JPS63239553A - マルチプロセッサシステムの資源の割当制御方法 - Google Patents
マルチプロセッサシステムの資源の割当制御方法Info
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- JPS63239553A JPS63239553A JP62323013A JP32301387A JPS63239553A JP S63239553 A JPS63239553 A JP S63239553A JP 62323013 A JP62323013 A JP 62323013A JP 32301387 A JP32301387 A JP 32301387A JP S63239553 A JPS63239553 A JP S63239553A
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
- G06F15/16—Combinations of two or more digital computers each having at least an arithmetic unit, a program unit and a register, e.g. for a simultaneous processing of several programs
-
- 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
- G06F9/50—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU]
- G06F9/5005—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request
- G06F9/5027—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request the resource being a machine, e.g. CPUs, Servers, Terminals
- G06F9/5044—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request the resource being a machine, e.g. CPUs, Servers, Terminals considering hardware capabilities
-
- 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
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- G06F9/48—Program initiating; Program switching, e.g. by interrupt
- G06F9/4806—Task transfer initiation or dispatching
- G06F9/4843—Task transfer initiation or dispatching by program, e.g. task dispatcher, supervisor, operating system
- G06F9/4881—Scheduling strategies for dispatcher, e.g. round robin, multi-level priority queues
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
（発明の背景）
［発明の属する技術分野］
本発明はマルチプロセッサシステム、特にマルチプロセ
ッサシステムにおける動的負荷平衡に関する。
ッサシステムにおける動的負荷平衡に関する。
［従来技術の説明］
マルチプロセッサシステムにおいては、システム内の種
々のプロセッサ間に処理負荷を分散することが望ましい
。この機能は通常、動的負荷平衡又はプロセッサ割当て
と呼ばれる。従来の技術システムは、この機能を固定ア
ルゴリズムを利用して行なっている。この様なアルゴリ
ズムのひとつは、プログラムが実行を要求すると、シス
テム内の全てのプロセッサに連続して実行のためのプロ
グラムを受ける。プログラムは通常、新しいジョブ又は
プロセスと呼ばれる。もうひとつのアルゴリズムは新し
いプログラムを、最低量の作業を持つプロセッサへ導く
。従来用いられる技術は、あるタイプの処理環境におい
てはよく作業する。しかしながら、システム管理者が異
なる状況に合せて動的負荷アルゴリズムを調整すること
ができないという問題点がある。更に、応用プログラマ
−と割当られる新しいプログラムのユーザー又はその一
方は、プロセッサ割当がいかに行なわれるかについて制
御ができない。応用プログラマ−又はユーザーはしばし
ば、マルチプロセッサ内のプロセッサが特定のジョブを
受けとるべきであるということに関して、重要な情報を
持つ。
々のプロセッサ間に処理負荷を分散することが望ましい
。この機能は通常、動的負荷平衡又はプロセッサ割当て
と呼ばれる。従来の技術システムは、この機能を固定ア
ルゴリズムを利用して行なっている。この様なアルゴリ
ズムのひとつは、プログラムが実行を要求すると、シス
テム内の全てのプロセッサに連続して実行のためのプロ
グラムを受ける。プログラムは通常、新しいジョブ又は
プロセスと呼ばれる。もうひとつのアルゴリズムは新し
いプログラムを、最低量の作業を持つプロセッサへ導く
。従来用いられる技術は、あるタイプの処理環境におい
てはよく作業する。しかしながら、システム管理者が異
なる状況に合せて動的負荷アルゴリズムを調整すること
ができないという問題点がある。更に、応用プログラマ
−と割当られる新しいプログラムのユーザー又はその一
方は、プロセッサ割当がいかに行なわれるかについて制
御ができない。応用プログラマ−又はユーザーはしばし
ば、マルチプロセッサ内のプロセッサが特定のジョブを
受けとるべきであるということに関して、重要な情報を
持つ。
従って問題となるのは、特定のジョブに対するプロセッ
サの割当てをシステム管理者が制御できるようにするこ
とで、更に、応用プログラマ−又はプログラムのユーザ
ーが、どのプロセッサ、又はどの型のプロセッサが特定
のプログラムを実行するために用いられるかを調整でき
るようにすることである。
サの割当てをシステム管理者が制御できるようにするこ
とで、更に、応用プログラマ−又はプログラムのユーザ
ーが、どのプロセッサ、又はどの型のプロセッサが特定
のプログラムを実行するために用いられるかを調整でき
るようにすることである。
（発明の概要）
本発明はこれらの、そしてその他の従来技術の不利な点
や問題点を解消する為に導かれたものである。本発明に
よると、マルチプロセッサにおいてシステム管理者、応
用プログラマ−と割あてられた新しいプログラムのユー
ザー、又はそのうちの誰かは、システム内のどのプロセ
ッサが与えられたプログラムを実行するかを決定する割
当機能を、調整する能力を得る。
や問題点を解消する為に導かれたものである。本発明に
よると、マルチプロセッサにおいてシステム管理者、応
用プログラマ−と割あてられた新しいプログラムのユー
ザー、又はそのうちの誰かは、システム内のどのプロセ
ッサが与えられたプログラムを実行するかを決定する割
当機能を、調整する能力を得る。
好都合なことに、これはマルチプロセッサシステムが各
々異なる能力と異なる資源を持つ種々の異なる型のプロ
セッサから構成されることを可能にする。更に応用プロ
グラマ−又はプログラムユーザーは、要求をプロセッサ
割当機能上に能率的に設置して利用することができ、従
って従来マルチプロセッサシステム上では実行できなか
ったある型の動作が簡単な方法で実行できるようになる
。
々異なる能力と異なる資源を持つ種々の異なる型のプロ
セッサから構成されることを可能にする。更に応用プロ
グラマ−又はプログラムユーザーは、要求をプロセッサ
割当機能上に能率的に設置して利用することができ、従
って従来マルチプロセッサシステム上では実行できなか
ったある型の動作が簡単な方法で実行できるようになる
。
この方法はプロセッサの資源のマルチプロセッサ内の新
しいプログラムへの割当を、システム内の新しいプログ
ラムの為のオブジェクトコードを格納し、一連のプロセ
ッサ割当パラメータを格納されたオブジェクトコードに
挿入し、格納されたオブジェクトコードを読み出し、そ
して読み出されたオブジェクトコードのプロセッサ割当
パラメータに応じてひとつのプロセッサを割当てるステ
ップを行なうことによって制御する。 挿入するステッ
プはユーザコマンドに応じて、プロセッサ割当てパラメ
ータを格納されたオブジェクトコードに書き込むステッ
プから成る。この方法は更に、格納されたオブジェクト
コードを実行する要求に応じて、割当てステップで使用
するために、他のプロセッサ割当てパラメータを有効化
できることを提供している。更に、システムは複数のシ
ステムプロセッサ割当フラッグを格納し、そして割当ス
テップは読み出したオブジェクトコードを実行するため
に、システムフラッグと、プロセッサのひとつの割当を
行うプロセッサ割当パラメータの双方に応じている。
しいプログラムへの割当を、システム内の新しいプログ
ラムの為のオブジェクトコードを格納し、一連のプロセ
ッサ割当パラメータを格納されたオブジェクトコードに
挿入し、格納されたオブジェクトコードを読み出し、そ
して読み出されたオブジェクトコードのプロセッサ割当
パラメータに応じてひとつのプロセッサを割当てるステ
ップを行なうことによって制御する。 挿入するステッ
プはユーザコマンドに応じて、プロセッサ割当てパラメ
ータを格納されたオブジェクトコードに書き込むステッ
プから成る。この方法は更に、格納されたオブジェクト
コードを実行する要求に応じて、割当てステップで使用
するために、他のプロセッサ割当てパラメータを有効化
できることを提供している。更に、システムは複数のシ
ステムプロセッサ割当フラッグを格納し、そして割当ス
テップは読み出したオブジェクトコードを実行するため
に、システムフラッグと、プロセッサのひとつの割当を
行うプロセッサ割当パラメータの双方に応じている。
これらの、そして他の本発明における進歩や特徴は、以
下に、本発明の具体的な実施例の記述と図によって明ら
かにされる。
下に、本発明の具体的な実施例の記述と図によって明ら
かにされる。
（実施例の説明）
図１は、バス１０７によって相互接続された１０１から
１０８の複数のコンピュータを持つマルチプロセッサシ
ステムを示す。各コンピュータはケー、トンプソン（Ｋ
、Ｔｏｍｐｓｏｎ ）による報告、ザ、ベル。
１０８の複数のコンピュータを持つマルチプロセッサシ
ステムを示す。各コンピュータはケー、トンプソン（Ｋ
、Ｔｏｍｐｓｏｎ ）による報告、ザ、ベル。
システム、テクニカルジャーナル（Ｔｈｅ Ｂｅ１ｌ
５ｙｓｔｅＩＩＴｅｃｈｎｌｃａｌ Ｊｏｕｒｎａｌ
） ７月〜８月、１９７８年、５７巻、６号の“ユニッ
クス（ＵＮ Ｉ Ｘ）の作成“に述べられているユニッ
クス（ＵＮ Ｉ Ｘ）オペレーティングシステム（Ｏ８
）のバージョンと事実上同様のオペレーティングシステ
ムの制御のもとに動作する。ユニックス（ＵＮＩＸ）オ
ペレーティングシステムのマルチプロセッサバージョン
はティー、ビショップ（Ｔ、Ｂ１５ｈｏｐ）の本願と同
日出願に係る特許願（１）に添附した図面に図示されて
いる。図１に示されるシステム内の新しいプログラムの
開始は、プログラムがプロセッサとみなされ、図１に示
すコンピュータに自動的に割当られる様にするコマンド
“エフセフ（ｅｘｅｃ）”によって行われる。この割当
を行うために、資源の割当と動的負荷平衡は、コンピュ
ータ１０１の核（ｋｅｒｎｅｌ）が行うプロセスマネー
ジ＋ （ｐｒｏｃｅｓｓ Ｉｌａｎａｇｅｒ 、Ｐ Ｍ
）機能１０８によって行われる。このコンピュータ１０
１はシステム（図１）のホストコンピュータに指定され
ている。図１のどのコンピュータによるエフセス（ｅｘ
ｅｃ）システムコールの実行も、コンピュータ１０１の
核によって行われるＰＭ機能１０８に帰着する。この機
能が、フラッグ、変数、そしてシステム管理者、応用プ
ログラマ−とプログラムユーザーあるいはその誰かによ
って明確化されるパラメータを、プロセッサ割当の制御
に用いることは、本発明の主旨とするところである。
５ｙｓｔｅＩＩＴｅｃｈｎｌｃａｌ Ｊｏｕｒｎａｌ
） ７月〜８月、１９７８年、５７巻、６号の“ユニッ
クス（ＵＮ Ｉ Ｘ）の作成“に述べられているユニッ
クス（ＵＮ Ｉ Ｘ）オペレーティングシステム（Ｏ８
）のバージョンと事実上同様のオペレーティングシステ
ムの制御のもとに動作する。ユニックス（ＵＮＩＸ）オ
ペレーティングシステムのマルチプロセッサバージョン
はティー、ビショップ（Ｔ、Ｂ１５ｈｏｐ）の本願と同
日出願に係る特許願（１）に添附した図面に図示されて
いる。図１に示されるシステム内の新しいプログラムの
開始は、プログラムがプロセッサとみなされ、図１に示
すコンピュータに自動的に割当られる様にするコマンド
“エフセフ（ｅｘｅｃ）”によって行われる。この割当
を行うために、資源の割当と動的負荷平衡は、コンピュ
ータ１０１の核（ｋｅｒｎｅｌ）が行うプロセスマネー
ジ＋ （ｐｒｏｃｅｓｓ Ｉｌａｎａｇｅｒ 、Ｐ Ｍ
）機能１０８によって行われる。このコンピュータ１０
１はシステム（図１）のホストコンピュータに指定され
ている。図１のどのコンピュータによるエフセス（ｅｘ
ｅｃ）システムコールの実行も、コンピュータ１０１の
核によって行われるＰＭ機能１０８に帰着する。この機
能が、フラッグ、変数、そしてシステム管理者、応用プ
ログラマ−とプログラムユーザーあるいはその誰かによ
って明確化されるパラメータを、プロセッサ割当の制御
に用いることは、本発明の主旨とするところである。
システム管理者は最初にｓｅ＋ｅｃｔｓｖ変数にある値
を代入することによって、５個の別個の割当方法のうち
、どれが有効であるかを決定する。選択され得る異なる
方法について更に詳しく図７から１３を参照して論じる
。５番目の方法において、システム管理者、応用プログ
ラマ−そしてユーザーあるいはその誰かは、プロセッサ
割当の更なる調整を明確化する。システム管理者はマル
チプロセッサ内部のプログラム割当てを、図３に示すフ
ラッグ構造内のフラッグの状態を制御することによって
調整する。フラッグ構造はコンピュータ１０１の核によ
って保全される。ＰＭ機能１０ｇの実行が、コンピュー
タ資源を割当るために、この構造をいかに利用するかは
、図７から図１３を参照して説明される。
を代入することによって、５個の別個の割当方法のうち
、どれが有効であるかを決定する。選択され得る異なる
方法について更に詳しく図７から１３を参照して論じる
。５番目の方法において、システム管理者、応用プログ
ラマ−そしてユーザーあるいはその誰かは、プロセッサ
割当の更なる調整を明確化する。システム管理者はマル
チプロセッサ内部のプログラム割当てを、図３に示すフ
ラッグ構造内のフラッグの状態を制御することによって
調整する。フラッグ構造はコンピュータ１０１の核によ
って保全される。ＰＭ機能１０ｇの実行が、コンピュー
タ資源を割当るために、この構造をいかに利用するかは
、図７から図１３を参照して説明される。
応用プログラマ−およびプログラムユーザーは、各々シ
スマルチ（ｓｙｓｉｕｌＬｌ）システムコール又はマサ
イン（ｍａｓｓｌｇｎ ）シェルコマンドによって５番
目の方法を調整できる。これらの調整の効果は、システ
ム管理者によって行なわれる調整によって修正される。
スマルチ（ｓｙｓｉｕｌＬｌ）システムコール又はマサ
イン（ｍａｓｓｌｇｎ ）シェルコマンドによって５番
目の方法を調整できる。これらの調整の効果は、システ
ム管理者によって行なわれる調整によって修正される。
どのようにして応用プログラマ−がその調整を実行ＰＭ
機能１０ｇに受は渡すかを理解するためには、図１のマ
ルチプロセッサシステム上においていかに新しいプログ
ラムの実行が行われるかを理解することが必要である。
機能１０ｇに受は渡すかを理解するためには、図１のマ
ルチプロセッサシステム上においていかに新しいプログ
ラムの実行が行われるかを理解することが必要である。
応用プログラマ−は最初に、新しいプログラムの実行を
要求する要求（ｒｅｑｕｅｓｔｉｎｇ）プログラムを書
き込み、そしてその要求プログラムは、目下図１上のプ
ロセッサのひとつの上のプロセスによって実行されてい
る。例として、このプロセッサがプロセッサ１０２であ
ると仮定する。応用プログラマ−によって古く込まれた
要求プログラムは最初に、その実行プロセスを子および
親プロセスに複製するフォーク（ｆ’ｏｒｋ）コマンド
を実行する。これらのプロセスは同じプログラムを共有
するが、異なるデータ記憶（ｓｔｒａｇｅ）を持つ。そ
して子プロセスはシスマルチ（ｓｙｓｍｕｌｔｉ）シス
テムコールを実行する。
要求する要求（ｒｅｑｕｅｓｔｉｎｇ）プログラムを書
き込み、そしてその要求プログラムは、目下図１上のプ
ロセッサのひとつの上のプロセスによって実行されてい
る。例として、このプロセッサがプロセッサ１０２であ
ると仮定する。応用プログラマ−によって古く込まれた
要求プログラムは最初に、その実行プロセスを子および
親プロセスに複製するフォーク（ｆ’ｏｒｋ）コマンド
を実行する。これらのプロセスは同じプログラムを共有
するが、異なるデータ記憶（ｓｔｒａｇｅ）を持つ。そ
して子プロセスはシスマルチ（ｓｙｓｍｕｌｔｉ）シス
テムコールを実行する。
このシステムコールにおいて定義されるパラメータは、
応用プログラマ−が、ＰＭ機能ＩＯ８によって行われる
動的負荷平衡に対して行おうとする調整を、標準的方法
で明確化する。
応用プログラマ−が、ＰＭ機能ＩＯ８によって行われる
動的負荷平衡に対して行おうとする調整を、標準的方法
で明確化する。
シスマルチ（ｓｙｓｍｕｌｔｆ）システムコールを実行
した後、子プロセスはエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコ
ールを実行する。いかにユニックス（ＵＮ Ｉ Ｘ）オ
ペレーティングシステムが分岐するかということと、エ
フセフ（ｅｘｅｃ）システムコール機能に関する更に多
くの情報は前に言及したトンプソン（Ｔｈｏｏ＋ｐｓｏ
ｎ）の報告の中に見い出せる。
した後、子プロセスはエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコ
ールを実行する。いかにユニックス（ＵＮ Ｉ Ｘ）オ
ペレーティングシステムが分岐するかということと、エ
フセフ（ｅｘｅｃ）システムコール機能に関する更に多
くの情報は前に言及したトンプソン（Ｔｈｏｏ＋ｐｓｏ
ｎ）の報告の中に見い出せる。
応用プログラマ−は動的負荷平衡機能内で行われる調整
を要求プログラムの原始コードが書き込まれた時点で決
定する。シスマルチ（ｓｙｓｍｕｌｔｌ）システムコー
ルの実行上において、応用プログラマ−の調整を定義づ
けるパラメータは、プロセスのニーブロック（ｕｂｌｏ
ｃｋ）内に、最初に標準の方法で格納される。そしてこ
れらのパラメータはエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコー
ルの実行中にＰＭ機能１０８と共に用いる為に、コンピ
ュータ１０１の核に受は渡される。
を要求プログラムの原始コードが書き込まれた時点で決
定する。シスマルチ（ｓｙｓｍｕｌｔｌ）システムコー
ルの実行上において、応用プログラマ−の調整を定義づ
けるパラメータは、プロセスのニーブロック（ｕｂｌｏ
ｃｋ）内に、最初に標準の方法で格納される。そしてこ
れらのパラメータはエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコー
ルの実行中にＰＭ機能１０８と共に用いる為に、コンピ
ュータ１０１の核に受は渡される。
プログラムのユーザーは、ユーザーの調整をマサイン（
ａ＋ａｓｓ１ｇｎ ）シェルコマンドの実行によって入
力する。例えばもしユーザーが図１に示されるマルチプ
ロセッサシステム内のある特定のブａセッサ上で言語処
理プログラムを実行したい場合、ユーザーはプログラム
が割り当てられるプロセッサを明確にするマサイン（ｍ
ａｓｓｌｇｎ ）コマンドと、言語処理プログラムを含
むニーアウト（ａ、ｏｕｔ ）ファイルを実行する。そ
してマサイン（ｍａｓｓ １ｇｎ）コマンドは、標準的
方法でこの情報を工・アウト（ａ、ｏｕｔ）ファイルへ
挿入する。マサイン（ｍａｓｓｌｇｎ ）コマンドは、
同じプログラムをシステム資源に関して、個々のプログ
ラムユーザーのニーズに合うように適合させることがで
きる故に、非常に強力なツールである。
ａ＋ａｓｓ１ｇｎ ）シェルコマンドの実行によって入
力する。例えばもしユーザーが図１に示されるマルチプ
ロセッサシステム内のある特定のブａセッサ上で言語処
理プログラムを実行したい場合、ユーザーはプログラム
が割り当てられるプロセッサを明確にするマサイン（ｍ
ａｓｓｌｇｎ ）コマンドと、言語処理プログラムを含
むニーアウト（ａ、ｏｕｔ ）ファイルを実行する。そ
してマサイン（ｍａｓｓ １ｇｎ）コマンドは、標準的
方法でこの情報を工・アウト（ａ、ｏｕｔ）ファイルへ
挿入する。マサイン（ｍａｓｓｌｇｎ ）コマンドは、
同じプログラムをシステム資源に関して、個々のプログ
ラムユーザーのニーズに合うように適合させることがで
きる故に、非常に強力なツールである。
図２はコンピュータ資源の割当の制御の手順と、割当機
能そのものの全体図を示している。ブロック２０１はシ
ステム管理者が、システムフラッグと割当機能に利用さ
れるｓｅｌｅｃｔｓｗ変数を管理できるようにしている
。５ｅｌｅｃｔｓν変数とシステムフラッグはコンピュ
ータ１０１によって格納され、システム管理者によって
よく知られた技術を用いて管理される。システムフラッ
グを含む構造は図３に示される。
能そのものの全体図を示している。ブロック２０１はシ
ステム管理者が、システムフラッグと割当機能に利用さ
れるｓｅｌｅｃｔｓｗ変数を管理できるようにしている
。５ｅｌｅｃｔｓν変数とシステムフラッグはコンピュ
ータ１０１によって格納され、システム管理者によって
よく知られた技術を用いて管理される。システムフラッ
グを含む構造は図３に示される。
ブロック２０２は、プログラムユーザーがマサイン（ｍ
ａｓｓｌｇｎ）コマンドを割当て機能を調整する為に利
用できるようにしている。もしユーザーがこのコマンド
を実行すると、ブロック２０３が実行され、これらの調
整を明確にするパラメータがニーアウト（ａ、ｏｕｔ
）ファイルに格納される。
ａｓｓｌｇｎ）コマンドを割当て機能を調整する為に利
用できるようにしている。もしユーザーがこのコマンド
を実行すると、ブロック２０３が実行され、これらの調
整を明確にするパラメータがニーアウト（ａ、ｏｕｔ
）ファイルに格納される。
ブロック２０４は応用プログラマがエフセフ（ｅｘｅｃ
）システムコールの実行の前にシスマルチ（ｓｙｓｍｕ
ｌｔｉ ）システムコールを実行できるようにする。
）システムコールの実行の前にシスマルチ（ｓｙｓｍｕ
ｌｔｉ ）システムコールを実行できるようにする。
もしシステムコールが実行されると、ブロック２０５が
実行され、シスマルチ（ｓｙｓｍｕｌｔｌ）システムコ
ール内で明確にされたパラメータが、ブロック２０５に
よって実行化プロセスのニーブロック（ｕｂｌｏｃｋ）
に格納される。ブロック２０Ｂは明確化されたパラメー
タを読み出すエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールによ
って実行され、そしてコンピュータの核に、これらを他
の情報と共にＰＭプロセス１（１８と共に用いるために
伝える。
実行され、シスマルチ（ｓｙｓｍｕｌｔｌ）システムコ
ール内で明確にされたパラメータが、ブロック２０５に
よって実行化プロセスのニーブロック（ｕｂｌｏｃｋ）
に格納される。ブロック２０Ｂは明確化されたパラメー
タを読み出すエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールによ
って実行され、そしてコンピュータの核に、これらを他
の情報と共にＰＭプロセス１（１８と共に用いるために
伝える。
ＰＭ機能１０８はブロック２０７から２１０を実行する
。ブロック２０７は５ｅｌｅｃｔＳν変数が、最初の４
つの負荷平衡方法がブロック２０９によって指示される
ように利用されているか、又はシステムフラッグとパラ
メータを用いる５番目の方法が２０８によって図示され
るように利用されているかを明確にしているかどうかを
チェックする。ブロック２０７から２１０を実行するた
めに用いられる手続きはａＳｓ１ｇｎｐｅ機能と呼ばれ
る。エフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールの実行中、こ
のシステムコールは、ニーブロック（ｕｂｌｏｃｋ）と
ニーアウト（ａ、ｏｕｔ ）ファイル又はその一方から
パラメータを読み出し、そしてこれらのパラメータをＰ
Ｍプロセス１０Ｂに運ぶ。プロセッサ割当てを行うため
に、コンピュータｔｏｔの核はＰＭ機能ｔｏａ内のａｓ
ｓ１ｇｎｐｅ手続きを呼び出す。フラッグと、システム
管理者、応用プログラマ−１そしてユーザーによって決
定されたパラメータは、図４に示される構造内のＰＭ機
能に受は渡される。図４のｐａｇｅｌｓｅｔと割当構造
（ａＳｓｉｇｎ ５ｔｒｕｃｔｕｒｅ）は更に図５から
６を各々定義している。
。ブロック２０７は５ｅｌｅｃｔＳν変数が、最初の４
つの負荷平衡方法がブロック２０９によって指示される
ように利用されているか、又はシステムフラッグとパラ
メータを用いる５番目の方法が２０８によって図示され
るように利用されているかを明確にしているかどうかを
チェックする。ブロック２０７から２１０を実行するた
めに用いられる手続きはａＳｓ１ｇｎｐｅ機能と呼ばれ
る。エフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールの実行中、こ
のシステムコールは、ニーブロック（ｕｂｌｏｃｋ）と
ニーアウト（ａ、ｏｕｔ ）ファイル又はその一方から
パラメータを読み出し、そしてこれらのパラメータをＰ
Ｍプロセス１０Ｂに運ぶ。プロセッサ割当てを行うため
に、コンピュータｔｏｔの核はＰＭ機能ｔｏａ内のａｓ
ｓ１ｇｎｐｅ手続きを呼び出す。フラッグと、システム
管理者、応用プログラマ−１そしてユーザーによって決
定されたパラメータは、図４に示される構造内のＰＭ機
能に受は渡される。図４のｐａｇｅｌｓｅｔと割当構造
（ａＳｓｉｇｎ ５ｔｒｕｃｔｕｒｅ）は更に図５から
６を各々定義している。
ａｓｓｔｇｎｐｅ手続きは図７から図１３に更に詳しく
示される。ブロック７０１から７０８は図２のブロック
２０９の負荷平衡技術を実行する。ブロック７０１は５
ｃｌｅｃｔｓｖ変数を審査する。もしｓｅ＋ｅｃｔｓｗ
変数が０に等しければブロック７０２が実行される。こ
のブロックはプロセッサを割当てるために特定の技術を
用い、そしてその技術とは、全てのプログラムの実行に
利用されるプロセゲサの見出しのためにｓｅ＋ｅｃｔｐ
ｅ変数の内容を審査することである。そして割当ては識
別されたプロセッサに与えられる。
示される。ブロック７０１から７０８は図２のブロック
２０９の負荷平衡技術を実行する。ブロック７０１は５
ｃｌｅｃｔｓｖ変数を審査する。もしｓｅ＋ｅｃｔｓｗ
変数が０に等しければブロック７０２が実行される。こ
のブロックはプロセッサを割当てるために特定の技術を
用い、そしてその技術とは、全てのプログラムの実行に
利用されるプロセゲサの見出しのためにｓｅ＋ｅｃｔｐ
ｅ変数の内容を審査することである。そして割当ては識
別されたプロセッサに与えられる。
ｓｅ＋ｅｃｔｐｅ変数の内容は、システム管理者によっ
て決定される。
て決定される。
もしｓｅ＋ｅｃｔｓｖがＯに等しくなければブロック７
０３が実行され更にｓｅ＋ｅｃｔｓｖが１に等しければ
ブロック７０４がブロック７０３の次に実行される。用
語で区別する便宜上、図１に示すコンピュータは、ホス
トコンピュータまたはホストプロセッサ要素（ｐｒｏｃ
ｅｓｓｏｒ ｅｌｅＩＩｅｎｔ 、 Ｐ Ｅ）であるコ
ンピュータ１０１を除いて全て補助コンピュータ又はプ
ロセッサ要素（Ｐ Ｅ）と名づける。ブロック７０４は
、プログラム又はジョブが割当てられて受けとられる際
に、最初のプログラムはホストＰＥへ割当てられ、次は
補助ＰＥへ、３番目はホストＰＥへ、４番目はもう一つ
の補助ＰＥへと割当られるような割当て方法を行う。も
し５ｅｌｅｅｔＳＷが１に等しくなければ判断ブロック
（ｄｅｃｉｓｉｏｎ ｂｌｏｃｋ） ７０５が実行さ
れる。もしｓｅｌｅｃｔｓｗ変数が２に等しければブロ
ック７０Ｇが実行される。このブロックは、各コンピュ
ータが同数の割当てを受ける様な周期的な方法で、プロ
グラムがホストおよび補助コンピュータに割当てられる
割当方法を行う。
０３が実行され更にｓｅ＋ｅｃｔｓｖが１に等しければ
ブロック７０４がブロック７０３の次に実行される。用
語で区別する便宜上、図１に示すコンピュータは、ホス
トコンピュータまたはホストプロセッサ要素（ｐｒｏｃ
ｅｓｓｏｒ ｅｌｅＩＩｅｎｔ 、 Ｐ Ｅ）であるコ
ンピュータ１０１を除いて全て補助コンピュータ又はプ
ロセッサ要素（Ｐ Ｅ）と名づける。ブロック７０４は
、プログラム又はジョブが割当てられて受けとられる際
に、最初のプログラムはホストＰＥへ割当てられ、次は
補助ＰＥへ、３番目はホストＰＥへ、４番目はもう一つ
の補助ＰＥへと割当られるような割当て方法を行う。も
し５ｅｌｅｅｔＳＷが１に等しくなければ判断ブロック
（ｄｅｃｉｓｉｏｎ ｂｌｏｃｋ） ７０５が実行さ
れる。もしｓｅｌｅｃｔｓｗ変数が２に等しければブロ
ック７０Ｇが実行される。このブロックは、各コンピュ
ータが同数の割当てを受ける様な周期的な方法で、プロ
グラムがホストおよび補助コンピュータに割当てられる
割当方法を行う。
もし５ｅｌｅｃｔｓｖ変数が２に等しくなければ判断ブ
ロック７０７が実行される。もし５ｅｌｅｅｔＳν変数
が３に等しければブロック７０８が実行され、そしてプ
ログラムは周期的に、補助コンピュータのみに割当てら
れる。
ロック７０７が実行される。もし５ｅｌｅｅｔＳν変数
が３に等しければブロック７０８が実行され、そしてプ
ログラムは周期的に、補助コンピュータのみに割当てら
れる。
もしｓｅ＋ｅｃｔｓｖ変数が３より大きければ残りの図
７から図１３が、図２に示される処理ブロック２０８を
実行する。最初に図８の判断ブロック８０９において、
図５のＰ Ｅ Ｘ” Ｌ Ａ Ｇの状態が試験され、こ
のフラッグがセットされているか否かを判断する。
７から図１３が、図２に示される処理ブロック２０８を
実行する。最初に図８の判断ブロック８０９において、
図５のＰ Ｅ Ｘ” Ｌ Ａ Ｇの状態が試験され、こ
のフラッグがセットされているか否かを判断する。
もしこのフラッグがセットされているか否かを判断する
。もしこのフラッグがセットされていれば特定のコンピ
ュータがジョブを行うために、図４のＰＥ−ＡＳＳ Ｉ
ＧＮ変数において指定され得る。
。もしこのフラッグがセットされていれば特定のコンピ
ュータがジョブを行うために、図４のＰＥ−ＡＳＳ Ｉ
ＧＮ変数において指定され得る。
コンピュータの特定化は応用プログラマ−又はユーザー
によって行われる。もしＰ Ｅ Ｆ ＬＡＧがセットさ
れていれば判断ブロック８１０が実行され、特定のコン
ピュータが指定されたか否かを判断する。ＰＥ−ＡＳＳ
ＩＧＮ変数の内容がこの判断を行うために利用される。
によって行われる。もしＰ Ｅ Ｆ ＬＡＧがセットさ
れていれば判断ブロック８１０が実行され、特定のコン
ピュータが指定されたか否かを判断する。ＰＥ−ＡＳＳ
ＩＧＮ変数の内容がこの判断を行うために利用される。
もし特定のコンピュータが特定化されていなければブロ
ック８１８が実行される。もしあるコンピュータが指定
されていれば判断ブロック８１１が実行され、特定のコ
ンピュータが十分なメモリを持つか否かを決定し、そし
て判断ブロック８１２が続いて実行されて要求されたコ
ンピュータが正しい型であるかどうかを判断する。もし
ブロック ８１１と８１２によって試験される双方の条
件が満されれば、特定のコンピュータを割当てて、この
ジョブを実行するブロック８１３が実行される。もしブ
ロック８１１と８１２によって試験されるこれらの条件
が満たされなければ、エラーをブロック８１４を通して
戻す。
ック８１８が実行される。もしあるコンピュータが指定
されていれば判断ブロック８１１が実行され、特定のコ
ンピュータが十分なメモリを持つか否かを決定し、そし
て判断ブロック８１２が続いて実行されて要求されたコ
ンピュータが正しい型であるかどうかを判断する。もし
ブロック ８１１と８１２によって試験される双方の条
件が満されれば、特定のコンピュータを割当てて、この
ジョブを実行するブロック８１３が実行される。もしブ
ロック８１１と８１２によって試験されるこれらの条件
が満たされなければ、エラーをブロック８１４を通して
戻す。
判断ブロック８１８はＭＡＸＣＯＭＰＡＴフラッグをチ
ェックする。このフラッグはセットされると、各々の新
しいジョブがエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールを実
行したものと同じコンピュータに割当てられることを要
求する。このコンピュータは通常オールドユーザ（ｏｌ
ｄ ｕｓｅｒ）コンピュータと呼ばれる。もしＭＡＣＯ
ＭＦＡＴフラッグがセットされているなら判断ブロック
８１９が実行され、オールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ
）コンピュータが新しいジョブを実行するために正しい
型であるか否か判断する。もしオールドユーザ（ｏｌｄ
ｕｓｅｒ）コンピュータが正しい型ならば判断ブロッ
ク８２０が実行され、オールドユーザ（０１ｄ ｕｓｅ
ｒ）コンピュータが新しいジョブを行うために十分なメ
モリを持っているか否かを確かめる。
ェックする。このフラッグはセットされると、各々の新
しいジョブがエフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールを実
行したものと同じコンピュータに割当てられることを要
求する。このコンピュータは通常オールドユーザ（ｏｌ
ｄ ｕｓｅｒ）コンピュータと呼ばれる。もしＭＡＣＯ
ＭＦＡＴフラッグがセットされているなら判断ブロック
８１９が実行され、オールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ
）コンピュータが新しいジョブを実行するために正しい
型であるか否か判断する。もしオールドユーザ（ｏｌｄ
ｕｓｅｒ）コンピュータが正しい型ならば判断ブロッ
ク８２０が実行され、オールドユーザ（０１ｄ ｕｓｅ
ｒ）コンピュータが新しいジョブを行うために十分なメ
モリを持っているか否かを確かめる。
もしブロック８１９と８２０によってチェックされる条
件の双方が満されれば、オールドユーザ（ｏｆｄ ｕｓ
ｅｒ）コンピュータに新しいジョブを割当てるブロック
８２１が実行される。もしブロック８１９と８２０のど
ちらかが満されなければ、ブロック８２２を通してエラ
ーを戻す。
件の双方が満されれば、オールドユーザ（ｏｆｄ ｕｓ
ｅｒ）コンピュータに新しいジョブを割当てるブロック
８２１が実行される。もしブロック８１９と８２０のど
ちらかが満されなければ、ブロック８２２を通してエラ
ーを戻す。
実行の間Ｓ ８８８１ｇ１９８手続きは、どのコンピュ
ータが有効か又は有効でないかを定義する表を作製する
。もしＭＡＸＣＯＭＦＡＴフラッグがセットされていな
ければブロック８２５が実行される。ブロック８２５は
不十分なメモリを持つ全てのコンピュータに無効とマー
クする。そしてブロック８２６は誤った型のコンピュー
タに無効とマークする。
ータが有効か又は有効でないかを定義する表を作製する
。もしＭＡＸＣＯＭＦＡＴフラッグがセットされていな
ければブロック８２５が実行される。ブロック８２５は
不十分なメモリを持つ全てのコンピュータに無効とマー
クする。そしてブロック８２６は誤った型のコンピュー
タに無効とマークする。
ブロック８２６の実行後回９の判断ブロック９０１が実
行され、ＰＲＩＦＬＡＧフラッグがセットされているか
否かを判断する。このフラッグは図５に示される構造内
に格納される。もしＰＲＩ ＦＲＡＧがセットされてい
れば、公用（ｐｕｂｌｌｅ）コンピュータのみが割当に
適格とされる。公用と個人用コンピュータの差異は、シ
ステム管理者による呼び名の一種である。様々な理由で
、システム管理者は、一つ以上のコンピュータを個人用
と指定でき、そしてこれらのコンピュータの利用を、あ
る仕事やユーザーに限定できる。もしＰＲＩＦＬＡＧフ
ラッグがセットされていれば判断ブロック９０２と９０
３が実行され、いくつかの公用コンピュータが十分のメ
モリを持つか否か、そして正しい型であるか否かを判断
する。もしどの公用コンピュータもブロック９０２と９
０３によって試験される二つの要求を満さなければブロ
ック９０５が実行され、エラーを戻す。もしブロック９
０２と９０３の要求が満されれば、９０Ｂが実行され全
ての個人用コンピュータが無効とマークされる。
行され、ＰＲＩＦＬＡＧフラッグがセットされているか
否かを判断する。このフラッグは図５に示される構造内
に格納される。もしＰＲＩ ＦＲＡＧがセットされてい
れば、公用（ｐｕｂｌｌｅ）コンピュータのみが割当に
適格とされる。公用と個人用コンピュータの差異は、シ
ステム管理者による呼び名の一種である。様々な理由で
、システム管理者は、一つ以上のコンピュータを個人用
と指定でき、そしてこれらのコンピュータの利用を、あ
る仕事やユーザーに限定できる。もしＰＲＩＦＬＡＧフ
ラッグがセットされていれば判断ブロック９０２と９０
３が実行され、いくつかの公用コンピュータが十分のメ
モリを持つか否か、そして正しい型であるか否かを判断
する。もしどの公用コンピュータもブロック９０２と９
０３によって試験される二つの要求を満さなければブロ
ック９０５が実行され、エラーを戻す。もしブロック９
０２と９０３の要求が満されれば、９０Ｂが実行され全
ての個人用コンピュータが無効とマークされる。
次に判断ブロック９１０が実行され、ＲＥＱＦＬＡＧフ
ラッグがセットされているか否かを判断する。このフラ
ッグは図５に示される構造内に格納される。このフラッ
グはセットされると、コンピュータ割当がマサイン（ｍ
ａｓｓｉｇｎ ）コマンド又はシスマルチ（ｓｙｓｍｕ
ｌｔｉ）システムコールによってセットされたパラメー
タに従って行われることを指示する。これらのパラメー
タは図６に示される。
ラッグがセットされているか否かを判断する。このフラ
ッグは図５に示される構造内に格納される。このフラッ
グはセットされると、コンピュータ割当がマサイン（ｍ
ａｓｓｉｇｎ ）コマンド又はシスマルチ（ｓｙｓｍｕ
ｌｔｉ）システムコールによってセットされたパラメー
タに従って行われることを指示する。これらのパラメー
タは図６に示される。
もしＲＥＱＦＬＡＧがセットされていれば、チェックさ
れる最初のパラメータは図６の項目（ｅｎｔ、ｒｙ）８
０７に含まれるものである。項目８０７の中には５つの
パラメータフラッグ：ＰＳ−ＣＵＲＲＥＮＴ、ＰＳ−Ｐ
ＡＲＥＮＴ、ＰＳ−ＭＡＢＳＳＰＳ−ＦＳＰＥＣ，ＰＳ
−ＥＸＰＬＩＣＩＴがある。
れる最初のパラメータは図６の項目（ｅｎｔ、ｒｙ）８
０７に含まれるものである。項目８０７の中には５つの
パラメータフラッグ：ＰＳ−ＣＵＲＲＥＮＴ、ＰＳ−Ｐ
ＡＲＥＮＴ、ＰＳ−ＭＡＢＳＳＰＳ−ＦＳＰＥＣ，ＰＳ
−ＥＸＰＬＩＣＩＴがある。
ＰＳ−ＭＡＢＳとＰＳ−ＥＸＰＬＩＣＩＴはプロセッサ
割当の手段としては用いない。図１０の判断ブロック７
０１１はＰＳ−ＣＵＲＲＥＮＴフラッグをチェックする
。もしこのフラッグがセットされていれば、新しいプロ
グラムがオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッ
サ上で実行されることを指示する。もしＰＳ−ＣＵＲＲ
ＥＮＴフラッグがセットされているなら判断ブロック１
０１２が実行され、そのオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓ
ｅｒ）プロセッサが有効とマークされているか否かを判
断する。もしオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロ
セッサが有効とマークされていれば、プログラムはブロ
ック１０１３によってオールドユーザ（０１ｄ ｕｓｅ
ｒ）プロセッサへ割当てられる。もしオールドユーザ（
ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッサが有効でなければエラー
をブロック１０１４によって戻す。
割当の手段としては用いない。図１０の判断ブロック７
０１１はＰＳ−ＣＵＲＲＥＮＴフラッグをチェックする
。もしこのフラッグがセットされていれば、新しいプロ
グラムがオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッ
サ上で実行されることを指示する。もしＰＳ−ＣＵＲＲ
ＥＮＴフラッグがセットされているなら判断ブロック１
０１２が実行され、そのオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓ
ｅｒ）プロセッサが有効とマークされているか否かを判
断する。もしオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロ
セッサが有効とマークされていれば、プログラムはブロ
ック１０１３によってオールドユーザ（０１ｄ ｕｓｅ
ｒ）プロセッサへ割当てられる。もしオールドユーザ（
ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッサが有効でなければエラー
をブロック１０１４によって戻す。
もしＰＳ−ＣＵＲＲＥＮＴフラッグがセットされていな
ければ判断ブロック１０１８が実行され、ＰＳ−ＰＡＲ
ＥＮＴフラッグがセットされているか否かをチェックす
る。もしＰＳ−ＰＡＲＥＮＴフラッグがセットされてい
れば、新しいプログラムを、エフセフ（ｅｘｅｃ）シス
テムコールを実行するプロセスの親プロセスを実行する
プロセッサに割当てるように試みられる。もしＰＳ−Ｐ
ＡＲＥＮＴフラッグがセットされているなら判断ブロッ
ク１０１９が実行され、親プロセツサが有効とマークさ
れているか否か判断する。もし親プロセツサが有効とマ
ークされているなら、新しいプログラムはブロック１０
２０によってこのプロセッサに割当てられる。それ以外
はエラーをブロック１０１２を通して戻す。
ければ判断ブロック１０１８が実行され、ＰＳ−ＰＡＲ
ＥＮＴフラッグがセットされているか否かをチェックす
る。もしＰＳ−ＰＡＲＥＮＴフラッグがセットされてい
れば、新しいプログラムを、エフセフ（ｅｘｅｃ）シス
テムコールを実行するプロセスの親プロセスを実行する
プロセッサに割当てるように試みられる。もしＰＳ−Ｐ
ＡＲＥＮＴフラッグがセットされているなら判断ブロッ
ク１０１９が実行され、親プロセツサが有効とマークさ
れているか否か判断する。もし親プロセツサが有効とマ
ークされているなら、新しいプログラムはブロック１０
２０によってこのプロセッサに割当てられる。それ以外
はエラーをブロック１０１２を通して戻す。
次にチェックされるのは判断ブロック１０２４によって
チェックされるＰＳ−ＦＳＰＥＣフラッグである。この
フラッグは図６の項目６０６の特定のフ゛アイル記連子
（ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ）に局所的なプロセッサが、プ
ロセッサとして用いられて割当てを受けるかどうかを指
示する。もしＰＳ−ＦＳＰＥＣフラッグがセットされて
いれば判断ブロック１０２５がこのファイルに局所的で
あるプロセッサが有効であるか否かをチェックする。も
しこのプロセッサが有効であれば、プログラムがブロッ
ク１０２Ｂによってそのプロセッサへ割当てられる。も
しそのブロセッサが有効でないなら、エラーがブロック
１０２７を通じて戻る。
チェックされるＰＳ−ＦＳＰＥＣフラッグである。この
フラッグは図６の項目６０６の特定のフ゛アイル記連子
（ｄｅｓｃｒｉｐｔｏｒ）に局所的なプロセッサが、プ
ロセッサとして用いられて割当てを受けるかどうかを指
示する。もしＰＳ−ＦＳＰＥＣフラッグがセットされて
いれば判断ブロック１０２５がこのファイルに局所的で
あるプロセッサが有効であるか否かをチェックする。も
しこのプロセッサが有効であれば、プログラムがブロッ
ク１０２Ｂによってそのプロセッサへ割当てられる。も
しそのブロセッサが有効でないなら、エラーがブロック
１０２７を通じて戻る。
もしプロセッサ割当が図１０の判断ブロック１０１１７
０１８．１０２４においてチェックされた結果実行され
るならば、図１１のブロック１１０１から１１０８が実
行され、図６で明確にされたパラメータの残りを適用す
ることによってプログラムを受けるために有効なプロセ
ッサの数をきりつめる。項目Ｂｏ１と６０２の内容は、
ある型のプロセッサが許容されるかされないかを各々明
確にする。許容され得る又はされ得ないプロセッサには
、ホストコンピュータ（ＰＳ−ＨＯ３ＴＦＬＡＧ） 、
計算扱い（ｃｏｍｐｕｔａｔｌｏｎ ５ｅｒｖｅｒ）プ
ロセッサ（ＰＳ−Ｃ５） 、ファイル扱い（１’１ｌｅ
ｓｅｒｖｅｒ）プロセッサ（ＰＳ−ＦＳ）の３つの型が
ある。判断ブロック１１０１は項目６０１を審査する。
０１８．１０２４においてチェックされた結果実行され
るならば、図１１のブロック１１０１から１１０８が実
行され、図６で明確にされたパラメータの残りを適用す
ることによってプログラムを受けるために有効なプロセ
ッサの数をきりつめる。項目Ｂｏ１と６０２の内容は、
ある型のプロセッサが許容されるかされないかを各々明
確にする。許容され得る又はされ得ないプロセッサには
、ホストコンピュータ（ＰＳ−ＨＯ３ＴＦＬＡＧ） 、
計算扱い（ｃｏｍｐｕｔａｔｌｏｎ ５ｅｒｖｅｒ）プ
ロセッサ（ＰＳ−Ｃ５） 、ファイル扱い（１’１ｌｅ
ｓｅｒｖｅｒ）プロセッサ（ＰＳ−ＦＳ）の３つの型が
ある。判断ブロック１１０１は項目６０１を審査する。
もしこの項目の内容がゼロでなければブロック１１０２
が実行され、許容集合内にない型の全てのプロセッサが
無効とマークされる。次に判断ブロック１１０３は、項
目６０２内の許容されない集合が空集合であるか否かを
判断し、そしてもしそうでなければブロック１１０４が
項目６０２内の型の全てのプロセッサを無効とマークす
る。
が実行され、許容集合内にない型の全てのプロセッサが
無効とマークされる。次に判断ブロック１１０３は、項
目６０２内の許容されない集合が空集合であるか否かを
判断し、そしてもしそうでなければブロック１１０４が
項目６０２内の型の全てのプロセッサを無効とマークす
る。
図６の６０３と６０４は図１の各プロセッサが新しいプ
ログラムを実行するための割当のための考慮に含まれる
か又は除外されるかの明確化を可能にする。ブロック１
１０５と１１０６はプロセッサが含まれると決定し、ブ
ロック１１０７と１１０８は除外されると決定する。
ログラムを実行するための割当のための考慮に含まれる
か又は除外されるかの明確化を可能にする。ブロック１
１０５と１１０６はプロセッサが含まれると決定し、ブ
ロック１１０７と１１０８は除外されると決定する。
上記の動作が成された後に、判断ブロック１１０９はい
くつか有効とマークされたプロセッサがあるかどうかチ
ェックする。もし有効とマークされたプロセッサが残っ
ていなければエラーがブロック１１１０によって戻され
る。もし１つ以上のプロセッサが有効であれば、システ
ムフラッグの残りは、プロセッサ割当てを行うために利
用される。判断ブロック１１１１はＣＰＵＦＬＡＧフラ
ッグがセットされているか否かを判断する。このフラッ
グはプロセッサの割当がプロセッサの負荷に基づくこと
を指示し、そしてより少ない遊び時間しか持たないプロ
セッサは、ある量が無効とマークされる。
くつか有効とマークされたプロセッサがあるかどうかチ
ェックする。もし有効とマークされたプロセッサが残っ
ていなければエラーがブロック１１１０によって戻され
る。もし１つ以上のプロセッサが有効であれば、システ
ムフラッグの残りは、プロセッサ割当てを行うために利
用される。判断ブロック１１１１はＣＰＵＦＬＡＧフラ
ッグがセットされているか否かを判断する。このフラッ
グはプロセッサの割当がプロセッサの負荷に基づくこと
を指示し、そしてより少ない遊び時間しか持たないプロ
セッサは、ある量が無効とマークされる。
もしＣＰＵＦＬＡＧフラッグがセットされているなら、
この決定は最長遊び時間（ｓａｘｌａ＋ｕｍ ｉｄｌｅ
ｔｌｍｅ、ＭＩＴ）を持つプロセッサを見い出すことに
よって行われる。ブロック１１１２は式ＭＩＴ−ＭＩＴ
／２Ａで与えられる値より短い遊び時間を持つプロセッ
サを無効とマークする。変数Ａは、システム管理者によ
って予め定義された値である変数ＣＦＵＺＺＹを表わす
。ＣＦＵＺＺＹは図５に示される構造に格納される。
この決定は最長遊び時間（ｓａｘｌａ＋ｕｍ ｉｄｌｅ
ｔｌｍｅ、ＭＩＴ）を持つプロセッサを見い出すことに
よって行われる。ブロック１１１２は式ＭＩＴ−ＭＩＴ
／２Ａで与えられる値より短い遊び時間を持つプロセッ
サを無効とマークする。変数Ａは、システム管理者によ
って予め定義された値である変数ＣＦＵＺＺＹを表わす
。ＣＦＵＺＺＹは図５に示される構造に格納される。
次に５ＨＴＸＴＦＬＡＧフラツグが判断ブロック１１１
３によってチェックされる。このフラッグはセットされ
ると、残っている有効なプロセッサのいつくかが、ニー
アウト（ａ ｏｕｔ ）ファイルの共有し得る転写（ｃ
ｏｐｙ）を持っているかどうかを確認し、割当はこれら
のうち１つへ行われる。もし５ＨＴＸＦＬＡＧフラツグ
がセットされているなら、制御は、ニーアウト（ａ ｏ
ｕｔ ）ファイルの共有し得る転写を持ついくつかのプ
ロセッサがあるか否か判断する判断ブロック１１１４に
受渡される。
３によってチェックされる。このフラッグはセットされ
ると、残っている有効なプロセッサのいつくかが、ニー
アウト（ａ ｏｕｔ ）ファイルの共有し得る転写（ｃ
ｏｐｙ）を持っているかどうかを確認し、割当はこれら
のうち１つへ行われる。もし５ＨＴＸＦＬＡＧフラツグ
がセットされているなら、制御は、ニーアウト（ａ ｏ
ｕｔ ）ファイルの共有し得る転写を持ついくつかのプ
ロセッサがあるか否か判断する判断ブロック１１１４に
受渡される。
もしニーアウト（ａ Ｏｕｔ ）ファイルの共有し得る
転写を持つプロセッサがあるなら、ブロック１１１５が
実行され、ニーアウト（Ｂ ｏｕｔ ）ファイルの共有
し得る転写を持たないプロセッサは無効とマークされる
。
転写を持つプロセッサがあるなら、ブロック１１１５が
実行され、ニーアウト（Ｂ ｏｕｔ ）ファイルの共有
し得る転写を持たないプロセッサは無効とマークされる
。
次に図１２の判断ブロック１２０１が実行される。この
判断ブロックはＭＥＭＦＬＡＧフラッグがセットされて
いるか否かをチェックする。このフラッグがセットされ
ている場合、ある特定の量より少ない自由大域メモリ（
１’ｒｅｅ ｇｌｏｂａｌ ｍｅａ＋ｏｒｙ）を持つ全
てのプロセッサは無効とマークされる。この決定は最大
の自由大域メモリを持つプロセッサを見い出し、最大自
由大域メモリから、最大自由人ＰＵＺＺＹ 域メモリを２ で割った値を差引いた値より小さい
自由大域メモリを持つプロセッサを削除することによっ
て成される。変数ＭＦＵＺＺＹはシステム管理者によっ
て決定された変数である。もしＭＥＭＦＬＡＧテラッグ
がセットされているならば要求される量より少ない自由
メモリを持つプロセッサが無効としてマークされるブロ
ック１２０２が実行される。ブロック１２０２において
ＭＦＭは最大自由大域メモリ（ｍａｘｌｌｌｕｓ ｆ’
ｒｅｅ ｇｌｏｂａｌ ｍｅｗａｒｙ ）を表わし、変
数Ｂは変数ＭＦＵＺＺを表わす。 次にＦ Ｉ ＬＥＦ
ＬＡＧフラッグが判断ブロック１２０３によってチェッ
クされる。
判断ブロックはＭＥＭＦＬＡＧフラッグがセットされて
いるか否かをチェックする。このフラッグがセットされ
ている場合、ある特定の量より少ない自由大域メモリ（
１’ｒｅｅ ｇｌｏｂａｌ ｍｅａ＋ｏｒｙ）を持つ全
てのプロセッサは無効とマークされる。この決定は最大
の自由大域メモリを持つプロセッサを見い出し、最大自
由大域メモリから、最大自由人ＰＵＺＺＹ 域メモリを２ で割った値を差引いた値より小さい
自由大域メモリを持つプロセッサを削除することによっ
て成される。変数ＭＦＵＺＺＹはシステム管理者によっ
て決定された変数である。もしＭＥＭＦＬＡＧテラッグ
がセットされているならば要求される量より少ない自由
メモリを持つプロセッサが無効としてマークされるブロ
ック１２０２が実行される。ブロック１２０２において
ＭＦＭは最大自由大域メモリ（ｍａｘｌｌｌｕｓ ｆ’
ｒｅｅ ｇｌｏｂａｌ ｍｅｗａｒｙ ）を表わし、変
数Ｂは変数ＭＦＵＺＺを表わす。 次にＦ Ｉ ＬＥＦ
ＬＡＧフラッグが判断ブロック１２０３によってチェッ
クされる。
このフラッグはセットされている場合、エフセフ（ｅｘ
ｅｃ）システムコールを実行しているプロセスのオーブ
ンファイルの数と分散が、プロセッサ割当てを行なうた
めの基準として用いられることを指示する。この判断は
、判断ブロック１２０４において、実行プロセスのオー
ブンファイルを最も多く持つプロセッサを決定し、そし
てこのファイル数が図５に示された構造のＦＩＬＥＬＩ
ＭＩＴ変数の値より大きいかあるいは等しいかを決定す
ることによって成される。この変数はシステム管理者に
よって決定される。もしこれらの条件が満たされれば、
新しいプログラムを最も多くのオーブンファイルを持つ
プロセッサに割当てるブロック１２０５が実行される。
ｅｃ）システムコールを実行しているプロセスのオーブ
ンファイルの数と分散が、プロセッサ割当てを行なうた
めの基準として用いられることを指示する。この判断は
、判断ブロック１２０４において、実行プロセスのオー
ブンファイルを最も多く持つプロセッサを決定し、そし
てこのファイル数が図５に示された構造のＦＩＬＥＬＩ
ＭＩＴ変数の値より大きいかあるいは等しいかを決定す
ることによって成される。この変数はシステム管理者に
よって決定される。もしこれらの条件が満たされれば、
新しいプログラムを最も多くのオーブンファイルを持つ
プロセッサに割当てるブロック１２０５が実行される。
もしこれらの条件が満たされなければ、判断ブロック１
２０６が実行される。
２０６が実行される。
ブロック１２０６から１２１２は以下の機能を果す。も
しＡＯＵＴＦＬＡＧと０ＬＤＵＳＥＲＦＬＡＧフラツグ
の両方がセットされていて、そしてもしエフセフ（ｅｘ
ｅｃ）システムコールを実行するプロセスの関連する遠
隔プロセスの数が、ＳＴＵＢＬＩＭＩＴ変数より小さい
か又は等しければ、プロセスをニーアウト（ａ ｏｕｔ
）ファイルに局所的で一般にニーアウト（ａ ｏｕｔ
）プロセッサと呼ばれるプロセッサに割当てる試みが
最初に行われる。遠隔プロセッサは、実行プロセスがも
うひとつのプロセッサの資源のアクセスを得られるよう
にしている。もし、このプロセッサが無効であるなら、
プログラムを、エフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールを
実行した一般にオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プ
ロセッサと呼ばれるプロセッサに割当てる第二の試みが
行われる。もしこれ６のプロセッサがどちらもを効でな
ければ、又はもし１２０８．１２０７、又は１２０８で
試験される条件が満されなければ制御は図１３の判断ブ
ロック１３０１に受は渡される。もしブロック１２０Ｂ
、 １２０７．１２０８で試験される条件が満されて、
ニーアウト（ａ ｏｕｔ ）プロセッサが有効であれば
、プログラムはブロック１２１ｏによってニーアウト（
ａ ｏｕｔ ）プロセッサへ割当てられる。もしニーア
ウト（ａ ｏｕｔ ）プロセッサが有効でないなら、判
断ブロック１２１１がオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅ
ｒ）プロセッサが有効であるが否がをチェックする。も
しオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセスが有効
であれば、プログラムはブロック１２１２によってオー
ルドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセスへ割当てられ
る。
しＡＯＵＴＦＬＡＧと０ＬＤＵＳＥＲＦＬＡＧフラツグ
の両方がセットされていて、そしてもしエフセフ（ｅｘ
ｅｃ）システムコールを実行するプロセスの関連する遠
隔プロセスの数が、ＳＴＵＢＬＩＭＩＴ変数より小さい
か又は等しければ、プロセスをニーアウト（ａ ｏｕｔ
）ファイルに局所的で一般にニーアウト（ａ ｏｕｔ
）プロセッサと呼ばれるプロセッサに割当てる試みが
最初に行われる。遠隔プロセッサは、実行プロセスがも
うひとつのプロセッサの資源のアクセスを得られるよう
にしている。もし、このプロセッサが無効であるなら、
プログラムを、エフセフ（ｅｘｅｃ）システムコールを
実行した一般にオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プ
ロセッサと呼ばれるプロセッサに割当てる第二の試みが
行われる。もしこれ６のプロセッサがどちらもを効でな
ければ、又はもし１２０８．１２０７、又は１２０８で
試験される条件が満されなければ制御は図１３の判断ブ
ロック１３０１に受は渡される。もしブロック１２０Ｂ
、 １２０７．１２０８で試験される条件が満されて、
ニーアウト（ａ ｏｕｔ ）プロセッサが有効であれば
、プログラムはブロック１２１ｏによってニーアウト（
ａ ｏｕｔ ）プロセッサへ割当てられる。もしニーア
ウト（ａ ｏｕｔ ）プロセッサが有効でないなら、判
断ブロック１２１１がオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅ
ｒ）プロセッサが有効であるが否がをチェックする。も
しオールドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセスが有効
であれば、プログラムはブロック１２１２によってオー
ルドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセスへ割当てられ
る。
もし判断ブロックｌ ２０８、Ｉ２０７又は１２０Ｂで
試験される条件が満されなければ判断ブロック１３０１
が実行される。もし０ＬＤＵＳＥＲフラツグがセットさ
れていて、かつ判断ブロック１３ｏ２がオールドユーザ
（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッサが有効であると判断し
たなら、プログラムはブロック１３０３によってオール
ドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッサに割当られる
。もし前述の条件のいずれがか満たされなければ、判断
ブロック１３ｏ４が実行される。そのＡＯＵＴＦＬＡＧ
フラッグがセットされて（１て、がっニーアウト（ａ
ｏｕｔ ）プロセッサが有効なら処理ブロック１３０６
が実行され、割当てはニーアウト（ａｏｕｔ ）プロセ
ッサへ行われる。もし割当てがオールドユーザ（ｏｌｄ
ｕｓｅｒ） 、ニーアウト（ａ ｏｕｔ ）プロセッ
サのいずれにも行なわれながったなら、ブロック１３０
７が実行され、プログラムは最も多い遊びメモリ（Ｉｄ
ｌｅ ｍｅｍｏｒｙ ）を持つ有効なプロセッサに割当
てられる。上記の具体例は本発明の原理の単に実施例の
ひとつにすぎないとと、そして他の変形が当業者によっ
て本発明の主旨と範囲を離れることなく考察され得るこ
とが理解できる。
試験される条件が満されなければ判断ブロック１３０１
が実行される。もし０ＬＤＵＳＥＲフラツグがセットさ
れていて、かつ判断ブロック１３ｏ２がオールドユーザ
（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッサが有効であると判断し
たなら、プログラムはブロック１３０３によってオール
ドユーザ（ｏｌｄ ｕｓｅｒ）プロセッサに割当られる
。もし前述の条件のいずれがか満たされなければ、判断
ブロック１３ｏ４が実行される。そのＡＯＵＴＦＬＡＧ
フラッグがセットされて（１て、がっニーアウト（ａ
ｏｕｔ ）プロセッサが有効なら処理ブロック１３０６
が実行され、割当てはニーアウト（ａｏｕｔ ）プロセ
ッサへ行われる。もし割当てがオールドユーザ（ｏｌｄ
ｕｓｅｒ） 、ニーアウト（ａ ｏｕｔ ）プロセッ
サのいずれにも行なわれながったなら、ブロック１３０
７が実行され、プログラムは最も多い遊びメモリ（Ｉｄ
ｌｅ ｍｅｍｏｒｙ ）を持つ有効なプロセッサに割当
てられる。上記の具体例は本発明の原理の単に実施例の
ひとつにすぎないとと、そして他の変形が当業者によっ
て本発明の主旨と範囲を離れることなく考察され得るこ
とが理解できる。
第１図は本発明を利用したマルチプロセッサシステムを
、ブロックダイヤグラムの形で場いた図、第２図は第１
図のマルチプロセッサシステムによって実行される場合
のプロセッサ割当機能の流れ図、 第３図はプロセッサ割当機能に使用されるシステムフラ
ッグを含むフラッグ構造の表、第４図はコンピュータ１
０１のＰＭプロセスに伝えられるフラッグとパラメータ
の表、 第５図は第４図の一部の更に詳しい図、第６図は第４図
の他の一部の更に詳しい図、第７図から第１３図は第２
図の流れ図によって行なわれる機能の更に詳しい図であ
る。 出 願 人：アメリカン テレフォン アンドＦＩＧ、
２ フラブク°°ネ真通− ＦＩＧ、 ３ 図面の浄書 ５ｔｒｕｃｔ ｉｍｅｘｅｃｏｉｎｆ。 ｌｏｎｇ ｔｓｉｚｅ；ｌ
ｏｎｇ ｄｂｓｉｚｅ；ｕ
ｓｈｏｒｔ ｆ−ｍａｇｉｃ
；ｕｓｈｏｒｔ ｆ−ｆ ｌａ
ｇｓ ；ｂｉｃ−ｉｄ−ｔ ｐｅ−
ａｓｓｉｇｎ；ｂｉｃ−ｉｄ−ｔ
ｏｌｄｕｓｅｒ；ｂ ｉ ｃ−ｉｄ−ｔ
ａ−ｏｕｔｐｅ ；５ｔｒｕｃｔ １ｎｏｄｅ
ａ−ｏｕｔｉｎｏｄｅ；ｂｉｃ−ｉｄ−ｔ
ｆ ｉ Ｉｅｐｅ ；ｉｎｔ
ｎ−５ｔｕｂｓ ；ｉｎｔ
ｎ−ｆｉｌｅｓ；ｉｎｔ
ｐｉｄ；ｉｎｔ・ 、
ｓｈｔｘｔｍａｐ ［４］
５ｔｒｕＣｔ ｐｅｓｅｌｓｅｔ ａｓｓｉｇｎ−
ｓｅｔ；ｕｓｈｏｒｔ Ｌ−ｍ
ｏｄｅ；ｕｓｈｏｒｔ Ｌ−ｕ
ｉｄ；ｕｓｈｏｒｔ １−ｇｌ
ｄ；入力パラメータ 構造 ｌ０−４ 図面の浄書 ５ｔｒｕｃｔ ａｓｓｉｇｎ （ｉｎｔ−ａｓ−
ｍａＸｃＯｍｐａｔ ；１ｎｔ−ａｓ−ｐｅｆ ｌａｇ
； １ｎｔ−ａｓ−ｃｐｕｆ ｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｍｅｍｆ ｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｓｈｔｘｔｆｌａｇ； １ｎｔ−ａｓ−ｏｌｄｕｓｅｒｆ ｌａｇ；１ｎｔ−ａ
ｓ−ｒｅｑｆ ｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｓｔｕｂｌｉｍｉｔ； ｉｎｔ−ａｓ−ｆｉｌｅｆｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｆｉｌｅｌｉｍｉｔ； １ｎｔ−ａｓ−ｃｐｕａｄｊ； １ｎｔ−ａｓ−ｉｄｌｅａｄｊ ； １ｎｔ−ａｓ−ｃｆｕｚｚｙ； ｉｎｔ−ａｓ−ｍｆｕｚｚｙ ； 調整可能フラッグ構造 ＦＩｏ、５ 図面の浄書′ ５ｔｒｕｃｔ ｐｅｓｅｌｅｃｔ ＰＦ選択集合 ＦＩＧ−６ ＦＩＧ、７ （ＦＩＧ、 ４１） ＦＩＧ、１３
、ブロックダイヤグラムの形で場いた図、第２図は第１
図のマルチプロセッサシステムによって実行される場合
のプロセッサ割当機能の流れ図、 第３図はプロセッサ割当機能に使用されるシステムフラ
ッグを含むフラッグ構造の表、第４図はコンピュータ１
０１のＰＭプロセスに伝えられるフラッグとパラメータ
の表、 第５図は第４図の一部の更に詳しい図、第６図は第４図
の他の一部の更に詳しい図、第７図から第１３図は第２
図の流れ図によって行なわれる機能の更に詳しい図であ
る。 出 願 人：アメリカン テレフォン アンドＦＩＧ、
２ フラブク°°ネ真通− ＦＩＧ、 ３ 図面の浄書 ５ｔｒｕｃｔ ｉｍｅｘｅｃｏｉｎｆ。 ｌｏｎｇ ｔｓｉｚｅ；ｌ
ｏｎｇ ｄｂｓｉｚｅ；ｕ
ｓｈｏｒｔ ｆ−ｍａｇｉｃ
；ｕｓｈｏｒｔ ｆ−ｆ ｌａ
ｇｓ ；ｂｉｃ−ｉｄ−ｔ ｐｅ−
ａｓｓｉｇｎ；ｂｉｃ−ｉｄ−ｔ
ｏｌｄｕｓｅｒ；ｂ ｉ ｃ−ｉｄ−ｔ
ａ−ｏｕｔｐｅ ；５ｔｒｕｃｔ １ｎｏｄｅ
ａ−ｏｕｔｉｎｏｄｅ；ｂｉｃ−ｉｄ−ｔ
ｆ ｉ Ｉｅｐｅ ；ｉｎｔ
ｎ−５ｔｕｂｓ ；ｉｎｔ
ｎ−ｆｉｌｅｓ；ｉｎｔ
ｐｉｄ；ｉｎｔ・ 、
ｓｈｔｘｔｍａｐ ［４］
５ｔｒｕＣｔ ｐｅｓｅｌｓｅｔ ａｓｓｉｇｎ−
ｓｅｔ；ｕｓｈｏｒｔ Ｌ−ｍ
ｏｄｅ；ｕｓｈｏｒｔ Ｌ−ｕ
ｉｄ；ｕｓｈｏｒｔ １−ｇｌ
ｄ；入力パラメータ 構造 ｌ０−４ 図面の浄書 ５ｔｒｕｃｔ ａｓｓｉｇｎ （ｉｎｔ−ａｓ−
ｍａＸｃＯｍｐａｔ ；１ｎｔ−ａｓ−ｐｅｆ ｌａｇ
； １ｎｔ−ａｓ−ｃｐｕｆ ｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｍｅｍｆ ｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｓｈｔｘｔｆｌａｇ； １ｎｔ−ａｓ−ｏｌｄｕｓｅｒｆ ｌａｇ；１ｎｔ−ａ
ｓ−ｒｅｑｆ ｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｓｔｕｂｌｉｍｉｔ； ｉｎｔ−ａｓ−ｆｉｌｅｆｌａｇ； ｉｎｔ−ａｓ−ｆｉｌｅｌｉｍｉｔ； １ｎｔ−ａｓ−ｃｐｕａｄｊ； １ｎｔ−ａｓ−ｉｄｌｅａｄｊ ； １ｎｔ−ａｓ−ｃｆｕｚｚｙ； ｉｎｔ−ａｓ−ｍｆｕｚｚｙ ； 調整可能フラッグ構造 ＦＩｏ、５ 図面の浄書′ ５ｔｒｕｃｔ ｐｅｓｅｌｅｃｔ ＰＦ選択集合 ＦＩＧ−６ ＦＩＧ、７ （ＦＩＧ、 ４１） ＦＩＧ、１３
Claims (12)
- （１）複数のプロセッサを有し、このプロセッサの中の
１つが新しいプログラムの為の、ヘッダ部分とコード部
分を有するオブジェクトコードファイルを格納するマル
チプロセッサシステムの資源の割当制御方法において、 一連のプロセッサ割当パラメータを、格納されたオブジ
ェクトコードファイルのヘッダ部分に挿入するプロセス
、 格納されたオブジェクトコードファイルを読み出すプロ
セス、及び 読み出されたオブジェクトコードファイルのコード部分
を実行するために、読み出されたオブジェクトコードフ
ァイルのヘッダ部分のプロセッサ割当パラメータに応じ
て、プロセッサ１つを割り当てるプロセスからなること
を特徴とするマルチプロセッサシステムの資源の割当制
御方法。 - （２）挿入するプロセスは、プロセッサ割当パラメータ
を、格納されたオブジェクトコードのヘッダ部分に、ユ
ーザコマンドに応じて、書き込むステップを含むことを
特徴とする特許請求の範囲第１項記載のマルチプロセッ
サシステムの資源の割当制御方法。 - （３）システムコールに応じて、割り当てステップで使
用するために、他のプロセッサ割当パラメータを提供す
るステップを更に含むことを特徴とする特許請求の範囲
第２項記載のマルチプロセッサシステムの資源の割当制
御方法。 - （４）システムプロセッサ割当フラッグを格納するステ
ップを更に含み、 割り当てステップは更に、格納されたシステムプロセッ
サ割当フラッグに応じて、プロセッサの１つを割り当て
ることを特徴とする特許請求の範囲第２項記載のマルチ
プロセッサシステムの資源の割当制御方法。 - （５）挿入するステップは、プロセッサ割当パラメータ
の一部を、格納されたオブジェクトコードのヘッダ部分
に、ユーザコマンドに応じて、書き込むステップを含み
、 システムコールに応じて、プロセッサ割当パラメータの
一部を格納するステップと、 システムプロセッサ割当フラッグを格納するステップと
を更に含み、 割り当てステップは更に、格納されたシステムプロセッ
サ割当フラッグ応じて、プロセッサの１つを割り当てる
ことを特徴とする特許請求の範囲第１項記載のマルチプ
ロセッサシステムの資源の割当制御方法。 - （６）割り当てステップは、 特定のプロセッサの割り当てが許容されるか否かを決定
するために、システムプロセッサ割当フラッグの１つを
チェックするプロセス、 特定のプロセッサの割り当てが許容されることにより、
特定のプロセッサが要求されていることを検証するステ
ップ、 特定のプロセッサが要求されることにより、特定のプロ
セッサを割り当てる、ステップとからなることを特徴と
する、特許請求の範囲第５項記載のマルチプロセッサシ
ステムの資源の割当制御方法。 - （７）複数のプロセッサを有し、このプロセッサの中の
１つが新しいプログラムの為の、ヘッダ部分とコード部
分を有するオブジェクトコードファイルを格納するマル
チプロセッサシステムの資源の割当制御装置において、 一連のプロセッサ割当パラメータを、格納されたオブジ
ェクトコードファイルのヘッダ部分に挿入する手段、 格納されたオブジェクトコードファイルを読み出す手段
、及び 読み出されたオブジェクトコードファイルのコード部分
を実行するために、読み出されたオブジェクトコードフ
ァイルのヘッダ部分のプロセッサ割当パラメータに応じ
て、プロセッサ１つを割り当てる手段からなることを特
徴とするマルチプロセッサシステムの資源の割当制御方
法。 - （８）挿入する手段は、プロセッサ割当パラメータを、
格納されたオブジェクトコードのヘッダ部分に、ユーザ
コマンドに応じて、書き込む手段を含むことを特徴とす
る特許請求の範囲第１項記載のマルチプロセッサシステ
ムの資源の割当制御方法。 - （９）システムコールに応じて、割り当て手段で使用す
るために、他のプロセッサ割当パラメータを提供する手
段を更に含むことを特徴とする特許請求の範囲第８項記
載のマルチプロセッサシステムの資源の割当制御方法。 - （１０）システムプロセッサ割当フラッグを格納する手
段を更に含み、 割り当て手段は更に、格納されたシステムプロセッサ割
当フラッグ応じて、プメセッサの１つを割り当てること
を特徴とする特許請求の範囲第２項記載のマルチプロセ
ッサシステムの資源の割当制御方法。 - （１１）挿入する手段は、プロセッサ割当パラメータの
一部を、格納されたオブジェクトコードのヘッダ部分に
、ユーザコマンドに応じて、書き込む手段を含み、 システムコールに応じて、プロセッサ割当パラメータの
一部を格納する手段と、 システムプロセッサ割当フラッグを格納する手段とを更
に含み、 割り当て手段は更に、格納されたシステムプロセッサ割
当フラッグ応じて、プロセッサの１つを割り当てること
を特徴とする特許請求の範囲第７項記載のマルチプロセ
ッサシステムの資源の割当制御方法。 - （１２）割り当て手段は、 特定のプロセッサの割り当てが許容されるか否かを決定
するために、システムプロセッサ割当フラッグの１つを
チェックする手段、 特定のプロセッサの割り当てが許容されることにより、
特定のプロセッサが要求されていることを検証する手段
、 特定のプロセッサが要求されることにより、特定のプロ
セッサを割り当てる手段とからなることを特徴とする特
許請求の範囲第１１項記載のマルチプロセッサシステム
の資源の割当制御方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US94170186A | 1986-12-22 | 1986-12-22 | |
| US941701 | 1986-12-22 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63239553A true JPS63239553A (ja) | 1988-10-05 |
| JPH0628053B2 JPH0628053B2 (ja) | 1994-04-13 |
Family
ID=25476922
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62323013A Expired - Lifetime JPH0628053B2 (ja) | 1986-12-22 | 1987-12-22 | マルチプロセッサシステムの資源の割当制御方法 |
Country Status (9)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5115505A (ja) |
| EP (1) | EP0272836B1 (ja) |
| JP (1) | JPH0628053B2 (ja) |
| KR (1) | KR970008524B1 (ja) |
| BR (1) | BR8706965A (ja) |
| CA (1) | CA1296432C (ja) |
| DE (1) | DE3789215T2 (ja) |
| HK (1) | HK108094A (ja) |
| SG (1) | SG116694G (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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