JP2003298599A

JP2003298599A - 分散制御方法及び装置

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Publication number: JP2003298599A
Application number: JP2002095748A
Authority: JP
Inventors: Takafumi Ito; 隆文伊藤
Original assignee: Denso Corp
Current assignee: Denso Corp
Priority date: 2002-03-29
Filing date: 2002-03-29
Publication date: 2003-10-17
Anticipated expiration: 2022-03-29
Also published as: US20030187907A1; JP3922070B2; US7322033B2; DE10314148A1

Abstract

(57)【要約】【課題】分散制御システムの設計者に過大な負担を強
いることなく、分散制御が要求する応答時間やデッドラ
インの条件を保証できる分散制御方法及び装置を提供す
る。【解決手段】分散制御に含まれる全てのタスク（ａ，
ｄ，ｇ）の処理時間、及び全てのタスク間メッセージ
（１，２）の通信時間についての最悪実行時間（ＷＣＥ
Ｔ）を加算したものを予測終了時間Ｔspとし、その分散
制御の制御周期Ｔcyから予測終了時間Ｔspを減じたもの
を、デッドラインまでの余裕時間の初期値とする。この
余裕時間を、システム上で実行される全ての分散制御に
ついて設定し、タスク及びメッセージの状態に応じて逐
次更新する。そして、タスクの処理やメッセージの送信
を、この余裕時間の少ないものから優先的に実行する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】共通の多重伝送路に接続され
たマルチタスキング動作が可能な複数個のノードにて分
散して実行される複数のタスクが、互いにメッセージを
通信し合うことにより協調動作して分散制御を実行する
分散制御方法及び装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来より、車内ＬＡＮ等の処理速度や処
理時間保証に対する要求条件の厳しい分野において、共
通の多重伝送路に接続された複数のノードに分散制御を
実行させる分散制御システムを構成する場合、各ノード
にマルチタスキング動作をさせるためのリアルタイムオ
ペレーティングシステム（以下「リアルタイムＯＳ」と
いう）や、ノード間の通信をリアルタイムで行うための
通信方式であるＣＳＭＡ／ＣＡ（Carrier Sense Multip
le Access/Collision Avoidance ）が利用されている。

【０００３】このうちリアルタイムＯＳは、各タスクに
対して予め優先度を設定し、その優先度の高いタスクか
らノードでの実行権（ＣＰＵでの実行権）が割り当てら
れるようスケジューリングを行うものである。また、Ｃ
ＳＭＡ／ＣＡは、通信に用いる各メッセージに対して予
め優先度に相当するＩＤを設定し、複数のノードが同時
にメッセージを送信した時は、最も優先度の高いＩＤを
持つメッセージが伝送路上で破壊されることなく生き残
るように調停を行う通信方式であり、優先度の高いメッ
セージから送信されるように通信制御を行うものであ
る。

【０００４】このように、リアルタイムＯＳ、ＣＳＭＡ
／ＣＡを組み合わせた方法では、処理時間の厳しいタス
クやメッセージほど、高い優先度を割り当てることで、
システム全体としてのリアルタイム性が向上する。ま
た、上述の方法以外に、各ノードにて分散して実行され
る分散制御が、要求されたデッドラインの条件を満たす
ように、すべてのノードにおける個々のタスクの起動時
刻、及び各ノード間のメッセージの通信時刻を予め設定
し、その設定に従って動作させる、いわゆるタイムトリ
ガー方式を用いた分散制御システムも知られている。

【０００５】このタイムトリガー方式については、例え
ば以下の文献で紹介されている。 S.Poledna, et.al.,"OSEKtime: A Dependable Real-Tim
e Fault-Tolerant Operating System and Communicatio
n layer as an Enabling Technology for By-Wire Appl
ications", SAE2000-01-1051 Thomas Fuehrer,"The Steer-By-Wire Prototype Implem
entation:Realizing Time Triggered System Design, F
ailSilence Behavior and Active ReplicationwithFaul
t-Tolerance Support", SAE1999-01-0400 この方式を用いた分散制御システムでは、ノード内での
タスクの競合、ノード間の通信の競合が排除され、シス
テムの不確定動作がなくなるため処理時間の保証が可能
となる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】ところで、リアルタイ
ムＯＳとＣＭＳＡ／ＣＡとを用いた前者の分散制御シス
テムは、ＣＰＵの能力範囲内で優先度の高いタスクから
できる限りの処理を実行するベストエフォート型の動作
をするものであるため、各タスクの処理やメッセージの
通信が規定時間内に終了するか否かの保証はできない。

【０００７】このため、分散制御が、要求されたデッド
ラインの条件を満たすことを保証するには、実際にシス
テムを動作させて実証しなければならない。そして、そ
の性能を保証することができない場合には、タスクやメ
ッセージの優先度、ＣＰＵの動作周波数、通信の転送レ
ート等の変更が必要となる。

【０００８】しかし、タスクやメッセージの優先度の変
更が、全体の制御にどのような影響を与えるかを明確に
規定することは困難であり、結局、トライアンドエラー
での優先度の変更等を行わなければならないため、開発
工数の増大を招くという問題があった。

【０００９】また、タスクやメッセージの優先度が最適
化されていない状態では、要求されたデッドラインの条
件を満たそうとすると、ＣＰＵの動作周波数や伝送路上
の通信レートが必要以上に高速なものに設定されること
になるため、製造コストも増大するという問題もあっ
た。

【００１０】一方、タイムトリガー方式を用いた後者の
分散制御システムでは、各ノード上で動作するタスクの
起動時刻、ノード間の通信時刻をすべて設計者（ユー
ザ）が決定しなくてはならず、システム上で並列動作す
る複数の分散制御が要求する応答時間、制御周期等をす
べて満たそうとすると、その設計には膨大な時間を要す
るため開発工数の増大を招くという問題があった。

【００１１】また、タイムトリガー方式では、ある非同
期のイベントをトリガーとして開始する分散制御に対し
ても、常にそのイベントが発生するものとして固定的に
タスクの起動時刻、通信時刻をスケジューリングしなけ
ればならない。このため、ノード上のＣＰＵの処理や伝
送路上での通信に過大なオーバヘッドが必要となり、Ｃ
ＰＵや伝送路の使用効率が低下するだけでなく、非同期
イベントが入力されても、予めスケジューリングされた
時刻まで待たなければ、そのイベントに対する処理を開
始することができないため、そのような非同期イベント
に対する処理のリアルタイム性の保証が難しくなるとい
う問題もあった。

【００１２】本発明は、上記問題点を解決するために、
分散制御システムの設計者に過大な負担を強いることな
く、分散制御が要求する応答時間やデッドラインの条件
を保証できる分散制御方法及び装置を提供することを目
的とする。

【００１３】

【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
になされた発明である請求項１記載の分散制御方法で
は、各ノードにおいて、実行可能なタスクのそれぞれに
ついて、タスクがその一部を分担する分散制御について
の予測終了時間と、その分散制御についてのデッドライ
ンとの差分を表す余裕時間を設定し、その余裕時間の小
さいタスクから優先的に実行権を割り当てるようにされ
ている。

【００１４】つまり、低優先度に設定されたタスクが常
に後回しにされてしまう従来装置とは異なり、全ての分
散制御がデッドラインの条件を満たすように、タスクの
優先度が常に変化する。従って、各タスクの処理時刻や
メッセージの送信時刻を予め決定しておかなくても、デ
ッドラインの条件を満たすような順番で効率よく処理が
実行されることになる。このため、実際に動作させた結
果、デッドラインの条件を満たすことができない場合に
は、そのデッドラインからの遅れ分だけＣＰＵの処理速
度やメッセージの伝送速度を高速化しさえすればよく、
分散制御システムの開発工数を大幅に削減できる。

【００１５】但し、デッドラインの条件を満たすか否か
は、統計的なものであるため、満たすことができない場
合がでてくる可能性がある。これを全くなくそうとする
と、ＣＰＵの処理や伝送路の通信速度に大きなオーバー
ヘッドを設けなければならず、システムの処理能力に対
する利用効率を低下させてしまう。

【００１６】そこで、請求項２記載のように、余裕時間
が予め設定された切替判定値より小さい時は、これに対
応するタスクを、通常時に用いる通常タスクから、該通
常タスクより実行時間の短い簡易タスクに切り替えるよ
うにしてもよい。つまり、余裕時間から、デッドライン
の条件を満たすことが困難であることが予測される場合
には、その時点で、実行時間の短い簡易タスクに処理を
切り替えることで、通常タスクと簡易タスクとの実行時
間の差分だけ余分に余裕時間を確保するのである。

【００１７】なお、簡易タスクとしては、例えば、複数
の値を取得してその平均を求めるような場合には、取得
する値の数を減らしたり、複数のパラメータを用いて演
算を行う時には、一部のパラメータについては、前回と
同じものを使用する等して、処理時間を短縮したものを
用いることができる。また、切替判定値及び簡易タスク
は一つに限らず、これらを複数種類設けて、余裕時間に
応じて使用する簡易タスクを段階的に切り替えるように
してもよい。

【００１８】また、デッドラインの条件を満たすことが
できないことが明らかな分散制御が継続して実行される
と、その不必要な処理のために他の分散制御の余裕時間
が削られ、これら他の分散制御にも悪影響を与えてしま
うことになる。そこで、請求項３記載のように、余裕時
間が予め設定された中止判定値より小さい時は、これに
対応するタスクの実行を中止することで、分散制御を中
止させるようにすることが望ましい。なお、このタスク
の実行の中止は、請求項２記載の簡易タスクへの切替と
併用してもよいし、単独で用いてもよい。

【００１９】ところで、余裕時間は、当初の予測終了時
間より処理が早く進んでいれば、これを増大させ、予測
終了時間より処理が遅れていればこれを減少させるよう
に、逐次更新する必要がある。その方法として、例えば
複数のタスクが実行可能な状態にある場合に、実行権を
持つ唯一のタスクについては、その余裕時間を保持し、
実行権の取得待ちの状態にある他のタスクについては、
請求項４記載のように、その余裕時間を、実行権を取得
するまでの間、時間の経過と共に減少させればよい。

【００２０】即ち、実行権取得待ちの時間は、最悪時間
の予測値を求めることができない不確定要素であり、予
測終了時間の計算に含めることができないため、このよ
うな事態（実行権の取得待ち）が発生した時には、その
時間分だけ余裕時間を減少させなければならないのであ
る。

【００２１】また、実行を終了したタスクについては、
請求項５記載のように、その実行時間が、そのタスクに
ついて予め設定された最悪実行時間に満たない時は、そ
のタスクが属する分散制御についての余裕時間（以下
「タスクについての余裕時間」という）を、最悪実行時
間と実行時間との差分だけ増加させ、逆に、実行時間が
最悪実行時間を越えている時は、そのタスクについての
余裕時間を前記差分だけ減少させればよい。即ち、予測
終了時間は、最悪実行時間を用いて求められるものであ
るため、これを基準として余裕時間を増減させればよい
のである。但し、タスクの実行時間が最悪実行時間を越
える場合としては、例えば、タスクの実行中に割込処理
が起動された場合等が考えられる。

【００２２】なお、実行を終了したタスクについての余
裕時間を前記差分だけ減少させる代わりに、実行権を取
得したタスクの実行時間が、そのタスクについて予め設
定された最悪実行時間を経過した時は、請求項６記載の
ように、そのタスクの実行が終了するまでの間、そのタ
スクについての余裕時間を、時間の経過と共に減少させ
るようにしてもよい。

【００２３】この場合、タスクの実行中であっても余裕
時間が更新されるため、例えば、その実行中に余裕時間
が中止判定値より小さくなった時には、そのタスクの終
了を待つことなく直ちに強制終了させれば、デッドライ
ンの条件を満たさない分散制御（タスク）が無駄に実行
されることによる他の分散制御（タスク）への悪影響を
最小限に抑えることができる。

【００２４】ところで、多重伝送路上では、各ノードか
ら送信されるメッセージの調停が行われるため、その調
停に負ける等してメッセージの送信を待たされることが
あり、その結果、複数のメッセージが送信待ちの状態と
なることがある。このような事態に対応するため、請求
項７記載のように、タスクを制御する場合と同様に、そ
のメッセージが属する分散制御についての余裕時間（以
下「メッセージについての余裕時間」という）に基づ
き、その余裕時間の小さいものから優先的にメッセージ
の送信権を割り当てたり、請求項８記載のように、余裕
時間が予め設定された切替判定値より小さい時は、これ
に対応するメッセージを、通常時に用いる通常メッセー
ジから、該通常メッセージよりサイズの小さい、即ち通
信に要する時間の短い簡易メッセージに切り替えるよう
にしてもよい。

【００２５】なお、簡易メッセージを使用する場合、簡
易タスクを使用する場合と同様に、これを複数種類設け
て、余裕時間に応じて使用する簡易メッセージを段階的
に切り替えるようにしてもよい。また、この場合、余裕
時間は、タスクの実行状態に応じて更新するだけでな
く、これらメッセージの処理状態に応じて更新する必要
がある。

【００２６】例えば、複数のメッセージの送信が要求さ
れた場合、通信権を持つ唯一のメッセージについては、
その余裕時間を保持し、通信権の取得待ちの状態にある
他のメッセージについては、請求項９記載のように、そ
の余裕時間を、通信権を取得するまでの間、時間の経過
と共に減少させればよい。

【００２７】また、通信権を取得したメッセージについ
ては、請求項１０記載のように、通信権を取得してか
ら、次の送信機会で送信に成功すると仮定した時の通信
終了までに要する予測通信時間が、そのメッセージにつ
いて予め設定された最悪通信時間に満たない時は、その
メッセージについての余裕時間を、最悪通信時間と予測
通信時間との差分だけ増加させ、逆に、予測通信時間が
最悪通信時間を越えている時は、そのメッセージについ
ての余裕時間を、その差分だけ減少させればよい。

【００２８】なお、タスクの場合とは異なり、実際の通
信時間ではなく、予測通信時間を用いているのは、後述
するように、メッセージと共にその余裕時間を送信する
場合、送信終了後に余裕時間を更新しても、その更新し
た余裕時間をメッセージと共に送信することができない
からである。

【００２９】そして、分散制御についての余裕時間を、
先に実行されたタスクから次に実行されるタスクに伝達
する方法として、専用の通信手段を設けてもよいが、請
求項１１に記載のように、メッセージを送信する際に
は、そのメッセージについての余裕時間を表す時間情報
を、そのメッセージと共に送信してもよい。

【００３０】そして、この場合、請求項１２記載のよう
に、タスクの起動時にはそのタスクについての余裕時間
を設定する際に、その余裕時間として、分散制御の最初
に起動される先頭タスクの場合は、予め用意された余裕
時間の初期値を設定し、一方、メッセージの受信により
起動される非先頭タスクの場合は、そのメッセージに挿
入された時間情報に基づく値を設定するように構成すれ
ばよい。

【００３１】また、請求項１３記載のように、共通伝送
路上では、ＣＳＭＡ／ＣＡ方式を適用したフレームによ
りメッセージを伝送する場合、時間情報を、フレームの
うち伝送路上での調停制御のために用いられる領域に挿
入してもよい。この場合、余裕時間が小さいほど、伝送
路上での優先度が高くなるように時間情報をコード化す
れば、伝送路上でも、余裕時間の小さいメッセージが優
先的に伝送されることになり、分散制御システムのリア
ルタイム性をより向上させることができる。

【００３２】なお、時間情報としては、余裕時間をその
まま使用してもよいし、余裕時間を表すビットデータの
一部のビット（例えば上位の数ビット）のみを使用して
もよい。また、その余裕時間を表すデータを、例えばロ
グスケールで変換する等した値を用いてもよい。

【００３３】次に、請求項１４記載の分散制御装置で
は、起動時設定手段が、分散制御にて最初に実行される
先頭タスクの起動時には、予め用意された余裕時間の初
期値を、そのタスクについての余裕時間として設定し、
一方、メッセージ送受信手段にてメッセージが受信され
ることよる非先頭タスクの起動時には、そのメッセージ
と共に受信した時間情報に基づく値を、そのタスクにつ
いての余裕時間として設定する。

【００３４】そして、タスクスケジューリング手段は、
このようにして起動され実行可能となったタスクを、各
タスクに設定された余裕時間に基づいて、その余裕時間
の小さいタスクから優先的に実行権を割り当てる。な
お、余裕時間は、第１更新手段により、タスクスケジュ
ーリング手段による各タスクの実行状態に応じて逐次更
新される。

【００３５】また、メッセージ送受信手段は、タスクス
ケジューリング手段により実行権が与えられたタスクが
生成するメッセージを、そのメッセージについての余裕
時間を表す時間情報と共に多重伝送路を介して送信す
る。このメッセージを多重伝送路を介して受信した他の
装置が、同様の処理を繰り返すことにより分散制御が実
現する。

【００３６】そして、請求項１５記載のように、メッセ
ージについての余裕時間に基づいて、その余裕時間の小
さいものから優先的に、メッセージ送受信手段でのメッ
セージの送信権を割り当てる、即ち請求項７記載の方法
を実現するメッセージスケジューリング手段を備えるよ
うに構成した場合には、請求項１６記載のように、第２
更新手段が、起動時設定手段が設定した余裕時間を、メ
ッセージ送受信手段による各メッセージの送信の実行状
態に応じて逐次更新するように構成してもよい。

【００３７】なお、タスクスケジューリング手段は請求
項２，３に記載の方法を実現し、第１更新手段は請求項
４〜６記載の方法を実現し、メッセージスケジューリン
グ手段は請求項８記載の方法を実現し、メッセージ送受
信手段は請求項１１，１３記載の方法を実現し、第２更
新手段は請求項９，１０記載の方法を実現し、起動時設
定手段は請求項１２記載の方法を実現するものとして構
成してもよい。

【００３８】即ち、請求項１４〜１６記載の分散制御装
置は、請求項１〜１３記載の分散制御方法を実現するも
のであり、これと同様の効果を得ることができる。

【００３９】

【発明の実施の形態】以下に本発明の実施形態を図面と
共に説明する。［第１実施形態］図１は、分散制御システムを構成する
分散制御装置としてのノードの内部構成を表すブロック
図である。

【００４０】図１に示すように、本実施形態の分散制御
システムは、ネットワークＮＴを介して接続された複数
のノードＮＤｉ（図中では一つのみ示す）により構成さ
れ、各ノードＮＤｉは互いに連係して複数の分散制御を
並列に実行するようにされている。

【００４１】ここで分散制御とは、複数のノードＮＤｉ
にて分散して実行される複数のタスクが、互いにメッセ
ージを通信し合うことで協調して時系列で動作すること
により実現される一連の制御のことを意味する。つま
り、時系列上で隣り合うタスクが互いに異なるノードに
配置されている場合には、タスク間でメッセージの通信
が行われることになる。

【００４２】そして、各ノードＮＤｉは、いずれも同様
の構成をしており、タスクの集合であるタスク群１２を
管理するタスク制御部１４と、タスク群１２を構成する
各タスクが生成したメッセージの集合であるメッセージ
群１３を管理する通信制御部１５と、各分散制御に対応
してタスクやメッセージについて設定される余裕時間
（後述する）を逐次更新する第１及び第２更新手段とし
ての余裕時間更新部１６とを備えている。

【００４３】このうち、通信制御部１５は、各タスクが
生成したメッセージをネットワークＮＴを介して送受信
するメッセージ送受信手段としてのメッセージ送受信部
２０と、余裕時間更新部１６が更新する余裕時間に基づ
いて、余裕時間の小さいものに対して優先的に、メッセ
ージ送受信部２０でのメッセージの送信権を与えるメッ
セージスケジューリング手段としてのメッセージスケジ
ューリング部１９とを備えている。

【００４４】つまり、メッセージスケジューリング部１
９では、例えば図１５（ａ）に示すように、余裕時間が
１２０ｍｓのメッセージＡ、余裕時間が１８０ｍｓのメ
ッセージＢ、余裕時間が１００ｍｓのメッセージＣが存
在する場合、送信待ちメッセージの待ち行列上に、メッ
セージＣ、メッセージＡ、メッセージＢの順番にメッセ
ージを整列し、先頭のメッセージＣの送信をメッセージ
送受信部２０に実施させる。

【００４５】その後、余裕時間更新部１６により各メッ
セージの余裕時間が更新され、その結果、メッセージＣ
よりメッセージＡの方が余裕時間が小さくなった場合、
メッセージ送受信部２０においてメッセージＣが調停負
けにより未だ送信されていない場合は、メッセージＣよ
り先にメッセージＡの送信をメッセージ送受信部２０に
実施させる。

【００４６】ここで、図２は、メッセージ送受信部２０
が、ネットワークＮＴを介して送受信するフレームの構
成を示す説明図である。なお、このフレームは、ＣＳＭ
Ａ／ＣＡ方式の通信制御を行うためのものであり、伝送
路上での調停制御に使用するＩＤ領域以外は、周知の構
成であるため、このＩＤ領域についてのみ説明する。即
ち、メッセージ送受信部２０が送受信するフレームのＩ
Ｄ領域は、前半部分と後半部分とに分割されており、前
半部分に余裕時間に応じた時間情報が挿入され、後半部
分にメッセージを識別するための認識用ＩＤが挿入され
ている。

【００４７】つまり、メッセージ送受信部２０が生成す
るフレームには、タスクが生成したメッセージと共に、
そのメッセージが属する分散制御についての余裕時間を
表す時間情報が挿入されることになる。そして、複数の
ノードＮＤｉから同時にフレームが送信された時には、
時間情報（余裕時間）として挿入された値が最も小さい
フレームが伝送路上で破壊されることなく生き残って送
信権を取得することになり、送信権を取得できなかった
他のフレームは、次の送信機会（送信中のフレームの送
信終了タイミング）を待つことになる。

【００４８】次に、タスク制御部１４は、図１に示すよ
うに、タスクの起動時に、そのタスクに対して、そのタ
スクがその一部を分担する分散制御についての余裕時間
を設定する余裕時間初期設定部１７と、いわゆるリアル
タイムＯＳからなり、各タスクに付与された優先度に従
って、順次各タスクに実行権を与えるタスクスケジュー
リング部１８とを備えている。

【００４９】なお、タスクスケジューリング部１８で
は、優先度として余裕時間を用いており、この余裕時間
の小さいタスクほど、優先的に実行権が与えられる。例
えば、図１５（ｂ）に示すように、余裕時間が１００ｍ
ｓのタスクＡ、余裕時間が５０ｍｓのタスクＢ、余裕時
間が８０ｍｓのタスクＣが同時に起動している場合、タ
スクスケジューリング部１８は、実行待ちタスクの待ち
行列上に、タスクＢ、タスクＣ、タスクＡの順番にタス
クを整列し、先頭のタスクＢの処理をＣＰＵ上で実行す
る。そして、余裕時間更新部１６により余裕時間が更新
され、その結果、タスクＢよりタスクＣの方が余裕時間
が小さくなった場合には、タスクＢの実行を中断し、タ
スクＣの実行を開始させる。

【００５０】また、余裕時間初期設定部１７は、管理す
るタスクの中に、分散制御において最初に実行される
（時系列の先頭に位置する）タスクである先頭タスクが
ある場合に、その先頭タスクが属する分散制御について
の余裕時間の初期値を記憶している。そして、タスクの
起動要求が発生すると、そのタスクの余裕時間として、
そのタスクが先頭タスクである場合には、予め記憶され
ている余裕時間の初期値を設定し、一方、そのタスクが
メッセージの受信に基づく非先頭タスクである場合に
は、受信したメッセージに示された時間情報に基づく値
を設定する。

【００５１】ここで図３は、余裕時間の初期値の求め方
を示す説明図である。ここでは、図３（ａ）に示すよう
に、ノードＮＤ１がタスクａ〜ｃ、ノードＮＤ２がタス
クｄ〜ｅ、ノードＮＤ３がタスクｇ〜ｉをそれぞれ実行
し、このうちノードＮＤ１のタスクａ、ノードＮＤ２の
タスクｄ、ノードＮＤ３のタスクｇが、タスクａを先頭
タスクとして、タスクｄ，タスクｇの順に処理を実行す
ることで分散制御を行うものとする。

【００５２】この場合、各タスクａ，ｄ，ｇは、それぞ
れが異なるノードＮＤ１〜ＮＤ３に配置されているた
め、図３（ｂ）に示すように、タスクａとタスクｄの処
理間ではメッセージ１の通信が、タスクｄとタスクｇの
処理間ではメッセージ２の通信が生じる。また、この分
散制御では、タスクａの処理開始を基点とした制御周期
Ｔcyにより求まるデッドラインが存在し、時系列の末尾
にあるタスクｇの処理が、このデッドラインより前に終
了しなければならないものとする。

【００５３】ここで、各タスクａ，ｄ，ｇの最悪実行時
間（ＷＣＥＴ：Worst Case Execution Time ）を、それ
ぞれWCET#a，WCET#d，WCET#gとし、各メッセージ１，２
の最悪実行時間をWCET#1，WCET#2とすると、この分散制
御に費やす時間（予測終了時間）Ｔspは以下の（１）式
で求まる。

【００５４】Ｔsp ＝ WCET#a ＋ WCET#d ＋ WCET#g ＋
WCET#1 ＋ WCET#2 （１）即ち、分散制御に含まれる
すべての処理のＷＣＥＴを加算したものが、その分散制
御の予測終了時間Ｔspである。そして、この予測終了時
間Ｔspを制御周期Ｔcyから減じたものが、余裕時間の初
期値Ｍ０（＝Ｔcy−Ｔsp）となり、先頭タスクａが配置
されるノードＮＤ１の余裕時間初期設定部１７に記憶さ
れる。

【００５５】なお、余裕時間初期設定部１７がタスクの
起動（休止状態→起動状態）時に設定した余裕時間は、
余裕時間更新部１６にて逐次更新され、そのタスクが終
了（起動状態→休止状態）すると、そのタスクについて
の余裕時間は、そのタスクにより生成されたメッセージ
が引き継ぐようにされている。

【００５６】次に、余裕時間更新部１６が実行する処理
を図４に示すフローチャートに沿って説明する。なお、
この処理は、余裕時間として管理する最小時間に等しい
一定時間（本実施形態では、？ｍｓ）毎に周期的に起動
される。本処理が起動すると、まず、タスク制御部１４
が管理するタスク群の中に、起動状態（実行待ち、又は
実行中）にあり且つ余裕時間の更新を行っていないタス
クがあるか否かを判断し（Ｓ１１０）、未更新のタスク
があれば、そのタスクの状態を確認し（Ｓ１２０）、確
認した状態に応じて余裕時間の更新を行う（Ｓ１３
０）。

【００５７】そして、更新の結果、余裕時間が予め設定
されたしきい値（実行中止判定値）より大きいか否かを
判断し（Ｓ１４０）、実行中止判定値より大きければそ
のままＳ１１０に戻る。一方、余裕時間が実行中止判定
値以下であれば、起動状態（実行待ち又は実行中）にあ
るそのタスクを休止状態に遷移させ（Ｓ１５０）、タス
クの終了をタスクスケジューリング部１８に通知した後
（Ｓ１６０）、Ｓ１１０に戻る。

【００５８】先のＳ１１０にて、起動状態にある全ての
タスクについて余裕時間の更新が終了するか、或いは起
動状態のタスクがなく、未更新のタスクがないと判定さ
れた場合には、通信制御部１５が管理するメッセージ群
の中に、余裕時間の更新を行っていないメッセージがあ
るか否かを判断し（Ｓ１７０）、未更新のメッセージが
あれば、そのメッセージの状態を確認し（Ｓ１８０）、
確認した状態に応じて余裕時間の更新を行う（Ｓ１９
０）。

【００５９】そして、更新の結果、余裕時間が予め設定
されたしきい値（送信中止判定値）より大きいか否かを
判断し（Ｓ２００）、送信中止判定値より大きければ、
そのままＳ１７０に戻る。一方、余裕時間が送信中止判
定値以下であれば、送信中又は送信待ちの状態にあるそ
のメッセージを破棄し（Ｓ２１０）、メッセージの破棄
をメッセージスケジューリング部１９に通知した後（Ｓ
２２０）、Ｓ１７０に戻る。

【００６０】また、先のＳ１７０にて、全てのメッセー
ジについて余裕時間の更新が終了するか、或いは送信す
べきメッセージがなく、未更新のメッセージがないと判
定された場合には、そのまま本処理を終了する。なお、
実行中止判定値及び送信中止判定値は、例えば各タスク
で一律にゼロに設定し、余裕時間がなくなった時点で、
タスクの実行やメッセージの送信を中止するように設定
すればよい。また、以後のタスクの実行やメッセージの
送信がＷＣＥＴより早く終了し、余裕時間がゼロ以上に
復帰する可能性がある場合には、その範囲内で、実行中
止判定値及び中止判定値を、ゼロ以下の値に設定しても
よい。

【００６１】ここで、図５は、Ｓ１３０及びＳ１９０に
て実行する余裕時間の更新方法の詳細を示す一覧表であ
り、監視対象がタスクの場合（Ｓ１３０）、及び監視対
象がメッセージの場合（Ｓ１９０）のいずれも、タスク
及びメッセージの状態により余裕時間の更新は四つのケ
ースに分類される。

【００６２】なお、タスクスケジューリング部１８は、
実行権を取得し実行中の状態にあるタスクについて、実
行権取得後の経過時間（以下「処理実行時間」という）
を計測するタイマーと、起動したが実行権が得られず実
行待ちの状態にあるタスクのそれぞれについて、起動後
の経過時間（以下「処理待機時間」という）を計測する
タイマーとを備えているものとする。

【００６３】また同様に、メッセージスケジューリング
部１９も、送信権を取得し送信中の状態にあるメッセー
ジについて、送信権取得後の経過時間（以下「送信実行
時間」という）を計測するタイマーと、メッセージが生
成されたが送信権が得られず送信待ちの状態にあるメッ
セージのそれぞれについて、メッセージ生成後の経過時
間（以下「送信待機時間」という）を計測するタイマー
とを備えているものとする。

【００６４】まず、監視対象がタスクの場合（Ｓ１３
０）の四つのケースについて説明する。即ち、第１のケ
ースは、タスクが実行待ちの状態にある場合であり、こ
の場合は、時間の経過に従って処理待機時間の増分を余
裕時間から減じる。

【００６５】第２のケースは、タスクが実行中の状態に
あり、かつ、タスクの処理実行時間が余裕時間の初期値
を求める際に用いたＷＣＥＴに満たない場合であり、こ
の場合は、余裕時間は更新せず、そのままの値を保持す
る。第３のケースは、タスクが実行中の状態にあり、か
つ、タスクの処理実行時間がＷＣＥＴを超過した場合で
あり、この場合は、その超過時間分を余裕時間から減ず
る。

【００６６】第４のケースは、実行中の状態にあったタ
スクがＷＣＥＴより早く処理を終了した場合であり、こ
の場合は、ＷＣＥＴと実行処理時間との差分を余裕時間
に加算する。以下では、これら各ケースについて、図
６，７に示すグラフを用いて説明する。

【００６７】まず、タスクが起動された時には、余裕時
間の初期値（以下では「起動時の余裕時間」という）Ｍ
０が設定される。このとき、他に優先度の高い（余裕時
間の少ない）タスクが存在し、更新対象のタスクが実行
待ちの状態になると、第１のケースに相当し、図６に示
すように、実行権を取得して処理を開始するまでの間
は、その処理待機時間に比例して余裕時間が減少する。
そして、タスクの処理待機時間が最終的にＴ０であった
場合、実行権を取得して処理を開始した時の余裕時間
（以下では「処理開始時の余裕時間」という）は、Ｍ１
＝Ｍ０−Ｔ０となる。但し、タスクが起動されたあと直
ちに実行権を取得して処理を開始した場合には、処理待
機時間はＴ０＝０であるため、処理開始時の余裕時間は
Ｍ１＝Ｍ０となる。

【００６８】なお、処理開始後、ＷＣＥＴが経過するま
での間は第２のケースに相当し、余裕時間はＭ１のまま
保持される。その後、タスクの処理実行時間が、そのタ
スクのＷＣＥＴより超過すると、第３のケースに相当
し、図７（ａ）に示すように、余裕時間は、ＷＣＥＴを
超過した後は、その超過時間に比例して減少し、タスク
の処理実行時間が最終的にＷＣＥＴよりＴ１だけ超過し
た場合、タスクが終了した時点での余裕時間（以下では
「処理終了時の余裕時間」という）は、Ｍ２＝Ｍ１−Ｔ
１となる。

【００６９】一方、タスクが終了した時点で、その処理
実行時間がＷＣＥＴに満たない場合は、第４のケースに
相当し、図７（ｂ）に示すように、ＷＣＥＴよりＴ２だ
け早くタスクが終了している時には、処理終了時の余裕
時間はＭ２＝Ｍ１＋Ｔ２となる。

【００７０】なお、ここでは、第３のケースにおいて、
タスクの実行中に、ＷＣＥＴからの超過分を余裕時間か
ら逐次減じるようにされているが、タスクの実行が終了
した時点で、これを余裕時間から一括して減じるように
してもよい。次に、監視対象がメッセージの場合（Ｓ１
９０）の四つのケースについて説明する。

【００７１】即ち、第１のケースは、メッセージが送信
待ち状態にある場合であり、この場合は、時間の経過に
従って、送信待機時間の増分を余裕時間から減じる。第
２のケースは、メッセージが送信中の状態にあり、か
つ、実際に送信が開始されている場合であり、この場合
は、余裕時間を更新する必要がないため、余裕時間は更
新は行わない。

【００７２】第３のケースは、メッセージが送信中の状
態にあるが、実際には送信が開始されておらず、かつ、
次の送信機会で送信に成功したとすると、メッセージの
送信処理時間がＷＣＥＴを超過する場合であり、この場
合は、その超過時間分を余裕時間から減ずる。

【００７３】第４のケースは、メッセージが送信中の状
態にあるが、実際には送信が開始されておらず、かつ、
次の送信機会で送信に成功したとすると、メッセージの
送信処理時間がＷＣＥＴに満たない場合であり、この場
合は、そのＷＣＥＴと実行処理時間との差分を余裕時間
に加算する。

【００７４】以下では、これら各ケースについて、図
８，９に示すグラフを用いて説明する。まず、メッセー
ジの送信要求がされた時には、余裕時間（以下では「送
信要求時の余裕時間」という）として、メッセージを生
成したタスクの処理終了時の余裕時間Ｍ２が設定され
る。このとき、他に優先度の高い（余裕時間の少ない）
メッセージが存在し、送信待ちの状態になると、第１の
ケースに相当し、図８に示すように、送信権を取得して
送信を開始するまでの間は、その送信待機時間に比例し
て余裕時間が減少する。そして、メッセージの送信待機
時間が最終的にＴ３であったとすると、送信権を取得し
て送信中の状態となった時の余裕時間（以下では「送信
開始時の余裕時間」という）はＭ３＝Ｍ２−Ｔ３とな
る。但し、メッセージの送信要求がされたあと直ちに送
信権を取得して送信中の状態となった場合は、送信待機
時間はＴ３＝０であるため、送信開始時の余裕時間はＭ
３＝Ｍ２となる。

【００７５】このようにして、送信中の状態になり、し
かも実際に送信が開始されると、第２のケースに相当
し、余裕時間の更新は行われない。一方、送信中の状態
にあるが、第３のケースに相当する場合は、図９（ａ）
に示すように、そのメッセージのＷＣＥＴからの超過時
間分がＴ４だとすると、余裕時間は、メッセージが次の
送信機会で送信が成功したと仮定した時の送信終了時点
での余裕時間（以下では「処理終了時の余裕時間」とい
う）Ｍ４（＝Ｍ３−Ｔ４）に更新される。

【００７６】また、送信中の状態にあるが、第４のケー
スに相当する場合は、図９（ｂ）に示すように、そのメ
ッセージのＷＣＥＴと送信処理時間との差分がＴ５だと
すると、余裕時間は、処理終了時の余裕時間Ｍ４（＝Ｍ
３＋Ｔ５）に更新される。このように構成された本実施
形態の分散制御システムでは、各ノードＮＤｉでは、余
裕時間の少ないタスクが優先的に実行権を取得すると共
に、余裕時間の少ないメッセージが優先的に送信権を取
得する。そして、伝送路上では、余裕時間の少ないメッ
セージを載せたフレームほど優先的に伝送されることに
なる。

【００７７】ここで、本実施形態の分散制御システムに
おける各ノードのタスク制御及び通信制御の動作例を、
図１０に示すタイミング図に沿って説明する。まず、シ
ステム構成として、図３（ａ）に示すように、ノードＮ
Ｄ１がタスクａ，ｂ，ｃ、ノードＮＤ２がタスクｄ，
ｅ，ｆ、ノードＮＤ３がタスクｇ，ｈ，ｉをそれぞれ実
行し、しかも、これら各ノードＮＤ１〜ＮＤ３におい
て、タスクａ（ノードＮＤ１）→タスクｄ（ノードＮＤ
２）→タスクｇ（ノードＮＤ３）の順に実行される分散
制御１と、タスクｅ（ノードＮＤ２）→タスクｈ（ノー
ドＮＤ２）→タスクｃ（ノードＮＤ１）の順に実行され
る分散制御２とを並列に実行する場合を仮定する。但
し、ここでは理解を容易にするため、全てのタスク及び
全てのメッセージが、いずれも余裕時間の初期値の算出
に用いたＷＣＥＴ通りの時間で処理されるものとする。

【００７８】図１０に示すように、まず、時刻Ｔ１に
て、分散制御１の開始が要求されると、ノードＮＤ１上
でタスクａの処理が開始される。このタスクａの処理
が、時刻Ｔ２にて終了すると、タスクａにより生成され
たメッセージ１の送信が開始される。この間（Ｔ１〜Ｔ
２）、タスクａは、実行待ち状態となることなく処理が
実行されたため、分散制御１の余裕時間に増減はない。

【００７９】メッセージ１はノードＮＤ２にて受信さ
れ、時刻Ｔ３にて、そのメッセージ１の通信が終了する
と、ノードＮＤ２は、メッセージ１が属する分散制御１
に対応したタスクｄの処理を起動する。この間（Ｔ２〜
Ｔ３）、メッセージ１は送信待ち状態となることなく送
信が実行されたため、分散制御１の余裕時間に増減はな
い。

【００８０】その後、時刻Ｔ４にて、ノードＮＤ２上で
分散制御２の開始が要求されると、タスクｅの処理が起
動される。このとき、分散制御１の余裕時間と分散制御
２の余裕時間とを比較すると、分散制御２の余裕時間の
方が少ないため、実行中のタスクｄ（分散制御１）は中
断され実行待ち状態となり、代わりにタスクｅ（分散制
御２）の実行を開始する。

【００８１】このタスクｅの処理が、時刻Ｔ５にて終了
すると、タスクｅにより生成されたメッセージ２の送信
が開始されると共に、中断していたタスクｄの処理が再
開される。この間（Ｔ４〜Ｔ５）、タスクｅは、実行待
ち状態になることなく処理が実行されたため、分散制御
２の余裕時間に増減はなく、一方、実行待ち状態であっ
たタスクｄは処理を中断していたため、分散制御１の余
裕時間は、その中断時間分（Ｔ５−Ｔ４）だけ減少す
る。

【００８２】再開されたタスクｄの処理が、時刻Ｔ６に
て終了すると、タスクｄにより生成されたメッセージ３
の送信が要求される。このとき、より余裕時間の少ない
分散制御２に属するメッセージ２の送信中であるため、
メッセージ３は送信待ち状態となる。

【００８３】その後、時刻Ｔ７にて、メッセージ２の通
信が終了すると、これを受信したノードＮＤ３は、メッ
セージ２が属する分散制御２に対応したタスクｈの処理
を開始し、一方、ノードＮＤ２では、送信待ち状態にあ
ったメッセージ３の送信を開始する。この間（Ｔ５〜Ｔ
７）、メッセージ２は送信待ち状態となることなく送信
が実行されたため、分散制御２の余裕時間に増減はな
い。一方、メッセージ３は、タスクｄの処理終了（Ｔ
６）からメッセージ２の通信終了（Ｔ７）までの間、送
信待ち状態となったため、分散制御１の余裕時間は、そ
の待ち時間分（Ｔ７−Ｔ６）だけ減少する。

【００８４】そして、時刻Ｔ８にて、メッセージ３の通
信が終了すると、これを受信したノードＮＤ３は、メッ
セージ３が属する分散制御１に対応したタスクｇの処理
を起動する。この時、より余裕時間が少ない分散制御２
に属するタスクｈの処理が既に実行中であるため、タス
クｇは実行待ち状態となる。

【００８５】その後、時刻Ｔ９にて、タスクｈの処理が
終了すると、タスクｈにより生成されたメッセージ４の
送信が開始されると共に、実行待ち状態にあったタスク
ｇの処理が開始される。この間（Ｔ７〜Ｔ９）、タスク
ｈは実行待ち状態になることなく処理が実行されたた
め、分散制御２の余裕時間に増減はなく、一方、タスク
ｇは、メッセージ３の通信終了（Ｔ８）からタスクｈの
処理終了（Ｔ９）までの間、実行待ち状態となったた
め、分散制御１の余裕時間は、その待ち時間分（Ｔ９−
Ｔ８）だけ減少する。

【００８６】時刻Ｔ１０にて、メッセージ４の通信が終
了すると、これを受信したノードＮＤ１は、メッセージ
４が属する分散制御２に対応したタスクｃの処理を開始
し、このタスクｃの処理が時刻Ｔ１２にて終了すること
により、分散制御２についての一連の処理が終了する。
この間（Ｔ９〜Ｔ１２）、メッセージ４及びタスクｃ
は、いずれも通信待ち状態や実行待ち状態になることな
く処理されるため、分散制御２の余裕時間に増減はな
く、結局、分散制御２は、デッドラインの条件を満たし
た時間内で処理される。

【００８７】また、タスクｇの処理が時刻Ｔ１１にて終
了することにより、分散制御１についての一連の処理が
終了する。この間（Ｔ９〜Ｔ１）、実行待ち状態になる
ことなく処理されるため、分散制御１の余裕時間に増減
はなく、結局、分散制御１は、（Ｔ５−Ｔ４）＋（Ｔ７
−Ｔ６）＋（Ｔ９−Ｔ８）だけ、余裕時間が減少する
が、デッドラインの条件を満たした時間内で処理され
る。

【００８８】以上説明したように、本実施形態の分散制
御システムでは、システム上で実行される分散制御のそ
れぞれについて、その分散制御の実行に必要なタスクの
処理時間、及びメッセージの送信時間のＷＣＥＴを全て
加算してなる予測終了時間Ｔspと、その分散制御につい
てのデッドラインまでの時間Ｔcyとの差分を表す余裕時
間を設定し、その余裕時間の少ないタスクやメッセージ
から優先的に処理や送信を実行するようにされている。

【００８９】つまり、低優先度に設定されたタスクが常
に後回しにされてしまう従来装置とは異なり、全ての分
散制御がデッドラインの条件を満たすように、タスクや
メッセージの優先度が常に変化する。従って、各タスク
の処理時刻やメッセージの送信時刻を予め決定しておか
なくても、デッドラインの条件を満たすような順番で効
率よくタスクの処理やメッセージの送信を実行させるこ
とができる。

【００９０】その結果、システムを実際に動作させた結
果、デッドラインの条件を満たすことができない場合に
は、タスクやメッセージの優先度を考慮した設計変更を
行う必要がなく、そのデッドラインからの遅れ分だけＣ
ＰＵの処理速度やメッセージの伝送速度を高速化しさえ
すればよいため、分散制御システムの開発工数を大幅に
削減できる。

【００９１】また、本実施形態では、余裕時間が予め設
定された実行中止判定値や送信中止判定値以下である時
は、これに対応するタスクの実行やメッセージの送信を
中止することで、その分散制御を中止するようにされて
いる。従って、デッドラインの条件を満たすことができ
ないことが明らかな分散制御が継続して実行されること
により、他の分散制御の余裕時間が削られ、これら他の
分散制御にも悪影響を与えてしまうことを確実に防止で
きる。

【００９２】また、本実施形態では、余裕時間に対応し
た時間情報を、メッセージと共にフレームに挿入し、し
かも、その時間情報を調停の際に優先度を決める情報と
して用いており、伝送路上でも、余裕時間の少ない分散
制御についてのメッセージが優先的に送信されるため、
余裕時間の少ない分散制御が、途中でデッドラインの条
件を満たすことができずに、中止されてしまう可能性を
大幅に削減することができる。［第２実施形態］次に第２実施形態について説明する。

【００９３】本実施形態では、実行するタスクの構成、
及び余裕時間更新部１６が実行する処理の一部が第１実
施形態とは異なるだけであるため、この相異する部分を
中心に説明する。即ち、本実施形態においては、タスク
制御部１４が管理するタスクとして、通常時に実行する
通常タスクの他、通常タスクのそれぞれに対して、その
通常タスクの処理を一部省略したり、その処理をより簡
易なものに置き換えることにより、通常タスクより実行
時間が短くなるように構成された簡易タスクが用意され
ている。

【００９４】そして、余裕時間更新部１６では、第１実
施形態にて説明した図４のＳ１４０にて、余裕時間が実
行中止判定値より大きいと判定された場合に、その余裕
時間が、予め設定されたタスク切替判定値以下であり、
且つそのタスクが実行待ち状態である場合に、そのタス
クが通常タスクであれば、これを簡易タスクに切り替え
るように構成されている。

【００９５】これと同様に、図４のＳ２００にて、余裕
時間が送信中止判定値より大きいと判定された場合に、
その余裕時間が、予め設定されたメッセージ切替判定値
以下であり、且つそのメッセージが実際に送信が行われ
ていない場合に、そのメッセージが通常メッセージであ
れば、これを簡易メッセージに切り替えるように構成さ
れている。

【００９６】なお、簡易メッセージとは、メッセージに
含ませるべき情報の一部を省略したものであり、この簡
易メッセージを受けたタスクは、省略された情報につい
ては、デフォルト値、前回の処理で使用した値、或いは
その値からの推定値などを用いて処理を実行するように
構成されている。

【００９７】ここで、本実施形態の分散制御システムに
おける各ノードのタスク制御及び通信制御の動作例を、
図１２に示すタイミング図に沿って説明する。但し、そ
のシステム構成は、図１１に示すように、図３（ａ）に
示したものとほぼ同様であるが、ノードＮＤ２が実行す
るタスクｅについては、これと対になる簡易タスクｅ’
が用意されていると共に、簡易メッセージも用意されて
いる。そして、各ノードＮＤ１〜ＮＤ３において、タス
クａ（ノードＮＤ１）→タスクｄ（ノードＮＤ２）の順
に実行される分散制御１と、タスクｅ（ノードＮＤ２）
→タスクｉ（ノードＮＤ３）の順に実行される分散制御
２とを並列に実行する場合を仮定する。

【００９８】また、ここでは理解を容易にするため、全
てのタスク及びメッセージが、いずれも余裕時間の初期
値の算出に用いたＷＣＥＴ通りの時間で処理されるもの
とする。また、タスク切替判定値及びメッセージ切替判
定値はゼロに設定され、実行中止判定値及び送信中止判
定値は、それ以後の処理が、全て簡易タスク及び簡易メ
ッセージにて実行されたとして、余裕時間ゼロに復帰で
きる下限値に設定されているものとする。更に、タスク
ｉには、簡易タスクが用意されていないため、その実行
中止判定値はゼロに設定されているものとする。

【００９９】図１２に示すように、時刻Ｔ１から時刻Ｔ
３までは、第１実施形態において図１０を用いて説明し
た場合と全く同様であるため、その説明を省略する。そ
して、時刻Ｔ３にて、タスクｄの処理が開始された後、
時刻Ｔ４にて、ノードＮＤ２に対する外部からの割込が
発生すると、タスクｄの処理は中断され実行待ち状態と
なり、割込処理が開始される。

【０１００】更に、この割込処理の実行中の時刻Ｔ５
に、分散制御２の開始が要求されると、タスクｅが起動
される。しかし、割り込み処理が実行されているため、
タスクｅも実行待ち状態となる。その後、時刻Ｔ６にて
割込処理が終了すると、実行待ち状態にあるタスクのう
ち、より余裕時間の少ない分散制御２に属するタスクが
選択され、そのタスクの処理が開始される。この間（Ｔ
４〜Ｔ６）、分散制御２のタスクは、その起動（Ｔ５）
から割込処理の終了（Ｔ６）まで、実行待ち状態となり
処理を中断していたため、分散制御２の余裕時間は、そ
の中断時間分（Ｔ６−Ｔ５）だけ減少する。これによ
り、分散制御２の余裕時間は、タスク切替判定値より小
さくなっているため、分散制御２では、通常タスクｅに
代えて、簡易タスクｅ’が実行される。

【０１０１】この簡易タスクｅ’の処理が、時刻Ｔ７に
て終了すると、タスクｅ’はタスクｅのＷＣＥＴより短
い時間で処理が終了するため、分散制御２の余裕時間
は、その差分だけ増加する。しかし、その余裕時間は、
メッセージ切替判定値以下であるため、通常のメッセー
ジ２に代えて簡易メッセージ２’の送信が開始される。

【０１０２】これと共に、中断していたタスクｄの処理
が再開される。この間（Ｔ４〜Ｔ７）、タスクｄは、実
行待ち状態となり処理を中断していたため、分散制御１
の余裕時間は、その中断時間分（Ｔ７−Ｔ４）だけ減少
する。その後、再開されたタスクｄの処理が、時刻Ｔ８
にて終了することにより、分散制御１についての一連の
処理が終了する。この間（Ｔ７〜Ｔ８）、タスクｄは、
実行待ち状態になることなく処理されるため、分散制御
１の余裕時間に増減はなく、結局、分散制御１は、（Ｔ
７−Ｔ４）だけ、余裕時間が減少するが、デッドライン
の条件を満たした時間内で処理される。

【０１０３】また、メッセージ２’がノードＮＤ３で受
信され、時刻Ｔ９にて、その通信が終了すると、メッセ
ージ２’は通常のメッセージ２のＷＣＥＴより短い時間
で通信が終了するため、分散制御の余裕時間は、その差
分だけ増加する。これにより、その余裕時間が、実行中
止判定値より大きいため、タスクｉの処理が開始され
る。

【０１０４】このタスクｉの処理が時刻Ｔ１０にて終了
することにより、分散制御２についての一連の処理が終
了する。この間（Ｔ９〜Ｔ１０）、タスクｉは実行待ち
状態になることなく処理されるため、分散制御２の余裕
時間に増減はない。つまり、分散制御２は、一旦、余裕
時間ゼロを下回ったにも関わらず、簡易タスク，簡易メ
ッセージを使用することにより、最終的には、デッドラ
インの条件を満たした時間内で処理される。

【０１０５】以上説明したように、本実施形態の分散制
御システムによれば、システム上で実行される分散制御
のそれぞれについて、余裕時間を設定し、その余裕時間
の少ないタスクやメッセージから優先的に処理や送信を
実行し、余裕時間が実効中止判定値や送信中止判定値以
下である時は、これに対応するタスクの実行やメッセー
ジの送信を中止するようにされているため、第１実施形
態と同様の効果を得ることができる。

【０１０６】しかも本実施形態では、余裕時間が、タス
ク切替判定値やメッセージ切替判定値以下である時は、
これに対応するタスクやメッセージを、実行時間や通信
時間の短い簡易タスクや簡易メッセージに切り替えるよ
うにされている。従って、余裕時間から、デッドライン
の条件を満たすことが困難であることが予測される場合
でも、その時点で、簡易タスクや簡易メッセージに切り
替えることにより、通常のタスクやメッセージで処理を
行った場合との時間差分だけ、余裕時間を余分に確保す
ることが可能となり、分散制御が、実行の途中で中止さ
れる可能性を大幅に低減することができる。

【０１０７】換言すれば、常に各分散制御のデッドライ
ンに対する余裕時間を知ることができるため、デッドラ
イン違反を予測し、デッドライン違反に基づくＱｏＳ
（Quality of Service）制御が可能となり、故障、ソフ
トウェアのバグ等に対するシステムのフォールトトレラ
ンス性を向上させることができる。また、従来のデッド
ラインを考慮しないリアルタイムＯＳ，ＣＳＭＡ／ＣＡ
を利用した分散制御システムと比較して、システム負荷
がより高い場合でも、デッドラインの保証が可能とな
る。

【０１０８】ここで、図１３は、リアルタイムＯＳとＣ
ＳＭＡ／ＣＡとを用いた従来の分散制御システムと、第
１実施形態に示した分散制御システムとで、シミュレー
ションにより処理能力を比較した結果を表すグラフであ
る。なお、シミュレーションにおいては、図１４（ａ）
に示すように、６つのノードから構成されるシステムを
仮定し、１２の分散制御を、図１４（ｂ）に示す条件
（タスク数，メッセージ数，制御周期）で並列に実行さ
せた。

【０１０９】図１３では、横軸が各ノードのＣＰＵの動
作周波数（すべてのノードのＣＰＵが同一周波数で動作
することとする）、縦軸がメッセージを送信する際の通
信レートである。そして、デッドラインを保証できる範
囲を、本発明を適用した分散制御システムについては平
行斜線のハッチングで示し、従来の分散制御システムに
ついてはクロス斜線のハッチングで示した。

【０１１０】このシミュレーションにより、本発明を適
用した分散制御システムでは、従来システムと比較し
て、より低いＣＰＵ動作周波数、および通信レートでデ
ッドラインを保証することが可能であることが確認され
た。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１実施形態の分散制御システムを構成する
ノードの内部構成を示すブロック図である。

【図２】ネットワーク上で伝送されるフレームの構成
を示す説明図である。

【図３】余裕時間の算出方法を示す説明図である。

【図４】余裕時間更新部が実行する処理の概要を示す
フローチャートである。

【図５】余裕時間の更新方法の詳細を示す一覧表であ
る。

【図６】タスクが実行待ち状態の時における余裕時間
の更新方法を示す説明図である。

【図７】タスクの実行時間がＷＣＥＴより長い時及び
短い時における余裕時間の更新方法を示す説明図であ
る。

【図８】メッセージが送信待ち状態の時における余裕
時間の更新方法を示す説明図である。

【図９】メッセージの通信時間がＷＣＥＴより長い時
及び短い時における余裕時間の更新方法を示す説明図で
ある。

【図１０】第１実施形態の分散制御システムの動作例
を示すタイミング図である。

【図１１】第２実施形態の分散制御システムの動作例
を示すタイミング図である。

【図１２】図１１に示す動作の前提となるシステム構
成を示す説明図である。

【図１３】従来システムとの効果の差を比較するため
に行ったシミュレーションの結果を示すグラフである。

【図１４】シミュレーションの条件を示す図表であ
る。

【図１５】メッセージスケジューリング、及びタスク
スケジューリングの具体例を示す説明図である。

【符号の説明】

１２…タスク群１３…メッセージ群１４…
タスク制御部１５…通信制御部１６…余裕時間更新部１７…
余裕時間初期設定部１８…タスクスケジューリング部１９…メッセージ
スケジューリング部２０…メッセージ送受信部ＮＤｉ…ノードＮＴ
…ネットワーク

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】共通の多重伝送路に接続されたマルチタ
スキング動作が可能な複数のノードにて分散して実行さ
れる複数のタスクが、互いにメッセージを通信し合うこ
とで協調して時系列に動作することにより分散制御を行
う分散制御方法において、各ノードでは、実行可能なタスクのそれぞれについて、
該タスクがその一部を分担する前記分散制御についての
予測終了時間と該分散制御についてのデッドラインとの
差分を表す余裕時間を設定し、その余裕時間の小さいタ
スクから優先的に実行権を割り当てることを特徴とする
分散制御方法。
【請求項２】前記余裕時間が予め設定された切替判定
値より小さい時は、これに対応するタスクを、通常時に
用いる通常タスクから該通常タスクより実行時間の短い
簡易タスクに切り替えることを特徴とする請求項１記載
の分散制御方法。
【請求項３】前記余裕時間が予め設定された中止判定
値より小さい時は、これに対応するタスクの実行を中止
することを特徴とする請求項１又は請求項２記載の分散
制御方法。
【請求項４】実行権の取得待ちの状態にあるタスクに
ついての前記余裕時間を、前記実行権を取得するまでの
間、時間の経過と共に減少させることを特徴とする請求
項１乃至請求項３いずれか記載の分散制御方法。
【請求項５】実行を終了したタスクの実行時間が、該
タスクについて予め設定された最悪実行時間に満たない
時は、該タスクについての前記余裕時間を、前記最悪実
行時間と前記実行時間との差分だけ増加させ、前記実行
時間が前記最悪実行時間を越えている時は、該タスクに
ついての前記余裕時間を前記差分だけ減少させることを
特徴とする請求項１ないし請求項４いずれか記載の分散
制御方法。
【請求項６】実行権を取得したタスクの実行時間が、
該タスクについて予め設定された最悪実行時間を経過し
た時は、該タスクの実行が終了するまでの間、該タスク
についての前記余裕時間を、時間の経過と共に減少させ
ることを特徴とする請求項１乃至請求項４いずれか記載
の分散制御方法。
【請求項７】各ノードでは、送信可能なメッセージの
それぞれについて、該メッセージが属する前記分散制御
についての前記余裕時間に基づき、該余裕時間の小さい
ものから優先的にメッセージの送信権を割り当てること
を特徴とする請求項１乃至請求項６いずれか記載の分散
制御方法。
【請求項８】前記余裕時間が予め設定された切替判定
値より小さい時は、これに対応するメッセージを、通常
時に用いる通常メッセージから、該通常メッセージより
サイズの小さい簡易メッセージに切り替えることを特徴
とする請求項７記載の分散制御方法。
【請求項９】通信権の取得待ちの状態にあるメッセー
ジについての前記余裕時間を、前記通信権を取得するま
での間、時間の経過と共に減少させることを特徴とする
請求項７又は請求項８記載の分散制御方法。
【請求項１０】通信権を取得してから次の送信機会で
送信に成功すると仮定した時の通信終了までに要する予
測通信時間が、該メッセージについて予め設定された最
悪通信時間に満たない時は、該メッセージについての前
記余裕時間を、前記最悪通信時間と前記予測通信時間と
の差分だけ増加させ、前記予測通信時間が前記最悪通信
時間を越えている時は、該メッセージについての前記余
裕時間を、前記差分だけ減少させることを特徴とする請
求項７乃至請求項９いずれか記載の分散制御方法。
【請求項１１】前記メッセージを送信する際には、該
メッセージについての前記余裕時間を表す時間情報を該
メッセージと共に送信することを特徴とする請求項１乃
至請求項１０いずれか記載の分散制御方法。
【請求項１２】タスクの起動時には該タスクについて
の前記余裕時間として、前記分散制御の最初に起動され
る先頭タスクの場合は、予め用意された前記余裕時間の
初期値を設定し、前記メッセージの受信により起動され
る非先頭タスクの場合は、該メッセージに挿入された前
記時間情報に基づく値を設定することを特徴とする請求
項１１記載の分散制御方法。
【請求項１３】前記共通伝送路上では、ＣＳＭＡ／Ｃ
Ａ方式を適用したフレームによりメッセージを伝送し、前記時間情報を、前記フレームのうち前記伝送路上での
調停制御のために用いられる領域に挿入することを特徴
とする請求項１２記載の分散制御方法。
【請求項１４】マルチタスキング動作をする各タスク
が、共通の多重伝送路に接続された他の装置上で動作す
る他のタスクと、互いにメッセージを通信し合うことに
より協調動作して分散制御を実行する分散制御装置であ
って、前記タスクがその一部を分担する前記分散制御に
ついての予測終了時間と該分散制御についてのデッドラ
インとの差分を表す余裕時間に基づいて、実行可能なタ
スクのうち、その余裕時間の小さいタスクから優先的に
実行権を割り当てるタスクスケジューリング手段と、前記タスクが生成するメッセージと共に該メッセージに
ついての前記余裕時間を表す時間情報を前記多重伝送路
を介して送受信し、メッセージの受信時には、該メッセ
ージに対応するタスクの起動を前記タスクスケジューリ
ング手段に要求するメッセージ送受信手段と、前記タスクスケジューリング手段によるタスクの起動時
には該タスクについての前記余裕時間として、前記一連
の分散制御にて最初に実行される先頭タスクの場合は、
予め用意された前記余裕時間の初期値を設定し、前記メ
ッセージの受信により起動される非先頭タスクの場合
は、該メッセージに挿入された前記時間情報に基づく値
を設定する起動時設定手段と、該起動時設定手段が設定した前記余裕時間を、前記タス
クスケジューリング手段による各タスクの実行状態に応
じて逐次更新する第１更新手段と、を備えることを特徴とする分散制御装置。
【請求項１５】前記メッセージについての前記余裕時
間に基づいて、その余裕時間の小さいものから優先的
に、前記メッセージ送受信手段でのメッセージの送信権
を割り当てるメッセージスケジューリング手段を備える
ことを特徴とする請求項１４記載の分散制御装置。
【請求項１６】前記起動時設定手段が設定した前記余
裕時間を、前記メッセージ送受信手段による各メッセー
ジの送信の実行状態に応じて逐次更新する第２更新手段
を備えることを特徴とする請求項１５記載の分散制御装
置。