JP2000315162A - 制御ブロック処理装置及び制御ブロック処理プログラムを記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】排他的なリンク構造を持つデータの処理におい
て、割り込み禁止時間を短縮化するとともに、割り込み
禁止時間の短縮化を施した場合のシステムコールにかか
る処理時間の増加を短縮化する。 【解決手段】次回処理対象となるデータのアドレスを求
めて記憶するための次回処理対象データアドレス記憶領
域１０５を外部参照可能なメモリ領域に設ける。システ
ムコール処理中の一時的に割り込みを許可した時に発生
した割り込みにより、割り込まれたシステムコール処理
内で扱っていたリンク構造データのリンク構造が他のシ
ステムコール処理により変更されたとき、リンク構造を
変更した側のシステムコール処理部において前記次回処
理対象データアドレス記憶領域１０５に変更後のリンク
構造データの最適なデータアドレスを設定する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、リンク情報を用いて結
合されている複数の制御ブロックに対して処理を行う制
御ブロック処理装置及び制御ブロック処理プログラムを
記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】高度情報化社会の余波は家電業界にまで
押し寄せており、将来における家電製品の高機能化の要
望に応じるため、これら家電製品向けの基盤ソフトウェ
アの整備を行うことや、即時応答性が高いオペレーティ
ングシステムの開発を行うことが急務になりつつある
（オペレーティングシステムをOSと略記する。また即時
応答性が求められるOSをリアルタイムシステムとい
う）。

【０００３】このようなリアルタイムシステムには、汎
用コンピュータ向けのOSと同様、複数タスクの実行順序
管理やフリーメモリブロックの割当順序管理といったシ
ステムの基盤制御が求められる。ここで複数タスク実行
順序管理とは、メモリに複数のタスクがロードされてい
る場合、各タスクの優先度の高低や実行待ち状態になっ
た時刻順に基づいて各タスクをどのような順序で実行し
てゆくかを定めて、その実行順序に応じて順次起動して
ゆくという基盤制御である。

【０００４】複数フリーメモリブロックの割当順序管理
とは、メモリ上の空き領域に相当するフリーメモリブロ
ックをどの順序でタスクに割り当てるかを定めて、タス
クが要求するメモリサイズに応じて、複数のフリーメモ
リブロックのうち何れかを、要求元のタスクに割り当て
てゆくという基盤制御である。また家電機器等における
状態変化は、割り込み処理により通知されるので、リア
ルタイムシステムでは、割り込み処理に対しての即時応
答性を保証しつつも複数タスクの実行順序管理やフリー
メモリブロックの割当順序管理を行わねばならない。

【０００５】以下、従来のOSについて説明する。図１４
は、OSの基本機能を説明するためのブロック図であり、
タスクの実行順序管理、フリーメモリブロックの割当順
序管理に直接関係する機能ブロックを示したもので、他
の部分は省略してある。割り込み処理部１１２は、図示
しない入出力機器などからの割り込みを受け、それに応
じて必要であるならばOSの提供するシステムコールサー
ビス１４１を呼び出す。

【０００６】システムコールサービスとは、OSから提供
される同期制御、排他制御、タスク間通信機能、メモリ
管理機能などの基本的なルーチン処理である。呼び出さ
れたシステムコールサービス１４１はシステムコール処
理部２０１にて対応する処理を実行し、このとき必要で
あればタスクのステータスを変更する。システムコール
処理部２０１にてタスクステータスが変更された場合、
割り込み処理によりタスクのステータス変更が発生した
という事象をタスクスケジューラ２０２に通知する。タ
スクステータスとは、タスクが入出力を待っている状態
などを示す状態フラグであり、このステータスが変化す
ることは、事象待ち状態のタスクを実行可能状態に遷移
したり、実行されていたタスクが事象待ち状態に遷移す
ることを意味する。尚、タスク管理に関するシステムコ
ール、フリーメモリブロックに関するシステムコールに
は、『rel_wait』、『set_flg』、『wait_flg』、『rel
_blk』といったものがある。

【０００７】システムコールset_flg()とは、事象フラ
グがある値に設定されたことを通知するシステムコール
である。システムコールrel_wait()とは、あるタスクの
事象成立待ち状態を強制解除するシステムコールであ
る。システムコールwait_flg()とは、任意のタスクを事
象成立待ち状態として新たにエントリーするシステムコ
ールである。

【０００８】システムコールrel_blkは、任意のサイズ
のフリーメモリブロックを開放する旨のシステムコール
である。タスクスケジューラ２０２は、割り込みによる
タスクの状態変化を反映し、タスク全体の実行順序を新
たに決定し、ディスパッチャ２０３にタスクの切り換え
を通知する。

【０００９】ディスパッチャ２０３は現在の実行タスク
を中断し、タスクスケジューラ２０２により決定したタ
スクを新たな実行タスクに切り替える。即時応答性が要
求されるリアルタイムシステムでは、タスクに緊急度に
応じた優先度を付けておき、タスクスケジューラ２０２
がこの優先度を元に、優先度の高いタスクから順に実行
するようスケジューリングを行う。

【００１０】通常、使用メモリ容量の節約などから、個
々の割り込み処理やタスクに対して専用のOSが用意され
ているわけではなく、OSは割り込み処理およびタスクの
共通ルーチンとなっている。これはシステムコールが呼
び出され処理が完了する前に、同一のシステムコールが
呼び出される可能性があることを意味する。このような
性質をもつルーチンをリエントラントルーチン（再入可
能性を有するルーチン）と呼ぶ。

【００１１】図１５は、リエントラントルーチンを説明
するための図である。図１５（ａ）はリエントラントで
はないシステムコールの例であり、図１５（ｂ）（ｃ）
はリエントラントルーチンの例である。図１５（ａ）
は、リエントラントにしないため、システムコール処理
を全割り込み禁止としていることにより、割り込み発生
と割り込み処理開始との間に時間のずれが生じている。
図１５（ｂ）は、タスクAのシステムコール処理中に外
部割り込みが発生し、割り込み処理から同一システムコ
ールの呼び出しが行われる例を示している。図１５
（ｃ）は、タスクAのシステムコールが処理されている
間に外部割り込みが発生し、割り込み処理部から呼び出
された他のシステムコールによりタスクBの切り換えが
発生し、その切り換わったタスクBからの割り込みによ
り中断されたシステムコールの呼び出しが行われる例で
ある。

【００１２】複数タスクの実行順序管理やフリーメモリ
ブロックの割当順序管理は、このようなリエントラント
という性質を持つシステムコールによって行われるのが
理想的である。また、複数タスクの実行順序管理やフリ
ーメモリブロックの割当順序管理はリンク構造データを
用いることにより管理されている点で共通している。続
いて複数タスクの実行順序管理に用いられるリンク構造
データの一例について説明する。

【００１３】図１６は、リンクヘッダ９０と、複数のTa
sk Control Block(TCB)からなるリンク構造データの一
例を示す図である。リンクヘッダ９０はイベントフラグ
管理ブロックとも呼ばれ、複数のTCBのうち、最初に実
行すべきTCBのアドレスが設定されるリンク先頭データ
アドレス記憶領域９２と、リアルタイムシステムにおい
て成立している事象を示す値が設定される事象フラグ値
９３とを有する。

【００１４】３つのTCB９１は、実行待ち状態にある３
つのタスク（タスク1、タスク2、タスク3）のそれぞれ
に対応するものであり、自身に対応するタスクを実行し
た後、次に実行すべきタスクのTCBを示すリンク情報９
４と、このタスクの実行待ち状態が解除されるための条
件を示す待ち条件解除情報９５とを有する。図１６の一
例において、リンクヘッダ９０−リンク情報９４のリン
ク関係を参照すると、TCB1のリンク情報９４はTCB2と設
定され、TCB2のリンク情報９４はTCB3、TCB3のリンク情
報９４は"終了"と設定されている。

【００１５】図１６のリンク構造データは、TCB1→TCB2
→TCB3→"終了"といった順に実行順序が与えられている
ことがわかる。この実行順序は、各タスクについての優
先度の高低や実行待ち状態になった時刻順に基づいて定
められている。またTCB1における待ち条件解除情報９５
は"1"と設定され、TCB2における待ち条件解除情報９５
は"2"と設定されているので、TCB1、TCB2は事象フラグ
値９３が"1"、"2"という値に設定されるのを待ってお
り、未だ何れのTCBも実行待ち状態にあることがわか
る。ここで事象フラグ値９３が"1"になれば、TCB1の事
象成立待ち状態が解除され、事象フラグ値９３が"2"に
なればTCB2の事象成立待ち状態が解除される。このよう
なリンク構造データは外部参照領域に配置される。ここ
で外部参照領域とは、大域的領域とも呼ばれ、システム
コール、割り込み処理、タスクの何れもが共通にアクセ
スすることができるメモリ領域をいう。外部参照領域に
対して、システムコール、割り込み処理、タスクのそれ
ぞれが専用にアクセスすることができるメモリ領域を局
所的領域という。

【００１６】なお、リンク構造データは、必ずしも前に
示したようなリンク情報にて接続されているデータ構造
だけではない。例えば可変長のデータが連続して配置さ
れており、各データのサイズ情報により任意データに対
する次データが求まるようなデータ構造もリンク構造デ
ータである。すなわち、任意の処理対象データが求まる
ことにより、次の処理対象データが求まるようなデータ
構造をリンク構造データと呼ぶ。

【００１７】続いて、図１６に示すリンク構造データを
用いて複数タスクを順次実行してゆく際の手順について
説明する。ここで留意すべきは、システムコール処理部
２０１が局所的領域に今回処理対象記憶領域、次回処理
対象記憶領域を設けて、今回起動すべきタスクと、次回
に起動すべきタスクとを特定する点である。図１７は、
図１６に示したリンク構造データに基づいて、今回処理
対象記憶領域と、次回処理対象記憶領域とが更新されて
ゆく様子（状態(a-1)、状態(a-2)、状態(a-3)、状態(a-
4)・・・・・・状態(a-7)）を示す図であり、図１８は、リン
ク構造データに示される複数のタスクが順次実行されて
ゆく様子を示す図である。これらの図において共通の符
号(a-1)(a-2)(a-3)・・・・・は、共通の状態を意味するもの
とする。

【００１８】(状態(a-1))システムコール処理部２０１
は、リンクヘッダ９０におけるリンク先頭データアドレ
ス記憶領域９２に示されているTCBのアドレスを今回処
理対象記憶領域に設定する。図１７の一例では、リンク
ヘッダ９０のリンク先頭データアドレス記憶領域９２が
TCB1と設定されているので、今回処理対象記憶領域はTC
B1と設定される。これにより今回処理対象となるタスク
はタスク1と決定されたので、続いてタスク1の次に実行
すべきタスクを決定する。ここでタスク1に対応するTCB
1のリンク情報９４はTCB2と設定されており、次回はこ
のTCB2に対応するタスク2を処理せねばならない。そこ
で、次回処理対象記憶領域にTCB2を設定して処理を終え
る。

【００１９】(状態(a-2))今回処理対象となったTCB1の
待ち条件解除情報９５がどのような事象に設定されてい
るかを参照して、タスク1の事象成立待ち状態を解除す
るか維持するかを決定する。ここでTCB1の待ち条件解除
情報９５は"1"と設定されており、リンクヘッダ９０の
事象フラグ値９３は"1"と設定されているので、タスク1
が待っていた事象が成立したことがわかる。待っていた
事象が成立したので、タスク1を実行すると共にリンク
構造データからTCB1を解除する。この解除時点におい
て、TCB1におけるリンク情報９４は不定となる。また、
TCB1がリンク構造データから解除されたので、リンクヘ
ッダ９０におけるリンク先頭データアドレス記憶領域９
２をTCB2に設定する。

【００２０】仮に次回処理対象記憶領域に次回処理対象
を設定する前にTCB1をリンク構造データから解除してし
まえば、次回処理対象記憶領域の設定値が不定となる。
これを避ける意味で、TCB1をリンク構造データから解除
する前に次回処理対象記憶領域を設定している。 (状態(a-3))システムコールサービス部２０１は、状態
(a-2)において次回処理対象記憶領域に示されているTCB
のアドレスを今回処理対象記憶領域に設定する。図１７
の状態(a-1)では、次回処理対象記憶領域にTCB2のアド
レスが設定されているので、今回処理対象記憶領域はTC
B2と設定される。これにより今回処理対象となるタスク
はタスク2と決定されたので、続いてタスク2の次に実行
すべきタスクを決定する。ここでタスク2に対応するTCB
2のリンク情報９４はTCB3と設定されており、次回はこ
のTCB3に対応するタスク3を処理せねばならない。そこ
で、次回処理対象記憶領域にTCB3を設定して処理を終え
る。

【００２１】(状態(a-4))今回処理対象となったTCB2の
待ち条件解除情報９５がどのような事象に設定されてい
るかを参照して、タスク2の事象成立待ち状態を解除す
るか、或は維持するかを決定する。ここでTCB2の待ち条
件解除情報９５は"2"と設定されており、リンクヘッダ
９０の事象フラグ値９３は"1"と設定されているので、
タスク2が待っていた事象は不成立であることがわか
る。事象不成立なので、タスク2の実行をスキップす
る。実行スキップにより、リンクヘッダ９０におけるリ
ンク先頭データアドレス記憶領域９２の設定はTCB2のま
まとなる。

【００２２】(状態(a-5))システムコールサービス部２
０１は、状態(a-3)において次回処理対象記憶領域に示
されているTCBのアドレスを今回処理対象記憶領域に設
定する。図１７の状態(a-3)では、次回処理対象記憶領
域にTCB3のアドレスが設定されているので、今回処理対
象記憶領域はTCB3と設定される。これにより今回処理対
象となるタスクはタスク3と決定されたので、続いてタ
スク3の次に実行すべきタスクを決定する。ここでタス
ク3に対応するTCB3のリンク情報９４は終了と設定され
ており、次回で、リンク構造データにおけるタスク実行
を終了せねばならない。そこで、次回処理対象記憶領域
に終了を設定して処理を終える。

【００２３】(状態(a-6))今回処理対象となったTCB3の
待ち条件解除情報９５がどのような事象に設定されてい
るかを参照して、タスク3の事象成立待ち状態を解除す
るか、或は維持するかを決定する。ここでTCB3の待ち条
件解除情報９５は"1"と設定されており、リンクヘッダ
９０の事象フラグ値９３は"1"と設定されているので、
タスク3が待っていた事象は成立したことがわかる。条
件一致なので、タスク3を実行し、TCB3をリンク構造デ
ータから解除する。この解除時点において、TCB3におけ
るリンク情報９４は不定となる。リンクヘッダ９０にお
けるリンク先頭データアドレス記憶領域９２はTCB2に設
定したまま状態(a-7)に移行して、処理を終了する。

【００２４】以上のように各タスクを実行する場合、今
回処理対象記憶領域、次回処理対象記憶領域、リンクヘ
ッダ９０のリンク先頭データアドレス記憶領域９２が不
定である状態において、割り込み処理が発生するのは望
ましくない。即ち、割り込み処理は今回処理対象記憶領
域と、次回処理対象記憶領域と、リンクヘッダ９０のリ
ンク先頭データアドレス記憶領域９２とが不定となる状
態(a-1)、状態(a-2)、状態(a-3)、状態(a-4)、状態(a-
5)、状態(a-6)において禁止すべきであり、これらが確
定しているの区間において許可すべきであること
がわかる。

【００２５】図１９は、以上の観点により、割り込み処
理発生の許可区間、禁止区間を設けた図である。また図
２０は、割り込み処理発生時のメモリ領域の割り当てを
示す図である。図２０において、リンクヘッダ９０及び
リンク構造データは外部参照領域に配置されており、割
り込まれた側の処理、割り込んだ側の処理がそれぞれ独
自にシステムコールサービスを呼び出しており、これら
がそれぞれ局所的領域を確保している。確保された局所
的領域において、今回処理対象記憶領域と、次回処理対
象記憶領域とが確保されていることがわかる。

【００２６】続いて、割り込み処理に対しての即時応答
性を保証しながら複数タスクの実行順序管理やフリーメ
モリブロックの割当順序管理を行うには、どのような点
に留意せねばならないかを説明する。割り込み処理を許
可する場合、複数タスクの実行順序管理にあたってもう
一つのことに留意せねばならない。それは、割り込み処
理許可区間において割り込み処理が発生した場合、その
割り込み処理においてもシステムコールが行われ、この
システムコールにより、リンク構造データが変更される
可能性があることである。割り込み処理においてリンク
構造データが変更されれば、割り込まれた側の局所的領
域における今回処理対象記憶領域と、次回処理対象記憶
領域と、割り込み処理において変更されたリンク構造デ
ータとが不一致となり、リアルタイムシステムの誤動作
を招いてしまう。

【００２７】以降、局所的領域内の今回処理対象記憶領
域と、次回処理対象記憶領域と、割り込み処理時により
変更されたリンク構造データとの不一致がどのようにし
て生じるかについて説明する。図２１は、割り込み処理
許可区間において割り込み処理が発生し、この割り込み
処理において事象フラグを"2"に設定する旨のシステム
コール"set_flg(2)"が呼び出された場合に今回処理対象
記憶領域、次回処理対象記憶領域がどのように変化する
かを示す図であり、図２２は、割り込み処理許可区間に
おいて割り込み処理が発生し、この割り込み処理におい
てシステムコール"set_flg(2)"が呼び出された場合にリ
ンク構造データがどのように変化するかを示す図であ
る。

【００２８】図２１、図２２において状態(a-1)〜状態
(a-4)におけるリンク構造データ、今回処理対象記憶領
域、次回処理対象記憶領域の内容は図１７、図１８と同
一であるが、図１７におけるの状態で割り込み処理が
発生したため、状態(a-2)の後に状態(b-1)〜状態(b-5)
が発生し、この状態(b-1)〜状態(b-5)の発生により、割
り込まれた側の処理の処理が状態(a-5)〜状態(a-7)に示
すものから、状態(a-8)〜状態(a-9)に示すものに置き換
わっている。

【００２９】以下これらの状態について説明する。 (状態(b-1))割り込み処理が発生したので、システムコ
ール処理部２０１は割り込み処理向けに局所的領域を確
保し、ここに今回処理対象記憶領域と、次回処理対象記
憶領域とを設ける。この割り込み処理においてset_flg
(2)が呼び出されたので、事象フラグ値９３は"1"から"
2"に更新されている。また図２１の状態(a-1)において
リンク先頭データアドレス記憶領域９２にTCB2のアドレ
スが設定されているので、新たに確保された局所的領域
における今回処理対象記憶領域はTCB2と設定される。タ
スク2に対応するTCB2のリンク情報９４はTCB3と設定さ
れており、次回はこのTCB3に対応するタスク3を処理せ
ねばならない。そこで、次回処理対象記憶領域にTCB3を
設定して処理を終える。

【００３０】(状態(b-2))今回処理対象となったTCB2の
待ち条件解除情報９５がどのような事象に設定されてい
るかを参照して、タスク2の事象成立待ち状態を解除す
るか、或は維持するかを決定する。ここでTCB2の待ち条
件解除情報９５は"2"と設定されており、リンクヘッダ
９０の事象フラグ値９３は"2"と設定されているので、
タスク2が待っていた事象は成立していることがわか
る。条件一致なので、タスク2を実行した後、TCB2をリ
ンク構造データから解除する。その後、リンクヘッダ９
０におけるリンク先頭データアドレス記憶領域９２をTC
B3のアドレスに設定する。

【００３１】(状態(b-3))システムコールサービス部２
０１は、状態(b-2)において次回処理対象記憶領域に示
されているTCBのアドレスを今回処理対象記憶領域に設
定する。状態(b-2)では、次回処理対象記憶領域にTCB3
のアドレスが設定されているので、今回処理対象記憶領
域はTCB3と設定される。これにより今回処理対象となる
タスクはタスク3と決定されたので、続いてタスク3の次
に実行すべきタスクを決定する。ここでタスク3に対応
するTCB3のリンク情報９４は終了と設定されており、次
回で、リンク構造データにおけるタスク実行を終了せね
ばならない。そこで、次回処理対象記憶領域に終了を設
定して処理を終える。

【００３２】(状態(b-4))今回処理対象となったTCB3の
待ち条件解除情報９５がどのような事象に設定されてい
るかを参照して、タスク3の事象成立待ち状態を解除す
るか、或は維持するかを決定する。ここでTCB3の待ち条
件解除情報９５は"1"と設定されており、リンクヘッダ
９０の事象フラグ値９３は"2"と設定されているので、
タスク3が待っていた事象は不成立であることがわか
る。条件不成立なので、タスク3を実行せず、TCB3をリ
ンク構造データから解除しない。これにより、リンクヘ
ッダ９０におけるリンク先頭データアドレス記憶領域９
２はTCB3に設定されたまま状態(b-5)において処理を終
了する。

【００３３】（状態(a-8)）状態(b-5)において割り込み
処理を終了したので、割り込まれた側の処理の状態(a-
2)の直後の状態（状態(a-8)）に移行する。ここで割り
込まれた側の処理におけるシステムコールサービス部２
０１において、今回処理対象記憶領域と、次回処理対象
記憶領域とは状態(a-1)において設定された内容がその
まま保存されている。即ち、今回処理対象記憶領域と、
次回処理対象記憶領域とは、それぞれTCB1−TCB2に設定
されているのである。

【００３４】（状態(a-9)）割り込まれた側の処理のシ
ステムコールサービス部２０１は、今回処理対象記憶領
域と、次回処理対象記憶領域との設定内容に従って今回
処理対象、次回処理対象を設定しようとする。ここで次
回処理対象記憶領域の値を今回処理対象記憶領域にコピ
ーすることにより、今回処理対象記憶領域はTCB2のアド
レスに設定される。続いて、次回処理対象記憶領域の値
を設定しようとするが、割り込んだ側の処理において、
リンク構造データからTCB2は解除されているので、次回
処理対象記憶領域には次に実行すべきタスクのTCBを設
定することはできない。よって次回処理対象記憶領域に
おける内容は不定値となる。

【００３５】既にTCB2はリンク構造データから解除さ
れ、タスク2はメモリから除外されているので、TCB2に
対応するタスク2を実行しようとすると、システムは処
理不能に陥ってしまい、システムの誤動作が発生する。
以上のようにリンク先頭データアドレス記憶領域９２や
今回処理対象記憶領域、次回処理対象記憶領域の確定区
間であっても、割り込み処理においてリンク構造データ
が変更されれば、今回処理対象記憶領域と、次回処理対
象記憶領域と、割り込み処理時により変更されたリンク
構造データとの不一致が発生する恐れがあり、誤動作の
恐れがある。

【００３６】これは、リンク構造データを扱うシステム
コールをリエントラントな処理にする場合、一方の処理
においてリンクに関する情報を保持していても、他方の
処理によりリンク構造が変更されてしまうため、保持し
ていたリンクに関する情報の整合性が保てなくなること
を意味する。この問題は、リエントラントなシステムコ
ール中の割り込み発生により同一のシステムコールを呼
び出した場合だけでなく、リエントラントなシステムコ
ール処理中に扱っていたリンク構造データを変更するよ
うな他のシステムコールが割り込み発生により呼び出さ
れた場合でも同様に起こる。したがって、従来のOSで
は、リンク構造データの処理中にリンク構造が変更され
ないようにするため、リンクに繋がっている全データの
処理が完了するまで外部割り込みを禁止するという割り
込み制御方式を使用していた。

【００３７】しかし、この割り込み制御方式では、リン
クに繋がっているデータ数が増えるほど割り込み禁止時
間が長くなり、図１５（ａ）に示すように実際の割り込
み発生と割り込み処理開始との間に発生する時間のずれ
が大きくなるという問題がある。リアルタイムシステム
は外部割り込みへの即時応答性が重要な意味を持つの
で、本システムにおいて割り込み禁止時間が長いという
ことは、システムに致命的な欠陥を与える原因となりう
る。直接的には、外部割り込みによる通信データの取り
こぼし等の問題がある。間接的には、割り込みが遅延さ
れたことによるタスク切り換えの遅延により、優先度通
りにシステムが動作しない時間が増加する等という問題
がある。

【００３８】したがってOSを使用するアプリケーション
は、リンク構造データに繋がる最大数を処理する場合の
割り込み禁止時間を考慮してシステム設計を行う必要が
ある。また、場合によっては、その最大割り込み禁止時
間でのシステム構築が不可能となり、専用のハードウェ
アを備える等の対処方法が必要となる。OSのリンク構造
データ処理時における割り込み禁止時間の増加という問
題を解決するため、「特開平9-311794」に示す技術で
は、リンクヘッダに対応しリンク構造データの変更を通
知するためのフラグを設けることを提案している。すな
わち、この従来技術は、割り込んだ側のシステムコール
処理部がリンク構造データを変更した場合、変更を示す
値をフラグに設定する。割り込まれた側のシステムコー
ル処理部は、割り込み許可区間においてフラグの変化を
監視しており、フラグがシステムコールが変更を示す値
に設定されたことを検出すると、リンクの先頭データか
ら処理をやり直すことで、リンクデータが変更されても
正しい結果が得られることを保証する。この従来技術を
用いれば、割り込み禁止時間を短縮化することが可能と
なる。

【００３９】図２３は、割り込み処理許可区間において
割り込み処理が発生し、この割り込み処理においてシス
テムコールサービス set_flg(2)が呼び出された場合に
今回処理対象記憶領域、次回処理対象記憶領域がどのよ
うに変化するかを示す図であり、図２４は、割り込み処
理許可区間において割り込み処理が発生し、この割り込
み処理においてシステムコールサービス set_flg(2)が
呼び出された場合にリンク構造データと、フラグ情報と
がどのように変化するかを示す図である。これらの図に
おいて共通の符号(a-1)(a-2)(a-3)・・・・は共通の状態を
意味するものとする。

【００４０】図２４が図２２と異なるのは、図２４のリ
ンク構造データにおいてフラグ情報が設けられており、
当該フラグ情報が状態(b-2)において"1"に設定されてい
る点である。この状態(b-2)では、TCB2がリンク構造デ
ータから解除されており、この解除によってリンク構造
データのデータ構造が変更したので、この変更を示す意
味でフラグ情報が"0"から"1"に変更されたのである。

【００４１】図２３が図２１と異なるのは、割り込んだ
側の処理から割り込まれた側の処理にリターンした際以
降の処理が状態(a-9)から状態(a-10)、状態(a-11)に置
き換えられている点である。 （状態(a-8)）状態(b-5)において処理を終了したので、
割り込まれた側の処理の状態(a-2)の直後の状態（状態
(a-8)）に移行する。ここで割り込まれた側の処理にお
けるシステムコールサービス部２０１において、今回処
理対象記憶領域と、次回処理対象記憶領域とは状態(a-
1)において設定された内容がそのまま保存されている。
即ち、今回処理対象記憶領域と、次回処理対象記憶領域
とは、それぞれTCB1−TCB2に設定されているのである。

【００４２】（状態(a-10)）システムコールサービス部
２０１は、リンク構造データにおけるフラグを参照して
割り込まれた側の処理においてリンク構造データに変更
が生じたかを判定する。ここでリンク構造データのフラ
グは、リンク構造データのデータ構造に変更があった旨
を示す"1"に設定されている。

【００４３】（状態(a-11)）リンク構造データのフラグ
は、変更があった旨を示しているので、割り込まれた側
の処理のシステムコールサービス部２０１は、リンクヘ
ッダ９０におけるリンク先頭データアドレス記憶領域９
２の内容を今回処理対象記憶領域にコピーすることによ
り、今回処理対象記憶領域をTCB3に設定し、TCB3のリン
ク情報９４に示されているアドレスを次回処理対象記憶
領域に設定する。TCB3はリンク構造データに現実に存在
しており、メモリにもタスク3が存在しているので、こ
のタスク3は正常に実行されることになる。

【００４４】

【発明が解決しようとする課題】しかしながらこの従来
技術では、割り込まれる側のシステムコールにおいて、
ひとつのTCBを処理するたびにフラグの監視が必要であ
り、今回処理対象−次回処理対象を確定するために要す
る時間が「フラグ監視処理に要する時間×データ数」だ
け長くなる。図１９の一例でいうと、、、、に
相当する許可区間の全てにおいて、フラグ情報が更新さ
れたか否かを監視せねばならないので、このフラグ監視
に多大な時間を費やしてしまう。即ち、「特開平9-3117
94」に示す先行技術においては、割り込みへの即時応答
性が向上したものの、割り込みが発生しない場合におい
ては、不要なフラグ監視時間の増加に基づく処理遅延が
顕著になってしまう。

【００４５】今回処理対象−次回処理対象の確定に要す
る時間が長くなれば、TCBに対応するタスクに割り当て
可能なシステム稼動時間が短くなる。タスクに割り当て
られたシステム稼動時間が短くなれば、その分だけ、ア
プリケーションプログラムに対しての制約が厳しくな
り、リアルタイムシステムの設計が困難になってしま
う。

【００４６】本発明の目的は、フラグ設定値の監視を必
要とせずに、割り込み処理の禁止時間を短縮化すること
ができる制御ブロック処理装置及び制御ブロック処理プ
ログラムを記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒
体を提供することである。

【００４７】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に本発明は、リンク情報を用いて結合されている複数の
制御ブロックからなるリンク構造データと、複数の制御
ブロックのうち何れかの制御ブロックのアドレスが書き
込まれるアドレス記憶領域と、アドレス記憶領域にアド
レスが書き込まれている制御ブロックを今回処理対象と
して決定する動作と、その制御ブロックのリンク先の制
御ブロックを次回処理対象として決定して、当該次回処
理対象のアドレスをアドレス記憶領域に書き込む動作と
をリンク構造データにおける全ての制御ブロックについ
て繰り返す処理対象決定手段と、今回処理対象が決定さ
れる度に、この今回処理対象についての処理を行う処理
手段と、今回処理対象についての処理が行われてから、
今回処理対象が次に決定されるまでの期間において割り
込み処理の発生を許可する許可手段とを備え、前記処理
対象決定手段は、割り込み処理を許可した期間において
割り込み処理が発生した場合に起動され、リンク構造デ
ータにおける何れかの制御ブロックを割り込み処理にお
ける今回処理対象として決定すると共に、別の制御ブロ
ックを割り込まれた側の処理を再開する際に処理すべき
次回処理対象として決定して、当該次回処理対象のアド
レスをアドレス記憶領域に書き込むリエントラントルー
チンを有し、割り込み処理発生後割り込まれた側の処理
を再開する場合、及び、割り込み処理が発生しなかった
場合において、アドレス記憶領域にアドレスが書き込ま
れている制御ブロックを今回処理対象として決定するこ
とを特徴としている。

【００４８】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照しながら、制御
ブロック処理装置の実施形態を説明する。ここで、現状
において当業者で慣用されている制御ブロック処理装置
の流通・売買の形態は、制御ブロック処理装置と等価な
機能を有するオペレーティングシステムの実行形式のソ
フトウェアを記録媒体に記録して、パッケージソフトと
して流通・売買する形態である。このようなパッケージ
ソフトはこれを購買した顧客によりプロセッサやメモリ
を有する機器にインストールされ、インストールされた
機器がこのソフトウェア通りの処理を行うことにより機
器は制御ブロック処理装置としての機能を果たす。上記
のような形態が慣用されることを考えると、制御ブロッ
ク処理装置としての機能主体は、プロセッサ、メモリ等
のハードウェア資源というよりは、それらハードウェア
資源を用いて制御ブロック処理装置としての処理内容を
行うソフトウェアと考える方が妥当である。また複雑な
処理内容を有するソフトウェアは、複数のサブルーチン
やワークエリアにて構成されることが一般的であるの
で、個々のサブルーチンやワークエリアが独立した構成
要素と考えるべきである。しかしこれらのサブルーチン
やワークエリアには、既存のオペレーティングシステム
がライブラリ化しているものも多くあり、それらは説明
に値しないものが殆どであるから、その説明を避けるも
のとし、制御ブロック処理装置の機能を果たすためにど
のような機能を果たすサブルーチン、ワークエリアを構
成要素として開発すべきかを論点とした説明を行う。

【００４９】（第１実施形態）以下、図面を参照しなが
ら第１実施形態について説明する。図１は、オペレーテ
ィングシステム（以後OSと記述する）を搭載したシステ
ムの一例を示したブロック図である。ブロック図におけ
る実線の矢印は処理の遷移を示し、破線の矢印はデータ
の遷移を示す（以下、ブロック図における矢印は同様の
意味とする）。このシステムはCPUによるプログラム制
御装置１０１、入力装置１０２、出力装置１０３、メモ
リ装置１０４より構成される。更にプログラム制御装置
１０１は、入力装置１０２及び出力装置１０３との入出
力を制御する入出力制御１１１、入出力制御より入力を
受け付ける割り込み処理部１１２、プログラムの機能を
幾つかに分割したタスク１１３、タスク１１３の実行順
序を制御するOS１１４から構成される。

【００５０】プログラム制御装置１０１は、メモリ装置
１０４に記憶されている処理プログラムにしたがってプ
ログラムの実行を行う。OS１１４は、制御ブロック処理
装置に相当するものであり、タスク１１３に付加された
優先度やタスクステータスに基づき実行タスクを切り換
えることにより、タスク１１３の実行順序を制御する。
優先度やタスクステータスは、割り込み処理部１１２や
タスク１１３がOS１１４の提供するシステムコールサー
ビス１４１を呼び出すことにより変更される。

【００５１】入出力制御１１１は入力装置１０２より受
け付けた入力事象を外部割り込みとして割り込み処理部
１１２に通知する。通知を受けた割り込み処理部１１２
は、他の制御部が実行中であっても直ちに実行される。
システムコールサービス１４１には、同期制御、排他制
御、タスク間通信機能、メモリ管理機能など複数の機能
がある。

【００５２】図２は、メモリ装置１０４の外部参照領域
に配置されているリンクヘッダ９０、リンク構造データ
の一例を示す図である。本図におけるTCB９１は、実行
待ち状態にあるタスクのそれぞれに対応するものであ
り、自身に対応するタスクを実行した後、次に実行すべ
きタスクのTCBを示すリンク情報９４と、このタスクの
実行待ち状態が解除されるための条件を示す待ち条件解
除情報９５とを有する。

【００５３】リンクヘッダ９０はイベントフラグ管理ブ
ロックとも呼ばれ、複数のTCBのうち、最初に実行すべ
きTCBのアドレスが設定されるリンク先頭データアドレ
ス記憶領域９２と、リアルタイムシステムにおいて成立
している事象を示す値が設定される事象フラグ値９３と
を有する。これらの具備している点において、リンクヘ
ッダ９０は従来技術のものと変わらないが、リンクヘッ
ダ９０に次回処理対象データアドレス記憶領域１０５が
追加されている点が従来技術と異なる。即ち、次回処理
対象データアドレス記憶領域１０５（従来技術において
局所的領域に配置されていた次回処理対象記憶領域に相
当するものである。）が本実施形態では、外部参照可能
領域内のリンクヘッダ９０に配置されているのである。

【００５４】図３は、割り込み処理により割り込まれる
側の処理におけるシステムコール処理部２０１の構成を
機能的に示すブロック図である。図３に示すように、第
１実施形態におけるシステムコールサービス１４１は、
メイン制御部３０１と、割り込み制御部３０２と、今回
処理対象データアドレス取得部３０３と、データ処理終
了判定部３０４と、次回処理対象データ決定部３０５
と、データ処理部３０６と、今回処理対象データアドレ
ス記憶領域３１０とからなる。

【００５５】メイン制御部３０１は、システムコール処
理の開始から終了までの一連の処理を、各制御部を用い
て実行する。割り込み制御部３０２は、外部割り込みの
受け付けを禁止したり許可したりする。今回処理対象デ
ータアドレス取得部３０３は、外部参照可能な領域に設
置されたリンクヘッダより、リンク先頭データアドレス
記憶領域または次回処理対象データアドレス記憶領域１
０５に格納されているアドレス情報を抜き出し、今回処
理対象データアドレス記憶領域３１０に格納する。

【００５６】データ処理終了判定部３０４は、今回処理
対象データアドレス記憶領域３１０の情報より、リンク
構造データの処理を継続するか終了するかを決定する。
次回処理対象データ決定部３０５は、今回処理対象から
次回処理対象を導き出し、リンクヘッダ９０内に存在す
る次回処理対象データアドレス記憶領域１０５に求めた
データのアドレスを設定する。

【００５７】データ処理部３０６は、今回処理対象に相
当するタスクに対して何らかの処理を実行する。割り込
み時におけるシステムコールサービス１４１の処理を、
図３のブロック図と、図４に示すフローチャートとを用
いて更に詳細に説明する。図４は、割り込み時における
システムコールサービス１４１の処理内容を示すフロ−
チャ−トである。

【００５８】先ずシステムコール処理部にてリンク構造
データの処理を開始すると、ステップＳ４０２において
割り込み制御部３０２にて割り込みの受け付けを禁止す
る。次にステップＳ４０３では、今回処理対象データア
ドレス取得部３０３がリンクヘッダのリンク先頭データ
アドレス記憶領域からリンクの先頭データアドレスを抜
き出し、今回処理対象データアドレス記憶領域３１０に
格納する。今回処理対象データアドレスは、時にリンク
の終端を示す情報となる。

【００５９】続いてステップＳ４０４では、今回処理対
象データアドレスを設定後、データ処理終了判定部３０
４が設定された今回処理対象データアドレスがリンクの
終端情報か否かを調べる。終端であればリンク構造デー
タの処理を終了し（ステップＳ４０４−Yes）、終端で
なければ処理を継続する（ステップＳ４０４−No）。処
理が継続された場合、ステップＳ４０５において次回処
理対象データ決定部３０５が今回処理対象データの内部
情報から次回処理対象データのアドレスを求め、次回処
理対象データアドレス記憶領域１０５に格納する。本実
施形態のリンク構造データは、データ内のリンク情報で
リンクを構成しているため、このリンク情報の内容を次
回処理対象データアドレス記憶領域１０５に格納する。

【００６０】ステップＳ４０６では、次に、データ処理
部３０６が今回処理対象データに相当するタスクに関す
るデータ処理を行う。データ処理が完了した後、ステッ
プＳ４０７では、割り込み制御部３０２にて一時的に割
り込みの受け付け状態を禁止状態から許可状態に変更
し、その後、ステップＳ４０８において割り込み処理の
受け付けを禁止状態に戻す。

【００６１】続いて、ステップＳ４０９では、今回処理
対象データアドレス取得部３０３が次回処理対象データ
アドレス記憶領域１０５に格納されていた次回処理対象
データアドレスを抜き出し、今回処理対象データアドレ
ス記憶領域３１０に格納する。以後、データ処理終了判
定部３０４にて処理の終了を検知するまでステップＳ４
０４〜ステップＳ４０９の処理を繰り返す。なお、リン
ク構造データの処理はリンクデータの終端を発見する以
外に、ステップＳ４０６において任意の条件が満たされ
ることにより終了する場合もある。

【００６２】図５は、割り込み処理を行うシステムコー
ル処理部２０１の機能を示すブロック図である。図５に
示すように、割り込んだ側の処理を行うシステムコール
処理部２０１は、メイン制御部５０１と、データ処理部
５０２と、リンク構造データ変更判定部５０３と、次回
処理対象データアドレス初期化部５０４とからなる。

【００６３】メイン制御部５０１は、割り込み処理から
呼び出されたシステムコール処理の開始から終了までの
一連の処理を、各制御部を用いて実行する。データ処理
部５０２は、リンク構造データ内のTCBに相当する何れ
かのタスクに対する何らかの処理を実行する。リンク構
造データ変更判定部５０３は、データ処理部５０２にお
いて、リンク構造が変更されたか否かの判定を行う。

【００６４】次回処理対象データアドレス初期化部５０
４は、リンク構造データ変更判定部５０３にてリンク構
造が変更されたと判断された場合に、次回処理対象デー
タアドレス記憶領域１０５にリンク先頭データアドレス
記憶領域９２の内容を設定する。図５のように構成され
たシステムコール処理部２０１の処理を、図６に示すフ
ローチャートを用いて詳細に説明する。なお、図６のフ
ローチャートは、図４に示す割り込まれた側の処理のフ
ローチャートに、システムコール処理中に割り込んだ他
のシステムコール処理のフローチャートを追加したもの
である。

【００６５】図４のフローチャートにおいてステップＳ
４０７とステップＳ４０８との間において、任意のシス
テムコールにてデータ処理が完了し、一時的に割り込み
の受け付けが許可されている。この許可区間において外
部割り込みが発生し、呼び出された割り込み処理の中か
らシステムコールが呼び出され、システムコールの処理
が開始される。

【００６６】割り込んだ側の処理が開始されると、ステ
ップＳ６０２においてデータ処理部５０２が今回処理対
象に相当するタスクに関する処理を行う。データ処理で
は、リンクの任意な位置にTCBを追加したり、リンク内
のTCBを解除したり、あるいはリンク構造データとは無
関係の処理を実行したりする。タスクに関する処理を行
った後、ステップＳ６０３においてリンク構造データ変
更判定部５０３によりリンク構造データのリンク情報を
変更したか否かが判定され、リンク情報が変更されてい
なければシステムコール処理を終了し（ステップＳ６０
３−変更無）、リンク情報が変更されていれば処理を継
続する（ステップＳ６０３−変更有）。

【００６７】ステップＳ６０４においてリンク情報が変
更されていた場合、次回処理対象データアドレス初期化
部５０４により、リンクヘッダ９０のリンク先頭データ
アドレス記憶領域から変更後のリンク構造データのリン
ク先頭データアドレスを抜き出し、次回処理対象データ
アドレス記憶領域１０５に格納する。続いて、リンク構
造データの具体例を参照しながら、システムコール処理
部２０１の割り込んだ側の処理、割り込まれた側の処理
について図９を参照しながら説明する。図９は、次回処
理対象データアドレス記憶領域１０５が更新されてゆく
様子状態(c-1)、状態(c-2)、状態(c-3)、状態(c-4)・・・・
・・状態(c-7)を示す図である。この具体例は、事象フラ
グを"1"に設定する旨のシステムコール"set_flg(1)"が
呼び出された場合を想定したものである。

【００６８】（状態(c-1)）システムコール set_flg(1)
が呼び出だされたので、システムコールサービス１４１
はリンクヘッダ９０における事象フラグ値９３に値"1"
を設定する。一方、図９に示すように、リンク構造デー
タにはTCB1−TCB2−TCB3−TCB4が配置されており、リン
クヘッダ９０には、TCB1が設定されている。また事象フ
ラグ値９３には"1"が設定されている。更に次回処理対
象データアドレス記憶領域１０５にはTCB1が設定されて
いる。TCB1、TCB2、TCB3、TCB4は、それぞれ事象フラグ
が"2","2","1","3"に設定されるのを待っている。この
状態で、set_flg(1)が発生して事象フラグが"1"に設定
されたものとする。ここでset_flg(1)とは、事象フラグ
が"1"に設定されたことを通知するシステムコールであ
る。この場合、事象フラグが"1"に設定されるのを待っ
ていたTCB3を事象成立待ち状態から解除する必要があ
る。ステップＳ４０１〜ステップＳ４０２により、TCB1
が先ず今回処理対象となる。このようにTCB1が今回処理
対象に設定されると、リンク構造データは状態(c-1)に
示すようになる。

【００６９】（状態(c-2)）今回処理対象が終了ではな
いので、ステップＳ４０４はNoとなり、ステップＳ４０
５に移行する。ステップＳ４０５では、TCB1のリンク情
報９４に設定されているTCB2を破線の矢印に示すように
次回処理対象データアドレス記憶領域１０５にコピーす
る。これにより、次回処理対象はTCB2となる。次回処理
対象を設定した後、ステップＳ４０６においてタスク1
の処理を実行する。ここでもし事象フラグの値と、これ
から実行しようとしているタスクの待ち条件解除情報９
５とが一致すれば、当該タスクの事象成立待ち状態は解
除される。しかしタスク1の待ち条件解除情報９５の値
は"2"であり、事象フラグの値は"1"なので不一致とな
り、TCB1はリンク構造データから解除されることなくリ
ンク構造データに残存する。タスク1の実行をスキップ
した後、ステップＳ４０７に移行する。ステップＳ４０
７では割り込み処理を許可する。このように割り込み処
理を許可した時点の直後に割り込み処理が発生したもの
とする。

【００７０】（状態(c-3)）この割り込み処理の発生時
には、ステップＳ６０１の処理に移行する。ここでステ
ップＳ６０２の割り込み処理実行時においてシステムコ
ールrel_wait(task2)が呼出されたものとする。ここでr
el_wait(task2)とは、TCB2の事象成立待ち状態を強制解
除するシステムコールである。このrel_wait(task2)の
実行により、TCB2がリンク構造データから解除されてス
テップＳ６０３に移行する。TCB2がリンク構造データか
ら解除されたので、リンク構造データに変更が生じたこ
とになり、ステップＳ６０３がYesとなる。ステップＳ
６０３がYesとなれば、ステップＳ６０４においてリン
ク先頭データアドレス記憶領域９２に示されているTCB1
を次回処理対象データアドレス記憶領域１０５に設定す
る。この時点で、次回処理対象データアドレス記憶領域
１０５はTCB1と設定される。

【００７１】（状態(c-4)）以上の処理で割り込み処理
が終了する。割り込み処理の終了により、システムコー
ルset_flg(1)の処理が再開される。割り込み処理が発生
したのは、ステップＳ４０７であるので、set_flg(1)の
処理はステップＳ４０８から再開する。ここで割り込み
処理におけるステップＳ４０８〜ステップＳ４０９によ
り、TCB1が次回処理対象に設定されたので、リンク構造
データの処理をTCB1からやり直す。即ち、ステップＳ４
０４がYesになるまで、ステップＳ４０４〜ステップＳ
４０９が繰り返し行われる。

【００７２】ステップＳ４０４〜ステップＳ４０９の繰
り返しにより、リンク構造データは最終的に状態(c-4)
に示すものとなる。続いて割り込まれた側の処理におい
てリンク構造データに新たなTCBが挿入された場合の処
理の具体例について図１０を参照しながら説明する。 （状態(d-1)）図１０に示すように、リンク構造データ
にはTCB2−TCB3−TCB4が配置されており、リンクヘッダ
９０には、TCB1が設定されている。ここでシステムコー
ル set_flg(1)が呼び出だされたので、システムコール
サービス１４１はリンクヘッダ９０における事象フラグ
値９３に値"1"を設定する。また次回処理対象データア
ドレス記憶領域１０５にはTCB2が設定されている。TCB
2、TCB3、TCB4間のリンク情報９４は、各タスクの優先
度順に設定されているものとする。ここで優先度は、各
タスクの番号に等しいものとし、このタスク番号が少な
いもの程、優先度は高いと考える。

【００７３】またこれらのタスクは、それぞれ事象フラ
グが"2","1","3"に設定されるのを待っている。この状
態で、set_flg(1)が発生して事象フラグが"1"に設定さ
れたものとする。この場合、事象フラグが"1"に設定さ
れるのを待っていたTCB3を事象成立待ち状態から解除す
る必要がある。ステップＳ４０１〜ステップＳ４０２に
より、TCB2が先ず今回処理対象となる。TCB2が今回処理
対象に設定されると、リンク構造データは状態(d-1)に
示すようになる。

【００７４】（状態(d-2)）今回処理対象が終了ではな
いので、ステップＳ４０４はNoとなり、ステップＳ４０
５に移行する。ステップＳ４０５では、TCB2のリンク情
報９４に設定されているTCB3を次回処理対象データアド
レス記憶領域１０５にコピーする。これにより、次回処
理対象はTCB3となる。次回処理対象を設定した後、ステ
ップＳ４０６においてタスク2の処理を実行する。ここ
でもし事象フラグの値と、これから実行しようとしてい
るタスクの待ち条件解除情報９５とが一致すれば、当該
タスクの事象成立待ち状態は解除される。しかしタスク
2の待ち条件解除情報９５の値は"2"であり、事象フラグ
の値は"1"なので、不一致となり、TCB2はリンク構造デ
ータから解除されることなくリンク構造データに残存す
る。タスク2の実行をスキップした後、ステップＳ４０
７に移行する。ステップＳ４０７では割り込み処理を許
可する。このように割り込み処理を許可した時点の直後
に割り込み処理が発生したものとする。

【００７５】（状態(d-3)）この割り込み処理の発生時
には、ステップＳ６０１の処理に移行する。ここでステ
ップＳ６０２の割り込み処理実行時においてシステムコ
ールwait_flg(task1)が呼出されたものとする。wait_fl
g(task1)とは、タスク1を事象成立待ち状態として新た
にリンク構造データに追加するシステムコールであり、
このwait_flg(task1)の実行により、TCB1がリンク構造
データに追加されてステップＳ６０３に移行する。ここ
でTCB1がリンク構造データに追加されたので、リンク構
造データに変更が生じたことになり、ステップＳ６０３
がYesとなる。ステップＳ６０３がYesとなれば、ステッ
プＳ６０４においてリンク先頭データアドレス記憶領域
９２に示されているTCB1を次回処理対象データアドレス
記憶領域１０５に設定する。この時点で、次回処理対象
データアドレス記憶領域１０５はTCB1と設定される。

【００７６】（状態(d-4)）以上の処理で割り込み処理
が終了する。割り込み処理の終了により、set_flg(1)の
処理が再開される。割り込み処理が発生したのは、ステ
ップＳ４０７であるので、set_flg(1)の処理をステップ
Ｓ４０８から再開する。ここで割り込み処理におけるス
テップＳ４０８〜ステップＳ４０９により、TCB1が次回
処理対象に設定されたので、リンク構造データの処理を
TCB1からやり直す。即ち、ステップＳ４０４がYesにな
るまで、ステップＳ４０４〜ステップＳ４０９が繰り返
し行われる。

【００７７】ステップＳ４０４〜ステップＳ４０９の繰
り返しにより、リンク構造データは最終的に状態(d-4)
に示すものとなる。以上のように本実施形態によれば、
割り込み禁止時間の短縮化を行う際のシステムコール処
理時間の増加を最少限に留めることができるとともに、
タスクに付加した優先度の趣旨通りにタスク制御が行わ
れない時間を短縮化することができ、OSの実行時間をあ
まり考慮する必要はない。これによりリアルタイムシス
テム構築におけるアプリケーション設計が効率化され
る。

【００７８】（第２実施形態）第１実施形態では、次回
処理対象記憶領域をリンク先頭データアドレス記憶領域
９２に示されているものに設定していたが、第２実施形
態では、割り込まれた側の処理において最後に実行され
ていたTCBの次のTCBから、割り込んだ側の処理を再開す
るように構成された実施形態である。

【００７９】図７は、割り込んだ側の処理におけるシス
テムコール処理部２０１の構成を機能的に示すブロック
図である。上記のような再開処理のため、図７に示すブ
ロックでは、図３に記載したブロック図に、システムコ
ール処理中に割り込んだ他のシステムコール処理のブロ
ック図が追加されている。ただし、図３に既に示した部
分は省略してある。

【００８０】図７に示すように、第２実施形態における
システムコールサービス１４１は、メイン制御部７０１
と、処理再開データ位置記憶部７０２と、データ処理部
７０３と、リンク構造データ変更判定部７０４と、処理
再開データ位置決定部７０５と、処理再開データ位置記
憶領域７１０とからなる。メイン制御部７０１は、割り
込み処理から呼び出されたシステムコール処理の開始か
ら終了までの一連の処理を、各制御部を用いて実行す
る。

【００８１】処理再開データ位置記憶部７０２は、リン
クヘッダの次回処理対象データアドレス記憶領域１０５
に格納されている次回処理対象データアドレスを処理再
開データ位置として、処理再開データ位置記憶領域７１
０に格納する。それと共に、この再開対象の優先度と、
再開対象のリンク先とを処理再開データ位置記憶領域７
１０に保存する。

【００８２】データ処理部７０３は、リンク構造データ
内の任意のTCBに対応するタスクに関する処理を行う。
リンク構造データ変更判定部７０４は、データ処理部７
０３において、リンク構造が変更されたか否かの判定を
行う。処理再開データ位置決定部７０５は、リンク構造
データ変更判定部７０４にてリンク構造が変更されたと
判断された場合に、次回処理対象データアドレス記憶領
域１０５に処理再開のために最適なリンクデータアドレ
スを設定する。

【００８３】図７のブロック図に示したように構成され
た第２実施形態に係るシステムコール処理部２０１の処
理を図８に示すフローチャートを用いて更に詳細に説明
する。なお、図８のフローチャートは、図４に示した第
１実施形態の割り込んだ側の処理のフローチャートに、
システムコール処理中に割り込んだ他のシステムコール
処理のフローチャートを追加したものである。

【００８４】任意のシステムコールにてデータ処理が完
了し、一時的に割り込みの受け付けを許可した時点（ス
テップＳ４０７とステップＳ４０８の間）で外部割り込
みが発生し、呼び出された割り込み処理の中からシステ
ムコールが呼び出され、システムコールの処理を開始す
る。まず、ステップＳ８０２において処理再開データ位
置記憶部７０２がリンクヘッダの次回処理対象データア
ドレス記憶領域１０５に格納されている次回処理対象デ
ータアドレスを再開対象として、処理再開データ位置記
憶領域７１０に格納する。それと共に、この再開対象の
優先度と、再開対象のリンク先とを処理再開データ位置
記憶領域７１０に保存する。

【００８５】次に、ステップＳ８０３では、データ処理
部７０３が今回処理対象データに関する処理を行う。こ
こでの処理では、リンクの任意な位置にデータを追加し
たり、リンク構造データ内のTCBをリンクから解除した
り、あるいはリンク構造データとは無関係の処理を実行
したりする。ステップＳ８０４においてデータ処理を行
った後、リンク構造データ変更判定部７０４によりデー
タ処理がリンク構造データのリンク情報を変更したか否
かを判定し、リンク情報が変更されていなければシステ
ムコール処理を終了し（８０４−変更無）、リンク情報
が変更されていれば処理を継続する（８０４−変更
有）。

【００８６】リンク情報が変更されていた場合、ステッ
プＳ８０５では、ステップＳ８０４のデータ処理におい
て再開対象がリンク構造データから解除されたかを判定
する。そうでないならステップＳ８０７に移行するが、
そうならばステップＳ８０６に移行する。ステップＳ８
０６では、ステップＳ８０４のデータ処理において、タ
スクの事象成立待ち状態を解除する旨のシステムコール
が実行され、再開対象が解除された場合、保存されてい
た再開対象のリンク先を次回処理対象として設定する。

【００８７】ステップＳ８０７では、ステップＳ８０４
のデータ処理においてリンク構造データにタスクが挿入
されたかを判定する。ステップＳ８０８では、再開対象
と新たに挿入されたタスクの優先度のどちらが高いかを
判定する。再開対象の優先度が高いならステップＳ８１
０に移行するが、新たに挿入されたタスクの優先度が高
いならばステップＳ８０９に移行する。

【００８８】ステップＳ８０９では、新たに挿入された
タスクを次回処理対象として設定する。ステップＳ８１
０では、再開対象を次回処理対象として設定する。続い
て図８のフローチャートにおける処理の一例について、
図１１の説明図を参照しながら説明する。図１１は、リ
ンク構造データが図８のフローチャートに示す処理によ
り変更される様子を示す図である。

【００８９】（状態(c-1)）図１１に示すように、リン
ク構造データにはTCB1−TCB2−TCB3−TCB4が配置されて
おり、リンクヘッダ９０には、TCB1が設定されている。
また事象フラグ値９３には"1"が設定されている。また
次回処理対象データアドレス記憶領域１０５にはTCB1が
設定されている。TCB1、TCB2、TCB3、TCB4は、それぞれ
事象フラグが"2","2","1","3"に設定されるのを待って
いる。この状態で、set_flg(1)が発生して事象フラグ
が"1"に設定されたものとする。この場合、事象フラグ
が"1"に設定されるのを待っていたTCB4を事象成立待ち
状態から解除する必要がある。ステップＳ４０１〜ステ
ップＳ４０２により、TCB1が先ず今回処理対象となる。
このようにTCB1が今回処理対象に設定されると、リンク
構造データは状態(c-1)に示すようになる。

【００９０】今回処理対象が終了ではないので、ステッ
プＳ４０４はNoとなり、ステップＳ４０５に移行する。
ステップＳ４０５では、TCB1のリンク情報９４に設定さ
れているTCB2を次回処理対象データアドレス記憶領域１
０５にコピーする。これにより次回処理対象はTCB2とな
る。次回処理対象を設定した後、ステップＳ４０６にお
いてタスク1の処理を実行しようとする。ここでもし事
象フラグの値と、これから実行しようとしているタスク
の待ち条件解除情報９５とが一致すれば、当該タスクの
事象成立待ち状態は解除される。しかしタスク1の待ち
条件解除情報９５の値は"2"であり、事象フラグの値は"
1"なので、不一致となり、TCB1はリンク構造データから
解除されることなくリンク構造データに残存する。タス
ク1の実行をスキップした後、ステップＳ４０７に移行
する。ステップＳ４０７では割り込み処理を許可する。
このように割り込み処理を許可した時点の直後に割り込
み処理が発生したものとする。

【００９１】（状態(c-2)）この割り込み処理の発生時
には、ステップＳ８０１の処理に移行する。ここでステ
ップＳ８０２において再開対象にTCB2を設定し、この再
開対象の優先度と、再開対象のリンク先となるTCB3とを
保存する。再開対象を設定し、再開対象の優先度及び再
開対象のリンク先の保存後、ステップＳ８０３において
割り込み処理を実行する。この割り込み処理実行時にお
いてシステムコールrel_wait(task2)が呼び出されたも
のとする。このrel_wait(task2)の実行により、TCB2が
リンク構造データから解除されてステップＳ８０４に移
行する。TCB2がリンク構造データから解除されたので、
リンク構造データに変更が生じたことになり、ステップ
Ｓ８０４がYesとなる。ステップＳ８０４がYesとなれ
ば、ステップＳ８０５に移行する。rel_wait(task2)に
より解除されたのはTCB2なので、rel_wait(task2)によ
り、再開時に次回処理対象となるTCBが消滅してしまっ
たことになる。そのため、ステップＳ８０５がYesとな
りステップＳ８０６に移行する。ここで再開対象は解除
されたが、この再開対象のリンク先であったTCB3は、ス
テップＳ８０２において保存されている。ステップＳ８
０６では、このリンク先であるTCB3を次回処理対象とし
て矢印a1に示すように設定する。

【００９２】（状態(c-3)）以上の処理で割り込み処理
が終了する。割り込み処理の終了により、set_flg(1)の
処理が再開される。割り込み処理が発生したのは、ステ
ップＳ４０７であるので、set_flg(1)の処理はステップ
Ｓ４０８から再開する。ここで割り込み処理におけるス
テップＳ４０８〜ステップＳ４０９により、TCB3が次回
処理対象に設定されたので、リンク構造データの処理を
TCB3からやり直す。即ち、ステップＳ４０４がYesにな
るまで、ステップＳ４０４〜ステップＳ４０９が繰り返
し行われる。

【００９３】尚、リンク構造データから解除されたTCB
が再開対象以外である場合、次回処理対象の設定は行わ
ない。続いて図１２のフローチャートの処理の一例につ
いて、図１２の説明図を参照しながら説明する。図１２
は、リンク構造データが図８のフローチャートに示す処
理により変更される様子を示す図である。

【００９４】（状態(d-1)）リンク構造データにはTCB2
−TCB3−TCB4が配置されており、リンクヘッダ９０のリ
ンク先頭データアドレス記憶領域９２には、TCB2が設定
されている。また事象フラグ値９３には"1"が設定され
ている。また次回処理対象データアドレス記憶領域１０
５にはTCB3が設定されている。TCB2、TCB3、TCB4は、そ
れぞれ事象フラグが"2","1","3"に設定されるのを待っ
ている。この状態で、set_flg(1)が発生して事象フラグ
が(1)に設定されたものとする。この場合、事象フラグ
が"1"に設定されるのを待っていたTCB3を事象成立待ち
状態から解除する必要がある。ステップＳ４０１〜ステ
ップＳ４０２により、TCB1が先ず今回処理対象となる。
このようにTCB1が今回処理対象に設定されると、リンク
構造データは状態(d-1)に示すようになる。

【００９５】今回処理対象が終了ではないので、ステッ
プＳ４０４はNoとなり、ステップＳ４０５に移行する。
ステップＳ４０５では、TCB1のリンク情報９４に設定さ
れているTCB2を次回処理対象データアドレス記憶領域１
０５にコピーする。これにより、次回処理対象はTCB2と
なる。次回処理対象を設定した後、ステップＳ４０６に
おいてタスク2の処理を実行する。ここでもし事象フラ
グの値と、これから実行しようとしているタスクの待ち
条件解除情報９５とが一致すれば、当該タスクの事象成
立待ち状態は解除される。しかしタスク2の待ち条件解
除情報９５の値は"2"であり、事象フラグの値は"1"なの
で、不一致となり、TCB1はリンク構造データから解除さ
れることなくリンク構造データに残存する。タスク2の
実行をスキップした後、ステップＳ４０７に移行する。
ステップＳ４０７では割り込み処理を許可する。このよ
うに割り込み処理を許可した時点の直後に割り込み処理
が発生したものとする。

【００９６】（状態(d-2)）この割り込み処理の発生時
には、ステップＳ８０１の処理に移行する。ここでステ
ップＳ８０２において再開対象にTCB2を設定し、この再
開対象の優先度と、リンク先（TCB3）とを保存する。再
開対象の設定及び再開対象のリンク先の保存後、ステッ
プＳ８０３において割り込み処理を実行する。この割り
込み処理実行時においてシステムコールwait_flg(task
1)が呼出されたものとする。このwait_flg(task1)の実
行により、TCB1がリンク構造データに追加されてステッ
プＳ８０４に移行する。TCB1が追加されたので、リンク
構造データに変更が生じたことになり、ステップＳ８０
４がYesとなる。ステップＳ８０４がYesとなれば、ステ
ップＳ８０５に移行する。ここではTCBが挿入されたの
でステップＳ８０５はNoとなりステップＳ８０７に移行
する。ステップＳ８０７がYesとなってステップＳ８０
８に移行する。ステップＳ８０８では、再開対象と、新
たに挿入されたタスクとの優先度を比較する。ここで、
新規に挿入されたTCB1の方が優先度が高いので、新規に
挿入されたTCBは再開対象以前に配置されたことがわか
る。優先度がより高いTCBが挿入されたので、リンク構
造データにおいて新規に挿入されたTCBから処理をやり
直すべく、ステップＳ８０９では、挿入対象であるTCB1
を次回処理対象として矢印a2に示すように設定する。

【００９７】(状態d-3)以上の処理で割り込み処理が終
了する。割り込み処理の終了により、割り込まれた側の
処理が再開される。割り込み処理が発生したのは、ステ
ップＳ４０７であるので、ステップＳ４０８から再開す
る。ここで割り込み処理におけるステップＳ４０８〜ス
テップＳ４０９により、TCB1が次回処理対象に設定され
たので、リンク構造データの処理をTCB1からやり直す。
即ち、ステップＳ４０４がYesになるまで、ステップＳ
４０４〜ステップＳ４０９が繰り返し行われる。

【００９８】上記の処理において、再開対象より前にTC
Bが挿入されたなら、その新たに挿入されたTCBが次回処
理対象に設定される。また、再開対象より後にTCBが挿
入されたなら、次回処理対象を変更する必要はない。以
上のように本実施形態によれば、割り込まれた側の処理
において最後に実行されていたTCBの次のTCBから、割り
込まれた側の処理を再開するので、割り込まれた側の処
理における処理の進捗を向上させることができる。

【００９９】（第３実施形態）第２実施形態ではリンク
構造データにおいてTCBが結合されていたが、第３実施
形態ではメモリ管理ブロックがリンク構造データに結合
されている。ここでリンク構造データに結合されるメモ
リ管理ブロックは、タスクに割り当てられていないフリ
ーのメモリブロックを示すものである。即ち、フリーメ
モリブロックは、サイズが小さい順にリンク構造データ
において配置され、フリーブロックを示すものとして、
タスクに割り当てられるのを待つ。

【０１００】この状態で、何れかのタスクがget_blkを
発行すれば、このget_blkに示される要求を満たすサイ
ズのフリーメモリブロックのうち、最小のものをリンク
構造データから探索して、発行元のタスクに割り当て
る。図１３（ａ）（ｂ）は第３実施形態におけるメモリ
管理ブロックの割り当て処理の一例を示す図である。図
１３（ａ）（ｂ）は第３実施形態におけるメモリ管理ブ
ロックの割り当て処理の一例を示す図である。

【０１０１】図１３（ａ）に示すようにサイズ"350"の
フリーメモリブロックを求めるget_blkが何れかのタス
クから発行された場合、メモリ管理ブロックBLK1→メモ
リ管理ブロックBLK2→メモリ管理ブロックBLK3→メモリ
管理ブロックBLK4の順で探索が行われ、メモリ管理ブロ
ックBLK4が割り当て対象となる。このようにメモリ管理
ブロックBLK4を割当対象とすることが確定した段階で割
り込み処理が発生したものとする。この割り込み処理に
おいて、rel_blk(350)が発行されたものとする。このre
l_blk(350)は、サイズ"350"のフリーメモリブロックを
開放する旨のシステムコールであり、このシステムコー
ルが実行されたことにより、リンク構造データは図１３
（ｂ）に示すものとなる。図１３（ｂ）を参照すると、
メモリ管理ブロックBLK3とメモリ管理ブロックBLK4との
間にメモリ管理ブロックBLK5が挿入されていることがわ
かる。このようにフリーメモリブロックが挿入されれ
ば、第２実施形態と同様、新規に挿入されたフリーメモ
リブロックと、再開対象として保存したフリーメモリブ
ロックとの優先度を比較し、再開対象を更新すべきか否
かを決定する。ここでメモリ管理ブロックBLK4のサイズ
は"400"であり、メモリ管理ブロックBLK5のサイズは"35
0"である。これらのサイズを優先度と考えて比較を行え
ば、メモリ管理ブロックBLK5の優先度が高いことがわか
る。そのため、ステップＳ８０９において、メモリ管理
ブロックBLK5を再開対象に設定して、割り込み処理を終
了し、割り込まれた側の処理を再開する。

【０１０２】第２実施形態の手順で次回処理対象を設定
したが、第１実施形態同様、リンクヘッダ９０のリンク
先頭データアドレス記憶領域９２に設定されているフリ
ーメモリブロックを次回処理対象データアドレス記憶領
域１０５に設定してもよい。尚第１〜第３実施形態にお
いて説明したオペレーティングシステムをコンピュータ
読み取り可能な記録媒体に記録して流通・販売の対象に
しても良い。このような記録媒体には、ICカードや光デ
ィスク、フロッピーディスク等があるが、これらに記録
された機械語プログラムはプロセッサ、メモリを有する
機器にインストールされることにより利用に供される。
この機器は、インストールした機械語プログラムを逐次
実行して、本実施形態に示した制御ブロック処理装置の
機能を実現するのである。

【０１０３】

【発明の効果】以上説明したように本発明は、リンク情
報を用いて結合されている複数の制御ブロックからなる
リンク構造データと、複数の制御ブロックのうち何れか
の制御ブロックのアドレスが書き込まれるアドレス記憶
領域と、アドレス記憶領域にアドレスが書き込まれてい
る制御ブロックを今回処理対象として確定する動作と、
その制御ブロックのリンク先の制御ブロックを次回処理
対象として確定して、当該次回処理対象のアドレスをア
ドレス記憶領域に書き込む動作とをリンク構造データに
おける全ての制御ブロックについて繰り返す処理対象確
定手段と、今回処理対象が確定される度に、この今回処
理対象についての処理を行う処理手段と、今回処理対象
についての処理が行われてから、次の今回処理対象が確
定されるまでの期間において割り込み処理の発生を許可
する許可手段とを備え、前記処理対象確定手段は、割り
込み処理を許可した期間において割り込み処理が発生し
た場合に起動され、リンク構造データにおける何れかの
制御ブロックを割り込み処理における今回処理対象とし
て確定すると共に、別の制御ブロックを割り込まれた側
の処理を再開する際に処理すべき次回処理対象として確
定して、当該次回処理対象のアドレスをアドレス記憶領
域に書き込むリエントラントルーチンを有し、割り込み
処理発生後割り込まれた側の処理を再開する場合、及
び、割り込み処理が発生しなかった場合において、アド
レス記憶領域に書き込まれている制御ブロックを今回処
理対象として確定するように構成されている。

【０１０４】割り込み処理発生後割り込まれた側の処理
を再開する場合、割り込み処理が発生しなかった場合の
双方において共通の手順で次回処理対象を確定すること
ができる。次回処理対象の確定手順は共通化され、簡略
化されるので、特開平9-311794に記載された技術のよう
に、割り込まれた側の処理でフラグの監視を行う必要が
なくなる。よって、今回処理対象−次回処理対象の確定
に要する時間を最少限に留めることができる。次回処理
対象確定に要する時間が短縮されれば、制御ブロックに
対応するタスクに割り当て可能なシステム稼動時間が長
くなる。タスクに割り当てられたシステム稼動時間が長
くなれば、その分だけ、システム設計者の負担は軽減さ
れるので、アプリケーションプログラムを効率良く設計
することができる。

【０１０５】また上記装置において、前記複数の制御ブ
ロックのうち、何れかのものは、割り込み処理実行時に
おいて、リンク構造データから解除され、前記リエント
ラントルーチンは、解除されずにリンク構造データに残
った制御ブロックを次回処理対象として確定して、その
アドレスをアドレス記憶領域に書き込むように構成して
も良い。

【０１０６】割り込み処理実行時において何れかの制御
ブロックがリンク構造データから解除された場合、割り
込んだ側の処理において次回処理対象が正常に設定され
るので、割り込まれた側の処理ではフラグを監視する必
要はない。割り込まれた側の処理におけるフラグの監視
負担が軽減するので、不要なフラグ監視による処理時間
の増加によりタスク切り換えまでの時間が軽減させるこ
とができ、アプリケーションに相当するタスクが優先度
どおり制御されない時間を減少させることができる。

【０１０７】また上記装置において、割り込み処理は複
数の事象のうち何れかが制御ブロック処理装置において
成立した際に発生し、制御ブロックのそれぞれには、タ
スクが対応しており、制御ブロックには、これに対応す
るタスクが成立を待っている事象を示す事象情報を有し
ており、前記複数の制御ブロックのうち、その事象情報
が割り込み処理において通知された事象と一致したもの
は、割り込み処理実行時において、実行された後にリン
ク構造データから解除され、前記リエントラントルーチ
ンは、解除されずにリンク構造データに残った制御ブロ
ックを次回処理対象として確定して、そのアドレスをア
ドレス記憶領域に書き込むように構成しても良い。この
ように構成されれば、事象が成立してから、即座に、そ
の事象の成立を待っていたタスクに対して制御を行うこ
とができ、即時応答性を向上させることができる。これ
により、リアルタイムシステムを簡易に構成することが
できる。

【０１０８】また上記装置において、前記リエントラン
トルーチンは、リンク構造データにおいて解除された制
御ブロックのリンク先となる制御ブロックを次回処理対
象として確定して、そのアドレスをアドレス記憶領域に
書き込むように構成しても良い。特開平9-311794に記載
された技術のように、割り込まれたシステムコール処理
においてリンク構造データの先頭から再度処理を行う必
要がなくなるため、割り込みによるシステムコール処理
時間の増加を最少限に留めることができる。

【０１０９】また上記装置において、割り込み処理実行
時において、リンク構造データには何れかのタスクに対
応する制御ブロックが挿入され、前記リエントラントル
ーチンは、割り込まれた側への再開時に実行すべき再開
対象の制御ブロック及び挿入された制御ブロックに対応
するタスクの何れかを先に実行すべきかを決定する決定
部を備え、決定部により決定された制御ブロックを次回
処理対象として確定して、そのアドレスをアドレス記憶
領域に書き込むように構成しても良い。

【０１１０】割り込まれた側の処理を再開する際に、割
り込んだ側の処理側でリンク構造データに挿入されたタ
スク制御ブロックを先に処理すべきか、割り込まれた側
の処理発生前に次に実行されるべきであったタスク制御
ブロックを先に処理すべきかが柔軟に決定されるので、
リアルタイムシステムにおける処理効率を向上させるこ
とができる。

【０１１１】また上記装置において、制御ブロックに
は、それに対応するタスクの優劣に基づいた優先度が付
与されており、前記決定部は、割り込まれた側への再開
時に実行すべき再開対象の制御ブロックと、挿入された
挿入対象の制御ブロックとで優先度を比較して、何れに
対応するタスクの何れを先に実行すべきかを決定するよ
うに構成しても良い。割り込まれた側の処理を再開する
際に、割り込んだ側の処理側でリンク構造データに挿入
されたタスク制御ブロックを先に処理すべきか、割り込
まれた側の処理発生前に次に実行されるべきであったタ
スク制御ブロックを先に処理すべきかを決定するに際し
て、予め定められた優先度が参照されるので、優先度通
りにシステムを動作させることができる。

【０１１２】また上記装置において、リンク構造データ
は、複数のタスクのうち、最初に実行すべきタスクに対
応する制御ブロックを示すリンクヘッダを有しており、
リエントラントルーチンは、解除されずにリンク構造デ
ータに残った制御ブロックのうち、リンクヘッダに示さ
れる制御ブロックを次回処理対象として確定して、その
アドレスをアドレス記憶領域に書き込むように構成して
も良い。割り込み処理から呼び出されたシステムコール
処理においてリンク構造データの整合性を保つために必
要な前記外部参照可能なメモリに設定するデータの選定
処理が不要となるため、割り込み処理の高速化が図れ
る。

【０１１３】また上記装置において、制御ブロック処理
装置は、複数のタスクと、空きのメモリブロックである
フリーメモリブロックとを有し、各制御ブロックは、複
数のフリーメモリブロックのそれぞれと対応しており、
前記処理手段は、今回処理対象となる制御ブロックに対
応するフリーメモリブロックを、何れかのタスクに割り
当てる割当部を備えるように構成しても良い。このよう
に構成した場合、フリーメモリブロックを何れかのタス
クに効率良く割り当てることができる。

【０１１４】また上記装置において、前記複数の制御ブ
ロックのうち、何れかのものは、割り込み処理実行時に
おいて、リンク構造データから解除され、前記リエント
ラントルーチンは、解除されずにリンク構造データに残
った制御ブロックを次回処理対象として確定して、その
アドレスをアドレス記憶領域に書き込むように構成して
も良い。割り込み処理実行時において何れかのメモリ制
御ブロックがリンク構造データから解除された場合、割
り込んだ側の処理において次回処理対象が正常に設定さ
れるので、割り込まれた側の処理はフラグ情報を監視す
る必要はない。割り込まれた側の処理におけるフラグ情
報の監視負担が軽減するので、不要なフラグ監視による
処理時間の増加によりタスク切り換えまでの時間が軽減
するので、アプリケーションに相当するタスクが優先度
どおり制御されない時間を減少させることができる。

【０１１５】また上記装置において、前記リエントラン
トルーチンは、リンク構造データにおいて解除された制
御ブロックのリンク先となる制御ブロックを次回処理対
象として確定して、そのアドレスをアドレス記憶領域に
書き込むように構成しても良い。特開平9-311794に記載
された技術のように、割り込まれたシステムコール処理
においてリンク構造データの先頭から再度処理を行う必
要がなくなるため、割り込みによるシステムコール処理
時間の増加を最少限に留めることができる。

【０１１６】また上記装置において、前記割り込み処理
実行時において、リンク構造データには何れかのフリー
メモリブロックに対応する制御ブロックが挿入され、前
記リエントラントルーチンは、割り込まれた側の処理の
再開時に割り当てるべき再開対象の制御ブロック及び挿
入された制御ブロックに対応するフリーメモリブロック
の何れを先にタスクに割り当てるべきかを決定する決定
部を備え、決定部により決定された制御ブロックを次回
処理対象として確定して、そのアドレスをアドレス記憶
領域に書き込むように構成しても良い。割り込まれた側
の処理を再開する際に、割り込んだ側の処理側でリンク
構造データに挿入されたメモリ制御ブロックを先にタス
クに割り当てるべきか、割り込まれた側の処理発生前に
次に実行されるべきであったメモリ制御ブロックを先に
タスクに割り当てるべきかが柔軟に決定されるので、リ
アルタイムシステムにおける処理効率を向上させること
ができる。

【０１１７】また上記装置において、制御ブロックに
は、それに対応するフリーメモリブロックのメモリサイ
ズに基づいた優先度が付与されており、前記決定部は、
割り込まれた側への再開時にタスクに割り当てるべき再
開対象の制御ブロックと、挿入された挿入対象の制御ブ
ロックとで優先度を比較して、何れに対応するフリーメ
モリブロックの何れを先にタスクに割り当てるべきかを
決定するように構成しても良い。割り込まれた側の処理
を再開する際に、割り込んだ側の処理側でリンク構造デ
ータに挿入されたメモリ制御ブロックを先にタスクに割
り当てるか、割り込まれた側の処理発生前に次にタスク
に割り当てるべきであったメモリ制御ブロックを先に処
理すべきかを決定するに際して、フリーメモリブロック
のサイズが参照されるので、サイズの順序でフリーメモ
リブロックを各タスクに割り当てることができる。

【０１１８】また上記装置において、リンク構造データ
は、複数のフリーメモリブロックのうち、最初にタスク
に割り当てるべきフリーメモリブロックに対応する制御
ブロックのアドレスを示すリンクヘッダを有しており、
第１割当部は、解除されずにリンク構造データに残った
制御ブロックのうち、リンクヘッダに示される制御ブロ
ックのアドレスを大域的領域に書き込むように構成して
も良い。割り込み処理から呼び出されたシステムコール
処理においてリンク構造データの整合性を保つために必
要な前記外部参照可能なメモリに設定するデータの選定
処理が不要となるため、割り込み処理の高速化が図れ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】オペレーティングシステムを搭載したコンピュ
ータ装置の一例を示したブロック図である。

【図２】メモリ装置１０４の外部参照領域に配置されて
いるリンクヘッダ９０、リンク構造データの一例を示す
図である。

【図３】割り込み処理により割り込まれる側の処理にお
けるシステムコール処理部２０１の構成を機能的に示す
ブロック図である。

【図４】割り込み処理により割り込まれる側の処理にお
けるシステムコール処理部２０１の処理内容を示すフロ
ーチャートである。

【図５】割り込み処理を行うシステムコール処理部２０
１の機能を示すブロック図である。

【図６】図４に示す割り込まれた側の処理のフローチャ
ートに、システムコール処理中に割り込んだ他のシステ
ムコール処理のフローチャートを追加した図である。

【図７】割り込んだ側の処理におけるシステムコール処
理部２０１の構成を機能的に示すブロック図である。

【図８】図４に示した第１実施形態の割り込んだ側の処
理のフローチャートに、システムコール処理中に割り込
んだ他のシステムコール処理のフローチャートを追加し
た図である。

【図９】次回処理対象データアドレス記憶領域１０５が
更新されてゆく様子状態(c-1)、状態(c-2)、状態(c-
3)、状態(c-4)を示す図である。

【図１０】リンク構造データにはTCB2−TCB3−TCB4が配
置されており、リンクヘッダ９０には、TCB1が設定され
ている状態を示す図である。

【図１１】リンク構造データが図８のフローチャートに
示す処理により変更される様子を示す図である。

【図１２】リンク構造データが図８のフローチャートに
示す処理により変更される様子を示す図である。

【図１３】第３実施形態におけるフリーメモリブロック
の割り当て処理の一例を示す図である。

【図１４】OSの基本機能を説明するためのブロック図で
あり、タスクの実行順序管理、フリーメモリブロックの
割当順序管理に直接関係する機能ブロックを示す図であ
る。

【図１５】リエントラントルーチンを説明するための図
である。

【図１６】リンクヘッダ９０と、複数のTask Control B
lock(TCB)からなるリンク構造データの一例を示す図で
ある。

【図１７】図１１に示したリンク構造データに基づい
て、今回処理対象記憶領域、次回処理対象記憶領域が更
新されてゆく様子（状態(a-1)、状態(a-2)、状態(a-
3)、状態(a-4)・・・・・・状態(a-7)）を示す図である。

【図１８】リンク構造データに示される複数のタスクが
順次実行されてゆく様子を示す図である。

【図１９】割り込み処理発生の許可区間、禁止区間を設
けた図である。

【図２０】割り込み処理発生時のメモリ領域の割り当て
を示す図である。

【図２１】割り込み処理許可区間において割り込み処理
が発生し、この割り込み処理において事象フラグを"2"
に設定する旨のシステムコール"set_flg(2)"が呼び出さ
れた場合に今回処理対象記憶領域、次回処理対象記憶領
域がどのように変化するかを示す図である

【図２２】割り込み処理許可区間において割り込み処理
が発生し、この割り込み処理においてシステムコール"s
et_flg(2)"が呼び出された場合にリンク構造データがど
のように変化するかを示す図である。

【図２３】割り込み処理許可区間において割り込み処理
が発生し、この割り込み処理においてシステムコールサ
ービス set_flg(2)が呼び出された場合に今回処理対象
記憶領域、次回処理対象記憶領域がどのように変化する
かを示す図である。

【図２４】割り込み処理許可区間において割り込み処理
が発生し、この割り込み処理においてシステムコールサ
ービス set_flg(2)が呼び出された場合にリンク構造デ
ータと、フラグ情報とがどのように変化するかを示す図
である。

【符号の説明】

９０ リンクヘッダ ９２ リンク先頭データアドレス記憶領域 ９３ 事象フラグ値 ９４ リンク情報 ９５ 条件解除情報 １０１ プログラム制御装置 １０２ 入力装置 １０３ 出力装置 １０４ メモリ装置 １０５ 次回処理対象データアドレス記憶領域 １１１ 入出力制御 １１２ 処理部 １１３ タスク １４１ システムコールサービス ２０１ システムコール処理部 ２０２ タスクスケジューラ ２０３ ディスパッチャ ３０１ メイン制御部 ３０２ 割り込み制御部 ３０３ 今回処理対象データアドレス取得部 ３０４ データ処理終了判定部 ３０５ 次回処理対象データ決定部 ３０６ データ処理部 ３１０ 今回処理対象データアドレス記憶領域 ５０１ メイン制御部 ５０２ データ処理部 ５０３ リンク構造データ変更判定部 ５０４ 次回処理対象データアドレス初期化部 ７０１ メイン制御部 ７０２ 処理再開データ位置記憶部 ７０３ データ処理部 ７０４ リンク構造データ変更判定部 ７０５ 処理再開データ位置決定部 ７１０ 処理再開データ位置記憶領域

Claims (26)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 リンク情報を用いて結合されている複数
   の制御ブロックからなるリンク構造データと、 複数の制御ブロックのうち何れかの制御ブロックのアド
   レスが書き込まれるアドレス記憶領域と、 アドレス記憶領域にアドレスが書き込まれている制御ブ
   ロックを今回処理対象として決定する動作と、その制御
   ブロックのリンク先の制御ブロックを次回処理対象とし
   て決定して、当該次回処理対象のアドレスをアドレス記
   憶領域に書き込む動作とをリンク構造データにおける全
   ての制御ブロックについて繰り返す処理対象決定手段
   と、 今回処理対象が決定される度に、この今回処理対象につ
   いての処理を行う処理手段と、 今回処理対象についての処理が行われてから、今回処理
   対象が次に決定されるまでの期間において割り込み処理
   の発生を許可する許可手段とを備え、 前記処理対象決定手段は、 割り込み処理を許可した期間において割り込み処理が発
   生した場合に起動され、リンク構造データにおける何れ
   かの制御ブロックを割り込み処理における今回処理対象
   として決定すると共に、別の制御ブロックを割り込まれ
   た側の処理を再開する際に処理すべき次回処理対象とし
   て決定して、当該次回処理対象のアドレスをアドレス記
   憶領域に書き込むリエントラントルーチンを有し、 割り込み処理発生後割り込まれた側の処理を再開する場
   合、及び、割り込み処理が発生しなかった場合におい
   て、アドレス記憶領域にアドレスが書き込まれている制
   御ブロックを今回処理対象として決定することを特徴と
   する制御ブロック処理装置。
2. 【請求項２】 前記複数の制御ブロックのうち、何れか
   のものは、割り込み処理実行時において、リンク構造デ
   ータから解除され、 前記リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックを
   次回処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス
   記憶領域に書き込むことを特徴とする請求項１記載の制
   御ブロック処理装置。
3. 【請求項３】 割り込み処理は複数の事象のうち何れか
   が制御ブロック処理装置において成立した際に発生し、 制御ブロックのそれぞれには、タスクが対応しており、
   制御ブロックには、これに対応するタスクが成立を待っ
   ている事象を示す事象情報を有しており、 前記複数の制御ブロックのうち、その事象情報が割り込
   み処理において通知された事象と一致したものは、割り
   込み処理実行時において、実行された後にリンク構造デ
   ータから解除され、 前記リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックを
   次回処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス
   記憶領域に書き込むことを特徴とする請求項２記載の制
   御ブロック処理装置。
4. 【請求項４】 前記リエントラントルーチンは、 リンク構造データにおいて解除された制御ブロックのリ
   ンク先となる制御ブロックを次回処理対象として決定し
   て、そのアドレスをアドレス記憶領域に書き込むことを
   特徴とする請求項３記載の制御ブロック処理装置。
5. 【請求項５】 割り込み処理実行時において、リンク構
   造データには何れかのタスクに対応する制御ブロックが
   挿入され、 前記リエントラントルーチンは、 割り込まれた側への再開時に実行すべき再開対象の制御
   ブロック及び挿入された制御ブロックに対応するタスク
   の何れかを先に実行すべきかを決定する決定部を備え、 決定部により決定された制御ブロックを次回処理対象と
   して決定して、そのアドレスをアドレス記憶領域に書き
   込むことを特徴とする請求項４記載の制御ブロック処理
   装置。
6. 【請求項６】 制御ブロックには、それに対応するタス
   クの優劣に基づいた優先度が付与されており、 前記決定部は、 割り込まれた側への再開時に実行すべき再開対象の制御
   ブロックと、挿入された挿入対象の制御ブロックとで優
   先度を比較して、何れに対応するタスクの何れを先に実
   行すべきかを決定することを特徴とする請求項１〜５の
   何れかに記載の制御ブロック処理装置。
7. 【請求項７】 リンク構造データは、複数のタスクのう
   ち、最初に実行すべきタスクに対応する制御ブロックを
   示すリンクヘッダを有しており、 リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックの
   うち、リンクヘッダに示される制御ブロックを次回処理
   対象として決定して、そのアドレスをアドレス記憶領域
   に書き込むことを特徴とする請求項６記載の制御ブロッ
   ク処理装置。
8. 【請求項８】 制御ブロック処理装置は、複数のタスク
   と、空きのメモリブロックであるフリーメモリブロック
   とを有し、 各制御ブロックは、複数のフリーメモリブロックのそれ
   ぞれと対応しており、 前記処理手段は、 今回処理対象となる制御ブロックに対応するフリーメモ
   リブロックを、何れかのタスクに割り当てる割当部を備
   えることを特徴とする請求項１記載の制御ブロック処理
   装置。
9. 【請求項９】 前記複数の制御ブロックのうち、何れか
   のものは、割り込み処理実行時において、リンク構造デ
   ータから解除され、 前記リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックを
   次回処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス
   記憶領域に書き込むことを特徴とする請求項８記載の制
   御ブロック処理装置。
10. 【請求項１０】 前記リエントラントルーチンは、 リンク構造データにおいて解除された制御ブロックのリ
    ンク先となる制御ブロックを次回処理対象として決定し
    て、そのアドレスをアドレス記憶領域に書き込むことを
    特徴とする請求項９記載の制御ブロック処理装置。
11. 【請求項１１】 前記割り込み処理実行時において、リ
    ンク構造データには何れかのフリーメモリブロックに対
    応する制御ブロックが挿入され、 前記リエントラントルーチンは、 割り込まれた側の処理の再開時に割り当てるべき再開対
    象の制御ブロック及び挿入された制御ブロックに対応す
    るフリーメモリブロックの何れを先にタスクに割り当て
    るべきかを決定する決定部を備え、 決定部により決定された制御ブロックを次回処理対象と
    して決定して、そのアドレスをアドレス記憶領域に書き
    込むことを特徴とする請求項８〜１０の何れかに記載の
    制御ブロック処理装置。
12. 【請求項１２】 制御ブロックには、それに対応するフ
    リーメモリブロックのメモリサイズに基づいた優先度が
    付与されており、 前記決定部は、 割り込まれた側への再開時にタスクに割り当てるべき再
    開対象の制御ブロックと、挿入された挿入対象の制御ブ
    ロックとで優先度を比較して、何れに対応するフリーメ
    モリブロックの何れを先にタスクに割り当てるべきかを
    決定することを特徴とする請求項１１記載の制御ブロッ
    ク処理装置。
13. 【請求項１３】 リンク構造データは、複数のフリーメ
    モリブロックのうち、最初にタスクに割り当てるべきフ
    リーメモリブロックに対応する制御ブロックのアドレス
    を示すリンクヘッダを有しており、 第１割当部は、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックの
    うち、リンクヘッダに示される制御ブロックのアドレス
    を大域的領域に書き込むことを特徴とする請求項１２記
    載の制御ブロック処理装置。
14. 【請求項１４】 制御ブロック処理プログラムを記録し
    たコンピュータ読み取り可能な記録媒体であって、 前記コンピュータは、 リンク情報を用いて結合されている複数の制御ブロック
    からなるリンク構造データと、 複数の制御ブロックのうち何れかの制御ブロックのアド
    レスが書き込まれるアドレス記憶領域とを備え、 前記制御ブロック処理プログラムは、 アドレス記憶領域にアドレスが書き込まれている制御ブ
    ロックを今回処理対象として決定する動作と、当該制御
    ブロックのリンク先の制御ブロックを次回処理対象とし
    て決定して、当該次回処理対象のアドレスをアドレス記
    憶領域に書き込む動作とをリンク構造データにおける全
    ての制御ブロックについて繰り返す処理対象決定ステッ
    プと、 今回処理対象が決定される度に、この今回処理対象につ
    いての処理を行う処理ステップと、 今回処理対象についての処理が行われてから、今回処理
    対象が次に決定されるまでの期間において割り込み処理
    の発生を許可する許可ステップとを備え、 前記処理対象決定ステップは、 割り込み処理を許可した期間において割り込み処理が発
    生した場合に起動され、リンク構造データにおける何れ
    かの制御ブロックを割り込み処理における今回処理対象
    として決定すると共に、別の制御ブロックを割り込まれ
    た側の処理を再開する際に処理すべき次回処理対象とし
    て決定して、当該次回処理対象のアドレスをアドレス記
    憶領域に書き込むリエントラントルーチンを有し、 割り込み処理発生後割り込まれた側の処理を再開する場
    合、及び、割り込み処理が発生しなかった場合におい
    て、アドレス記憶領域にアドレスが書き込まれている制
    御ブロックを今回処理対象として決定することを特徴と
    するコンピュータ読み取り可能な記録媒体。
15. 【請求項１５】 前記複数の制御ブロックのうち、何れ
    かのものは、割り込み処理実行時において、リンク構造
    データから解除され、 前記リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックを
    次回処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス
    記憶領域に書き込むことを特徴とする請求項１４記載の
    コンピュータ読み取り可能な記録媒体。
16. 【請求項１６】 割り込み処理は複数の事象のうち何れ
    かが制御ブロック処理記録媒体のプログラムにおいて成
    立した際に発生し、 制御ブロックのそれぞれには、タスクが対応しており、
    制御ブロックには、これに対応するタスクが成立を待っ
    ている事象を示す事象情報を有しており、 前記複数の制御ブロックのうち、その事象情報が割り込
    み処理において通知された事象と一致したものは、割り
    込み処理実行時において、実行された後にリンク構造デ
    ータから解除され、 前記リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックを
    次回処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス
    記憶領域に書き込むことを特徴とする請求項１５記載の
    コンピュータ読み取り可能な記録媒体。
17. 【請求項１７】 前記リエントラントルーチンは、 リンク構造データにおいて解除された制御ブロックのリ
    ンク先となる制御ブロックを次回処理対象として決定し
    て、そのアドレスをアドレス記憶領域に書き込むことを
    特徴とする請求項１６記載のコンピュータ読み取り可能
    な記録媒体。
18. 【請求項１８】 割り込み処理実行時において、リンク
    構造データには何れかのタスクに対応する制御ブロック
    が挿入され、 前記リエントラントルーチンは、 割り込まれた側への再開時に実行すべき再開対象の制御
    ブロック及び挿入された制御ブロックに対応するタスク
    の何れかを先に実行すべきかを決定する決定サブステッ
    プを備え、 決定サブステップにより決定された制御ブロックを次回
    処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス記憶
    領域に書き込むことを特徴とする請求項１７記載のコン
    ピュータ読み取り可能な記録媒体。
19. 【請求項１９】 制御ブロックには、それに対応するタ
    スクの優劣に基づいた優先度が付与されており、 前記決定サブステップは、 割り込まれた側への再開時に実行すべき再開対象の制御
    ブロックと、挿入された挿入対象の制御ブロックとで優
    先度を比較して、何れに対応するタスクの何れを先に実
    行すべきかを決定することを特徴とする請求項１４〜１
    ８の何れかに記載のコンピュータ読み取り可能な記録媒
    体。
20. 【請求項２０】 リンク構造データは、複数のタスクの
    うち、最初に実行すべきタスクに対応する制御ブロック
    を示すリンクヘッダを有しており、 リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックの
    うち、リンクヘッダに示される制御ブロックを次回処理
    対象として決定して、そのアドレスをアドレス記憶領域
    に書き込むことを特徴とする請求項１９記載のコンピュ
    ータ読み取り可能な記録媒体。
21. 【請求項２１】 コンピュータ読み取り可能な記録媒体
    は、複数のタスクと、空きのメモリブロックであるフリ
    ーメモリブロックとを有し、 各制御ブロックは、複数のフリーメモリブロックのそれ
    ぞれと対応しており、 前記処理ステップは、 今回処理対象となる制御ブロックに対応するフリーメモ
    リブロックを、何れかのタスクに割り当てる割当サブス
    テップからなることを特徴とする請求項１４記載のコン
    ピュータ読み取り可能な記録媒体。
22. 【請求項２２】 前記複数の制御ブロックのうち、何れ
    かのものは、割り込み処理実行時において、リンク構造
    データから解除され、 前記リエントラントルーチンは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックを
    次回処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス
    記憶領域に書き込むことを特徴とする請求項２１記載の
    コンピュータ読み取り可能な記録媒体。
23. 【請求項２３】 前記リエントラントルーチンは、 リンク構造データにおいて解除された制御ブロックのリ
    ンク先となる制御ブロックを次回処理対象として決定し
    て、そのアドレスをアドレス記憶領域に書き込むことを
    特徴とする請求項２２記載のコンピュータ読み取り可能
    な記録媒体。
24. 【請求項２４】 前記割り込み処理実行時において、リ
    ンク構造データには何れかのフリーメモリブロックに対
    応する制御ブロックが挿入され、 前記リエントラントルーチンは、 割り込まれた側の処理の再開時に割り当てるべき再開対
    象の制御ブロック及び挿入された制御ブロックに対応す
    るフリーメモリブロックの何れを先にタスクに割り当て
    るべきかを決定する決定サブステップを備え、 決定サブステップにより決定された制御ブロックを次回
    処理対象として決定して、そのアドレスをアドレス記憶
    領域に書き込むことを特徴とする請求項２１〜２３の何
    れかに記載のコンピュータ読み取り可能な記録媒体。
25. 【請求項２５】 制御ブロックには、それに対応するフ
    リーメモリブロックのメモリサイズに基づいた優先度が
    付与されており、 前記決定サブステップは、 割り込まれた側への再開時にタスクに割り当てるべき再
    開対象の制御ブロックと、挿入された挿入対象の制御ブ
    ロックとで優先度を比較して、何れに対応するフリーメ
    モリブロックの何れを先にタスクに割り当てるべきかを
    決定することを特徴とする請求項２４記載のコンピュー
    タ読み取り可能な記録媒体。
26. 【請求項２６】 リンク構造データは、複数のフリーメ
    モリブロックのうち、最初にタスクに割り当てるべきフ
    リーメモリブロックに対応する制御ブロックのアドレス
    を示すリンクヘッダを有しており、 第１割当サブステップは、 解除されずにリンク構造データに残った制御ブロックの
    うち、リンクヘッダに示される制御ブロックのアドレス
    を大域的領域に書き込むことを特徴とする請求項２５記
    載のコンピュータ読み取り可能な記録媒体。