JPH11120011A - 割込み処理方法およびマルチタスク実行システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】マルチタスク実行システムにおいて、入出力割
込みに対するメモリの効率的な利用を実現する。 【解決手段】複数のタスク１３１〜１３４がそれぞれの
論理空間を有して動作するマルチタスク実行システム１
００において、タスクの論理空間のみを切り替える論理
空間切り替え手段１３５を有し、該論理空間切り替え手
段は、該複数のタスクの一つが発行した入出力要求に対
応する割込みが発生した場合、（１）割込み処理に必要
なレジスタ値を退避し、（２）該入出力要求を発行した
タスクの論理空間に切り替え、（３）割込み処理ルーチ
ンを実行し、（４）前記（２）の処理で切り替える直前
の論理空間に再切り替えを行い、（５）前記（１）で退
避したレジスタ値を復帰する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はマルチタスク実行シ
ステムに関し、特に入出力割込みの効率的な処理方法に
関する。

【０００２】

【従来の技術】複数のプログラム（タスク）が並行して
動作するマルチタスク実行システムでは、一つのタスク
が入出力を要求して入出力完了を待つ場合、通常、別の
タスクがシステム上で実行（スケジューリング）され、
入出力完了は割込みという形式でシステムに通知され
る。

【０００３】入出力要求に対する割込みは、タスクが入
出力要求を行った結果発生するものであり、（１）入力
完了であれば、入力データを要求発行元タスクの領域に
格納し、（２）出力完了であれば、結果を要求発行元タ
スクの領域に格納する、といったデータ転送処理（割り
込み処理）を行わなければならない。

【０００４】しかしながら、割込み発生時には、通常、
入出力要求を発行したタスクとは別のタスクが動作して
いるので、入出力要求時とは異なったタスク実行環境と
なっている。

【０００５】このような入出力割込み発生時の処理とし
て、マイクロソフト社のＯＳであるWindows NTデバイス
ドライバにおけるＡＰＣ（Asynchronous Procedure Cal
l）のように、通常は入出力要求を発行したタスクが再
びオペレーティングシステムによってスケジューリング
され、入出力要求発行時と同一のタスク実行環境に戻る
ときまで、データ転送処理の実行を遅延させる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】ＡＰＣを用いた入出力
割込み処理では、入出力完了からタスクの再スケジュー
リングまでの間、別タスクの実行環境にあるため、入出
力データを要求元のタスクの領域に直接に格納すること
ができない。この間、入出力データを一時的に保存して
おくためのバッファ領域が必要となる。すなわち、入出
力データを保存するためにタスクが提供する領域の他
に、システムが一時的（入出力完了から入出力要求元タ
スクの再スケジューリングまで）にデータを保存するた
めの領域が必要となる。したがって、ＡＰＣで大容量フ
ァイルなどの入力を行うと、メモリの活用が極端に非効
率となる。

【０００７】本発明の目的は、従来技術の問題点を克服
し、入出力割込みの発生時点に割込み処理を簡易に実行
できる方法と、メモリの有効活用が可能となるマルチタ
スク実行システムを提供することにある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】前記目的を達成するた
め、複数のタスクがそれぞれの論理空間を有して動作す
るときの入出力割込み方法において、前記タスクの一つ
が発行した入出力要求に対応する割込みが発生した場
合、タスク実行環境のうち、論理空間のみを稼働中のタ
スクから前記入出力要求元のタスクのそれに切り替える
ことを特徴とする。

【０００９】ここで、タスク実行環境とは、（ａ）タス
クの論理空間、（ｂ）レジスタ値（プログラムカウン
タ、汎用レジスタなど）、（ｃ）ファイルなどを総称し
た概念である。個々のタスクはそれぞれのタスク環境を
有し、マルチタスク実行システムでは、タスク実行環境
を順次切り替えることにより、複数のタスクを並行動作
させる。

【００１０】本発明のマルチタスク実行システムでは、
入出力割込み発生時に、タスク実行環境のうち、論理空
間のみを入出力要求発行元のタスクの論理空間に切り替
える論理空間切り替え手段を有する。論理空間切り替え
手段は、通常、マルチタスク実行システムのオペレーテ
ィングシステムの一部として提供される。

【００１１】前記論理空間切り替え手段を有することに
より、本発明のマルチタスク実行システムの割込み処理
は、入出力割込み発生時の処理として、以下の一連の動
作を実行する。

【００１２】（１）入出力割込み発生時に、割込み処理
に必要なレジスタの値を退避する。すなわち、稼働中の
タスクの処理に用いられるレジスタのうち、競合するレ
ジスタ値を退避する。

【００１３】（２）論理空間切り替え手段により入出力
要求発行元のタスクの論理空間に切り替える。論理空間
の切り替えは、ページテーブルを切り替えた後、必要に
応じてＴＬＢ（Translation Look-aside Buffer）やキ
ャッシュ記憶の無効化を行うことにより達成される。ハ
ードウェアの種類によっては、この無効化の処理が不要
な場合もある。

【００１４】（３）割込み処理を実行する。すなわち、
入出力データを入出力要求発行元のタスクの領域に格納
する。

【００１５】（４）前記（２）の処理で切り替える直前
の論理空間に再切り替えを行う。

【００１６】（５）前記（１）で退避したレジスタ値を
復帰する。

【００１７】これらの一連の処理を行うことにより、入
出力割込み発生時点で、入出力データを要求発行元タス
クの領域に格納することができる。この結果、システム
が一時的にデータを保存するための領域が不要となり、
効率的なメモリ活用を行うことができる。また、全ての
タスク実行環境を切り替えるのではなく、論理空間のみ
を切り替えるので、割込み処理に至るまでの時間を短く
することができる。

【００１８】

【発明の実施の形態】本発明の一実施形態を図面を用い
て詳細に説明する。図１に、本発明のマルチタスク実行
システムの一実施例を示す。本システムでは、複数のタ
スクが１台の計算機上でそれぞれ独立の論理空間を有し
て動作する。図中、１００は計算機システムであり、そ
の内部装置として、中央処理装置（ＣＰＵ）１１０、主
記憶装置１１１、入出力制御装置（Ｉ／Ｏ）１１２があ
り、ＣＰＵバス１２０によって接続されている。入出力
制御装置１１２には、ディスク装置１１３や端末１１４
が接続される。ＣＰＵ１１０内部には、ＴＬＢ１１５や
キャッシュ記憶１１６が存在する。

【００１９】主記憶装置１１１上には、オペレーティン
グシステム（ＯＳ）１３０、タスク１３１〜１３４が存
在し、ＣＰＵ１１０によって順次実行される。ＯＳ１３
０がタスク１３１〜１３４の実行状態を管理して、複数
のタスクが並行して動作するマルチタスク実行環境を構
成している。なお、本実施例では、４つのタスク１３１
〜１３４の存在を示しているが、これ以上または以下の
タスクが動作するシステム構成も可能である。

【００２０】図２に、論理空間の構成を説明する概念図
を示す。図示のように、論理空間はＯＳ用空間とタスク
用論理空間からなり、後者はタスク毎に物理空間にマッ
ピングされている。ページテーブルなどの情報は全てＯ
Ｓ用空間に配置され、これを切り替えることによりタス
ク用論理空間を切り替えることができる。

【００２１】論理空間切り替えルーチン１３５は、ＯＳ
１３０の一つのルーチンとして提供される。このルーチ
ン１３５は、タスクやユーザから直接実行することはで
きないが、ＯＳ内に組み込まれて動作する入出力割込み
処理ルーチンから実行することができ、論理空間の切り
替え処理を実行する。論理空間の切り替えは、ＯＳ内部
のデータであるページテーブルなどを切り替えることに
より行われる。

【００２２】図３に、論理空間切り替えのために使用さ
れるＯＳ内部のデータ構造を示す。ＯＳ内部には、ペー
ジテーブルエントリアドレス１４０とページテーブル１
４１〜１４４、実行中タスク番号１５０、タスク制御ブ
ロック１５１〜１５４が存在し、各タスクの実行状況を
管理する。

【００２３】ページテーブル１４１〜１４４は、それぞ
れ、タスク１３１〜１３４の論理空間と物理空間の対応
を示す。本実施例では、ページテーブルは各タスク毎に
設けられているが、システムで一つのページテーブルを
構成することも可能である。ページテーブルの論理空間
と物理空間の対応の一部は、ＴＬＢ１１５内に転写さ
れ、ハードウェアによる高速なアドレス変換を可能にし
ている。ページテーブルエントリアドレス１４０は、現
在使用中の論理空間に対応するページテーブルの先頭ア
ドレスを示す。例えば、タスク１３３が実行中であれ
ば、ページテーブルエントリアドレス１４０はページテ
ーブル１４３の先頭アドレスを示す。

【００２４】タスク制御ブロック１５１〜１５４は、そ
れぞれタスク１３１〜１３４の実行状況を管理するデー
タで、レジスタ値、状態（タスクが実行状態であるか待
ち状態であるかなど）、実行中の入出力処理の種類、使
用中のファイル、ページテーブルの位置などが退避さ
れ、タスクをスケジューリングする際に用いられる。

【００２５】実行中タスク番号１５０は、現在、システ
ムで実行されているタスクの番号（ＩＤ）を示す値であ
る。ＣＰＵ１１０の種類によっては、実行中タスク番号
を格納するための領域がハードウェアで提供されている
ものもある。

【００２６】ＴＬＢ１１５には、タスク１３１〜１３４
における論理空間と物理空間との対応を示すページテー
ブルの一部が記憶されている。ＴＬＢ１１５の内容は、
ＣＰＵ１１０の種類によって異なるが、論理空間を３２
ビットアドレス（最大４Ｇバイト）で参照する場合、通
常、４Ｋバイトもしくは１Ｋバイトの空間（ページ）に
分割し、これを物理空間におけるページにマッピングす
る。したがって、ＴＬＢ１１５は、２０ビットもしくは
２２ビットで表される論理空間のページと物理空間のペ
ージとの対応表を示す。

【００２７】ＣＰＵ１１０は、このページ対応表を利用
して論理アドレスを物理アドレスに高速に変換し、変換
後の物理アドレスを用いて主記憶装置１１１の命令、デ
ータ参照を行う。指定された論理ページ番号がＴＬＢ内
に存在しなければ、ページテーブルから論理空間と物理
空間との対応表を読み出し、ＴＬＢ内に登録する。

【００２８】通常のＴＬＢは、論理ページ番号と物理ペ
ージ番号との対応のみを有しているため、異なった論理
空間を有するタスク間でスケジューリングが行われた場
合、ＴＬＢが示す論理空間と物理空間の対応が無効とな
るので、ＴＬＢの内容をすべて削除（無効化）しなけれ
ばならない。しかし、ＣＰＵの種類によっては、ＴＬＢ
内に論理ページ番号、実行中タスク番号と物理ページ番
号との対応を記憶でき、マルチタスク実行システムに適
した構成となっているものが存在する。

【００２９】図４に、論理空間の切り替え時に無効化の
不要なＴＬＢの内部構成を示す。ＴＬＢ１１５は複数の
エントリに分割され、各エントリが論理ページ番号１６
０、タスク番号１６１と物理ページ番号１６２との対応
を示す。このようなＴＬＢを用いるＣＰＵの場合、タス
ク間スケジューリングが行われても、ＴＬＢの内容を削
除する必要はない。

【００３０】キャッシュ記憶１１６は、主記憶装置１１
１から読み出したデータを一旦格納しておく高速なバッ
ファである。キャッシュ記憶１１６もＣＰＵの種類によ
って、（１）物理アドレスをインデクスとしてデータを
記憶する物理キャッシュ （２）論理アドレスをインデクスとしてデータを記憶す
る論理キャッシュ （３）論理アドレスとタスク番号の対をインデクスとす
る論理キャッシュ のいずれかの構成を採用する。（２）の論理キャッシュ
を使用する場合には、タスク間スケジューリングの際
に、キャッシュ記憶上のデータをすべて削除しておかな
ければならない。

【００３１】図５に、入出力割込み処理のフローチャー
トを示す。本実施例では、入出力割込み発生によりＯＳ
１３０が全ての割込み処理を行うものとして説明する。
まず、入出力割込み発生時には、システムを割込み以前
の状態に復帰できるように、割込み処理中に使用するレ
ジスタの値を退避する（ｓ１７１）。

【００３２】ＣＰＵ１１０の種類によっては、汎用レジ
スタを２面（バンク０、バンク１）有し、割込み発生と
同時にハードウェア的にバンク切り替えが行われるもの
もある。このようなプロセッサを使用する場合は、レジ
スタ値の退避を行わなくてもよい。なお、以降の割込み
処理は割込み禁止状態（別の割込みが受け付けられない
状態）で実行する必要があるが、通常のプロセッサは割
込み発生と同時に割込み禁止状態に移行するため、図示
を省略している。

【００３３】ｓ１７２〜ｓ１７５は論理空間の切り替え
処理を示している。これらの処理が論理空間切り替えル
ーチン１３５に対応するが、実際の論理空間の切り替え
を行なう部分はｓ１７４〜ｓ１７５である。図６のＯＳ
データ構造を参照しながら、基本的な論理空間の切り替
え処理を説明する。

【００３４】まず、ページテーブルの切り替えを行う
（ｓ１７４）。ここでは、ページテーブルエントリアド
レス１４０に、入出力要求発行元タスクに対応するペー
ジテーブルの先頭アドレスを登録するだけである。例え
ば、入出力要求発行元タスクがタスク１３４であった場
合、ページテーブル１４４の先頭アドレスをページテー
ブルエントリアドレス１４０に格納する。

【００３５】次に、入出力要求発行元タスクの番号を実
行中タスク番号１５０に登録する（ｓ１７５）。この処
理は、ＣＰＵ１１０の種類によって異なる。例えば、日
立製作所の提供するプロセッサＳＨ−３などでは、現在
実行中のタスク番号を登録しておくためのレジスタが存
在する。一方、モトローラ社の提供するプロセッサＭＣ
６８０３０などでは、実行中タスク番号を登録するハー
ドウェアは存在しない。このため、ＭＣ６８０３０など
のプロセッサを使用する場合、実行中タスク番号１５０
をＯＳ内部データとして確保しておく必要があるが、Ｓ
Ｈ−３などのプロセッサではハードウェア上にそのまま
用意されているレジスタを、実行中タスク番号１５０と
して用いることができる。

【００３６】以上で、基本的な論理空間切り替え処理は
終了する。しかし、割込み直前まで実行していたタスク
の論理空間のデータがＴＬＢ１１５、キャッシュ記憶１
１６内に残っている可能性がある。この場合、ｓ１７２
〜ｓ１７３で予めデータを削除しておかなければならな
い。

【００３７】まず、ｓ１７２でＴＬＢの内容の無効化を
行う。通常のプロセッサでは、ＴＬＢの全内容を無効化
するための機能を有しており、これによりＴＬＢの内容
をすべて削除する。しかし、タスク番号をエントリ内に
有するＴＬＢ（図４）では、異なったタスクの同一論理
ページ番号を区別することができるので、ＴＬＢエント
リの無効化を行う必要が無い。

【００３８】論理アドレスをインデクスとする論理キャ
ッシュを装備したＣＰＵを使用している場合、新たな論
理空間の下でｓ１７３の処理を実行して、キャッシュ記
憶上のデータをすべて無効化する。なお、ライトバック
キャッシュの場合は、書き戻す必要がある。

【００３９】次に、ｓ１７６で割込み処理を行う。入出
力割込み処理では、入出力制御装置１１２を介して読み
出したデータまたは出力した結果を、入出力要求を発行
したタスクが提供する領域に格納する。上述の切り替え
処理で、入出力要求発行元のタスクの論理空間への切り
替えが済んでいるので、本割込み処理ではデータを直
接、入出力要求発行元のタスクが提供する領域に格納す
ることができる。

【００４０】このため、入出力データを一時的にＯＳの
バッファなどに格納する必要はなく、メモリを効率的に
活用することができる。また、タスク実行環境のすべて
を切り替える必要が無いため、特に、タスク番号を格納
できるＴＬＢと物理キャッシュ（もしくは、論理アドレ
スとタスク番号をインデクスとする論理キャッシュ）を
用いたＣＰＵの場合、ページテーブルエントリアドレス
１４０と実行中タスク番号の書き換えのオーバヘッドの
みで、入出力データを要求元タスクの領域に格納するこ
とができる。

【００４１】次に、ｓ１７７〜ｓ１８０で、再び、割込
み発生前の論理空間へ切り替える。これらの処理は、ｓ
１７２〜ｓ１７５と同様になる。最後に、ｓ１８１で退
避したレジスタを回復し、割込み発生前に実行していた
処理を継続する。なお、２面のレジスタを有しているＣ
ＰＵでは、割込み終了と同時にバンク切り替えが行われ
るため、レジスタ回復を行う必要はない。

【００４２】図７に、入出力割込み処理のシステム動作
をタイムチャートで示す。同図（ａ）が従来例、（ｂ）
が本実施例の処理で、時点〜の動作は同じとなる。

【００４３】マルチタスク実行システムで一つのタスク
が入出力要求を発行すると、その入出力処理の完了まで
の間、当該タスクは処理を継続することなく待ち状態に
移行する。このとき、ＣＰＵを効率的に使用するため、
別の実行可能状態にあるタスクが処理を実行する（別タ
スクがスケジューリングされる）。このようなタスクの
状態として、ｒｕｎ（実行）状態（タスクがＣＰＵによ
り実行されている状態）、ｒｅａｄｙ（実行可能）状態
（処理可能であるが、別タスクがＣＰＵを占有している
状態）、ｗａｉｔ（待ち）状態（入出力完了などを待っ
ている状態）の３通りがある。

【００４４】図７の例は２つのタスクが存在し、初期状
態として、タスク１（Task1）が実行状態、タスク２（T
ask2）が実行可能状態である。この状況で、タスク１が
入出力処理要求を発行したとする（の時点）。これを
受け付けたＯＳは、直にタスク１を待ち状態に移行さ
せ、入出力制御装置（Ｉ／Ｏ）に対して、Ｉ／Ｏ要求を
発行する（の時点）。

【００４５】次に、ＯＳは、タスク１が待ち状態の間も
ＣＰＵを利用するため、実行可能状態のタスク２をスケ
ジューリングする。このため、タスク１の実行環境（論
理空間、レジスタ値、ファイルなど）をタスク２の実行
環境に切り替え（〜）、タスク２が実行状態に移行
する。

【００４６】タスク２の実行中に入出力制御装置から、
Ｉ／Ｏ完了割込みが発生したとする（の時点）。この
時点はタスク２の実行環境であるため、タスク１の論理
空間を参照することができない。このため、従来は入出
力処理の結果をＯＳ内のバッファにコピーしておく
（（ａ）の〜）。ここで、ＯＳは、タスク１を実行
可能状態にすると同時に、タスク２の処理を継続させ
る。

【００４７】タスク２の処理が終了すると（の時
点）、ＯＳは直ちにタスク１の実行環境に切り替える
（（ａ）の〜）、次に、バッファにコピーしておい
た入出力処理の結果をタスク１の論理空間に転送し
（（ａ）の〜）、その後、タスク１が実行状態に移
行する。

【００４８】このように、従来はＩ／Ｏ完了割込み時に
入出力処理結果を一時格納するバッファが必要である。
また、タスク１の再実行時にバッファからの転送が必要
となり、直ちにタスク１を実行することができない。

【００４９】一方、本実施例では、Ｉ／Ｏ完了割込みが
発生すると（の時点）、ＯＳは論理空間のみをタスク
１のそれに切り替える（（ｂ）の〜）。この切り替
え処理は、レジスタ値、ファイルなど、論理空間以外の
タスク実行環境に対しての切替えを行わないため、非常
に高速に行うことができる。切り替え後、ＯＳは入出力
処理の結果を直接タスク１の論理空間に書き込む
（（ｂ）の〜）。次に、論理空間のみを再びタスク
２のそれに切り替え（（ｂ）の〜）、タスク２の処
理を再開させる。

【００５０】タスク２が（ｂ）のの時点で終了する
と、既に入出力処理の結果がタスク１の論理空間に格納
されているので、ＯＳはタスク１の実行環境に切り替え
る（（ｂ）の〜）だけで、タスク１が実行される。

【００５１】本実施例によれば、Ｉ／Ｏ完了時点でタス
ク１の論理空間に結果を書き込むため、バッファが不要
で、かつタスク１はタスク２の終了後、直ちにスケジュ
ーリングされる。

【００５２】

【発明の効果】本発明のマルチタスク実行システムによ
れば、入出力割込み発生時に、入出力要求発行元のタス
クの領域で直接入出力データを参照することができるた
め、該タスクが再スケジューリングされるまでの一時的
な入出力データ用領域を設ける必要が無く、効率的なメ
モリ管理を行うことができる。

【００５３】また、本発明の割込み処理方法によれば、
ＯＳから入出力要求元タスクへの入出力データの転送が
不要で、かつ、入出力割込みと復帰時に論理空間のみを
切り替えればよいので、オーバーヘッドが小さく処理を
高速化できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例を示すシステム構成図。

【図２】論理空間の構成を示す概念図。

【図３】ＯＳ内部のデータ構造を示す概念図。

【図４】タスク番号を登録できるＴＬＢの構成を示す概
念図。

【図５】本発明の一実施例を示す入出力割込み処理のフ
ローチャート。

【図６】論理空間切り替えのＯＳ内部のデータ構造を示
す概念図。

【図７】入出力割込み処理のシステム動作の従来例と本
実施例を示すタイムチャート。

【符号の説明】 １００…計算機、１１０…中央処理装置、１１１…主記
憶装置、１１２…入出力制御装置、１１３…ディスク装
置、１１４…端末、１１５…ＴＬＢ、１１６…キャッシ
ュ記憶、１２０…ＣＰＵバス、１３０…ＯＳ、１３１〜
１３４…タスク、１３５…論理空間切り替えルーチン、
１４０…ページテーブルエントリアドレス、１４１〜１
４４…ページテーブル、１５０…実行中タスク番号、１
５１〜１５４…タスク制御ブロック、１６０…論理ペー
ジ番号、１６１…タスク番号、１６２…物理ページ番
号。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 金子 茂則 茨城県日立市大みか町五丁目２番１号 株 式会社日立製作所大みか工場内

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のタスクがそれぞれの論理空間を有
   して動作するときの入出力割込み方法において、 前記タスクの一つが発行した入出力要求に対応する割込
   みが発生した場合、タスク実行環境のうち、論理空間の
   みを稼働中のタスクから前記入出力要求元のタスクのそ
   れに切り替えることを特徴とする割込み処理方法。
2. 【請求項２】 複数のタスクがそれぞれの論理空間を有
   して動作するときの入出力割込み方法において、 前記タスクの一つが発行した入出力要求に対応する入出
   力完了の割込みが他のタスクの実行中に発生した場合
   に、当該割込み処理に必要なレジスタの値を退避し、前
   記入出力要求を発行したタスクの論理空間に切り替え、
   割込み処理ルーチンを実行し、その後、前記割込みを受
   けたタスクの論理空間に再切り替えを行い、前記レジス
   タの値を復帰することを特徴とする割込み処理方法。
3. 【請求項３】 請求項２において、 前記割込み処理ルーチンは、前記入出力要求を発行した
   タスクの論理空間上の領域との間で直接、入出力データ
   を読み書きすることを特徴とする割込み処理方法。
4. 【請求項４】 複数のタスクがそれぞれの論理空間を有
   して動作するマルチタスク実行システムにおいて、 前記タスクの一つが発行した入出力要求に対応する入出
   力完了割込みが発生した場合、稼働中のタスクと入出力
   要求元タスクの論理空間のみを切り替える手段を備えた
   ことを特徴とするマルチタスク実行システム。
5. 【請求項５】 複数のタスクがそれぞれの論理空間を有
   して動作するマルチタスク実行システムにおいて、 オペレーティングシステム（ＯＳ）が、入出力要求の発
   行元タスクを記憶し、前記入出力要求に対応する割込み
   が発生した場合、前記発行元タスクの論理空間に切り替
   えた後、割込み処理を実行させることを特徴とするマル
   チタスク実行システム。