JP2003131892A - タスク実行制御装置及びタスク実行制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 予め実行時刻が決まっている優先度の高いタ
スクが、共有資源の排他制御や優先度逆転現象による影
響を受けず決められたタイミングで実行されるようにす
るタスク実行制御装置を提供する。 【解決手段】 セマフォ管理部１３１は、タスクＣの共
有資源獲得時に、タスクＣの資源解放予想時刻を、タス
クＡの次の起動予定時刻と比較して、前者が後者より早
ければタスクＣに資源占有を許す。また、タスクＣが資
源占有中に第３のタスクＢによる割り込み処理が生じた
場合、優先度管理部１３２は、タスクＢの「割込処理時
間」の累計が許容限度に達した時点でタスクＣの優先度
をタスクＡと同じ優先度に上げるようスケジューリング
部１１を制御する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータ資源
を共有する複数のタスクについて、各タスクの優先度を
元に実行スケジュールを制御するタスク実行制御装置に
関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、コンピュータ技術の分野において
は、複数のタスクを並行して実行するために、オペレー
ティング・システム（ＯＳ）が、タスクの実行順序の制
御（スケジューリング）を行っている。タスクのスケジ
ューリングは、各タスクに付与された優先度を基準に行
われる。タスクは処理の内容に応じて、応答までの時間
を厳密に保証しなければならないタスクと、多少応答が
遅れても問題にはならないタスクとがあり、これらの違
いを表す指標が優先度である。そして、複数のタスクか
ら処理要求があれば優先度の高いタスクを優先度の低い
タスクよりも先に処理し、あるタスクの処理中により優
先度の高い他のタスクから割り込み的に処理要求が入る
と、処理中タスクを一時停止の状態にして、後から要求
のあった優先度の高いタスクを処理する、という形でス
ケジューリングが行われる。

【０００３】ただし、複数のタスクを並行して処理する
場合、ＯＳは、複数のタスクが同時にはアクセスできな
い資源に対する排他制御も行わねばならず、スケジュー
リング処理は排他制御に影響を受ける。例えば、同一の
資源にアクセスするタスクＡとタスクＣとがあった場
合、ＯＳは先ず、先にアクセス要求を出したタスクに当
該資源の占有を許す。そのため、優先度の低いタスクＣ
が先に資源を占有した場合、占有中に優先度の高いタス
クＡから要求があっても、排他制御が優先されるので、
タスクＡは優先度の低いタスクＣが資源を解放するまで
待機状態とされる。

【０００４】さらに、タスクＡが待機状態にある間に、
「優先度がタスクＡより低く、かつタスクＣより高
い」、しかも「タスクＣが占有中の資源を使用しない」
という性質を持つタスクＢの処理要求が発生すると、資
源の共有がないため排他制御は考慮されず、優先度に従
ってタスクＣは一時停止され、優先度の高いタスクＢが
実行される。タスクＣはタスクＢの終了待ちとなる。す
ると、タスクＣが資源を解放するタイミングはタスクＢ
の処理時間長の分だけ遅れる。すると、タスクＡは、資
源の共有関係がある訳でもなく自分より優先度の低い、
しかも、後から要求を出したタスクＢのせいで、待機時
間が長くなって処理開始がさらに遅れる結果となる。

【０００５】これら、資源の排他制御やタスクの割り込
みとのかねあいで生じるスケジューリング上の問題
（「優先度逆転現象」と呼ばれる）に対して、ＯＳのス
ケジューリング機能は可能な限りの回避処理を行ってい
る。そうした回避処理の従来技術の一例が、特開平８−
９５８０７に開示されている。ここでは、優先度が高く
実行タイミングが既知の（周期起動されるタスクである
ため次の実行開始時刻が予想できる）タスクＡと、優先
度が低く資源を占有して行う処理（クリティカルセクシ
ョン）に要する時間長が既知であるタスクＣとが、同じ
資源を用いて処理を行う場合、タスクＣに資源を占有さ
せる前に、現在時刻とタスクＣの資源占有時間長とから
タスクＣが当該資源を解放する時刻を予想し、その予想
解放時刻とタスクＡの次回の資源占有開始予想時刻とを
比べ、このままタスクＣに資源占有を認めた場合にタス
クＡに資源解放待ちの待機時間が発生するか否か（タス
クＡの次回占有開始予想時刻よりもタスクＣの資源解放
時刻の方が遅いか否か）を判定する。そして、待機時間
が発生すると判定した場合は、タスクＣを待機状態に置
き、タスクＡに先に処理を行わせる。これによれば、周
期的に起動する優先度の高いタスクが資源の排他制御の
影響で、優先度の低いタスクより後回しにされるという
事態が発生しにくくなる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記の
特開平８−９５８０７の処理方法は厳密さを欠き、その
ため、タスクＡのような優先度の高いタスクに不必要な
待ち時間が生じる場合がある。図８は、こうした待ち時
間が生じる場合のタイミング図である。図８は、タスク
Ａ及びタスクＣの実行スケジュールを示す予定時間部分
８１０と、スケジュール制御の結果、実際にタスクが処
理されたタイミングを示す実行タイミング部分８２０と
からなる。各タスクは全期間にわたって資源を占有する
訳ではなく、資源を占有する必要のある処理（クリティ
カルセクション、図中斜線部で示す）を行う期間の前後
に、資源の占有開始（ロック）に伴なう処理と資源の解
放（アンロック）に伴なう処理（図中、斜線部分以外）
など、資源を使用せず実行される処理が存在する。問題
が起きるのは、タスクＡの資源占有開始前の処理部分と
タスクＣのクリティカルセクション実行の時間帯とが重
複する場合である。

【０００７】タスクＣは資源を獲得しようとしたタイミ
ング（Ｔ１）で、現在時刻にタスクＣのクリティカルセ
クションの時間長（ｔ１）を加えた時刻（Ｔ２）がタス
クＡの資源占有開始予定時刻（Ｔ４）よりも早くなるか
どうかで、タスクＣ用の資源獲得を直ちに実行するかタ
スクＡの処理終了まで待つかを決定する。同図の場合、
Ｔ３≧Ｔ２なので、タスクＣ用の資源確保を行う。しか
し、タスクＡが開始要求をＯＳに発行して、共有資源を
必要としない処理（図中斜線部分の前の部分、具体的に
は資源獲得のための前処理など）を開始しようとすると
（Ｔ３）、この処理は共有資源を使用しないのでタスク
Ｃの資源解放を待つ必要はない。よって、ＯＳは優先度
に従ってタスクＣを一時停止させ、タスクＡのこの部分
の処理を先に実行させる。そして、タスクＡの処理がク
リティカルセクションに入るタイミング（Ｔ５）では、
共有資源がタスクＣに占有されたままであるため、タス
クＣの資源解放待ちとなる。タスクＡの残りの処理はタ
スクＣが資源を解放した時点（Ｔ６）で再開され、図注
Ｔ７’のタイミングで終る。このＴ７’のタイミング
は、スケジュールにおけるタスクＡの終了予定時点Ｔ７
より、タスクＡの占有開始前の処理部分とタスクＣのク
リティカルセクションとが重複する時間分だけ遅れてし
まい、タスクＡに遅延が生じてしまう。

【０００８】また、上記従来技術には、すでに述べた第
３のタスクＢが割り込んできた場合の優先度逆転には対
応できないという問題もある。図９は、タスクＢの割り
込みによってタスクＡの実行に遅延が生じる様子を示
す。同図は予定時間部分９１０と実行タイミング部分９
２０とからなる。同図においてＯＳは、時点Ｔ１におい
て、タスクＣの予想資源解放時点Ｔ３と、タスクＡが次
に資源占有を要求すると予想される時点Ｔ５とから、タ
スクＡには待機時間が発生しないと判定してタスクＣに
資源占有を許すが、その後、時点Ｔ２においてタスクＢ
が起動され割り込んでくる。すると、ＯＳは優先度に従
ってタスクＢをタスクＣより優先的に実行させる。その
結果、タスクＣが実際に資源を解放する時点Ｔ３’は、
タスクＢの処理時間に図８で示した形で生じる遅延時間
を加えた分だけ遅れて、タスクＡが資源占有を要求する
時点Ｔ５以降にずれこむ。そのためタスクＡはタスクＣ
の資源解放待ちとなり、最終的に処理を終了する時刻に
も、予定時点Ｔ６と実際の終了時点Ｔ６’との差分ｔだ
け遅延が発生する。

【０００９】本発明は、上記の課題に鑑み、優先度が高
く実行タイミングが既知の第１のタスクと、優先度が低
く処理にために資源を占有する時間長が既知である第２
のタスクＣとの間のスケジュール管理を行うタスク実行
管理装置であって、共有資源の排他制御の影響で優先度
の高い第１のタスクの処理タイミングに遅延が生じない
ようにするタスク実行管理装置を提供することを目的と
する。

【００１０】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めに、本発明のタスク実行制御装置は、実行開始予定時
刻が予測可能な第１のタスクと共有資源を占有使用する
時間長が既知である第２のタスクとが資源を共有するシ
ステムにおいて、前記第１のタスクの優先度が前記第２
のタスクの優先度よりも高いという条件の元でタスクの
スケジューリングを行うタスク実行制御装置であって、
前記第２のタスクによる共有資源の占有に先立って、前
記第１のタスクの次回実行開始予定時刻と前記第２のタ
スクが前記共有資源を解放すると予想される解放予定時
刻とを求める時間算出手段と、前記次回実行開始予定時
刻と前記解放予定時刻とを比較して、前記解放予定時刻
より前記次回実行開始予定時刻が早ければ、前記第２の
タスクに前記共有資源の占有を認めず、一方、前記解放
予定時刻より前記次回実行開始予定時刻が早くなけれ
ば、前記第２のタスクに前記共有資源の占有を許す資源
管理手段を有することを特徴とする。

【００１１】このように、優先度の低い第２のタスクに
共有資源の占有を認めるか否か判断する際に、資源の解
放予想時刻を、優先度の高い第１のタスクの「資源占有
開始予想時刻」ではなく「処理開始予定時刻」とを比較
して判定を行うので、第１のタスクの処理開始時刻から
第１のタスクの資源占有開始時刻までの処理時間帯に第
２のタスクの資源解放時刻が重なる場合にも、第１のタ
スクの処理開始に遅延が生じることはない。

【００１２】

【発明の実施の形態】以下、本発明に関するタスク実行
制御装置の実施の形態について図面を参照しながら説明
する。 （環境）図１は、本実施の形態におけるタスク実行制御
装置１を、タスクの実行環境Ａと共に示す構成図であ
る。実行環境Ａは、中央演算装置（ＣＰＵ）、メモリ、
グラフィックスデバイスなどの各種デバイスやハードウ
ェア資源を含むハードウェア層Ａ１、タスク実行に伴う
デバイスやハードウェアの管理、そして、タスクのスケ
ジューリングを含む制御処理が行われるオペレーション
・システム（ＯＳ）層Ａ２、さらに、ＯＳ層Ａ２上で動
作するアプリケーション群Ａ３から成る。

【００１３】本実施の形態におけるタスク実行制御装置
１は、ＯＳ層Ａ２に含まれるカーネルの一部としてタス
クのスケジューリングに関する処理を行う。 （概要）タスク実行制御装置１の構成について述べる前
に、タスク実行制御装置１によるスケジュール制御の概
要について説明しておく。

【００１４】タスク実行制御装置１によるスケジュール
制御は、各タスクに付与された優先度に従ってタスクの
実行順序を決める「優先度方式」をベースとしている。
タスク実行制御装置１は、優先度を参照しながら、各タ
スクを以下に示す５つの状態（“ＲＵＮ”、“ＲＥＡＤ
Ｙ”、“ＷＡＩＴ”、“ＳＵＳＰＥＮＤ”、“ＤＯＲＭ
ＡＮＴ”）のいずれかに置くことでタスクの実行順序を
制御する。“ＲＵＮ”は実行中の状態、“ＲＥＡＤＹ”
は実行可能ではあるが優先度が高い他タスクが“ＲＵ
Ｎ”の状態であるため待機している状態、“ＷＡＩＴ”
は資源獲得待ちなど、そのタスクに実行に必要な何らか
の条件が満たされるのを待っている状態、“ＳＵＳＰＥ
ＮＤ”は強制的に処理を一時停止された状態、“ＤＯＲ
ＭＡＮＴ”はタスクがまだ起動されていない、もしくは
終了後の状態である。

【００１５】図２は、タスクの状態遷移を示す図であ
る。この図を参照しながら、ある１つのタスクが起動し
てから終了するまでの状態遷移を説明する。先ず、“Ｄ
ＯＲＭＡＮＴ”状態にあったタスクが起動し、それによ
って状態は“ＷＡＩＴ”に変わり、さらにその後、実行
に必要な条件が整った時点で“ＲＥＡＤＹ”へ移され
る。そしてこの時点で、同様に“ＲＥＡＤＹ”状態にあ
る全タスクの中で最も優先度が高ければ（又は、他に
“ＲＥＡＤＹ”状態のタスクがなければ）、“ＲＵＮ”
状態となって実行され、実行を終えると“ＤＯＲＭＡＮ
Ｔ”状態に戻される。ただし、“ＲＵＮ”状態で実行中
に、より優先度の高い他タスクの割り込み実行などの理
由で強制的に一時停止されて“ＳＵＳＰＲＮＤ”状態と
される場合がある。

【００１６】なお、図１には、アプリケーション群の実
行に伴って数多く実行される制御対象のタスクの中か
ら、例としてタスクＡ、タスクＢ、タスクＣを図示して
ある。これらタスクは、タスク実行制御装置１によるタ
スクのスケジュール管理処理の特徴が最も顕著に現れる
ような性質のものである。すなわち、タスクＡは、所定
の周期で繰り返し実行される性質を有し、３つのタスク
の中で優先度が最も高い。タスクＣは、タスクＡと共通
の資源（共有資源）を使用して実行されるもので、クリ
ティカルセクション（タスクの処理のうち共有資源を占
有して行う必要のある部分）の実行に要する時間長が固
定であり、３つのタスクの中で優先度が最も低い。タス
クＢは、タスクＡ、Ｃと資源を共有することはなく、優
先度は２番目である。よって、タスクＡ、Ｃの間には共
有資源に関して排他制御が行われる。なお、ここでの共
有資源はセマフォ用資源とする。

【００１７】なお、これらタスクのうち、タスクＡ、Ｃ
は以下のパラメータ情報を保持し、実行時にはタスク実
行制御装置１に渡す。先ず、資源を共有する相手タスク
の識別情報（タスクＡ、Ｃ）、クリティカルセクション
の実行に要する時間長（タスクＣ）、そして、一定周期
で起動するタスクＡの当該周期、である。次いで、これ
らタスクに対してスケジュール制御を行う場合を例に、
タスク実行制御装置１の構成と各構成部の処理内容とを
説明する。

【００１８】（構成）図１に示す通り、タスク実行制御
装置１は、個々のタスクについて図２に示すように状態
遷移させることで実行順序を制御するスケジューリング
部１１、スケジューリング部１１がタスク実行順序制御
のために参照する余裕時間を算出する余裕時間計算部１
２、タスク共有資源の排他制御やタスク割り込みに伴な
う優先度の逆転を回避するための処理を行う管理部１３
を有する。なお、管理部１３はさらに、タスク共有資源
の排他制御に関する処理を行うセマフォ管理部１３１
と、割り込みに関連してタスクの優先度を調整する優先
度管理部１３２とから成る。

【００１９】タスク実行制御装置１によるタスク実行順
序制御の特徴は、上記タスクＡ、Ｂ、Ｃのようなタスク
間での実行順序制御を行う場合に、余裕時間計算部１２
が算出する「余裕時間」に基づいて、実行スケジューリ
ングを最適化する点である。余裕時間は、クリティカル
セクションの実行時間長（共有資源の占有時間長）が既
知のタスクＣが、実行開始予定時刻が決まっているタス
クＡと共有する資源を占有した場合、タスクＣが資源を
解放してからタスクＡが実行開始されるまでの時間的な
余裕を示すものである。余裕時間は、タスクＣが共有資
源の獲得要求を発行した時点で、以下の式によって求め
られる。 余裕時間（ｔ）＝タスクＡの実行開始予定時刻（Ｔａ）
−タスクＣの共有資源解放時刻（Ｔｒ） そして、タスクＣの共有資源解放時刻（Ｔｒ）は、「タ
スクＣによる共有資源の獲得要求時刻（Ｔｓ）＋タスク
Ｃの共有資源占有時間長（ｔｃ）」となる。

【００２０】余裕時間が負であれば、タスクＣの共有資
源解放時刻（Ｔｒ）は、タスクＡの実行開始予定時刻
（Ｔａ）を過ぎており、このままタスクＣに資源（セマ
フォ）占有を許せばタスクＡに資源解放待ちが生じるこ
と、を意味する。逆に余裕時間が正であれば、タスクＣ
が共有資源（セマフォ）を解放した後、余裕時間分の時
間が経過してから、タスクＡが実行開始されることにな
る。よって、このままタスクＣにセマフォ占有を許して
も、割り込みタスクがなければ、タスクＡに資源解放待
ちが生じることはない。さらに、割り込みタスク（ここ
ではタスクＢ）が生じてタスクＣによるセマフォ解放の
時刻が後にずれ込んでも、タスクＢの処理時間長が余裕
時間以下であればタスクＡに待ちは生じない、と言え
る。

【００２１】タスクＣの資源占有時間長（ｔｃ）は、タ
スクＣがクリティカルセクション部分の処理を実行する
のに要する時間の長さであり、これは、タスクＣのクリ
ティカルセクション部分のプログラムステップ数、ＣＰ
Ｕのクロック数、デバイスの応答時間から求めることが
できる。また、他タスクが起動しない状態で、タスクＣ
を実際に起動させてクリティカルセクション部分の処理
時間を計測することで求めることもできる。

【００２２】以下、構成各部の処理内容について説明す
るが、説明の便宜上、（１）タスクＡ、Ｃの共有資源
（セマフォ）の排他制御に伴なう優先度の逆転を防ぐた
めの処理を行う構成と、（２）タスクＢの割り込みに伴
なう優先度の逆転を防ぐための処理を行う構成とに分け
て、２段階で説明する。 （１）共有資源に関する処理を行う構成 共有資源の排他制御に伴なう優先度の逆転を防ぐための
処理を行う構成は、余裕時間算出部１２、管理部１３の
うちセマフォ管理部１３１、スケジューリング部１１で
ある。

【００２３】余裕時間算出部１２は、タスクＣがセマフ
ォ獲得要求をセマフォ管理部１３１に対して発行したタ
イミングで、セマフォ管理部１３１からの指示に従って
余裕時間を算出する。算出に必要な情報（上記計算式の
各項目）は、セマフォ管理部１３１から前記指示ととも
に送られてくる。セマフォ管理部１３１は、タスクから
の資源（セマフォ）獲得要求に応じてセマフォの占有を
許し、当該タスクがセマフォを占有して行う処理（クリ
ティカルセクション）を終えた時点で、タスクからの通
知を受けてセマフォを解放する。また、タスクにセマフ
ォの占有を許したり、セマフォを解放したりした場合
は、占有許可、解放の通知をスケジューリング部１１に
送って、当該タスクの状態遷移を促す。

【００２４】ただし、セマフォ管理部１３１は、タスク
Ｃからセマフォの獲得要求を受けた場合、余裕時間算出
部１２に余裕時間を算出させ、その結果をもとにタスク
Ｃにセマフォ占有を認めるか否か決定する。余裕時間が
負の場合は占有を認めず、正の場合はセマフォの占有を
認める。余裕時間算出部１２に余裕時間算出を指示する
場合は、算出に必要な情報（獲得要求の受付時刻、占有
時間長（ｔｃ）、タスクＡの次回処理開始時刻（Ｔ
ａ））をパラメータとして渡す。

【００２５】スケジューリング部１１は、各タスクの優
先度と状態（図２参照）とをもとに、タスクからの各種
要求に応じてタスクの実行順序を制御する。スケジュー
リング部１１は、タスクからの各種要求（開始要求、資
源（セマフォ）獲得要求など）を受け付け、これら要求
に合わせて内部で管理している優先度情報、状態情報を
更新し、タスクの実行順序制御を行う。

【００２６】以下、余裕時間が負の場合と正の場合の各
々について、スケジューリング部１１によるタスク実行
制御の具体例を図面に従って説明する。図３、４は、そ
れぞれ余裕時間が負の場合、正の場合のタスクの実行予
定と実際の実行タイミングとを示すタイミング図であ
る。これらの図面において、上半分はタスクの実行要求
が起こるタイミングとタスクの処理時間長との予定を時
間軸に沿って表す予定時間部分３１０である。図中の矩
形はタスクの処理時間長を表し、その中の斜線部分がク
リティカルセクションの処理時間長（資源占有時間長）
を示す。そして、下半分は、スケジューリング部１１に
よる制御の結果、実際にタスクがどのように実行された
かを、ＲＵＮ状態となるタスクの遷移で示す実行タイミ
ング部分３２０である。ＲＵＮ状態は太線で示す。な
お、タスクＡ、ＣがいずれもＲＵＮ状態でない場合は処
理実体のないアイドルタスクがＲＵＮ状態となる。タス
ク間にスケジュール調整の必要がない場合は、各タスク
は、予定時間部分４１０で示す実行予定期間と実行タイ
ミング部分４２０でＲＵＮ状態となる期間とが一致する
ことになる。また、本タスク実行制御装置１は、優先度
の高いタスクＡが予定時間通りに実行されるようタスク
制御を行うので、タスクＡについては、常に予定時間通
りのタイミングでＲＵＮ状態となる。

【００２７】図３は、余裕時間が負の場合、即ち、タス
クＣのクリティカルセクションがタスクＡの開始予定時
刻（Ｔａ）までに終了しない場合の図である。 余裕時間（ｔ）＝タスクＡの実行開始時刻（Ｔａ）−共
有資源解放時刻（Ｔｒ） （なお、「Ｔｒ＝獲得要求時点Ｔｃ＋タスクＣの資源占
有時間長（ｔｃ）」である）を計算すると、余裕時間
（ｔ）は負の値である（ＴａよりＴｒの方が後）。これ
は、タスクＣに要求通り資源を占有させると、タスクＡ
がタスクＣの資源解放待ちとなることを意味する。よっ
て、セマフォ管理部１３１はタスクＣにセマフォ占有を
認めず、その旨、スケジューリング部１１に通知してく
るので、スケジューリング部１１は、タスクＣをＳＵＳ
ＰＥＮＤ状態とする（アイドルタスクをＲＵＮ状態にす
る）。そして、タスクＣのクリティカルセクション以降
の処理はタスクＡの処理終了時点Ｔｅ以降に再開させ
る。

【００２８】図４は、余裕時間が正の場合、即ち、タス
クＣのクリティカルセクションがタスクＡの開始時点Ｔ
ａまでに終了する場合の図である。 余裕時間ｔ＝タスクＡの実行開始時点Ｔａ−共有資源解
放時刻（Ｔｒ） （「Ｔｒ＝獲得要求時点Ｔｃ＋タスクＣの資源占有時間
長（ｔｃ）」）を計算すると、余裕時間ｔは正の値であ
る（ＴａよりＴｒの方が先）。セマフォ管理部１３１は
タスクＣに資源占有を認め、その旨をスケジューリング
部１１に通知するので、これを受けたスケジューリング
部１１はタスクＣをＲＵＮ状態とし、タスクＣはクリテ
ィカルセクション以降の処理に入る。さらにその後、ク
リティカルセクションをぬけた後もタスクＣ処理を続け
るが、優先度の高いタスクＡがスケジューリング部１１
に開始要求を送ってくる時点Ｔａにおいて、スケジュー
リング部１１はタスクＣをＳＵＳＰＥＮＤ状態とし、タ
スクＡをＲＵＮ状態にする。そして、タスクＡの処理が
終了した後で、スケジューリング部１１はタスクＣをＲ
ＵＮ状態に戻す。

【００２９】（２）割り込みタスクへの対応処理を行う
構成 次いで、共有資源の占有に伴なう優先度の逆転を防ぐた
めの処理を行う構成について説明する。この構成は、図
４のように余裕時間が正となってタスクＣを実行中に、
第３のタスクＢ（タスクＡ、Ｃと資源を共有せず、優先
度がタスクＣより高くタスクＡより低いタスク）の割り
込みによる「優先度逆転現象」が発生しないようにする
ものである。具体的には、タスクＢの処理時間長が余裕
時間に達した時点で、タスクＣの優先度をタスクＡと同
じ優先度に上げる。それによって「タスクＣの優先度＞
タスクＢの優先度」となるため、タスクＣがタスクＢに
割り込んでＲＵＮ状態となり、タスクＡの実行開始時刻
までにタスクＣのクリティカルセクション処理を完了さ
せることができる。こうした処理を行う構成部は、管理
部１３のうち優先度管理部１３２、スケジューリング部
１１、余裕時間算出部１２であるが、余裕時間算出部１
２の処理は既に述べたので説明は省略する。

【００３０】優先度管理部１３２は、余裕時間から得ら
れる許容時間長の情報を保持し、許容時間長を超えない
範囲でだけタスクＢによる割り込み処理を許すように、
スケジュール部１１１を制御するものである。優先度管
理部１３２は、タスクＢの割込みによってタスクＣがＳ
ＵＳＰＥＮＤ状態となった旨の通知をスケジューリング
部１１から受けて起動する。そして、現在時刻を保存す
るとと共にセマフォ管理部１３１から「余裕時間」の情
報を得る。そして、この余裕時間を初期値として「許容
時間」に値を設定し、これを付加した「優先度切替指
示」をスケジューリング部１１に送る。

【００３１】「優先度切替指示」は、タスクＢによる処
理時間が許容時間に達した時点でタスクＣの優先度をタ
スクＡと同じ高さに上げるようスケジューリング部１１
を制御するものである。パラメータとして、「許容時
間」、「優先度切替対象のタスク（ここではタスクＣ）
の識別子」、「切り替え後優先度を有するタスク（ここ
ではタスクＡ）の識別子」が付加される。優先度切替指
示の発行は、カーネルが一般的に備えるアラーム通知機
能により実現される。また、優先度切替指示はアラーム
キャンセル機能により取消すこともできる。

【００３２】「優先度切替指示」発行後の優先度管理部
１３２の処理は、タスクＢが許容時間内で処理を終える
か否かに応じて分かれる。許容時間内で処理を終えた場
合、スケジューリング部１１から、タスクＢの終了（タ
スクＣのＲＵＮ状態への復帰）通知が「タスクＢの処理
時間長（割込処理時間）」の情報と共に送られてくるの
で、優先度管理部１３２は、先に発行した優先度切替指
示に対する取消し要求をスケジューリング部１１に発行
する。さらに、「割込処理時間」を差し引く形で「余裕
時間」の値を更新し、更新後の値を保存する。

【００３３】逆に許容時間内でタスクＢが処理を終えな
かった場合、スケジューリング部１１は優先度切替指示
を実行してタスクＣの優先度を上げ、その旨を優先度管
理部１３２に伝えてくるので、優先度管理部１３２は、
タスクＣに優先度切替が行われたことを示す内部情報を
設定し（「切替実行フラグをＯＮ設定し」）し、「余裕
時間」を０に更新する。

【００３４】また、優先度管理部１３２は、いったん切
り替えられたタスクＣの優先度を元に戻す指示をスケジ
ューリング部１１に対して発行する。具体的には、タス
クＣがクリティカルセクションを抜けた旨の通知をスケ
ジューリング部１１から受けた時点で、切替実行フラグ
を参照し、フラグがＯＮであった場合にのみ、スケジュ
ーリング部１１に対し、タスクＣの優先度を変更前に戻
すよう指示する。

【００３５】スケジューリング部１１は、上記の「優先
度切替指示」に従ってタスクＣの優先度を切り替えると
ともに、優先度管理部１３２に対し処理に必要な情報を
提供する。スケジューリング部１１が優先度管理部１３
２に提供する情報は、具体的には、タスクＣの状態遷移
（ＲＵＮ→ＳＵＳＰＥＮＤ、ＳＵＳＰＥＮＤ→ＲＵＮ）
とその遷移の原因（タスクＢの割込み／終了、「優先度
切替指示」実行の結果）、タスクＢの処理時間長（割込
処理時間）などである。

【００３６】「優先度切替指示」を受けたスケジューリ
ング部１１は、タスクＢが実行開始してからの経過時間
を「割込処理時間」として計測し、割込処理時間が許容
時間を超えないようにチェックしながらタスクＢの終了
を待つ。そして、タスクＢが、「許容時間＞割込処理時
間」の範囲内で処理を終えた場合、スケジューリング部
１１はタスクＣを“ＲＵＮ”状態にしたうえで、「割込
処理時間」とともにこの状態遷移を優先度管理部１３２
に通知する。逆に、タスクＢの処理が「許容時間＝割込
処理時間」となるまで続いた場合、スケジューリング部
１１は優先度切替指示に従って、変更前優先度を保存し
た上でタスクＣの優先度をタスクＡと同じ高さまで引き
上げ、この優先度引き上げを優先度管理部１３２に通知
する。

【００３７】また、スケジューリング部１１は、優先度
管理部１３２からタスクＣの優先度の復元指示を受け付
けると、保持していた変更前優先度の値にタスクＣの優
先度を戻す。図５は、スケジューリング１１が割込みタ
スクの発生に応じて行うタスク制御の内容を、図４や図
５と同じ形式で示すタイミング図である。同図では、２
つのタスクＢ、Ｂ’が割り込み、タスクＢは許容時間内
で処理を終えるが、タスクＢ’の処理は許容時間長を超
え、スケジューリング部１１は優先度の切替を行う。

【００３８】まず、タスクＣがクリティカルセクション
に入る時点Ｔｃ１で、余裕時間長は正であり、タスクＣ
はセマフォを獲得する。その後、時点Ｔｂ１でタスクＢ
が実行開始要求を発行すると、スケジューリング部１１
は、タスクＣをＳＵＳＰＥＮＤ状態にしてタスクＢを実
行させ、タスクＣの状態遷移を優先度管理部１３２に通
知する。これに対し、優先度管理部１３２からは優先度
切替指示がスケジューリング部１１に対して発行され
る。

【００３９】その後、タスクＢが時点Ｔｂ２で終了する
と、スケジューリング部１１はタスクＣをＲＵＮ状態に
戻し、タスクＢの割込処理時間を優先度管理部１３２に
通知する。優先度管理部１３２からは、優先度切替指示
のキャンセル指示がスケジューリング部１１に送られて
くる。またこの時、優先度管理部１３２は、割込処理時
間を元に余裕時間を更新する。

【００４０】その後、時点Ｔｂ３でタスクＢ’の実行開
始要求が生じる。スケジューリング部１１は、タスクＣ
をＳＵＳＰＥＮＤ状態にしてタスクＢ’を実行させる。
すると、上記と同様に優先度管理部１３２から優先度切
替指示が発行される。その後、時点Ｔｂ４でタスクＢ’
の処理時間長が許容時間長に達し、スケジューリング部
１１はタスクＣの優先度をタスクＡと同じ優先度に上
げ、タスクＣをＲＵＮ状態に戻す。その結果、タスクＣ
が共有資源を解放した時点Ｔｃ２の直後（時点Ｔａ）
に、タスクＡの実行開始要求が発行されることになる。
そのため、スケジューリング部１１は、優先度通りにタ
スクＡをＲＵＮ状態とすることができる。また、これに
並行して、スケジューリング部１１は、タスクＣの優先
度を切替前の値に戻す。

【００４１】その後、タスクＡは予定通りに時点Ｔａに
終了する。終了時点でタスクＢ’、タスクＣがＳＵＳＰ
ＥＮＤ状態になっているが、スケジューリング部１１
は、先ず優先度の高いタスクＢ’を、そしてタスクＢ終
了後にはタスクＣを、順次ＲＵＮ状態にする。 （動作）次いで、本実施の形態のタスク管理装置１の動
作について、図面を参照しながら説明する。なお、ここ
でも、共有資源の排他制御に伴なう優先度逆転を防ぐた
めの動作と、他タスクの割り込みに伴なう優先度逆転を
防ぐための動作とに分けて説明する。

【００４２】（１）共有資源の排他制御に関連する動作 図６はタスクＣがセマフォ獲得要求を発行した後に行わ
れる、タスクＡ、Ｃの間の実行順序制御におけるタスク
制御装置１の動作を示すフローチャートである。当図と
ともに図３、４を参照しながら説明する。先ず、セマフ
ォ管理部１３１が、アプリケーション層Ａ３内のあるタ
スクから資源獲得要求を受け付ける（Ｓ６０１：Ye
s）。セマフォ管理部１３１は要求元のタスクについ
て、資源占有時間長が一定で、優先度の高い他タスク
（タスクＡ）と資源を共有しているタスク（タスクＣ）
か否かをチェックする。このチェックは、「資源を共有
する他タスクの識別情報」と「要求元タスク自身の資源
占有時間長（クリティカルセクション処理時間長）」と
いう２つのパラメータが要求に付加されているか否かに
基づいて行われる。

【００４３】タスクＣからの要求であった場合、セマフ
ォ管理部１３１は、受け取った識別情報が示すセマフォ
共有の相手（タスクＡ）に次回実行予定時刻（Ｔａ）を
問い合わせ、その予定時刻（Ｔａ）、タスクＣの資源占
有時間長（ｔｃ）、タスクＣのセマフォ獲得要求時刻
（Ｔｃ）とを余裕時間計算部１２に送り、余裕時間を算
出させる（Ｓ６０２）。

【００４４】余裕時間計算部１２は算出した余裕時間を
セマフォ管理部１３１に返す。セマフォ管理部１３１
は、この余裕時間の正負をチェックする。余裕時間の値
が負の場合、すなわち、図３に示すようなタイミングで
あった場合（Ｓ３０３：No）、セマフォ管理部１３１
は、タスクＣにセマフォの占有を許さない。そのため、
スケジューリング部１１はタスクＣを実行状態（“ＲＵ
Ｎ”）にすることができず、タスクＣは待機を続けるこ
とになる（Ｓ６０４）。その後、タスクＡの開始時刻
（Ｔａ）が来てタスクＡからの起動要求を受け付けたス
ケジューリング部１１が、タスクＡを“ＲＵＮ”状態に
切り替える。次いで、タスクＡからセマフォ管理部１３
１に資源獲得要求が送られてくるので、セマフォ管理部
１３１はタスクＡにセマフォの占有を許す（Ｓ６０
５）。その後、タスクＡがセマフォ使用を完了した時点
でセマフォ管理部１３１はセマフォを解放する。さら
に、タスクＡの全処理が終了すると（Ｓ６０６：Ye
s）、セマフォ管理部１３１はタスクＣからの要求に応
じて、セマフォをタスクＣに占有させる。それを受け
て、スケジューリング部１１はタスクＣを“ＲＵＮ”に
切り替え、タスクＣの残処理を実行させる（Ｓ６０
７）。

【００４５】余裕時間の値が正の場合、すなわち図４に
示すようなタイミングの場合（Ｓ６０３：Yes）、セマ
フォ管理部１３１は、タスクＣにセマフォを占有させる
と共に、余裕時間を保存する（Ｓ６０８）。そして、タ
スクＣにセマフォが与えられたのを受けて、スケジュー
リング部１１はタスクＣを“ＲＵＮ”状態にする。その
後、タスクＣが実行されている間、スケジューリング部
１１は、優先度管理部１３２と共に、第３のタスクＢに
よる割り込みに対応する割り込み監視処理を実行しなが
ら、タスクＣのクリティカルセクション終了を待つ（Ｓ
６０９）。その後、タスクＡの開始時刻（Ｔａ）になっ
た時点で、スケジューリング部１１はタスクＡを“ＲＵ
Ｎ”状態にし（Ｓ６１０）、タスクＡ終了後、タスクＣ
または割り込みタスクＢに残処理があれば、タスクＢ、
タスクＣの順序で実行させる。

【００４６】なお、ステップＳ６０９の割り込み監視処
理に関しては、以下に、別途説明する。 （２）割り込み監視の動作 図７は、タスクＣの実行中に第３のタスクＢの処理が割
り込み実行される場合に行われる、タスク制御装置１の
割り込み監視動作を示すフローチャートである。当図と
ともに図５を参照しながら説明する。

【００４７】なお、図７に示す動作は、図６におけるス
テップＳ６０９の詳細である。先ず、前提として、割り
込み監視の処理は、タスクＡの開始時刻（Ｔａ）に達す
るまでの間（Ｓ７０１：Yes）行われる。余裕時間が
「正」の状況で、タスクＣがセマフォを占有して処理を
行っている途中に、スケジューリング部１１が、タスク
Ｃより優先度の高いタスクＢから実行開始要求を受ける
と（Ｓ７０２：Yes）（図５の時点Ｔｂ１又はＴｂ
３）、スケジューリング部１１は、タスクＢを“ＲＵ
Ｎ”状態にし、タスクＣを“ＳＵＳＰＥＮＤ”状態に切
り替える（Ｓ７０３）。スケジューリング部１１は、さ
らに、優先度管理部１３２にタスクＢの割り込みと、タ
スクＣの“ＳＵＳＰＥＮＤ”切り替えとを通知する。

【００４８】優先度管理部１３２は、通知を受けると現
在時刻（Ｔｂ１）を保存し、セマフォ管理部１３１か
ら、これが保存している「余裕時間」を得る（なお、セ
マフォ管理部１３１から余裕時間を得るのは最初の割込
みの際のみ、２回目以降の割込み時には、優先度管理部
１３２自身が更新、保持している余裕時間の情報を用い
る）。そして、この余裕時間の値を「許容時間」パラメ
ータに設定し、これを付加した優先度切替指示をスケジ
ューリング部１１に送る（Ｓ７０４。） スケジューリング部１１は、割り込み時刻からの経過時
間を「割込処理時間」として計測し（Ｓ７０５）、割込
処理時間が許容時間を超えないようにチェックしながら
タスクＢの終了を待つ（Ｓ７０６、Ｓ７０７）。割り込
んだタスクＢが、「許容時間＞割込処理時間」の範囲内
で処理を終えた場合（Ｓ７０７：Yes）（図６の時点Ｔ
ｂ２）、スケジューリング部１１は、再びタスクＣを
“ＲＵＮ”状態に切り替え（Ｓ７０８）、この切替を
「割込処理時間」とともに優先度管理部１３２に通知す
る。

【００４９】この通知を受けた優先度管理部１３２は、
ステップＳ７０４で発行した優先度切替指示に対するキ
ャンセル要求をスケジューリング部１１に発行する。さ
らに、この時点での「割込処理時間」を差し引く形で
「余裕時間」の値を更新し、更新後の値を保存する（Ｓ
７０９）。その後、タスクＡの開始時刻（Ｔａ）になる
までに、別の割り込みタスクＢ’からスケジューリング
部１１に開始要求が入った場合は、更新後の許容時間を
参照しながら、ステップＳ７０２〜Ｓ７０９の処理が繰
り返されることになる。

【００５０】一方、「割込処理時間≧許容時間」に達す
るまでタスクＢの処理が続いた場合（Ｓ７０６：Yes）
（図５の時点Ｔｂ４）、スケジューリング部１１は、先
に優先度管理部１３２から受けた優先度切替指示に従っ
て、変更前優先度を保存した上でタスクＣの優先度をタ
スクＡと同じ高さまで引き上げる（Ｓ７１０）。これに
より、優先度については「タスクＣ＞タスクＢ」となる
ので、スケジューリング部１１は、タスクＢを“ＳＵＳ
ＰＥＮＤ”状態に、タスクＣを“ＲＵＮ”状態に、それ
ぞれ切り替える（Ｓ７１１）。また、タスクＣの優先度
切替を優先度管理部１３２に通知する。この通知を受け
た優先度管理部１３２は、切替実行フラグをＯＮに設定
し、保存する。さらに「余裕時間」を０に更新する。

【００５１】なお、タスクＣがクリティカルセクション
の処理を終えると（Ｓ７１２：Yes）（図５の時点Ｔｃ
２）、その通知を受けたセマフォ管理部１３１はセマフ
ォを解放し、さらに、優先度管理部１３２にこの旨を通
知する。優先度管理部１３２は切替実行フラグを参照す
る。フラグはＯＮなので、スケジューリング部１１にタ
スクＣの優先度を変更前に戻すよう指示する。これを受
けて、スケジューリング部１１は、保持していた変更前
優先度の値にタスクＣの優先度を戻す（Ｓ７１３）。こ
の後は、タスクＡの開始時刻（Ｔａ）になるまでタスク
Ｃが実行される。

【００５２】（まとめ）以上のように、本実施の形態の
タスク実行制御装置１は、タスクＣの共有資源獲得時
に、タスクＣがクリティカルセクションを抜ける時刻
を、タスクＡの資源獲得予定時刻ではなくタスクＡの起
動予定時刻と比較してタスクＣに資源占有を許すか否か
判定する。よって、図８に示す従来技術のように、タス
クＡが資源獲得前の処理を行う時間帯とタスクＣが資源
を占有する時間帯とが重なった場合でも、この重複部分
の時間（図８のｔｄ）だけタスクＡの処理終了が遅れる
といった事態は発生しない。

【００５３】また、本実施の形態のタスク実行制御装置
１では、優先度制御部１３２の処理により、第３のタス
クによる割り込み処理が生じた場合、その「割込処理時
間」の累計が余裕時間に達した時点でタスクＣの優先度
がタスクＡと同じ優先度に上げられるため、タスクＡの
処理が、タスクＡより優先度の低いタスクによって遅ら
される「優先度逆転現象」は発生しない。また、割り込
みタスクの優先度がタスクＡより高かった場合は、正し
く割り込みタスクが優先的に実行され、タスクＡ、Ｃの
ためにより優先度の高い割り込みタスクが遅らされる、
という形での「優先度逆転現象」も発生しない。なお、
優先度逆転現象を防ぐという目的のためだけであれば、
タスクＣが資源占有を開始する時点ＴｃからタスクＡの
処理開始時点Ｔａまでの間、タスクＣの優先度をタスク
Ａと同じにしておき、他タスクＢの割り込みを防ぐとい
う方法もあるが、これだと、タスクＣ終了からタスクＡ
の開始までの間ＣＰＵがアイドル状態になる可能性があ
る。本実施の形態の方法では、許容時間の範囲内で他タ
スクの割り込み処理を実行するので、ＣＰＵを無駄にア
イドル状態におくことがない。

【００５４】なお、セマフォ管理部１３１、優先度管理
部１３２、余裕時間計算部１２が行う処理はアプリケー
ション側において行わせることとしてもよい。

【００５５】

【発明の効果】上記の説明から明らかな通り、本発明の
タスク実行制御装置は、実行開始予定時刻が予測可能な
第１のタスクと共有資源を占有使用する時間長が既知で
ある第２のタスクとが資源を共有するシステムにおい
て、前記第１のタスクの優先度が前記第２のタスクの優
先度よりも高いという条件の元でタスクのスケジューリ
ングを行うタスク実行制御装置であって、前記第２のタ
スクによる共有資源の占有に先立って、前記第１のタス
クの次回実行開始予定時刻と前記第２のタスクが前記共
有資源を解放すると予想される解放予定時刻とを求める
時間算出手段と、前記次回実行開始予定時刻と前記解放
予定時刻とを比較して、前記解放予定時刻より前記次回
実行開始予定時刻が早ければ、前記第２のタスクに前記
共有資源の占有を許さず、一方、前記解放予定時刻より
前記次回実行開始予定時刻が早くなければ、前記第２の
タスクに前記共有資源の占有を許す資源管理手段、を有
することを特徴とする。

【００５６】この構成によれば、第２のタスクの共有資
源要求時に、第２のタスクが資源を解放する予定時刻
を、第１のタスクの資源獲得予定時刻ではなく実行開始
予定時刻と比較して第２のタスクに資源占有を許すか否
か判定する。よって、第１のタスクが資源獲得前の処理
を行う時間帯と第２のタスクが資源を占有する時間帯と
が重なった場合でも、この重複部分の時間だけ第１のタ
スクの処理終了が遅れるといった事態は発生しない。

【００５７】なお、前記第２のタスクが前記共有資源を
占有中に、優先度が前記第１のタスクより低く前記第２
のタスクよりも高いとともに前記共有資源を使用しない
第３のタスクによる割り込み要求を受け付ける割込受付
手段と、前記割込受付手段が割込み要求を受け付ける
と、前記次回実行開始予定時刻から前記解放予定時刻を
差し引いて余裕時間長を求める余裕時間長算出手段と、
前記割込み要求に応じて、前記第２のタスクを一時停止
状態にして前記第３のタスクの処理実行を許す割込制御
手段と、前記割込み制御手段によって前記第２のタスク
が一時停止状態に置かれてからの経過時間長が前記余裕
時間長に達すると、前記第２のタスクの優先度を前記第
１のタスクの優先度にまで高める形で更新し、その後、
前記第２のタスクが前記共有資源を解放する時点で前記
第２のタスクの優先度を更新前の値に戻す優先度制御手
段とを更に有する、とすることもできる。

【００５８】この構成によれば、第３のタスクによる割
り込み処理が生じた場合、その割込処理時間が余裕時間
長に達した時点で第２のタスクの優先度が第１のタスク
と同じ優先度に上げられるため、第１のタスクの処理が
第３のタスクの割込みの影響で遅らされる「優先度逆転
現象」は発生しない。同時に、第３のタスクの優先度が
第１のタスクより高い場合は、正しく割り込みタスクが
優先的に実行され、第１のタスク、第２のタスクのため
に優先度の高い第３のタスクが遅らされる、という形で
の「優先度逆転現象」も発生しない。

【００５９】また、前記経過時間長が前記余裕時間長に
達する前に前記第３のタスクが終了した場合、前記余裕
時間長から前記経過時間長を差し引いた結果を新たな値
とする形で前記余裕時間長を更新する余裕時間長更新手
段を更に有すること、とすることもできる。この構成に
よれば、第２のタスクの資源占有開始から第１のタスク
の処理開始までに第３のタスクが複数回割込んできて
も、上記の「優先度逆転現象」回避の効果は同様に達成
できる。

【００６０】なお、上記の効果は、上述の構成部と同様
の処理を行うステップからなるタスク実行制御方法によ
っても実現可能であり、更には、そうした方法を計算機
に実行させるためのプログラムによっても実現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のタスク実行制御装置に係る実施の形態
の構成を実行環境と共に示すブロック図である。

【図２】同実施の形態におけるタスクの状態遷移を示す
図である。

【図３】同実施の形態において余裕時間が負の場合にお
ける各タスクの実行予定と実際の実行タイミングとを示
すタイミング図である。

【図４】同実施の形態において余裕時間が正の場合にお
ける各タスクの実行予定と実際の実行タイミングとを示
すタイミング図である。

【図５】同実施の形態において割込みタスクが発生した
場合における各タスクの実行予定と実際の実行タイミン
グとを示すタイミング図である。

【図６】同実施の形態の装置が共有資源の占有に伴なっ
てタスク実行制御処理を行う際の動作を示すフローチャ
ートである。

【図７】同実施の形態の装置が割込みタスクの発生に伴
なってタスク実行制御処理を行う際の動作を示すフロー
チャートである。

【図８】従来技術において共有資源の占有に伴なうタス
ク実行制御の結果生じる問題を示すタイミング図であ
る。

【図９】従来技術においてタスク割込みに伴なうタスク
実行制御の結果生じる問題を示すタイミング図である。

【符号の説明】

１ タスク実行制御装置 １１ スケジューリング部 １２ 余裕時間算出部 １３ 管理部 １３１ セマフォ管理部 １３２ 優先度管理部 Ａ 実行環境 Ａ１ ハードウェア層 Ａ２ ＯＳ層 Ａ３ アプリケーション層

フロントページの続き (72)発明者 ▲よし▼井 健人 大阪府門真市大字門真1006番地 松下電器 産業株式会社内 (72)発明者 關口 卓也 大阪府門真市大字門真1006番地 松下電器 産業株式会社内 Ｆターム(参考） 5B098 BB08 CC01 GA04 GC01 GC03

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 実行開始予定時刻が予測可能な第１のタ
   スクと共有資源を占有使用する時間長が既知である第２
   のタスクとが資源を共有するシステムにおいて、前記第
   １のタスクの優先度が前記第２のタスクの優先度よりも
   高いという条件の元でタスクのスケジューリングを行う
   タスク実行制御装置であって、 前記第２のタスクによる共有資源の占有に先立って、前
   記第１のタスクの次回実行開始予定時刻と前記第２のタ
   スクが前記共有資源を解放すると予想される解放予定時
   刻とを求める時間算出手段と、 前記次回実行開始予定時刻と前記解放予定時刻とを比較
   して、前記解放予定時刻より前記次回実行開始予定時刻
   が早ければ、前記第２のタスクに前記共有資源の占有を
   許さず、一方、前記解放予定時刻より前記次回実行開始
   予定時刻が早くなければ、前記第２のタスクに前記共有
   資源の占有を許す資源管理手段、を有することを特徴と
   するタスク実行制御装置。
2. 【請求項２】 前記第２のタスクが前記共有資源を占有
   中に、優先度が前記第１のタスクより低く前記第２のタ
   スクよりも高いとともに前記共有資源を使用しない第３
   のタスクによる割り込み要求を受け付ける割込受付手段
   と、 前記割込受付手段が割込み要求を受け付けると、前記次
   回実行開始予定時刻から前記解放予定時刻を差し引いて
   余裕時間長を求める余裕時間長算出手段と、 前記割込み要求に応じて、前記第２のタスクを一時停止
   状態にして前記第３のタスクの処理実行を許す割込制御
   手段と、 前記割込み制御手段によって前記第２のタスクが一時停
   止状態に置かれてからの経過時間長が前記余裕時間長に
   達すると、前記第２のタスクの優先度を前記第１のタス
   クの優先度にまで高める形で更新し、その後、前記第２
   のタスクが前記共有資源を解放する時点で前記第２のタ
   スクの優先度を更新前の値に戻す優先度制御手段と、を
   更に有すること、 を特徴とする請求項１に記載のタスク実行制御装置。
3. 【請求項３】 前記経過時間長が前記余裕時間長に達す
   る前に前記第３のタスクが終了した場合、前記余裕時間
   長から前記経過時間長を差し引いた結果を新たな値とす
   る形で前記余裕時間長を更新する余裕時間長更新手段を
   更に有すること、 を特徴とする請求項２に記載のタスク実行制御装置。
4. 【請求項４】 実行開始予定時刻が既知である第１のタ
   スクと共有資源を占有使用する時間長が既知である第２
   のタスクとが資源を共有するシステムにおいて、前記第
   １のタスクの優先度が前記第２のタスクの優先度よりも
   高いという条件の元でタスクのスケジューリングを行う
   タスク実行制御方法であって、 前記第２のタスクが共有資源の占有を要求した時点で、
   前記第１のタスクの次回実行開始予定時刻と前記第２の
   タスクが前記共有資源を解放すると予想される解放予定
   時刻とを求める時間算出ステップと、 前記次回実行開始予定時刻と前記解放予定時刻とを比較
   して、前記解放予定時刻より前記次回実行開始予定時刻
   が早ければ、前記第２のタスクに前記共有資源の占有を
   認めず、前記第１のタスクの次回実行が終了するまで前
   記第２のタスクを一時停止状態に置き、一方、前記解放
   予定時刻より前記次回実行開始予定時刻が早くなけれ
   ば、前記第２のタスクに前記共有資源の占有を許す資源
   管理ステップと、を有することを特徴とするタスク実行
   制御方法。
5. 【請求項５】 前記第２のタスクが前記共有資源を占有
   中に、優先度が前記第１のタスクより低く前記第２のタ
   スクよりも高いとともに前記共有資源を使用しない第３
   のタスクによる割り込み要求を受け付ける割込受付ステ
   ップと、 前記割込受付ステップにおいて割込み要求が受け付けら
   れると、前記次回実行開始予定時刻から前記解放予定時
   刻を差し引いて余裕時間長を求める余裕時間長算出ステ
   ップと、 前記割込み要求に応じて、前記第２のタスクを一時停止
   状態にして前記第３のタスクの処理実行を許す割込制御
   ステップと、 前記割込み制御ステップにおいて前記第２のタスクが一
   時停止状態に置かれてからの経過時間長が前記余裕時間
   長に達すると、前記第２のタスクの優先度を前記第１の
   タスクの優先度にまで高める形で更新し、その後、前記
   第２のタスクが前記共有資源を解放する時点で前記第２
   のタスクの優先度を更新前の値に戻す優先度制御ステッ
   プと、を更に有すること、 を特徴とする請求項４に記載のタスク実行制御方法。
6. 【請求項６】 前記経過時間長が前記余裕時間長に達す
   る前に前記第３のタスクが終了した場合、前記余裕時間
   長から前記経過時間長を差し引いた結果を新たな値とす
   る形で前記余裕時間長を更新する余裕時間長更新ステッ
   プを更に有すること、 を特徴とする請求項５に記載のタスク実行制御方法。