JPH07200315A - 計算機システムにおけるプロセスのスケジューリング装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 リアルタイムプロセスによりＣＰＵが連続し
て占有されることを防ぎスケジューリングを適正にす
る。 【構成】 同一プロセス走行カウンタに１を加算してか
ら（Ｓ２１）、現在走行中のプロセスに関する情報を現
在走行中プロセス情報から獲得し（Ｓ２６）、現在走行
中のプロセスがリアルタイムの優先順位か否かを判別す
る。リアルタイムの優先順位である場合は（Ｓ２７
Ｙ）、さらに、現在走行中プロセス情報中の同一プロセ
ス走行カウンタの値を監視時間情報の値と比較し、同一
プロセス走行カウンタの値が監視時間情報の値よりも大
きいか等しい場合は（Ｓ２８Ｎ）、対話型プロセス切替
えモジュールを実行し（Ｓ４４）、現在走行中プロセス
情報の同一プロセス走行カウンタを０にして終了する
（Ｓ４７）。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、１つのオペレーティン
グシステムで、対話型プロセスとリアルタイムプロセス
に対し、定周期タイマ割込みによりＣＰＵを割り当てる
際のスケジューリング装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、計算機システムにおいて、１つの
オペレーティングシステム上に、リアルタイムプロセス
と対話型プロセスとが混在することがある。ここでいう
リアルタイムプロセスは、応答時間が厳しく制限された
プロセスであり、所定の時間内に処理が完了するため処
理時間を予測することが可能である。また、対話型プロ
セスは、応答時間の制限は厳しくないが、どのプロセス
にも均等にＣＰＵが割当てられる。

【０００３】さらに詳しく述べると、リアルタイムプロ
セスが複数のプロセスにより構成される場合、それぞれ
のプロセスはＣＰＵを割り当てるための優先順位が定め
られており、優先順位が高いプロセスから順にＣＰＵの
占有権を獲得する。また、ＣＰＵを占有したプロセスは
処理が完了するまで占有権を放棄しない。すなわち、あ
るプロセスがＣＰＵを占有している間は、このプロセス
より優先順位が下位のプロセスはＣＰＵの割当てを待つ
状態を続ける。しかし、優先順位が高いプロセスに処理
要求があると、そのプロセスはＣＰＵを占有しているプ
ロセスからＣＰＵの占有権を奪い取り、自身がＣＰＵを
占有する。このようにして、優先順位が高いプロセスか
ら順に処理される。なお、この優先順位は、ユーザによ
り指定されるものである。

【０００４】一方、対話型プロセスは、オペレーティン
グシステムによって各プロセスの優先順位が決められ
る。すなわち、計算機システムの起動時は、各プロセス
の優先順位はどれも同じであるが、各プロセスがＣＰＵ
を占有するごとに、そのプロセスの優先順位が低位に変
更される。それにより、ＣＰＵの占有回数の少ないプロ
セスの優先順位が相対的に高くなり、順に最高となった
プロセスからＣＰＵを占有することになる。その結果、
平均すると、各プロセスに対してＣＰＵの割当て時間が
均等になる。

【０００５】なお、このような対話型プロセスを有する
計算機システムでは、一定間隔ごとの定周期タイマ割込
みがオペレーティングシステムとしておこなわれ、この
割込み間隔を１単位時間とすると、対話型プロセスは１
単位時間でＣＰＵの割当てが切り換わる。すなわち、あ
る対話型プロセスが１単位時間ＣＰＵを占有したら、そ
のプロセスは優先順位を低位に変更したのちＣＰＵの占
有権を放棄する。次いで、その次の優先順位の対話型プ
ロセスにＣＰＵの占有権が引き渡される。これらのリア
ルタイムプロセスと対話型プロセスとが１つのオペレー
ティングシステム上に混在する計算機システムにおける
スケジューリング方法は、次のように行われている。

【０００６】リアルタイムプロセスと対話型プロセスに
は、両プロセスごとに異なる優先順位を持たせる。例え
ば、システムに１２８の優先順位がある場合に、優先順
位０〜６３をリアルタイムプロセスとし、残りの優先順
位６４〜１２７を対話型プロセスとする。この優先順位
は数字が小さい程、優先順が高くなる。また、実行可能
であってＣＰＵが割当てられてないプロセスをリンクし
ておくために、プロセスの優先順位ごとに待ち行列を設
ける。それにより、ＣＰＵを占有をしていたプロセスが
占有権を放棄した場合、この待ち行列のなかの優先順位
が最高位のプロセスがＣＰＵの占有権を獲得する。な
お、優先順位の同じプロセスが複数個あった場合は、到
着順（ＦＣＦＳ：Ｆｉｒｓｔ Ｃｏｍｅ Ｆｉｒｓｔ
Ｓｅｒｖｉｃｅ）によりＣＰＵの占有権を獲得する。

【０００７】リアルタイムプロセスと対話型プロセスと
の間でのＣＰＵの占有については、リアルタイムプロセ
スを優先し、全てのリアルタイムプロセスの処理が完了
してから、対話型プロセスにＣＰＵの占有権を与える。
また、対話型プロセスがＣＰＵの占有権を得ている間で
あっても、新たにリアルタイムプロセスの処理要求が発
生すると、対話型プロセスのＣＰＵ占有権は、リアルタ
イムプロセスに奪い取られる。これらの処理を行う従来
のオペレーティングシステムの構成を示したのが図１４
の概念図であり、スケジューリング処理を系統的に示し
たのが図１１、図１２、図１３のフローチャートであ
る。

【０００８】図１４に示すように、オペレーティングシ
ステムはタイマ割込みが処理モジュール、プロセス選択
処理モジュール、プロセス切替え処理モジュール、プロ
セス待ち行列および現在走行中のプロセス情報から構成
されており、定周期タイマ割込みが発生すると、タイマ
割込み処理が呼び出される。図１１は、タイマ割込み処
理モジュールを示す。このモジュールは、先ず、所定の
タイマ処理を行い、次にプロセス選択処理モジュールへ
進む。

【０００９】図１２は、プロセス選択処理モジュールの
内容を示す。このモジュールは、先ず、現在走行中のプ
ロセスに関する情報を獲得し（Ｓ２６）、次いで、現在
走行中のプロセスがリアルタイムの優先順位か否かを判
別する（Ｓ２７）。リアルタイムの優先順位である場合
は（Ｓ２７Ｙ）、プロセス待ち行列から最も優先順位の
高いプロセスの情報を獲得する（Ｓ３１）。次に、待ち
行列のプロセスはリアルタイム優先順位か否かを判別し
（Ｓ３２）、リアルタイム優先順位である場合（Ｓ３２
Ｙ）は、さらに、待ち行列のプロセスは現在走行中のプ
ロセスより優先順位が高いか否かを判別する（Ｓ３
３）。

【００１０】優先順位が高い場合（Ｓ３３Ｙ）、すなわ
ち図１４のプロセス行列待ちに、現在走行中のプロセス
より優先順位の高いリアルタイムプロセスがリンクされ
ていたらプロセス切換え処理モジュール（Ｓ３４）へ進
む。待ち行列のプロセスがリアルタイム優先順位でなく
て対話型優先順位である場合（Ｓ３２Ｎ）および優先順
位が高くなくて低い場合（Ｓ３３Ｎ）は、現在走行中の
プロセスがそのままＣＰＵの占有を続ける。また、Ｓ２
７でリアルタイム優先順位でない場合も、プロセス切換
え処理モジュール（Ｓ３４）へ進む。

【００１１】図１３は、プロセス切替え処理モジュール
の内容を示す。このモジュールは、先ず、プロセス待ち
行列に現在走行中のプロセスをリンクする（Ｓ１１）。
なお、ここで現在走行中のプロセスが対話型プロセスだ
ったら、優先順位を再計算してからリンクする。これ
は、対話型プロセスはＣＰＵを占有するごとに優先順位
を下げることで、ＣＰＵの割当ての少ないプロセスの優
先順位を相対的に高めるためである。次に、プロセス待
ち行列から最も優先順位が高いプロセスを選びだしプロ
セス待ち行列のリンクから外し（Ｓ１２）、ＣＰＵを割
り当てる（Ｓ１３）。最後に、現在走行中のプロセス情
報（図１４）にＣＰＵを新たに割当てたプロセスの識別
子と優先順位を設定する（Ｓ１４）。

【００１２】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上述し
たオペレーティングシステムのスケジューリング方法で
は、例えば、リアルタイムプロセスが何らかの原因でＣ
ＰＵの占有権を放棄しなかったり、処理が所定時間内に
完了しなかったりした場合に、計算機システムにデッド
ロックが発生したり、対話型プロセスが全く動作しなく
なったり、応答時間が異常に遅くなる等の問題が生じ
た。本発明は上記問題点を解決するためになされたもの
で、その目的とするところは、リアルタイムプロセスが
連続してＣＰＵを占有することを防ぐことにより動作を
安定させることができる計算機システムにおけるプロセ
スのスケジューリング装置を提供することにある。

【００１３】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、第１の発明は、プロセス待ち行列にリンクされた対
話型プロセスおよびリアルタイムプロセスに対しそれぞ
れの優先順位に基づき定周期タイマ割込みによりＣＰＵ
占有を割り当てる計算機システムにおけるプロセスのス
ケジューリング装置において、同一のリアルタイムプロ
セスが連続してＣＰＵを占有した回数をカウントする手
段と、カウント手段のカウント値が所定値に達したらプ
ロセス待ち行列にリンクされている対話型プロセスの中
の優先順位が最高の対話型プロセスにＣＰＵ占有を割り
当てる手段とを備えたことを特徴とする。

【００１４】第２の発明は、プロセス待ち行列にリンク
された対話型プロセスおよびリアルタイムプロセスに対
しそれぞれの優先順位に基づき定周期タイマ割込みによ
りＣＰＵ占有を割り当てる計算機システムにおけるプロ
セスのスケジューリング装置において、ユーザにより作
成されたハンドラプログラムを予め格納した記憶手段
と、同一のリアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占
有した回数をカウントする手段と、カウント手段のカウ
ント値が所定値に達したら記憶手段のハンドラプログラ
ムによりスケジューリングを実行する手段とを備えたこ
とを特徴とする。

【００１５】第３の発明は、プロセス待ち行列にリンク
された対話型プロセスおよびリアルタイムプロセスに対
しそれぞれの優先順位に基づき定周期タイマ割込みによ
りＣＰＵ占有を割り当てる計算機システムにおけるプロ
セスのスケジューリング装置において、同一のリアルタ
イムプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数をカウン
トする手段と、カウント手段のカウント値が所定値に達
したら現在走行中のリアルタイムプロセスを強制終了す
るとともにプロセス待ち行列のリンクから外す手段とを
備えたことを特徴とする。

【００１６】第４の発明は、プロセス待ち行列にリンク
された対話型プロセスおよびリアルタイムプロセスに対
しそれぞれの優先順位に基づき定周期タイマ割込みによ
りＣＰＵ占有を割り当てる計算機システムにおけるプロ
セスのスケジューリング装置において、同一のリアルタ
イムプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数をカウン
トする手段と、カウント手段のカウント値が所定値に達
したら現在走行中のリアルタイムプロセスとプロセス待
ち行列にリンクされている次の優先順位のリアルタイム
プロセスとの間で互いの優先順位を入れ換える手段とを
備えたことを特徴とする。

【００１７】第５の発明は、プロセス待ち行列にリンク
された対話型プロセスおよびリアルタイムプロセスに対
しそれぞれの優先順位に基づき定周期タイマ割込みによ
りＣＰＵ占有を割り当てる計算機システムにおけるプロ
セスのスケジューリング装置において、リアルタイムク
ラスのプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数をカウ
ントする手段と、カウント手段のカウント値が所定値に
達したらプロセス待ち行列にリンクされている対話型ク
ラスの中の優先順位が最高の対話型プロセスにＣＰＵ占
有を割り当てる手段とを備えたことを特徴とする。

【００１８】第６の発明は、プロセス待ち行列にリンク
された対話型プロセスおよびリアルタイムプロセスに対
しそれぞれの優先順位に基づき定周期タイマ割込みによ
りＣＰＵ占有を割り当てる計算機システムにおけるプロ
セスのスケジューリング装置において、ユーザにより作
成されたハンドラプログラムを予め格納した記憶手段
と、リアルタイムクラスのプロセスが連続してＣＰＵを
占有した回数をカウントする手段と、カウント手段のカ
ウント値が所定値に達したら記憶手段のハンドラプログ
ラムによりスケジューリングを実行する手段とを備えた
ことを特徴とする。

【００１９】

【作用】第１の発明においては、同一のリアルタイムプ
ロセスが連続してＣＰＵを占有した回数がカウントされ
そのカウント値が所定値に達すると、プロセス待ち行列
にリンクされている対話型プロセスの中の優先順位が最
高の対話型プロセスにＣＰＵ占有が割り当てられる。そ
れにより、同一のリアルタイムプロセスが無制限に連続
してＣＰＵを占有することがなくなる。

【００２０】第２の発明においては、同一のリアルタイ
ムプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数がカウント
されそのカウント値が所定値に達すると、予めユーザが
作成しておいたハンドラプログラムにより以後のスケジ
ューリングが実行される。それにより、同一のリアルタ
イムプロセスが連続してＣＰＵを占有した場合にユーザ
が任意の対処を行うことが可能になる。

【００２１】第３の発明においては、同一のリアルタイ
ムプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数がカウント
されそのカウント値が所定値に達すると、現在走行中の
リアルタイムプロセスが強制終了されるとともにそのリ
アルタイムプロセスがプロセス待ち行列のリンクから外
される。それにより、異常原因等により連続してＣＰＵ
を占有したリアルタイムプロセスが除去され、以後正常
な動作に復帰する。

【００２２】第４の発明においては、同一のリアルタイ
ムプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数がカウント
されそのカウント値が所定値に達すると、現在走行中の
リアルタイムプロセスとプロセス待ち行列にリンクされ
ている次の優先順位のリアルタイムプロセスとの間で互
いの優先順位が入れ換えられる。それにより、同一のリ
アルタイムプロセスが無制限に連続してＣＰＵを占有す
ることがなくなる。

【００２３】第５の発明においては、リアルタイムクラ
スのプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数がカウン
トされそのカウント値が所定値に達すると、プロセス待
ち行列にリンクされている対話型クラスの中の優先順位
が最高の対話型プロセスにＣＰＵ占有が割り当てられ
る。それにより、リアルタイムプロセスが無制限に連続
してＣＰＵを占有することがなくなる。

【００２４】第６の発明においては、リアルタイムクラ
スのプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数がカウン
トされそのカウント値が所定値に達すると、予めユーザ
が作成しておいたハンドラプログラムにより以後のスケ
ジューリングが実行される。それにより、リアルタイム
プロセスが連続してＣＰＵを占有した場合にユーザが任
意の対処を行うことが可能になる。

【００２５】

【実施例】以下、図に沿って本発明の実施例を説明す
る。この実施例で対象とする計算機システムのオペレー
ティングシステムは、プロセスの優先順位に基づき、対
話型プロセスとリアルタイムプロセスのＣＰＵへの割り
当てを管理するものであり、以下の条件で作動する。 （１）定周期タイマが一定間隔（例えば、１０ｍｓ）で
オペレーティングシステムに対し割込みを発生する。 （２）対話型プロセスとリアルタイムプロセスは互いに
他者に対し、異なる優先順位を持つ。つまり、同種のプ
ロセス間では同じ優先順位を持つことがあっても、対話
型プロセスとリアルタイムプロセスとが同じ優先順位を
持つことはない。 （３）ＣＰＵの割当てを待つためのプロセスの待ち行列
を、優先順位ごとに持つ。 （４）各プロセスは、システムで唯一の識別子を持つ。

【００２６】図１は本発明が適用されるオペレーティン
グシステムの構成を示す概念図である。図示されるよう
に、オペレーティングシステムはタイマ割込み処理モジ
ュール、プロセス選択処理モジュール、プロセス切替え
処理モジュール、対話型プロセス切替え処理モジュー
ル、プロセス待ち行列、現在走行中プロセス情報、監視
時間情報、ハンドラプログラム登録テーブルおよびリア
ルタイムプロセス抑止フラグから構成されている。ここ
で、定周期タイマの割込みを受け付けるタイマ割込み処
理モジュールおよびプロセス切替え処理モジュールは、
従来技術の項で示した図１４の動作と同じであるのでそ
の詳細な説明は省略する。また、プロセス選択処理モジ
ュールおよび対話型プロセス切替え処理モジュールが本
発明の主なる特徴であり、詳細な動作は後述する。

【００２７】プロセス待ち行列は、プロセスごとの優先
順位に対応したリンクターミナルを備え、ＣＰＵの割当
てを待つリアルタイムプロセスおよび対話型プロセスを
それぞれ対応する優先順位のリンクターミナルにリンク
する。図示例では、優先順位が０〜１２７の１２８あ
り、優先順位は数値が小さいほど高くなる。このうち上
位の０〜６３の優先順位をリアルタイムクラスとしてリ
アルタイムプロセスの優先順位とする。また残り下位の
６４〜１２７の優先順位を対話型クラスとして対話型プ
ロセスの優先順位とする。

【００２８】現在走行中プロセス情報は、プロセスの識
別子、プロセスの優先順位、同一プロセス走行カウンタ
および同一クラスプロセス走行カウンタからなる。この
プロセス識別子には、現在ＣＰＵが割当てられているプ
ロセスの識別子が格納される。プロセスの優先順位に
は、現在ＣＰＵが割当てられているプロセスの優先順位
が格納される。同一プロセス走行カウンタは、同一のプ
ロセスに対して連続してＣＰＵが割当てられた時間が単
位時間（定周期タイマ割込み１回あたりのＣＰＵ占有時
間）の個数として格納され、ＣＰＵが異なるプロセスへ
割当てられたとき、このカウンタはゼロクリアされる。

【００２９】同一クラスプロセス走行カウンタは、同一
のクラスのプロセスに対して連続してＣＰＵが割り当て
られた時間が単位時間の個数として格納され、ＣＰＵが
異なるクラスのプロセスへ割り当てられときにこのカウ
ンタはゼロクリアされる。監視時間情報は、リアルタイ
ムプロセスが所定時間以上ＣＰＵを占有していないかど
うかをチェックする際の基準値として用いられる。つま
り、この監視時間情報に予めシステムに応じた値として
上述した単位時間の個数ｎをセットしておき、同一プロ
セス走行カウンタまたは同一クラスプロセス走行カウン
タのカウント値と監視時間情報の値を比較し、カウント
値が監視時間情報の値に達したら異常事態の発生と見な
す。

【００３０】ハンドラプログラム登録テーブルはリアル
タイムプロセスが所定時間以上ＣＰＵを占有したときに
実行されるハンドラプログラムのエントリアドレスを格
納している。このハンドラプログラムはユーザによって
予め登録される。リアルタイムプロセス抑止フラグはリ
アルタイムクラスのプロセスのＣＰＵへの割当てを抑止
する。

【００３１】次に、各発明をフローチャートに基づき説
明する。図２は、第１の発明に係るプロセス選択処理モ
ジュールの第１の実施例を示すフローチャートである。
このモジュールは、先ず、現在走行中のリアルタイムプ
ロセスが連続してＣＰＵを占有している時間を知るた
め、現在走行中のプロセス情報にある同一プロセス走行
カウンタに１を加算する（Ｓ２１）。次に、現在走行中
のプロセスに関する情報を現在走行中プロセス情報から
獲得し（Ｓ２６）、次いで、現在走行中のプロセスがリ
アルタイムの優先順位か否かを判別する（Ｓ２７）。リ
アルタイムの優先順位である場合は（Ｓ２７Ｙ）、さら
に、現在走行中プロセス情報中の同一プロセス走行カウ
ンタの値を監視時間情報の値と比較し、小さい場合は
（Ｓ２８Ｙ）、プロセス待ち行列から最も優先順位の高
いプロセスの情報を獲得する（Ｓ３１）。

【００３２】次に、待ち行列のプロセスがリアルタイム
優先順位か否かを判別し（Ｓ３２）、リアルタイム優先
順位である場合は（Ｓ３２Ｙ）、さらに、待ち行列のプ
ロセスは現在走行中のプロセスより優先順位が高いか否
かを判別する（Ｓ３３）。優先順位が高い場合（Ｓ３３
Ｙ）、すなわち図１のプロセス行列待ちに、現在走行中
のプロセスより優先順位の高いリアルタイムプロセスが
リンクされていたら図１３のプロセス切換え処理モジュ
ールを実行し（Ｓ３４）、次いで、現在走行中プロセス
情報の同一プロセス走行カウンタを０にして終了する
（Ｓ３７）。

【００３３】また、Ｓ２７でリアルタイム優先順位でな
い場合は、Ｓ３４のプロセス切換え処理モジュールへ進
む。さらに、Ｓ２８で同一プロセス走行カウンタの値が
監視時間情報の値よりも大きいか等しい場合は、図３の
対話型プロセス切替えモジュールを実行し（Ｓ４４）、
次いで、現在走行中プロセス情報の同一プロセス走行カ
ウンタを０にして終了する（Ｓ４７）。またさらに、Ｓ
３２で待ち行列のプロセスがリアルタイム優先順位でな
くて対話型優先順位である場合、およびＳ３３で優先順
位が高くない、つまり低い場合は処理を終了することに
より、現在走行中のプロセスにそのままＣＰＵの占有を
続けさせる。

【００３４】図３は、対話型プロセス切替えモジュール
を示すフローチャートである。先ず、対話型クラスのプ
ロセス待ち行列から最も優先順位の高いプロセスの情報
を獲得する（Ｓ６１）。次に、得られたプロセスは対話
型プロセスであるか否かを判別し、対話型プロセスでな
い場合は（Ｓ６２Ｎ）、処理を終了する。対話型プロセ
スである場合は（Ｓ６２Ｙ）、現在走行中のプロセスを
プロセス待ち行列へリンクする（Ｓ６３）。なお、ここ
でリンクするプロセスが対話型プロセスである場合は、
優先順位を再計算してからリンクする。

【００３５】次に、対話型クラスのプロセス待ち行列か
ら最も優先順位の高いプロセスのリンクを外し（Ｓ６
４）、次いで、待ち行列からリンクが外されたプロセス
にＣＰＵを割り当て（Ｓ６５）、同時に現在走行中プロ
セス情報に、ＣＰＵを割り当てたプロセスの識別子と優
先順位を設定して終了する（Ｓ６６）。これらの第１の
実施例にかかる処理では、Ｓ２８，Ｓ４４の処理を実行
することで、同一のリアルタイムプロセスによりＣＰＵ
が連続して占有される場合でも、同一プロセス走行カウ
ンタにセットされたｎ回のＣＰＵ占有がなされた後に、
対話型プロセスによるＣＰＵの占有が１回行われる。す
なわち、ｎ＋１回の定周期割込みの間に少なくとも１回
は対話型プロセスが実行されることになる。

【００３６】その結果、同一のリアルタイムプロセスが
暴走したり、一定時間内に処理が完了しなくても、計算
機システムがデッドロックしたり、対話型プロセスが全
く動作しなくなったりするというようなことがなくな
る。また、対話型プロセスから暴走等した同一のリアル
タイムプロセスを強制終了させることもできる。さら
に、同一のリアルタイムプロセスが暴走等しても、それ
を異常とみなさずにそのままリアルタイム処理を継続さ
せたいというようなシステムにこの実施例は有効であ
る。

【００３７】図４は、第１の発明に係るプロセス選択処
理モジュールの第２の実施例を示すフローチャートであ
る。このフローチャートは、図２のフローチャートにＳ
２２，Ｓ４１，Ｓ４２を追加したものであり、他は図２
と共通であるので共通部分の説明を省略して異なる部分
についてのみ説明する。すなわち、Ｓ２１で、現在走行
中のプロセス情報にある同一プロセス走行カウンタに１
を加算した後、リアルタイムプロセス抑止フラグをチェ
ックし、１がセットされていれば（Ｓ２２Ｙ）、そのま
まＳ２６へ進み、１がセットされていなければ（Ｓ２２
Ｎ）、Ｓ４１へ進む。

【００３８】また、Ｓ２８で現在走行中プロセス情報中
の同一プロセス走行カウンタの値を監視時間情報の値と
比較し、小さくない場合（Ｓ２８Ｎ）、Ｓ４１へ進む。
Ｓ４１では、リアルタイムプロセス抑止フラグをチェッ
クし、１がセットされていれば（Ｓ４１Ｎ）、そのまま
Ｓ４４へ進み、１がセットされていなければ（Ｓ４１
Ｙ）、Ｓ４２へ進み、リアルタイムプロセス抑止フラグ
に１をセットして、Ｓ４４へ進む。これら第２の実施例
にかかる処理では、同一のリアルタイムプロセスにより
ＣＰＵがｎ回連続して占有されると、リアルタイムプロ
セス抑止フラグに１がセットされて対話型プロセスにＣ
ＰＵの制御権が渡され、以後毎回とも図３の対話型プロ
セス切替えモジュールが実行されることになる。

【００３９】その結果、同一のリアルタイムプロセスが
暴走したり、一定時間内に処理が完了しなくても、計算
機システムがデッドロックしたり、対話型プロセスが全
く動作しなくなることがなくなる。また、対話型プロセ
スから暴走等した同一のリアルタイムプロセスを強制終
了させることもできる。さらに、同一のリアルタイムプ
ロセスが暴走等したら、システムに異常が発生したもの
とみなし、リアルタイム処理をそのまま続行せずに何ら
かの原因調査を行いたいというようなシステムにこの実
施例は有効である。

【００４０】図５は、第２の発明に係るプロセス選択処
理モジュールの第３の実施例を示すフローチャートであ
る。このフローチャートは、図２のＳ４４をＳ４５，Ｓ
４６にかえたものであり、他は図２と共通であるので共
通部分の説明を省略し異なる部分についてのみ説明す
る。すなわち、Ｓ２８で、現在走行中プロセス情報中の
同一プロセス走行カウンタの値を監視時間情報の値と比
較し、小さくない場合（Ｓ２８Ｎ）、Ｓ４５へ進む。

【００４１】Ｓ４５では、ハンドラプログラム登録テー
ブルにハンドラプログラムのエントリアドレスが登録さ
れているか否かを判別し、登録されていなければ（Ｓ４
５Ｎ）、そのままＳ４７へ進む。登録されていれば（Ｓ
４５Ｙ）、そのエントリアドレスからハンドラプログラ
ムを呼び出して実行し（Ｓ４６）、Ｓ４７へ進む。これ
ら第３の実施例にかかる処理では、同一のリアルタイム
プロセスによりＣＰＵがｎ回連続して占有されると、ハ
ンドラプログラムが呼びだされて実行される。このハン
ドラプログラムは予めユーザにより登録されているた
め、ＣＰＵの割当てのスケジューリングをユーザが自由
に設定してユーザ固有の最適なシステムを構築すること
ができる。

【００４２】図６は、第３の発明に係るプロセス選択処
理モジュールの第４の実施例を示すフローチャートであ
る。このフローチャートは、図２のＳ４４，Ｓ４７をＳ
４８にかえたものであり、他は図２と共通であるので共
通部分の説明を省略し異なる部分についてのみ説明す
る。すなわち、Ｓ２８で、現在走行中プロセス情報中の
同一プロセス走行カウンタの値を監視時間情報の値と比
較し、小さくない場合（Ｓ２８Ｎ）、Ｓ４８へ進む。Ｓ
４８では、現在走行中のリアルタイムプロセスのＣＰＵ
占有を強制終了する。このとき、終了したリアルタイム
プロセスを、待ち行列のリンクターミナルへ接続させな
い。次に、Ｓ３４のプロセス切換え処理モジュールを実
行することにより、次の優先順位のプロセスにＣＰＵが
割り当てられる。

【００４３】これら第４の実施例にかかる処理では、同
一のリアルタイムプロセスによりＣＰＵがｎ回連続して
占有されると、それまで走行中のリアルタイムプロセス
が強制的に終了され、次に優先順位の高いプロセスにＣ
ＰＵが割当てられることで同一リアルタイムプロセスに
よるＣＰＵの独占が回避される。その結果、同一のリア
ルタイムプロセスが暴走したり、一定時間内に処理が完
了しなくても、計算機システムがデッドロックしたり、
対話型プロセスが全く動作しなくなったりすることがな
くなる。

【００４４】もっとも、対話型プロセスが動作するの
は、リアルタイムプロセスが終了してからである。ま
た、対話型プロセスから暴走等した同一のリアルタイム
プロセスを強制終了させることもできる。さらに、同一
のリアルタイムプロセスが暴走等したら、そのプロセス
だけに異常が発生したとみなしてリアルタイム処理を継
続させたいというようなシステムにこの実施例は有効で
ある。

【００４５】図７は、第４の発明に係るプロセス選択処
理モジュールの第５の実施例を示すフローチャートであ
る。このフローチャートは、図２のＳ４４，Ｓ４７をＳ
４９〜Ｓ５２にかえたものであり、他は図２と共通であ
るので共通部分の説明を省略し異なる部分についてのみ
説明する。すなわち、Ｓ２８で、現在走行中プロセス情
報中の同一プロセス走行カウンタの値を監視時間情報の
値と比較し、小さくない場合（Ｓ２８Ｎ）、Ｓ４９へ進
む。Ｓ４９では、リアルタイムプロセスの待ち行列から
最も優先順位の高いプロセスの情報を獲得する。

【００４６】次いで、獲得した情報はリアルタイムプロ
セスか否かを判別し、リアルタイムプロセスでない場合
は（Ｓ５０Ｎ）、処理を終了する。リアルタイムプロセ
スである場合は（Ｓ５０Ｙ）、現在走行中のリアルタイ
ムプロセスとリアルタイムクラスのプロセス待ち行列の
中で最も優先順位の高いプロセスとの互いの優先順位を
交換する（Ｓ５１）。次に、現在走行中のリアルタイム
プロセスをリアルタイムクラスのプロセス待ち行列にリ
ンクし（Ｓ５２）、次いで、Ｓ３４のプロセス切換え処
理モジュールを実行することにより、次の優先順位のリ
アルタイムプロセスにＣＰＵが割り当てられる。

【００４７】これら第５の実施例にかかる処理では、同
一のリアルタイムプロセスによりＣＰＵがｎ回連続して
占有されると、それまで走行中のリアルタイムプロセス
と次に優先順位の高いリアルタイムプロセスとの優先順
位を交換し、それまで次の優先順位であったリアルタイ
ムプロセスにＣＰＵを割り当てることで、同一のリアル
タイムプロセスが暴走したり、一定時間内に処理が完了
しなくても計算機システムがデッドロックしたり、対話
型プロセスが全く動作しなくなったりすることがなくな
る。

【００４８】もっとも、対話型プロセスが動作するの
は、リアルタイムプロセスが終了してからである。ま
た、同一のリアルタイムプロセスが暴走等しても、それ
を異常とみなさず、しかも対話型プロセスにＣＰＵの占
有権を渡さずに、リアルタイム処理は継続したいという
ようなシステムにこの実施例は有効である。また、この
実施例の場合、暴走等した同一のリアルタイムプロセス
を強制終了等させようとすると、次に優先順位の高いプ
ロセスの処理が重要となる。

【００４９】図８は、第５の発明に係るプロセス選択処
理モジュールの第６の実施例を示すフローチャートであ
る。このモジュールは、先ず、現在走行中のリアルタイ
ムクラスのプロセスが連続してＣＰＵを占有している時
間を知るため、現在走行中のプロセス情報にある同一ク
ラスプロセス走行カウンタに１を加算する（Ｓ２３）。
次に、現在走行中のプロセスに関する情報を現在走行中
プロセス情報から獲得し（Ｓ２６）、次いで、現在走行
中のプロセスがリアルタイムの優先順位か否かを判別す
る（Ｓ２７）。

【００５０】リアルタイムの優先順位である場合は（Ｓ
２７Ｙ）、さらに、現在走行中プロセス情報中の同一ク
ラスプロセス走行カウンタの値を監視時間情報の値と比
較し、小さい場合は（Ｓ２９Ｙ）、プロセス待ち行列か
ら最も優先順位の高いプロセスの情報を獲得する（Ｓ３
１）。次に、待ち行列のプロセスがリアルタイム優先順
位か否かを判別し（Ｓ３２）、リアルタイム優先順位で
ある場合は（Ｓ３２Ｙ）、さらに、待ち行列のプロセス
は現在走行中のプロセスより優先順位が高いか否かを判
別する（Ｓ３３）。

【００５１】優先順位が高い場合（Ｓ３３Ｙ）、すなわ
ち図１のプロセス行列待ちに、現在走行中のプロセスよ
り優先順位の高いリアルタイムプロセスがリンクされて
いたら図１３のプロセス切換え処理モジュールを実行す
る（Ｓ３４）。ここでさらに、以前走行していたプロセ
スと現在走行中のプロセスのクラスが違うが否かを判別
し、違う場合は（Ｓ３５Ｙ）、現在走行中プロセス情報
の同一クラスプロセス走行カウンタを０にして終了する
（Ｓ３７）。また、Ｓ２７でリアルタイム優先順位でな
い場合は、プロセス切換え処理モジュール（Ｓ３４）へ
進む。

【００５２】さらに、Ｓ２９で同一クラスプロセス走行
カウンタの値が監視時間情報の値よりも大きいか等しい
場合は、図３の対話型プロセス切替えモジュールを実行
し（Ｓ４４）、以前走行していたプロセスと現在走行中
のプロセスのクラスが違うが否かを判別し、違う場合は
（Ｓ５３Ｙ）、現在走行中プロセス情報の同一クラスプ
ロセス走行カウンタを０にして終了する（Ｓ５４）。ま
た、プロセスのクラスが同じ場合は（Ｓ５３Ｎ）、その
まま終了する。またさらに、Ｓ３２で待ち行列のプロセ
スがリアルタイム優先順位でなくて対話型優先順位であ
る場合、Ｓ３３で優先順位が高くない場合およびＳ３５
で以前走行していたプロセスと現在走行中のプロセスの
クラスが同じ場合は処理を終了することにより、現在走
行中のプロセスがそのままＣＰＵの占有を続ける。

【００５３】これらの第６の実施例にかかる処理では、
Ｓ２９，Ｓ４４の処理を実行することで、リアルタイム
クラスのプロセスによりＣＰＵが連続して占有される場
合でも、同一クラスプロセス走行カウンタにセットされ
たｎ回のＣＰＵ占有がなされた後に、対話型プロセスに
よるＣＰＵの占有が１回行われる。すなわち、ｎ＋１回
の定周期割込みの間に少なくとも１回は対話型プロセス
が実行されることになる。また、第６の実施例は、第１
の実施例とほぼ同じ効果が得られるとともに、対話型プ
ロセスの応答時間が異常に遅くなることも解消される。

【００５４】図９は、第５の発明に係るプロセス選択処
理モジュールの第７の実施例を示すフローチャートであ
る。このフローチャートは、図８のフローチャートにＳ
２４，Ｓ４１，Ｓ４２を追加したものであり、他は図８
と共通であるので共通部分の説明を省略して異なる部分
についてのみ説明する。すなわち、Ｓ２３で、同一クラ
スプロセス走行カウンタに１を加算した後、リアルタイ
ムプロセス抑止フラグをチェックし、１がセットされて
いれば（Ｓ２４Ｙ）、そのままＳ２６へ進み、１がセッ
トされていなければ（Ｓ２４Ｎ）、Ｓ４１へ進む。ま
た、Ｓ２９で現在走行中プロセス情報中の同一クラスプ
ロセス走行カウンタの値を監視時間情報の値と比較し、
小さくない場合（Ｓ２９Ｎ）、Ｓ４１へ進む。

【００５５】Ｓ４１では、リアルタイムプロセス抑止フ
ラグをチェックし、１がセットされていれば（Ｓ４１
Ｎ）、そのままＳ４４へ進む。１がセットされていなけ
れば（Ｓ４１Ｙ）、Ｓ４２へ進み、リアルタイムプロセ
ス抑止フラグに１をセットして、Ｓ４４へ進む。これら
第７の実施例にかかる処理では、リアルタイムクラスの
プロセスによりＣＰＵがｎ回連続して占有されると、リ
アルタイムプロセス抑止フラグに１がセットされて、以
後は毎回とも図３の対話型プロセス切替えモジュールが
実行されることになる。また、第７の実施例は、第２の
実施例とほぼ同じ効果が得られるとともに、対話型プロ
セスの応答時間が異常に遅くなることも解消される。

【００５６】図１０は、第６の発明に係るプロセス選択
処理モジュールの第８の実施例を示すフローチャートで
ある。このフローチャートは、図８のＳ４４をＳ４５，
Ｓ４６にかえたものであり、他は図８と共通であるので
共通部分の説明を省略し異なる部分についてのみ説明す
る。すなわち、Ｓ２９で、現在走行中プロセス情報中の
同一クラスプロセス走行カウンタの値を監視時間情報の
値と比較し、小さくない場合（Ｓ２９Ｎ）、Ｓ４５へ進
む。Ｓ４５では、ハンドラプログラム登録テーブルにハ
ンドラプログラムのエントリアドレスが登録されている
か否かを判別し、登録されていなければ（Ｓ４５Ｎ）、
そのままＳ５３へ進む。登録されていれば（Ｓ４５
Ｙ）、そのエントリアドレスからハンドラプログラムを
呼び出して実行して（Ｓ４６）、Ｓ５３へ進む。

【００５７】これら第８の実施例にかかる処理では、リ
アルタイムクラスのプロセスによりＣＰＵがｎ回連続し
て占有されると、ハンドラプログラムを呼びだして実行
される。このハンドラプログラムは予めユーザにより登
録されているため、ＣＰＵの割当てのスケジューリング
をユーザが自由に設定してユーザ固有の最適なシステム
を構築することができる。また、第８の実施例は、第３
の実施例とほぼ同じ効果が得られるとともに、対話型プ
ロセスの応答時間が異常に遅くなることも解消される。

【００５８】

【発明の効果】以上述べたように第１の発明によれば、
同一のリアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占有し
た回数が所定回数になると、プロセス待ち行列にリンク
されている対話型プロセスの中の優先順位が最高の対話
型プロセスにＣＰＵの占有を割り当てることにより、同
一のリアルタイムプロセスが無制限に連続してＣＰＵを
占有することがなくなる。

【００５９】第２の発明によれば、同一のリアルタイム
プロセスが連続してＣＰＵを占有した回数が所定回数に
なると、予めユーザが作成しておいたハンドラプログラ
ムにより以後のスケジューリングを実行することによ
り、同一のリアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占
有した場合にユーザが任意の対処を行うことが可能にな
る。

【００６０】第３の発明によれば、同一のリアルタイム
プロセスが連続してＣＰＵを占有した回数が所定回数に
なると、現在走行中のリアルタイムプロセスを強制終了
させるとともにそのリアルタイムプロセスをプロセス待
ち行列のリンクから外すことにより、異常原因等により
連続してＣＰＵを占有したリアルタイムプロセスが除去
され、以後正常な動作に復帰する。

【００６１】第４の発明によれば、同一のリアルタイム
プロセスが連続してＣＰＵを占有した回数が所定回数に
なると、現在走行中のリアルタイムプロセスとプロセス
待ち行列にリンクされている次の優先順位のリアルタイ
ムプロセスとの間で互いの優先順位を入れ換えることに
より、同一のリアルタイムプロセスが無制限に連続して
ＣＰＵを占有することがなくなる。

【００６２】第５の発明によれば、リアルタイムクラス
のプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数が所定回数
になると、プロセス待ち行列にリンクされている対話型
クラスの中の優先順位が最高の対話型プロセスにＣＰＵ
占有を割り当てることにより、リアルタイムプロセスが
無制限に連続してＣＰＵを占有することがなくなる。

【００６３】第６の発明によれば、リアルタイムクラス
のプロセスが連続してＣＰＵを占有した回数が所定回数
になると、予めユーザが作成しておいたハンドラプログ
ラムにより以後のスケジューリングを実行することによ
り、リアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占有した
場合にユーザが任意の対処を行うことが可能になる。

【００６４】これらのことから各発明については、次の
ような効果が得られる。 （１）同一または同一クラスのリアルタイムプロセスの
暴走を防止できる。 （２）一定時間内に処理が終了しない場合でも、計算機
システムがデッドロックにおちいることを防止できる。 （３）同じく、一定時間内に処理が終了しない場合で
も、対話型プロセスが全く作動しないという事態が避け
られる。 （４）対話型プロセスから暴走等を起こした同一のリア
ルタイムプロセスを強制終了させることも可能である。 （５）さらには、同一のリアルタイムプロセスが暴走等
を起こしても、それを異常とみなすことなくそのままリ
アルタイム処理を継続することも可能である。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明が適用されるオペレーティングシステム
の構成を示す概念図である。

【図２】第１の発明に係る第１の実施例を示すフローチ
ャートである。

【図３】図２の要部を示すフローチャートである。

【図４】第１の発明に係る第２の実施例を示すフローチ
ャートである。

【図５】第２の発明に係る第３の実施例を示すフローチ
ャートである。

【図６】第３の発明に係る第４の実施例を示すフローチ
ャートである。

【図７】第４の発明に係る第５の実施例を示すフローチ
ャートである。

【図８】第５の発明に係る第６の実施例を示すフローチ
ャートである。

【図９】第５の発明に係る第７の実施例を示すフローチ
ャートである。

【図１０】第６の発明に係る第８の実施例を示すフロー
チャートである。

【図１１】従来のスケジューリング処理を示すフローチ
ャートである。

【図１２】従来のスケジューリング処理を示すフローチ
ャートである。

【図１３】従来のスケジューリング処理を示すフローチ
ャートである。

【図１４】従来のオペレーティングシステムの構成を示
した概念図である。

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 プロセス待ち行列にリンクされた対話型
   プロセスおよびリアルタイムプロセスに対しそれぞれの
   優先順位に基づき定周期タイマ割込みによりＣＰＵ占有
   を割り当てる計算機システムにおけるプロセスのスケジ
   ューリング装置において、 同一のリアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占有し
   た回数をカウントする手段と、 カウント手段のカウント値が所定値に達したらプロセス
   待ち行列にリンクされている対話型プロセスの中の優先
   順位が最高の対話型プロセスにＣＰＵ占有を割り当てる
   手段と、 を備えたことを特徴とする計算機システムにおけるプロ
   セスのスケジューリング装置。
2. 【請求項２】 プロセス待ち行列にリンクされた対話型
   プロセスおよびリアルタイムプロセスに対しそれぞれの
   優先順位に基づき定周期タイマ割込みによりＣＰＵ占有
   を割り当てる計算機システムにおけるプロセスのスケジ
   ューリング装置において、 ユーザにより作成されたハンドラプログラムを予め格納
   した記憶手段と、 同一のリアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占有し
   た回数をカウントする手段と、 カウント手段のカウント値が所定値に達したら記憶手段
   のハンドラプログラムによりスケジューリングを実行す
   る手段と、 を備えたことを特徴とする計算機システムにおけるプロ
   セスのスケジューリング装置。
3. 【請求項３】 プロセス待ち行列にリンクされた対話型
   プロセスおよびリアルタイムプロセスに対しそれぞれの
   優先順位に基づき定周期タイマ割込みによりＣＰＵ占有
   を割り当てる計算機システムにおけるプロセスのスケジ
   ューリング装置において、 同一のリアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占有し
   た回数をカウントする手段と、 カウント手段のカウント値が所定値に達したら現在走行
   中のリアルタイムプロセスを強制終了するとともにプロ
   セス待ち行列のリンクから外す手段と、 を備えたことを特徴とする計算機システムにおけるプロ
   セスのスケジューリング装置。
4. 【請求項４】 プロセス待ち行列にリンクされた対話型
   プロセスおよびリアルタイムプロセスに対しそれぞれの
   優先順位に基づき定周期タイマ割込みによりＣＰＵ占有
   を割り当てる計算機システムにおけるプロセスのスケジ
   ューリング装置において、 同一のリアルタイムプロセスが連続してＣＰＵを占有し
   た回数をカウントする手段と、 カウント手段のカウント値が所定値に達したら現在走行
   中のリアルタイムプロセスとプロセス待ち行列にリンク
   されている次の優先順位のリアルタイムプロセスとの間
   で互いの優先順位を入れ換える手段と、 を備えたことを特徴とする計算機システムにおけるプロ
   セスのスケジューリング装置。
5. 【請求項５】 プロセス待ち行列にリンクされた対話型
   プロセスおよびリアルタイムプロセスに対しそれぞれの
   優先順位に基づき定周期タイマ割込みによりＣＰＵ占有
   を割り当てる計算機システムにおけるプロセスのスケジ
   ューリング装置において、 リアルタイムクラスのプロセスが連続してＣＰＵを占有
   した回数をカウントする手段と、 カウント手段のカウント値が所定値に達したらプロセス
   待ち行列にリンクされている対話型クラスの中の優先順
   位が最高の対話型プロセスにＣＰＵ占有を割り当てる手
   段と、 を備えたことを特徴とする計算機システムにおけるプロ
   セスのスケジューリング装置。
6. 【請求項６】 プロセス待ち行列にリンクされた対話型
   プロセスおよびリアルタイムプロセスに対しそれぞれの
   優先順位に基づき定周期タイマ割込みによりＣＰＵ占有
   を割り当てる計算機システムにおけるプロセスのスケジ
   ューリング装置において、 ユーザにより作成されたハンドラプログラムを予め格納
   した記憶手段と、 リアルタイムクラスのプロセスが連続してＣＰＵを占有
   した回数をカウントする手段と、 カウント手段のカウント値が所定値に達したら記憶手段
   のハンドラプログラムによりスケジューリングを実行す
   る手段と、 を備えたことを特徴とする計算機システムにおけるプロ
   セスのスケジューリング装置。