイ
ムスライス値の選択を最適化することにより増大させ得
る。

好適な実施例において、小さいタイムスライス値ｆｉＩ
／ＯバウンドなタスクのＣＰ　’Ｕバースト時間の平均
の１乃至１／２　の間で選ば′ＦＬゐ。結局、平均にお
いて、■／Ｏバウンドなタスクは■／Ｏサービスの呼び
出しを出すことなく第１のタイムスライスをランアウト
する。その結果、タスク指名順位は減分され、より低い
順位の待ち行列に割当てられる。しかし、平均において
、タスクは。

第２のタイムスライスの間にＩ／Ｏサービスヲ呼び出し
、その結果タスク指名順位は増分さＪｌｌ、第１のタイ
ムスライス以前のタスク指名順位の値に復元される。従
って、平均において、■／Ｏバウンドなタスクは初めに
与えられた待ち行列に、挙動が犬きく変わらないかぎり
、とどまっている。

しばしば、Ｉ／Ｏ呼び出しを発する前に６つのタイムス
ライスを必要とし、従ってタスク指名順位は２つ下げら
れるが、このようなことにまれであり、タスクが連続的
タイムスライスでＩ／Ｏ呼び出しを発するとき機会を選
んで平均化し、タスク（５９，）指名順位を再び増加させる。

類似した挙＠は、第２のタイムスライス値がＣＰ　’Ｕ
バウンドのタスクの平均的ＣＰＵバースト時間の１乃至
１／２　の間で選ばれるなら、ＣＰＵバウンドなタスク
に対し予期され得る。実際のところ、タイムスライスと
比較して長い時間に３つの待ち行列の範囲にわたって１
−揺動」や「浮動」ヲ、多くのプログラムがタスクに起
させる。かくして、上で議論した４つの領域の各々は、
長さにおいて好適には６つの待ち行列である。タスクの
挙動が変化すれば、タスクはその他の領域の１つにほぼ
一致して移っていく。これらの領域の中間の待ち行列に
おいて、もしそのような領域が与えられるなら、タスク
は比較的に費やす時間が短い。

従って、好適な実施例において、４つの６待ち行列の領
域、即ち全部で１２の待ち行列は待ち行列のサブセット
を構成する。第２図の実施例では１６の待ち行列が与え
られているが、これは奇数の待ち行列を必要とするよう
に設計された特定のシステムの詳細な実施例のためであ
る。実際、りスフは待ち行列４にはまれに割当てられる
だけである。

５８に示されるタイムスライス値と、５６に示される分
割値は、システム／Ｏのパフォーマンスを変えるため容
易に変更されるパラメータである。

従って、オペレーティングシステム２６のスケジューラ
とディスパッチャは「チューニング可能」といわれる。

待ち行列の重俵の大きさを分割値の変更によって変える
効果は以下に議論される。

第２図を再び参照すると、線ＡＨ−８ミｌＪ秒のタイム
スライスで領域を分けるように引かハ、。

４５ミリ秒のタイムスライスで関連する領域と関係付け
られる。線Ａは、鋭角に左から水平へＦ方に傾斜する。

第６図を参照すると、線Ａが再び示されている。

概念的に汀、線Ａの土及び右への領域はユーザ設定順位
のカテゴリにおいて■５／Ｏバウンドなタスクであり、
線Ａの下及び左には、全ユーザ設定順位のうちのＣＰＴ
Ｊバウンドなタスクである。この場合は、最高順位及び
最低順位間の６つの峙ち行列の最小重複（隣接する待ち
行列サブセント間の１１待ち行列の重複）に相当し、１
３Ｇ／Ｌカテゴリーの殆んどのＩ／Ｏバウンドなタスク
Ｕ’ｌｌｉ’Ｇ／ＶＨカテゴリの最小のＣＰＵバウンド
なタスクと、待ち行り］」１１において連なることに注
意されたい。

先に議論し′＃ｃ従来技術のように、この用台を考察す
ると、従来では、タスクの谷ユーザ設定順位カテゴリに
関し待ち行列サブセット間に重複は許されなかった。こ
の場合２例えば、待ち行列４乃至８の全てのタスクは、
待ち行列９乃至１６で全タスクが指名される。待ち行列
サブセント９−１３のうちの１つのＩ／Ｏバウンドなタ
スクは、タスク指名１１１位が繰返し増分されて、待ち
行列９捷で上がる。４−８待ち行列ザブセラ］・の１つ
のＣＰＵバウンドなタスクは、タスク指名順位が繰返し
減分されて待ち行列７まで下がる。しかしながら。

待ち行列９のＩ／Ｏバウンドなタスクは、相対的に短い
タイムスライスでタスク指名されるといっても、ＣＰＵ
バウンドな、待ち行列８のタスクによってロックアウト
され、そのＣＰＵバウンドなタスクも、比較的に長いタ
イムスライスで指名されるとはいえロックアウトされる
。この、非重複な待ち行列の割当ては、第３図において
垂線Ｂで表わされる。高い順位のタスクがこのスキーム
で良いザルビスを受けている間、大きなシステムの使用
の時間には、低い順位タスクはロックアウトされる。

それに対して、ユーザ設定順位に関係なく、全てのタス
クはレディ待ち行列へ移ることを許される（即ち、ユー
ザ設定順位に関連する待ち行列サブセットｕ無い）なら
ば、全てのＩ／Ｏバウンドなタスクは」二側の待ち行列
に」二かり（そして比較的短いタイム・スライスで指名
され）、−万全てのＣＰＵバウンドなタスクはより低い
待ち行列に　　”下がり、比較的長いタイムスライスで
指名される。

つ１す、全てのＩ／Ｏバウンドなタスクは全てのＣＰＵ
バウンドなタスクより先に実行される。そのような状況
は第６図の水平線Ｃによって表わされる。待ち行列のこ
の割当ては、従来より知られているものである。この配
列の欠点は、フォアグ（品）ラウンド又は他の高いユーザ設定順位はバ・ツクグラウ
ンドより良いザルビスを受けることはないことであり、
システム使用が頻繁であればフォアグラウンド（会話形
）タスクの応答時間は、システムがＩ／Ｏバウンドなバ
ックグラウンドタスクを実行している間１．著しく低下
する。

従来技術のこれらの線Ｂ及びＣで示された両極端と比べ
１本発明に従って動作するデータ処理システムは順位の
カテゴリー間で良好な□バランスがとれ、システムのス
ルーブツトも向上する。そのようなスルーブツトは、定
量的に１例えば、１時間当りのトランザクションの数、
あるいは標準的ジョブの完了の数、さらにその他の適切
なベンチマーク等、従来よりよく知られた方法で考察で
きる。

最小の、待ち行列サブセント間の重複が噌犬すれば、Ｃ
ＰＵバウンドな＠依からＩ／Ｏバウンドな領域を区画す
る線は、Ｄに見られるように水平線Ｃ（完全重複を示す
）に対して傾斜している。

最小待ち行列重複が減少すれば、垂線Ｂに対し。

（ｂ４．）２つの領域を画する線は傾斜する（Ｂは待ち行列間に重
複のないことを示す）。システムのこのようなチューニ
ングは１種々のオペレーションの要因、に応じて遂行さ
れ、−！た特定のインストレージョンにおいて望まれる
程度の順位化を提供できる。

本システムのレディ待ち行列の１部についてのみ本発明
を実施可能であり、他の部分については゛従来の方法で
タスクに割当てることも可能である。

さらに、＠囲分割値に順位カテゴリ間で一隘に変化する
必要はない。もし特定の実施において望むなら、２つの
最低順位カテゴリハ、それらの待ち行列サブセットが残
りのカテゴリの重複が、残りのカテゴリ間の重複よりも
非常に小さくなるように分割信号を供給され得る。その
ような場合、２つの領域（Ｉｌｏ　バウンド及びＣＰＵ
バウンド）は２第２図及び第６図に示すように直線によ
って分割にされないであろう。

【図面の簡単な説明】

第１図は、記憶装置内の割当てを含む、本発明が実施さ
れるデータ処理システムを示し。第２図は２本発明の特定の実施例を説明するための図解
であり。第６図は、第２図に示した特定の実施例を説明するため
の図解である。なお１図面において。／Ｏニジステム。１２：記憶装置。１４：入出力装置。１６：中央処理装置。１８：ディスク。２０：プリンタ。２４：状態レジスタ。２６：オペレーティングシステム。２８：主制御ブロック。３、！Ｓ：Ｉ／Ｏ待ち行列。４４：ディスパッチャ。４６：スケジューラ。４８：割込ハンドラ。５０：タイマ。５８：タイムスライス。（６８’）手続補正書昭和４′年　３月Ｊ１日

Claims

【特許請求の範囲】１）複数の同時タスクを実行する多重プログラム化デー
タ処理システムであって、タイマ手段と、データ記憶手段と、入出力手段と、上記データ記憶手段と上記入出力手段と状態レジスタ手
段と、を備える上記データ処理システムにおいて、上記データ記憶手段は、上記データ処理システムを制御するオペレーティングシ
ステムを表わす信号を供給する手段と、上記オペレーテ
ィングシステム手段の制御下で上記中央処理手段の動作
と関連する主制御ブロックデータ構造を定義する信号の
記憶エレメントと、複数のタスク制御ブロックデータ構
造を定義する信号の記憶エレメントと、を有し、上記の各タスク制御ブロックデータ構造は上記データ処
理システムにおける複数の同時タスクの１つと関連し、
各タスク制御ブロックデータ構造は上記データ記憶手段
内の記憶位置を表わす関連アドレス値を有し、各タスク
制御ブロックデータ構造は上記関連タスクの現在の実行
状態を表わす状態信号の記憶エレメントと、タスク指名
順位値に対応するタスク指名順位信号を記憶する順位記
憶エレメントと、を設け、上記主制御ブロックデータ構造は、特定の上記アドレス
値を表わす信号の待ち行列記憶エレメントを複数設け、
上記記憶エレメントは上記入出力手段によるサービスに
対し待ち行列に並べられたタスクを表わす少なくとも１
つの連鎖した待機待ち行列のヘッドとテイルとを識別し
、さらに上記中央処理手段によるサービスに対し待ち行
列に並べられたタスクを表わすＮ個の連続した連鎖しデ
ィ待ち行列の各々のヘッドとテイルとを識別し、上記レ
ディ待ち行列の各々は０からＮまでの記憶位置に関連す
るサービスの待ち行列順位を有し、上記レディ待ち行列
内の上記タスクの位置と上記待ち行列順位とは次のタス
クを識別し、上記オペレーティングシステム手段は、ディスパッチャ
手段と、スケジューラ手段と、入出力ルーチン手段と、
割込みハンドリング手段と、を有し、上記ディスパッチャ手段は、タスク指名信号に応答して、上記の識別された次のタス
クに関連する上記タスク制御ブロックの位置を表わすア
ドレス値信号を、上記レディ待ち行列から検索する手段
と、上記の検索されたアドレス値信号に応答して上記の状態
信号を上記の関連した上記タスク制御ブロックから検索
し、上記の検索された状態信号を上記の中央処理手段の
状態レジスタ手段に置き、これにより上記次のタスクに
上記中央処理手段の制御を与える手段と、を備え、上記
入出力ルーチン手段は、該入出力手段によるサービスに
対する実行中のタスクからの呼び出しを表わす上記中央
処理手段よりの信号に応答して上記Ｉ／Ｏ待ち行列のテ
イルに上記の関連するアドレス値信号を置き、及び上記
スケジューラ手段は古いタスク指名順位値を表わす上記
の呼び出しタスクの指名順位信号に応答して上記タスク
指名順位信号をリセットし新しいより高いタスク指名値
を表わすようにし、さらに上記タスク指名信号を供給し
、上記割込みハンドリング手段は、上記同時タスクの１つ
に対する入出力機能の完了を表わすＩ／Ｏ割込信号に応
答し、第１の割込みハンドリング手段信号を供給し、上
記のスケジューラ手段は、上記第１の割込みハンドリン
グ手段信号と、上記１つのタスクに関連する上記タスク
制御ブロックの上記タスク指名信号と、に応答し、上記
のレディ待ち行列に対応するテイルに関連する上記アド
レス値信号を、対応する上記レディ待ち行列のテイルに
置き、上記データ記憶手段はさらに時間間隔制限値信号を供給
し、上記タイマ手段は上記ディスパッチャ手段に応答して、
上記時間間隔制限値信号によって定義される時間間隔の
完了を待ち、上記の検索された状態信号が上記状態レジ
スタ手段に置かれたとき作動を始め、上記のタイマ手段
は上記時間間隔の完了に応答してタイマ割込み信号を供
給し、上記割込みハンドリング手段は上記タイマ割込み信号に
応答して、上記同時実行タスクの実行を中断し、上記中
央処理手段からの現在の上記状態信号を検索し、上記の
中断したタスクに関連する上記タスク制御ブロックの上
記制御ブロック記憶エレメントに上記状態信号を置き、
上記スケジューラ手段に第２の割込みハンドリング手段
信号を供給し、上記スケジューラ手段は上記第２の割込みハンドリング
手段信号と、古いタスク指名順位値を表わす上記中断し
たタスク指名順位信号と、に応答して、上記タスク指名
順位信号をリセットし、上記の中断した上記タスク制御
ブロックに関連するアドレス信号を、上記の新しいタス
ク指名順位値に対応する上記のレディ待ち行列のテイル
に置き、上記システムの改良されたシステムであって、
上記データ記憶手段はさらに待ち行列の範囲信号を供給
する少なくとも１つの範囲記憶エレメントを設け、上記
待ち行列範囲信号はＮ未満のＭ個のレディ待ち行列の総
数を表わしてなり、上記タスク制御ブロックの各々は、待ち行列の範囲分割
信号を供給する待ち行列範囲分割エレメントを備え、上
記分割信号は上記関連するタスクに関しユーザの設定し
た順位が得られ、上記範囲分割信号と上記範囲信号とは上記タスクの各々
に関し、上限及び下限に分割されるレディ待ち行列のサ
ブセットと定義し、タスクの最高及び最終を含み、池の
同時タスクの待ち行列と共通する少なくとも１つの待ち
行列を同時タスクの待ち行列のサブセットは有し、各タスクに関し、上記スケジューラ手段はさらに上記待
ち行列範囲分割信号と上記待ち行列範囲信号とに応答し
て、上記の関連するタスク制御ブロックアドレス信号を
、上記タスクに対して定義された上記待ち行列サブセッ
ト内の特定のレディ待ち行列に置くことを特徴とする、
上記改良されたシステム。２）複数の同時タスクを実行する多重プログラム化デー
タ処理システムであって、タイマ手段と、データ記憶手段と、入出力手段と、上記データ記憶手段と上記入出力手段と状態レジスタ手
段と、を備える上記データ処理システムにおいて、上記データ記憶手段は、上記データ処理システムを制御するオペレーティングシ
ステムを表わす信号を供給する手段と、上記オペレーテ
ィングシステム手段の制御下で上記中央処理手段の動作
と関連する主制御ブロックデータ構造を定義する信号の
記憶エレメントと、複数のタスク制御ブロックデータ構
造を定義する信号の記憶エレメントと、を有し、上記の各タスク制御ブロックデータ構造は上記データ処
理システムにおける複数の同時タスクの１つと関連し、
各タスク制御ブロックデータ構造は上記データ記憶手段
内の記憶位置を表わす関連アドレス値を有し、各タスク
制御ブロックデータ構造は上記関連タスクの現在の実行
状態を表わす状態信号の記憶エレメントと、タスク指名
順位値に対応するタスク指名順位信号を記憶する順位記
憶エレメントと、を設け、上記主制御ブロックデータ構造は、特定の上記アドレス
値を表わす信号の待ち行列記憶エレメントを複数設け、
上記記憶エレメントは上記入出力手段によるサービスに
対し待ち行列に並べられたタスクを表わす少なくとも１
つの連鎖した待機待ち行列のヘッドとテイルとを識別し
、さらに上記中央処理手段によるサービスに対し待ち行
列に並べられたタスクを表わすＮ個の連続した連鎖レデ
ィ待ち行列の各々のヘッドとテイルとを識別し、上記レ
ディ待ち行列の各々は０からＮまでの記憶位置に関連す
るサービスの待ち行列順位を有し、上記レディ待ち行列
内の上記タスクの位置と上記待ち行列順位とは次のタス
クを識別し、上記オペレーティングシステム手段は、ディスパッチャ
手段と、スケジューラ手段と、入出力ルーチン手段と、
割込みハンドリング手段と、を有し、上記ディスパッチャ手段は、タスク指名信号に応答して、上記の識別された次のタス
クに関連する上記タスク制御ブロックの位置を表わすア
ドレス値信号を、上記レディ待ち行列から検索する手段
と、上記の検索されたアドレス値信号に応答して上記の状態
信号を上記の関連した上記タスク制御ブロックから検索
し、上記の検索された状態信号を上記の中央処理手段の
状態レジスタ手段に置き、これにより上記次のタスクに
上記中央処理手段の制御を与える手段と、を備え、上記
入出力ルーチン手段は、該入出力手段によるサービスに
対する実行中のタスクからの呼び出しを表わす上記中央
処理手段よりの信号に応答して上記Ｉ／Ｏ待ち行列のテ
イルに上記の関連するアドレス値信号を置き、及び上記
スケジューラ手段は古いタスク指名順位値を表わす上記
の呼び出しタスクの指名順位信号に応答して上記タスク
指名順位信号をリセットし新しいより高いタスク指名値
を表わすようにし、さらに上記タスク指名信号を供給し
、上記割込みハンドリング手段は、上記同時タスクの１つ
に対する入出力機能の完了を表わすＩ／Ｏ割込信号に応
答し、第１の割込みハンドリング手段信号を供給し、上
記のスケジューラ手段は、上記第１の割込みハンドリン
グ手段信号と、上記１つのタスクに関連する上記タスク
制御ブロックの上記タスク指名信号と、に応答し、上記
のレディ待ち行列に対応するテイルに関連する上記アド
レス値信号を、対応する上記レディ待ち行列のテイルに
置き、上記データ記憶手段はさらに時間間隔制限値信号を供給
し、上記タイマ手段は上記ディスパッチャ手段に応答して、
上記時間間隔制限値信号によって定義される時間間隔の
完了を待ち、上記の検索された状態信号が上記状態レジ
スタ手段に置かれたとき作動を始め、上記のタイマ手段
は上記時間間隔の完了に応答してタイマ割込み信号を供
給し、上記割込みハンドリング手段は上記タイマ割込み信号に
応答して、上記同時実行タスクの実行を中断し、上記中
央処理手段からの現在の上記状態信号を検索し、上記の
中断したタスクに関連する上記タスク制御ブロックの上
記制御ブロック記憶エレメントに上記状態信号を置き、
上記スケジューラ手段に第２の割込みハンドリング手段
信号を供給し、上記スケジューラ手段は上記第２の割込みハンドリング
手段信号と、古いタスク指名順位値を表わす上記中断し
たタスク指名順位信号と、に応答して、上記タスク指名
順位信号をリセットし、上記の中断した上記タスク制御
ブロックに関連するアドレス信号を、上記の新しいタス
ク指名順位値に対応する上記のレディ待ち行列のテイル
に置き、上記システムの改良されたシステムであって、
上記データ記憶手段はさらに待ち行列の範囲信号を供給
する少なくとも１つの範囲記憶エレメントを設け、上記
待ち行列範囲信号はＮ未満のＭ個のレディ待ち行列の総
数を表わしてなり、上記タスク制御ブロックの各々は、待ち行列の範囲分割
信号を供給する待ち行列範囲分割エレメントを備え、上
記分割信号は上記関連するタスクに関しユーザの設定し
た順位が得られ、上記範囲分割信号と上記範囲信号とは上記タスクの各々
に関し、上限及び下限に分割されるレディ待ち行列のサ
ブセットを定義し、タスクの最高及び最終を含み、他の
同時タスクの待ち行列と共通する少なくとも１つの待ち
行列を同時タスクの待ち行列のサブセットは有し、各タスクに関し、上記スケジューラ手段はさらに上記待
ち行列範囲分割信号と上記待ち行列範囲信号とに応答し
て、上記の関連するタスク制御ブロックアドレス信号を
、上記タスクに対して定義された上記待ち行列サブセッ
ト内の特定のレディ待ち行列に置き、上記データ記憶手段はさらに第１及び第２のタイムスラ
イス信号であってそれぞれ短いタイムスライス及び長い
タイムスライスの値を表わす信号を供給する第１及び第
２のタイムスライス値記憶エレメントを備え、各タスクに関し、上記ディスパッチャ手段は上記待ち行
列範囲分割信号と上記待ち行列信号とに応答し、上記タ
スク制御ブロックアドレス信号が上記待ち行列サブセッ
トの上側の範囲でレディ待ち行列から検索されたとき上
記第１のタイムスライス値信号に応答して時間間隔制限
値信号を供給し、上記タスク制御ブロックアドレス信号
が上記待ち行列のサブセットの下側の範囲でレディ待ち
行列から検索されるとき上記第２のタイムスライス値信
号に応答して時間間隔制限信号を供給し、上記のタスク
範囲分割値及び上記範囲値は、上記第１のタイムスライ
ス値で指名されたタスクが、上記第２のタイムスライス
直で指名された他のタスクの割当てられた高度の順位待
ち行列の順位に少なくとも等しい順位を有する待ち行列
に割当てられ得るように関係付けられ、上記第１のタイムスライス信号は上記データ処理システ
ムで同時に実行されているＩ／Ｏバウンドなタスクの平
均的ＣＰＵバースト時間乃至その１／２倍の時間の間の
値を表わし、上記第２のタイムスライス信号は上記デー
タ処理システムで同時に実行されているＣＰＵバウンド
なタスクの平均的ＣＰＵバースト時間乃至その１／２倍
の時間の間の値を表わすことを特徴とする、上記の改良
されたシステム。３）複数の同時タスクを実行する多重プログラム化コン
ピュータであって、各タスクは関連するタスク指名順位
を表わす関連したタスク指名順位値信号を有し、上記コ
ンピュータは、中央プロセッサと、時間間隔を定義するタイミング手段と、上記中央プロセッサの制御のため待ち行列に並べられた
タスクを表わす複数Ｎのレディ待ち行列を表示する待ち
行列記憶手段であって、各待ち行列は０乃至Ｎの位置で
関連する待ち行列順位を有し、上記待ち行列順位は上記
待ち行列内でタスクを表わす位置とともに次のタスクを
定義し、タスク指名手段は、上記待ち行列記憶手段に応
答して、上記の中央プロセッサの上記の定義された次の
タスク制御を与え、上記タイミング手段を作動し、これ
により上記の定義された次のタスクが指名され、オペレーティングシステム手段は上記中央プロセッサと
上記タイミング手段とに応答し、上記の定義された時間
間隔が終わる前に上記中央プロセッサの制御の中断を上
記の指名されたタスクが要求するときを認識し、そのよ
うなタスクと改良されたタスク指名順位値を関連させ、
上記タスク指名されたタスクが上記の定義された間隔に
少なくとも等しい時間上記中央プロセッサを制御すると
きを認識し、そのタスクを悪化させたタスク指名順位と
を関連させ、改良された上記コンピュータであって、Ｎより小さいＭと上記のレディ待ち行列を定義する値を
表わす待ち行列範囲制限信号を供給する範囲制限手段を
設け、上記範囲制限信号は上記レディ待ち行列の関連するサブ
セットを各タスクに対し定義し、そのタスクに対し最高
及び最低の順位のレディ待ち行列を含み、同時タスクの
レディ待ち行列サブセットは少なくとも１つの待ち行列
を曲の同時タスクのレディ待ち行列サブセットと共通に
有し、重複されたレディ待ち行列サブセットと設け、上記コンピュータはさらに、上記中央プロセッサを待つ
各タスクに関し、上記の関連するタスク指名順位値信号
とその上記待ち行列信号制限信号とに応答し、上記タス
クに対し定義された上記レディ待ち行列サブセット内の
特定のレディ待ち行列に上記タスクの表示を置くことを
特徴とする上記改良されたコンピュータ。４）複数の同時タスクを実行する多重プログラム化デー
タ処理システムであって、タイマ手段と、データ記憶手段と、入出力手段と、上記データ記憶手段と上記入出力手段と状態レジスタ手
段と、を備える上記データ処理システムにおいて、上記データ記憶手段は、上記データ処理システムを制御するオペレーティングシ
ステムを表わす信号を供給する手段と、上記オペレーテ
ィングシステム手段の制御下で上記中央処理手段の動作
と関連する主制御ブロックデータ構造を定義する信号の
記憶エレメントと、複数のタスク制御ブロックデータ構
造を定義する信号の記憶エレメントと、を有し、上記の各タスク制御ブロックデータ構造は上記データ処
理システムにおける複数の同時タスクの１つと関連し、
各タスク制御ブロックデータ構造は上記データ記憶手段
内の記憶位置を表わす関連アドレス値を有し、各タスク
制御ブロックデータ構造は上記関連タスクの現在の実行
状態を表わす状態信号の記憶エレメントと、タスク指名
順位値に対応するタスク指名順位信号を記憶する順位記
憶エレメントと、を設け、上記主制御ブロックデータ構造は、特定の上記アドレス
値を表わす信号の待ち行列記憶エレメントを複数設け、
上記記憶エレメントは上記入出力手段によるサービスに
対し待ち行列に並べられたタスクを表わす少なくとも１
つの連鎖した待機待ち行列のヘッドとテイルとを識別し
、さらに上記中央処理手段によるサービスに対し待ち行
列に並べられたタスクを表わすＮ個の連続した連鎖レデ
ィ待ち行列の各々のヘッドとテイルとを識別し、上記レ
ディ待ち行列の各々は０からＮまでの記憶位置に関連す
るサービスの待ち行列順位を有し、上記レディ待ち行列
内の上記タスクの位置と上記待ち行列順位とは次のタス
クを識別し、上記オペレーティングシステム手段は、ディスパッチャ
手段と、スケジューラ手段と、入出力ルーチン手段と、
割込みハンドリング手段と、を有し、上記ディスパッチャ手段は、タスク指名信号に応答して、上記の識別された次のタス
クに関連する上記タスク制御ブロックの位置を表わすア
ドレス値信号を、上記レディ待ち行列から検索する手段
と、上記の検索されたアドレス値信号に応答して上記の状態
信号を上記の関連した上記タスク制御ブロックから検索
し、上記の検索された状態信号を上記の中央処理手段の
状態レジスタ手段に置き、これにより上記次のタスクに
上記中央処理手段の制御を与える手段と、を備え、上記
入出力ルーチン手段は、該入出力手段によるサービスに
対する実行中のタスクからの呼び出しを表わす上記中央
処理手段よりの信号に応答して上記Ｉ／Ｏ待ち行列のテ
イルに上記の関連するアドレス値信号を置き、及び上記
スケジューラ手段は古いタスク指名順位値を表わす上記
の呼び出しタスクの指名順位信号に応答して上記タスク
指名順位信号をリセットし新しいより高いタスク指名値
を表わすようにし、さらに上記タスク指名信号を供給し
、上記割込みハンドリング手段は、上記同時タスクの１つ
に対する入出力機能の完了を表わすＩ／Ｏ割込信号に応
答し、第１の割込みハンドリング手段信号を供給し、上
記のスケジューラ手段は、上記第１の割込みハンドリン
グ手段信号と、上記１つのタスクに関連する上記タスク
制御ブロックの上記タスク指名信号と、に応答し、上記
のレディ待ち行列に対応するテイルに関連する上記アド
レス値信号を、対応する上記レディ待ち行列のテイルに
置き、上記データ記憶手段はさらに時間間隔制限値信号を供給
し、上記タイマ手段は上記ディスパッチャ手段に応答して、
上記時間間隔制限値信号によって定義される時間間隔の
完了を待ち、上記の検索された状態信号が上記状態レジ
スタ手段に置かれたとき作動を始め、上記のタイマ手段
は上記時間間隔の完了に応答してタイマ割込み信号を供
給し、上記割込みハンドリング手段は上記タイマ割込み信号に
応答して、上記同時実行タスクの実行を中断し、上記中
央処理手段からの現在の上記状態信号を検索し、上記の
中断したタスクに関連する上記タスク制御ブロックの上
記制御ブロック記憶エレメントに上記状態信号を置き、
上記スケジューラ手段に第２の割込みハンドリング手段
信号を供給し、上記スケジューラ手段は上記第２の割込みハンドリング
手段信号と、古いタスク指名順位値を表わす上記中断し
たタスク指名順位信号と、に応答して、上記タスク指名
順位信号をリセットし、上記の中断した上記タスク制御
ブロックに関連するアドレス信号を、上記の新しいタス
ク指名順位値に対応する上記のレディ待ち行列のテイル
に置き、上記オペレーティングシステム手段は、上記実
行中のタスクの処理の上記時間間隔終了前の中断の要求
を表わす上記中央処理装置からの信号に応答し、待機事
象をペンディングにし、上記中央処理手段からの現在の
上記状態信号の検索をし、これにより上記タスクは中断
したタスクとなり、上記中断したタスクと関連する上記
タスク制御ブロックの上記タスク制御ブロック記憶エレ
メントに上記状態信号を置き、古いタスク順位置を表わ
す上記の中断したタスク指名順位信号に応答して上記タ
スク指名順位信号をリセットし新しいより高いタスク指
名順位値を表わすようにし、上記タスク指名信号を供給
し、上記スケジューラ手段はその後、上記の待機事象の発生
を表わす上記中央処理手段からの信号と、上記の中断し
たタスクに関連する上記タスク制御ブロックの上記タス
ク指名順位信号とに応答し、関連する上記アドレス値信
号を対応する上記レディ待ち行列に置き、上記システムの改良されたシステムであって、上記デー
タ記憶手段はさらに範囲制限信号を供給する少なくとも
１つの範囲制限記憶エレメントを設け、前記範囲制限信
号はＮより小さい、レディ待ち行列の総数Ｍを定義する
値を表わしており、上記範囲制限信号は各上記タスクに
関しそのタスクの最高及び最低の順位のレディ待ち行列
を含むレディ待ち行列サブセットを定義し、同時タスク
の上記レディ待ち行列サブセットは、他の同時タスクの
レディ待ち行列サブセットと共通の少なくとも１つのレ
ディ待ち行列を有し、重複したレディ待ち行列を供給し
、各タスクに関し、上記スケジューラはさらに上記タスク
指名信号と上記範囲制限信号とに応答して、上記タスク
に関して定義された上記レディ待ち行列サブセット内に
特定のレディ待ち行列に上記の特定のタスク制御ブロッ
クアドレス信号を置くことを特徴とする上記改良された
システム。