JPH10105415A - リアルタイムｏｓ - Google Patents
リアルタイムｏｓInfo
- Publication number
- JPH10105415A JPH10105415A JP25287696A JP25287696A JPH10105415A JP H10105415 A JPH10105415 A JP H10105415A JP 25287696 A JP25287696 A JP 25287696A JP 25287696 A JP25287696 A JP 25287696A JP H10105415 A JPH10105415 A JP H10105415A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- task
- time
- control block
- real
- tasks
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Abstract
(57)【要約】
【課題】 リアルタイムＯＳを使用する際に同時に動作
しないタスク間でＴＣＢとスタック領域を共有して使用
するＲＡＭ容量を低減し、かつ、タスクをシステムの動
作単位に分割をすることにより、タスク（プログラム）
の再利用性を向上させる。 【解決手段】 タスクのうち、複数の同時に使用しない
タスク１をグループ化し、グループ化されたタスク内
で、複数の同時に使用しないタスクがタスク制御ブロッ
クとスタック領域２とを共有し、スタック領域の使用を
排他的に制御し、使用するメモリ容量（ＲＡＭ）１０を
低減する。実際には、タスクの起動システムコールによ
り、タスクのタスク制御ブロック待ちタスクキューにキ
ューイングし、タスク制御ブロックを使用しているタス
クが実行を終了する毎にタスク制御ブロックを開放し、
キューイングされたタスクが実行される。
しないタスク間でＴＣＢとスタック領域を共有して使用
するＲＡＭ容量を低減し、かつ、タスクをシステムの動
作単位に分割をすることにより、タスク（プログラム）
の再利用性を向上させる。 【解決手段】 タスクのうち、複数の同時に使用しない
タスク１をグループ化し、グループ化されたタスク内
で、複数の同時に使用しないタスクがタスク制御ブロッ
クとスタック領域２とを共有し、スタック領域の使用を
排他的に制御し、使用するメモリ容量（ＲＡＭ）１０を
低減する。実際には、タスクの起動システムコールによ
り、タスクのタスク制御ブロック待ちタスクキューにキ
ューイングし、タスク制御ブロックを使用しているタス
クが実行を終了する毎にタスク制御ブロックを開放し、
キューイングされたタスクが実行される。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、リアルタイムＯＳ
に関し、特に、組込用途のマイクロコンピュータの省メ
モリ組込型リアルタイムＯＳに関する。
に関し、特に、組込用途のマイクロコンピュータの省メ
モリ組込型リアルタイムＯＳに関する。
【０００２】
【従来の技術】従来のリアルタイムＯＳでは、個々のタ
スクを管理するためにタスク制御ブロック（ＴＣＢ）を
使用している。このＴＣＢは、タスク１個につき、１個
必要で、システム起動時に静的に生成される。このＴＣ
Ｂには、タスクの動作に必要な情報が格納されており、
ＯＳはＴＣＢを参照することでタスクの状態やその他の
各種情報を知ることができる。ＴＣＢ内の情報を変更す
るには、ＯＳのシステムコールを使用して、ＯＳがその
内容を変更する。ユーザが直接操作することはできな
い。また、タスク固有のメモリ空間はそのタスクのスタ
ック領域として、システム起動時に静的に生成される。
つまり、リアルタイムＯＳを使用したシステムでは、以
下のＲＡＭが必要となる。
スクを管理するためにタスク制御ブロック（ＴＣＢ）を
使用している。このＴＣＢは、タスク１個につき、１個
必要で、システム起動時に静的に生成される。このＴＣ
Ｂには、タスクの動作に必要な情報が格納されており、
ＯＳはＴＣＢを参照することでタスクの状態やその他の
各種情報を知ることができる。ＴＣＢ内の情報を変更す
るには、ＯＳのシステムコールを使用して、ＯＳがその
内容を変更する。ユーザが直接操作することはできな
い。また、タスク固有のメモリ空間はそのタスクのスタ
ック領域として、システム起動時に静的に生成される。
つまり、リアルタイムＯＳを使用したシステムでは、以
下のＲＡＭが必要となる。
【０００３】タスク数×ＴＣＢサイズ＋Σタスクｎのス
タックサイズ＋タスク以外に必要なメモリ。
タックサイズ＋タスク以外に必要なメモリ。
【０００４】図１８〜図２１に、従来のリアルタイムＯ
Ｓの動作例を示す。図１８は、システムが起動した直後
の状態である。タスク１がＲＵＮ状態になり、その他の
タスクはドルマント状態である。その後、タスク１はタ
スク２を起動し、タスク２のプライオリティがタスク１
のプライオリティよりも高いので、タスク２がＲＵＮ状
態になり、タスク１はレディ状態となる（図１９）。タ
スク２が処理を終了すると、再びタスク１がＲＵＮ状態
となる（図２０）。その後、タスク１がタスク３を起動
すると、タスク３のプライオリティがタスク１のプライ
オリティよりも高いので、タスク３がＲＵＮ状態にな
り、タスク１はレディ状態となる（図２１）。
Ｓの動作例を示す。図１８は、システムが起動した直後
の状態である。タスク１がＲＵＮ状態になり、その他の
タスクはドルマント状態である。その後、タスク１はタ
スク２を起動し、タスク２のプライオリティがタスク１
のプライオリティよりも高いので、タスク２がＲＵＮ状
態になり、タスク１はレディ状態となる（図１９）。タ
スク２が処理を終了すると、再びタスク１がＲＵＮ状態
となる（図２０）。その後、タスク１がタスク３を起動
すると、タスク３のプライオリティがタスク１のプライ
オリティよりも高いので、タスク３がＲＵＮ状態にな
り、タスク１はレディ状態となる（図２１）。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】上述した従来のリアル
タイムＯＳでは、すべてのタスクのためのＴＣＢとスタ
ック領域を静的に確保し、同時に動作しないタスクのた
めのメモリ空間が別々に存在する。従って、静的に生成
するタスク１個につき、１組のＴＣＢとスタック領域が
必要になり、多くのタスクを生成すると、多くのメモリ
（ＲＡＭ）を必要とするという問題を有している。
タイムＯＳでは、すべてのタスクのためのＴＣＢとスタ
ック領域を静的に確保し、同時に動作しないタスクのた
めのメモリ空間が別々に存在する。従って、静的に生成
するタスク１個につき、１組のＴＣＢとスタック領域が
必要になり、多くのタスクを生成すると、多くのメモリ
（ＲＡＭ）を必要とするという問題を有している。
【０００６】また、リアルタイムＯＳのタスク分割にお
いて、各タスクをシステム中の１個の動作を基準に分割
して定義すると、タスクの数が多くなり、使用するＲＡ
Ｍの容量が増える。一方、ＲＡＭの使用量を低減するた
めにタスクの数を少なくするには、いくつかの動作を１
個のタスクにまとめることになるが、タスクの内容が複
雑になり、他のシステムへの流用が困難になるという問
題を有している。
いて、各タスクをシステム中の１個の動作を基準に分割
して定義すると、タスクの数が多くなり、使用するＲＡ
Ｍの容量が増える。一方、ＲＡＭの使用量を低減するた
めにタスクの数を少なくするには、いくつかの動作を１
個のタスクにまとめることになるが、タスクの内容が複
雑になり、他のシステムへの流用が困難になるという問
題を有している。
【０００７】従って、本発明の目的は、リアルタイムＯ
Ｓを使用する際に同時に動作しないタスクでＴＣＢとス
タック領域を共有して使用するＲＡＭ容量を低減し、か
つ、タスクをシステムの動作単位に分割することによ
り、タスク（プログラム）の再利用性を向上させること
のできるリアルタイムＯＳを提供することにある。
Ｓを使用する際に同時に動作しないタスクでＴＣＢとス
タック領域を共有して使用するＲＡＭ容量を低減し、か
つ、タスクをシステムの動作単位に分割することによ
り、タスク（プログラム）の再利用性を向上させること
のできるリアルタイムＯＳを提供することにある。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明は、タスクの動作
に必要な情報が格納されるタスク制御ブロック（ＴＣ
Ｂ）を参照することによって、タスクの状態およびその
他の各種情報を制御するリアルタイムＯＳにおいて、タ
スクのうち、複数の同時に使用しないタスクをグループ
化し、グループ化されたタスク内で、複数の同時に使用
しないタスクがタスク制御ブロックとスタック領域とを
共有し、スタック領域の使用を排他的に制御し、使用す
るメモリ容量（ＲＡＭ）を低減することを特徴とするリ
アルタイムＯＳである。
に必要な情報が格納されるタスク制御ブロック（ＴＣ
Ｂ）を参照することによって、タスクの状態およびその
他の各種情報を制御するリアルタイムＯＳにおいて、タ
スクのうち、複数の同時に使用しないタスクをグループ
化し、グループ化されたタスク内で、複数の同時に使用
しないタスクがタスク制御ブロックとスタック領域とを
共有し、スタック領域の使用を排他的に制御し、使用す
るメモリ容量（ＲＡＭ）を低減することを特徴とするリ
アルタイムＯＳである。
【０００９】また、タスクの起動システムコールによ
り、タスクのタスク制御ブロック待ちタスク行列（ＴＣ
Ｂ待ちタスクキュー）にキューイングし、タスク制御ブ
ロックを使用しているタスクが実行を終了する毎にタス
ク制御ブロックを開放し、タスク制御ブロック待ちキュ
ーにキューイングされた（ＴＣＢ待ち状態）タスクが実
行されると好ましい。
り、タスクのタスク制御ブロック待ちタスク行列（ＴＣ
Ｂ待ちタスクキュー）にキューイングし、タスク制御ブ
ロックを使用しているタスクが実行を終了する毎にタス
ク制御ブロックを開放し、タスク制御ブロック待ちキュ
ーにキューイングされた（ＴＣＢ待ち状態）タスクが実
行されると好ましい。
【００１０】さらに、タスクのタスク制御ブロック待ち
キューが、先入れ先出し法（ＦＩＦＯ）で処理されると
好ましい。
キューが、先入れ先出し法（ＦＩＦＯ）で処理されると
好ましい。
【００１１】またさらに、タスクのタスク制御ブロック
待ちキューがプライオリチィ順で処理されると好まし
い。
待ちキューがプライオリチィ順で処理されると好まし
い。
【００１２】また、タスク制御ブロックの他に副タスク
制御ブロックを有すると良い。
制御ブロックを有すると良い。
【００１３】さらに、この副タスク制御ブロックが、タ
スク１個につき１個用意されると良い。
スク１個につき１個用意されると良い。
【００１４】またさらに、この副タスク制御ブロックが
タスク本体を管理し、タスク制御ブロックがタスクの動
作を管理すると良い。
タスク本体を管理し、タスク制御ブロックがタスクの動
作を管理すると良い。
【００１５】本発明は、特に、複数の同時に動作しない
タスクをグループ化し、そのグループ内のタスクが１組
のＴＣＢとスタック領域を利用する。
タスクをグループ化し、そのグループ内のタスクが１組
のＴＣＢとスタック領域を利用する。
【００１６】複数の同時に動作しないタスクが１組のＴ
ＣＢとスタック領域を使用することにより、システム中
のメモリ（ＲＡＭ）を有効に利用できる。
ＣＢとスタック領域を使用することにより、システム中
のメモリ（ＲＡＭ）を有効に利用できる。
【００１７】また、その結果ＲＡＭの使用量を増加させ
ることなくタスク分割することが可能になるので、作成
したタスク（プログラム）の再利用性を向上させること
ができる。
ることなくタスク分割することが可能になるので、作成
したタスク（プログラム）の再利用性を向上させること
ができる。
【００１８】
【発明の実施の形態】本発明の実施例について図面を参
照して詳細に説明する。
照して詳細に説明する。
【００１９】図１〜図６は、本発明の第１の実施例を示
す図である。本発明のリアルタイムＯＳの動作時のＴＣ
Ｂとスタック領域の使用状況を示す。ここでは、タスク
１，タスク２，タスク３の３つのタスクが存在し、タス
ク２とタスク３が同時に動作しないタスクである。した
がって、タスク２およびタスク３がグループ化されてい
る。
す図である。本発明のリアルタイムＯＳの動作時のＴＣ
Ｂとスタック領域の使用状況を示す。ここでは、タスク
１，タスク２，タスク３の３つのタスクが存在し、タス
ク２とタスク３が同時に動作しないタスクである。した
がって、タスク２およびタスク３がグループ化されてい
る。
【００２０】図１は、システムが起動した直後の状態で
ある。符号１０はＲＡＭ，符号２０はＲＯＭを示してい
る。図１では、タスク１がＲＵＮ状態になり、その他の
タスクはドルマント（ＤＯＲＭＡＮＴ）状態である。
ある。符号１０はＲＡＭ，符号２０はＲＯＭを示してい
る。図１では、タスク１がＲＵＮ状態になり、その他の
タスクはドルマント（ＤＯＲＭＡＮＴ）状態である。
【００２１】その後、タスク１はタスク２を起動する。
タスク２の使用するＴＣＢは、タスク初期化情報からＴ
ＣＢ２であるとわかる。ＴＣＢ２は現在使用されていな
いので、タスク２はＴＣＢ２を獲得して起動処理が行わ
れる。タスク２のプライオリティがタスク１のプライオ
リティよりも低いので、タスク１がＲＵＮ状態のまま
で、タスク２はレディ（ＲＥＡＤＹ）状態となる（図
２）。
タスク２の使用するＴＣＢは、タスク初期化情報からＴ
ＣＢ２であるとわかる。ＴＣＢ２は現在使用されていな
いので、タスク２はＴＣＢ２を獲得して起動処理が行わ
れる。タスク２のプライオリティがタスク１のプライオ
リティよりも低いので、タスク１がＲＵＮ状態のまま
で、タスク２はレディ（ＲＥＡＤＹ）状態となる（図
２）。
【００２２】続いて、タスク１がタスク３を起動するシ
ステムコールを発行する。タスク２の場合と同様に、タ
スク初期化情報から、タスク３が使用するＴＣＢもＴＣ
Ｂ２である。しかし、タスク３が使用するＴＣＢ２は、
タスク２が使用しているので、システムコールには“Ｔ
ＣＢが使用中である”というエラーが返る（図３）。
ステムコールを発行する。タスク２の場合と同様に、タ
スク初期化情報から、タスク３が使用するＴＣＢもＴＣ
Ｂ２である。しかし、タスク３が使用するＴＣＢ２は、
タスク２が使用しているので、システムコールには“Ｔ
ＣＢが使用中である”というエラーが返る（図３）。
【００２３】次に、タスク１のプライオリティを下げて
タスク２をＲＵＮ状態にし、タスク２が実行され、処理
を終了すると、タスク２はＴＣＢ２を解放する（図
４）。
タスク２をＲＵＮ状態にし、タスク２が実行され、処理
を終了すると、タスク２はＴＣＢ２を解放する（図
４）。
【００２４】タスク２が処理を終了すると、再びタスク
１がＲＵＮ状態となり、再度タスク３を起動するシステ
ムコールを発行する（図５）。
１がＲＵＮ状態となり、再度タスク３を起動するシステ
ムコールを発行する（図５）。
【００２５】今回は、タスク３の使用するＴＣＢ２は使
用されていないので、タスク３がＴＣＢ２を獲得して、
ＲＵＮ状態となる（図６）。
用されていないので、タスク３がＴＣＢ２を獲得して、
ＲＵＮ状態となる（図６）。
【００２６】ＴＣＢ２を使用するタスクグループのう
ち、動作するタスクは１個だけなので、タスクのスタッ
ク領域はタスクごとに存在する必要はなく、タスクグル
ープに１個、つまり、ＴＣＢごとに１個存在すればよ
い。
ち、動作するタスクは１個だけなので、タスクのスタッ
ク領域はタスクごとに存在する必要はなく、タスクグル
ープに１個、つまり、ＴＣＢごとに１個存在すればよ
い。
【００２７】第１の実施例では、タスクを起動するシス
テムコールを発行して、そのタスクが使用するＴＣＢが
他のタスクに使用されていると、エラーが返り、そのＴ
ＣＢが開放されてから再度タスクを起動するシステムコ
ールを発行する必要がある。
テムコールを発行して、そのタスクが使用するＴＣＢが
他のタスクに使用されていると、エラーが返り、そのＴ
ＣＢが開放されてから再度タスクを起動するシステムコ
ールを発行する必要がある。
【００２８】図７〜図１１は、本発明の第２の実施例を
示す。第２の実施例では、タスクの起動要求をキューイ
ングする方式を示す。ここでは、タスク１〜タスク５の
５つのタスクが存在し、タスク２〜タスク５が同時に動
作しないタスクである。したがって、タスク２へタスク
５がグループ化されている。本実施例のリアルタイムＯ
Ｓでは、ＴＣＢの他に副タスク制御ブロック（以下Ｓｕ
ｂＴＣＢ）という制御ブロックを導入する。このＳｕｂ
ＴＣＢは、タスク１個につき１個用意される。つまり、
従来のリアルタイムＯＳでは、ＴＣＢがタスクのすべて
を管理していたのに対し、本実施例のリアルタイムＯＳ
ではＴＣＢがタスクの動作を管理し、ＳｕｂＴＣＢがタ
スク本体（プログラム）を管理することになる。
示す。第２の実施例では、タスクの起動要求をキューイ
ングする方式を示す。ここでは、タスク１〜タスク５の
５つのタスクが存在し、タスク２〜タスク５が同時に動
作しないタスクである。したがって、タスク２へタスク
５がグループ化されている。本実施例のリアルタイムＯ
Ｓでは、ＴＣＢの他に副タスク制御ブロック（以下Ｓｕ
ｂＴＣＢ）という制御ブロックを導入する。このＳｕｂ
ＴＣＢは、タスク１個につき１個用意される。つまり、
従来のリアルタイムＯＳでは、ＴＣＢがタスクのすべて
を管理していたのに対し、本実施例のリアルタイムＯＳ
ではＴＣＢがタスクの動作を管理し、ＳｕｂＴＣＢがタ
スク本体（プログラム）を管理することになる。
【００２９】図７は、システムが起動した直後の状態で
ある。タスク１が ＲＵＮ状態になり、その他のタスク
はドルマント状態である。その後、タスク１はタスク２
を起動する。タスク２の使用するＴＣＢは、タスク２の
タスク初期化情報からＴＣＢ２であるとわかる。ＴＣＢ
２は現在使用されていないので、タスク２はＴＣＢ２を
獲得して起動処理が行われる。タスク２のプライオリテ
ィがタスク１のプライオリティよりも低いので、タスク
１がＲＵＮ状態のままで、タスク２はレディ状態となる
（図８）。
ある。タスク１が ＲＵＮ状態になり、その他のタスク
はドルマント状態である。その後、タスク１はタスク２
を起動する。タスク２の使用するＴＣＢは、タスク２の
タスク初期化情報からＴＣＢ２であるとわかる。ＴＣＢ
２は現在使用されていないので、タスク２はＴＣＢ２を
獲得して起動処理が行われる。タスク２のプライオリテ
ィがタスク１のプライオリティよりも低いので、タスク
１がＲＵＮ状態のままで、タスク２はレディ状態となる
（図８）。
【００３０】続いて、タスク１がタスク３を起動するシ
ステムコールを発行する。タスク２の場合と同様に、タ
スク３のタスク初期化情報から、タスク３が使用するＴ
ＣＢもＴＣＢ２である。しかし、タスク３が使用するＴ
ＣＢ２は、タスク２が使用しているので、タスク３のＳ
ｕｂＴＣＢはＴＣＢ２の待ちタスクキュー（ＴＣＢ待ち
タスクキュー）にリンクされる（図９）。
ステムコールを発行する。タスク２の場合と同様に、タ
スク３のタスク初期化情報から、タスク３が使用するＴ
ＣＢもＴＣＢ２である。しかし、タスク３が使用するＴ
ＣＢ２は、タスク２が使用しているので、タスク３のＳ
ｕｂＴＣＢはＴＣＢ２の待ちタスクキュー（ＴＣＢ待ち
タスクキュー）にリンクされる（図９）。
【００３１】さらに、タスク４，タスク５も起動され、
同じくＴＣＢ２のＴＣＢ待ちタスクキューにリンクされ
る。この時のタスク３，タスク４，タスク５の状態を
“ＴＣＢ待ち状態”と呼ぶ（図１０）。
同じくＴＣＢ２のＴＣＢ待ちタスクキューにリンクされ
る。この時のタスク３，タスク４，タスク５の状態を
“ＴＣＢ待ち状態”と呼ぶ（図１０）。
【００３２】次に、タスク１のプライオリティを下げて
タスク２をＲＵＮ状態にし、タスク２が実行され、処理
を終了すると、タスク２はＴＣＢ２を解放し、ＯＳは、
ＴＣＢ待ちキューの先頭にリンクされたＳｕｂＴＣＢの
タスクにＴＣＢを割り当ててスケジューリングを行う。
タスク３の初期プライオリティがタスク１のプライオリ
ティより高ければ、タスク３がＲＵＮ状態となり、タス
ク１はレディ状態となる。タスク４，タスク５はＴＣＢ
待ち状態のままである（図１１）。
タスク２をＲＵＮ状態にし、タスク２が実行され、処理
を終了すると、タスク２はＴＣＢ２を解放し、ＯＳは、
ＴＣＢ待ちキューの先頭にリンクされたＳｕｂＴＣＢの
タスクにＴＣＢを割り当ててスケジューリングを行う。
タスク３の初期プライオリティがタスク１のプライオリ
ティより高ければ、タスク３がＲＵＮ状態となり、タス
ク１はレディ状態となる。タスク４，タスク５はＴＣＢ
待ち状態のままである（図１１）。
【００３３】以後、ＴＣＢ２を使用しているタスクが終
了する毎に、ＴＣＢ２が解放され、ＴＣＢ２に対してＴ
ＣＢ待ち状態のタスクが順次レディ状態またはＲＵＮ状
態に遷移する。
了する毎に、ＴＣＢ２が解放され、ＴＣＢ２に対してＴ
ＣＢ待ち状態のタスクが順次レディ状態またはＲＵＮ状
態に遷移する。
【００３４】第２の実施例では、ＴＣＢ待ちのタスクは
起動要求があった順に起動されるが、第３の実施例で
は、ＴＣＢ待ちのタスクの起動順序をそのタスクが持つ
プライオリティの高い順に変更する。
起動要求があった順に起動されるが、第３の実施例で
は、ＴＣＢ待ちのタスクの起動順序をそのタスクが持つ
プライオリティの高い順に変更する。
【００３５】図１２〜図１７に第３の実施例のＴＣＢお
よびスタック領域の使用状況を示す。ここでは、タスク
１〜タスク５の５つのタスクが存在し、タスク２〜タス
ク５が同時に動作しないタスクである。したがって、タ
スク２〜タスク５がグループ化されている。本実施例の
リアルタイムＯＳでは、第２の実施例と同様に、ＴＣＢ
の他に副タスク制御ブロック（以下ＳｕｂＴＣＢ）とい
う制御ブロックを導入し、第の実施例ではＴＣＢにあっ
たタスクのプライオリティ情報をＳｕｂＴＣＢに移動す
る。
よびスタック領域の使用状況を示す。ここでは、タスク
１〜タスク５の５つのタスクが存在し、タスク２〜タス
ク５が同時に動作しないタスクである。したがって、タ
スク２〜タスク５がグループ化されている。本実施例の
リアルタイムＯＳでは、第２の実施例と同様に、ＴＣＢ
の他に副タスク制御ブロック（以下ＳｕｂＴＣＢ）とい
う制御ブロックを導入し、第の実施例ではＴＣＢにあっ
たタスクのプライオリティ情報をＳｕｂＴＣＢに移動す
る。
【００３６】図１２は、システムが起動した直後の状態
である。タスク１がＲＵＮ状態になり、その他のタスク
はドルマント状態である。
である。タスク１がＲＵＮ状態になり、その他のタスク
はドルマント状態である。
【００３７】その後、タスク１はタスク２を起動する。
タスク２の使用するＴＣＢは、タスク２のタスク初期化
情報からＴＣＢ２であるとわかる。ＴＣＢ２は現在使用
されていないので、タスク２はＴＣＢ２を獲得して起動
処理が行われる。タスク２のプライオリティがタスク１
のプライオリティよりも低いので、タスク１がＲＵＮ状
態のままで、タスク２はレディ状態となる（図１３）。
タスク２の使用するＴＣＢは、タスク２のタスク初期化
情報からＴＣＢ２であるとわかる。ＴＣＢ２は現在使用
されていないので、タスク２はＴＣＢ２を獲得して起動
処理が行われる。タスク２のプライオリティがタスク１
のプライオリティよりも低いので、タスク１がＲＵＮ状
態のままで、タスク２はレディ状態となる（図１３）。
【００３８】続いて、タスク１がタスク３を起動するシ
ステムコールを発行する。タスク２の場合と同様に、タ
スク３のタスク初期化情報から、タスク３が使用するＴ
ＣＢもＴＣＢ２である。しかし、タスク３が使用するＴ
ＣＢ２は、タスク２が使用しているので、タスク３のＳ
ｕｂＴＣＢはＴＣＢ２の待ちキューにリンクされる（図
１４）。
ステムコールを発行する。タスク２の場合と同様に、タ
スク３のタスク初期化情報から、タスク３が使用するＴ
ＣＢもＴＣＢ２である。しかし、タスク３が使用するＴ
ＣＢ２は、タスク２が使用しているので、タスク３のＳ
ｕｂＴＣＢはＴＣＢ２の待ちキューにリンクされる（図
１４）。
【００３９】タスク３は、タスク２よりプライオリティ
が高いが、現在実行中またはレディ状態のタスクをＴＣ
Ｂ待ち状態にすると、スタック内の情報が失われてしま
うので、タスク２をＴＣＢ待ちにして、タスク３をレデ
ィにすることはしない。
が高いが、現在実行中またはレディ状態のタスクをＴＣ
Ｂ待ち状態にすると、スタック内の情報が失われてしま
うので、タスク２をＴＣＢ待ちにして、タスク３をレデ
ィにすることはしない。
【００４０】さらに、タスク１がタスク４を起動する。
タスク４はタスク３よりもプライオリティが高いので、
ＴＣＢ２の待ちタスクキューのタスク３の前にリンクさ
れる。つづいてタスク５も起動され、タスク５はタスク
４と同じプライオリティであるので、ＴＣＢ２の待ちタ
スクキューのタスク４の後ろにリンクされる。これは、
同一プライオリティのタスクでは、ファースト・カム・
ファースト・サービス（Ｆｉｒｓｔ Ｃｏｍｅ Ｆｉｒ
ｓｔＳｅｒｖｉｃｅ；ＦＣＦＳ）処理に従っているため
である（図１５）。
タスク４はタスク３よりもプライオリティが高いので、
ＴＣＢ２の待ちタスクキューのタスク３の前にリンクさ
れる。つづいてタスク５も起動され、タスク５はタスク
４と同じプライオリティであるので、ＴＣＢ２の待ちタ
スクキューのタスク４の後ろにリンクされる。これは、
同一プライオリティのタスクでは、ファースト・カム・
ファースト・サービス（Ｆｉｒｓｔ Ｃｏｍｅ Ｆｉｒ
ｓｔＳｅｒｖｉｃｅ；ＦＣＦＳ）処理に従っているため
である（図１５）。
【００４１】次に、タスク１がタスク３のプライオリテ
ィをタスク４のプライオリティよりも高くするシステム
コールを発行すると、ＴＣＢ２の待ちタスクキューは変
更される（図１６）。
ィをタスク４のプライオリティよりも高くするシステム
コールを発行すると、ＴＣＢ２の待ちタスクキューは変
更される（図１６）。
【００４２】その後、タスク１のプライオリティを下げ
てタスク２をＲＵＮ状態にし、タスク２が実行され、処
理を終了すると、タスク２はＴＣＢ２を解放し、ＯＳ
は、ＴＣ３待ちキューの先頭にリンクされたＳｕｂＴＣ
ＢのタスクにＴＣＢを割り当ててスケジューリングを行
う。タスク３のその時点でのプライオリティがタスク１
のプライオリティより高ければ、タスク３がＲＵＮ状態
となり、タスク１はレディ状態となる。タスク４，タス
ク５はＴＣＢ待ち状態のままである（図１７）。
てタスク２をＲＵＮ状態にし、タスク２が実行され、処
理を終了すると、タスク２はＴＣＢ２を解放し、ＯＳ
は、ＴＣ３待ちキューの先頭にリンクされたＳｕｂＴＣ
ＢのタスクにＴＣＢを割り当ててスケジューリングを行
う。タスク３のその時点でのプライオリティがタスク１
のプライオリティより高ければ、タスク３がＲＵＮ状態
となり、タスク１はレディ状態となる。タスク４，タス
ク５はＴＣＢ待ち状態のままである（図１７）。
【００４３】以後、ＴＣＢ２を使用しているタスクが終
了する毎に、ＴＣＢ２が解放され、ＴＣＢ２に対してＴ
ＣＢ待ち状態のタスクが順次レディ状態またはＲＵＮ状
態に遷移する。
了する毎に、ＴＣＢ２が解放され、ＴＣＢ２に対してＴ
ＣＢ待ち状態のタスクが順次レディ状態またはＲＵＮ状
態に遷移する。
【００４４】
【発明の効果】本発明によると、同時に動作しないタス
クでＴＣＢとスタック領域を共有することによりＲＡＭ
の利用効率が向上する。従って、複数のタスクでＴＣＢ
とスタック領域を共有することにより、使用するメモリ
（ＲＡＭ）を低減することができるという効果を奏す
る。
クでＴＣＢとスタック領域を共有することによりＲＡＭ
の利用効率が向上する。従って、複数のタスクでＴＣＢ
とスタック領域を共有することにより、使用するメモリ
（ＲＡＭ）を低減することができるという効果を奏す
る。
【００４５】また、本発明によると、使用するＲＡＭ容
量を増加させることなく、システムの動作にあわせたタ
スク分割をすることにより、タスクの再利用が容易にな
るという効果も奏する。
量を増加させることなく、システムの動作にあわせたタ
スク分割をすることにより、タスクの再利用が容易にな
るという効果も奏する。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の第１の実施例のリアルタイムＯＳ起動
時のメモリマップを示すブロック図である。
時のメモリマップを示すブロック図である。
【図２】第１の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状態
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図３】第１の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状態
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図４】第１の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状態
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図５】第１の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状態
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図６】第１の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状態
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図７】本発明の第２の実施例のリアルタイムＯＳ起動
時のメモリマップを示すブロック図である。
時のメモリマップを示すブロック図である。
【図８】第２の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状態
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図９】第２の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状態
を示すブロック図である。
を示すブロック図である。
【図１０】第２の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状
態を示すブロック図である。
態を示すブロック図である。
【図１１】第２の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状
態を示すブロック図である。
態を示すブロック図である。
【図１２】本発明の第３の実施例のリアルタイムＯＳ起
動時のメモリマップを示すブロック図である。
動時のメモリマップを示すブロック図である。
【図１３】第３の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状
態を示すブロック図である。
態を示すブロック図である。
【図１４】第３の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状
態を示すブロック図である。
態を示すブロック図である。
【図１５】第３の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状
態を示すブロック図である。
態を示すブロック図である。
【図１６】第３の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状
態を示すブロック図である。
態を示すブロック図である。
【図１７】第３の実施例のリアルタイムＯＳ起動後の状
態を示すブロック図である。
態を示すブロック図である。
【図１８】従来のリアルタイムＯＳ起動時のメモリマッ
プを示すブロック図である。
プを示すブロック図である。
【図１９】従来のリアルタイムＯＳ起動後のメモリマッ
プを示すブロック図である。
プを示すブロック図である。
【図２０】従来のリアルタイムＯＳ起動後のメモリマッ
プを示すブロック図である。
プを示すブロック図である。
【図２１】従来のリアルタイムＯＳ起動後のメモリマッ
プを示すブロック図である。
プを示すブロック図である。
１０ ＲＡＭ ２０ ＲＯＭ
Claims (7)
- 【請求項１】タスクの動作に必要な情報が格納されるタ
スク制御ブロックを参照することによって、前記タスク
の状態およびその他の各種情報を制御するリアルタイム
ＯＳにおいて、 前記タスクのうち、複数の同時に使用しないタスクをグ
ループ化し、グループ化されたタスク内で、前記複数の
同時に使用しないタスクが前記タスク制御ブロックとス
タック領域とを共有し、前記スタック領域の使用を排他
的に制御し、使用するメモリ容量（ＲＡＭ）を低減する
ことを特徴とするリアルタイムＯＳ。 - 【請求項２】前記タスクの起動システムコールにより、
前記タスクのタスク制御ブロック待ちタスクキューにキ
ューイングし、前記タスク制御ブロックを使用している
タスクが実行を終了する毎に前記タスク制御ブロックを
開放し、前記タスク制御ブロック待ちキューにキューイ
ングされたタスクが実行されることを特徴とする、請求
項１に記載のリアルタイムＯＳ。 - 【請求項３】前記タスクの前記タスク制御ブロック待ち
キューが、先入れ先出し法で処理されることを特徴とす
る、請求項２に記載のリアルタイムＯＳ。 - 【請求項４】前記タスクの前記タスク制御ブロック待ち
キューがプライオリチィ順で処理されることを特徴とす
る、請求項２に記載のリアルタイムＯＳ。 - 【請求項５】前記タスク制御ブロックの他に副タスク制
御ブロックを有することを特徴とする請求項１〜４のい
ずれかに記載のリアルタイムＯＳ。 - 【請求項６】前記副タスク制御ブロックが、タスク１個
につき１個用意されることを特徴とする１〜５のいずれ
かに記載のリアルタイムＯＳ。 - 【請求項７】前記副タスク制御ブロックがタスク本体を
管理し、前記タスク制御ブロックがタスクの動作を管理
することを特徴とする、請求項５または６に記載のリア
ルタイムＯＳ。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25287696A JPH10105415A (ja) | 1996-09-25 | 1996-09-25 | リアルタイムｏｓ |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP25287696A JPH10105415A (ja) | 1996-09-25 | 1996-09-25 | リアルタイムｏｓ |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10105415A true JPH10105415A (ja) | 1998-04-24 |
Family
ID=17243399
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP25287696A Pending JPH10105415A (ja) | 1996-09-25 | 1996-09-25 | リアルタイムｏｓ |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH10105415A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2011216118A (ja) * | 2000-11-27 | 2011-10-27 | Arm Ltd | データ処理命令を実行するためのデータ処理装置および方法 |
| WO2024050965A1 (zh) * | 2022-09-08 | 2024-03-14 | 深圳市正浩创新科技股份有限公司 | 任务执行方法、计算机可读介质及电子设备 |
-
1996
- 1996-09-25 JP JP25287696A patent/JPH10105415A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2011216118A (ja) * | 2000-11-27 | 2011-10-27 | Arm Ltd | データ処理命令を実行するためのデータ処理装置および方法 |
| WO2024050965A1 (zh) * | 2022-09-08 | 2024-03-14 | 深圳市正浩创新科技股份有限公司 | 任务执行方法、计算机可读介质及电子设备 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP3920818B2 (ja) | スケジューリング方法および情報処理システム | |
| JP4057989B2 (ja) | スケジューリング方法および情報処理システム | |
| US5168566A (en) | Multi-task control device for central processor task execution control provided as a peripheral device and capable of prioritizing and timesharing the tasks | |
| CN101896886B (zh) | 一种用于计算机系统的资源分配方法及进程执行方法 | |
| JP2561801B2 (ja) | プロセス・スケジューリングの管理方法およびシステム | |
| US20090165003A1 (en) | System and method for allocating communications to processors and rescheduling processes in a multiprocessor system | |
| JPH07504058A (ja) | マルチタスク低電力制御装置 | |
| JPH09128252A (ja) | 優先度付きタスク実行制御方法及びデータ処理装置 | |
| JP2011526040A (ja) | オペレーションの保護モードスケジューリング | |
| JP3215264B2 (ja) | スケジュール制御装置とその方法 | |
| CN115576683B (zh) | 一种协程池调度管理方法、系统、装置及存储介质 | |
| US7590990B2 (en) | Computer system | |
| JP3644042B2 (ja) | マルチタスク処理装置 | |
| JP2902746B2 (ja) | 仮想計算機制御方式 | |
| JP2005327007A (ja) | 組込みコンピュータ制御プログラム、そのプログラムを記録した記録媒体、及び組込みシステム | |
| KR20080013993A (ko) | 데이터 처리장치 내의 데이터 엔진의 사용 | |
| JPH05108380A (ja) | データ処理システム | |
| JP3524961B2 (ja) | マルチプロセッサシステムおよび同システムにおけるタスクスケジューリング方法 | |
| CN112948069A (zh) | 用于运行计算单元的方法 | |
| JPH11249917A (ja) | 並列型計算機及びそのバッチ処理方法及び記録媒体 | |
| JP7608760B2 (ja) | トランザクション制御装置、トランザクション制御方法、及び、プログラム | |
| JP2535632B2 (ja) | デ―タ処理システム | |
| JPH0351920A (ja) | 資源待ち合わせ制御方式 | |
| JPH01193947A (ja) | フアイルアクセル処理方式 | |
| JPS58154058A (ja) | マルチプロセッサシステム |