JP2823520B2 - リアルタイムアプリケーションタスクスケジューリング及び処理システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はソフトウェアタスクの実
行のスケジューリングに関し特にリアルタイムシステム
用のオンラインタスクスケジューラに関する。

【０００２】

【従来の技術】本発明は実行を特定の時間間隔内で発生
するよう制約しなければならないタスクを有する意味に
おいて“リアルタイム”であるシステムに対して設計さ
れる。例えば、ミサイルを制御するソフトウェアはセン
サーからの受信データの処理を周期的に実行しなければ
ならないタスク、センサーからのデータのあるクラスの
分析を要求に応じて実行しなければならないタスク、及
びミサイルの誘導面を起動するために周期的に実行しな
ければならないタスク、等の１つ以上のタスクを有する
ことができる。これらのタスクが適切な時間に実行され
ないと、ミサイルはその使命を果たすことができない。

【０００３】リアルタイムシステム用のスケジューリン
グ技術は一般的にその都度実行すべきタスクを選定する
ディスパッチングコンポーネント及び所与のディスパッ
チングアルゴリズムを使用する時に１組のタスクの時相
制約を満たすことができるかどうかを確認するスケジュ
ーリングコンポーネントにより構成される。タスクディ
スパッチング機能はアプリケーションの実行時に実施し
なければならない。タスクスケジューリング機能はオフ
ライン（リアルタイムシステムが活性化する前）もしく
はオンライン（リアルタイムシステムの実行中）実施す
ることができる。

【０００４】デスパッチャがいつアクティブタスクを変
えることができるかに応じてタスクディスパッチングは
プリエンプティブもしくは非プリエンプティブとされ
る。所与のタスクの実行をいつでも中断できて（プリエ
ンプティブとされる）実行することが望ましいより緊急
なタスクを活性化させる場合ディスパッチングはプリエ
ンプティブである。タスクデスパッチャが開始されたタ
スクの実行を中断させることがなく、ディスパッチング
の決定はプロセッサの遊休時にしか行われないことを意
味する場合、ディスパッチングは非プリエンプティブで
ある。ディスパッチングの決定を行う効率的な方法は優
先度と呼ばれる数値を各タスクへ割り当て次に優先度の
数値比較を使用してどのタスクを実行するかをは決定す
ることである。優先度割り当てはアプリケーションを実
行しても変化しなければスタティックでありタスクを実
行した時にその相対優先度が変化すればダイナミックで
ある。１つのダイナミック優先度割り当て（“最早デッ
ドライン”）は各タスクの優先度をそのタスクが実行を
完了しなければならないデッドラインとして設定してデ
スパッチャが常に実行するのが望ましくかつ最早デッド
ラインを有するタスクをプロセッサへ与えるようにする
ことである。この優先度割り当ては次のような最適性特
性を有するために重要である。１組のタスクが所与のデ
ィスパッチングポリシーを使用して全てのデッドライン
を満足させる場合には、最早デッドライン優先度割り当
てを使用してプリエンプティブにディスパッチされる時
にも全てのデッドラインが満足される。

【０００５】最も新しいリアルタイムシステムではスケ
ジューラビリティはオフラインで分析されそれはこの種
の分析が（例えば、ソフトウェアエンジニアリングイン
スティチュートが唱導するレートモノトニックスケジュ
ーリング分析等の）成熟した理論的基礎を有しかつタス
クデッドラインを達成できなくしてしまうことがある長
ったらしいラン時間の計算を回避するためである。

【０００６】オフラインスケジューラビリティ分析の欠
点は環境と相互作用する時に挙動が大幅に変動するよう
なアプリケーションには不向きであることである。例え
ば、アンチアーマー（ａｎｔｉ−ａｒｍｏｒ）ミサイル
内でのプロセッサリソースの配分はミサイルが発射さ
れ、目標を選定し、目標へ誘導する時に劇的に変化する
ことがある。

【０００７】スケジューラビリティ分析をオンラインで
実施するとラン時間オーバーヘッドが増加することがあ
るが、リアルタイムデッドラインを守ることを補償する
能力を損なうことなくプロセッサの有効利用を遥かに高
める可能性を有している。プロセッサの利用度向上 オフラインスケジューリングは実行時に生じるスケジュ
ーリング要求の実際のシーケンスを予測することができ
ず、最悪の挙動を処理できることを保証しなければなら
ない。したがってオフラインスケジューリングを行うシ
ステムはプロセッサの利用度が必要以上に低くなること
がしばしばありそれは実際には起こり得ない悲観的仮定
に基づいているためである。オンラインスケジューリン
グでは、プロセッサの配分は要求の実際のシーケンスに
基づいている。リソース回収 スケジューリング要求を処理するリソースは通常最悪実
行時間に基づいて配分される。オンラインスケジューリ
ングの場合、付加要求を受理できるように未使用プロセ
ッサ時間の再配分を行ってプロセッサの有効利用を向上
することができる。より洗練されたアプリケーションアルゴリズム オンラインスケジューリングの場合、アプリケーション
はシステム状態に基づいて実行時間が大幅に変動するア
ルゴリズムを使用することができかつ現在その使命にと
って最も重要である問題の局面にそのリソースを集中さ
せることができる。オフラインでは予想できなかった刺
激の組み合わせにアプリケーションを適合させることが
できる。フォールトトレランス アプリケーションはコンポーネントの故障時にプロセッ
サ時間の再配分を行うツールを有している。

【０００８】オンラインスケジューラビリティテストの
実用性はＴｅｃｈｎｉｃａｌ Ｒｅｐｏｒｔ ＧＩＴ−
ＣＣ−９０／２８，Ｃｏｌｌｅｇｅ ｏｆ Ｃｏｍｐｕ
ｔｉｎｇ，Ｇｅｏｇｉａ Ｉｎｓｔｉｔｕｔｅ ｏｆ
Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，１９９０のＫａｒｓｔｅｎ Ｓ
ｃｈｗａｎ及びＨｏｎｇｙｉ Ｚｈｏｕの論文“ハード
リアルタイムシステムの最適プリエンプティブスケジュ
ーリング：リアルタイムスレッドに向けて”に紹介され
ている。彼らは最早デッドライン優先度割り当てを使用
してタスクをプリエンプティブに実行するタスクディス
パッチャで使用するオンラインスケジューリングアルゴ
リズムを開発した。スケジューラはアプリケーションソ
フトウェアシステムから一連のタスク実行要求を受信し
次に各要求を受理すべき拒否すべきかを決定する。各要
求はタスクが有効に実行を開始できる最早時間、タスク
が有効に実行を完了できる最遅時間、及びタスクを実行
できる最大時間量により特徴づけられる。スケジューラ
はタスクディスパッチャの実行時にそうすることによっ
てそのタスクや予め受理された任意のタスクがデッドラ
インを逃すことがないことを保証できる場合しか要求を
受理しない。スケジューラ及びディスパッチャはデッド
ライン順（最早デッドラインが最初）タスク要求リスト
を含むデータ構造を介してスケジューラが予め受理して
実行すべくディスパッチャへ与えた要求を伝達する。そ
れらのアルゴリズムは予め受理された要求のリスト及び
これらの要求の実行によりプロセッサがビジーとなる期
間の時間順リストの両方を使用してスケジューリング決
定を行う。要求が到来すると、ビジー期間リストを探索
することによりアルゴリズムが開始され要求が受理され
る場合に統合される最初及び最後の期間が探し出され
る。次にアルゴリズムは新しい要求を受理された全ての
要求のデッドライン順リストへ一時的に挿入し最早デッ
ドラインディスパッチングをシミュレートして新しい要
求及びその関連する統合されたビジー期間内の全ての要
求に対して全てのデッドラインが守られるかどうかを調
べる。それらのアルゴリズムの効率は統合されたビジー
期間が代表的には受理された要求の小部分しか含んでい
ないという事実から生じ、そのため代表的にはスケジュ
ーリング決定を行うのに要求の部分集合しか必要とされ
ない。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】Ｓｗａｎ及びＺｈｏｕ
アルゴリズムの欠点は２つの別々なデータベースを維持
しなければならないことである。デッドライン順要求を
含むデータベースはディスパッチャが必要とするため不
可欠である。最早タスク開始時間によりエントリを順序
づけなければならないためビジー期間に対する独立した
データベースが必要とされる。

【００１０】ビジー期間に対するもう１つの方法はＩＥ
ＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ ｏｎ Ｓｏｆｔｗａｒ
ｅ Ｅｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ，１５（１０）：１２６１
−１２６９，１９８９のＨｏｕｓｓｉｎｅ Ｃｈｅｔｔ
ｏ及びＭａｒｙｌｉｎｅ Ｃｈｅｔｔｏの論文“最早デ
ッドラインスケジューリングアルゴリズムのある結果”
及びＰｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ Ｓｅｃｏｎｄ Ｉ
ＥＥＥ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ ｏｎＰａｒａｌｌｅｌ
ａｎｄ Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ ｐｒｏｃｅｓｓｉｎ
ｇ，５７８−５８５，１９９０のＭａｒｙｌｉｎｅ Ｓ
ｉｌｌｙ，ＨｏｕｓｓｉｎｅＣｈｅｔｔｏ，及びＮａｄ
ｉａ Ｅｌｙｏｕｎｓｉの論文“ハードリアルタイムシ
ステムにおいて散発的タスクを保証する最適アルゴリズ
ム”に示唆されている。著者達は各要求の最早開始時間
は要求がなされる時間である特殊なケースについてオン
ラインスケジューリングテストを展開した。彼らはプリ
エンプティブ最早デッドラインディスパッチングも使用
したが、彼らのスケジューラビリティテストでは各タス
クがその最早開始時間にできるだけ近いのではなくその
デッドライン（最遅有効完了時間）にできるだけ近く実
行を完了した場合に生じることに基づいて計算されたビ
ジー期間が使用された。（すなわち、彼らのスケジュー
ラビリティテストは彼らが実際に使用したものとは異な
るディスパッチングポリシーに基づいていた。それはプ
リエンプティブ、最早デッドラインディスパッチングが
最適である（任意他のポリシーの場合に全てのデッドラ
インが守られる）ために受理される。）

【００１１】Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅ
１３ｔｈ Ｒｅａｌ−Ｔｉｍｅ Ｓｙｓｔｅｍｓ Ｓｙ
ｍｐｏｓｉｕｍ，第２８０−２８９頁、１９９２のＷｅ
ｉ−Ｋｕａｎ Ｓｈｉｈ及びＪａｎｅ Ｗ．Ｓ．Ｌｉ
ｕ，の論文“エラーを最小限に抑えるための不正確な計
算のオンラインスケジューリング”には別の目的で遅い
ビジー期間も使用されている。彼らは最早開始時間、最
遅完了時間、強制実行時間、及び最適実行時間を特徴と
するタスク要求を考慮している。彼らのアルゴリズムは
全タスクの強制部分ができるだけ遅く実行された場合に
（逆スケジューリングと呼ぶ）プロセッサがビジーとな
る期間を計算し次にこれらの期間を使用してプロセッサ
がタスクの強制部分を実行している必要がない時にどの
オプショナル部分を実行すべきかを選定する。彼らはタ
スクがデッドラインを逃すことなくどのタスクを受理し
てディスパッチングするかを決定するオンラインアルゴ
リズムを提供していない。彼らは全タスクの強制部分を
安全にディスパッチできるものと仮定し次に全タスクの
強制部分の他にどのオプショナル部分をディスパッチす
るかを選定するオンラインアルゴリズムを提供する。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明の一実施例により
“リアルタイム”であってプリエンプティブ実行を有す
るシステムのアプリケーションタスクの実行をスケジュ
ールする新しいシステム及び方法が開示される。このシ
ステムには実行を開始できる最早時間、実行を完了しな
ければならない最遅時間、及び実行に必要な最大時間を
特徴とするタスクを実行するＣＰＵが含まれている。こ
のシステムにはタスクを実行するレコードの１つのデー
タベースが含まれておりこれらのレコードはタスクデッ
ドラインにより順序づけられる。このシステムにはデー
タベースとＣＰＵとの間に接続されてその都度ＣＰＵで
実行されるタスクを選定するディスパッチャが含まれて
いる。ディスパッチャはプリエンプティブであり最早デ
ッドラインでタスクを実行に移す。このシステムにはア
プリケーションが実行されるとアプリケーションから要
求を受理し現在及び将来の開始時間の両方に対して要求
を受理するオンラインスケジューラが含まれている。ス
ケジューラはデータベースに接続されておりディスパッ
チャが実行するときにタスク要求及び予め受理された全
ての要求がそのデッドラインを守るかを各要求について
決定する。スケジューラはプロセッサがビジーである期
間を使用してディスパッチャがタスクをそのデッドライ
ンのできるだけ近くで終止するように配置するようなス
ケジューリング決定を行う。

【００１３】

【実施例】本発明による図１のシステム１０を参照して
アプリケーション１４はいくつかのタスク１５を含んで
いる。アプリケーション１４が実行されるとスケジュー
ラ１１に対してあるタスクを実行する要求がなされる。
アプリケーションはあるタスクの実行を要求する。スケ
ジューラ１１に届く各要求に対して、スケジューラ１１
は要求を実行する時間がＣＰＵ２１に無いために要求を
拒否するかもしくは受理する。拒否する場合、スケジュ
ーラ１１はエラー状態を返送する。受理する場合には、
要求を識別するトークンを返送し、このトークンを使用
してアプリケーションは要求をキャンセルすることがで
きる。タスク１５が受理されると、スケジューラ１１は
そのタスク１５のパラメータをデータベース１７へ入力
する。パラメータには最早開始時間、最遅完了時間、及
び最大実行時間が含まれる。ディスパッチャ１９はその
データベースを監視して任意の時点においてＣＰＵ２１
でどのタスク１５を実行すべきかを決定する。スケジュ
ーラ１１及びディスパッチャ１９は並行作動しスケジュ
ーラはデータベース１７に対して出し入れを行いディス
パッチャ１９はそのデータベースを使用してＣＰＵ２１
でタスクを実行する。スケジューラ１１はこれらの決定
を行うための所与のアルゴリズムを含むソフトウェアプ
ログラムもしくは他の構造を含んでいる。スケジューラ
１１はデータベース１７を調べてスケジューラが予め受
理したもの全てを確認し新しい要求を受理できるかどう
かを調べる。Ｓｃｈｗａｎ等よりも優れている本発明の
重要な特徴の１つはスケジューリング決定を行うものと
タスクをディスパッチするものと２つの独立したデータ
構造を有することである。データベースだけを維持すれ
ばよいため本発明のほうが効率的である。アプリケーシ
ョンはタスク１５の実行スケジュールを要求するための
３つの時相パラメータを指定しなければならず、それは
そのタスク１５を実行開始することができる最早時間、
それまでに完了しなければならない最遅時間（デッドラ
イン）、及びタスクが消費する最大処理時間量である。
ディスパッチャ１９が指定期間内に少なくとも要求され
た処理時間量をタスクに与えかつ予め受理された要求の
制約がなんら侵害されることがないことをスケジューラ
１１が保証できる場合には、スケジューラ１１は受理さ
れた要求を表すトークンをアプリケーションへ戻す。さ
もなくば、スケジューラ１１はこの特定要求が予め受理
された全ての要求と両立しないことをアプリケーション
１４に知らせ、この場合アプリケーションは替わりのア
クションをとることができる。アプリケーション１４は
スケジューラ１１から戻されたトークンを使用して要求
をキャンセル（非スケジュール）しそれに付された処理
時間を回収することができる。

【００１４】各時点において、タスクディスパッチャ１
９は次のアルゴリズムを使用してどのタスクを実行すべ
きかをデータベース１７から選定する。２つのタスクの
最遅完了時間が異なる場合、最遅完了時間の早い方を最
初に実行する。２つのタスクの最遅完了時間が同じで最
早開始時間が異なる場合、最早開始時間の早い方を最初
に実行する。２つのタスクの最遅完了時間が同じで最早
開始時間も同じである場合、先に要求を受理したタスク
を最初に実行する。（最初の条件は最早デッドラインア
ルゴリズムと呼ばれるものを明示するものであり、他の
条件はタスク選定を決定的とするために付加される。）

【００１５】このディスパッチングポリシーは下記の意
味において最適である、すなわち１組みの（独立した）
タスク要求をうまくスケジュールすることができる任意
のディスパッチングアルゴリズムがあれば、同じ要求を
このアルゴリズムでスケジュールすることができる（Ｐ
ｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏｆ ｔｈｅ ＩＦＩＰ Ｃｏ
ｎｇｒｅｓｓ，８０７−８１３頁，１９７４のＭｉｃｈ
ａｅｌ Ｌ．Ｄｅｒｔｏｕｚｏｚの論文“制御ロボッ
ト：物理的プロセスの手順制御”）。同様に、このアル
ゴリズムが１組の要求をスケジュールできなければ、ど
のアルゴリズムもできない。したがってこれよりもプロ
セス利用度の高いディスパッチングアルゴリズムは無
い。

【００１６】オンラインスケジューラ１１により受理さ
れている各タスク１５はタスクの時相パラメータを含む
データ構造及びスケジューラ１１がスケジュール可能性
を決定するのに必要なフィールドにより表される。タス
ク１５は最遅完了時間に基づいてディスパッチされるた
め、タスク要求構造は（前記したルールに従って連結が
断たれている）最遅完了時間値の増大に関してタスクを
順序づける（前後方向のタスクを指示する）１組のリン
ケージフィールド（タスク間順序づけポインタ）を含ん
でいる。スケジューラ１１は非常に特別なディスパッチ
ングポリシーを使用してプロセッサがビジーとなる期間
を決定するためにタスク要求構造を分類するのに必要な
もう１組のリンケージフィールド（タスク間順序づけポ
インタ）を使用する。（タスクは実際には最早デッドラ
インポリシーを使用してディスパッチされる。このポリ
シーはディスパッチとして最適であるため、スケジュー
ラはオンライン計算をより効率的に行う別のポリシーに
基づいて自由にそのスケジュール可能性の決定を行うこ
とができる。）これらのビジー期間は有効にスケジュー
ルすることができる期間の終わりまで各タスクの実行が
遅延されるものと仮定して計算される。例えば、下記の
タスク及び時相パラメータを考える。

【表１】 タスクａのパラメータはコンパクトに“ａ／１０／１９
／３”と書くことができる。これらの要求に対するビジ
ー期間（プロセッサが連続的にビジーとなる期間）は１
６−２２（タスクａは最遅完了１９から前に３実行であ
るから１８，１７，１６となり、タスクｂは最遅完了２
２から前に３実行であるから２１，２０，１９となる。
したがって、タスクａとｂとでビジー期間１６−２２が
形成される。），２３−２５（タスクｅは最遅完了２５
から前に２実行であるから、２４， ２３となり、タスク
ｅでビジー期間２３−２５が形成される。），及び２６
−３０（タスクｃは最遅完了３０から前に２実行である
から、２９，２８となり、タスクｄは最遅完了３０であ
るがタスクｃが既にスケジュールされているので、２８
から前に２実行で２７，２６となる。したがって、タス
クｃとｄでビジー期間２６−３０が形成される。）であ
る。関連するスケジューリングデータ構造はビジー期間
毎に表わすことにより下記のように示すことができる。

【数１】 ここでタスク要求構造は左から右の順とされ、各ビジー
期間に含まれるタスク要求は＜ａｎｄ＞ブラケット間に
表記され、ビジー期間の開始は関連する＜の前に現れ、
ビジー期間の終わりはそのビジー期間内の最終タスク要
求の最遅完了時間である。最早デッドラインポリシーを
採用する実際のディスパッチング挙動は各単位時間に対
して（存在する場合に）どのタスクを実行しているかを
タスク名のアルファベットを用いて表示することにより
数２のように示される。

【数２】 （本例では実際の実行時間はスケジュール可能性の計算
に使用されるビジー期間とは極めて異なることを理解さ
れたい。）スケジューラがスケジュール可能性をテスト
しながらタスク要求を一時的にリンクするのにしばしば
使用する第３の組のリンケージフィールド（タスク間順
序づけポインタ）がある。

【００１７】（以下のプロセス記述ではビジー期間は双
方向リニアリストにリンクされているものとする。非常
に大きなタスクセットに対する性能を向上させるため
に、恐らくは二分木の変種のようなより効率的な構造が
実際上使用される。）

【００１８】オンラインスケジューラ１１は図２のフロ
ー図に示すプログラムステップを使用して与えられたタ
スク要求を受理できるかどうか、また、そのタスク及び
予め受理された全てのタスク要求の時相制約をディスパ
ッチャ１９が満たすことができるかどうかを決定する。 １．ブロック２０１では、与えられたタスク要求の最遅
完了時間と最大実行時間に基いて形成されるビジー期間
を計算する。そのビジー期間の開始時間が現在時間もし
くはその与えられた候補タスク要求の最早開始時間より
前であれば、満たすことができないためその要求を拒否
する。 ２．ブロック２０２では、その与えられた候補タスク要
求に対して計算されたビジー期間が、既に受理された全
要求に対するビジー期間リストのどこへ分類されるかを
確認する。（新しい要求は前の要求の後に実行期間を有
する傾向があるため全ビジー期間のリストを末尾から先
頭に向かって探索することが望ましい。） ３．ブロック２０３では、その与えられたタスク要求に
対して計算されたビジー期間が、既にリストにある他の
ビジー期間と重畳しない場合には、その与えられたタス
ク要求を受理する。重畳する場合には、ブロック２０４
へ行く。 ４．ブロック２０４では、そのタスク要求が受理される
場合にそのタスク要求に対して計算されたビジー期間と
統合すべきビジー期間が既にリストにあるビジー期間の
中から決定される。（計算された候補ビジー期間はブロ
ック２０２で確認されたリスト内のビジー期間と重畳す
るため、リスト内のビジー期間とビジー期間との間のギ
ャップに、候補タスク要求の実行時間を消費する（埋め
る）のに充分前方までビジー期間のリストを反復する
（さかのぼる）ことにより、その与えられた候補タスク
要求によって影響を受けるリスト内のビジー期間を見つ
けることができる。） ５．与えられた候補タスク要求の最早開始時間が既にリ
ストにあるビジー期間と統合された結果形成されたビジ
ー期間の開始時間と同じかそれより前であれば（ブロッ
ク２０５）、その候補タスク要求を全要求リストへ挿入
しビジー期間リストを更新して統合を反映するようにし
た後でその候補タスク要求を受理する。（このテストが
満たされると、さらにテストを行うことなくこの候補タ
スク要求を受理することができる。それはこの候補タス
ク要求をスケジュールするのに必要な時間が相互作用す
るビジー期間とビジー期間との間のギャップを埋めるこ
とにより確認されているためである。すなわち、予め受
理されたタスクのために作動することを保証された割当
て内でのプロセッサの遊休時間を使用してこの新しいタ
スク要求を実行するプロセッサの割当てが確認されてい
るからである。最早デッドラインディスパッチングポリ
シーは最適であるため、タスク要求をスケジュールする
任意の有効な方法を見つければ充分である。プロセッサ
が重負荷でないかもくしはタスク要求グループがおなじ
最早開始時間を有する傾向がある場合にはこのケースは
非常に一般的であることを理解されたい。） ６．統合されたビジー期間内のタスク要求に対して最早
デッドラインポリシーを用いたディスパッチングをシミ
ュレートしてみる（ブロック２０６）。そのシミュレー
ションにおいて、各タスクがその最遅完了時間もしくは
それ以前に完了する場合には、候補タスク要求を全要求
リストへ挿入しビジー期間リストを更新して統合を反映
するようにした後でその候補タスク要求を受理し、さも
なくばそのタスク要求を拒否する。図３を参照して、こ
のシミュレーションは下記のように効率的に実施するこ
とができる。 （イ） ブロック３０１において、このシミュレーショ
ン用に用意されたビジー期間の一時リストを初期化して
一時リスト内を空とする。この一時リストはタスク要求
構造内のこのシミュレーション用に用意された第３組の
リンケージフィールド（タスク間順序づけポインタ）を
使用する。この一時リストは、要求開始、非完了、時間
に基づいている。 （ロ） ブロック３０２においてシミュレーション開始
時間が決定される。それは全ビジー期間リスト内の、そ
の与えられた候補タスク要求と統合された結果形成され
たビジー期間に先行するビジー期間の停止時間または現
在時間の大きい方である。 （ハ） ブロック３０３において、スケジューラ１１内
のカウンタが候補タスク要求の最早開始時間と、統合さ
れた結果形成されたビジー期間の開始時間との差の数値
に初期化される。（このカウンタは減分されて候補タス
ク要求の最早開始時間の前にどれだけの実行がスケジュ
ールされているかが追跡される。このような時間が充分
あれば、候補タスク要求に対応する時間がその最早開始
と最遅完了時間との間隔内でより自由とされシミュレー
ションを早期に終止することができる。 （ニ） （候補タスク要求を含む）統合された結果形成
されたビジー期間内でタスク要求を最早デッドライン順
で反復する（ブロック３０５−３０９）。（これは要求
を優先順と考える。）考慮される各要求に対して、その
最早開始時間とシミュレーション開始時間の大きい方を
使用する。 （１） ブロック３０３で初期化されたカウンタがゼロ
以下となると（ブロック３０５）、シミュレーションを
終止して要求を受理する。（カウンタがもはや正でなけ
れば、候補要求の最早開始時間の前に実行すべき充分な
要求が部分的シミュレーションによりスケジュール化さ
れておりシミュレーションの継続が保証されて候補要求
はその最早開始及び最遅完了時間間の間隔内で実行する
のに充分な自由時間が見つかる。） （２） 現在このシミュレーションで注目のタスク要求
の開始を基準としたビジー期間が開始を基準としたビジ
ー期間の一時的リストのどこへ分類されるかを確認する
（ブロック３０６）。（完了時間の大きい要求は代表的
に開始時間も大きいためビジー期間の一時的リストはそ
の末尾から順方向に探索しなければならない。） （３） ブロック３０７に示すように重畳がないかどう
かをテストする。現在注目のタスク要求のビジー期間が
他の期間と重畳しない場合には、現在注目のタスク要求
のビジー期間をリストへ挿入する。現在注目のタスク要
求の最早開始時間に関する優先順が与えられた候補タス
ク要求よりも高い場合には、その与えられた候補タスク
要求の最早開始時間の前にスケジュールされた現在注目
のタスク要求の実行時間量（存在する場合）だけカウン
タを減分しブロック３０５においてインターラクション
を継続する。 （４） ビジー期間が重畳する場合には、リストを（大
きい開始時間に向かって）順方向に探索して統合しなけ
ればならない全ビジー期間を確認して（ブロック３０
８）要求の全処理時間を消費するのに充分な遊休時間を
期間の間のギャップ内に見つける。 （５） 最早開始時間に関して統合されたビジー期間の
停止時間が現在注目のタスク要求の最遅完了時間以上で
ある場合（ブロック３０９）、現在注目のタスク要求の
最早開始時間に関する優先順が候補のタスク要求よりも
高ければ現在注目のタスクの実行時間分だけカウンタを
減分する。すなわち、カウンタは候補タスク要求の最早
開始時間の前にスケジュールされた現在注目のタスク要
求の実行時間（存在する場合）の量だけ減分され、その
後ステップ３０５からの処理をくり返す。答えがノーで
あれば、候補のタスク要求を受理すると現在注目のタス
ク要求が失敗することになるので、シミュレーションを
終止して候補のタスク要求を拒否する。 （ホ） 反復により候補タスク要求に関連する（完了を
基準とした）ビジー期間内の各要求がうまく受理される
場合には、シミュレーションを終止して候補タスク要求
を受理する。（このアルゴリズムは最早デッドラインデ
ィスパッチングをシミュレートする。何故ならこれはタ
スク要求を最早開始時間に関する優先順の最も高いもの
から最も低いものへ反復して関連タスクを実行する時間
を決定するためである。与えられたタスク要求によりい
くつかのビジー期間が統合される場合には、関連するタ
スクはこのような期間中にプリエンプティブとされ
る。）（いくつかの統合されたビジー期間に対して実行
をシミュレートする損失を回避できるブロック２０３及
び３０５のテストの他に特殊ケーステストを見つけるこ
ともできる。）

【００１９】スケジューリングアルゴリズムのアプリケ
ーションの例として、下記の５つのタスク要求が表２の
順にスケジューラ１１に与えられる場合を考える。

【表２】 タスクａの要求は最遅完了１５から前に３実行であるか
ら１４，１３，１２となり、１２−１５のビジー期間が
形成される。タスクａは最初に与えられるため即座に受
理される。

【数３】 １２＜ａ／１０／１５／３＞ タスクｂの要求も最遅完了２５から前に３実行であるか
ら２４，２３，２２となり、その２２−２５のビジー期
間が形成される。このビジー期間は、タスクａのビジー
期間と重畳しないために受理される。

【数４】 １２＜ａ／１０／１５／３＞２２＜ｂ／２０／２５／３
＞タスクｃはその最遅完了２３から前に３実行であるか
ら、２２，２１，２０となり、 タスクｃのビジー期間２
０−２３は、タスクｂのビジー期間２２−２５と重畳す
るため、すくなくともタスクｃとタスクｂとで１つのビ
ジー期間の統合を実施しなければならない。タスクｂ及
びｃの期間を結合するとタスクｃは、タスクｂの開始時
間２２から前に３実行であるから、２１，２０，１９と
なり、１９の開始時間となる。開始時間１９は、タスク
ａで形成されたビジー期間の停止時間よりも大きく、そ
のためこれ以上のビジー期間の統合は必要ではない。統
合されたビジー期間の開始時間は１９であり、それはｃ
の最早開始時間１５よりも大きいため、ｃはシミュレー
ションなしで受理することができる。

【数５】 同様に、タスクｄのビジー期間は１８−２４でありｂ及
びｃを含むビジー期間１９−２５と重畳するため、少な
くともタスクｄのビジー期間とタスクｂ，ｃのビジー期
間とで１つの統合を実施しなければならない。ｄをｂ及
びｃを含む期間と結合すると、タスクｄは、タスクｃの
開始時間１９から前に６実行であるから、１８，１７，
１６，１５，１４，１３となり、１３の開始時間とな
る。それはタスクａで形成されたビジー期間と１３，１
４の２時間単位だけ重畳する。したがってタスクａをタ
スクｂ，ｃ，ｄを含むビジー期間と加えると、タスクｄ
の重畳する２時間単位をタスクａの開始時間１２から前
に２実行時間１１，１０と割当てることにより、１０−
２５の１つのビジー期間が生じる。この開始時間１０は
タスクｄの最早開始時間よりも断然小さいため、ブロッ
ク２０５の単純なスケジュール可能性テストは適用され
ずタスクａ，ｂ，ｃ及びｄの実行は１０から２５で最早
デッドラインポリシーでのシミュレーションをしなけれ
ばならない。この場合タスクｂは数６に示すように時間
２５までに完了せず、それはその最遅完了時間を越える
ため、タスクｄは拒否しなければならない。

【数６】 タスクｅはタスクｄと同じ最早開始及び最遅完了時間を
有するが、実行時間は１単位少ない。この場合、タスク
ａ，ｂ，ｃ，ｅで統合されたビジー期間は１１から２５
となり数７に示すビジー期間が形成される。

【数７】 与えられた候補タスク要求であるタスクｅの最早開始時
間１４が統合ビジー期間の開始時間１１より大きいた
め、ブロック２０６のシミュレーションが行なわれる。
シミュレーション開始時間は０となり、カウンタは３へ
初期化され、このカウント値３は候補タスク要求ｅの最
早開始時間１４と統合ビジー期間の開始時間１１との差
である。最早開始時間が最も早いタスクａはシミュレー
トされるべき最初のタスクであり数８に示すように時間
１０から時間１２まで実行する。

【数８】 このタスクａの実行の全てが候補タスク要求ｅの最早開
始時間１４の前に生じるため、タスクａの実行によりカ
ウンタはゼロへ減分され、シミュレーションはうまく終
止し、タスクｅはブロック３０５のテストによりスケジ
ュール可能であるとして決定される。シミュレーション
が継続しておれば、これらのタスクに対する数９に示す
ような実際のタイム−ラインが計算される。

【数９】 タスクの実行が終了すると、スケジューリングアルゴリ
ズムの第２の部分によりスケジューラ（及びディスパッ
チャ）データベースからそのタスク要求が除去される。
この部分はタスク終止時にディスパッチャにより呼び出
されるか、実行要求をキャンセルするためにアプリケー
ションソフトウェアにより呼び出される。タスクアンス
ケジューリングモジュールのキー要求は、あるタスクの
ためにとってあるが使用されない任意のリソースを回収
することである。例えば、タスク要求により１００ｍＳ
の最大実行時間が指定されているがそのタスクが実際は
２５ｍＳ後に完了した場合、残りの７５ｍＳは他のタス
ク要求に配分できなければならない。タスク要求をアン
スケジュールすることは次のステップを含んでいる。 １．除去すべきタスク要求が含まれているビジー期間を
ビジー期間リストから見っける。 ２．除去すべきタスク要求がそのビジー期間内の唯一の
要求であれば、全ビジー期間リストからビジー期間を除
去し、要求のデッドライン順リストから要求を除去して
戻る。 ３．除去すべきタスク要求がそのビジー期間内の（唯一
ではない）最初の要求であれば、要求のデッドライン順
リストから要求を除去し、除去される要求のためにとっ
てある実行時間だけそのビジー期間の開始時間を増分し
て戻る。 ４．要求のデッドライン順リストから要求を除去する。 ５．元のビジー期間内に残っている要求を次のような１
つ以上のビジー期間へ再区分する。 （イ） 元のビジー期間内の最終（最遅デッドライン
順）タスク要求から最初のタスク要求へ反復し、仮のビ
ジー期間が最終要求の最遅完了時間で停止するようにこ
の仮のビジー期間を初期化する。 （ロ） 現在注目のタスク要求が反復における最終タス
ク要求であるかもしくは現在注目のタスク要求の最遅完
了時間が（重畳しない）この仮のビジー期間の開始時間
よりも小さければ、この仮のビジー期間をビジー期間リ
ストへ加え、新しい仮のビジー期間を現在要求の最遅完
了時間で初期化し、反復を継続する。 （ハ） 仮のビジー期間の開始時間を現在要求の実行時
間だけ減少して反復を継続する。 アンスケジューリングの例として、表３に示すような次
の５つのタスク要求がスケジューラに与えられた場合を
考える。

【表３】 スケジューラはこれらのタスク要求を受理して下記のス
テップでビジー期間リストを作り上げる。

【数１０】 ディスパッチャは次のようにタスクを実行しようとす
る。

【数１１】 タスクａが時間１２までに完了すると、ディスパッチャ
はアンスケジュールアルゴリズムを使用して要求及びビ
ジー期間リストからタスクａを除去する。タスクａはこ
のビジー期間内の最初のタスクであるため、そのビジー
期間の開始時間を２だけ増分してタスクａを除去するこ
とができる。

【数１２】 タスクｄはこのビジー期間内でその最早開始時間に到達
した唯一のタスクであるため次に実行すべきタスクであ
る。タスクｄが時間１２から開始し時間１４までに完了
すると、アンスケジュールアルゴリズムは残りのタスク
ｃ，ｅ及びｂを反復することにより数１３に示すような
１７−２３の新しいビジー期間を計算する。

【数１３】 １７＜ｂ／１８／２０／２ｅ／１５／２１／２ｃ／１７
／２３／２＞その最早開始時間が１５のタスクｅが次に実行されるべ
きタスクである。 ディスパッチャは時間１４からタスク
ｅが時間１５で開始されるまでプロセッサをアイドルの
ままとする。タスクｅが時間１５で実行が開始され、タ
スクｅが時間１７までに完了すると、アンスケジュール
アルゴリズムがタスクｃ及びｂを反復して数１４で示す
ような１８−２０と２１−２３の２つのビジー期間をみ
つける。

【数１４】 １８＜ｂ／１８／２０／２＞２１＜ｃ／１７／２３／２
＞ ディスパッチャは時間１７においてタスクｃを開始する
が、１単位時間実行の後タスクｂの最早開始時間が時間
１８に達するときにそれをプリエンプトする。タスクｂ
が時間２０までに完了すると、タクスｂで形成されるビ
ジー期間を単に削除して数１５に示すようにタスクｃの
みを含むビジー期間を残すことができる。

【数１５】２１＜ｃ／１７／２３／２＞タスクｃが残りのタスクを時間２０で実行し、タスク ｃ
が時間２１までに完了すると、そのビジー期間における
唯一のタスクだったので、このビジー期間を削除して空
リストを残す。スケジューリングアルゴリズムがあるタ
スクの非使用実行時間を回復して新しい要求に利用でき
るようにすることを示すために、表４に示すタスクセッ
トでタスクａ，ｂ，ｃが既にリストに加えられていると
きに、時間１３にタスクｄが与えられた場合を考える。

【表４】 タスクｄの要求が時間１３に到達したとき、ビジー期間
リストは数１６に示すような２つのビジー期間を含んで
いる。

【数１６】 タスクｄがそのまま受理されるとすれば、タスクｄは時
間１６，１５，９に割当てられ、１つの統合されたビジ
ー期間は９−２５である。この期間にわたってタスク
ａ，ｂ，ｃ及びｄの実行を最早デッドラインポリシーで
シミュレートすれば、数１７に示すようにタスクｂが時
間２６までに完了しないためタスクｄは受理できないこ
とが判る。

【数１７】 タスクａが実際には確保された５時間単位ではなく２時
間単位だけ実行されて完了した場合には、タスクｄの要
求が時間１３に到達した時にビジー期間リストは数１８
に示すように１７−２５の１つのビジー期間を含んでい
る。

【数１８】 １７＜ｃ／１５／２３／４ ｂ／２０／２５／４＞タスク ｄの３つの実行単位をこのビジー期間に加えると
タスクｄは時間２０，１９，１８，１４に割当てられ、
１４−２５の統合されたビジー期間となり、タスクｄの
最早開始時間は１４で統合されたビジー期間の開始時間
に等しいため即座に受理することができる。したがって
タスクａが早期に完了した場合の実際のタスク実行パタ
ーンは次のようになる。

【数１９】

【００２０】他の実施例 本発明及びその利点について詳細に説明してきたが、特
許請求の範囲に明記された発明の精神及び範囲を逸脱す
ることなくさまさまな変更、置換及び修正が可能である
ことを理解されたい。

【００２１】以上の説明に関して更に以下の項を開示す
る。 （１） リアルタイムアプリケーションタスクスケジュ
ーリング及び処理システムであって、該システムは、前
記タスクを実行するＣＰＵであって、前記タスクが有効
に実行を開始できる最早時間、実行を完了すべき最遅時
間、及び実行に必要な最大時間を特徴とする前記ＣＰＵ
と、前記タスクを実行する要求レコードの１つのデータ
ベースであって、前記レコードがタスクデッドライン時
間順とされている前記１つのデータベースと、前記ＣＰ
Ｕ及び前記データベース間に接続され前記ＣＰＵでどの
タスクを実行するかをその都度選定するデスパッチャで
あって、前記デスパッチャはプリエンプティブであり最
早デッドラインによりタスクを実行に移す前記デスパッ
チャと、前記アプリケーションの実行時に前記アプリケ
ーションタスクからの要求を受理するオンラインスケジ
ューラであって、前記オンラインスケジューラは現在及
び将来の開始時間について要求を受理し、前記オンライ
ンスケジューラは前記データベースに接続され前記アプ
リケーションからのタスク実行要求に応答して各要求に
対して前記タスク要求及び予め受理された全てのタスク
要求が前記デスパッチャの実行時にそれらのデッドライ
ンを満たすかどうかを決定する前記オンラインスケジュ
ーラと、を含み、前記スケジューラは前記デスパッチャ
がタスクをそれらのデッドラインのできるだけ近くで終
止するように配置するかのように前記ＣＰＵの遅いビジ
ー期間に基づいて前記データベース内のタスクをスケジ
ュールする、リアルタイムシステム。

【００２２】 （２）．第１項記載のシステムであって、前記スケジュ
ーラは最早開始時間が要求が受理される場合に生成され
る統合されたビジー期間の開始時間もしくはそれ以前で
ある場合は常にタスク要求を受理する、リアルタイムシ
ステム。 （３）．第１項記載のシステムであって、前記スケジュ
ーラは要求に関連する統合されたビジー期間内のタスク
の最早デッドラインディスパッチングをシミュレートす
る間に、統合されたビジー期間の開始時間と候補要求の
最早開始時間との間の期間がデッドライン順の候補要求
の前に生じるタスク要求の実行により埋められる時は常
にタスク要求を受理する、リアルタイムシステム。

【００２３】 （４） 実行タスクを“リアルタイム”でスケジューリ
ングするシステムが開示される。システムはタスクを実
行するＣＰＵを含んでいる。これらのタスクは実行を開
始できる最早時間、実行を完了しなければならない最遅
時間、及び実行に要する最大時間を特徴としている。シ
ステムはタスクを実行するレコードの１つのデータベー
スを含みこれらのレコードは上昇順とされている。シス
テムはＣＰＵで実行するタスクをその都度選定するプリ
エンプティブディスパッチャを含んでいる。ディスパッ
チャはデータベースに接続されて最早デッドラインでタ
スクを実行に移す。システムはアプリケーションの実行
時にアプリケーションから要求を受理し現在及び将来の
両方の開始時間に対して要求を受理するオンラインスケ
ジューラを含んでいる。スケジューラはデータベースに
接続されタスク要求及び予め受理された全ての要求がデ
ィスパッチャの実行時にそのデッドラインを満たすかど
うかを各要求について確認する。スケジューラはディス
パッチャがタスクをそのデッドラインの出来るだけ近く
で終止するように配置するかのようにＣＰＵの遅いビジ
ー期間に基づいてデータベース内のタスクをスケジュー
ルする。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明を利用するシステムに従った機能的ブロ
ック図。

【図２】本発明による図１のスケジューラのフロー図。

【図３】図２のシミュレーションプロセスのフロー図。

【符号の説明】

１０ リアルタイムアプリケーションタスクスケジュー
リング処理システム １１ スケジューラ １４ アプリケーション １５ タスク １７ データベース １９ ディスパッチャ ２１ ＣＰＵ

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平３−78033（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−49466（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−284437（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−68934（ＪＰ，Ａ) 特開 平５−274162（ＪＰ，Ａ) 「ＡＣＯＳソフトウェア ＦＩＰＳ・ ＡＤジョブスケジューリングシステム説 明書 ＡＤＦ12−３」、日本電気株式会 社・発行（昭和62年３月、第３版）、 Ｐ．１〜20 (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G06F 9/46 G06F 17/60 G06F 1/00 G06F 15/00

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 リアルタイムアプリケーションタスクス
   ケジューリング及び処理システムであって、 各タスクが、有効に実行を開始できる最早開始時間、そ
   の実行を完了すべき最遅デッドライン時間、及びその実
   行に必要な最大時間で特徴づけられた複数タスクを実行
   するＣＰＵと、 前記タスクを実行するタスク要求のレコードを格納する
   １つのデータベースと、 前記ＣＰＵ及び前記データベース間に接続され、前記Ｃ
   ＰＵでどのタスクを実行するかをその都度選定するデス
   パッチャであって、前記デスパッチャはプリエンプティ
   ブであり最早デッドライン時間に基づいて前記タスクを
   実行に移す前記デスパッチャと、 前記アプリケーションの実行時に前記アプリケーション
   からのタスク要求を受理するオンラインスケジューラで
   あって、前記オンラインスケジューラは現在及び将来の
   開始時間に対するタスク要求を受理し、前記オンライン
   スケジューラは前記データベースに接続され、前記アプ
   リケーションからの各タスク実行要求に応答して、該タ
   スク要求および既に受理された全てのタスク要求が前記
   デスパッチャの実行時にそれらの最遅デッドライン時間
   を満たすかどうかを決定する前記オンラインスケジュー
   ラとを前記システムが含み、 前記タスクを実行するために必要な前記ＣＰＵのビジー
   期間に基づいて、前記ビジー期間ができるだけ遅れるか
   のように、すなわち、前記タスクの最遅デッドライン時
   間のできるだけ近くでそれらの実行が終了するように前
   記プリエンプティブなデスパッチャが前記タスクを選定
   するかのように、前記オンラインスケジューラが前記デ
   ータベース内の前記タスクをスケジュールすることを特
   徴とする前記システム。