JPH0736715A

JPH0736715A - マルチタスクシステムに於けるプログラム制御方式

Info

Publication number: JPH0736715A
Application number: JP20285493A
Authority: JP
Inventors: Masayuki Mochizuki; 雅幸望月; Toshiya Sakai; 敏也坂井
Original assignee: Amano Corp
Current assignee: Amano Corp
Priority date: 1993-07-23
Filing date: 1993-07-23
Publication date: 1995-02-07

Abstract

(57)【要約】【目的】各タスクに於いて処理に一区切りついた時点
でのみタスク切り替えを行ない、各タスクに於いて処理
中に発生する事象の待ち時間を各タスクが互いに利用し
あって並行処理を実現する。【構成】目的とするタスクのタスク番号を引数として
タスク切り替えを行なうバイパスプログラムを、各タス
クが入出力に関する事象の待ち状態になった時点で割込
みを使わずに呼び出すことにより、タスクを切り替え
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、１つの中央演算処理装
置（以下ＣＰＵと云う）で複数のタスクを実行するマル
チタスクシステムの制御方式に関し、更に具体的には、
タスクの切り替えを割込み方式を使わずに実現すること
ができるプログラム制御方式に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】図１９は、例えば「インターフエース」
１９８３年６月号、Ｐ１７４〜２０５、ＣＱ出版に示さ
れた様な従来のマルチタスクシステムに於ける、モニタ
プログラム、入出力ハンドラ、マクロ・コール、タスク
等を関連付けて示した構成図であって、図に於いて、各
タスクは複数のマクロ・コールを発行して、入出力の制
御、タイマの制御、資源の排他、タスク間の同期を行な
っている。また、このシステムに於いてマクロ・コール
を実際に処理するのはモニタプログラムであって、入出
力を制御する場合は、モニタは各入出力装置に対応する
入出力ハンドラｌ〜ｋを呼び出し、且つ、各入出力ハン
ドラは、対応する入出力ポートｌ〜ｋを通して入出力装
置ｌ〜ｋとデータ転送を行なうと共に、入出力ハンドラ
は、タスクが発行するマクロ・コールによってモニタを
介して起動し、入出力ポートからの割込みによってモニ
タを介して動作するように構成されている。

【０００３】図２０は、従来のマルチタスクシステムに
於ける並行処理の原理を示したものであって、タスク１
に於いて入出力の動作中はＣＰＵに遊び時間ができ、そ
の時間を利用してタスク２を走らせている。また、図２
１のステップＳ１０１〜Ｓ１０４は、従来のマルチタス
クシステムに於けるタスク切り替えの手順を示したもの
であって、入出力ポートｌ〜ｋおよびタイマ装置からの
ハードウエア割込み、または各タスクが発行するマクロ
・コールによるソフトウエア割込みによって、モニタが
起動する。図２０と関連づけると、タスク１が入出力の
マクロ・コールを発行することにより、モニタはタスク
１を待ち状態にし、実行可能である複数のタスクの中か
らタスク２を選んで走らせたことがわかる。また、入出
力ポートからの割込みによりタスク２が中断され、入出
力待ちとなっていたタスク１が実行可能となり、かつ実
行タスクとして起動されたことがわかる。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】上記従来の方式では、
入出力の「動作中」に発生するＣＰＵの遊び時間（図２
０）を利用して、複数のタスクを並行処理する仕組にな
っているが、マイクロコンピュータ組込み製品の多く
は、入出力の動作自体をＣＰＵが行なっている。つまり
入出力装置が存在せず、ＣＰＵと入出力ポートにより、
入出力装置自体の動作を行なう場合が多い。例えば、紙
カード式のタイムレコーダでは、タイムカード（紙カー
ド）を引き込んだり吐き出したりするステッピングモー
タの制御、あるいはタイムカードに文字を１ドット毎に
印字するプリンタの制御を、ＣＰＵが１ビット単位に数
百μｓの間隔で処理している。磁気カード式のタイムレ
コーダでは、ＣＰＵが磁気データビット列を文字に組立
てたり、ＬＲＣ等のチェックをしたりして、入力処理を
行なっている。

【０００５】更に上記従来の方式では、タスク切り替え
をハードウエア割込み（図２１）によって行なってい
る。そのため、多くのマイクロコンピュータ組込み製品
にとって、次の４点が問題となる。第１に、タスク切り
替え（図２１に於いて割込みがかかってから実行タスク
を起動するまで）の間は割込み禁止にする必要がある
が、数十〜数百μｓのタイミングで動作させるシステム
に於いては、この間、他の入出力からの割込みが受け付
けられなくなり、データの取りこぼしが発生する危険が
ある。第２に、入出力の動作自体をＣＰＵで行なう場
合、その動作中に割込みによるタスク切り替えが発生す
ると、タイミングの関係でその入出力が正常に動作しな
くなるため、前述のステッピングモータの制御、プリン
タの制御の例で言えば、モータの動きがギクシャクして
脱調したり、プリンタで印字ずれが発生し文字が正しく
書けなくなる。第３に、セマフォを用いて資源の排他制
御とタスク間の同期制御を行なう必要があり、設計者は
絶えずそれらの事に気を配らなければならず、例えば、
共通サブルーチンを使用する場合、それがリエントラン
ト可能なプログラムであれば問題ないが、そうでない
と、使用するごとに資源の占有宣言をして他のタスクと
の間で排他しなければならない。第４に、処理の途中で
他のタスクに切り替わってしまうため、設計者がプログ
ラムの動きを追おうとした場合に、非常にわかりにく
い。そしてそもそも処理の途中で他のタスクに切り替え
る必要などない場合が多い。例えば、パソコンと通信で
接続されているタイムレコーダに追いて、操作タスクと
通信タスクがあるとする。パソコンからデータが送られ
た直後に出勤キーが押された場合、通信タスクがそのデ
ータを解析して応答を返すまでに０．０４秒かかり、そ
の後、操作タスクにて出勤キーに対する画面表示、ブザ
ー音を出したとしても、人間の目から見れば、出勤キー
が押された瞬間に表示されたように映る。従って、通信
タスクでのデータ解析の途中で、割込みにより操作タス
クに切り替える必要などない。

【０００６】従って本発明の技術的課題は、各タスクに
於いて処理に一区切りついた時点でのみタスク切り替え
を行ない、各タスクに於いて処理中に発生する「入出力
に関する事象の待ち時間」を各タスクがお互いに利用し
あって並行処理を実現する、マルチタスク技法を提供す
ることにある。尚、ここに於いて入出力に関する事象の
待ち時間とは、入出力動作中のＣＰＵの遊び時間ではな
く、マルチタスクシステムの外界と考えられる操作者や
他のコンピュータシステムからの呼びかけを待っている
時間、を意味する。

【０００７】

【課題を解決するための手段】上記の技術的課題を解決
するために本発明で講じた手段は以下の如くである。１
つの中央演算処理装置で複数のタスクを実行するマルチ
タスクシステムに於いて、

【０００８】（１）目的とするタスクのタスク番号を
指定することができ、且つ、現在実行中のタスクを中断
して目的のタスクに切り替えることができるバイパス手
段と、各タスクに於いて入出力に関する事象の待ち状態
になった時に、各タスクを上記のバイパス手段を用いて
アイドルタスクに切り替え、また、アイドルタスクが上
記のバイパス手段を用いて各タスクを再起動するように
構成した制御移行手段とを具備すること。

【０００９】（２）各タスクに於いて入出力に関する
事象待ちのない長時間ループ処理があった場合にその処
理を一時停止し、他のタスクを走らせてから再びその長
時間ループ処理に制御を戻すブリーフ・ストップ手段を
具備すること。

【００１０】（３）複数のプログラムの実行を遅延さ
せる目的で、各タスクが各プログラムとそれ等各々に対
する複数の遅延時間を登録することができ、且つ、タイ
マ割込みとアイドルタスクを用いて上記複数の遅延時間
をカウントして、上記各々の遅延時間の経過後にそれ等
各々に対応する各プログラムを実行するラグＣＡＬＬ手
段と、登録された各プログラムの遅延実行を取消す取消
手段とを具備すること。

【００１１】

【作用】上記の手段は以下の如く作用する。上記（１）
で述べた手段によれば、各タスクに於いて入出力に関す
る事象の待ち状態になった時に、割込みを使わず、前記
バイパスを呼び出すことでタスクを切り替えることがで
きるから、従って、第１に、前記バイパスにおいて割込
み許可状態でタスクを切り替えることができ、入出力の
割込みに関してデータの取りこぼしが発生しない。第２
に、入出力の動作自体をＣＰＵが行なう場合、割込みに
よるタスク切り替えがその動作中に発生しないため、そ
の入出力は確実に動作してタイミングの問題が解決でき
る。第３に、前記アイドルタスクおよび各タスクに於い
て処理の途中で割込みにより他のタスクに切り替わるこ
とがないので、資源の排他制御やタスク間の同期制御を
セマフォを用いて行なう必要がない。例えば、複数のタ
スクで共有するサブルーチンプログラムの実行中には、
それを実行しているタスク以外のタスクに切り替わるこ
とがないため、言い換えれば、そのサブルーチンプログ
ラムが終了したあとでタスク切り替えが行なわれるた
め、資源の占有宣言をする必要はない。また、タスク間
の同期制御については、各タスクが共有データを参照す
ることで解決できる。第４に、前記アイドルタスクおよ
び各タスクにおいて処理が一区切りついた時点でのみタ
スクが切り替わるため、設計者がプログラムの動きを追
う場合、とてもわかりやすい。と言った作用を発揮す
る。

【００１２】上記（２）で述べた手段によれば、上記の
動作は上述したアイドルタスクおよび各タスクに於ける
入出力に関する事象待ち後の「一区切りの処理」に要す
る時間が、人間の感覚からすれば一瞬で終ると言う前提
に立ったものであるが、しかしながら、例えばタイムレ
コーダに於いて一カ月の労働時間累計を計算する処理
や、パーキングシステムに於いて駐車料金の計算をする
処理の場合、処理時間に数十秒〜数分かかる。これら
は、プログラムの構造上、入出力に関する事象待ちが存
在しないループ処理となっていて、その長時間ループが
終らないうちは、他のタスクが動作しないが、ブリーフ
・ストップによってこの長時間ループが一時停止し、他
のタスクが動作可能となる。

【００１３】上記（３）で述べた手段によれば、上記の
ラグＣＡＬＬを用いることにより、前記アイドルタスク
にてプログラムの実行タイミングを遅延させ、同時に各
タスクに於いて入出力に関する事象も監視することが可
能となる。例えば、タイムレコーダに於いてＩＤカード
（磁気カード）が入力された時、それに書込まれている
社員コードを２秒間表示してから時計表示にもどす場合
を考えてみると、タスク１が社員コードを表示した後、
上記のラグＣＡＬＬを用いて時計表示プログラムと遅延
時間（２秒）を登録すれば、アイドルタスクが２秒後に
時計表示プログラムを実行してくれる。ここで、もし２
秒経過しないうちに出勤キーが押されてその時点で出勤
表示にしなければならない場合には、タスク１が前記時
計表示プログラムと前記遅延時間（２秒）を登録した
後、キー入力の監視をし、出勤キーが押された時点で前
記時計表示プログラムの遅延実行を取り消し、すぐに出
勤表示をするから、このように、上記のラグＣＡＬＬは
遅延と事象の監視とを同時に実行することができる。以
上の如くであるから、上記の手段によって上述した技術
的課題を解決して、前記従来の技術の問題点を解消する
ことができる。

【００１４】

【実施例】以下に、上述した本発明に係るマルチタスク
システムに於けるプログラム制御方式の好適な実施例を
添付した図面と共に詳細に説明する。図１は、説明の都
合により仮想したＣＰＵに於けるレジスタ構成と、ｎ＋
１個のタスクごとに持つスタックおよび汎用レジスタを
示したものであって、図において、ＴＡＳＫＳＰ配列に
は各タスクのスタックポインタが格納されており、これ
らスタックポインタにより各タスクのスタックの番地が
わかるように構成されている。また、スタックの最終部
には、タスクが再起動する際のｍ個の汎用レジスタとプ
ログラムカウンタが保存されている。図２には例として
タスク１のスタックが示され、また、ＲＵＮＴＡＳＫに
は現在実行中のタスク番号が保存されているので、ＲＵ
ＮＴＡＳＫとＴＡＳＫＳＰ配列を参照すればＣＰＵが現
在どのスタックを使っているかがわかる仕組に成ってい
る。

【００１５】図２は、バイパスの処理手順を示したもの
であって、このサブルーチンには引数として切り替え先
のタスク番号が与えられる。なお、バイパスが呼び出さ
れた時には、すでにプログラムカウンタが現在実行中の
タスクのスタックに退避されている。すなわち、バイパ
スを呼び出したタスクに於いて、バイパス呼び出し命令
の次に実行される命令の番地が、プログラムカウンタと
して現在実行中のタスクのスタックに退避されている。
これは一般的なコンピュータに於けるサブルーチン呼び
出し命令の仕組によるものである。図に於いて、まず始
めのステップＳ０１でＣＰＵのｍ個の汎用レジスタを現
在実行中のタスクのスタックに退避し、次いで、ステッ
プＳ０２及びＳ０３が実行されて現在実行中のタスク番
号（ＲＵＮＴＡＳＫの値）を用いてＣＰＵのスタックポ
インタをＴＡＳＫＳＰ配列に退避する。以上で現在進行
中のタスクを中断したことになる。次に、ステップＳ０
４とＳ０５で現在進行中のタスク番号（ＲＵＮＴＡＳＫ
の値）を引数である切り替え先のタスク番号にして、そ
れを用いてステップＳ０６でＴＡＳＫＳＰ配列から切り
替え先のタスクのスタックポインタをＣＰＵに復帰し、
言い換えれば、切り替え先のタスクのスタックに切り替
えて、次のステップＳ０７で切り替え先のタスクのスタ
ックからｍ個の汎用レジスタをＣＰＵに復帰する。最後
に、ステップＳ０８で切り替え先のタスクのスタックか
らプログラムカウンタをＣＰＵに復帰すると、言い換え
れば、リターン命令を実行すると、バイパスを呼び出し
たタスクに於いてバイパス呼び出し命令の次に実行され
る命令から、プログラムが走り出す。

【００１６】次に、本発明に於けるタスクの構成方法に
ついて説明する。図３は各タスクの構成図であり、図４
は各タスクを立体的に見た場合に於ける制御の流れ図、
図５は各タスクに於ける処理の流れ図であって、タスク
１〜ｎに於いて、入出力に関する事象の待ちになった場
合、前記バイパスを呼び出しアイドルタスクＴＯに切り
替える。その様子が図３および図４に示されている。
尚、図５に於いて一区切りの処理とは、「区切りの良い
まとまったものでありかつ人間の感覚からすれば一瞬で
終わる」ということを概念的に表現したもので、各々の
一区切りの処理がお互いに全く同じ内容のものだという
意味ではない。また、図３および図５に於いて、アイド
ルタスクＴＯは初期起動部Ｔ１、事象監視部Ｔ２、ブリ
ーフ・ストップ監視部Ｔ３、及びラグＣＡＬＬ動作部Ｔ
４から構成されている。

【００１７】図５に於いて初期起動部Ｔ１は、タスク１
〜ｎに於ける初期処理を実行させるためのものであり、
且つ、タスク１〜ｎをすべて事象の待ち状態にするため
のものである。すなわち、このマルチタスクシステムが
リセット・スタートすると最初にアイドルタスクＴＯが
起動され、アイドルタスクＴＯは初期起動部Ｔ１に於い
て、ステップＳ１３〜Ｓ１７の処理を実行して引数であ
るタスク番号を１〜ｎまで変化させながら前記バイパス
をｎ回呼び出す。これによりタスク１〜ｎが順次起動さ
れる。各タスク１〜ｎは、各々の初期処理を実行した
後、各々の事象の待ちに於いて前記バイパスによりアイ
ドルタスクＴＯに切り替わる。また、上記の初期起動部
Ｔ１によってタスク１〜ｎが全て事象の待ち状態になっ
たため、アイドルタスクＴＯが走ることになる。アイド
ルタスクＴＯは、事象監視部Ｔ２において事象１〜ｋの
発生を監視していて、もし事象が発生したならば、それ
に対応するタスクを前記バイパスを用いて再起動する。

【００１８】更に図３乃至図５に於いて、タスク２には
入出力に関する事象待ちがない長時間ループ２Ａを示し
た。この長時間ループ２Ａに於いて、前記バイパスを用
いたブリーフ・ストップ２Ｂにより制御を一時的にアイ
ドルタスクＴＯに移行する。アイドルタスクＴＯは、他
の処理をした後、ブリーフ・ストップ監視部Ｔ３に於い
てブリーフ・ストップを実行しているタスクがあるかを
監視するので、その前記タスクに前記バイパスを用いて
切り替えることができる。

【００１９】また、図３乃至図５に於いて、アイドルタ
スクＴＯのラグＣＡＬＬ動作部Ｔ４は、ステップＳ１８
で一定時間が経過するごとにステップＳ１９に進んでラ
グＣＡＬＬ実行部を呼び出す。ラグＣＡＬＬ実行部は、
タスク１〜ｎに於ける各々の一区切りの処理によって登
録された複数のプログラムに対する各々の遅延時間をカ
ウントし、各々の遅延時間の経過後に各々に対応するプ
ログラムを呼び出す。なお前記の一定時間が、遅延時間
をカウントする際の時間単位になっている。

【００２０】次に、ホストコンピュータと接続されたタ
イムレコーダを例に挙げ、タスクの構成方法をより具体
的に説明する。図には示してないが、このタイムレコー
ダには日付・時刻を知るための内部時計、出勤・退勤を
指定するための２個のキー、内部時計を設定するための
数値入力キー、ＩＤカード・時計設定用カードを入力す
るための磁気カードリーダ、時刻・社員番号などを表示
するための表示器、入力データを記憶するためのデータ
メモリ、労働時間を計算するための演算手段、ホストコ
ンピュータとの通信手段、及び図３・図４・図５のマル
チタスクシステムを実現するためのＣＰＵ・ＲＯＭ・Ｒ
ＡＭ・タイマ装置、を備えているものとする。なお、通
信手順はポーリング／セレクティング方式である。

【００２１】尚、図５に於いて、上記タイムレコーダと
関連づけるために以下のような定義をする。タスク１：キー／カード入力操作事象１：キーが押さ
れた／カードが入力された。タスク２：通信処理事象２：ホストから
ポーリング／セレクティングが来た。事象３：ホストから応答が来た。また、説明の都合上、アイドルタスク・タスク１・タス
ク２のみとし、タスク３〜ｎは存在しないものとする。

【００２２】図５に於いて、タスク１の「初期処理」の
ステップＳ１に続く上側の「事象１の待ち」及び「一区
切りの処理」の各ステップＳ２、Ｓ３は、出退勤の入力
操作を表している。即ち出勤キーまたは退勤キーが押さ
れた時、上側の「一区切りの処理」のステップＳ３にお
いて、出勤又は退勤に対応するマークを表示器に表示
し、１０秒後に時計表示に戻すために遅延時間（１０
秒）と時計表示プログラムをラグＣＡＬＬに登録し、出
勤／退勤を示す区分を一時的にメモリに記憶する。そし
て再び、上側の「事象１の待ち」のステップＳ２とな
る。ここに於いて、もし１０秒間なにも操作しなかった
場合は、アイドルタスクＴＯのラグＣＡＬＬ動作部Ｔ４
により時計表示プログラムが呼び出され、表示器は時計
表示に戻る。

【００２３】また、ＩＤカードが入力された時は、上側
の「一区切り処理」のステップＳ３に於いて、ＩＤカー
ドに書込まれている社員番号を表示器に表示し、ラグＣ
ＡＬＬに登録されている先の遅延時間（１０秒）と時計
表示プログラムを取り消して、２秒後に時計表示に戻す
ために新たに遅延時間（２秒）と時計表示プログラムを
ラグＣＡＬＬに登録し、社員番号と先に指定された出勤
／退勤を示す区分及び内部時計の日付・時刻を集めて出
勤データを作成し、それをデータメモリに記憶する。そ
して再び、上側の「事象１の待ち」のステップＳ２とな
る。ここに於いて、社員番号を２秒間表示した後、アイ
ドルタスクＴＯのラグＣＡＬＬ動作部Ｔ４により時計表
示プログラムが呼び出され、表示器は時計表示に戻る。
次いで、時計設定用カードが入力された時は、操作モー
ドを替えるために下側の「事象１の待ち」のステップＳ
４に制御を移す。下側の「事象１の待ち」のステップＳ
４及びそれに続く「一区切りの処理」のステップＳ５
は、内部時計の設定操作を表している。すなわち数値入
力キーによって、入力された値を表示器に表示し、内部
時計にセットするが、再度、時計設定用カードが入力さ
れた時、設定操作を終了し上側の「事象１の待ち」のス
テップＳ２に制御を戻す。

【００２４】タスク２の「初期処理」のステップＳ６に
続く「事象２の待ち」、及び、上側の「一区切りの処
理」の各ステップＳ７、Ｓ８では、ポーリング／セレク
ティングの判断処理を行なう。即ちホストコンピュータ
からのポーリング／セレクティングを受信した時、上側
の「一区切りの処理」のステップＳ８に於いて自分が呼
ばれたのかを判断する。もし他のタイムレコーダが呼ば
れた場合は「事象２の待ち」のステップＳ７に制御を戻
すが、自分がポーリングで呼ばれた場合は真中の「一区
切りの処理」のステップＳ９及びそれに続く「事象３の
待ち」のステップＳ１０を行なう、即ち真中の「一区切
りの処理」のステップＳ９に於いて、データメモリから
出退データを取り出しホストコンピュータに送信した
後、「事象３の待ち」のステップＳ１０、つまりホスト
コンピュータからの応答待ちとなる。そしてもしホスト
コンピュータからの応答が肯定応答であれば、真中の
「一区切りの処理」のステップＳ９に於いて、データメ
モリから次の出退データを取り出しホストコンピュータ
に送信するが、否定応答であれば同じ出退データを再び
送信する。そして、「事象３の待ち」のステップＳ１０
となる。データメモリに出退データが無くなるまで以上
の動作を繰返し、出退データが無くなった時に以上のポ
ーリング処理を終了し「事象２の待ち」のステップＳ７
に制御を戻す。また、自分がセレクティングで呼ばれた
場合は、ホストコンピュータからの演算指示であるた
め、社員ごとの一カ月の労働時間を計算する処理を行な
う。即ち下側の「一区切りの処理」のステップＳ１１及
びそれに続く「ブリーフ・ストップ」のステップＳ１２
の長時間ループ２Ａを行なう。ここに於いて、下側の
「一区切りの処理」のステップＳ１１は１日の労働時間
計算処理であり、長時間ループ２Ａはすべての社員につ
いて一カ月の労働時間を集計する。長時間ループが終了
した場合、以上のセレクティング処理を終了し「事象２
の待ち」のステップＳ７に制御を戻す。

【００２５】図６に、上記に於けるタスク切り替えの時
間的な流れを示した。図に於いて、タスク１〜２が走っ
ている一区切りの時間は数十μｓ〜数十ｍｓであるの
で、人間の目からすれば操作と通信とが同じ並行処理さ
れているように見える。

【００２６】次に、事象の待ちに於ける入出力ハンドラ
と前記バイパスの使用を説明する。事象の待ちを実現す
るプログラムは、図７と図８に示したように２通りあ
る。なお図７と図８は、事象１〜ｋに共通の原理を示し
たものであり、各々の事象待ちに於いて図７と図８のど
ちらを選択するかは、入出力ハンドラの特性に依存す
る。即ち、一般的な通信処理のように、割込みを用いて
瞬時にデータを入力或は出力しなければならない場合は
図７を選択する。一方、入出力の要求信号が出てから入
出力のやり取りを始めるような場合は、言い換えれば、
事象（要求信号）が発生した後、ある程度の時間が経過
してからでも入出力の処理が可能な場合は、図８を選択
する。また図９は、アイドルタスクＴＯ（タスク０）に
於ける事象監視部Ｔ２の流れ図で、ステップＳ３０〜Ｓ
３８はその処理手順である。

【００２７】図７は、前処理、割込み部、後処理の３つ
に分割された入出力ハンドラが、メッセージバッファを
媒介して入力データまたは出力データのやり取りを行な
うプログラムである。ここに於いて、このプログラムは
入力と出力の両方を実現するものではなく、どちらか一
方を実現するものであり、両者とも原理的に同じなた
め、同一の図を用いて説明することにする。即ち入力の
場合はステップＳ２０の処理でメッセージバッファをク
リアした後、ステップＳ２１で０を引数として、ステッ
プＳ２２で前記バイパスを呼び出すことでアイドルタス
クに切り替える。つまり、前記バイパスを呼び出したタ
スクが事象の待ち状態となる。但し、前処理はこのプロ
グラムの中で行なわずに、このプログラムを呼び出すタ
スクに於いて行なう場合が多い。その後、割込み部にて
データが１文字ずつ入力され、それがメッセージバッフ
ァに順次書込まれてゆく間に、図９に於けるアイドルタ
スクの事象監視部がこの事象（メッセージバッファにデ
ータが入力されたこと）を検知し、かつこの事象に対応
する前記タスクを前記バイパスを用いて再起動する。再
起動された前記タスクに於いて、入出力ハンドラの後処
理（ステップＳ２３）が実行されることにより、メッセ
ージバッファから入力データが取り出される。

【００２８】出力の場合は、図７に於いて、ステップＳ
２４の前処理でメッセージバッファに出力すべきデータ
を書込んだ後、メッセージバッファの先頭の１文字を出
力し、ステップＳ２５で出力の割込みを許可状態にして
アイドルタスクに切り替える。その後、ステップＳ２６
に進んで割込み部にてメッセージバッファの残りのデー
タが１文字ずつ出力され、メッセージバッファが空きに
なった時、出力の割込み部を終了する。図９に於けるア
イドルタスクの事象監視部が、この事象（メッセージバ
ッファが空になったこと）を検知し、この事象に対応す
る前記タスクを前記バイパスを用いて再起動する。再起
動された前記タスクに於いて、入出力ハンドラの後処理
（ステップＳ２３）が実行されることにより、メッセー
ジバッファがクリアされる。

【００２９】図８は、図７のような割込みを用いないで
入出力ハンドラの処理を行なうプログラムである。ここ
に於いて、図７と同じ意味で、図８は入力と出力の両方
を実現するものではなく、どちらか一方を実現するもの
である。図８に於いて、まず始めのステップＳ２７で０
を引数とし、次のステップＳ２８で前記バイパスを呼び
出すことでアイドルタスクに切り替える。これによりタ
スクが事象の待ち状態となる。そして、図９に於けるア
イドルタスクＴＯの事象監視部Ｔ２が事象（入出力の要
求）を検知すると、その事象に対応するタスクが再起動
され、ステップＳ２９の入出力ハンドラの処理が実行さ
れる。この入出力ハンドラに於いて、１文字ごとの入力
または出力処理が行なわれる。

【００３０】次に、ブリーフ・ストップの処理手順につ
いて説明する。図１０は、図３に於ける長時間ループ２
Ａ、ブリーフ・ストップ２Ｂ、及びブリーフ・ストップ
監視部Ｔ３を立体的に眺めた制御の流れ図であり、図１
１は、ブリーフ・ストップ２Ｂ及びブリーフ・ストップ
監視部Ｔ３の処理手順である。図１１に於いて、ブリー
フ・ストップ２Ｂは最初のステップＳ４０で現在実行中
のタスク番号（図１に於けるＲＵＮＴＡＳＫの値）を得
て、次のステップＳ４１でＢＦＬＡＧ配列のそのタスク
番号に対応する要素を１にする。これにより、現在実行
中のタスクがブリーフ・ストップが実行したことがわか
る。そして、ステップＳ４２で０を引数としてステップ
Ｓ４３で前記のバイパスを呼び出すことで、アイドルタ
スクに切り替わる。アイドルタスクは、他の処理を実行
した後、ブリーフ・ストップ監視部Ｔ３を呼び出す。ブ
リーフ・ストップ監視部Ｔ３は、ＢＦＬＡＧ配列をチェ
ックして、タスク１〜ｎがブリーフ・ストップを実行し
ているか否かを検知する。即ち、ステップＳ４５で変数
ｉを１〜ｎに順次変化させてゆき、ステップＳ４６でＢ
ＦＬＡＧ〔ｉ〕が１ならば、ステップＳ４７に進んで変
数ｉを引数としてステップＳ４８で前記バイパスを呼び
出すことで対応する前記タスクを再起動し、次いで、ス
テップＳ４９及びＳ５０が実行される。ここに於いて、
変数ｉはタスク番号１〜ｎを意味する。再起動された前
記タスクにおいて、ステップＳ４４のＢＦＬＡＧ〔ｉ〕
←０が実行されブリーフ・ストップが解除される。

【００３１】次に、ラグＣＡＬＬの詳細な処理手順につ
いて説明する。図１２は、Ｌ＋１個のプログラムとそれ
らに対応する遅延時間が登録されている様子を示してい
る。この図は例えば、ＴＩＭＥＲ〔Ｌ〕に登録された遅
延時間Ｌの経過後に、ＦＵＮＣ〔Ｌ〕に登録されたプロ
グラムＬが実行される、ということを意味する。また、
図１３は、ラグＣＡＬＬの登録とラグＣＡＬＬの取消の
処理手順である。図に於いて、ラグＣＡＬＬの登録に
は、３つの引数、つまりタイマ番号、遅延時間、プログ
ラム名が与えられる。ここに於いて、このタイマ番号は
ＴＩＭＥＲ配列の要素番号を意味する。即ち、登録に当
っては先ずステップＳ５１でタイマ番号に対応するＴＩ
ＭＥＲ配列の要素に遅延時間を入れ、次いで、ステップ
Ｓ５２でタイマ番号に対応するＦＵＮＣ配列の要素にプ
ログラム名を入れて、終了する。また、ラグＣＡＬＬの
取消しでは、引数として取り消したいプログラムのタイ
マ番号が与えられ、次いで、ステップＳ５３でそのタイ
マ番号に対応するＴＩＭＥＲ配列の要素に−１を入れて
終了する。ここに於いて、−１は登録無しを意味する。

【００３２】図１４に、ラグＣＡＬＬ動作部Ｔ４に於け
る一定時間経過の検知方法を、より詳細な手順で示し
た。図に於いて等式Ｍ＝０．５ｓｅｃ／Ｔは、Ｔ（ｍ
ｓ）のタイマ割込みを利用してアイドルタスクＴＯが
０．５秒ごとにラグＣＡＬＬの実行（図１５）を呼び出
す場合に用いられる、定数Ｍの算出方法である。これ
は、Ｔ（ｍｓ）タイマ割込みがＭ回発生すれば、０．５
秒経過したことを意味する。図に於いて、Ｔ（ｍｓ）タ
イマ割込みはＴ（ｍｓ）の時間間隔で呼び出される割込
みプログラムであり、ステップＳ５４で変数ｊを＋１し
て終了する。一方、アイドルタスクはステップＳ５５で
他の処理を行なった後、ステップＳ５６で変数ｊを絶え
ず監視していて、その値がＭ以上の間、ステップＳ５７
で変数ｊを−ＭしてステップＳ５８に進み、ラグＣＡＬ
Ｌの実行プログラムを呼び出すことを繰返す。以上によ
り、ラグＣＡＬＬの実行プログラムは、０．５秒ごとに
アイドルタスクＴＯから呼び出されるのがわかる。

【００３３】図１５に、ラグＣＡＬＬの実行の処理手順
を示した。これは、遅延時間の経過後に登録されたプロ
グラムを呼び出す処理である。図に於いて、始めのステ
ップＳ６０で変数ｊを０に初期化し、次にステップＳ６
１で図１２のＴＩＭＥＲ〔ｉ〕に遅延時間が登録されて
いるのか、つまりそれが−１以外の値なのかを判定す
る。もし−１以外の場合は、ステップＳ６２に進んでＴ
ＩＭＥＲ〔ｉ〕が０ならば、ステップＳ６３でＴＩＭＥ
Ｒ〔ｉ〕を−１としてステップＳ６４に進んで図１２の
ＦＵＮＣ〔ｉ〕に登録されたプログラムを呼び出すが、
ＴＩＭＥＲ〔ｉ〕が０以外の値ならばステップＳ６５に
進んでＴＩＭＥＲ〔ｉ〕を−１にする。そしてステップ
Ｓ６６で変数ｉを＋１した後、ステップＳ６７に進んで
変数ｉがＬ以下ならばその次のＴＩＭＥＲ〔ｉ〕につい
て同様に処理するが、変数ｉがＬを超えた場合は終了す
る。また、上述したステップＳ６１でＴＩＭＥＲ〔ｉ〕
に遅延時間が登録されていない場合、つまりそれが−１
の場合はステップＳ６６に進んで変数ｉを＋１した後、
ステップＳ６７で変数ｉがＬ以下ならばその次のＴＩＭ
ＥＲ〔ｉ〕について同様に処理するが、変数ｉがＬを超
えた場合は終了する。

【００３４】以上に於いて、ラグＣＡＬＬの実行はアイ
ドルタスクから０．５秒ごとに呼び出されるため（図１
４）、ＴＩＭＥＲ〔ｉ〕に登録された遅延時間は０．５
秒を単位としていることがわかる。例えば、遅延時間を
２秒としたければＴＩＭＥＲ〔ｉ〕に４を入れる。

【００３５】最後に、図５に示したマルチタスクシステ
ムを、前記バイパスを用いたラウンドロビン方式で実現
する方法について説明する。図１６は、マルチタスクの
構成を示したものである。図１６が図５と異なる点は、
第１に、アイドルタスクＴＯがタスク起動部Ｔ１によ
り、前記バイパスを用いてタスク１〜ｎを順次起動する
ことを絶えず繰返している点（ラウンドロビン方式）で
ある。第２に、タスク２の長時間ループ２Ａに於いて、
図５ではブリーフ・ストップを用いているが、図１６で
はステップＳ６８で０を引数としてステップＳ６９で前
記バイパスを呼び出すだけで一時停止が可能にした点で
ある。つまり、アイドルタスクは順次タスク１〜ｎを再
起動するのでタスク２が再起動した場合、前記長時間ル
ープに制御が戻ってくる。また図１６に於ける事象１〜
ｋの待ちは、図１７或は図１８に示した原理によって実
現される。ここで、各々の事象待ちに於いて図１７と図
１８のどちらを選択するかは、前述したように入出力ハ
ンドラの特性に依存する。

【００３６】更に、図１７が図７と異なる点は、ステッ
プＳ７０で事象の検知を行なっている点である。すなわ
ち、事象が発生しなかった場合は、０を引数として前記
バイパスを呼び出すことでアイドルタスクに切り替える
が、事象が発生した場合は、入出力ハンドラの後処理を
実行して終了する。なお、事象が発生していない状態で
は、アイドルタスクによって再起動されたとしても、前
記バイパスによりアイドルタスクへと制御がすぐに戻
る。尚、図１８が図８と異なる点も、以上と同様にステ
ップＳ７１で事象の検知を行なっている点であって、従
って、上述した図１６乃至図１８では各ステップに於け
る処理手順の説明は省略した。

【００３７】

【発明の効果】以上のように、この発明に係るマルチタ
スクシステムに於けるプログラム制御方式によれば、タ
スク切り替えが割込みを使わずに実現できるため、入出
力の動作自体をＣＰＵが行なっているコンピュータ・シ
ステムにおいて、マルチタスクでの設計が可能となる。
また、設計者がマルチタスク・プログラムでの制御の流
れを追う場合、とてもわかりやすいため、設計やデバッ
グに要する作業時間を短縮できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】ＣＰＵに於けるレジスタの構成と、各タスク毎
のスタック及び汎用レジスタの構成を示した構成図であ
る。

【図２】バイパスの処理手順を説明した流れ図である。

【図３】各タスクの内容を説明した構成図である。

【図４】各タスクを立体的に見た場合の制御の流れ図で
ある。

【図５】各タスクに於ける処理手順を説明した流れ図で
ある。

【図６】各タスク切り替えの時間的な流れを示した流れ
図である。

【図７】事象の待ちを実現するプログラムの処理手順を
説明した流れ図である。

【図８】事象の待ちを実現する他のプログラムの処理手
順を説明した流れ図である。

【図９】アイドルタスクに於ける事象監視部の流れ図で
ある。

【図１０】図３に示した長時間ループ、ブリーフ・スト
ップ、及びブリーフ・ストップ監視部を立体的に眺めた
制御の流れ図である。

【図１１】ブリーフ・ストップ及びブリーフ・ストップ
監視部の処理手順を説明した流れ図である。

【図１２】ラグＣＡＬＬのプログラムとそれらに対応す
る遅延時間が登録されている様子を説明した流れ図であ
る。

【図１３】ラグＣＡＬＬの登録と取消の処理手順を説明
した流れ図である。

【図１４】ラグＣＡＬＬ動作部に於ける一定時間経過後
の検知手順を説明した流れ図である。

【図１５】ラグＣＡＬＬの実行の処理手順を説明した流
れ図である。

【図１６】図５に示したマルチタスクシステムをバイパ
スを用いたラウンドロビー方式で実現する場合のマルチ
タスクに於ける各処理の手順を説明した流れ図である。

【図１７】同じく事象の待ちを実現するプログラムの処
理手順を説明した流れ図である。

【図１８】同じく事象の待ちを実現する他のプログラム
の処理手順を説明した流れ図である。

【図１９】従来のマルチタスクシステムの構成図であ
る。

【図２０】従来のマルチタスクシステムに於ける並行処
理の原理を示した説明図である。

【図２１】従来のマルチタスクシステムに於けるタスク
切り替えの手順を説明した流れ図である。

【符号の説明】

ＴＯアイドルタスクＴ１初期起動部Ｔ２事象監視部Ｔ３ブリーフ・ストップ監視部Ｔ４ラグＣＡＬＬ動作部１〜ｎタスク２Ａ長時間ループ２Ｂブリーフ・ストップ

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】１つの中央演算処理装置で複数のタスク
を実行するマルチタスクシステムに於いて、目的とするタスクのタスク番号を指定することができ、
且つ、現在実行中のタスクを中断して目的のタスクに切
り替えることができるバイパス手段と、各タスクに於い
て入出力に関する事象の待ち状態になった時に、各タス
クを上記のバイパス手段を用いてアイドルタスクに切り
替え、また、アイドルタスクが上記のバイパス手段を用
いて各タスクを再起動するように構成した制御移行手段
とを具備して成ることを特徴とするマルチタスクシステ
ムに於けるプログラム制御方式。
【請求項２】各タスクに於いて入出力に関する事象待
ちのない長時間ループ処理があった場合にその処理を一
時停止し、他のタスクを走らせてから再びその長時間ル
ープ処理に制御を戻すブリーフ・ストップ手段を具備し
て成ることを特徴とする請求項１記載のマルチタスクシ
ステムに於けるプログラム制御方式。
【請求項３】複数のプログラムの実行を遅延させる目
的で、各タスクが各プログラムとそれ等各々に対する複
数の遅延時間を登録することができ、且つ、タイマ割込
みとアイドルタスクを用いて上記複数の遅延時間をカウ
ントして、上記各々の遅延時間の経過後にそれ等各々に
対応する各プログラムを実行するラグＣＡＬＬ手段と、
登録された各プログラムの遅延実行を取り消す取消手段
とを具備して成ることを特徴とする請求項１記載のマル
チタスクシステムに於けるプログラム制御方式。