JPH10289114A - マルチタスク制御方法、マルチタスク制御プログラムを記録した記録媒体、およびマルチタスク制御プログラムを組み込んだ電子機器 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 所要のメモリサイズを削減できるマルチタス
ク制御方法、およびマルチタスク制御プログラムを記録
した記録媒体、ならびにこのマルチタスク制御プログラ
ムを組み込んだ電子機器を提供する。 【解決手段】 タスクＢとタスクＣとが共にレディ状態
にあって起動要求が競合したときは、原則通り、優先順
位に従って、より高い優先順位のタスクに対してＣＰＵ
の占有権が与えられる。タスクＢまたはＣの実行中にタ
スクＡから割込みがあったときは、直ちにＣＰＵの占有
権をタスクＡに与える一方、タスクＢ（またはＣ）の実
行中にタスクＣ（またはＢ）からの割込み要求があった
ときは、そのタスクの優先順位の如何に係わらず、その
実行中のタスクの終了を待ってＣＰＵの占有権を開放す
る。必要なタスク処理のみがリアルタイム動作し、さほ
どリアルタイム性を必要としないタスクは、擬似的なリ
アルタイム動作をする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、電子機器の制御上
必要な個々の機能に対応したプログラムとして設けられ
た複数のタスクを制御するためのマルチタスク制御方
法、およびマルチタスク制御プログラムを記録した記録
媒体、ならびにこのマルチタスク制御プログラムを組み
込んだ電子機器に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来より、例えば、一般家庭用または業
務用のテレビジョン受像機やコンピュータ用ディスプレ
イ装置等の映像表示装置においては、操作キーから入力
されたデータの処理をするタスク、画面表示の制御を担
当するタスク、あるいは入力される映像・音声信号にお
ける同期信号の周波数測定を担当するタスク等、映像表
示装置が有する各機能ごとにタスクをそれぞれ独立に作
成し、これらのタスクをＣＰＵがＯＳに従って統括管理
するようになっている。このように複数のタスクに機能
を分担して割り当てることによって、多人数によるプロ
グラムの並行開発が可能となる等、プログラムの開発効
率を向上させることができる。

【０００３】このような複数のタスクを管理するマルチ
タスク制御型のＯＳにおいては、それぞれのタスク処理
をリアルタイムに実行できることが理想であり、このリ
アルタイム処理を実現するため、従来より各種のリアル
タイムＯＳ（ＲＴＯＳ）が提案されている。

【０００４】図１５は、従来のリアルタイムＯＳによる
マルチタスク制御方法を表すものである。この例では、
３つのタスクＡ〜ＣによるＣＰＵの占有状態をＯＳが制
御するものとし、このうちタスクＡの優先順位が最も高
く（Ｐ＝１）、タスクＢの優先順位が次に高く（Ｐ＝
２）、タスクＣの優先順位がもっとも低い（Ｐ＝３）も
のとする。

【０００５】図１５に示したように、当初、最下位優先
順位のタスクＣが実行状態であったとする。この状態
で、時刻τ１においてタスクＢの起動要求があると、Ｏ
ＳはタスクＣによるＣＰＵの占有を一旦中断させ、タス
クＢにＣＰＵの占有権を渡す。このとき、タスクＣは、
図１６に示したように、中断時におけるＣＰＵの状態を
格納した各種レジスタの内容をＲＡＭ（Random Access
Memory）内に確保したタスクＣ用スタック領域に退避
（プッシュ）してその後の処理の再開に備える。さら
に、時間が経過し、時刻τ２において、優先順位が最も
高いタスクＡの起動要求があると、ＯＳはタスクＢによ
るＣＰＵの占有を一旦中断させ、タスクＡにＣＰＵの占
有権を渡す。このとき、タスクＢは、中断時におけるＣ
ＰＵの状態を格納した各種レジスタの内容をＲＡＭ内の
タスクＢ用スタック領域（図１６）に退避（プッシュ）
してその後の処理の再開に備える。さらに、時間が経過
して、時刻τ３においてタスクＡの実行が終了すると、
タスクＡはＣＰＵの占有を開放する。この時点では、タ
スクＢおよびタスクＣが再開待ち状態になっているが、
タスクＢの方がタスクＣよりも優先順位が高いので、Ｏ
Ｓは、ＣＰＵの占有権をタスクＢに与える。このとき、
タスクＢ用スタック領域（図１６）に退避されていた各
レジスタデータがＣＰＵ内のレジスタ群にそれぞれ戻さ
れ（ポップされ）、中断時のＣＰＵの状態が復元され
て、タスクＢの実行が再開される。さらに、時間が経過
して、時刻τ４においてタスクＢの実行が終了すると、
タスクＢはＣＰＵの占有を開放する。この時点では、タ
スクＣのみが再開待ち状態になっているので、ＯＳは、
ＣＰＵの占有権をタスクＣに与える。このとき、タスク
Ｃ用スタック領域（図１６）に退避されていた各レジス
タデータがＣＰＵ内のレジスタ群にそれぞれ戻され、中
断時のＣＰＵの状態が復元されて、タスクＣの実行が再
開される。なお、図１６において、Ａ用スタック領域
は、タスクＡの実行中に外部からの割込みが生じた場合
やサブルーチンコールを行った場合等に、その時点のＣ
ＰＵのレジスタ群の内容を一時退避するためのものであ
る。

【０００６】このように、従来は、各タスクに優先順位
を割りつけると共に、あるタスクの実行中に優先順位の
高い他のタスクからの割込み要求があったときは、その
実行中のタスクの処理を必ず中断してその割込み要求を
した上位タスクの実行を即時確保するようにしていた。
このため、ＯＳが管理するすべてのタスクについてそれ
ぞれ専用のスタック領域を用意する必要があった。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】ところで、このような
ＲＴＯＳを用いて構築したシステムとして、ＴＲＯＮ(T
he Realtime Operating system Nucleus) と呼ばれるコ
ンピュータアーキテクチャ体系が知られているが、その
中に、機器組込制御用マイクロコンピュータの標準ＯＳ
を目指したμＩＴＲＯＮ（micro Industrial TRON ；マ
イクロアイトロン）と呼ばれるものがある。このμＩＴ
ＲＯＮでは、汎用性を確保すべく、個々の電子機器から
すれば不必要な機能についてまでリアルタイム性を追求
している。例えば、ＯＳの管理下にあるすべてのタスク
に対してリアルタイム動作が要求されていたり、不必要
なシステムコールが行われる等、過剰な仕様となってい
る場合が多い。具体的には、ある電子機器からみれば不
要なタスク状態管理用フラグが存在していたり、あるい
は不要なプログラムが含まれていること等がある。ここ
で、通常、各タスクはプログラムとしてＲＯＭ（Read O
nly Memory）に格納されるが、上記のように不要な部分
が多く含まれていると、限られた記憶容量しかもたない
ＲＯＭというハードウェア資源が無駄に消費されること
となり、このことがプログラム開発上で大きな障害の原
因となる場合があった。

【０００８】また、この種のＯＳでは、各タスクに平等
にリアルタイム処理を保証する必要があることから、図
１５において説明したように、タスクＡ〜Ｃのそれぞれ
について専用のスタック領域を用意する必要がある。こ
のため、必要なスタックメモリ容量は、タスク数に応じ
て増加することになる。

【０００９】そこで、必要となるスタックメモリの容量
を削減すべく、スタックメモリを共有化することが考え
られるが、この場合には、その共有化のためのプログラ
ム等を別途ＯＳに組み込む必要が生じ、却ってＲＯＭの
記憶容量を多く消費する結果となる。

【００１０】本発明はかかる問題点に鑑みてなされたも
ので、その目的は、所要のメモリサイズを削減すること
ができるマルチタスク制御方法、およびマルチタスク制
御プログラムを記録した記録媒体、ならびにこのマルチ
タスク制御プログラムを組み込んだ電子機器を提供する
ことにある。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明に係るマルチタス
ク制御方法は、複数のタスクのうち、電子機器を制御す
る上で即時実行の要求される特定のタスクに対しては、
そのタスクの実行を要求する命令に応じて即時そのタス
クを起動させるリアルタイム制御を行う一方、特定のタ
スク以外のタスクに対しては、そのタスクの実行を要求
する命令があった時点において実行状態となっている他
のタスクの実行終了を待って起動させるようにしたもの
である。ここで、特定のタスクの割込みによって実行が
中断されたタスクは、その特定のタスクが実行を終了し
た時点において、優先的に実行を再開するようにするこ
とができる。

【００１２】本発明に係るマルチタスク制御プログラム
を記録した記録媒体は、複数のタスクのうち、電子機器
を制御する上で即時実行が要求される特定のタスクに対
しては、そのタスクの実行を要求する命令に応じて即時
そのタスクを起動させるリアルタイム制御を行う一方、
特定のタスク以外のタスクに対しては、そのタスクの実
行を要求する命令があった時点において実行状態となっ
ている他のタスクの実行終了を待って起動させるように
したマルチタスク制御プログラムを記録したものであ
る。

【００１３】本発明に係るマルチタスク制御プログラム
を組み込んだ電子機器は、複数のタスクのうち、電子機
器を制御する上で即時実行が要求される特定のタスクに
対しては、そのタスクの実行を要求する命令に応じて即
時そのタスクを起動させるリアルタイム制御を行う一
方、特定のタスク以外のタスクに対しては、そのタスク
の実行を要求する命令があった時点において実行状態と
なっている他のタスクの実行終了を待って起動させるよ
うにしたマルチタスク制御プログラムを組み込んだもの
である。

【００１４】本発明に係るマルチタスク制御方法では、
即時実行が要求される特定のタスクに対してのみ限定的
にリアルタイム制御が行われ、それ以外のタスクに対し
てはいわば擬似的なリアルリイム制御が行われる。

【００１５】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て図面を参照して詳細に説明する。

【００１６】図１は本発明の一実施の形態に係るマルチ
タスク制御方法が適用される電子機器としての映像表示
装置の概略構成を表すものである。この映像表示装置
は、主制御部３１と、ユーザインタフェイス（Ｉ／Ｆ）
制御部３２と、オンスクリーンディスプレイ（ＯＳＤ）
制御部３３と、不揮発性メモリ３４と、偏向制御回路３
５とを備え、シリアルバス３０によって相互に接続され
ている。本装置はまた、Ｉ² Ｃ(Inter Integrated Circ
uit)バス３６によって主制御部３１に接続されたビデオ
制御回路３７と、ビデオ制御回路３７およびＯＳＤ制御
部３３に接続されたＲＧＢデコーダ３８と、このＲＧＢ
デコーダ３８の出力端側に接続されたＣＲＴ（陰極線
管）３９とを備えている。

【００１７】主制御部３１は、映像表示装置全体の動作
を制御するためのもので、ＣＲＴ３９における表示画面
の各垂直帰線期間のタイミングごとに偏向制御回路３５
から入力される垂直ブランキングパルス（Ｖ−ＢＬＫ−
Ｐｕｌｓｅ）４２に同期してバスアクセスを行い、全体
の動作を制御するようになっている。具体的には、ＲＧ
Ｂ入力端子からビデオ制御回路３７に入力されたＲＧＢ
信号（Ｒ，Ｇ，Ｂの各色信号）４３の状態を制御した
り、ユーザインタフェイス制御部３２を介し、図示しな
い音量キーやメニューキー等のパネル操作キーから入力
され、またはリモートコントローラ（図示せず）から受
光部を経て送られてきたコマンドデータ等に応じて、シ
リアルバス３０に接続された各デバイスや図示しない電
源供給状態表示用の電源ＬＥＤ（発光ダイオード）等を
制御するようになっている。

【００１８】ユーザインタフェイス制御部３２は、パネ
ル操作キーや受光部等からの入力データをサンプリング
し、主制御部３１からの問い合わせに応じてそのサンプ
リングデータをシリアルバス３０を介して送出したり、
主制御部３１からの要求に応じて電源ＬＥＤを点灯させ
る等の制御を行う。ＯＳＤ制御部３３は、主制御部３１
からの指示に基づいてＣＲＴ３９に映像と重畳させて表
示させるキャラクタを表すカラーデータをＲＧＢ信号４
１としてＲＧＢデコーダ３８に出力するようになってい
る。偏向制御回路３５は、ＣＲＴ３９の水平および垂直
ビームの偏向を制御するためのもので、この回路内のい
くつかのデバイスがシリアルバス３０を通して主制御部
３１から制御されるようになっている。この回路は、例
えば水平同期周波数が３１．５ｋＨｚ、垂直同期周波数
が７０／６０／５０Ｈｚという走査周波数で偏向制御を
行う、いわゆるシングルスキャンシステムを構成してい
る。ビデオ制御回路３７は、Ｉ² Ｃバス３６を通して主
制御部３１から与えられる指示に基づいて、外部ＲＧＢ
入力端子から入力されたＲＧＢ入力信号４３に所定の信
号処理を施し、ＲＧＢ映像信号４５としてＲＧＢデコー
ダ３８に入力するという制御を行う。ＲＧＢデコーダ３
８は、ビデオ制御回路３７からのＲＧＢ映像信号４５
と、ＯＳＤ制御部３３からのＲＧＢ信号４１とを混合し
てＣＲＴ３９に送出するようになっている。

【００１９】図２は、図１における主制御部３１の概略
構成を表すものである。この主制御部３１は、クロック
ジェネレータ１０から出力される所定の周波数のクロッ
クに同期して動作するＣＰＵ１１と、各種のプログラム
を格納したＲＯＭ１２と、ワーク用メモリとしてのＲＡ
Ｍ１３と、Ｉ² Ｃバス３６とのバス接続を行うバスイン
タフェイス１４と、シリアルバス３０とのバス接続を行
うバスインタフェイス１５と、これらを相互に接続する
内部バス１６とを備えている。

【００２０】ＣＰＵ１１は、ＡＬＵ（算術論理演算
部）、インストラクションデコーダ、累算器（アキュム
レータ）、およびタイミング制御部等の各種回路のほ
か、インストラクションレジスタ、フラグレジスタ、プ
ログラムカウンタ等の専用レジスタ、その他、汎用レジ
スタ等（いずれも図示せず）を備えて構成されている。
このＣＰＵ１１には、図１の偏向制御回路３５から一定
周期で垂直ブランキングパルス４２が入力されると共
に、その内部では、後述するオペレーティングシステム
が各タスクを制御する際の基準となるＯＳ基準割込信号
が一定周期で発生するようになっている。

【００２１】ＲＯＭ１２は、オペレーティングシステム
（ＯＳ）の本体部（以下、単にＯＳという。）のほか、
ＣＰＵが行うべき動作を機能ごとに分担するタスクプロ
グラム（以下、単にタスクという。）等を格納するため
のものである。本実施の形態では、説明の簡単のため、
図３に示したように、ＯＳとかみ合う形で３つのタスク
Ａ，Ｂ，Ｃが組み込まれているものとする。後述するよ
うに、ＯＳはタスクＡ〜Ｃのそれぞれからの要求あるい
は命令（システムコール）に応じて、ＣＰＵ１１の占有
権を各タスクに与える制御を行う。

【００２２】タスクＡ〜Ｃは、それぞれ、属性１または
属性２のいずれかを有する。ここで、属性１のタスクは
優先順位が最も高いタスクであり、上記した垂直ブラン
キングパルス４２による割り込みがあった場合のシステ
ムコールに応じて他のタスクの実行を中断させ、自らが
即時実行状態となることができるタスクである。そし
て、この属性１のタスクは、必ずタスクのプログラムの
最初から実行されるようになっている。本実施の形態で
は、タスクＡのみが属性１に属するものとする。ここ
で、タスクＡは、本発明における特定のタスクに対応
し、タスクＢおよびタスクＣは本発明における特定のタ
スク以外のタスクに対応する。

【００２３】一方、属性２のタスクは、優先順位が２位
以下の任意の順位に設定可能なタスクであり、垂直ブラ
ンキングパルス４２による割り込みがあった場合に即時
実行状態となることはない。そして、この属性２のタス
クは、属性１のタスクによって実行を中断された場合を
除き、必ず各タスクのプログラムの最初から実行される
ようになっている。本実施の形態では、タスクＢおよび
タスクＣが属性２に属するものとし、このうち、タスク
Ｂの優先順位が２位、タスクＣの優先順位が３位である
として説明する。

【００２４】本ＯＳを図１に示した映像表示装置に適用
する場合においては、垂直ブランキングパルス４２によ
る割込みによって起動するタスクＡは、例えば内部バス
アクセスを担当するタスクであり、タスクＢおよびタス
クＣは、例えばキースキャンやＯＳＤデータの管理を担
当するタスクである。

【００２５】ＲＡＭ１３は、ＣＰＵ１１内の上記したレ
ジスタ群の内容を一時的に退避するためのスタック領域
や、各種のバッファメモリ領域等のワークエリアとして
用いられるもので、例えばＤＲＡＭ(Dynamic Random Ac
cess Memory)によって構成される。

【００２６】図４（ａ）はＣＰＵ１１のレジスタ群を表
し、同図（ｂ）はＲＯＭ１２およびＲＡＭ１３における
メモリアドレスの割り当て状態を表すものである。この
図の（ａ）に示したように、ＣＰＵ１１のレジスタ群に
は、プログラムカウンタ、インストラクションレジス
タ、フラグレジスタ、およびその他の汎用レジスタ等が
含まれている。また、この図の（ｂ）に示したように、
ＲＯＭ１２およびＲＡＭ１３には、連続したメモリアド
レスが割り当てられており、このうち、ＲＡＭ１３に
は、ＯＳ用スタック領域ＳO と、ＢＣ共用スタック領域
ＳBCと、Ａ用スタック領域ＳA と、他のＲＡＭ領域とが
割り当てられている。ここで、ＯＳ用スタック領域ＳO
は、ＯＳがタスクＡ〜ＣのいずれかにＣＰＵ１１の占有
権を開放する際にレジスタ群の内容を一時的に退避させ
る領域であり、Ａ用スタック領域ＳAは、タスクＡの実
行中に外部からのより緊急度の高い割込みが生じた場合
や、自らサブルーチンコールを行った場合等に、その時
点のＣＰＵのレジスタ群の内容を一時退避するためのも
のである。また、ＢＣ共用スタック領域ＳBCは、タスク
Ｂ（またはＣ）がＯＳもしくは他のタスクＣにＣＰＵ１
１の占有権を開放する際にレジスタ群の内容を一時的に
退避させる領域である。このＢＣ共用スタック領域ＳBC
は、タスクＢとタスクＣとにより共用される領域である
が、後述するように、ＯＳは、ＢＣ共用スタック領域Ｓ
BCが２つのタスクＢ，Ｃによって同時に使用されること
がないように各タスクの状態制御を行う構成になってい
る。この点が、本発明の特徴の１つをなしている。

【００２７】また、図４（ｂ）における他のＲＡＭ領域
には、タスクＡ〜Ｃのそれぞれについて、スタックポイ
ンタ（ＳＰ）が指すスタック領域のメモリアドレスを格
納するためのスタックポインタ用バッファ（Ａ用ＳＰバ
ッファ、Ｂ用ＳＰバッファ、およびＣ用ＳＰバッファ）
が設けられている。なお、本図では、これらのバッファ
の図示を省略している。

【００２８】図５は各タスクにおける状態遷移を表すも
のである。この図に示したように、各タスクは、実行
（ＲＵＮ）、レディ（ＲＥＡＤＹ）、ＳＰＬレディ（Ｓ
ＰＥＣＩＡＬ ＲＥＡＤＹ）、待ち（ＷＡＩＴ）、およ
び休眠（ＤＯＲＭＡＮＴ）の各状態を取り得るようにな
っている。ここで、実行状態とはタスクが実行中である
場合をいい、休眠状態とは、タスクがまだ起動されてい
ない状態、またはタスクが終了した状態をいう。待ち状
態とは、そのタスクを実行するための条件が整うのを待
っている状態であり、具体的には、指定された時間の経
過を待っている状態と、タスクが指定したセマフォア(S
emaphore) が資源を獲得するのを待っている状態とがあ
る。レディ状態とは、自タスク側の実行の準備は整って
いるが、他のタスクが実行中である状態をいう。ＳＰＬ
レディ状態とは、垂直ブランキングパルス４２による属
性１のタスク（ここではタスクＡ）の実行開始によって
実行が中断されているタスクの状態をいい、レディ状態
の中の特殊な状態である。このＳＰＬレディ状態にある
タスクは、属性１のタスクの実行が終了したときは、設
定された優先順位に係わりなく（すなわち、他の優先順
位の高いタスクがレディ状態にあったとしても）実行が
再開されるタスクである。このＳＰＬレディ状態を設け
た点が本発明の特徴の一つをなしている。

【００２９】次に、図５および図６を参照して、以上の
ような構成の主制御部３１におけるＣＰＵ１１の動作を
説明する。なお、図６は、タスクＡ〜Ｃのいずれかのタ
スク（以下の説明では自タスクと表現する。）がＯＳの
制御の下でどのようにして自己の状態を遷移させるかを
表すものである。ここでは、当初のタスク状態が休眠状
態となっているものとして説明する。

【００３０】図５において、自タスクが休眠状態にある
場合において、自タスクを起動させるためのスタート命
令が他のタスクからＯＳになされると（図６ステップＳ
１０１；Ｙ）、自タスクは直ちにレディ状態に遷移する
（ステップＳ１０２）。ここで、自タスクが即時実行可
能状態であって（ステップＳ１０３；Ｙ）、かつ、その
時点でレディ状態となっているタスクの中で自タスクの
優先順位が最も高く（ステップＳ１０４；Ｙ）、しかも
その時点でＳＰＬレディ状態にある他のタスクが存在し
ないときには（ステップＳ１０５；Ｙ）、自タスクは、
直ちに実行状態へと遷移する（ステップＳ１０６）。ま
た、自タスクの優先順位が最も高いが（ステップＳ１０
４；Ｙ）、その時点でＳＰＬレディ状態にある他のタス
クが存在するときには（ステップＳ１０５；Ｎ）、自タ
スクは実行状態に遷移せず、そのままレディ状態を維持
する。

【００３１】一方、ステップＳ１０１においてスタート
命令があってレディ状態に移った場合でも、自タスクが
即時実行可能状態でないときには（ステップＳ１０３；
Ｎ）、自タスクはそのままレディ状態を維持するが、こ
の状態で自タスクを待ち状態にするためのウェイト命令
が他のタスクからＯＳになされると（ステップＳ１０
７；Ｙ）、自タスクは待ち状態に遷移する（ステップＳ
１０８）。さらに、この状態で他のタスクから待ち状態
解除命令がなされた場合、あるいは、所定時間の経過に
より自動的に待ち状態解除が行われるような設定になっ
ていた場合にはその設定された時間の経過により、自タ
スクは再びレディ状態に遷移する（ステップＳ１０
２）。

【００３２】図６のステップＳ１０６において実行状態
に遷移したのちは、次のように動作する。すなわち、自
タスクを待ち状態にするためのウェイト命令を自タスク
からＯＳに対して行うことにより（ステップＳ１１０；
Ｙ）、自タスクは実行状態から待ち状態へと遷移する
（ステップＳ１０８）。また、属性１のタスクが起動し
て自タスクの実行が中断されたときは（ステップＳ１１
１；Ｙ）、自タスクはＳＰＬレディ状態へと遷移する
（ステップＳ１１４）。また、自タスクを休眠状態にす
るための終了命令を自タスクからＯＳに対して行うこと
により（ステップＳ１１２；Ｙ）、自タスクは実行状態
から休眠状態へと遷移する（ステップＳ１１３）。それ
以外の場合は（ステップＳ１１０；Ｎ，ステップＳ１１
１；Ｎ，ステップＳ１１２；Ｎ）、その実行状態を維持
する。

【００３３】ステップＳ１１４においてＳＰＬレディ状
態に遷移したのちは、その状態遷移の原因となった属性
１のタスクの実行状態の終了を待って（ステップＳ１１
５；Ｙ）、自タスクは実行状態となり、実行を再開する
（ステップＳ１０６）。このように、ＳＰＬレディ状態
にある自タスクは、属性１のタスクの実行状態の終了時
点において自分よりも優先順位の高い他のレディ状態の
タスクが存在していたとしても、それに優先して自らが
実行状態となることができる。

【００３４】次に、図７〜図１５を参照して、本ＯＳに
よるタスクＡ〜Ｃの制御に係る具体例を説明する。ここ
で、図７はＯＳおよびタスクＡ〜Ｃにおける時刻経過に
伴うＣＰＵの占有状況の一例を表し、図８、図１４およ
び図１５は、それぞれ、図７の状況Ｃ１〜Ｃ２を詳細に
表すものである。また、図９〜図１３は、図８の状況Ｃ
１におけるＣＰＵ１１および各メモリの状態変化を表す
ものである。

【００３５】本実施の形態では、タスクＡ（図７
（ｄ））は垂直ブランキングパルス４２（同図（ｃ））
に同期して直ちに起動して実行状態となり、タスクＢ
（同図（ｅ））は、ＣＰＵ１１の内部で一定周期で発生
するＯＳ基準割込信号２（同図（ａ））のタイミングで
起動をかけられるものとする。また、タスクＣ（同図
（ｆ））は、ＣＰＵ１１の内部で一定周期で発生する他
のＯＳ基準割込信号１（図７（ｂ））の２周期ごとのタ
イミングで起動をかけられるなるようになっているもの
とする。

【００３６】まず、図８および図９〜図１３を参照し
て、図７の状況１における動作を詳細に説明する。

【００３７】図８に示したように、時刻ｔ１以前におい
ては、ＯＳにＣＰＵ１１の占有権があり、タスクＡ〜Ｃ
のすべてが待ち状態である。いずれかのタスクがレディ
状態になるのをＯＳが待っている状態である。この状態
では、図９に示したように、ＣＰＵ１１のプログラムカ
ウンタはＯＳ自身のルーチンのうちのいずれかのアドレ
スを指しており、ＯＳ用スタック領域ＳO が使用されて
いる。スタックポインタＳＰは、ＯＳ用スタック領域Ｓ
O の使用中領域のうちのいずれかのアドレスを指してい
る。このとき、Ａ用ＳＰバッファには、Ａ用スタック領
域ＳA のスタートアドレスがセットされ、Ｂ用ＳＰバッ
ファおよびＣ用ＳＰバッファには、共にＢＣ共用スタッ
ク領域ＳBCのスタートアドレスがセットされている。

【００３８】ここで、時刻ｔ１においてＯＳ基準割込信
号による割込みがあると、タスクＣは直ちにレディ状態
となる。ＯＳはＣＰＵ１１の占有権をどのタスクに渡す
べきかを判断する。この時点では、優先順位の最も高い
タスクＡおよび次に優先順位の高いタスクＢは共に待ち
状態になっているため、図１０に示したように、ＯＳは
スタックポインタＳＰの示すアドレスをＢＣ共用スタッ
ク領域ＳBCのスタートアドレスにセットすると共に、プ
ログラムカウンタをタスクＣの最初のアドレスにセット
し、ＣＰＵ１１の占有権をタスクＣに渡す。これによ
り、タスクＣは実行状態となる。このとき、Ａ用ＳＰバ
ッファには、Ａ用スタック領域ＳA のスタートアドレス
がセットされ、Ｂ用ＳＰバッファおよびＣ用ＳＰバッフ
ァには、共にＢＣ共用スタック領域ＳBCのスタートアド
レスがセットされている。

【００３９】時刻ｔ１でタスクＣが実行状態となったの
ち、このタスクＣよりも優先順位の高いタスクＢについ
て設定されていた起動待ちタイマがタイムアップしたと
する。従来の方法では、ここでタスクＢがタスクＣを中
断して実行状態となっていたが、本実施の形態では、図
８（ｃ）に示したように、タスクＢはタスクＣを中断す
ることなく、単に、待ち状態からレディ状態に遷移する
のみである。

【００４０】さらに、時間が経過して、時刻ｔ２におい
て垂直ブランキングパルス４２による割込みがかかる
と、ＯＳは、図１１に示したように、この時点でのプロ
グラムカウンタ等のＣＰＵ１１のレジスタ群の内容をＢ
Ｃ共用スタック領域ＳBCに退避（プッシュ）すると共
に、このときのスタックポインタＳＰの値をＢ用ＳＰバ
ッファおよびＣ用ＳＰバッファに格納する。これによ
り、Ｂ用ＳＰバッファおよびＣ用ＳＰバッファの内容
は、ＢＣ共用スタック領域ＳBCのうちの使用されている
領域の最終アドレスとなる。そして、ＯＳは、Ａ用ＳＰ
バッファに格納されているスタックポインタＳＰの値を
Ａ用スタック領域ＳA のスタートアドレスとし、さら
に、プログラムカウンタをタスクＡの先頭アドレスにセ
ットする。これにより、タスクＡはレディ状態を経て実
行状態に遷移し、タスクＣは実行状態からＳＰＬレディ
状態に遷移する。なお、タスクＢはそのままレディ状態
を維持する。

【００４１】タスクＡは、時刻ｔ３において必要な処理
が終了すると、自らを待ち状態とするためのウェイト命
令をＯＳに出し、ＯＳにＣＰＵ１１を開放して自らは待
ち状態となる。このときのタスクＢの状態はレディ状態
であり、タスクＣの状態はＳＰＬレディ状態となってい
る。このため、ＯＳは、より優先順位の高いタスクＢを
差し置いてタスクＣを優先して実行状態に遷移させ、タ
スクＡにより中断されていた処理を再開させる。具体的
には、ＯＳは、ＢＣ共用スタック領域ＳBCに退避されて
いた各種のレジスタデータをＣＰＵ１１のレジスタ群に
復帰（ポップ）させる。これにより、図１２に示したよ
うに、プログラムカウンタはタスクＣの再開アドレスに
セットされる。また、このとき、Ｂ用ＳＰバッファおよ
びＣ用ＳＰバッファに格納されているアドレス（この場
合、タスクＣがタスクＡによって実行を中断された時点
の最終アドレス）をスタックポインタＳＰに復帰させ、
各バッファはＢＣ共用スタック領域ＳBCの先頭アドレス
に戻される。この点が本発明の特徴の１つをなしてい
る。なお、このときのＡ用ＳＰバッファの内容はＡ用ス
タック領域ＳA のスタートアドレスとなり、Ｂ用ＳＰバ
ッファおよびＣ用ＳＰバッファの内容は、ＢＣ共用スタ
ック領域ＳBCのうちの使用されている領域の先頭アドレ
スとなり、また、スタックポインタＳＰはＢＣ共用スタ
ック領域ＳBC内におけるタスクＣが使用した最終アドレ
スとなる。

【００４２】実行を再開したタスクＣは、時刻ｔ４にお
いて必要な処理が終了すると、自らを待ち状態にするこ
とを求めるウェイト命令をＯＳに出してＣＰＵ１１を開
放する。すると、ＯＳは、この時点で唯一レディ状態と
なっているタスクＢを実行状態に遷移させる。具体的に
は、図１３に示したように、プログラムカウンタをタス
クＢの先頭アドレスにセットすると共に、上記したよう
にＢＣ共用スタック領域ＳBCの先頭アドレスに戻された
Ｂ用ＳＰバッファおよびＣ用ＳＰバッファの値を、スタ
ックポインタＳＰにコピーする。これにより、これ以
降、ＢＣ共用スタック領域ＳBCはタスクＢによって使用
可能となる。なお、このとき、タスクＡは待ち状態を維
持し、Ａ用ＳＰバッファの内容はＡ用スタック領域ＳA
のスタートアドレスとなっている。

【００４３】実行状態となったタスクＢは、時刻ｔ５に
おいて必要な処理を終了させると、自らを待ち状態にす
ることを求めるウェイト命令をＯＳに出してＣＰＵ１１
をＯＳに開放する。これにより、状況１における処理が
終わる。

【００４４】このように、あるタスクが実行状態である
場合には、属性１以外の属性をもつより優先順位の高い
タスクから割込要求がなされたとしても、実行状態のタ
スクはこのタスクにＣＰＵ１１の占有権を渡すことはな
く、実行途中のタスクが終了するまで、その優先順位の
高いタスクは待つこととなる。但し、属性１のタスクか
らの割込要求についてはこの限りでなく、要求に応じて
直ちにＣＰＵ１１の占有権が与えられることとなる。ま
た、レディ状態にあるタスクとＳＰＬレディ状態にある
タスクとが競合したときは、優先順位の上下に係わりな
く、ＳＰＬレディ状態にあるタスクにＣＰＵ１１の占有
権が与えられることとなる。

【００４５】次に、図１４を参照して、図７における状
況２を説明する。

【００４６】ここでは、時刻ｔ６において、ＯＳ基準割
込信号による割込みが行われると同時に、タスクＢ用の
起動待ちタイマがタイムアップしたとする。この場合、
タスクＢおよびタスクＣの双方がレディ状態となってい
るが、タスクＣよりもタスクＢの方が優先順位が高く設
定されている。このため、タスクＢが実行状態となって
ＣＰＵ１１を占有する。一方、タスクＣはレディ状態と
なって、タスクＢが実行を終了してＣＰＵ１１を開放す
るのを待つ。時刻ｔ７においてタスクＢによる必要な処
理が終了すると、タスクＢは休眠状態になる一方、タス
クＣは実行状態になる。そして、タスクＣは、必要な処
理を行ったのち、時刻ｔ８においてＣＰＵ１１をＯＳに
開放し、実行状態から待ち状態に遷移する。

【００４７】このように、タスクＢとタスクＣとが共に
レディ状態にあるときに、起動条件が競合したときは、
原則通り、優先順位に従って、より高い優先順位のタス
クに対してＣＰＵ１１の占有権が与えられることとな
る。

【００４８】以上のように、本実施の形態に係るマルチ
タスク制御方法では、タスクＢとタスクＣとが共にレデ
ィ状態にあって起動要求が競合したときは、原則通り、
優先順位に従って、より高い優先順位のタスクに対して
ＣＰＵ１１の占有権が与えられるが、属性２のタスクＢ
またはＣの実行中に属性１のタスクＡから割込要求があ
ったときは、直ちにＣＰＵ１１の占有権をタスクＡに与
える一方、タスクＢ（またはＣ）の実行中にタスクＣ
（またはＢ）からの割込み要求があったときは、そのタ
スクの優先順位の如何に係わらず、その実行中のタスク
Ｂ（またはＣ）の終了を待ってＣＰＵ１１の占有権を開
放するようにしたので、必要なタスク処理のみを限定的
にリアルタイム動作させ、さほどリアルタイム性を必要
としないタスクについてはいわば擬似的なリアルタイム
動作をさせることができる。このため、不要な機能につ
いての処理プログラム部分を削減することができ、ＯＳ
自体のプログラム構成をシンプルにできる。また、属性
１以外のタスク（ＢまたはＣ）については、同時に同一
のスタック領域を使用することがなくなるので、スタッ
ク領域を複数のタスク（ＢおよびＣ）によって共用する
ことが可能となる。

【００４９】また、レディ状態にあるタスクとＳＰＬレ
ディ状態にあるタスクとが競合したときは、優先順位の
上下に係わりなく、必ず、ＳＰＬレディ状態にあるタス
クにＣＰＵ１１の占有権が与えられるようにしたので、
タスクＡによって実行を中断されたタスクＢまたはＣ
は、タスクＡの実行終了後、確実に実行を再開すること
ができる。

【００５０】なお、以上のような動作を行うＯＳは、例
えば次のようにして所定の記録媒体に記録可能である。
すなわち、まず、例えばＣ言語を用いてＯＳ本体部およ
び各タスクに係るプログラムを作成する。次に、これら
のプログラムをコンパイラによりそれぞれコンパイルし
て、アセンブリ言語で記述されたプログラムに変換す
る。次に、これらのアセンブリ言語で記述されたプログ
ラムをアセンブラを用いてそれぞれマシン語に変換する
と共に、これらの複数のマシン語プログラムをリンカを
用いて統合して１つのプログラムとする。こうして作成
されたＯＳ全体のプログラムは、例えばフロッピーディ
スク、マスクＲＯＭ、ＥＰＲＯＭ（消去・再書込可能Ｒ
ＯＭ）、またはＯＴＰ（ワンタイムＰＲＯＭ）等に書き
込まれ、あるいは、マイクロコンピュータのチップ自体
に組み込まれて、一般に提供可能となる。

【００５１】以上、いくつかの実施の形態を挙げて本発
明を説明したが、本発明はこれらの実施の形態に限定さ
れず、種々変形可能である。例えば、上記実施の形態で
は、属性２のタスクはタスクＢおよびタスクＣの２つと
したが、それ以上の数のタスクに対しても適用可能であ
る。また上記の実施の形態では、タスクＡは垂直ブラン
キングパルス４２による割込みによって起動することと
したが、他の割込み信号によって起動されるようにして
もよい。また、本実施の形態では、電子機器として映像
表示装置を例にとって説明したが、他の電子機器にも同
様に適用可能である。

【００５２】

【発明の効果】以上説明したように本発明に係るマルチ
タスク制御方法によれば、即時実行が要求される特定の
タスクに対してのみ限定的にリアルタイム制御を行い、
それ以外のタスクに対しては擬似的なリアルリイム制御
を行うようにしたので、すべてのタスクに対して平等に
リアルタイム制御を行うようにした従来の汎用マルチタ
スク制御方法に比べて、それを実現するためのプログラ
ムのサイズが小さくて済み、プログラム格納用のメモリ
容量を削減することができる。しかも、上記した特定の
タスク以外のタスクについてはスタック領域を共用化す
ることができるので、スタックメモリの容量をも削減す
ることができる。したがって、マルチタスク制御に必要
なメモリ容量を削減することができる。さらに、その特
定のタスク以外のタスクに関してはリアルタイム性をさ
ほど要求しないシステムにとっては、メモリ資源が無駄
に消費されるのを防止することができる。また、本発明
のマルチタスク制御方法によれば、その機能構成が単純
であるので、それを実現するためのプログラムの殆どを
例えばＣ言語等によって開発することができ、これによ
り、異なるマイクロコンピュータシステムへの移植が容
易となる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施の形態に係るマルチタスク制御
方法が適用される電子機器としての映像表示装置の概略
構成を表すブロック図である。

【図２】図１の映像表示装置における主制御部の概略構
成を表すブロック図である。

【図３】図２のＣＰＵの動作を制御するオペレーティン
グシステムと各タスクとの関係を表す図である。

【図４】図２のＣＰＵ内のレジスタ群とＲＯＭおよびＲ
ＡＭ内のメモリアドレスとの関係を表す図である。

【図５】タスクの状態遷移の様子を表す図である。

【図６】タスクの状態遷移を説明するための流れ図であ
る。

【図７】各タスクの動作タイミングの一例を表すタイミ
ング図である。

【図８】図７における一部の動作タイミングを詳細に表
す図である。

【図９】図８に示した動作を行っているＣＰＵおよびＲ
ＡＭのある時点での状態を表す図である。

【図１０】図８に示した動作を行っているＣＰＵおよび
ＲＡＭの他の状態を表す図である。

【図１１】図８に示した動作を行っているＣＰＵおよび
ＲＡＭのさらに他の状態を表す図である。

【図１２】図８に示した動作を行っているＣＰＵおよび
ＲＡＭのさらに他の状態を表す図である。

【図１３】図８に示した動作を行っているＣＰＵおよび
ＲＡＭのさらに他の状態を表す図である。

【図１４】図７における他の部分の動作タイミングを詳
細に表す図である。

【図１５】従来のマルチタスク制御方法の一例を説明す
るためのタイミング図である。

【図１６】従来のマルチタスク制御方法におけるスタッ
ク領域の構成例を表す図である。

【符号の説明】

１，２…ＯＳ基準割込信号、１１…ＣＰＵ、１２…ＲＯ
Ｍ、１３…ＲＡＭ、３１…主制御部、４２…垂直ブラン
キングパルス、ＳA …Ａ用スタック領域、ＳBC…ＢＣ共
用スタック領域、ＳO …ＯＳ用スタック領域、Ａ〜Ｃ…
タスク

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 電子機器の制御上必要な個々の機能に対
   応して設けられた複数のタスクを制御するための方法で
   あって、 前記複数のタスクのうち、前記電子機器を制御する上で
   即時実行の要求される特定のタスクに対しては、そのタ
   スクの実行を要求する命令に応じて即時そのタスクを起
   動させるリアルタイム制御を行う一方、 前記特定のタスク以外のタスクに対しては、そのタスク
   の実行を要求する命令があった時点において実行状態と
   なっている他のタスクの実行終了を待って起動させるよ
   うにしたことを特徴とするマルチタスク制御方法。
2. 【請求項２】 前記特定のタスクの割込みによって実行
   が中断されたタスクは、その特定のタスクが実行を終了
   した時点において、優先的に実行を再開することを特徴
   とする請求項１記載のマルチタスク制御方法。
3. 【請求項３】 電子機器の制御上必要な個々の機能に対
   応して設けられた複数のタスクを制御するためのマルチ
   タスク制御プログラムであって、 前記複数のタスクのうち、前記電子機器を制御する上で
   即時実行が要求される特定のタスクに対しては、そのタ
   スクの実行を要求する命令に応じて即時そのタスクを起
   動させるリアルタイム制御を行う一方、前記特定のタス
   ク以外のタスクに対しては、そのタスクの実行を要求す
   る命令があった時点において実行状態となっている他の
   タスクの実行終了を待って起動させるようにしたマルチ
   タスク制御プログラムを記録した記録媒体。
4. 【請求項４】 電子機器の制御上必要な個々の機能に対
   応して設けられた複数のタスクを制御するに際し、前記
   複数のタスクのうち、前記電子機器を制御する上で即時
   実行が要求される特定のタスクに対しては、そのタスク
   の実行を要求する命令に応じて即時そのタスクを起動さ
   せるリアルタイム制御を行う一方、前記特定のタスク以
   外のタスクに対しては、そのタスクの実行を要求する命
   令があった時点において実行状態となっている他のタス
   クの実行終了を待って起動させるようにしたマルチタス
   ク制御プログラムを組み込んだ電子機器。