JPH03210617A - コンピュータ用リアルタイム省電力方法及び装置 - Google Patents
コンピュータ用リアルタイム省電力方法及び装置Info
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- JPH03210617A JPH03210617A JP2293478A JP29347890A JPH03210617A JP H03210617 A JPH03210617 A JP H03210617A JP 2293478 A JP2293478 A JP 2293478A JP 29347890 A JP29347890 A JP 29347890A JP H03210617 A JPH03210617 A JP H03210617A
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
- G06F15/02—Digital computers in general; Data processing equipment in general manually operated with input through keyboard and computation using a built-in program, e.g. pocket calculators
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- G—PHYSICS
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- G06F1/00—Details not covered by groups G06F3/00 - G06F13/00 and G06F21/00
- G06F1/26—Power supply means, e.g. regulation thereof
- G06F1/32—Means for saving power
- G06F1/3203—Power management, i.e. event-based initiation of a power-saving mode
- G06F1/3234—Power saving characterised by the action undertaken
- G06F1/324—Power saving characterised by the action undertaken by lowering clock frequency
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- G—PHYSICS
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- G06F1/20—Cooling means
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- G—PHYSICS
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- Y—GENERAL TAGGING OF NEW TECHNOLOGICAL DEVELOPMENTS; GENERAL TAGGING OF CROSS-SECTIONAL TECHNOLOGIES SPANNING OVER SEVERAL SECTIONS OF THE IPC; TECHNICAL SUBJECTS COVERED BY FORMER USPC CROSS-REFERENCE ART COLLECTIONS [XRACs] AND DIGESTS
- Y02—TECHNOLOGIES OR APPLICATIONS FOR MITIGATION OR ADAPTATION AGAINST CLIMATE CHANGE
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- Y02D10/00—Energy efficient computing, e.g. low power processors, power management or thermal management
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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】
[産業上の利用分野]
本発明はリアルタイムコンビ1−タ省電力に関し、より
詳細にはポータブルコンピュータのCPU内でリアルタ
イムアクティビティレベルに基いて中央処理ユニット(
CPU)クロック時間を短縮する装置及び方法に関する
。 [従来の技li] パーソナルコンピュータの開発段階において、す搬型」
ンビュータは非常にボビ1ラーになった。 このようなポータブルコンピュータは大きな電力を使用
しており、実際には小型デスクトップパーソナルコンピ
ュータを意味している。ポータブルコンピュータはデス
クトップパーソナルコンピュータよりも小型軽量であり
、ユーザはデスクトップコンピュータで使用できるのと
同じソフトウェアを使用することができる。 第一世代の6ポータブル″コンビl−夕は壁付の交流電
源からしか作動させることができなかった。パーソナル
コンビ1−夕の開発が続けられて、バッテリ給電コンビ
1−夕が設計されるようになった。さらに、新しいデイ
スプレィ技術、ディスク記憶容酷の向上、及び素子の軽
量化により真にポータプルなコンピュータが可能となっ
た。 しかしながら、開発されたソフトウェアは、限定された
艶の電力を短時間しか利用することができないバッテリ
給電ポータプルコンビ1−タであることを考慮ぜずに、
コンピュータのあらゆるフィーナユアを有するディスク
トップパーソナルコンピュータでランするように設計さ
れていた。これらのポータプルコンビ1−タの電力使用
を節減するための特別な配慮はソフトウェア、オペレー
ティングシステム(MS−1)O8)、ベーシック入出
カシステム(BiO2)、もしくは第3バーデイアプリ
ケ−シコンソフトウェアによってなされてはいなかった
。 より機能的なソフトウェアパッケージが開発されるにつ
れて、fスクトッグ」ノビ1−夕のユーザは計]惇速度
の早いCPU、メモリの増大、及び高速^性能ディスク
ドライブの尋人により高性能化するようになった。 残念ながら、ポータプルコンビ1−夕は依然として交流
電力もしくは重い大型バッテリでしかランできなかった
。デスクトップコンピュータの性能条件及び新しいソフ
トウェアと歩調を合せるために、^価な要素が使用され
、電力条件については重きが置かれなかった。それでも
、重いバッテリはあまり長くランしなかった。これは、
サード・パーティ・ソフトウェアから予期される性能を
得るのに、ポータプルコンビ1−タのユーザは交流作動
を行うかもしくは極めて短時間のバッテリ作動を行うし
かないことを意味した。 ポータブルコンピュータの設計者は電力消費を低減する
ために性能を8088−および8086−型プロセッサ
へステップダウンさせるようになった。支援回路及びC
PUはランするための電力が少いため、軽石バッテリを
使用することができた。残念ながら、旧来の低速808
8/8086CPUには存在しない、80286型命令
を要する新しいソフトウェアはランできなかった。 バッテリ動作時間の長い、小型軽量の省電カポ−タプル
コンビ1−夕を設計するために、ユーザがコンピュータ
を使用しない聞ポータブルコンピュータの電力消費を低
減させようとしたボータブルコンピュータの設計者もい
た。例えば、所定の休止期間後にディスクドライブの速
度を低下させるかもしくは停止させることにより電力使
用鮎が低減され、ディスクドライブが使用されていない
場合にはディスクドライブはターンオフされるかもしく
は単にスタンバイモードとされる。ユーザがディスクを
使用する準備ができると、オペレータはディスクドライ
ブがスピンアップされるまで持たなければならず、コン
ピュータシステムが再び完全に機能する準備がととのっ
てからオペレータは動作を進めることができる。 他のポータブルコンピュータの設計者はキーボードが使
用されない場合にコンピュータディスプレイをターンオ
フすることにより°電力を節減している。しかしながら
、正規の動作中はコンピュータは全電力を使用する。1
4
詳細にはポータブルコンピュータのCPU内でリアルタ
イムアクティビティレベルに基いて中央処理ユニット(
CPU)クロック時間を短縮する装置及び方法に関する
。 [従来の技li] パーソナルコンピュータの開発段階において、す搬型」
ンビュータは非常にボビ1ラーになった。 このようなポータブルコンピュータは大きな電力を使用
しており、実際には小型デスクトップパーソナルコンピ
ュータを意味している。ポータブルコンピュータはデス
クトップパーソナルコンピュータよりも小型軽量であり
、ユーザはデスクトップコンピュータで使用できるのと
同じソフトウェアを使用することができる。 第一世代の6ポータブル″コンビl−夕は壁付の交流電
源からしか作動させることができなかった。パーソナル
コンビ1−夕の開発が続けられて、バッテリ給電コンビ
1−夕が設計されるようになった。さらに、新しいデイ
スプレィ技術、ディスク記憶容酷の向上、及び素子の軽
量化により真にポータプルなコンピュータが可能となっ
た。 しかしながら、開発されたソフトウェアは、限定された
艶の電力を短時間しか利用することができないバッテリ
給電ポータプルコンビ1−タであることを考慮ぜずに、
コンピュータのあらゆるフィーナユアを有するディスク
トップパーソナルコンピュータでランするように設計さ
れていた。これらのポータプルコンビ1−タの電力使用
を節減するための特別な配慮はソフトウェア、オペレー
ティングシステム(MS−1)O8)、ベーシック入出
カシステム(BiO2)、もしくは第3バーデイアプリ
ケ−シコンソフトウェアによってなされてはいなかった
。 より機能的なソフトウェアパッケージが開発されるにつ
れて、fスクトッグ」ノビ1−夕のユーザは計]惇速度
の早いCPU、メモリの増大、及び高速^性能ディスク
ドライブの尋人により高性能化するようになった。 残念ながら、ポータプルコンビ1−夕は依然として交流
電力もしくは重い大型バッテリでしかランできなかった
。デスクトップコンピュータの性能条件及び新しいソフ
トウェアと歩調を合せるために、^価な要素が使用され
、電力条件については重きが置かれなかった。それでも
、重いバッテリはあまり長くランしなかった。これは、
サード・パーティ・ソフトウェアから予期される性能を
得るのに、ポータプルコンビ1−タのユーザは交流作動
を行うかもしくは極めて短時間のバッテリ作動を行うし
かないことを意味した。 ポータブルコンピュータの設計者は電力消費を低減する
ために性能を8088−および8086−型プロセッサ
へステップダウンさせるようになった。支援回路及びC
PUはランするための電力が少いため、軽石バッテリを
使用することができた。残念ながら、旧来の低速808
8/8086CPUには存在しない、80286型命令
を要する新しいソフトウェアはランできなかった。 バッテリ動作時間の長い、小型軽量の省電カポ−タプル
コンビ1−夕を設計するために、ユーザがコンピュータ
を使用しない聞ポータブルコンピュータの電力消費を低
減させようとしたボータブルコンピュータの設計者もい
た。例えば、所定の休止期間後にディスクドライブの速
度を低下させるかもしくは停止させることにより電力使
用鮎が低減され、ディスクドライブが使用されていない
場合にはディスクドライブはターンオフされるかもしく
は単にスタンバイモードとされる。ユーザがディスクを
使用する準備ができると、オペレータはディスクドライ
ブがスピンアップされるまで持たなければならず、コン
ピュータシステムが再び完全に機能する準備がととのっ
てからオペレータは動作を進めることができる。 他のポータブルコンピュータの設計者はキーボードが使
用されない場合にコンピュータディスプレイをターンオ
フすることにより°電力を節減している。しかしながら
、正規の動作中はコンピュータは全電力を使用する。1
4
【わノ5、この方法による省電力はユーザがシス7ム
の要素を使用していない場合だけしか行われない。しか
しながら、ユザは使用しない場合にコンビ1−夕をター
ンオフする可能性は非常に高い。 それにもかかわらず、オペレータが有意ワークにコンピ
ュータを使用している間に実質的に省電力を行う必要が
ある。オペレータがコンピュータを使用する場合、全て
の要素の完全作動が必要とされる。しかしながら、オペ
レータがコンビ1−タを使用していない期間中、コンビ
1−タをターンオフもしくはスローダウンさせて電力消
費を節減することができる。動作が必要とされるまでユ
ーザの9−クを中衛させたり、サート・パーティのソフ
トウェアを無効にしたり、オペレーティングシステムを
n1させることなく、性能を維持してコンピュータをス
ローダウンさせたりターンオフする時を決定することが
Φ要である。 さらに、前記したようにユーザはディスクがスピンアッ
プするのを持つことができるが、アプリケーションソフ
トウェアパッケージはCPUが゛スピンアップ“して準
備完rするのを持つことができない。アプリケーション
プロダラムが計棹を必要とする時に、CPUは準備完了
していなければならない。完全作動への切り変えはアプ
リケーションプログラムに影響を及ぼすことなく迅速に
完了しなければならない。この即時遷移は現在活動中の
アプリケーションだけでなくユーザに対してもトランス
ペアレントでなければならない。 R延1れば、一般的にコンピュータが所要プログラムを
正確に実行することができなくなるだけでなく、応答時
間及びソフトウェア互換性に関するユーヂの動作上の問
題が生じる。 ポータブルコンピュータを省電力化するための他の試み
として、動作の゛遮断″もしくは“スタンバイモード″
を行うことがある。ここでも問題となるのは、この期間
中にオペレータはコンビ1−夕を使用できないことであ
る。オペレータはやはりユニットの7@源スイツチをタ
ーンオフして電力を節減覆る。この種の省電力ではポー
タブルコンピュータは、オペレータが電源スィッチをタ
ーンオフ覆るのを忘れたりプ[1グラム化された時間長
だけコンビ1−夕から離れる場合に゛遮断“されて電力
が節減されるにすぎない。単に電源スィッチをオン/オ
フすることと較べた場合のこの種の省電力の利点は、遥
かに迅速に完全作動へ戻ることである。しかしながら、
この省電力法でもコンピュータがオンとされてデータ処
理を行っている間は、オペレーティングシステム、81
08゜やコンビ1−タが現在ランしている任意の第3パ
ーテイアプリケーシヨン10グラムを妨害することのな
いリアルタイム、インテリジェント省電力とはならない
。 ユーザがキーボードを打鍵していない時にCPUへのク
ロックをターンオフするかもしくはキースト0−りが生
じた時に需要に対してコンビ1−タをつI−クアツプさ
せる回路を設けることにより、このニーズに応えるいく
つかの試みがVLSIのベンダーにより行われた。これ
らの方法により電力は低減されるが、この期間中コンピ
ュータは死んでいる(使用不能である)。システムクロ
ックの更新、通信、プリントスプーリング等の背景動作
を実施することができない。既存のポータブルコンピュ
ータのいくつかはこれらの回路を使用している。プログ
ラムされた非活動期lの後、コンピュータは自動的にタ
ーンオフされる。 オペレータは再びマシンをターンオンしなければならな
いが、オペレーティングシステムやアプリケーションブ
Oグラムをリブートする必要はない。 この回路の利点は、既存の゛遮断″動作と同様に、コン
ピュータを再始動することなく迅速に完全動作へ戻るこ
とである。しかしながら、この方法ではユーザがマシン
から離れる場合しか電力消費は低減されず、バッテリの
動作寿命は実際には延長されない。 関連技術に付随Jる前2問題魚にかんがみて、リアルタ
イム性能を劣化させることなく、−1−ザに対してトラ
ンスペアレントな、]]ヒビ1−タシステのリアルタイ
ム省電力装置及び方法を提供することが本発明の目的で
ある。 コンピュータシステム内の7クテイごデイレベルを予測
しこの予測を使用して自動省電力化を行う装置及び方法
を提供することが本発明のもう一つの目的である。 ユーザが自動アクティビティレベル予測を修正すること
ができ且つ修正された予測を使用して自動省電力化を行
う装置及び方法を提供することが本発明のさらにもう一
つの目的である。 りOツク速度のリアルタイム低減及び回復を行ってソフ
トウニアブログラムに対してトランスペアレントな休止
期間から全処理速疫へCPUを戻す装置及び方法を提供
することが本発明のもう一つの目的である。 これらの目的は、本発明の実施例において、CPLJア
クティビティレベルに基いてCPUが休止できるかどう
かを決定しこの決定に基いてハードウェアセレクタを始
動させる装置及び方法により達成される。CPUが休止
もしくはスリープできる場合には、ハードウェアセレク
タはスリープクロックレベルでりOツクを加え、CPU
を活動させなければならない場合には、ハードウェアセ
レクタは高速りOツクレベルでクロックを加える。 本発明はオペレータ及び現在アクアイブな任意のアプリ
ケーションソフトウェアプログラムのアクティビティだ
けでなく、CPUのアクティビティ状態をも調べる。7
クテイビテイのこのサンプリングはリアルタイムで実施
され、省電力及びコンピュータ電力を管理するようにコ
ンピュータの性能レベルが調整される。これらの調整は
CPUサイクル内で達成されユーザの性能認識に影響を
及ぼすことはない。 従って、オペレーティングシステム/8108の第3パ
ーテイソフトウエアのオペレータがコンピュータを使用
していない場合には、本発明は必要とされるまでCI)
Uの迅速なターンオフ及びスローダウンを行って電力
消費を低減し、必要とされると認識された性能に影響を
及ぼすことなく即座に完全なCPU動作を回復する。”
スローダウン“モードから完全動作へのこのスイッチバ
ックは、ユーザがそれを要求する必要なしに且つコンピ
ュータが“レディ“状態へ戻るのを待つ間」ンビュータ
の動作がなんら遅延することなく生じる。 [実施例] 任意所与のシステムにおけるコンビ1−タアクティビテ
ィ期聞を調べる場合、CPU及びill!要素は設備使
用率を有している。ユーザがキーボードからデータを入
力している場合、キーストローク間の時間はCPリサイ
クルの観点からは非常に艮い。この時間中に、コンビ1
−夕はリポートの印刷等のさまざまなことを行うことが
できる。リポートの印刷中であっても、クロック/カレ
ンダデイスプレイの背景更新等の付加動作を行う時間が
ある。たとえそうであっても、はとんど常にCP LJ
が使用されないスペア時1mがある。このスペアvI@
中にコンピュータがターンオフされたりスローダウンす
ると、電力消費はリアルタイムで得られる。こようなリ
アルタイム省電力によりバッテリ動作寿命が延る。 本発明の実施例に従って、O8/2、 XENIX等のオペレーティングシステム及びアップル
コンピュータ用オペレーティングシステムだけでなくM
S−1)O8の元でも省電力化を行うために、ハードウ
ェアとソフトウェアの組合せを必要とする。本発明はシ
ステムごとに実施方法は幾分具なるが、任意のシステム
で作動するため、本発明の範囲はMS/DO8の元で作
動するコンピュータシステムに限定されるものではない
ことをお判り願いたい。 本発明の実施例に従ってコンピュータシステム要素をス
ローダウンらしくは停止させることにより、節減される
電力量は変動するが、電力消費が低減される。従って、
本発明に従って、(クロックを停止させることができな
いCPUもあるので、可能な場合に)クロックを停止さ
せることにより単にクロックをス1]−ダウンさせる場
合よりも一層電力消費が低減される。 一般的に、1秒当りの動fi(もしくは命令)数はプロ
しツリクロックにほぼ比例すると考えることができる。 命令/秒−命令/サイクル本サイクル/秒筒中化するた
め161じ命令が繰返し実行されて命令7秒が一定であ
れば、次式のような関係となる。 F=に傘CIK 1 ここに、F は命令7秒、K1は命令/サイクルに等し
い定数、01にはサイ94フ秒に等しい。 従って、おおまかに右えば、実行速度はCPUクロック
の周波数と共に増大する。 任意所与の時点において使用される電力量はCPUクロ
ックの周波数、従って実行速度にも関連する。一般的に
この関係は次式で表わすことができる。 P=K + (K *CIK) 3 ここに、Pは電h(W)、K2は定数(W)、K3はW
秒/サイクル数を表わす定数、CIKはCPUクロック
のサイ94フ秒に等しい。従って、任意所与の時点にお
いて消費される電力量はCPUクロック周波数の増加と
共に増大すると言える。 所与の時間■が各期間の電力Pが一定となるようにN個
の期間に分割されるものとする。すると、時間TI)間
に消費されるエネルギ量は次式で表わされる。 E = P(1) delta T + P(2)
delta T2 ・・・・・・士P(N) delt
a TN さらに、CPUクロック”CIK“は2つの状態、″′
Aン″もしくは゛オフ“しか有しないものとづる。この
検討において、。オン“状態は最大周波数におけるCP
Uクロックを表わし、″オン″状態はCP Uがfl動
できる最小クロツタ速度を表わすものとする(クロック
を停止FさせることができるCPUに対して、これは0
となることがある)。 CPUクロックが常にゝ゛オン″ある状態に対して、両
式の各P (i)は等しく総エネルギは次式で表わされ
る。 E (wax)= P(on)傘(delta T
+delta T2 −・・+delta TH
) −P (On)傘 T これは省電力対策がとられていないコンピュータの最大
電力消費を表わす。部分期間中にCPUクロックが゛オ
フ″であれば、各期間に対して2つの電力レベルかり能
である。P (On)はクロックが゛オン″状態にある
時に消費される電力を表わし、P(oH)はクロックが
゛オフ″である時に使用される電力を表わす。クロック
が6オン”である全ての時間間隔の和がfl“T(on
)”であり゛オフ″間隔の和が’ ■(oH)“であれ
ば、T −T (on )+ T (off)となる。 次に、期vATの間の使用されるエネルギは次式%式% )] これらの状況の元で、消費される総エネルギは峙a間隔
T(onを増大することにより低減することができる。 従って、クロックが“オフ“状態となる期間をtIiJ
御することにより、使用されるエネルギ量を低減するこ
とができる。T (off)期間が期間■の間で多数の
期間に分割されると、各期間の幅がOとなるため、エネ
ルギ消費は最大となる。 逆に、T (off)期間の幅が増大づると、消費エネ
ルギは低減する。 ”オフ“期間がCPUが通常休止する期間と−・致する
ようにされると、ユーザは性能低下を認識することはで
きず、全体エネルギ消費はE (sax)状態から低減
される。T(oN)期間をCPU休止期間と一致させる
ために、CPUアクティビティレベルを使用して閉ルー
プ内のT(oH)期間の幅を決定する。第1図はこのよ
うな閉ループを示す。 CPUの7りiイビテイレベルはステップ(10)にお
いて決定される。このレベルがすぐ前の決定よりも増大
しておれば、本発明はT (off)期間を低減して(
ステップ20)CPUのアクティビティレベルを再び決
定するところへ戻る。一方、このアクティビティレベル
がすぐ前の決定よりも低下しておれば、本発明はT(o
ff) 11間を増大させ(ステップ30)CPUのア
クティビティレベルを再び決定するところへ戻る。従っ
て、T(off)期間はシス1ムアクjイビテイレベル
を一牧させるように常にm!’される。 任意のオペレーティングシステムに、2つの−1−論理
点が存在し、それはオペレーティングシステム内のID
LEすなわち何もしない”ループとオペレーティングシ
ステム要求チャネルであり、通常アプリケーションソフ
トウェアが必要とするサービスに対して使用することが
できる。論理をこれらの論理点とインラインとすること
により、アプリケーションソフトつ1アによりなされる
アクティピディ要求の種類を評価することができ、省電
力を始動させてスライス期間を決定することができる。 スライス期間はアクティビティレベルにより計鋒される
時間にわたるT (on)対T (off)数であるC
PUアクティビティレベルを決定するものとする。サー
ビスを必要とするソフトウェアプログラムは通常付加サ
ービスを必要とし、サービス要求間の時間を使用してコ
ンピュータでランされている任意のアプリケーションソ
フトウェアのアクティビティレベルを決定し、本発明に
従った省電力のためのスライスカウントを与えることが
できる。 省電カスライス(T(off) )中にCPUが中断さ
れると、CPLJは中断ソフトウェアへ方向を変える前
に中断されたルーチンの状態を保つ。もちろん、このス
ライス中に省電力ソフトウェアは作動しているため、コ
ントロールは単にCPUのクロックを監視して省電力モ
ードの■プリント状態を決定するアクティブな省電力ル
ープ(モニター40)へ戻り、T (off)からT
(On)へエグジットする。第1図に関して前記したよ
うに、次の省電力状態の間隔は111制御されたアクテ
ィビティレベルにより調整される。ある実施例ではハー
ドウェア論理によりT (off)からの自動エグジッ
トを生成して、省電力ループを強制的且つ自動的にエグ
ジットさせて期間T (on)を実行することができる
。 次に、本発明のアクティブな省電力モニター40を示す
第2a図〜第2d図を参照として、より詳細に説明する
。cpu&1cpu ROM内に記憶されたプ[1グ
ラムを介してモニター40を設置するか、もしくはRA
内にプログラムを記憶する外部デバイスによりそれをロ
ードする。CPUがモニター40を0−ドすると、シス
テム割込初期設定、ユーザ構成設定、及び特定システム
/アプリケーション初期設定のためのIN[T2Oへ続
り、、(第2b図に詳細に示す)IDLE分岐60がI
DLEすなわら”何もしない“機能のためのハードウェ
アもしくはソフトウェア割込みにより実行される。この
種の割込みはfDLEすなわち1何もしない“ループ(
すなわら、計画された休止)へ入るCPUにより行われ
る。第2d図に関して詳細に模記する、フロー図のアク
ティビティ分岐70がオペレーティングシステムもしく
は110サービス要求によるソフトウェアもしくはハー
ドウェア割込、アプリケーションプログラムもしくは内
部オペレーティングシステム機能により実行される。プ
ログラムにより行われるI10サービス委求は、例えば
、ディスクI10.リード、プリント、0−ド等とする
ことができる。選定分岐に無関係に、コントロールはリ
ターン80においてCPUオペレーティングシステムへ
戻る。第2a図に示す、このフロー図のINIT分岐5
0はプログラムを介してROMヘロードされる場合に一
度実行されるか、もしくは外部デバイスからロードされ
てRAM内に記憶される場合にはパワーアップ中に毎度
実行される。アクティブな電力モニター40のこの分岐
が完全に実行されると、コントロールがオペレーティン
グシステムから省電力モードとされる場合は常に、CP
Uアクテイピティのタイプに応じてI D L E 6
0もしくはアクティビデ4フ0分岐が選定され、計画さ
れた休止中の省電力に対してはI D L E分岐60
が選定されCPUアクティビティ中の省電力に対しては
アクティビティ分岐70が選定される。 INIT分岐50をより綿密に調べると、全てのシステ
ム割込み及び変数が初期化された後、ルーチンはステッ
プ90に続いて電力 レベルをデフォルト レベルに等
しく設定する。ユーザが電力 レベルの入力コントロー
ルを有するオペレーティングシステムでは、プログラム
はステップ100にJ5いてユーザ レベルが選定され
ているかどうかをチエツクする。ユーザ レベルが0よ
りら小さいかbt、<は最大−レベルよりも大きい場合
には、システムはデフォルト レベルを使用する。ざら
なくば、ステップ110に続き、そこで電力 レベルを
ユーザ レベルに等しく修正する。 本発明の実施例に従って、システムはステップ120に
おいて変数Idle チックをゼ0&:設定し変数ア
クディビティーチックをゼロに設定する。 MS/DO8の実施例では、Idle−チックは”何も
しない”ループで見つかった割込み数に関連している。 アクティビティ チックはCPUアクティビティレベル
を決定するアクデイビテイ割込みによる割込み数と関連
している。チックカウントは次の割込みに対するデルタ
時間を表わしている。 ソフトウェア割込みによりオーバーライドされていない
限り、Idle チックは一つのチックからもう一つ
のチック(割込み)への一定のデルタ時間である。ソフ
トウェア割込みにより割込み間のデルタ時間を再プログ
ラムすることができる。 変数をゼOに設定した後、ルーチンは設定130へ続き
、その時任意の特定用途構成微調整が特定システム詳細
により処理されてシステムが初期化される。次に、ルー
チンは次の割込みにおいてハードウェアがコント0−ル
を行うことができることを示すハードウェアへの命令を
割込み110へ与える(ステップ140)。次に、IN
IT分岐50はリターン80において、オペレーティン
グシステム、もしくは元々アクティブな電力モニターと
呼ばれるものへエグジットする。 次に、第2b図により詳細に示す、アクティブな電力モ
ニター40のアイドル分岐6oについて考える。CP
LJの泪画された休止に応答して、(本図には図示せぬ
)モニター40がアクティビティ割込みが現在使用中で
あるかどうかを最初に決定することによりアイドル分岐
60へのエントリーが許旬されるかどうかをチエツクす
る。 Busy Aが、再エントリフラグである、BLJS
Y FLAGに等しければ(ステップ150)、CP
Uは使用中でありスリープさせることはできない。従っ
て、モニター40は即座にリターン1160へ進みルー
チンを1グジツトする。 リターン1160はモニター40に入る前に記憶された
正規の処理に対する前のオペレーティングシステムID
LEベクトル割込みへの間接ベクトルである。(すなわ
ら、これにより最終ヂl−ンベクトルへめ割込みリター
ンが行われる。)Busy−A割込みフラグがビジィで
なければ、モニター40は8 LJ S V I d
l e割込みフラグ、Busy IがBUSY
FLAGに等しいかどうかをチエツクする(ステップ1
70)。そうであれば、これはシステムが既にモニター
40のIdle分岐60にあってシステム自体を割込む
べきでないことを示す。3USy I=BUSYFL
UGであれば、システムは RETURN llff1接ベクトル160において
ルーチンをエグジットする。 しかしながら、Busy−A再エントリフラグもBus
y−を再エントリフラグも設定されていなければ、ルー
チンは再エントリ保護のためにステップ180において
Busy−tフラグを設定する。(susy t=s
usY FLUG)。 ステップ190において、Idle−チックは1だけ増
分される。 Idle チックはT(off)間隔の前のT (o
n)数であり、IDLE割込、設定割込及びCPUアク
ティビティレベルにより決定される。Idleデックは
1だけ増分してイベントをスムーズにすることができ、
クリティカルなI10アクテイヒティコントロールスム
ージングを行う。 ステップ200において、モニター40はIdle
チックがIDLE MAXTICKSに等しいかどう
かをチエツクする。I D L EMAX王1cKs1
.tlNIT分岐50の設定130において初期化され
た定数の一つであり、システムに対して一定のままであ
り、アクティごティレベルの自己調整を行う。Idle
チックが11)I F−MAXrlCKSに等しく
なtプれば、Busy−1フラグはステップ210にお
いてクリアされてループをエグジットし、RE T U
RN1間接ベクトル160へ進む。しかしながら、I
dle チックがIDt−E MAXTICKSに
等しければ、Idle チックは1.011STAR
T−王I CKSに等しく設定される(ステップ220
)。IDLE 5TARTTICKSは(特定CPU
がそのりOツクを停止させることができたかどうかに応
じて)OであったりOでなかったりする定数である。こ
のステップはいかに頻繁にスリープ機能の残りを実施す
ることができるかの自己調整を決定する。IDLEST
ART TICKSをIDLE MAXT I GKSマイナス1に等しく設定すること
により、連続的なT(g「「)間隔が得られる。ステッ
プ230におい°C1電力 レベルがチエツクされる。 それがゼロに等しければ、モニターはBusy−1フラ
グをクリアしくステップ210)、RETURN 1
160においてルーチンを1グジツトし、コントロール
をオペレーティングシステムへ戻し従ってアクティブな
電力モニター40へ入る前に元々行っていたことを継続
することができる。 しかしながら、ステップ240において重力レベルがぜ
0に等しくなければ、ルーチンは割込マスクが正しい位
置にあるかどうかを決定する。 割込マスクはシステム/アプリケーションソフトウェア
により設定され、モニター40に割込みを行えるかどう
かを決定する。割込みがNOT△VAILAI3LEで
あれば、Busy I再エントリフラグがクリアされ
、コントロールはオペレーティングシステムへ戻ってモ
ニター40へ入る前に行っていたことを継続する。アプ
リケージ]ンソフトウエアだけでなくオペレーティング
システムも割込マスクをN0T AVA I LAOLEに等しく設定することによりT
(On)間隔を連続T (On)状態となるように設
定することができる。 割込みがAVAILABLEであれば、モニター40は
ハードウェア状態により確立されるI T (oH)
11間中に完全に実行される省電カサブルーLン250
へ進む。(例えば、本発明の実施例において、可能な最
長間隔は18■Sとすることができ、それはリアルタイ
ムクロックからの2つのチックすなわら割込み間の最長
時間である)。 省電カリブルーチン250中に、CPUりOツクはスリ
ープクロッタレベルへステップダウンされる。 クリティカルl10111作により強v1的にT (O
n)間隔とされると、Idle分岐60割込みは付加ク
リティカルI10要求に対して準備完了のままであろう
とする。cpuがクリテーイカルI10により使用中と
なると、利用できる■(oH)間隔は少くなる。逆に、
クリティカルI10要求が減少してその時間間隔が増大
すると、利用可能なT(oH)間隔は大きくなる。Id
le分岐60はアクティビティ割込みからのフィードバ
ックに基いた自己調整システムであり、アクティビティ
レベルが低下すると大きいT (off)間隔を与えよ
うとする。第2C図に示し後記するように、モニター4
0が省電カサブルーチン250を完Iするとすぐに、B
usy−1再エントリフラグがクリアされ(ステップ2
10)、RETLJRN [160においてコントロ
ールはオペレーティングシステムが元々モニター40に
対して要求していたものへ戻る。 次に、省電カサブルーチン250を示すフロー図である
第2C図について考える。モニター40はステップ26
0においてI10ハードウェア高速りOツクが何である
かを決定する。それはCURRENT CLOCK
RATEを閏達する高速クロックに等しく設定し、多
レベル高速りOツクでCPUが使用するようにこの値を
保存する。従って、特定のCPUが12HH2及び61
’lH7の高速クロックを右する場合には、モニター4
0は電力を低減する前にCPUがどの高速クロックであ
るかを決定しなtJればならず、こうしてCPUが目さ
めている時にCPLJの適切な高速り[1ツクを再確立
することができる。ステップ270においr 、 5a
uc−clock−rateは決定されたCLIRRE
NT CLOCK RATEに等しく設定される。 CPUに対して一つのa速りロックしかない場合には、
5aue−clock−rate 270は使用されな
い。次に、モニター40は5LLEPCLOCK280
へ続き、そこで(第3図に示す)ハードウェアセレクタ
へパルスが送られてCP tJり言]ツクをスリープさ
せる(すなわら、そのクロック周波数を低下もしくは停
止する)。I10ボートハードウェアスリープクロック
は通常使用されるCPUクロックよりも遥かに低い振動
である。 この点において、2つのイベントのいずれも生しること
ができない。システム/アプリケ−212割込みもしく
はリアルタイムクロック割込みが生じることができる。 システム/アプリケーション割込み290が生じると、
モニター40は割込みルーチン300へ進み、できるだ
け早く割込みを進行させ、ステップ310において割込
110を与え、割込みがあったかどうかを決定するため
に戻る(ステップ320)。この場合には割込みがある
ため、5aue−clock−rateを使用して(ス
テップ330)CPUを省電カサブルーチン250へ戻
すのにどの高速クロックがRETLJRN340におい
てエグジットされるかを決定する。しかしながら、シス
テム/アプリケ−シコン割込みが受信されない場合には
、リアルタイムクロック割込みが生じるまで(ステップ
320)省電カサゾル−チン250は待機し続ける。こ
のような割込みが生じると、省電カサブルーチン250
はCPUを記憶された5aue−c 1ock−rat
eに再確立する。スリープクロックレートが停止されな
かった、すなわちスリープタロツクレートがゼロでなか
った、場合にはコントロールはスロークL1ツクでバス
され、省電カサブルーチン250は割込ループ320を
数回実行する。しかしながら、スリープクロックレート
がゼロであった時、すなわちりOツクが無い場合、にコ
ントロールがバスされるとと、CPUクロックを5au
e−clock−rate 330 ヘ戻す前に省電力
サブルーチン250は割込ループ320を実行してエグ
ジットする(ステップ340)。 次に、オペレーティングシステムサービス要求割込みを
介してアプリケーション/システムアクティビティ要求
によりトリガーされるアクティビティ分岐70を示すフ
ロー図である第2d図を参照する。アクティビティ分岐
70は再1ントリー保護で開始される。モニター40は
ステップ350においてBusy IがBUSY
FLAGに設定されているかどうかを決定する。設定さ
れておれば、イれはシステムが既にIDLE分岐60に
あり割込みできないことを意味する。3usy1 =B
LノSY FLAGであれば、モニター40はオペレ
ーティングシステムが要求されたサービスを実施した後
割込ベクトルを介して、正規処理に対する古いアクティ
ビティベクトル割込の間接ベクトルである、RETLJ
RN [160へ1グジツトする。 シカシながら、3usy I7ラグがBLJSY−F
LAGに等しくなければ、それはIDLE分岐60がア
クセスされていないことを意味し、モニター40はステ
ップ360においてBUSY−AフラグがBUSY
FLAGに等しく設定されているかどうかを決定する。 そうであれば、アクティビティ分岐70が既に使用され
ていて割込みできないため、この点においてコントロー
ルはシステムへ戻る。Busy Aフラグが設定され
ていない、すなわち3usy AがBLISYFLA
Gに等しくなければ、モニター40はステップ370に
おいて3usy AをBUSYFLAGに等しく設定
してアクティビティ分岐70の実行中に割込みされない
ようにする。ステップ380において、電力−レベルが
決定される。 電力 レベルがピロに等しければ、モニター40はBU
SV A再エントリーフラグをクリアした後(ステッ
プ390)にアクアイピティ分岐70をエグジットする
。しかしながら、電力−レベルがゼロに等しくなければ
、I10ハードウェアのCLJRRENT CLOC
K RATEが次に決定される。第2C図のステップ
270においてそうであったように、所与のCPUに対
して多レベル高速クロックがあれば第2d図のステップ
400でCU RRE N T CL OCK R
A T Eが使用される。さbなくば、(jJRREN
TCLOCK RATEは常にCI) Ll高速クロ
ックに等しい。CU RRE N T CL OCK
R△TEが決定された後(ステップ400) 、ステッ
プ410において1dle チックは前に決定された
CURRENr CLOCK RA王[に対して確
立された一定の5TART TIGKに等しく設定さ
れる。丁(of’D j〜隔はアクティブな現在の高速
りOツクに基いて確立される。 次に、モニター40は要求がなされたことを決定する。 要求は、必要とされる特定タイプのサービスに対して、
コンピュータでランされるアプリケーションソフトウェ
アによる入力である。ステップ420において、モニタ
ー40は要求がCRIrlCAL Iloであるかど
うかを決定する。要求がCRITICAL Iloで
あれば、T (On)をT(oH)よりも大きくなるま
で連続的に強1I11的に伸ばし、モニター40は3u
sy A再エントリーフラグをクリアした後(ステッ
プ390)アクティビティ分岐70をエグジットする。 一方、要求がCRITICAL Iloでなければ、
ステップ430においてアクティビティ−デックは1だ
け増分される。次に、ステップ440において、アクテ
ィビティ チックが ACTIVITY MAXTICKSに等しくなって
いるかどうかが決定される。ステップ440においてC
RITICAL Iloからのスムージングが行われ
、アクティビティ チックT (On)間隔中にシステ
ムはもう一つのCRITICALIloから準備完了と
される。アクティビティ’f−ッ’)がACTIVIT
Y MAXTICKSに等しくなければ、Busy−
A再エントリーフラグをクリアした後(ステップ390
)にアクティビティ分岐70をエグジットする。一方、
アクテイビテイ チックが一定のACTIVITYMA
XT I CKSに等しければ、ステップ450におい
てアクティビティ チックはステップ380において決
定された特定の電力 レベルに対して確立された一定の
LEVEL MAXT I CKSに設定される。 次に、モニター40は割込マスクが存在するかどうかを
決定する(ステップ460)。システム/アプリケーシ
ョンソフトウェアにより割込マスクが設定される。それ
をN0T AVAILΔ13LEに設定することにより連続T (
on)状態が牛しる。v1込マスクがN0V−AVA
[LABLEtC等しければ、この時点において利用可
能な割込みはなく、モニター40はBusy A再エ
ントリフラグをクリアした後(ステップ390)にアク
ティビティ分岐70をエグジットする。しかしながら、
割込みがAVA I LABLEであれば、モニター4
0はステップ420において識別された要求が5LOW
I10〜INTERRtJPTに対するものであったか
どうかをステップ470において決定する。 5LOW I10要求はI10デバイスが”レディ“
となるまで遅延を有することができる。“マスクレディ
″動作中に、連続T(off)rJn隔を設定して省電
力を実行することができる。従って、要求が5LOW
Ilo INTERRUPTでなければ、Busy
A再エントリフラグをクリアした後(ステップ39
0)にアクティビアイフラグ70がエグジットされる。 しかしながら、要求が5LOW Ilo INTE
RRUPTであり、且つI10デバイスがゝ゛レデイ″
なるまでにまだ時間が存在する場合には、モニター40
はステップ480においてI10要求が COMPLETEであるかどうか(すなわち、I10デ
バイスは準備完了しているか?)を決定する。I10デ
バイスが準備完了していなければ、tニラ−40はT(
onを強制的に伸ばして、5LOW I10デバイス
が!1!備完了するまeCPUを強制的に待機、すなわ
ちスリープさせる。 この点において、電力を節減する時間があり、第2C図
に関して前記したようにアクティビティ分岐70は省電
力サブルーチ、ン250へ入る。しかしながら、I10
要求がCOMPLETEであれば、]ントO−ルはオペ
レーティングシステムへ戻りその後モニター40へ戻り
13usy〜A再エントリフラグをクリアした復(ステ
ラ7390)にアクiイビiイ分岐70をエグジットす
る。 自己調整は連続フィードバックループのコント[1−ル
システム内に固有のものである。本発明のソフトウェア
はCI’) Uアクティビティがローである時、従って
本発明の省電力局面を始動できる時を検出することがで
きる。省電力モニターが始動すると、]ンヒビ1−の性
能を劣化されないように間隔内で即座に全速CPUクロ
ック動作へ戻される。全速CPUクロック動作に即座に
戻すために、本発明の実施例はいくつかの関連するハー
ドウェアを使用している。 次に、アクティブな省電力を行うために本発明で使用さ
れる関連するハードウェアを表わす簡単な略図を示す第
3図を参照する。CPUがスリープ準備完了したことを
(図示せぬ)モニター40が決定すると、(図示せぬ)
I10ボートに書込みされて5LEEP回線上にパルス
が生じる。 5LEEP回線上のこのパルスの立上り縁によりフリッ
プ70ツブ500はハイからQ及びO−からQ−ヘクロ
ツクする。これにより、AND10R論理(ANDゲー
ト510.520:ORゲート530)は5LEEP
CLOCK回線上を5LEEP CLOCKオシレ
ータ540からCPLJ CLOCKへ送られて使用
されるパルスを選定する。5LEEP CLOCKオ
シレータ540は正規のCPUアクティビティ中に使用
されるCPUクロックよりも遅いりOツクである。 5LEEP CLOCKオシレータ540から到来す
るパルスとAND演算された510フリツプ70ツブ5
00のQからのハイは、高速クロックオシレータ550
により高速クロック回線に沿って発生されたパルスとA
ND演算520されて生じるノリツブフロップ500の
Q上の0−とOR演鋒530されて、CPU CLO
CKが生じる。 110ボートがS L E E二P CLOCKを示
す場合には、CPU CLOCKは5LEEPCLO
CKオシレータ540i1に等しい。一方、割込みが生
じると、割込値がノリップフ0ツl500をクリアし、 (符号510,520.530からなる)AND10R
セレクタに高速クロック値を選択させて高速クロックオ
シレータ550から到来する値にCPLJ Cl−0
CKl11を戻す。従って、CPU上の任意の省電力動
作中に、システム内で任意の割込みが検出されると割込
みを方向変化及び処理する前にCP U動作は全クロッ
ク速度に回復される。 任意所与のシステムの各CPUの外部にある、所要の関
連ハードウェアは使用するオペレーティングシステム、
CPtJを停止できるかどうか等に基いて異なるものと
することができる。しかしながら、本発明の範囲は使用
可能なさまざまなポータプルコンビエータシステムにお
いて本発明がアクティブに省電力を行うのに必要な特定
システム修正により制限されるものではない。例えば、
第4図及び第5図に2つの実施例を示して、検討する。 今日の多くのVSLIデザインによりCP U速度でク
ロックスイッチングを行うことができる。 ゼロクロツタもしくは低速クロックから高速りOツク論
理へ切り替える論理は、ユーザがキーボードコマンドに
より速度を変えることができるものと同じである。この
ようなスイッチング論理で作動するモニター40の付加
論理により、任意の割込みを検出すると即座に高速クロ
ックへ戻ることができる。この簡単な論理はCPLJに
割込んで全速で割込処理を行えるようにするのに必要な
ハードウェアサポートのキーである。 MS−DO8の下で電力消費を低減する方法は”何もし
ない”ループへのアクセスを得るのにMS−DO8ID
LEループを使用している。 IDLEループはl0LEもしくは低アクティビティ状
態にあるアプリケーションソフトウェア及びオペレーテ
ィングシステム動作への特別なアク廿スを提供する。シ
ステム内の任意所与の点におけるアクティビティレベル
を決定するのに憤重な調査が必要である。アクティビテ
ィレベルを決定する割込21 +−+ (J−ビス要求
からのフィードバックループが使用される。アクティビ
ティレベルの予測は割込21ト1要求により決定され、
それから本発明はCPUを゛スリーピング″(スローダ
ウンもしくは停止)させるスライス期間を設定】る。 付加機能により、ユーザは割込21Hのアクティビティ
レベルに従ってスライスを修正することができる。 次に、(CPUがそのクロックを停止させることができ
ない)インテル80386等のシステムのスリープハー
ドウェア実施例の略図を示す第4図を参照とする。アド
レスイネーブルバス600及びアドレスバス610がデ
マルチプレク+j620へのCPU入力を与える。デマ
ルチプレクサ620の出力は5LEEPC8に沿って送
出されORゲート630.640の人力として与えられ
る。ORゲート630.640の他方の入力は、それぞ
れ、I10ライトコントロール線及びI10リードコン
トロール線である。NORゲート650の他にこれらの
ゲートの出力はDフリップフロツブ660へ加えられて
ボートをデコードする。 ” I NTR”はI10ボー ト(周辺H″11)
からNORゲート650への割込入力であり、それによ
り論理ハードウェアは高速クロックへスイッチバックさ
れる。次に、フリップフロップ660の出力は、ORゲ
ート630からの出力と共に、3状態バツフア670へ
与えられそれをイネーブルしてボート上にあるものを書
き戻す。前記ハードウェアは全て省電力1スリープ“動
作を選定するのにリード/ライトI10ボート(周辺装
N)により使用される。出h″5LOW−″は第2図の
” S L E E P ”と同等であり、後記するよ
うに7リツプ7Oツブ680へ入力される。 スリーアク0ツクオシレータ690の出力はDフリップ
フ[1ツブ700,710により2つの低速クロックへ
分割される。第4図の特定実施例において、16qt+
zスリープクロツクオシレータ690は4Htlzと8
Hllzり[1ツクへ分割される。ジャンパーJ1はど
のクロックを゛スリープクロック”とすべきかを選定す
る。 この特定実施例にJ3いて、この特定速度は本発明の条
件ではないが、高速クロックオシレータ720は32H
Hzオシレータである。32HHzオシレータは、2個
の並列コンデンサ(IOPF)と直列である、(実施例
において330の)抵抗器と直列とされる。このような
発振の結果はDフリップ70ツブフ30.740のクロ
ックと結びつけられる。 Dフリップ70ツブ680,730.740はll51
tI化フリツプフロツプであり、680.730は第2
図の簡単化されたスリープハードウェアには示されてい
ない。これらの7リツプ70ツブはクロックスイッチが
クロック縁でのみ生じることを保証する。第2図のフリ
ップ7Oツ1500を有する第4図に示すように、フリ
ップ70ツブ740の出力はCPUがスリープするか (ゝ’ FASTEN−“)もしくは目ざめるかくl″
5LOWEN−“)に従って、ORゲート750もしく
はORゲート760を始動させる。 ORゲート750,760及びANDゲート770は機
能的に第2図のAND10Rセレクタと同等である。そ
れらはslowclk ’ (スリーアク1]ツクとし
て知られる、スロークロック)もしくは(入線上の32
Httzとして示す)高速クロック・を選定する。本実
施例において、スロークロックはジャンパーJ1に従っ
て4HtlZもしくはQ HI3であり、高速クロック
は32HH2である。A N l)ゲート770の出力
(ATUCLK)はcpuのクロックレートを確立し、
第2図のCPUクロックと同等である。 次に、(CPUがそのクロックを停止させることができ
る)インテル80286等のシステムのもう一つのスリ
ープハードウェアの実施例の略図を示す第5図を参照と
する。割込時にCPUを目ざめさせる割込ゲーティング
をコントロールする特殊な外部PAL780により速度
切昔えを行うウェスタンデジタルFE3600VL81
が使用される。本発明に従ったソフトウェア省電力は割
込受入れを監視し、割込み後に次の P (i) delta T iを始動させる。 CPLJへの任意の割込要求によりシステムは正規動作
へ戻る。CPUへの割込要求 (” INTRQ″)LJ:すPALL、tRESCP
U線を介して(図示せぬ)FE3001ヘウェークアッ
プ信号を与え、それによりcPU及びDMAクロックは
システムをその正規状態へ戻すことができる。これは第
2図の ” I N T E F< r< U P r ″と
同等ぐある。割込要求は状態の混乱を避けるように同期
化され、サイクルがアクティブである間だけ割込(IN
TDET)が検出されるようにする。RESCPUの立
、Lり縁によりFE3001がウェークアップされ次に
シスデム全体がスリープモードから解放される。 386SXの実施例は外部ハードウェア及びソフトウェ
ア省電力ループが異なるだけである。ソフトウェアルー
プは割込みの方向変化をする前に割込みにより高速クロ
ックへ切り替えるように外部ハードウェアを設定する。 省電力ソフトウェアへ戻ると、高速クロックサイクルが
検出され全クロック動作に対してハードウェアがリセッ
トされる。 O8/2の実施例は優先順位の低いを型動作でランされ
るTHREADとしてプログラムされた”何もしない“
ループを使用している。 T HRE A Dが始動されると、割込みが生じるま
でCPUスリープもしくは低速クロック動作が始動され
CPUを元のクロックレートへ戻す。 本発明の実施例においてCPUをウェークアップするの
に割込みが使用されたが、システム内もしくはシステム
に加えられる任意の周期的アクティビティを同じ機能に
対して使用することができる。 本発明のいくつかの実施例を示して説明してきたが、同
業者であればさまざまな修正や別の実施例を考えられる
ことと思う。従って、本発明は特許請求の範囲によって
のみ制限されるものとする。 以上の説明に関しで更に以下の項を開示する。 (1) 少くとも1個の中央処理ユニット(CPU)
を有しオペレーティングシステムにより制御されるポリ
アルタイム省電力法用リアルタイム省電力法において、
該方法は次のステラ1すなわち、(a)前記オペレーテ
ィングシステムからコントロールを受け入れ、 (b)前記少くとも1個のCPUをスリープさせること
ができるかどうかを決定し、 (C)前記少くとも1個のCPUの各々に対するカレン
トクロックレートを決定し、 (d)前記決定されたカレントクロックレートに等しい
値を保存し、 (e)前記少くとも1個のCPUをスリープさせるよう
ハードウェアセレクタに指示し、(f)割込みが生じた
かどうかを決定し、(g)割込みが生じていなければ、
ステップmを繰り返し割込みが生じるまで前記CP L
Jはスリープしたままであり、 (h)割込みが生じると、前記少くとも1個のCPUを
ウェークアップするように前記ハードウェアセレクタに
指示し、 (i)前記所定のカレントクロックレートに等しい前記
保存された値を検索し、 (j) fti記カレントクOツクレートを前記検索さ
れた値に等しく設定し、 (k) fti記オペレーティングシステムへコントロ
ールを戻す、 からなる、ポータブルコンピュータ用リアルタイム省電
力法。 (2) 第(1)項記載のリアルタイム省電力法にお
いて、前記少くとも1個のCPUをスリープさせるよう
ハードウェアセレクタに指示する前記ステップ(g)は
、さらに、 (1)前記ハードウェアセレクタへの通信回線を介して
前記ハードウェアセレクタからスリープCPUコマンド
パルスを発生し、 (1)前記スリープCPUコマンドに基いて前記バード
ウコアセレクタによりスリープクロツタを選定し、 (n)前記スリープクロックから前記CPUヘパルスを
通して前記G P Uをスリープさせる、ステップから
なる、ポータブルコンピュータ用リアルタイム省電力法
。 (3) 第(1)項もしくは第(2)項記載のリアル
タイム省電力法において、前記中くとも1個のCP U
をつl−ステップするよう前記ハードウェアセレクタに
指示する前記ステップ(h)は、さらに、 (g)前記バードウrアセレクタへの通信回線を介して
前記ハードウェアセレクタからウェークCPUコマンド
パルスを発生させ、 (pl前記ウェークCr’ IJコマンドに基いて前記
ハードウェアセレクタにより高速クロックを選定し、 (q)前記高速りDツクから前記CPUヘパルスを通し
て前記CPUをウェークアップさせる、ステップからな
る、ポータブルコンピュータ用リアルタイム省電力法。 (4) 第(1)項、第(2)項もしくは第(3)項
記載のリアルタイム省電フッ法において、前記中くとも
1個のCPUをスリープさせることかできるかどうかを
決定する前記ステップ(b)は、さらに、(f)前記C
PUが既にスリープしているかどうかをチエツクし、 (S)スリープしていなければ、前記CPUがスリープ
する前に前記CPUをウェークアップするのに使用可能
な割込みがあるかどうかを決定し、(1)使用可能な割
込みが無い場合には前記オペレーティングシステムへコ
ントロールを戻す、ステップからなる、ポータブルコン
ピュータ用リアルタイム省電力法。 (5) 第(1)項、第(2)項、第(3)項もしく
は第(4)項記載のリアルタイム省電力法において、前
記中くとも1個のCPUをスリープさせることができる
かどうかを決定する前記ステップ(b)は、さらに、 (r)前記CPUが要求を受信したかどうかをチエツク
し、 (S)前記CPUが要求を受信しておれば、前記要求が
クリティカル入出力であるかどうかを決定し、 (1)前記要求がクリティカル入出ツノであれば前記オ
ペレーティングシステムへコントロールを戻し、 (U)#記要求がクリティカル入出力でなければ前記C
PUがスリープする前に前記CPUをウェークアップす
るのに使用可能な割込みがあるかどうかを決定し、 (V)使用可能な割込みがなければ前記オペレーティン
グシステムへコントロールを戻し、(W) fiii記
要求が低速入出力からであるかどうかを決定し、 (x) ’fti記要求が低速入出力からでない場合に
は前記オペレーティングシステムヘコント0−ルを戻す
、 ステップからなる、ポータブルコンピュータ用リアルタ
イム省電力法。 (6) 第(1)項記載のリアルタイム省電力法にお
いて、前記中くとも1個のCPUをスリープさせるよう
にハードウェアセレクタに指示する前記ステップ(e)
は、さらに、 (1)CPtJアクティビティが増大しているかどうか
を決定し、 (曽)ステップ(1)の前記決定に従ってCPU休止間
隔を調整する、 ステップからなる、ボータプルコンピュータ用リアルタ
イム省電力PXi。 (1) 第(1)項記載のリアルタイム省電力法にお
いて、前記割込みはシステム内の任意の周期的アクティ
ビティとすることができる、ポータブルコンピュータ用
リアルタイム省電り法。 (8) 中央処理装置(CPU)を有するコンピュー
タの省電力@誼において、該装置は、CPUアクティビ
ティ検出器と、 CPUクロックと、 高速パルスを与える第1のオシレータと、低速パルスを
与える第2のオシレータと、前記第1及び第2のオシレ
ータを選択するハードウェアセレクターであって、選択
された前記第1のオシレータから前記高速パルスを受信
するかもしくは選択された前記第2のオシレータから前
記低速パルスを受信するようにされており、且つ前記選
択されたオシレータから前記CPUクロックへ適切なパ
ルスを送るようにされている前記ハードウェアセレクタ
と、 前記CP Uアクティビティ検出器から検出されたCP
Uアクティビティを受信するようにされているCPUス
リープマネジ11−であって、さらに前記ハードウェア
セレクタへパルスを発生して前記ハードウェアがどのオ
シレータを選択すべきかを指示する前記CPUスリープ
マネジャーを具備する、コンビ1−夕の省電力装置。 (9) 第(8)項記載の省電力装置において、前記
CPUアクティビティ検出器及び前記CPUスリープマ
ネジャーは前記CPU内に存在する、省電力装置。 (10)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器及び前記CPUスリープマネ
ジャーは前記CPUの外に存在する、省電力装置。 (11)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器は前記CPU内に存在し、前
記CPUスリープマネジャーは前記CPUの外に存在す
る、省電力装置。 (12)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器は前記CPUの外に存在し前
記CPUスリープマネジャーは前記CPU内に存在する
、省電力装置。 (13)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器は、ざらに、前記CPUが受
信するクリティカル入出力割込みレートを検出する検出
器と、 前記検出されたレートが増大したかどうかを決定するコ
ンバータと、 前記コンバータからの結果に基いてカレントCPUアク
ティビティレベルを示すインジケータと、 前記カレントCPUアクティビティレベルを前記CPU
スリープマネジャーへ通信するデジグネタ、 を具備する、省電力装置。 (14)第(8)項記載の省電力!!&置において、前
記CPUスリープマネジャーは、さらに、前記CPUア
クティビティ検出器から検出されたカレントCPUアク
ティビティレベルを受信する受信機と、 前記検出され受信されたカレントCPUアクティビティ
レベルに応答して、前記検出されたカレントCPUアク
ティビティレベルが低重した時にCPU休止期間を伸ば
し前記検出されたカレントCPUアクティビティレベル
が上昇した時に前記CPU休止期間を短縮するように作
動する調整器と、 前記CPUのカレントクロックレートを決定し、前記C
PUがスリープしている時に前記カレントウ0ツクに等
しい値を保存し、且つ前記CP LJをウェークアップ
16時に前記保存された値を検索するクロックレートキ
ーパと、 前記ハードウェアセレクタがどのオシレータを選択すべ
きかを前記ハード・シェアセレクタに指示するためのパ
ルスを発生するパルス発生器、を具備する、省電力装置
。 (15) CP Llアクティビティレベルのリアル
タイムサンプリングに基いてCPUが休止できるかどう
かを決定しハードウェアセレクタを始動させてモニター
の決定を行うモニター40を使用したボータプルコンピ
ュータ用リアルタイム省電力装置及び方法。CPUが休
止できるとモニターが決定すると、ハードウェアセレク
タはCPUクロック時間を低減しく260,270.2
80>、CPUをアクティブとすべき場合にはハードウ
ェアセレクタはCPUを前の高速りOツクレベルへ戻す
。休止状態から完全作動へのスイッチバックは、ユーザ
がそれを要求することなく且つコンピュータが“準備完
了“状態へ戻るのを持つ間コンピュータの動作を何ら遅
延させることなく生じる。 4、 さらに、モニターがコンピュータの性能レベルを調整し
、CPUアクティビティのリアルタイムサンプリングに
応答して省電力を管理する。このような調整はCPUサ
イクル内で達成されユーザの性能認識に影響を及ぼすこ
となく且つコンピュータで実行されている任意のシステ
ムアプリケージ]ンソフトウ1アに11を及ぼすことは
ない。
の要素を使用していない場合だけしか行われない。しか
しながら、ユザは使用しない場合にコンビ1−夕をター
ンオフする可能性は非常に高い。 それにもかかわらず、オペレータが有意ワークにコンピ
ュータを使用している間に実質的に省電力を行う必要が
ある。オペレータがコンピュータを使用する場合、全て
の要素の完全作動が必要とされる。しかしながら、オペ
レータがコンビ1−タを使用していない期間中、コンビ
1−タをターンオフもしくはスローダウンさせて電力消
費を節減することができる。動作が必要とされるまでユ
ーザの9−クを中衛させたり、サート・パーティのソフ
トウェアを無効にしたり、オペレーティングシステムを
n1させることなく、性能を維持してコンピュータをス
ローダウンさせたりターンオフする時を決定することが
Φ要である。 さらに、前記したようにユーザはディスクがスピンアッ
プするのを持つことができるが、アプリケーションソフ
トウェアパッケージはCPUが゛スピンアップ“して準
備完rするのを持つことができない。アプリケーション
プロダラムが計棹を必要とする時に、CPUは準備完了
していなければならない。完全作動への切り変えはアプ
リケーションプログラムに影響を及ぼすことなく迅速に
完了しなければならない。この即時遷移は現在活動中の
アプリケーションだけでなくユーザに対してもトランス
ペアレントでなければならない。 R延1れば、一般的にコンピュータが所要プログラムを
正確に実行することができなくなるだけでなく、応答時
間及びソフトウェア互換性に関するユーヂの動作上の問
題が生じる。 ポータブルコンピュータを省電力化するための他の試み
として、動作の゛遮断″もしくは“スタンバイモード″
を行うことがある。ここでも問題となるのは、この期間
中にオペレータはコンビ1−夕を使用できないことであ
る。オペレータはやはりユニットの7@源スイツチをタ
ーンオフして電力を節減覆る。この種の省電力ではポー
タブルコンピュータは、オペレータが電源スィッチをタ
ーンオフ覆るのを忘れたりプ[1グラム化された時間長
だけコンビ1−夕から離れる場合に゛遮断“されて電力
が節減されるにすぎない。単に電源スィッチをオン/オ
フすることと較べた場合のこの種の省電力の利点は、遥
かに迅速に完全作動へ戻ることである。しかしながら、
この省電力法でもコンピュータがオンとされてデータ処
理を行っている間は、オペレーティングシステム、81
08゜やコンビ1−タが現在ランしている任意の第3パ
ーテイアプリケーシヨン10グラムを妨害することのな
いリアルタイム、インテリジェント省電力とはならない
。 ユーザがキーボードを打鍵していない時にCPUへのク
ロックをターンオフするかもしくはキースト0−りが生
じた時に需要に対してコンビ1−タをつI−クアツプさ
せる回路を設けることにより、このニーズに応えるいく
つかの試みがVLSIのベンダーにより行われた。これ
らの方法により電力は低減されるが、この期間中コンピ
ュータは死んでいる(使用不能である)。システムクロ
ックの更新、通信、プリントスプーリング等の背景動作
を実施することができない。既存のポータブルコンピュ
ータのいくつかはこれらの回路を使用している。プログ
ラムされた非活動期lの後、コンピュータは自動的にタ
ーンオフされる。 オペレータは再びマシンをターンオンしなければならな
いが、オペレーティングシステムやアプリケーションブ
Oグラムをリブートする必要はない。 この回路の利点は、既存の゛遮断″動作と同様に、コン
ピュータを再始動することなく迅速に完全動作へ戻るこ
とである。しかしながら、この方法ではユーザがマシン
から離れる場合しか電力消費は低減されず、バッテリの
動作寿命は実際には延長されない。 関連技術に付随Jる前2問題魚にかんがみて、リアルタ
イム性能を劣化させることなく、−1−ザに対してトラ
ンスペアレントな、]]ヒビ1−タシステのリアルタイ
ム省電力装置及び方法を提供することが本発明の目的で
ある。 コンピュータシステム内の7クテイごデイレベルを予測
しこの予測を使用して自動省電力化を行う装置及び方法
を提供することが本発明のもう一つの目的である。 ユーザが自動アクティビティレベル予測を修正すること
ができ且つ修正された予測を使用して自動省電力化を行
う装置及び方法を提供することが本発明のさらにもう一
つの目的である。 りOツク速度のリアルタイム低減及び回復を行ってソフ
トウニアブログラムに対してトランスペアレントな休止
期間から全処理速疫へCPUを戻す装置及び方法を提供
することが本発明のもう一つの目的である。 これらの目的は、本発明の実施例において、CPLJア
クティビティレベルに基いてCPUが休止できるかどう
かを決定しこの決定に基いてハードウェアセレクタを始
動させる装置及び方法により達成される。CPUが休止
もしくはスリープできる場合には、ハードウェアセレク
タはスリープクロックレベルでりOツクを加え、CPU
を活動させなければならない場合には、ハードウェアセ
レクタは高速りOツクレベルでクロックを加える。 本発明はオペレータ及び現在アクアイブな任意のアプリ
ケーションソフトウェアプログラムのアクティビティだ
けでなく、CPUのアクティビティ状態をも調べる。7
クテイビテイのこのサンプリングはリアルタイムで実施
され、省電力及びコンピュータ電力を管理するようにコ
ンピュータの性能レベルが調整される。これらの調整は
CPUサイクル内で達成されユーザの性能認識に影響を
及ぼすことはない。 従って、オペレーティングシステム/8108の第3パ
ーテイソフトウエアのオペレータがコンピュータを使用
していない場合には、本発明は必要とされるまでCI)
Uの迅速なターンオフ及びスローダウンを行って電力
消費を低減し、必要とされると認識された性能に影響を
及ぼすことなく即座に完全なCPU動作を回復する。”
スローダウン“モードから完全動作へのこのスイッチバ
ックは、ユーザがそれを要求する必要なしに且つコンピ
ュータが“レディ“状態へ戻るのを待つ間」ンビュータ
の動作がなんら遅延することなく生じる。 [実施例] 任意所与のシステムにおけるコンビ1−タアクティビテ
ィ期聞を調べる場合、CPU及びill!要素は設備使
用率を有している。ユーザがキーボードからデータを入
力している場合、キーストローク間の時間はCPリサイ
クルの観点からは非常に艮い。この時間中に、コンビ1
−夕はリポートの印刷等のさまざまなことを行うことが
できる。リポートの印刷中であっても、クロック/カレ
ンダデイスプレイの背景更新等の付加動作を行う時間が
ある。たとえそうであっても、はとんど常にCP LJ
が使用されないスペア時1mがある。このスペアvI@
中にコンピュータがターンオフされたりスローダウンす
ると、電力消費はリアルタイムで得られる。こようなリ
アルタイム省電力によりバッテリ動作寿命が延る。 本発明の実施例に従って、O8/2、 XENIX等のオペレーティングシステム及びアップル
コンピュータ用オペレーティングシステムだけでなくM
S−1)O8の元でも省電力化を行うために、ハードウ
ェアとソフトウェアの組合せを必要とする。本発明はシ
ステムごとに実施方法は幾分具なるが、任意のシステム
で作動するため、本発明の範囲はMS/DO8の元で作
動するコンピュータシステムに限定されるものではない
ことをお判り願いたい。 本発明の実施例に従ってコンピュータシステム要素をス
ローダウンらしくは停止させることにより、節減される
電力量は変動するが、電力消費が低減される。従って、
本発明に従って、(クロックを停止させることができな
いCPUもあるので、可能な場合に)クロックを停止さ
せることにより単にクロックをス1]−ダウンさせる場
合よりも一層電力消費が低減される。 一般的に、1秒当りの動fi(もしくは命令)数はプロ
しツリクロックにほぼ比例すると考えることができる。 命令/秒−命令/サイクル本サイクル/秒筒中化するた
め161じ命令が繰返し実行されて命令7秒が一定であ
れば、次式のような関係となる。 F=に傘CIK 1 ここに、F は命令7秒、K1は命令/サイクルに等し
い定数、01にはサイ94フ秒に等しい。 従って、おおまかに右えば、実行速度はCPUクロック
の周波数と共に増大する。 任意所与の時点において使用される電力量はCPUクロ
ックの周波数、従って実行速度にも関連する。一般的に
この関係は次式で表わすことができる。 P=K + (K *CIK) 3 ここに、Pは電h(W)、K2は定数(W)、K3はW
秒/サイクル数を表わす定数、CIKはCPUクロック
のサイ94フ秒に等しい。従って、任意所与の時点にお
いて消費される電力量はCPUクロック周波数の増加と
共に増大すると言える。 所与の時間■が各期間の電力Pが一定となるようにN個
の期間に分割されるものとする。すると、時間TI)間
に消費されるエネルギ量は次式で表わされる。 E = P(1) delta T + P(2)
delta T2 ・・・・・・士P(N) delt
a TN さらに、CPUクロック”CIK“は2つの状態、″′
Aン″もしくは゛オフ“しか有しないものとづる。この
検討において、。オン“状態は最大周波数におけるCP
Uクロックを表わし、″オン″状態はCP Uがfl動
できる最小クロツタ速度を表わすものとする(クロック
を停止FさせることができるCPUに対して、これは0
となることがある)。 CPUクロックが常にゝ゛オン″ある状態に対して、両
式の各P (i)は等しく総エネルギは次式で表わされ
る。 E (wax)= P(on)傘(delta T
+delta T2 −・・+delta TH
) −P (On)傘 T これは省電力対策がとられていないコンピュータの最大
電力消費を表わす。部分期間中にCPUクロックが゛オ
フ″であれば、各期間に対して2つの電力レベルかり能
である。P (On)はクロックが゛オン″状態にある
時に消費される電力を表わし、P(oH)はクロックが
゛オフ″である時に使用される電力を表わす。クロック
が6オン”である全ての時間間隔の和がfl“T(on
)”であり゛オフ″間隔の和が’ ■(oH)“であれ
ば、T −T (on )+ T (off)となる。 次に、期vATの間の使用されるエネルギは次式%式% )] これらの状況の元で、消費される総エネルギは峙a間隔
T(onを増大することにより低減することができる。 従って、クロックが“オフ“状態となる期間をtIiJ
御することにより、使用されるエネルギ量を低減するこ
とができる。T (off)期間が期間■の間で多数の
期間に分割されると、各期間の幅がOとなるため、エネ
ルギ消費は最大となる。 逆に、T (off)期間の幅が増大づると、消費エネ
ルギは低減する。 ”オフ“期間がCPUが通常休止する期間と−・致する
ようにされると、ユーザは性能低下を認識することはで
きず、全体エネルギ消費はE (sax)状態から低減
される。T(oN)期間をCPU休止期間と一致させる
ために、CPUアクティビティレベルを使用して閉ルー
プ内のT(oH)期間の幅を決定する。第1図はこのよ
うな閉ループを示す。 CPUの7りiイビテイレベルはステップ(10)にお
いて決定される。このレベルがすぐ前の決定よりも増大
しておれば、本発明はT (off)期間を低減して(
ステップ20)CPUのアクティビティレベルを再び決
定するところへ戻る。一方、このアクティビティレベル
がすぐ前の決定よりも低下しておれば、本発明はT(o
ff) 11間を増大させ(ステップ30)CPUのア
クティビティレベルを再び決定するところへ戻る。従っ
て、T(off)期間はシス1ムアクjイビテイレベル
を一牧させるように常にm!’される。 任意のオペレーティングシステムに、2つの−1−論理
点が存在し、それはオペレーティングシステム内のID
LEすなわち何もしない”ループとオペレーティングシ
ステム要求チャネルであり、通常アプリケーションソフ
トウェアが必要とするサービスに対して使用することが
できる。論理をこれらの論理点とインラインとすること
により、アプリケーションソフトつ1アによりなされる
アクティピディ要求の種類を評価することができ、省電
力を始動させてスライス期間を決定することができる。 スライス期間はアクティビティレベルにより計鋒される
時間にわたるT (on)対T (off)数であるC
PUアクティビティレベルを決定するものとする。サー
ビスを必要とするソフトウェアプログラムは通常付加サ
ービスを必要とし、サービス要求間の時間を使用してコ
ンピュータでランされている任意のアプリケーションソ
フトウェアのアクティビティレベルを決定し、本発明に
従った省電力のためのスライスカウントを与えることが
できる。 省電カスライス(T(off) )中にCPUが中断さ
れると、CPLJは中断ソフトウェアへ方向を変える前
に中断されたルーチンの状態を保つ。もちろん、このス
ライス中に省電力ソフトウェアは作動しているため、コ
ントロールは単にCPUのクロックを監視して省電力モ
ードの■プリント状態を決定するアクティブな省電力ル
ープ(モニター40)へ戻り、T (off)からT
(On)へエグジットする。第1図に関して前記したよ
うに、次の省電力状態の間隔は111制御されたアクテ
ィビティレベルにより調整される。ある実施例ではハー
ドウェア論理によりT (off)からの自動エグジッ
トを生成して、省電力ループを強制的且つ自動的にエグ
ジットさせて期間T (on)を実行することができる
。 次に、本発明のアクティブな省電力モニター40を示す
第2a図〜第2d図を参照として、より詳細に説明する
。cpu&1cpu ROM内に記憶されたプ[1グ
ラムを介してモニター40を設置するか、もしくはRA
内にプログラムを記憶する外部デバイスによりそれをロ
ードする。CPUがモニター40を0−ドすると、シス
テム割込初期設定、ユーザ構成設定、及び特定システム
/アプリケーション初期設定のためのIN[T2Oへ続
り、、(第2b図に詳細に示す)IDLE分岐60がI
DLEすなわら”何もしない“機能のためのハードウェ
アもしくはソフトウェア割込みにより実行される。この
種の割込みはfDLEすなわち1何もしない“ループ(
すなわら、計画された休止)へ入るCPUにより行われ
る。第2d図に関して詳細に模記する、フロー図のアク
ティビティ分岐70がオペレーティングシステムもしく
は110サービス要求によるソフトウェアもしくはハー
ドウェア割込、アプリケーションプログラムもしくは内
部オペレーティングシステム機能により実行される。プ
ログラムにより行われるI10サービス委求は、例えば
、ディスクI10.リード、プリント、0−ド等とする
ことができる。選定分岐に無関係に、コントロールはリ
ターン80においてCPUオペレーティングシステムへ
戻る。第2a図に示す、このフロー図のINIT分岐5
0はプログラムを介してROMヘロードされる場合に一
度実行されるか、もしくは外部デバイスからロードされ
てRAM内に記憶される場合にはパワーアップ中に毎度
実行される。アクティブな電力モニター40のこの分岐
が完全に実行されると、コントロールがオペレーティン
グシステムから省電力モードとされる場合は常に、CP
Uアクテイピティのタイプに応じてI D L E 6
0もしくはアクティビデ4フ0分岐が選定され、計画さ
れた休止中の省電力に対してはI D L E分岐60
が選定されCPUアクティビティ中の省電力に対しては
アクティビティ分岐70が選定される。 INIT分岐50をより綿密に調べると、全てのシステ
ム割込み及び変数が初期化された後、ルーチンはステッ
プ90に続いて電力 レベルをデフォルト レベルに等
しく設定する。ユーザが電力 レベルの入力コントロー
ルを有するオペレーティングシステムでは、プログラム
はステップ100にJ5いてユーザ レベルが選定され
ているかどうかをチエツクする。ユーザ レベルが0よ
りら小さいかbt、<は最大−レベルよりも大きい場合
には、システムはデフォルト レベルを使用する。ざら
なくば、ステップ110に続き、そこで電力 レベルを
ユーザ レベルに等しく修正する。 本発明の実施例に従って、システムはステップ120に
おいて変数Idle チックをゼ0&:設定し変数ア
クディビティーチックをゼロに設定する。 MS/DO8の実施例では、Idle−チックは”何も
しない”ループで見つかった割込み数に関連している。 アクティビティ チックはCPUアクティビティレベル
を決定するアクデイビテイ割込みによる割込み数と関連
している。チックカウントは次の割込みに対するデルタ
時間を表わしている。 ソフトウェア割込みによりオーバーライドされていない
限り、Idle チックは一つのチックからもう一つ
のチック(割込み)への一定のデルタ時間である。ソフ
トウェア割込みにより割込み間のデルタ時間を再プログ
ラムすることができる。 変数をゼOに設定した後、ルーチンは設定130へ続き
、その時任意の特定用途構成微調整が特定システム詳細
により処理されてシステムが初期化される。次に、ルー
チンは次の割込みにおいてハードウェアがコント0−ル
を行うことができることを示すハードウェアへの命令を
割込み110へ与える(ステップ140)。次に、IN
IT分岐50はリターン80において、オペレーティン
グシステム、もしくは元々アクティブな電力モニターと
呼ばれるものへエグジットする。 次に、第2b図により詳細に示す、アクティブな電力モ
ニター40のアイドル分岐6oについて考える。CP
LJの泪画された休止に応答して、(本図には図示せぬ
)モニター40がアクティビティ割込みが現在使用中で
あるかどうかを最初に決定することによりアイドル分岐
60へのエントリーが許旬されるかどうかをチエツクす
る。 Busy Aが、再エントリフラグである、BLJS
Y FLAGに等しければ(ステップ150)、CP
Uは使用中でありスリープさせることはできない。従っ
て、モニター40は即座にリターン1160へ進みルー
チンを1グジツトする。 リターン1160はモニター40に入る前に記憶された
正規の処理に対する前のオペレーティングシステムID
LEベクトル割込みへの間接ベクトルである。(すなわ
ら、これにより最終ヂl−ンベクトルへめ割込みリター
ンが行われる。)Busy−A割込みフラグがビジィで
なければ、モニター40は8 LJ S V I d
l e割込みフラグ、Busy IがBUSY
FLAGに等しいかどうかをチエツクする(ステップ1
70)。そうであれば、これはシステムが既にモニター
40のIdle分岐60にあってシステム自体を割込む
べきでないことを示す。3USy I=BUSYFL
UGであれば、システムは RETURN llff1接ベクトル160において
ルーチンをエグジットする。 しかしながら、Busy−A再エントリフラグもBus
y−を再エントリフラグも設定されていなければ、ルー
チンは再エントリ保護のためにステップ180において
Busy−tフラグを設定する。(susy t=s
usY FLUG)。 ステップ190において、Idle−チックは1だけ増
分される。 Idle チックはT(off)間隔の前のT (o
n)数であり、IDLE割込、設定割込及びCPUアク
ティビティレベルにより決定される。Idleデックは
1だけ増分してイベントをスムーズにすることができ、
クリティカルなI10アクテイヒティコントロールスム
ージングを行う。 ステップ200において、モニター40はIdle
チックがIDLE MAXTICKSに等しいかどう
かをチエツクする。I D L EMAX王1cKs1
.tlNIT分岐50の設定130において初期化され
た定数の一つであり、システムに対して一定のままであ
り、アクティごティレベルの自己調整を行う。Idle
チックが11)I F−MAXrlCKSに等しく
なtプれば、Busy−1フラグはステップ210にお
いてクリアされてループをエグジットし、RE T U
RN1間接ベクトル160へ進む。しかしながら、I
dle チックがIDt−E MAXTICKSに
等しければ、Idle チックは1.011STAR
T−王I CKSに等しく設定される(ステップ220
)。IDLE 5TARTTICKSは(特定CPU
がそのりOツクを停止させることができたかどうかに応
じて)OであったりOでなかったりする定数である。こ
のステップはいかに頻繁にスリープ機能の残りを実施す
ることができるかの自己調整を決定する。IDLEST
ART TICKSをIDLE MAXT I GKSマイナス1に等しく設定すること
により、連続的なT(g「「)間隔が得られる。ステッ
プ230におい°C1電力 レベルがチエツクされる。 それがゼロに等しければ、モニターはBusy−1フラ
グをクリアしくステップ210)、RETURN 1
160においてルーチンを1グジツトし、コントロール
をオペレーティングシステムへ戻し従ってアクティブな
電力モニター40へ入る前に元々行っていたことを継続
することができる。 しかしながら、ステップ240において重力レベルがぜ
0に等しくなければ、ルーチンは割込マスクが正しい位
置にあるかどうかを決定する。 割込マスクはシステム/アプリケーションソフトウェア
により設定され、モニター40に割込みを行えるかどう
かを決定する。割込みがNOT△VAILAI3LEで
あれば、Busy I再エントリフラグがクリアされ
、コントロールはオペレーティングシステムへ戻ってモ
ニター40へ入る前に行っていたことを継続する。アプ
リケージ]ンソフトウエアだけでなくオペレーティング
システムも割込マスクをN0T AVA I LAOLEに等しく設定することによりT
(On)間隔を連続T (On)状態となるように設
定することができる。 割込みがAVAILABLEであれば、モニター40は
ハードウェア状態により確立されるI T (oH)
11間中に完全に実行される省電カサブルーLン250
へ進む。(例えば、本発明の実施例において、可能な最
長間隔は18■Sとすることができ、それはリアルタイ
ムクロックからの2つのチックすなわら割込み間の最長
時間である)。 省電カリブルーチン250中に、CPUりOツクはスリ
ープクロッタレベルへステップダウンされる。 クリティカルl10111作により強v1的にT (O
n)間隔とされると、Idle分岐60割込みは付加ク
リティカルI10要求に対して準備完了のままであろう
とする。cpuがクリテーイカルI10により使用中と
なると、利用できる■(oH)間隔は少くなる。逆に、
クリティカルI10要求が減少してその時間間隔が増大
すると、利用可能なT(oH)間隔は大きくなる。Id
le分岐60はアクティビティ割込みからのフィードバ
ックに基いた自己調整システムであり、アクティビティ
レベルが低下すると大きいT (off)間隔を与えよ
うとする。第2C図に示し後記するように、モニター4
0が省電カサブルーチン250を完Iするとすぐに、B
usy−1再エントリフラグがクリアされ(ステップ2
10)、RETLJRN [160においてコントロ
ールはオペレーティングシステムが元々モニター40に
対して要求していたものへ戻る。 次に、省電カサブルーチン250を示すフロー図である
第2C図について考える。モニター40はステップ26
0においてI10ハードウェア高速りOツクが何である
かを決定する。それはCURRENT CLOCK
RATEを閏達する高速クロックに等しく設定し、多
レベル高速りOツクでCPUが使用するようにこの値を
保存する。従って、特定のCPUが12HH2及び61
’lH7の高速クロックを右する場合には、モニター4
0は電力を低減する前にCPUがどの高速クロックであ
るかを決定しなtJればならず、こうしてCPUが目さ
めている時にCPLJの適切な高速り[1ツクを再確立
することができる。ステップ270においr 、 5a
uc−clock−rateは決定されたCLIRRE
NT CLOCK RATEに等しく設定される。 CPUに対して一つのa速りロックしかない場合には、
5aue−clock−rate 270は使用されな
い。次に、モニター40は5LLEPCLOCK280
へ続き、そこで(第3図に示す)ハードウェアセレクタ
へパルスが送られてCP tJり言]ツクをスリープさ
せる(すなわら、そのクロック周波数を低下もしくは停
止する)。I10ボートハードウェアスリープクロック
は通常使用されるCPUクロックよりも遥かに低い振動
である。 この点において、2つのイベントのいずれも生しること
ができない。システム/アプリケ−212割込みもしく
はリアルタイムクロック割込みが生じることができる。 システム/アプリケーション割込み290が生じると、
モニター40は割込みルーチン300へ進み、できるだ
け早く割込みを進行させ、ステップ310において割込
110を与え、割込みがあったかどうかを決定するため
に戻る(ステップ320)。この場合には割込みがある
ため、5aue−clock−rateを使用して(ス
テップ330)CPUを省電カサブルーチン250へ戻
すのにどの高速クロックがRETLJRN340におい
てエグジットされるかを決定する。しかしながら、シス
テム/アプリケ−シコン割込みが受信されない場合には
、リアルタイムクロック割込みが生じるまで(ステップ
320)省電カサゾル−チン250は待機し続ける。こ
のような割込みが生じると、省電カサブルーチン250
はCPUを記憶された5aue−c 1ock−rat
eに再確立する。スリープクロックレートが停止されな
かった、すなわちスリープタロツクレートがゼロでなか
った、場合にはコントロールはスロークL1ツクでバス
され、省電カサブルーチン250は割込ループ320を
数回実行する。しかしながら、スリープクロックレート
がゼロであった時、すなわちりOツクが無い場合、にコ
ントロールがバスされるとと、CPUクロックを5au
e−clock−rate 330 ヘ戻す前に省電力
サブルーチン250は割込ループ320を実行してエグ
ジットする(ステップ340)。 次に、オペレーティングシステムサービス要求割込みを
介してアプリケーション/システムアクティビティ要求
によりトリガーされるアクティビティ分岐70を示すフ
ロー図である第2d図を参照する。アクティビティ分岐
70は再1ントリー保護で開始される。モニター40は
ステップ350においてBusy IがBUSY
FLAGに設定されているかどうかを決定する。設定さ
れておれば、イれはシステムが既にIDLE分岐60に
あり割込みできないことを意味する。3usy1 =B
LノSY FLAGであれば、モニター40はオペレ
ーティングシステムが要求されたサービスを実施した後
割込ベクトルを介して、正規処理に対する古いアクティ
ビティベクトル割込の間接ベクトルである、RETLJ
RN [160へ1グジツトする。 シカシながら、3usy I7ラグがBLJSY−F
LAGに等しくなければ、それはIDLE分岐60がア
クセスされていないことを意味し、モニター40はステ
ップ360においてBUSY−AフラグがBUSY
FLAGに等しく設定されているかどうかを決定する。 そうであれば、アクティビティ分岐70が既に使用され
ていて割込みできないため、この点においてコントロー
ルはシステムへ戻る。Busy Aフラグが設定され
ていない、すなわち3usy AがBLISYFLA
Gに等しくなければ、モニター40はステップ370に
おいて3usy AをBUSYFLAGに等しく設定
してアクティビティ分岐70の実行中に割込みされない
ようにする。ステップ380において、電力−レベルが
決定される。 電力 レベルがピロに等しければ、モニター40はBU
SV A再エントリーフラグをクリアした後(ステッ
プ390)にアクアイピティ分岐70をエグジットする
。しかしながら、電力−レベルがゼロに等しくなければ
、I10ハードウェアのCLJRRENT CLOC
K RATEが次に決定される。第2C図のステップ
270においてそうであったように、所与のCPUに対
して多レベル高速クロックがあれば第2d図のステップ
400でCU RRE N T CL OCK R
A T Eが使用される。さbなくば、(jJRREN
TCLOCK RATEは常にCI) Ll高速クロ
ックに等しい。CU RRE N T CL OCK
R△TEが決定された後(ステップ400) 、ステッ
プ410において1dle チックは前に決定された
CURRENr CLOCK RA王[に対して確
立された一定の5TART TIGKに等しく設定さ
れる。丁(of’D j〜隔はアクティブな現在の高速
りOツクに基いて確立される。 次に、モニター40は要求がなされたことを決定する。 要求は、必要とされる特定タイプのサービスに対して、
コンピュータでランされるアプリケーションソフトウェ
アによる入力である。ステップ420において、モニタ
ー40は要求がCRIrlCAL Iloであるかど
うかを決定する。要求がCRITICAL Iloで
あれば、T (On)をT(oH)よりも大きくなるま
で連続的に強1I11的に伸ばし、モニター40は3u
sy A再エントリーフラグをクリアした後(ステッ
プ390)アクティビティ分岐70をエグジットする。 一方、要求がCRITICAL Iloでなければ、
ステップ430においてアクティビティ−デックは1だ
け増分される。次に、ステップ440において、アクテ
ィビティ チックが ACTIVITY MAXTICKSに等しくなって
いるかどうかが決定される。ステップ440においてC
RITICAL Iloからのスムージングが行われ
、アクティビティ チックT (On)間隔中にシステ
ムはもう一つのCRITICALIloから準備完了と
される。アクティビティ’f−ッ’)がACTIVIT
Y MAXTICKSに等しくなければ、Busy−
A再エントリーフラグをクリアした後(ステップ390
)にアクティビティ分岐70をエグジットする。一方、
アクテイビテイ チックが一定のACTIVITYMA
XT I CKSに等しければ、ステップ450におい
てアクティビティ チックはステップ380において決
定された特定の電力 レベルに対して確立された一定の
LEVEL MAXT I CKSに設定される。 次に、モニター40は割込マスクが存在するかどうかを
決定する(ステップ460)。システム/アプリケーシ
ョンソフトウェアにより割込マスクが設定される。それ
をN0T AVAILΔ13LEに設定することにより連続T (
on)状態が牛しる。v1込マスクがN0V−AVA
[LABLEtC等しければ、この時点において利用可
能な割込みはなく、モニター40はBusy A再エ
ントリフラグをクリアした後(ステップ390)にアク
ティビティ分岐70をエグジットする。しかしながら、
割込みがAVA I LABLEであれば、モニター4
0はステップ420において識別された要求が5LOW
I10〜INTERRtJPTに対するものであったか
どうかをステップ470において決定する。 5LOW I10要求はI10デバイスが”レディ“
となるまで遅延を有することができる。“マスクレディ
″動作中に、連続T(off)rJn隔を設定して省電
力を実行することができる。従って、要求が5LOW
Ilo INTERRUPTでなければ、Busy
A再エントリフラグをクリアした後(ステップ39
0)にアクティビアイフラグ70がエグジットされる。 しかしながら、要求が5LOW Ilo INTE
RRUPTであり、且つI10デバイスがゝ゛レデイ″
なるまでにまだ時間が存在する場合には、モニター40
はステップ480においてI10要求が COMPLETEであるかどうか(すなわち、I10デ
バイスは準備完了しているか?)を決定する。I10デ
バイスが準備完了していなければ、tニラ−40はT(
onを強制的に伸ばして、5LOW I10デバイス
が!1!備完了するまeCPUを強制的に待機、すなわ
ちスリープさせる。 この点において、電力を節減する時間があり、第2C図
に関して前記したようにアクティビティ分岐70は省電
力サブルーチ、ン250へ入る。しかしながら、I10
要求がCOMPLETEであれば、]ントO−ルはオペ
レーティングシステムへ戻りその後モニター40へ戻り
13usy〜A再エントリフラグをクリアした復(ステ
ラ7390)にアクiイビiイ分岐70をエグジットす
る。 自己調整は連続フィードバックループのコント[1−ル
システム内に固有のものである。本発明のソフトウェア
はCI’) Uアクティビティがローである時、従って
本発明の省電力局面を始動できる時を検出することがで
きる。省電力モニターが始動すると、]ンヒビ1−の性
能を劣化されないように間隔内で即座に全速CPUクロ
ック動作へ戻される。全速CPUクロック動作に即座に
戻すために、本発明の実施例はいくつかの関連するハー
ドウェアを使用している。 次に、アクティブな省電力を行うために本発明で使用さ
れる関連するハードウェアを表わす簡単な略図を示す第
3図を参照する。CPUがスリープ準備完了したことを
(図示せぬ)モニター40が決定すると、(図示せぬ)
I10ボートに書込みされて5LEEP回線上にパルス
が生じる。 5LEEP回線上のこのパルスの立上り縁によりフリッ
プ70ツブ500はハイからQ及びO−からQ−ヘクロ
ツクする。これにより、AND10R論理(ANDゲー
ト510.520:ORゲート530)は5LEEP
CLOCK回線上を5LEEP CLOCKオシレ
ータ540からCPLJ CLOCKへ送られて使用
されるパルスを選定する。5LEEP CLOCKオ
シレータ540は正規のCPUアクティビティ中に使用
されるCPUクロックよりも遅いりOツクである。 5LEEP CLOCKオシレータ540から到来す
るパルスとAND演算された510フリツプ70ツブ5
00のQからのハイは、高速クロックオシレータ550
により高速クロック回線に沿って発生されたパルスとA
ND演算520されて生じるノリツブフロップ500の
Q上の0−とOR演鋒530されて、CPU CLO
CKが生じる。 110ボートがS L E E二P CLOCKを示
す場合には、CPU CLOCKは5LEEPCLO
CKオシレータ540i1に等しい。一方、割込みが生
じると、割込値がノリップフ0ツl500をクリアし、 (符号510,520.530からなる)AND10R
セレクタに高速クロック値を選択させて高速クロックオ
シレータ550から到来する値にCPLJ Cl−0
CKl11を戻す。従って、CPU上の任意の省電力動
作中に、システム内で任意の割込みが検出されると割込
みを方向変化及び処理する前にCP U動作は全クロッ
ク速度に回復される。 任意所与のシステムの各CPUの外部にある、所要の関
連ハードウェアは使用するオペレーティングシステム、
CPtJを停止できるかどうか等に基いて異なるものと
することができる。しかしながら、本発明の範囲は使用
可能なさまざまなポータプルコンビエータシステムにお
いて本発明がアクティブに省電力を行うのに必要な特定
システム修正により制限されるものではない。例えば、
第4図及び第5図に2つの実施例を示して、検討する。 今日の多くのVSLIデザインによりCP U速度でク
ロックスイッチングを行うことができる。 ゼロクロツタもしくは低速クロックから高速りOツク論
理へ切り替える論理は、ユーザがキーボードコマンドに
より速度を変えることができるものと同じである。この
ようなスイッチング論理で作動するモニター40の付加
論理により、任意の割込みを検出すると即座に高速クロ
ックへ戻ることができる。この簡単な論理はCPLJに
割込んで全速で割込処理を行えるようにするのに必要な
ハードウェアサポートのキーである。 MS−DO8の下で電力消費を低減する方法は”何もし
ない”ループへのアクセスを得るのにMS−DO8ID
LEループを使用している。 IDLEループはl0LEもしくは低アクティビティ状
態にあるアプリケーションソフトウェア及びオペレーテ
ィングシステム動作への特別なアク廿スを提供する。シ
ステム内の任意所与の点におけるアクティビティレベル
を決定するのに憤重な調査が必要である。アクティビテ
ィレベルを決定する割込21 +−+ (J−ビス要求
からのフィードバックループが使用される。アクティビ
ティレベルの予測は割込21ト1要求により決定され、
それから本発明はCPUを゛スリーピング″(スローダ
ウンもしくは停止)させるスライス期間を設定】る。 付加機能により、ユーザは割込21Hのアクティビティ
レベルに従ってスライスを修正することができる。 次に、(CPUがそのクロックを停止させることができ
ない)インテル80386等のシステムのスリープハー
ドウェア実施例の略図を示す第4図を参照とする。アド
レスイネーブルバス600及びアドレスバス610がデ
マルチプレク+j620へのCPU入力を与える。デマ
ルチプレクサ620の出力は5LEEPC8に沿って送
出されORゲート630.640の人力として与えられ
る。ORゲート630.640の他方の入力は、それぞ
れ、I10ライトコントロール線及びI10リードコン
トロール線である。NORゲート650の他にこれらの
ゲートの出力はDフリップフロツブ660へ加えられて
ボートをデコードする。 ” I NTR”はI10ボー ト(周辺H″11)
からNORゲート650への割込入力であり、それによ
り論理ハードウェアは高速クロックへスイッチバックさ
れる。次に、フリップフロップ660の出力は、ORゲ
ート630からの出力と共に、3状態バツフア670へ
与えられそれをイネーブルしてボート上にあるものを書
き戻す。前記ハードウェアは全て省電力1スリープ“動
作を選定するのにリード/ライトI10ボート(周辺装
N)により使用される。出h″5LOW−″は第2図の
” S L E E P ”と同等であり、後記するよ
うに7リツプ7Oツブ680へ入力される。 スリーアク0ツクオシレータ690の出力はDフリップ
フ[1ツブ700,710により2つの低速クロックへ
分割される。第4図の特定実施例において、16qt+
zスリープクロツクオシレータ690は4Htlzと8
Hllzり[1ツクへ分割される。ジャンパーJ1はど
のクロックを゛スリープクロック”とすべきかを選定す
る。 この特定実施例にJ3いて、この特定速度は本発明の条
件ではないが、高速クロックオシレータ720は32H
Hzオシレータである。32HHzオシレータは、2個
の並列コンデンサ(IOPF)と直列である、(実施例
において330の)抵抗器と直列とされる。このような
発振の結果はDフリップ70ツブフ30.740のクロ
ックと結びつけられる。 Dフリップ70ツブ680,730.740はll51
tI化フリツプフロツプであり、680.730は第2
図の簡単化されたスリープハードウェアには示されてい
ない。これらの7リツプ70ツブはクロックスイッチが
クロック縁でのみ生じることを保証する。第2図のフリ
ップ7Oツ1500を有する第4図に示すように、フリ
ップ70ツブ740の出力はCPUがスリープするか (ゝ’ FASTEN−“)もしくは目ざめるかくl″
5LOWEN−“)に従って、ORゲート750もしく
はORゲート760を始動させる。 ORゲート750,760及びANDゲート770は機
能的に第2図のAND10Rセレクタと同等である。そ
れらはslowclk ’ (スリーアク1]ツクとし
て知られる、スロークロック)もしくは(入線上の32
Httzとして示す)高速クロック・を選定する。本実
施例において、スロークロックはジャンパーJ1に従っ
て4HtlZもしくはQ HI3であり、高速クロック
は32HH2である。A N l)ゲート770の出力
(ATUCLK)はcpuのクロックレートを確立し、
第2図のCPUクロックと同等である。 次に、(CPUがそのクロックを停止させることができ
る)インテル80286等のシステムのもう一つのスリ
ープハードウェアの実施例の略図を示す第5図を参照と
する。割込時にCPUを目ざめさせる割込ゲーティング
をコントロールする特殊な外部PAL780により速度
切昔えを行うウェスタンデジタルFE3600VL81
が使用される。本発明に従ったソフトウェア省電力は割
込受入れを監視し、割込み後に次の P (i) delta T iを始動させる。 CPLJへの任意の割込要求によりシステムは正規動作
へ戻る。CPUへの割込要求 (” INTRQ″)LJ:すPALL、tRESCP
U線を介して(図示せぬ)FE3001ヘウェークアッ
プ信号を与え、それによりcPU及びDMAクロックは
システムをその正規状態へ戻すことができる。これは第
2図の ” I N T E F< r< U P r ″と
同等ぐある。割込要求は状態の混乱を避けるように同期
化され、サイクルがアクティブである間だけ割込(IN
TDET)が検出されるようにする。RESCPUの立
、Lり縁によりFE3001がウェークアップされ次に
シスデム全体がスリープモードから解放される。 386SXの実施例は外部ハードウェア及びソフトウェ
ア省電力ループが異なるだけである。ソフトウェアルー
プは割込みの方向変化をする前に割込みにより高速クロ
ックへ切り替えるように外部ハードウェアを設定する。 省電力ソフトウェアへ戻ると、高速クロックサイクルが
検出され全クロック動作に対してハードウェアがリセッ
トされる。 O8/2の実施例は優先順位の低いを型動作でランされ
るTHREADとしてプログラムされた”何もしない“
ループを使用している。 T HRE A Dが始動されると、割込みが生じるま
でCPUスリープもしくは低速クロック動作が始動され
CPUを元のクロックレートへ戻す。 本発明の実施例においてCPUをウェークアップするの
に割込みが使用されたが、システム内もしくはシステム
に加えられる任意の周期的アクティビティを同じ機能に
対して使用することができる。 本発明のいくつかの実施例を示して説明してきたが、同
業者であればさまざまな修正や別の実施例を考えられる
ことと思う。従って、本発明は特許請求の範囲によって
のみ制限されるものとする。 以上の説明に関しで更に以下の項を開示する。 (1) 少くとも1個の中央処理ユニット(CPU)
を有しオペレーティングシステムにより制御されるポリ
アルタイム省電力法用リアルタイム省電力法において、
該方法は次のステラ1すなわち、(a)前記オペレーテ
ィングシステムからコントロールを受け入れ、 (b)前記少くとも1個のCPUをスリープさせること
ができるかどうかを決定し、 (C)前記少くとも1個のCPUの各々に対するカレン
トクロックレートを決定し、 (d)前記決定されたカレントクロックレートに等しい
値を保存し、 (e)前記少くとも1個のCPUをスリープさせるよう
ハードウェアセレクタに指示し、(f)割込みが生じた
かどうかを決定し、(g)割込みが生じていなければ、
ステップmを繰り返し割込みが生じるまで前記CP L
Jはスリープしたままであり、 (h)割込みが生じると、前記少くとも1個のCPUを
ウェークアップするように前記ハードウェアセレクタに
指示し、 (i)前記所定のカレントクロックレートに等しい前記
保存された値を検索し、 (j) fti記カレントクOツクレートを前記検索さ
れた値に等しく設定し、 (k) fti記オペレーティングシステムへコントロ
ールを戻す、 からなる、ポータブルコンピュータ用リアルタイム省電
力法。 (2) 第(1)項記載のリアルタイム省電力法にお
いて、前記少くとも1個のCPUをスリープさせるよう
ハードウェアセレクタに指示する前記ステップ(g)は
、さらに、 (1)前記ハードウェアセレクタへの通信回線を介して
前記ハードウェアセレクタからスリープCPUコマンド
パルスを発生し、 (1)前記スリープCPUコマンドに基いて前記バード
ウコアセレクタによりスリープクロツタを選定し、 (n)前記スリープクロックから前記CPUヘパルスを
通して前記G P Uをスリープさせる、ステップから
なる、ポータブルコンピュータ用リアルタイム省電力法
。 (3) 第(1)項もしくは第(2)項記載のリアル
タイム省電力法において、前記中くとも1個のCP U
をつl−ステップするよう前記ハードウェアセレクタに
指示する前記ステップ(h)は、さらに、 (g)前記バードウrアセレクタへの通信回線を介して
前記ハードウェアセレクタからウェークCPUコマンド
パルスを発生させ、 (pl前記ウェークCr’ IJコマンドに基いて前記
ハードウェアセレクタにより高速クロックを選定し、 (q)前記高速りDツクから前記CPUヘパルスを通し
て前記CPUをウェークアップさせる、ステップからな
る、ポータブルコンピュータ用リアルタイム省電力法。 (4) 第(1)項、第(2)項もしくは第(3)項
記載のリアルタイム省電フッ法において、前記中くとも
1個のCPUをスリープさせることかできるかどうかを
決定する前記ステップ(b)は、さらに、(f)前記C
PUが既にスリープしているかどうかをチエツクし、 (S)スリープしていなければ、前記CPUがスリープ
する前に前記CPUをウェークアップするのに使用可能
な割込みがあるかどうかを決定し、(1)使用可能な割
込みが無い場合には前記オペレーティングシステムへコ
ントロールを戻す、ステップからなる、ポータブルコン
ピュータ用リアルタイム省電力法。 (5) 第(1)項、第(2)項、第(3)項もしく
は第(4)項記載のリアルタイム省電力法において、前
記中くとも1個のCPUをスリープさせることができる
かどうかを決定する前記ステップ(b)は、さらに、 (r)前記CPUが要求を受信したかどうかをチエツク
し、 (S)前記CPUが要求を受信しておれば、前記要求が
クリティカル入出力であるかどうかを決定し、 (1)前記要求がクリティカル入出ツノであれば前記オ
ペレーティングシステムへコントロールを戻し、 (U)#記要求がクリティカル入出力でなければ前記C
PUがスリープする前に前記CPUをウェークアップす
るのに使用可能な割込みがあるかどうかを決定し、 (V)使用可能な割込みがなければ前記オペレーティン
グシステムへコントロールを戻し、(W) fiii記
要求が低速入出力からであるかどうかを決定し、 (x) ’fti記要求が低速入出力からでない場合に
は前記オペレーティングシステムヘコント0−ルを戻す
、 ステップからなる、ポータブルコンピュータ用リアルタ
イム省電力法。 (6) 第(1)項記載のリアルタイム省電力法にお
いて、前記中くとも1個のCPUをスリープさせるよう
にハードウェアセレクタに指示する前記ステップ(e)
は、さらに、 (1)CPtJアクティビティが増大しているかどうか
を決定し、 (曽)ステップ(1)の前記決定に従ってCPU休止間
隔を調整する、 ステップからなる、ボータプルコンピュータ用リアルタ
イム省電力PXi。 (1) 第(1)項記載のリアルタイム省電力法にお
いて、前記割込みはシステム内の任意の周期的アクティ
ビティとすることができる、ポータブルコンピュータ用
リアルタイム省電り法。 (8) 中央処理装置(CPU)を有するコンピュー
タの省電力@誼において、該装置は、CPUアクティビ
ティ検出器と、 CPUクロックと、 高速パルスを与える第1のオシレータと、低速パルスを
与える第2のオシレータと、前記第1及び第2のオシレ
ータを選択するハードウェアセレクターであって、選択
された前記第1のオシレータから前記高速パルスを受信
するかもしくは選択された前記第2のオシレータから前
記低速パルスを受信するようにされており、且つ前記選
択されたオシレータから前記CPUクロックへ適切なパ
ルスを送るようにされている前記ハードウェアセレクタ
と、 前記CP Uアクティビティ検出器から検出されたCP
Uアクティビティを受信するようにされているCPUス
リープマネジ11−であって、さらに前記ハードウェア
セレクタへパルスを発生して前記ハードウェアがどのオ
シレータを選択すべきかを指示する前記CPUスリープ
マネジャーを具備する、コンビ1−夕の省電力装置。 (9) 第(8)項記載の省電力装置において、前記
CPUアクティビティ検出器及び前記CPUスリープマ
ネジャーは前記CPU内に存在する、省電力装置。 (10)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器及び前記CPUスリープマネ
ジャーは前記CPUの外に存在する、省電力装置。 (11)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器は前記CPU内に存在し、前
記CPUスリープマネジャーは前記CPUの外に存在す
る、省電力装置。 (12)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器は前記CPUの外に存在し前
記CPUスリープマネジャーは前記CPU内に存在する
、省電力装置。 (13)第(8)項記載の省電力装置において、前記C
PUアクティビティ検出器は、ざらに、前記CPUが受
信するクリティカル入出力割込みレートを検出する検出
器と、 前記検出されたレートが増大したかどうかを決定するコ
ンバータと、 前記コンバータからの結果に基いてカレントCPUアク
ティビティレベルを示すインジケータと、 前記カレントCPUアクティビティレベルを前記CPU
スリープマネジャーへ通信するデジグネタ、 を具備する、省電力装置。 (14)第(8)項記載の省電力!!&置において、前
記CPUスリープマネジャーは、さらに、前記CPUア
クティビティ検出器から検出されたカレントCPUアク
ティビティレベルを受信する受信機と、 前記検出され受信されたカレントCPUアクティビティ
レベルに応答して、前記検出されたカレントCPUアク
ティビティレベルが低重した時にCPU休止期間を伸ば
し前記検出されたカレントCPUアクティビティレベル
が上昇した時に前記CPU休止期間を短縮するように作
動する調整器と、 前記CPUのカレントクロックレートを決定し、前記C
PUがスリープしている時に前記カレントウ0ツクに等
しい値を保存し、且つ前記CP LJをウェークアップ
16時に前記保存された値を検索するクロックレートキ
ーパと、 前記ハードウェアセレクタがどのオシレータを選択すべ
きかを前記ハード・シェアセレクタに指示するためのパ
ルスを発生するパルス発生器、を具備する、省電力装置
。 (15) CP Llアクティビティレベルのリアル
タイムサンプリングに基いてCPUが休止できるかどう
かを決定しハードウェアセレクタを始動させてモニター
の決定を行うモニター40を使用したボータプルコンピ
ュータ用リアルタイム省電力装置及び方法。CPUが休
止できるとモニターが決定すると、ハードウェアセレク
タはCPUクロック時間を低減しく260,270.2
80>、CPUをアクティブとすべき場合にはハードウ
ェアセレクタはCPUを前の高速りOツクレベルへ戻す
。休止状態から完全作動へのスイッチバックは、ユーザ
がそれを要求することなく且つコンピュータが“準備完
了“状態へ戻るのを持つ間コンピュータの動作を何ら遅
延させることなく生じる。 4、 さらに、モニターがコンピュータの性能レベルを調整し
、CPUアクティビティのリアルタイムサンプリングに
応答して省電力を管理する。このような調整はCPUサ
イクル内で達成されユーザの性能認識に影響を及ぼすこ
となく且つコンピュータで実行されている任意のシステ
ムアプリケージ]ンソフトウ1アに11を及ぼすことは
ない。
第1図は本発明の実施例の自己同調局面を示すフィコ−
図、第2a図から第2d図までは本発明で使用される活
動中の省電力モニタを示すフロー図、第3図は本発明で
使用される活動中の省電力関連ハードウェアを表わ1略
図、第4図は本発明の一実施例のスリープハードウェア
の線図、第5図は本発明のもう一つの実施例のスリープ
ハードウェアの線図ぐある。 参照符号の説明 40・・・電力モニター 500.660,680,700,710,730.7
40・・・Dフリップ70ツブ 510.520.770・・・ANDゲート530.6
30,640,750.760・・・ORゲート 540.690・・・スリープクロックオシレータ55
0.720・・・高速クロックオシレータ620・・・
デマルチプレクサ 650・・・NORゲート 670・・・3状態バツフ7 780・・・外部PAL
図、第2a図から第2d図までは本発明で使用される活
動中の省電力モニタを示すフロー図、第3図は本発明で
使用される活動中の省電力関連ハードウェアを表わ1略
図、第4図は本発明の一実施例のスリープハードウェア
の線図、第5図は本発明のもう一つの実施例のスリープ
ハードウェアの線図ぐある。 参照符号の説明 40・・・電力モニター 500.660,680,700,710,730.7
40・・・Dフリップ70ツブ 510.520.770・・・ANDゲート530.6
30,640,750.760・・・ORゲート 540.690・・・スリープクロックオシレータ55
0.720・・・高速クロックオシレータ620・・・
デマルチプレクサ 650・・・NORゲート 670・・・3状態バツフ7 780・・・外部PAL
Claims (2)
- (1)少くとも1個の中央処理ユニット(CPU)を有
しオペレーテイングシステムにより制御されるポータブ
ルコンピュータ用リアルタイム省電力法において、該方
法は次のステップすなわち、(a)前記オペレーティン
グシステムからコントロールを受け入れ、 (b)前記少くとも1個のCPUをスリープさせること
ができるかどうかを決定し、 (c)前記少くとも1個のCPUの各々に対するカレン
トクロックレートを決定し、 (d)前記決定されたカレントクロックレートに等しい
値を保存し、 (e)前記少くとも1個のCPUをスリープさせるよう
ハードウェアセレクタに指示し、 (f)割込みが生じたかどうかを決定し、 (g)割込が生じていなければ、ステップ(f)を繰り
返し割込みが生じるまで前記CPUはスリープしたまま
であり、 (h)割込みが生じると、前記少くとも1個のCPUを
ウエークアツプするように前記ハードウェアセレクタに
指示し、 (i)前記所定のカレントクロックレートに等しい前記
保存された値を検索し、 (j)前記カレントクロックレートを前記検索された値
に等しく設定し、 (k)前記オペレーティングシステムへコントロールを
戻す、 からなる、ポータブルコンピュータ用リアルタイム省電
力法。 - (2)中央処理装置(CPU)を有するコンピュータの
省電力装置において、該装置は、 CPUアクティビティ検出器と、 CPUクロックと、 高速パルスを与える第1のオシレータと、 低速パルスを与える第2のオシレータと、 前記第1及び第2のオシレータを選択するハードウェア
セレクターであって、選択された前記第1のオシレータ
から前記高速パルスを受信するかもしくは選択された前
記第2のオシレータから前記低速パルスを受信するよう
にされており、且つ前記選択されたオシレータから前記
CPUクロックへ適切なパルスを送るようにされている
前記ハードウェアセレクタと、 前記CPUアクティビティ検出器から検出されたCPU
アクティビティを受信するようにされているCPUスリ
ープマネジャーであって、さらに前記ハードウェアセレ
クタへパルスを発生して前記ハードウェアセレクタがど
のオシレータを選択すべきかを指示する前記CPUスリ
ープマネジャー、 を具備する、コンピュータの省電力装置。
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JPH03210617A true JPH03210617A (ja) | 1991-09-13 |
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EP (1) | EP0426410B1 (ja) |
JP (1) | JPH03210617A (ja) |
KR (1) | KR100227297B1 (ja) |
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