JP2022164182A - 演算装置、プログラムの動作方法 - Google Patents

Abstract

【課題】プログラムによる処理を迅速に開始できる。【解決手段】演算装置は、メモリと、非リアルタイムＯＳ、複数を同時に起動できない管理対象プログラム、管理対象プログラムを実行する背後プログラム、管理対象プログラムを管理する管理プログラムを格納する不揮発性記憶媒体と、ＯＳ、管理対象プログラム、背後プログラム、および管理プログラムを実行する中央演算装置とを備える。背後プログラムは、ＯＳによる１または複数の仮プロセスの生成、および管理対象プログラムのメモリへの格納を行い、仮プロセスの１つである選択プロセスを選択してメモリに格納した管理対象プログラムと紐づけ、管理プログラムは、管理対象プログラムを起動する指令を受けると新たなプロセスを生成せずに選択プロセスに紐づけた管理対象プログラムを動作させる。【選択図】図２

Description

本発明は、演算装置、およびプログラムの動作方法に関する。

リアルタイムＯＳは、一定の時間周期以内でプログラムを動作させることができるため産業分野では好まれる。その一方でリアルタイムＯＳには制約が存在するため、汎用ＯＳにおいて一定の時間周期以内でプログラムを動作させることの需要が存在する。特許文献１には、リアルタイムＯＳ（ＲＴＯＳ）をワークステーション（ＷＳ）やＰＣなどの汎用開発マシン上でＵＮＩＸ（登録商標）やＷｉｎｄｏｗｓ（登録商標）などの汎用ＯＳを利用して実現するＲＴＯＳシミュレーション方式であって、汎用ＯＳの実時間に基づいて指定時間間隔で定期的にシグナルを発生するタイマ機能（実時間タイマ機能）とプロセスに対するＣＰＵ割り当て時間に基づいて指定時間間隔で定期的にシグナルを発生するタイマ機能（プロセス相対時間タイマ機能）とを効率良く使い分けて利用してＲＴＯＳの時間管理を実現するために、ＲＴＯＳ起動時に、前記プロセス相対時間タイマ機能を用いてＣＰＵ割り当て時間に基づいて一定時間ごとにシグナルを発生させるように設定する起動時タイマ設定工程と、ユーザタスクがみずから何らかのイベント発生を待つＷＡＩＴＩＮＧ状態やＳＵＳＰＥＮＤＥＤ状態への遷移を伴うシステムコールを発行した際に、発生するタスクスイッチが通常のユーザタスクからアイドル状態を意味する特殊なタスク（アイドルタスク）へのタスクスイッチであるかどうかを判定するタイマ切り替え実行判定工程と、前記タイマ切り替え実行判定工程で、通常のユーザタスクからアイドルタスクへのタスクスイッチであると判断された場合に、起動されているタイマ機能を停止し、前記実時間タイマ機能を用いて実時間に基づいて一定時間ごとにシグナルを発生させるように設定するタイマ切り替え工程と、シグナル発生時に、各割り込みハンドラ処理終了後、タスクスイッチが必要でかつそれがアイドルタスクから通常のユーザタスクへのタスクスイッチであるかどうかを判断する第２のタイマ切り替え実行判定工程と、前記第２のタイマ切り替え実行判定工程で、タスクスイッチが必要でかつそれがアイドルタスクから通常のユーザタスクへのタスクスイッチであると判断された場合に、起動されているタイマ機能を停止し、前記プロセス相対時間タイマ機能を用いてＣＰＵ割り当て時間に基づいて一定時間ごとにシグナルを発生させるように設定する第２のタイマ切り替え工程とを有することを特徴とするＲＴＯＳシミュレーション方式が開示されている。

特開２００６－１６３９８３号公報

特許文献１に記載されている発明では、プログラムの起動時の処理に改善の余地がある。

本発明の第１の態様による演算装置は、高速に読み書きが可能なメモリと、リアルタイム処理に非対応のオペレーティングシステムであるＯＳ、複数を同時に起動できない管理対象プログラム、前記管理対象プログラムを実行する背後プログラム、前記管理対象プログラムを管理する管理プログラムを格納する不揮発性記憶媒体と、前記ＯＳ，前記管理対象プログラム、前記背後プログラム、および前記管理プログラムを実行する中央演算装置とを備え、前記背後プログラムは、前記ＯＳによる１または複数の仮プロセスの生成、および前記管理対象プログラムの前記メモリへの格納を行い、前記仮プロセスの１つである選択プロセスを選択して前記メモリに格納した前記管理対象プログラムと紐づけ、前記管理プログラムは、前記管理対象プログラムを起動する指令を受けると新たなプロセスを生成せずに前記選択プロセスに紐づけた前記管理対象プログラムを動作させる。
本発明の第２の態様によるプログラムの動作方法は、高速に読み書きが可能なメモリと、リアルタイム処理に非対応のオペレーティングシステムであるＯＳ、複数を同時に起動できない管理対象プログラム、前記管理対象プログラムを実行する背後プログラム、前記管理対象プログラムを管理する管理プログラムを格納する不揮発性記憶媒体と、前記ＯＳ、前記管理対象プログラム、前記背後プログラム、および前記管理プログラムを実行する中央演算装置とを備える演算装置が実行するプログラムの動作方法であって、前記背後プログラムが、前記ＯＳによる１または複数の仮プロセスの生成、および前記管理対象プログラムの前記メモリへの格納を行い、前記仮プロセスの１つである選択プロセスを選択して前記メモリに格納した前記管理対象プログラムと紐づけることと、前記管理プログラムが、前記管理対象プログラムを起動する指令を受けると新たなプロセスを生成せずに前記選択プロセスに紐づけた前記管理対象プログラムを動作させることとを含む。

本発明によれば、プログラムによる処理を迅速に開始できる。

演算装置のハードウエア構成図 第１の実施の形態において記憶装置に格納される情報を示す図 管理表の一例を示す図 プロセス状態の遷移を示す図 背後プログラムの動作を示すフローチャート 図５のステップＳ３５０の詳細を示すフローチャート 図５のステップＳ３６０の詳細を示すフローチャート 図５のステップＳ３７０の詳細を示すフローチャート 仮プロセスの動作を表すフローチャート 管理プログラムの終了処理を示すフローチャート 変形例におけるプロセス状態の表示結果を示す図 第２の実施の形態において記憶装置に格納される情報を示す図

―第１の実施の形態―
以下、図１～図１０を参照して、演算装置の第１の実施の形態を説明する。

図１は、演算装置１のハードウエア構成図である。演算装置１は、中央演算処理装置であるＣＰＵ１１と、読み出し専用の記憶領域であるＲＯＭ１２と、高速な読み書きが可能なＲＡＭ１３と、演算装置１の外部と通信する通信装置１４と、不揮発性の記憶装置である記憶装置１７とを備える。ＣＰＵ１１は、ＲＴコア１１Ａと、管理コア１１Ｂとを含む複数の演算コアを有する。ＣＰＵ１１は、複数の演算コアを有する単一のハードウエアでもよいし、単一の演算コアを有する複数のハードウエアでもよい。

ＲＯＭ１２はたとえば、マスクＲＯＭ、ＥＰＲＯＭ（Erasable Programmable Read Only Memory）、またはＥＥＰＲＯＭ（Electric Erasable Programmable ROM）である。ＲＡＭ１３はたとえばＤＲＡＭ（Dynamic RAM）である。通信装置１４はたとえば、ＩＥＥＥ８０２．３に対応する通信モジュールや、ＩＥＥＥ８０２．１１に対応する無線通信モジュールである。記憶装置１７は、たとえばフラッシュメモリやハードディスクドライブである。

図２は、記憶装置１７に格納される情報を示す図である。ただし以下に説明する全ての情報が記憶装置１７に格納されることは必須ではなく、これらの一部がＲＯＭ１２に格納されてもよい。記憶装置１７には、背後プログラム２と、管理表３と、管理プログラム４と、実行プログラム５と、フッカー７と、ＯＳ８と、第１プログラム９１と、第２プログラム９２とが格納される。以下では、第１プログラム９１および第２プログラム９２をまとめて、管理対象プログラム９とも呼ぶ。背後プログラム２、管理プログラム４、実行プログラム５、フッカー７、ＯＳ８、第１プログラム９１、および第２プログラム９２は、ＣＰＵ１１がＲＡＭ１３に展開して実行する。

本実施の形態では、管理対象プログラム９の起動と終了に関連する処理を重点的に説明するので、管理対象プログラム９と実行プログラム５はプログラムの単位ではなくプロセスの単位で説明する。背後プログラム２、管理プログラム４、およびＯＳ８は、本実施の形態で説明する範囲では終了することがないので、これらのプロセスについては特に説明をしない。

ＯＳ８は、オペレーティングシステムであり、リアルタイム実効性の有無は問わない。すなわちＯＳ８は、リアルタイムＯＳでもよいし非リアルタイムＯＳでもよい。管理表３には、背後プログラム２が動作を管理する管理対象プログラム９である第１プログラム９１および第２プログラム９２に関連する情報が格納される。管理表３の詳しい構成は後述する。

管理対象プログラム９、すなわち第１プログラム９１および第２プログラム９２は、所定の時間間隔以内で周期的に動作することが求められる。本実施の形態では、所定の時間間隔以内で周期的に動作することを「リアルタイム動作」と呼ぶ。また、管理対象プログラム９のそれぞれは、常時起動ではなく起動や終了が繰り返される。さらに管理対象プログラム９のそれぞれは、システムの整合性を保証するなどの目的により、同時には複数が動作できない。なお本実施の形態では管理対象プログラム９に２つのプログラムが含まれるが、管理対象プログラム９は１つでもよいし３以上でもよい。管理対象プログラム９は、後述するようにＲＴコア１１Ａまたは管理コア１１Ｂにおいて実行される。

背後プログラム２は、演算装置１において常時動作するプログラム、いわゆる「デーモン」や「サービス」である。背後プログラム２は、管理表３に記載された情報に基づき動作する。管理プログラム４は、ミドルウエアまたはライブラリであり、管理対象プログラム９に関連するシステムコールを処理する。背後プログラム２および管理プログラム４は、リアルタイム実効性を有しないＯＳ４において、管理対象プログラム９のリアルタイム動作を実現する。背後プログラム２は常に管理コア１１Ｂにおいて実行される。

実行プログラム５のプロセスは、背後プログラム２により生成され、背後プログラム２からの指示に基づき第１プログラム９１または第２プログラム９２を実行する。実行プログラム５のプロセスは、第１プログラム９１または第２プログラム９２を実行することを目的に仮に作成されるので、以下では実行プログラム５のプロセスを「仮プロセス」とも呼ぶ。背後プログラム２は、ＯＳ８のシステムコールである「fork」を利用して実行プログラム５のプロセスを生成するが、実行プログラム５による第１プログラム９１または第２プログラム９２の実行には、システムコールである「fork」は利用されない。詳しくは後述する。

フッカー７は、各アプリケーションからＯＳ８への読み出しをフックするライブラリである。具体的にはフッカー７は、シンボルラッピング（symbol wrapping）によりシステムコールを管理プログラム４の呼び出しに変更する。フッカー７は、少なくとも、Ｆｏｒｋ、Ｅｘｉｔ、およびＡｂｏｒｔをフックして管理プログラム４を呼び出す。管理プログラム４は、Ｆｏｒｋ、Ｅｘｉｔ、およびＡｂｏｒｔの対象が管理対象プログラム９の場合のみ後述する特別な処理を行い、他のプログラムが対象の場合にはＯＳ８に対してシステムコールを発行する。

（管理表）
図３は、管理表３の一例を示す図である。管理表３は複数のレコードから構成され、各レコードはそれぞれ、管理番号３１、格納位置３２、エントリポイント３３、状態３４、資源３５、および割当ＰＩＤ３６のフィールドを有する。演算装置１が動作していない状態では、管理表３には管理番号３１および格納位置３２のフィールドのみが記載される。または管理表３の他のフィールドに何らかの情報が格納されていても、演算装置１の起動時の初期化処理により、エントリポイント３３、状態３４、資源３５、および割当ＰＩＤ３６の情報は消去される。

管理番号３１には、背後プログラム２が動作を管理するプログラムの識別子が格納される。格納位置３２には、プログラムが格納されている位置の情報、換言するとプログラムの絶対パスが格納される。図３に示す例では、「task1.bin」がたとえば第１プログラム９１であり、「task2.bin」が第２プログラム９２である。エントリポイント３３には、プログラムを格納したＲＡＭ１３のアドレスであって、そのプログラムの動作を開始するＲＡＭ１３の番地が格納される。プログラムの動作を開始するＲＡＭ１３の番地とは、たとえばＣ言語のｍａｉｎ関数に相当するコードが格納されている番地である。ただしこのプログラムがまだＲＡＭに格納されていない場合にはエントリポイントには番地が入力されない。

状態３４には、プログラムの状態を示す情報が格納される。資源３５には、プログラムに割り当てた資源の情報、具体的にはＲＡＭ１３のサイズと先頭番地の情報が格納される。割当ＰＩＤ３６には、そのレコードのプログラムを動作させる実行プログラム５のプロセス、換言するとそのプログラムに対応する仮プロセスのプロセスＩＤが格納される。ただしそのレコードのプログラムを動作させる仮プロセスがまだ決定されていない場合には、割当ＰＩＤ３６は空欄である。

図３に示す最初のレコードを具体的に説明する。この最初のレコードは、管理番号が「Ｔ１」のプログラムは絶対パスで「/bin/task1.bin」の位置に格納されており、このプログラムはＲＡＭ１３に格納済みで、かつエントリポイントは「０ｘ０ｆ０００１」であることが示されている。さらに、現在の状態は「ＡＢＯＲＴＩＮＧ」で、このプログラムに割り当てたＲＡＭ１３は「０ｘｆ１０００１」を先頭とする「６４ｋｂ」の領域であり、プロセスＩＤが「１２３４」である仮プロセスに対応することが示されている。

（プロセス状態）
図４は、本実施の形態におけるプロセス状態の遷移を示す図である。管理プログラム４は、実行プログラム５のプロセスをいかのいずれかの状態として管理する。図４に示す状態のうち、薄いハッチングで示すＤＯＲＭＡＮＴ、ＲＥＡＤＹ、ＲＵＮＮＮＩＧ、ＷＡＩＴ、およびＳＵＳＰＥＮＤは一般的なプロセス管理における状態であり、これに加えて本実施の形態では、ＰＲＥ－ＤＯＲＭＡＮＴ、ＲＥＧＩＳＴＥＲＴＥＤ、ＡＢＯＲＴＩＮＧ、ＡＢＯＲＴＥＤ、およびＥＸＩＴＩＮＧの状態を追加する。ここでは主に、本実施の形態で追加した状態を説明する。

ＰＲＥ－ＤＯＲＭＡＮＴは、仮プロセスが作成された際の最初の状態である。ＰＲＥ－ＤＯＲＭＡＮＴの状態からはＤＯＲＭＡＮＴに遷移する。ＤＯＲＭＡＮＴ状態からは、ＲＥＧＩＳＴＥＲＥＤ状態に遷移する。ＲＥＧＩＳＴＥＲＥＤ状態は、仮プロセスにおいて管理対象プログラム９を実行する準備が完了した状態である。仮プロセスはＲＥＧＩＳＴＥＲＥＤ状態で待機し、対応する管理対象プログラム９の起動が指示されるとＲＥＡＤＹ状態に遷移する。また、ＲＥＡＤＹ、ＲＵＮＮＮＩＧ、ＷＡＩＴ、およびＳＵＳＰＥＮＤのいずれかの状態から「＿ＥＸＩＴ」のシステムコールによりＲＥＧＩＳＴＥＲＤの状態に戻る。

ＲＥＡＤＹ、ＲＵＮＮＮＩＧ、ＷＡＩＴ、およびＳＵＳＰＥＮＤの各状態についての説明は省略する。ＲＥＡＤＹ、ＲＵＮＮＮＩＧ、ＷＡＩＴ、およびＳＵＳＰＥＮＤの各状態から「＿ＥＸＩＴ」のシステムコールによりＲＥＧＩＳＴＥＲＤに遷移し、「＿ＡＢＯＲＴ」のシステムコールによりＡＢＯＲＴＩＮＧに遷移する。ＡＢＯＲＴＩＮＧの状態からはＡＢＯＲＴＥＤに遷移する。ＡＢＯＲＴＥＤの状態からはＥＸＩＴＩＮＧおよびＲＥＧＩＳＴＥＲＥＤ状態に遷移する。

（動作の概要）
背後プログラム２は、実行プログラム５のプロセスである仮プロセスを複数作成する。このときの仮プロセスの状態はＰＲＥ－ＤＯＲＭＡＮＴである。次に背後プログラム２は資源を確保し、管理表３に記載の各バイナリをＲＡＭ４に読み込み、各バイナリのエントリポイントを管理表３のエントリポイント３３に登録してＲＥＧＩＳＴＥＲＤに遷移させる。背後プログラム２は、イベントの発生に応じて起動処理、終了処理、および生成処理を行う。詳しくは後述する。

ＯＳ８の環境下において管理対象プログラム９が起動される際には、フッカー７によりシステムコール「Ｆｏｒｋ」の代わりに「＿Ｆｏｒｋ」がミドルウエアである管理プログラム４に伝達される。管理プログラム４は、「＿Ｆｏｒｋ」の対象である管理対象プログラム９に対応する仮プロセスの状態を「ＲＥＧＩＳＴＥＲＤ」から「ＲＥＡＤＹ」に変更して、その仮プロセスにおいてエントリポイントを呼び出すことで「＿Ｆｏｒｋ」の対象である管理対象プログラム９の実行を開始する。

仮プロセスは、管理対象プログラム９の実行を開始すると、管理対象プログラム９用の資源を確保し、さらに管理対象プログラム９がリソースを確保する命令を実行すると、管理プログラム４はこの呼び出しをフックして背後プログラム２が確保したＲＡＭ１３の領域の一部を割り当てる。この際に背後プログラム２は、割り当てたＲＡＭ１３のサイズ、およびＲＡＭ１３の先頭番地を管理表３の資源３５に記載する。

仮プロセスが処理を終了する際にシステムコール「ＥＸＩＴ」を出力すると、フッカー７が受信して「＿ＥＸＩＴ」を管理プログラム４に出力する。管理プログラム４は、まず「ＥＸＩＴ」を出力した仮プロセスをＲＴコア１１Ａから管理コア１１Ｂに移動させ、仮プロセスの状態を「ＡＢＯＲＴＩＮＧ」に遷移させる。次に管理プログラム４は、その仮プロセスが使用していた管理対象プログラム９用の資源を開放し、仮プロセスの状態を「ＡＢＯＲＴＥＤ」に遷移させる。そして管理プログラム４は、ＯＳ８に仮プロセスを終了させるシステムコールを出力し、仮プロセスの状態を「ＥＸＩＴＩＮＧ」に遷移させる。なお他のプロセスが仮プロセスを対象にシステムコール「ＡＢＯＲＴ」を出力した場合にも、上記と同様の処理が行われる。

図５は、背後プログラム２の動作を示すフローチャートである。前述のとおり、背後プログラム２は管理コア１１Ｂにおいて実行される。背後プログラム２は、まずステップＳ３０１において背後プログラム２自身をＦｏｒｋして複数の実行プログラム５のプロセス、すなわち仮プロセスを生成し、さらに所定時間後にタイマイベントを発生させるためのタイマを設定する。

ここで１つだけでなく複数のプロセスを生成するのは、管理対象プログラム９が複数存在するだけでなく、管理対象プログラム９が短時間に終了と開始を繰り返した場合に必要となるからである。また、背後プログラム２は前述のとおり管理コア１１Ｂにおいて動作しており、生成した仮プロセスも管理コア１１Ｂにおいて動作している。

続くステップＳ３０２では背後プログラム２は、資源確保、すなわちメモリ領域の確保を行う。この資源確保は、ＯＳ８へのシステムコールにより実現される。以下では、本ステップで確保したＲＡＭ４の領域を「管理領域」とも呼ぶ。

続くステップＳ３０３では背後プログラム２は、管理表３を読み込む。続くステップＳ３０４では背後プログラム２は、ステップＳ３０３において読み込んだ管理表３の各レコードを全て処理したか否かを判断する。背後プログラム２は、全てを処理したと判断する場合はステップＳ３０９に進み、未処理のレコードが存在すると判断する場合はステップＳ３０５に進む。

ステップＳ３０５では背後プログラム２は、ステップＳ３０３において読み込んだ管理表３に含まれる未処理のレコードを１つ選択する。続くステップＳ３０６では背後プログラム２は、ステップＳ３０５において選択したレコードの格納位置３２に示されるバイナリをステップＳ３０３において確保したメモリ領域に読み込む。続くステップＳ３０７では背後プログラム２は、ステップＳ３０６においてメモリに読み込んだバイナリのエントリポイントのアドレスを取得して管理表３に記録する。続くステップＳ３０８では背後プログラム２は、管理表３の処理対象のレコードにおける状態３４を「ＲＥＧＩＳＴＥＲＤ」に変更する。

ステップＳ３０４において肯定判断されると実行されるステップＳ３０９では背後プログラム２は、イベントの発生を待機し、発生したイベントに応じてステップＳ３５０、Ｓ３６０、およびＳ３７０のいずれかに進む。具体的には背後プログラム２は、起動イベントが発生したと判断するとステップＳ３５０に進み、終了イベントが発生したと判断するとステップＳ３６０に進み、タイマイベントが発生したと判断するとステップＳ３７０に進む。ステップＳ３５０、Ｓ３６０、およびＳ３７０のいずれが終了した場合でも、背後プログラム２は、ステップＳ３０９に戻る。以上が図５の説明である。

なお、起動イベントはフッカー７が管理対象プログラム９の起動処理をフックすることで発生する。終了イベントは、後述する図１０のステップＳ３４３の処理により発生する。タイマイベントは、ステップＳ３０１または後述する図８のステップＳ３７４において設定したタイマが所定の時間の経過により発生させる。

図６は、図５のステップＳ３５０の詳細、すなわち起動処理を示すフローチャートである。ステップＳ３５１では背後プログラム２は、起動を指示された管理対象プログラム９に対して、すでに作成していたいずれかの仮プロセスを割り当てる。続くステップＳ３５２では背後プログラム２は、ステップＳ３５１において割り当てた仮プロセスのプロセスＩＤを、管理表３の割当ＰＩＤ３６に記載する。たとえば起動を指示されたのが「task2.bin」であり、割り当てられた仮プロセスのプロセスＩＤが「１２５６」の場合には、図３の例のように管理表３に記載される。

続くステップＳ３５３では背後プログラム２は、ステップＳ３５１において割り当てた仮プロセスをＲＴコア１１Ａに移動させる。続くステップＳ３５４では背後プログラム２は、ステップＳ３５３においてＲＴコア１１Ａに移動させた仮プロセスにエントリポイントからの実行を指示して、図６に示す処理を終了する。

図７は、図５のステップＳ３６０の詳細、すなわち終了処理を示すフローチャートである。まずステップＳ３６１では背後プログラム２は、終了イベントを示す信号を受信する。この信号には終了させるプログラムを特定する情報、たとえばプログラムの名称またはプロセスＩＤが含まれる。続くステップＳ３６２では背後プログラム２は、管理表３から該当するプログラムのレコードにおける割当ＰＩＤ３６の値を削除して図７に示す処理を終了する。

図８は、図５のステップＳ３７０の詳細、すなわち生成処理を示すフローチャートである。まずステップＳ３７１では背後プログラム２は、生成されている仮プロセスの数を確認する。続くステップＳ３７２では背後プログラム２は、ステップＳ３７１において確認した仮プロセスの数が所定数、たとえば１０以下であるか否かを判断する。背後プログラム２は、仮プロセスの数が所定数以下であると判断する場合はステップＳ３７３に進み、仮プロセスの数が所定数よりも多いと判断する場合はステップＳ３７４に進む。

ステップＳ３７３では背後プログラム２は、仮プロセスを１または複数生成してステップＳ３７４に進む。ステップＳ３７４では背後プログラム２は、所定時間後にタイマイベントを発生させるためのタイマを設定して、図８に示す処理を終了する。

図９は、図５のステップＳ３０１または図８のステップＳ３７３において生成される仮プロセスの動作を表すフローチャートである。仮プロセスは、図６のステップＳ３５４において背後プログラム２からの指示を受けて動作を開始する。まずステップＳ３２３では仮プロセスは、管理表３を参照して自身の仮プロセスが読み込むべきエントリポイントを取得する。具体的には仮プロセスは、管理表３の割当ＰＩＤ３６において自身のプロセス番号が記載されているレコードを特定し、そのレコードのエントリポイント３３のアドレスを取得する。続くステップＳ３２４では仮プロセスは、背後プログラム２があらかじめ取得したメモリ領域であって、そのアプリ用の資産をマッピングする。この処理にはたとえば、Ｌｉｎｕｘ（登録商標）のｍｍａｐコマンドが利用できる。

続くステップＳ３２５では仮プロセスは、管理対象プログラム９の処理を開始する。具体的には仮プロセスは、ステップＳ３２３において取得したエントリポイントから処理を開始する。ステップＳ３２５において開始した管理対象プログラム９の処理に動的な領域確保の処理が含まれていた場合にはステップＳ３２６が実行される。ステップＳ３２６では仮プロセスは、ＯＳ８からではなく背後プログラム２から動的領域を取得する。仮プロセスは、管理対象プログラム９の全ての処理が完了すると、標準のシステムコールである「ＥＸＩＴ」ではなく、管理プログラム４による処理が行われる「＿ＥＸＩＴ」を出力して処理を終了する。

図１０は、管理プログラム４がシステムコールである「＿ＥＸＩＴ」または「＿ＡＢＯＲＴ」を受信した際の終了処理を示すフローチャートである。Ｓ３４１では管理プログラム４は、「＿ＥＸＩＴ」を出力したプロセス、または「＿ＡＢＯＲＴ」の対象となるプロセスを特定し、特定されたそのプロセス（以下では「停止プロセス」と呼ぶ）の資源を開放し、停止プロセスの状態を「ＲＥＧＩＳＴＥＲＤ」に遷移する。資源の開放とは、図９のＳ３２４におけるアプリ用資産、およびステップＳ３２６において取得した動的領域である。

続くステップＳ３４２では管理プログラム４は、停止プロセスをＲＴコア１１Ａから管理コア１１Ｂに移動させる。続くステップＳ３４３では管理プログラム４は、終了イベントの発生を背後プログラム２に対して通知し、仮プロセスの状態に「ＥＸＩＴＩＮＧ」フラグを追加して、図１０に示す処理を終了する。

なお、ステップＳ３４１の処理が完了すれば、停止プロセスが利用していた資源はすでに解放されているため、その資源は他の仮プロセスに割り当てが可能である。そのため、ステップＳ３４３の実行後に行われる、ＯＳ８による停止プロセスの終了処理を待つことなく新たに管理対象プログラム９のプロセスを開始できる。換言すると、「＿ＥＸＩＴ」または「＿ＡＢＯＲＴ」が出されてから同一の管理対象プログラム９のプロセスが開始できるまでの時間が短縮される。

上述した第１の実施の形態によれば、次の作用効果が得られる。
（１）演算装置１は、高速に読み書きが可能なメモリであるＲＡＭ４と、ＯＳ４、複数を同時に起動できない管理対象プログラム９、管理対象プログラム９を実行する背後プログラム２、管理対象プログラム９を管理する管理プログラム４を格納する記憶装置１７と、ＯＳ８、管理対象プログラム９、背後プログラム２、および管理プログラム４を実行するＣＰＵ１１とを備える。背後プログラム２は、ＯＳ８による１または複数の仮プロセスの生成、および管理対象プログラム９のＲＡＭ４への格納を行い、仮プロセスの１つである選択プロセスを選択してＲＡＭ４に格納した管理対象プログラム９と紐づける。管理プログラム４は、管理対象プログラム９を起動する指令を受けると新たなプロセスを生成せずに選択プロセスに紐づけた管理対象プログラムを動作させる。そのため、管理対象プログラム９の起動が支持される前に予め仮プロセスを作成してＯＳ８による資源管理が完了しているため、管理対象プログラム９による処理を迅速に開始できる。

（２）背後プログラム２は、ＲＡＭ４における領域である管理領域を確保する。仮プロセスはさらに、管理対象プログラム９における動的なメモリ確保処理において、管理領域の一部を取得する（図９のＳ３２３およびＳ３２６）。そのため、ＯＳ８とは独立して管理対象プログラム９用のリソースを管理できる。

（３）管理プログラム４は、管理対象プログラム９の終了指令、すなわち「＿ＥＸＩＴ」や「＿ＡＢＯＲＴ」に基づき、管理対象プログラム９を動作している選択プロセスから管理領域を回収し（図１０のステップＳ３４２）、その後にＯＳに選択プロセスを終了させる。そのため、ＯＳによる選択プロセスの終了が完了しなくても、選択プロセスが利用していた管理対象プログラム９用のリソースを次の仮プロセスが利用できる。

（４）ＣＰＵ１１は複数のコアを備える。ＣＰＵ１１において、管理対象プログラム９の実行はＲＴコア１１Ａにおいて実行され、背後プログラム２による仮プロセスの生成処理は管理コア１１Ｂにおいて実行される。そのため、仮プロセスの生成は管理対象プログラム９の実行とは異なる演算コアにおいて実行されるので、仮プロセスの生成が管理対象プログラム９のリアルタイムでの実行に悪影響を及ぼさない。

（変形例１）
上述した第１の実施の形態では、ＣＰＵ１１は複数のコアを備えた。しかしＣＰＵ１１は１つの演算コアのみを備えてもよい。この場合には、管理対象プログラム９、背後プログラム２、および管理プログラム４が全て同一のコアで動作するため総合に影響を及ぼすことが避けられない。しかしこの場合であっても、本発明を適用することにより管理対象プログラム９が起動される前に事前に仮プロセスを生成しておくことで、少なくともＯＳ８による資源確保の時間を省略できる利点は第１の実施の形態と同様である。また、管理対象プログラム９を実行していた仮プロセスが終了する際に、先に管理対象プログラム９の実行用の資源を開放することで、ＯＳ８が仮プロセスを終了させている際に、並行して次の仮プロセスに管理対象プログラム９の実行用の資源を割り当てることができる利点も第１の実施の形態と同様である。

（変形例２）
上述した第１の実施の形態では、管理対象プログラム９は動的なメモリ確保が必須であるかのように説明した。しかし管理対象プログラム９が動的にメモリを確保することは必須ではない。

（変形例３）
上述した第１の実施の形態では、背後プログラム２と管理プログラム４は異なるプログラムとして説明した。しかし、背後プログラム２と管理プログラム４とが統合して１つのプログラムとして構成されてもよい。また、管理プログラム４はＯＳ８に統合されてもよい。

（変形例４）
演算装置１は、プロセス一覧の出力機能を有してもよい。図１１は演算装置１におけるプロセス状態の表示結果を示す図である。図１１に示す例では、プロセス一覧を出力する「ＰＳ」コマンドに所定のオプションを追加指定することで、プロセスの状態が右端に出力されており、「ＲＥＧＩＳＴＥＲＥＤ」や「ＡＢＯＲＴＩＮＧ」などの状態が確認できる。

―第２の実施の形態―
図１２を参照して、演算装置の第２の実施の形態を説明する。以下の説明では、第１の実施の形態と同じ構成要素には同じ符号を付して相違点を主に説明する。特に説明しない点については、第１の実施の形態と同じである。本実施の形態では、主に、演算装置に新たな管理対象プログラムが追加される点で、第１の実施の形態と異なる。

図１２は、第２の実施の形態において記憶装置１７に格納される情報を示す図である。図１２では、追加データＰが追加されることが示されている。この追加データＰは、通信装置１４を介して受信してもよいし、ＣＤ－ＲＯＭやＵＳＢメモリなどの記憶媒体を介して受け渡されてもよい。

演算装置１Ａに追加される追加データＰは、追加処理を行うスクリプト４１と、新たな管理対象プログラム９である第３プログラム９３と、管理プログラム４を差し替える管理プログラム４Ａとを含む。スクリプト４１は、たとえばシェルスクリプトであり、第３プログラム９３および管理プログラム４Ａの記憶装置１７への配置、および管理表３の更新を行う。管理プログラム４Ａは、第１プログラム９１および第２プログラム９２だけでなく、第３プログラム９３にも対応する点が管理プログラム４と異なる。

スクリプト４１の処理を具体的に説明する。スクリプト４１は、第３プログラム９３を記憶装置１７の所定の格納位置に保存し、その保存位置の絶対パスを管理表３の新たなレコードの格納位置３２に記載する。スクリプト４１はたとえば、そのレコードの管理番号３１を既存のレコードとの連番となるように設定する。またスクリプト４１は、記憶装置１７に格納されている管理プログラム４を新たな管理プログラム４Ａで上書きする。

背後プログラム２は、管理表３に新たなレコードが追加されると、新たなレコードの格納位置３２で示されるバイナリをＲＡＭ１３に格納し、仮プロセスの１つを第３プログラム９３に割り当て、管理コア１１ＢからＲＴコア１１Ａに移動させる。これ以降の処理は第１の実施の形態と同様なので説明を省略する。

（第２の実施の形態の変形例１）
上述した第２の実施の形態では、追加データＰには管理プログラム４を差し替えるデータである管理プログラム４Ａが含まれた。しかし追加データＰには管理プログラム４と管理プログラム４Ａとの差分情報が含まれ、その差分情報と管理プログラム４とを用いて管理プログラム４Ａを作成してもよい。また、追加データＰに管理プログラム４Ａや第３プログラム９３そのものが含まれる代わりに、追加データＰに管理プログラム４Ａのソースコードや第３プログラム９３のソースコードが含まれてもよい。この場合は、演算装置１の内部でコンパイルおよびビルドが行われて、管理プログラム４Ａや第３プログラム９３が生成される。

（第２の実施の形態の変形例２）
上述した第２の実施の形態では、記憶装置１７にすでに管理対象プログラム９が格納されていることを前提としており、記憶装置１７には同様に背後プログラム２、実行プログラム５、およびフッカー７が格納されていた。しかし記憶装置１７に予め管理対象プログラム９、背後プログラム２、実行プログラム５、およびフッカー７が含まれていることは必須の構成ではなく、追加データＰに背後プログラム２、実行プログラム５、およびフッカー７が含まれてもよい。

すなわちＯＳ８が動作する演算装置１に、管理対象プログラム９、背後プログラム２、管理プログラム４、実行プログラム５、およびフッカー７を含む追加データＰを追加して第１の実施の形態を実現してもよい。この場合は、管理対象プログラム９、背後プログラム２、管理プログラム４、実行プログラム５、およびフッカー７は、ソースコードとして追加データＰに含まれ、演算装置１の内部でコンパイルおよびビルドが行われて、これらのプログラムが生成されてもよい。

（第２の実施の形態の変形例３）
上述した第２の実施の形態において、追加データＰの生成と追加データＰの記憶装置１７への送信は一連の処理として実行されてもよい。たとえば第３プログラム９３のコンパイル処理の延長として、生成された第３プログラム９３を含む追加データＰが記憶装置１７に送信されてもよい。

上述した各実施の形態および変形例において、機能ブロックの構成は一例に過ぎない。別々の機能ブロックとして示したいくつかの機能構成を一体に構成してもよいし、１つの機能ブロック図で表した構成を２以上の機能に分割してもよい。また各機能ブロックが有する機能の一部を他の機能ブロックが備える構成としてもよい。

上述した各実施の形態および変形例は、それぞれ組み合わせてもよい。上記では、種々の実施の形態および変形例を説明したが、本発明はこれらの内容に限定されるものではない。本発明の技術的思想の範囲内で考えられるその他の態様も本発明の範囲内に含まれる。

１…演算装置
２…背後プログラム
３…管理表
４…管理プログラム
５…実行プログラム
７…フッカー
９…管理対象プログラム
１１…制御装置
１１Ａ…ＲＴコア
１１Ｂ…管理コア
１４…通信装置
１７…記憶装置
９１…第１プログラム
９２…第２プログラム

Claims (6)

1. 高速に読み書きが可能なメモリと、
   リアルタイム処理に非対応のオペレーティングシステムであるＯＳ、複数を同時に起動できない管理対象プログラム、前記管理対象プログラムを実行する背後プログラム、前記管理対象プログラムを管理する管理プログラムを格納する不揮発性の記憶装置と、
   前記ＯＳ，前記管理対象プログラム、前記背後プログラム、および前記管理プログラムを実行する中央演算装置とを備え、
   前記背後プログラムは、前記ＯＳによる１または複数の仮プロセスの生成、および前記管理対象プログラムの前記メモリへの格納を行い、前記仮プロセスの１つである選択プロセスを選択して前記メモリに格納した前記管理対象プログラムと紐づけ、
   前記管理プログラムは、前記管理対象プログラムを起動する指令を受けると新たなプロセスを生成せずに前記選択プロセスに紐づけた前記管理対象プログラムを動作させる、演算装置。
2. 請求項１に記載の演算装置において、
   前記背後プログラムはさらに、前記メモリにおける領域である管理領域を確保し、
   前記選択プロセスはさらに、前記管理領域の一部を取得する、演算装置。
3. 請求項２に記載の演算装置において、
   前記選択プロセスはさらに、前記管理対象プログラムにおける動的なメモリ確保処理において、前記管理領域の一部を取得する、演算装置。
4. 請求項２に記載の演算装置において、
   前記管理プログラムは、前記管理対象プログラムの終了指令に基づき、前記管理対象プログラムを動作している前記選択プロセスから前記管理領域を回収し、その後に前記ＯＳに前記選択プロセスを終了させる、演算装置。
5. 請求項１に記載の演算装置において、
   前記中央演算装置は複数のコアを備え、
   前記管理対象プログラムの実行と、前記背後プログラムによる前記仮プロセスの生成処理とは、異なる前記コアにおいて実行される、演算装置。
6. 高速に読み書きが可能なメモリと、リアルタイム処理に非対応のオペレーティングシステムであるＯＳ、複数を同時に起動できない管理対象プログラム、前記管理対象プログラムを実行する背後プログラム、前記管理対象プログラムを管理する管理プログラムを格納する不揮発性の記憶装置と、前記ＯＳ、前記管理対象プログラム、前記背後プログラム、および前記管理プログラムを実行する中央演算装置とを備える演算装置が実行するプログラムの動作方法であって、
   前記背後プログラムが、前記ＯＳによる１または複数の仮プロセスの生成、および前記管理対象プログラムの前記メモリへの格納を行い、前記仮プロセスの１つである選択プロセスを選択して前記メモリに格納した前記管理対象プログラムと紐づけることと、
   前記管理プログラムが、前記管理対象プログラムを起動する指令を受けると新たなプロセスを生成せずに前記選択プロセスに紐づけた前記管理対象プログラムを動作させることとを含む、プログラムの動作方法。

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