JPS6339042A - マルチタスクのタスク間同期方式 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、プログラムを細かい処理単位のタスクに分割
してＣＰＵ　（中央処理装置）を時分割に割当てて動作
される処理方式のマルチタスキングを支援する処理装置
におけるタスク間同期方式に関するものである。

〔従来の技術〕

一般に、マルチタスキングにおいては、複数のタスクが
各々の優先順位に応じてＣＰＵを時分割に専有して動作
する。通常、このようなマルチタスキングを実現するた
めには、オペレーティングシステム、またはモニタなど
と呼ばれる基本ソフトウェアが介在し、このオペレーテ
ィングシステム（以下Ｏ８）が各々のタスクからの処理
要求（以下システムコール）や割込の管理を行ないなが
ら複数のタスクが矛盾なく動作するように全体の制御を
行なっている。この制御は、普通ソフトウェア若しくは
マイクロプログラムなどのファームウェアで実現されて
いる。このマルチタスキングにおいて、複数のタスクが
矛盾なく動作するためにタスクには幾つかのタスク状態
というものがある。

ある−瞬の時刻をとってみると、ＣＰＵを専有して走行
しているタスクは唯一で、これをラン状態と呼び、この
ラン状態に遷移することは可能であるが優先順位の関係
でラン状態に移れないで待機している状態をレディ状態
と呼び、またＯ８に対しシステムコールを発行したが要
求が満足されない状態はウェイト状態となる。これらの
状態遷移は、Ｏ８が管理し適宜各タスクの状態を変化さ
せシステム全体が正常に稼働する様に制御している。

従来の単一プログラムとは異なるマルチタスキングにお
いては、数々の注意を要する現象が存在する。例えば、
複数のタスクが同一のメモリや入出力装置（以下Ｉ１０
という）を共有している場合、あるタスクが共有のメモ
リまたはＩｌｏを利用中に制御が他のタスクに移り、そ
のタスクが共有メモリまたはＩｌｏを使用したとすると
、以前に動作していたタスクにより操作されていたメモ
リのデータやＩｌｏの状態が破壊される可能性が出てく
る。

この場合、また元のタスクに制御が移った時、正常に動
作することが出来ない。この様な現象を回避するための
手段として、一般的にＯ８はタスク間同期機構を有して
いる。

このタスク間同期機構には数々の方式があるが、ここで
はタスク閏同期用フラグ（以下セマフォという）につい
て説明する。

第４図は一般のセマフォを用いたタスク間の同期方式の
一例を示す構成図である。本例では、読出しＩｌｏを含
むタスクＡ、書込みＩｌｏを含むタスクＢの２個のタス
ク２１．２２がＩ　、１０２０を共有し、優先順位はタ
スクＢの方が高いとする。図中、Ｐ　（Ｓ）はシステム
コールの１つでセマフォに対してセマフォの専有を要求
するものであり、Ｖ（Ｓ）はセマフォに対してセマフォ
の解放を要求するものである。

第５図はこのシステムコールＰ　（Ｓ）の処理を説明す
る流れ図である。ステップ３１でＯ８はセマフォがＯＮ
が否かを判定検知し、このセマフォがＯＮでなくＯＦＦ
状態であれば、ステップ３２でセマフォをＯＮにする。

この場合、このシステムコールを発行したタスクは要求
を満足したことになる。また、セマフォが既にＯＮであ
れば、ステップ３３でシステムコールを発行したタスク
はこの時点の状態を一旦退避し、ステップ３４でラン状
態からウェイト状態へ遷移する。このようにタスクは、
しばしばある時点の状態を保持し実行を中断する場合が
ある。

この状態を退避するための空間を、タスクコントロール
ブロック（以下ＴＣＢ）と呼び、このＴＣＢ構成は、第
３図の一部、に示される。通常、ＴＣＢＩｏ、１１はメ
モリ上に確保され、タスク毎にＴＣＢも１つずつ存在す
る。このＴ（、ＢＩＯは制御部１２と、退避エリア１３
とがらなり、制御部１２はＯ８がタスクを管理するため
に予約している空間、退避エリア１３はタスクが中断す
る際走行中のプログラムの状態、Ｉｌｏの状態を退避す
るため空間である。

Ｏ８はシステムコール発行タスクを中断させ、ステップ
３４でウェイト状態に遷移させた後、次にステップ３５
でラン状態にすべきタスクを選択し、そのタスクに制御
を渡すことによりＰ（Ｓ）の処理を終了する。

第６図は同様にもう一方のシステムコール■（Ｓ）の処
理を示す流れ図である。まず、Ｏ８はステップ３６でセ
マフォに対して待っているタスクが在るか否かを判定し
、この待ちタスクがなければ、ステップ３７でセマフォ
をＯＦＦして処理を終了する。もし、待ちタスクが存在
していればステップ３８で待ちタスク内の１つのタスク
を選択し、タスク状態をウェイト状態からレディ状態に
遷移させ、次に、ステップ３９でラン状態にするタスク
を選択して処理を終る。

第４図におけるタスクＡは、Ｉ　１０２０からの読出し
処理２１を行ない、タスクＢはＩｌｏへの書込み処理２
２を行なう。先ず、タスクＡが走行し、セマフォの専有
要求システムコールＰ（Ｓ＞を発行し、Ｉ　１０２０か
らの読出し処理２１に入る。この読出し処理２１中に割
込みが入り、タスクＢが起動されたとすると、タスクＢ
は書込み処理２２を実行しようとしてＰ　（Ｓ）を発行
する。

この場合、セマフォは既にタスクＡにより専有されてい
るため、タスクＢはウェイト状態に遷移し、Ｏ８は再び
タスクＡを選択し、タスクＡは読出し処理２１を継続す
る。この読出し処理２１の終了後システムコールＶ（Ｓ
）を発行すると、セマフォは解放され、セマフォに対し
て待っているタスクＢがセマフォを専有し、ウェイト状
態からレディ状態へ遷移する。Ｏ８は、次にタスクＢを
選択しラン状態にすることでタスクＢに制御が移り、タ
スクＢは書込み処理２２に移ることができる。このタス
クＢは書込み処理２２の終了後、システムコールＶ　（
Ｓ）を発行してセマフォを解放し他のタスクが新たにセ
マフォを専有することを可能とする。

第７図（ａ）は以上のプロセスの説明をしたタイムチャ
ートで、横軸を時間、縦軸はタスクＡ。

タスクＢ、Ｉ１０の各処理を示している。横軸の点線は
起動を受けていない状態か、又はウェイト状態を表わし
、縦軸の点線は処理の流れの対応を表わし、実線はＣＰ
Ｕ又はＩｌｏの処理を表わしている。

以上説明したように同期機構を利用することで読出し処
理２１の動作中に書込み処理２２の動作を実行したり、
又その逆の動作を行なったりすることにより生じる誤動
作を防ぐことが出来る。一般に、この種のマルチタスキ
ングを支援しているＯ８には同期機構が備えられている
。マニュアルｒｉＲＭＸ８６　　ＮＵＣＬＥＵＳ　　Ｒ
ＥＦＥＲＥＮＣＥ　　ＭＡＮＵＡ’Ｌ、参照。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上述したようにタスク間の同期をとるためにセマフォを
利用するわけであるが、一度セマフォが専有されると、
そのセマフォが解放されるまでいかなるタスクもシステ
ムコールＰ　（Ｓ＞を使用することにより、ウェイト状
態となり動作することが出来ない、マルチタスキングに
おいて、タスクには優先順位があり、優先順位の高いタ
スクが先に実行権を得て動作することを期待してプログ
ラムを組む、しかし、マルチタスキングシステムにおい
て、各タスクの実行順序を細部までおさえることは困難
であり、優先順位の高いタスクの処理がシステムコール
Ｐ（Ｓ）を発行することで保留され、優先順位の低いタ
スクの処理に左右され、結果的に処理の順番が遅れると
いう欠点を有している。

本発明の目的は、このような欠点を除き、優先度の高い
タスクの処理を優先して行い、処理の順番の遅れをなく
したマルチタスクのタスク間同期方式を提供することに
ある。

〔問題点を解決するための手段〕

本発明の構成は、プログラムを各処理単位のタスクに分
割して中央処理装置を時分割に割当てて処理するマルチ
タスク処理がタスク間同期フラグを管理するフラグ管理
手段により各タスク間の同期をとりながら行われるタス
ク間同期方式において、前記フラグ管理手段を専有して
いるタスクに関する情報を保持する専有タスク管理手段
と、前記フラグ管理手段への専有要求がタスクから出さ
れた時、そのタスクの優先順位と前記専有タスク管理手
段に含まれる前記フラグ管理手段を専有しているタスク
の優先順位とを比較する比較手段と、前記専有要求を行
ったタスクの優先順位が前記専有タスクの優先順位より
も高い場合前記中央処理装置に割込信号を出力する割込
制御手段とを含むことを特徴とする。

〔実施例〕

次に、本発明について図面により詳細に説明する。

第１図は本発明の一実施例のブロック図である。図にお
いて、ｌは中央処理装置（ＣＰＵ）、２はセマフォ専有
タスク管理部、３はセマフォ部、４はアドレス生成部、
５はフラグ部、６はセマフォ管理部、７は比較器、８は
割込管理部を示す。セマフォ部３はセマフォを８個備え
ており、セマフォ専有タスク管理部２はセマフォ部３の
各セマフォに対応し、各セマフォを専有しているタスク
の優先順位とＴＣＢへのポインタとを備えている。アド
レス生成部４はセマフォ専有タスク管理部２の内１つを
選択するためのアドレスを発生する。セマフォ管理部６
はＣＰＵＩからの指令でセマフォ部３を管理し、アドレ
ス生成部４を制御しアドレスを発生させ、フラグ部５に
フラグをセットする機能を有している。比較器７はＣＰ
Ｕ１から与えられたタスクの優先順位情報とセマフォ専
有タスク管理部２の優先順位情報を比較し、比較結果の
信号を発生させる。割込管理部８は前記信号を受けて、
ＣＰＵＩに対し割込信号を発生させる。

第２図は本実施例を動作させるための処理アルゴリズム
のタスクがＯ８に対しシステムコールＰ（Ｓ）を発行し
た場合の流れ図を示している。Ｐ（Ｓ）の処理に入ると
、ＣＰＵＩはセマフォ管理部６へ指令を出す。セマフォ
管理部６はステップ４１でセマフォ部３の指定されたセ
マフォを判定し、ＯＦＦ状態であればステップ４２で指
定されたセマフォをＯＮとし、フラグ部５のフラグをＯ
Ｎとして処理を終了する。ＣＰＵＩはフラグ部５のフラ
グ状態を判定することでセマフォに対する専有要求が満
足されたか否かを判断し、フラグ部５がＯＮであればＯ
ＦＦ状態とする。

セマフォ部３の指定されたセマフォがＯＮであれば、セ
マフォ管理部６はアドレス生成部４に対しアドレスを発
生する様に指令を送る。アドレス発生部４は指令に応じ
てセマフォ部３の情報を元にセマフォ専有タスク管理部
２の内対応するタスク情報を選択するためのアドレスを
発生する。比較器７はセマフォ専有タスク管理部２から
出力される優先順位情報とＣＰＵＩから発生するシステ
ムコールＰ　（Ｓ）を発行したタスクの優先順位とをス
テップ４４で比較し、システムコールＰ（Ｓ）を発行し
たタスクの優先順位の方が高い場合、その旨を割込管理
部８に通知するための信号を発生し、割込管理部８はＣ
ＰＵＩに対して割込信号を発生する。ＣＰＵＩが割込を
発生した場合には、ステップ４５でシステムコールＰ　
（Ｓ）を発行したタスクをラン状態からウェイト状態に
遷移させ、次に、ステップ４６でラン状態にするタスク
を選択する。

割込処理に入った場合、ＣＰＵＩはステップ４７でセマ
フォ専有タスク管理部２中のＴＣＢポインタからＴＣＢ
のアドレスを得て、Ｉ１０処理を中断し、その時点のプ
ログラム状態と、Ｉ１０処理を中断したことを記憶して
いるための情報をＴＣＢの退避エリアに退避する。

第３図は第１図のセマフォ専有タスク管理部２とＴＣＢ
Ｉｏ、１１との関係を表わした図である。セマフォ専有
タスク管理部２のＴＣＢポインタはメモリ上の対応する
ＴＣＢを指し示している。ＣＰＵ１は、ＴＣＢポインタ
によりメモリ上に存在するＴＣＢＩＯの位置を知ること
ができる。ＣＰＵＩはセマフォを専有していたタスクを
中断させ、中断時の状態をＴＣＢの退避エリアに退避し
た後、ステップ４８でもしそのタスクがレディ状態であ
るならばウェイト状態に遷移させた後、次にステップ４
９でラン状態にするタスクを選択する。

本実施例は、セマフォが８個の場合で説明したが、シス
テムの規模に応じて数を増やすことも可能であり、また
セマフォ専有タスク管理部２の情報としてＴＣＢポイン
タではなく、タスクを識別するための識別子を用いても
よい。

第７図（ｂ）は本実施例の各タスク及びＩｌｏの処理を
時間の流れで表したタイムチャートであり、第７図（ａ
）と同様の条件で比較をしている。先ず、タスクＡがシ
ステムコールＰ　（Ｓ）を発行することでＩｌｏを専有
し、Ｉ１０処理中タスクＢに制御が移り、タスクＢがシ
ステムコールＰ（Ｓ）を発行すると、タスクＢの方が優
先順位が高いためタスクＡのＩ１０処理が中断され、タ
スクＢがセマフォを専有し、Ｉ１０処理を行なう。この
Ｉ１０処理の終了後、タスクＢがシステムコールＶ（Ｓ
）を発行することでタスクＡは再びセマフォを専有し、
Ｉ　／’○処理を再実行することができるようになる。

これら第７図（ａ）。

（ｂ）を比較すれば理解できるように、優先順位の高い
タスクＢの処理を優先させ、しかも同期機構を壊さず動
作させることで、優先順位の高いタスクが目的の処理を
早く行なうことが可能となる。なお、図中のΔはタスク
の終了を表わしている。

以上のことを優先順位の低いタスクＡの読出し処理が優
先順位の高いタスクＢの書込み処理に先行した場合を想
定すると、従来の方式では本来優先順位の高いタスクＢ
により書き込まれていなければならない情報は保留され
、先行した読出し処理により、一度は旧Ｉ１０情報が読
み出される無駄な読み出し処理が１凹入ることになり、
読出し処理を行うタスクＡｌｊｌで読み出し情報の新旧
を判定する操作を場合によっては付加しなければならな
い。これに対し、本発明による方式においては、タスク
Ａの読出し処理を一時中断させ、タスクＢの書込み処理
実行後にタスクＡの読出し処理を再実行することになる
。従って、処理が重なった場合、優先順位の高い処理が
必らず優先され、書込み処理は既に書き込まれ、？：最
新情報を読み出すことができる。

〔発明の効果〕

以上説明したように本発明のタスク間同期方式によれば
、マルチタスキングシステムを組む場合、各タスクの処
理順位を細部に渡り把握する必要がなく、タスクの優先
順位を管理するだけでＩ１０処理が絡む場合でも優先順
位の高いタスクの処理を優先させることができ、プログ
ラムの組み易さは格段に向上する。また、セマフォ専有
タスク管理部や比較手段などを備えることにより、タス
ク間の同期機構を実行するＯ８の構造が簡略になり、Ｏ
８設計に対しても非常に大きな効果がある。

以上説明したように、本発明は、セマフォに対する専有
システムコールがＯ８に対し発行された場合、発行した
タスクの優先順位とセマフォ専有タスクの優先順位を比
較することにより、システムコール発行タスクの優先順
位の方が高かった場合にはセマフォ専有タスクを中断さ
せ、中断時の状態を退避させ、システムコール発行タス
クがセマフォ専有することを可能にすることで優先順位
の高いタスクがより早くセマフォを専有しＩ１０処理を
行なえるようにできる。すなわち、同期機構を壊さずに
動作できると共に優先順位の高いタスクが目的の処理を
早く行うことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のブロック図、第２図は本実
施例のシステムコールＰ（Ｓ＞の処理を説明する流れ図
、第３図は第１図のセマフォ専有タスク管理部２とタス
クコントロールブロック（ＴＣＢ）との関係を示すメモ
リ配置図、第４図は従来のタスク間の同期の一例を示す
構成図、第５図、第６図は第４図のシステムコールｐ　
（ｓ）およびＶ（Ｓ）の処理を示す流れ図、第７図（ａ
）、（ｂ）は従来例および本実施例のタスク間同期を表
したタイムチャートである。 １・・・ＣＰＵ、２・・・セマフォ専有タスク管理部、
３・・・セマフォ部、４・・・アドレス生成部、５・・
・フラグ部、６・・・セマフォ管理部、７・・・比較器
、８・・・割込管理部、１０．１１・・・タスクコント
ロールブロック（ＴＣＢ）、１２・・・制御部、１３・
・・退避エリア、２０・・・ｌ１０１，２１．２２・・
・タスクＡ。 Ｂ、３１〜３８．４１〜４９・・・ステップ。 。２ｏ　　δ

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. プログラムを各処理単位のタスクに分割して中央処理装
   置を時分割に割当てて処理するマルチタスク処理がタス
   ク間同期フラグを管理するフラグ管理手段により各タス
   ク間の同期をとりながら行われるタスク間同期方式にお
   いて、前記フラグ管理手段を専有しているタスクに関す
   る情報を保持する専有タスク管理手段と、前記フラグ管
   理手段への専有要求がタスクから出された時、そのタス
   クの優先順位と前記専有タスク管理手段に含まれる前記
   フラグ管理手段を専有しているタスクの優先順位とを比
   較する比較手段と、前記専有要求を行ってタスクの優先
   順位が前記専有タスクの優先順位よりも高い場合前記中
   央処理装置に割込信号を出力する割込制御手段とを含む
   ことを特徴とするマルチタスクのタスク間同期方式。