JPH0566954A - タイムスライス最適化方式 - Google Patents
タイムスライス最適化方式Info
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- JPH0566954A JPH0566954A JP25290991A JP25290991A JPH0566954A JP H0566954 A JPH0566954 A JP H0566954A JP 25290991 A JP25290991 A JP 25290991A JP 25290991 A JP25290991 A JP 25290991A JP H0566954 A JPH0566954 A JP H0566954A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- time slice
- unit
- program
- value
- system load
- Prior art date
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 各プログラムのタイムスライス値をシステム
の状態に合わせて自動的に調整を行い、容易に効率的な
システム運用が行えるようにする。 【構成】 タイムスライス情報格納部１により各プログ
ラムのタイムスライス情報を格納し、ディスパッチ部４
でこのタイムスライス情報格納部１に格納されているタ
イムスライス値を基に各プログラムにＣＰＵをディスパ
ッチし、システム負荷状態監視部２でシステムの負荷状
態を監視し、タイムスライス最適化部３によりディスパ
ッチ部４から一定間隔で実行されシステム負荷状態監視
部２から得た情報を基にタイムスライス情報格納部１に
格納している各プログラムのタイムスライス値を最適化
する構成にした。
の状態に合わせて自動的に調整を行い、容易に効率的な
システム運用が行えるようにする。 【構成】 タイムスライス情報格納部１により各プログ
ラムのタイムスライス情報を格納し、ディスパッチ部４
でこのタイムスライス情報格納部１に格納されているタ
イムスライス値を基に各プログラムにＣＰＵをディスパ
ッチし、システム負荷状態監視部２でシステムの負荷状
態を監視し、タイムスライス最適化部３によりディスパ
ッチ部４から一定間隔で実行されシステム負荷状態監視
部２から得た情報を基にタイムスライス情報格納部１に
格納している各プログラムのタイムスライス値を最適化
する構成にした。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は各プログラム毎に異なる
タイムスライスを用いてＣＰＵディスパッチを行うマル
チプログラミングシステムにおいて、システムの負荷状
態に合わせて自動的にタイムスライス値の調整をするこ
とができるタイムスライス最適化方式に関するものであ
る。
タイムスライスを用いてＣＰＵディスパッチを行うマル
チプログラミングシステムにおいて、システムの負荷状
態に合わせて自動的にタイムスライス値の調整をするこ
とができるタイムスライス最適化方式に関するものであ
る。
【０００２】
【従来の技術】従来、マルチプログラミングシステムで
は、特定のプログラムが長時間ＣＰＵを占有することを
防ぐためにタイムスライスを用いたＣＰＵディスパッチ
を行っていた。このタイムスライスはプログラム毎また
は複数のプログラムからなるプログラムグループ毎に設
定される。そして、一般に計算処理を主体とするプログ
ラムの場合はディスパッチされたＣＰＵをタイムスライ
スを使いきって放棄することが多く、逆にインタラクテ
ィブ処理や入出力処理が主体のプログラムの場合はディ
スパッチされたＣＰＵを入出力の完了待ちやその他のイ
ベント待ち等の理由でタイムスライスを使いきらずに放
棄することが多い。また、ＣＰＵの使用が放棄された時
点でディスパッチング処理が実行されシステムのオーバ
ヘッドの一部となるため、システムの使用効率をより高
めるためにはタイムスライスの値を大きくし単位時間当
たりのディスパッチング処理の実行回数を減らすことが
有用である。
は、特定のプログラムが長時間ＣＰＵを占有することを
防ぐためにタイムスライスを用いたＣＰＵディスパッチ
を行っていた。このタイムスライスはプログラム毎また
は複数のプログラムからなるプログラムグループ毎に設
定される。そして、一般に計算処理を主体とするプログ
ラムの場合はディスパッチされたＣＰＵをタイムスライ
スを使いきって放棄することが多く、逆にインタラクテ
ィブ処理や入出力処理が主体のプログラムの場合はディ
スパッチされたＣＰＵを入出力の完了待ちやその他のイ
ベント待ち等の理由でタイムスライスを使いきらずに放
棄することが多い。また、ＣＰＵの使用が放棄された時
点でディスパッチング処理が実行されシステムのオーバ
ヘッドの一部となるため、システムの使用効率をより高
めるためにはタイムスライスの値を大きくし単位時間当
たりのディスパッチング処理の実行回数を減らすことが
有用である。
【０００３】しかし、各プログラムのタイムスライス値
を大きくすると、システムの負荷が軽い場合は特に問題
にはならないが、システムの負荷が高くなるとインタラ
クティブ処理を主体とするプログラムの応答性が極端に
遅くなってしまう。したがって、システムの負荷が軽い
間は長めのタイムスライス値が有効であり、負荷が高く
なると短めのタイムスライス値が有効となる。
を大きくすると、システムの負荷が軽い場合は特に問題
にはならないが、システムの負荷が高くなるとインタラ
クティブ処理を主体とするプログラムの応答性が極端に
遅くなってしまう。したがって、システムの負荷が軽い
間は長めのタイムスライス値が有効であり、負荷が高く
なると短めのタイムスライス値が有効となる。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来の方式で
は、各プログラムに設定するタイムスライスは固定であ
り、システムの状態に合わせて自動的に変更することは
できないという課題があった。
は、各プログラムに設定するタイムスライスは固定であ
り、システムの状態に合わせて自動的に変更することは
できないという課題があった。
【０００５】
【課題を解決するための手段】本発明のタイムスライス
最適化方式は、各プログラム毎に異なるタイムスライス
値を用いてＣＰＵディスパッチを行うマルチプログラミ
ングシステムにおいて、現在実行している各プログラム
毎にそのプログラムに関するタイムスライス情報を格納
するタイムスライス情報格納部と、一定間隔でシステム
の負荷状況を監視しているシステム負荷状態監視部と、
一定期間毎に上記システム負荷状態監視部より取得した
その期間のシステム負荷状態より上記タイムスライス情
報格納部に格納した各プログラムのタイムスライス値を
最適化するタイムスライス最適化部と、このタイムスラ
イス最適化部で最適化して上記タイムスライス情報格納
部に格納しているタイムスライス値で上記ＣＰＵをプロ
グラムにディスパッチするディスパッチ部を設け、シス
テムの状態に合わせて自動的にタイムスライス値を調整
するようにしたものである。
最適化方式は、各プログラム毎に異なるタイムスライス
値を用いてＣＰＵディスパッチを行うマルチプログラミ
ングシステムにおいて、現在実行している各プログラム
毎にそのプログラムに関するタイムスライス情報を格納
するタイムスライス情報格納部と、一定間隔でシステム
の負荷状況を監視しているシステム負荷状態監視部と、
一定期間毎に上記システム負荷状態監視部より取得した
その期間のシステム負荷状態より上記タイムスライス情
報格納部に格納した各プログラムのタイムスライス値を
最適化するタイムスライス最適化部と、このタイムスラ
イス最適化部で最適化して上記タイムスライス情報格納
部に格納しているタイムスライス値で上記ＣＰＵをプロ
グラムにディスパッチするディスパッチ部を設け、シス
テムの状態に合わせて自動的にタイムスライス値を調整
するようにしたものである。
【０００６】
【作用】本発明においては、一定期間毎にその間のシス
テム負荷状態により各プログラムのタイムスライス値を
見直し、最適なシステム運用が行えるように自動的にタ
イムスライス値の調整を行うようにする。
テム負荷状態により各プログラムのタイムスライス値を
見直し、最適なシステム運用が行えるように自動的にタ
イムスライス値の調整を行うようにする。
【０００７】
【実施例】図１は本発明の一実施例を示すブロック図で
ある。この図１において、１は現在実行している各プロ
グラム毎にそのプログラムに関するタイムスライス情報
を格納するタイムスライス情報格納部、２は一定間隔で
システムの負荷状況を監視しているシステム負荷状態監
視部、３は一定期間毎にシステム負荷状態監視部２より
取得したその期間のシステム負荷状態よりタイムスライ
ス情報格納部１に格納した各プログラムのタイムスライ
ス値を最適化するタイムスライス最適化部、４はこのタ
イムスライス最適化部３で最適化してタイムスライス情
報格納部１に格納しているタイムスライス値でＣＰＵを
プログラムにディスパッチするディスパッチ部である。
ある。この図１において、１は現在実行している各プロ
グラム毎にそのプログラムに関するタイムスライス情報
を格納するタイムスライス情報格納部、２は一定間隔で
システムの負荷状況を監視しているシステム負荷状態監
視部、３は一定期間毎にシステム負荷状態監視部２より
取得したその期間のシステム負荷状態よりタイムスライ
ス情報格納部１に格納した各プログラムのタイムスライ
ス値を最適化するタイムスライス最適化部、４はこのタ
イムスライス最適化部３で最適化してタイムスライス情
報格納部１に格納しているタイムスライス値でＣＰＵを
プログラムにディスパッチするディスパッチ部である。
【０００８】ここで、上記システム負荷状態監視部２は
周期的にシステムの負荷状況を監視しているシステム負
荷状態監視部であり、タイムスライス最適化部３は一定
期間毎にシステム負荷状態監視部２より得る現在のシス
テムの負荷状況によって各プログラムに設定したタイム
スライス値に対する調整値を計算しタイムスライス情報
格納部１に格納された各プログラムのタイムスライス値
を調整するタイムスライス最適化部である。また、ディ
スパッチ部４は次に実行すべきプログラムを決定しその
プログラムに対しタイムスライス情報格納部１に格納さ
れたタイムスライス値でＣＰＵをディスパッチするとと
もに一定期間毎にタイムスライス最適化部３を実行する
ディスパッチ部である。そして、システムの状態に合わ
せて自動的にタイムスライス値を調整するように構成さ
れている。
周期的にシステムの負荷状況を監視しているシステム負
荷状態監視部であり、タイムスライス最適化部３は一定
期間毎にシステム負荷状態監視部２より得る現在のシス
テムの負荷状況によって各プログラムに設定したタイム
スライス値に対する調整値を計算しタイムスライス情報
格納部１に格納された各プログラムのタイムスライス値
を調整するタイムスライス最適化部である。また、ディ
スパッチ部４は次に実行すべきプログラムを決定しその
プログラムに対しタイムスライス情報格納部１に格納さ
れたタイムスライス値でＣＰＵをディスパッチするとと
もに一定期間毎にタイムスライス最適化部３を実行する
ディスパッチ部である。そして、システムの状態に合わ
せて自動的にタイムスライス値を調整するように構成さ
れている。
【０００９】図２は図１におけるタイムスライス情報格
納部１の構成例を示す説明図である。この図２におい
て、１１はそのプログラムに最初に設定されたタイムス
ライス初期値を示し、１２は現在のタイムスライス値、
１３は取り得ることのできるタイムスライス値の最大
値、１４はタイムスライス値の最小値を示す。そして、
これらの情報は対応するプログラムが実行可能になった
時点で新しく用意され値が格納される。その場合、現在
のタイムスライス値１２の値はタイムスライス初期値１
１と同じ値が格納される。
納部１の構成例を示す説明図である。この図２におい
て、１１はそのプログラムに最初に設定されたタイムス
ライス初期値を示し、１２は現在のタイムスライス値、
１３は取り得ることのできるタイムスライス値の最大
値、１４はタイムスライス値の最小値を示す。そして、
これらの情報は対応するプログラムが実行可能になった
時点で新しく用意され値が格納される。その場合、現在
のタイムスライス値１２の値はタイムスライス初期値１
１と同じ値が格納される。
【００１０】図３は図１におけるディスパッチ部４のア
ルゴリズムの例を示すフローチャートである。まずシス
テム起動時にディスパッチ部４がタイムスライス最適化
部３を実行する間隔を設定する（ステップ１０１）。つ
ぎに、実行すべきプログラムを決定し、そのプログラム
のタイムスライス情報を格納しているタイムスライス情
報格納部１を参照し、図２に示す現在のタイムスライス
値１２だけそのプログラムにＣＰＵをディスパッチする
（ステップ１０２〜１０４）。そして、そのプログラム
がＣＰＵの使用を放棄すると、ディスパッチ部４は以前
タイムスライス最適化部３を実行してから設定した期間
が過ぎたかどうかを調べる（ステップ１０５，１０
６）。過ぎていた場合にはタイムスライス最適化部３を
実行し、次にタイムスライス最適化部３を実行するまで
の期間を設定する（ステップ１０７，１０８）。その
後、ディスパッチ部４は次に実行するプログラムの選定
に戻る。
ルゴリズムの例を示すフローチャートである。まずシス
テム起動時にディスパッチ部４がタイムスライス最適化
部３を実行する間隔を設定する（ステップ１０１）。つ
ぎに、実行すべきプログラムを決定し、そのプログラム
のタイムスライス情報を格納しているタイムスライス情
報格納部１を参照し、図２に示す現在のタイムスライス
値１２だけそのプログラムにＣＰＵをディスパッチする
（ステップ１０２〜１０４）。そして、そのプログラム
がＣＰＵの使用を放棄すると、ディスパッチ部４は以前
タイムスライス最適化部３を実行してから設定した期間
が過ぎたかどうかを調べる（ステップ１０５，１０
６）。過ぎていた場合にはタイムスライス最適化部３を
実行し、次にタイムスライス最適化部３を実行するまで
の期間を設定する（ステップ１０７，１０８）。その
後、ディスパッチ部４は次に実行するプログラムの選定
に戻る。
【００１１】図４は図１におけるタイムスライス最適化
部３のアルゴリズムの例を示すフローチャートである。
まず、タイムスライス最適化部３はディスパッチ部４に
より一定期間毎に実行される。そして、タイムスライス
最適化部３はシステム負荷状態監視部２より前回調べて
から今までのシステムの負荷状況を取得する。この例で
はシステムの負荷状況としてその期間中のアイドルＣＰ
Ｕ比率を取得している（ステップ２０１）。つぎに、こ
のシステム負荷状況よりタイムスライス値の調整を行う
べきか否か、または調整する場合はその調整値をどのく
らいにするかを決定する。この例の場合はアイドルＣＰ
Ｕ比率が２５％以下の場合はシステムの負荷が高いとみ
なし（ステップ２０２）、次回からのタイムスライス値
を減らすために調整値としてマイナスの値（−△）を設
定する（ステップ２０３）。逆にアイドルＣＰＵ比率が
７５％以上の場合（ステップ２０４）はシステムの負荷
が軽いとみなし、次回からのタイムスライス値を増やす
ために調整値としてプラスの値（＋△）を設定する（ス
テップ２０５）。ここで、アイドルＣＰＵ比率が２５％
以下でも８５％以上でもない場合には、現在のタイムス
ライス値が妥当であるとみなし、タイムスライス値の調
整は行わない。
部３のアルゴリズムの例を示すフローチャートである。
まず、タイムスライス最適化部３はディスパッチ部４に
より一定期間毎に実行される。そして、タイムスライス
最適化部３はシステム負荷状態監視部２より前回調べて
から今までのシステムの負荷状況を取得する。この例で
はシステムの負荷状況としてその期間中のアイドルＣＰ
Ｕ比率を取得している（ステップ２０１）。つぎに、こ
のシステム負荷状況よりタイムスライス値の調整を行う
べきか否か、または調整する場合はその調整値をどのく
らいにするかを決定する。この例の場合はアイドルＣＰ
Ｕ比率が２５％以下の場合はシステムの負荷が高いとみ
なし（ステップ２０２）、次回からのタイムスライス値
を減らすために調整値としてマイナスの値（−△）を設
定する（ステップ２０３）。逆にアイドルＣＰＵ比率が
７５％以上の場合（ステップ２０４）はシステムの負荷
が軽いとみなし、次回からのタイムスライス値を増やす
ために調整値としてプラスの値（＋△）を設定する（ス
テップ２０５）。ここで、アイドルＣＰＵ比率が２５％
以下でも８５％以上でもない場合には、現在のタイムス
ライス値が妥当であるとみなし、タイムスライス値の調
整は行わない。
【００１２】つぎに、各実行中のプログラムに対応する
タイムスライス情報格納部１を順番に調べ（ステップ２
０６）、タイムスライス情報格納部１内の現在のタイム
スライス値１２の値に上記調整値を加える（ステップ２
０７）。ただし、加算した後の値が上記タイムスライス
情報格納部１内のタイムスライス値の最大値１３より大
きくなった場合は（ステップ２０８）、現在のタイムス
ライス値１２の値をタイムスライス値の最大値１３にす
る（ステップ２０９）。これはタイムスライス値が無限
に大きくなるのを防ぐためである。また、加算した後の
値が上記タイムスライス情報格納部１内のタイムスライ
ス値の最小値１４より小さくなった場合には（ステップ
２１０）、現在のタイムスライス値１２の値をタイムス
ライス値の最小値１４にする（ステップ２１１）。これ
はタイムスライス値が「０」以下になることを防ぐため
である。
タイムスライス情報格納部１を順番に調べ（ステップ２
０６）、タイムスライス情報格納部１内の現在のタイム
スライス値１２の値に上記調整値を加える（ステップ２
０７）。ただし、加算した後の値が上記タイムスライス
情報格納部１内のタイムスライス値の最大値１３より大
きくなった場合は（ステップ２０８）、現在のタイムス
ライス値１２の値をタイムスライス値の最大値１３にす
る（ステップ２０９）。これはタイムスライス値が無限
に大きくなるのを防ぐためである。また、加算した後の
値が上記タイムスライス情報格納部１内のタイムスライ
ス値の最小値１４より小さくなった場合には（ステップ
２１０）、現在のタイムスライス値１２の値をタイムス
ライス値の最小値１４にする（ステップ２１１）。これ
はタイムスライス値が「０」以下になることを防ぐため
である。
【００１３】そして、上記調整値の決め方は図４の例の
方法の他に図５に示すような表を用いて行うこともでき
る。図５は図１におけるタイムスライス最適化部３で使
用する調整値決定用の表の一例を示す説明図である。こ
の場合はシステム負荷状態監視部２より得たアイドルＣ
ＰＵ比率で表の条件部を検索し、合致した条件部の横の
調整値をタイムスライスの調整値とするとともに、その
値が「０」の場合は調整の必要がないものとする。
方法の他に図５に示すような表を用いて行うこともでき
る。図５は図１におけるタイムスライス最適化部３で使
用する調整値決定用の表の一例を示す説明図である。こ
の場合はシステム負荷状態監視部２より得たアイドルＣ
ＰＵ比率で表の条件部を検索し、合致した条件部の横の
調整値をタイムスライスの調整値とするとともに、その
値が「０」の場合は調整の必要がないものとする。
【００１４】図６は図１におけるシステム負荷状態監視
部２の構成例を示すブロック図である。システム負荷状
態監視部２は、一定時間間隔で割り込みを発生させるタ
イマ部２１と、このタイマ部２１の発生する割り込み毎
にシステムの負荷状態を調べるシステム状態調査部２２
と、このシステム状態調査部２２の結果を記録保存する
システム状態記録部２４と、タイムスライス最適化部３
からの状態問い合わせに対してシステム状態記録部２４
の内容より現在のシステムの負荷状態を答えるシステム
状態回答部２３から構成されている。
部２の構成例を示すブロック図である。システム負荷状
態監視部２は、一定時間間隔で割り込みを発生させるタ
イマ部２１と、このタイマ部２１の発生する割り込み毎
にシステムの負荷状態を調べるシステム状態調査部２２
と、このシステム状態調査部２２の結果を記録保存する
システム状態記録部２４と、タイムスライス最適化部３
からの状態問い合わせに対してシステム状態記録部２４
の内容より現在のシステムの負荷状態を答えるシステム
状態回答部２３から構成されている。
【００１５】図７はこの図６におけるシステム状態調査
部２２のアルゴリズムの例を示すフローチャートであ
る。システム状態調査部２２は、起動時にまず、システ
ム状態記録部２４内の各値を「０」にクリアし（ステッ
プ３０１）、つぎに、システム状態を監視する間隔を示
す割り込み間隔をタイマ部２１に設定する（ステップ３
０２）。タイマ部２１からの割り込みが発生する毎にＣ
ＰＵの状態を調べ（ステップ３０３，３０４）、ＣＰＵ
が使用中であれば（ステップ３０５）、システム状態記
録部２４内のＣＰＵビジー回数に「１」足す（システム
３０６）。使用中で無い場合には同じくシステム状態記
録部２４内のＣＰＵアイドル回数に「１」足す（ステッ
プ３０７）。その後再度割り込み待ちに戻る。
部２２のアルゴリズムの例を示すフローチャートであ
る。システム状態調査部２２は、起動時にまず、システ
ム状態記録部２４内の各値を「０」にクリアし（ステッ
プ３０１）、つぎに、システム状態を監視する間隔を示
す割り込み間隔をタイマ部２１に設定する（ステップ３
０２）。タイマ部２１からの割り込みが発生する毎にＣ
ＰＵの状態を調べ（ステップ３０３，３０４）、ＣＰＵ
が使用中であれば（ステップ３０５）、システム状態記
録部２４内のＣＰＵビジー回数に「１」足す（システム
３０６）。使用中で無い場合には同じくシステム状態記
録部２４内のＣＰＵアイドル回数に「１」足す（ステッ
プ３０７）。その後再度割り込み待ちに戻る。
【００１６】図８は図６におけるシステム状態回答部２
３のアルゴリズムの例を示すフローチャートである。ま
ず、システム状態回答部２３は、タイムスライス最適化
部３より実行され、システム状態記録部２４の内容を調
べシステムの負荷状態を回答する。この例では、まず、
システムの負荷状態として図８の最初のステップ４０１
で計算されるアイドルＣＰＵ比率を求める。つぎに、シ
ステム状態記録部２４内の各値を「０」にクリアする
（ステップ４０２）。最後に上記で求めたアイドルＣＰ
Ｕ比率を問い合わせ元であるタイムスライス最適化部３
に回答する（ステップ４０３）。
３のアルゴリズムの例を示すフローチャートである。ま
ず、システム状態回答部２３は、タイムスライス最適化
部３より実行され、システム状態記録部２４の内容を調
べシステムの負荷状態を回答する。この例では、まず、
システムの負荷状態として図８の最初のステップ４０１
で計算されるアイドルＣＰＵ比率を求める。つぎに、シ
ステム状態記録部２４内の各値を「０」にクリアする
（ステップ４０２）。最後に上記で求めたアイドルＣＰ
Ｕ比率を問い合わせ元であるタイムスライス最適化部３
に回答する（ステップ４０３）。
【００１７】
【発明の効果】以上説明したように本発明は、一定期間
毎にその間のシステム負荷状態により各プログラムのタ
イムスライス値を見直し、最適なシステム運用が行える
ように自動的にタイムスライス値の調整を行うようにし
たので、一定期間毎にシステムの負荷状況により自動的
に各プログラムのタイムスライス値を調整することがで
きるため、容易に効率の良い最適なシステム運用ができ
るという効果がある。
毎にその間のシステム負荷状態により各プログラムのタ
イムスライス値を見直し、最適なシステム運用が行える
ように自動的にタイムスライス値の調整を行うようにし
たので、一定期間毎にシステムの負荷状況により自動的
に各プログラムのタイムスライス値を調整することがで
きるため、容易に効率の良い最適なシステム運用ができ
るという効果がある。
【図１】本発明の一実施例を示すブロック図である。
【図２】図１におけるタイムスライス情報格納部の構成
例を示す説明図である。
例を示す説明図である。
【図３】図１におけるディスパッチ部のアルゴリズムの
例を示すフローチャートである。
例を示すフローチャートである。
【図４】図１におけるタイムスライス最適化部のアルゴ
リズムの例を示すフローチャートである。
リズムの例を示すフローチャートである。
【図５】図１におけるタイムスライス最適化部で使用す
る調整値決定用の表の一例を示す説明図である。
る調整値決定用の表の一例を示す説明図である。
【図６】図１におけるシステム負荷状態監視部の構成例
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図７】図６におけるシステム状態調査部のアルゴリズ
ムの例を示すフローチャートである。
ムの例を示すフローチャートである。
【図８】図６におけるシステム状態回答部のアルゴリズ
ムの例を示すフローチャートである。
ムの例を示すフローチャートである。
１ タイムスライス情報格納部 ２ システム負荷状態監視部 ３ タイムスライス最適化部 ４ ディスパッチ部
Claims (1)
- 【請求項１】 各プログラム毎に異なるタイムスライス
値を用いてＣＰＵディスパッチを行うマルチプログラミ
ングシステムにおいて、現在実行している各プログラム
毎にそのプログラムに関するタイムスライス情報を格納
するタイムスライス情報格納部と、一定間隔でシステム
の負荷状況を監視しているシステム負荷状態監視部と、
一定期間毎に前記システム負荷状態監視部より取得した
その期間のシステム負荷状態より前記タイムスライス情
報格納部に格納した各プログラムのタイムスライス値を
最適化するタイムスライス最適化部と、このタイムスラ
イス最適化部で最適化して前記タイムスライス情報格納
部に格納しているタイムスライス値で前記ＣＰＵをプロ
グラムにディスパッチするディスパッチ部を設け、シス
テムの状態に合わせて自動的にタイムスライス値を調整
するようにしたことを特徴とするタイムスライス最適化
方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25290991A JPH0566954A (ja) | 1991-09-05 | 1991-09-05 | タイムスライス最適化方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25290991A JPH0566954A (ja) | 1991-09-05 | 1991-09-05 | タイムスライス最適化方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0566954A true JPH0566954A (ja) | 1993-03-19 |
Family
ID=17243858
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP25290991A Pending JPH0566954A (ja) | 1991-09-05 | 1991-09-05 | タイムスライス最適化方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0566954A (ja) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH07281908A (ja) * | 1994-04-04 | 1995-10-27 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | 目標制御データを生成する作業負荷を管理する方法及び装置 |
| JPH08328881A (ja) * | 1995-05-29 | 1996-12-13 | Nec Corp | タスクのスケジューリング方式 |
| JP2001525570A (ja) * | 1997-12-03 | 2001-12-11 | ストリームコア | 幾人かのユーザの間における資源の分担管理用装置 |
| JP2003256394A (ja) * | 2002-03-05 | 2003-09-12 | Nec Corp | トランザクション処理の負荷分散方法およびそのシステム |
| WO2007001014A1 (ja) * | 2005-06-28 | 2007-01-04 | Xanavi Informatics Corporation | 情報端末、計算機資源管理方法、および仮想マシンの実行切り替え方法 |
| CN113886077A (zh) * | 2021-09-28 | 2022-01-04 | 北京威努特技术有限公司 | 一种针对cpu上下文切换的性能提升方法 |
-
1991
- 1991-09-05 JP JP25290991A patent/JPH0566954A/ja active Pending
Cited By (9)
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