JP2932832B2 - 優先順位検索装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、タスクの動作を優先順
位で管理するオペレーティング・システム（以降ＯＳと
略す）における優先順位の検索に利用する。本発明は、
優先順位検索の処理時間を高速化することができる優先
順位検索装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、この種のＯＳにおいては、タスク
それぞれに優先順位と呼ばれる正の整数を付け、その値
が小さい（優先順位が高い）ほど処理を優先させるとい
う処理方式になっていた。この優先順位を管理するため
に、タスク優先順位１つに対し、メモリ上の１ビットを
割り当て、このビットのセット／リセットによって当該
優先順位タスクがレディ・キューにつながれているか否
かを判定を行うためのビット・マップ（優先順位管理テ
ーブル）を用意し、このビットを検索することによっ
て、タスク・ディスパッチの際に次に動作させるタスク
の検索処理を行っていた。

【０００３】このビット・マップ・テーブルは、図３お
よび図４に示されるもので、優先順位数だけのビット数
を持つ領域であり、この領域の０バイト目のＬＳＢよ
り、優先順位の高い順にレディ状態のタスクが存在すれ
ば、そのビットを立てる構造になっている。

【０００４】ここで、優先順位が０から６３まであるＯ
Ｓにおいて、優先順位５０のタスクＡ、優先順位３０の
タスクＢ、優先順位１０のタスクＣが存在していると
き、タスクＣが待ち状態に入った場合、ＯＳがタスク・
ディスパッチを行うために最も優先順位の高いタスクを
検索する際の処理について説明する。図１は従来例の構
成を示すブロック図、図３はタスクＡ、タスクＢ、タス
クＣが存在している場合の優先順位管理テーブルの内容
を示す図である。また、図４はタスクＣが待ちに入った
場合の優先順位管理テーブルの内容を示す図、図９は従
来例における最優先順位検索の際の処理動作の流れを示
すフローチャートである。

【０００５】図３に示すように、タスクＡ、タスクＢ、
タスクＣが存在し、タスクＣが実行中であるとし、優先
順位の高いタスクＣが待ち状態に入ったとすると、ＯＳ
は次の実行のためにタスクＣの次に高い優先順位のタス
クを検索する。

【０００６】図４に示す８バイトある優先順位管理テー
ブルを１バイト単位で参照すると、直前の最優先順位
は、管理テーブルの１バイト目に存在しており、これよ
り高い優先順位で、かつ実行可能状態のタスクは存在し
えないので以下の処理はテーブルの１バイト目より実行
される。

【０００７】まず、優先順位管理テーブルの１バイト目
（１）の中に立っているビットがあるか否かを判定し、
図９に示すＳ１１において（１）を右に１ビット論理シ
フトする。処理はＳ１２に移り、ビット・サーチが９ビ
ット目に及んだか否かを判定する。９ビット目のサーチ
であればＳ１３にて次のバイト（２）に移り再度Ｓ１１
へと処理を移す。９ビット目のサーチでなければ、Ｓ１
４へ処理は移り、Ｓ１１の結果キャリーが１になったか
否かを判定する。ここでは、キャリーは０なので、再び
Ｓ１１に処理を戻し、再度右に１ビット論理シフトさせ
Ｓ１２へ処理を移す。これらの処理をキャリーが１にな
るまで繰り返す。

【０００８】この例の場合はこれを繰り返し、３バイト
目（３）の６ビット目に立っているビットが存在するこ
とを発見する。

【０００９】これらの処理によって、テーブルの３バイ
ト目の６ビット目が最も高い優先順位であることがわか
る。これによりＳ１５において優先順位を算出する。こ
の場合、 ６＋３×８＝３０ で、次の最優先順位は３０であることがわかる。

【００１０】このようにして、ＯＳは次に実行させるタ
スクを検索し、ディスパッチ処理を行う。

【００１１】

【発明が解決しようとする課題】前述した従来の最優先
順位検索方式では、あるタスクが待ち状態になり次に高
い優先順位のタスクを検索する際の処理で、例えば優先
順位が０のタスクから優先順位が６３のタスクへのタス
ク・スイッチを例にとると、検索処理はアドレスのシフ
トを７回、ビット・シフトを５６回も繰り返し行ってい
るために、処理時間が非常に多くかかり、また、優先順
位の設定によっては検索処理時間が大幅に変動してしま
うので、検索処理時間の最悪値の保証ができず、最長割
り込み禁止時間が保証できない問題がある。

【００１２】最長割り込み禁止時間の保証は、リアルタ
イム・システムにおいては重要なことであり、この時間
が保証できないということは致命的な欠点である。

【００１３】本発明はこのような問題を解決するもの
で、優先順位の検索処理時間を短縮することができ、検
索処理時間の最悪値を保証して最長割り込み禁止時間を
保証することができる装置を提供することを目的とす
る。

【００１４】

【課題を解決するための手段】本発明は、タスクの処理
順序となる優先順位毎にビットを割り当てたビット列に
対して、前記タスクのレディ状態を識別するビット値を
記憶する記憶手段と、前記ビット列を予め定めたビット
長のワード毎に分けて、前記ワードの中でレディ状態の
ビットの有無をビット値に表して前記ワード毎にビット
マップとして記憶する情報記憶手段と、前記ビットマッ
プを数値として扱った値を前記ワードに分けたビット列
の中でのワード位置識別情報へ変換する手段と、識別し
たワード位置にあるワードを数値として扱った値をワー
ドの中でのレディ状態のビット位置識別情報へ変換する
手段と、前記両変換する手段より求めた前記ワード位置
識別情報と前記ビット位置識別情報とを用いて次に処理
すべきタスクを検索する手段とを備えたことを特徴とす
る。

【００１５】

【作用】タスクの動作を優先順位で管理するときに、メ
モリ上に格納されたタスクの優先順位１つに対しメモリ
中の１ビットが割り当てられ、このビット列をワード単
位とし、ワードごとにレディ状態のビット有無とワード
を識別する情報とを対応付けて次に処理すべきタスクを
検索する。このように優先順位付けされたタスクをビッ
トマップとして扱うのではなく、レディ状態のビットの
有無とワードを識別する情報とが対応付けされた検索可
能な情報に変換して優先順位を算出する。

【００１６】これにより、最優先順位の検索処理の際に
数多くのループ処理を行うことなく、最優先順位の検索
時間を短縮することができ、また、優先順位に依存して
の処理時間の変動を押え、処理時間の最悪値を保証して
ＯＳにおける最長割り込み禁止時間を保証することがで
きる。

【００１７】

【実施例】次に、本発明実施例を図面に基づいて説明す
る。図１は本発明第一実施例および本発明第二実施例の
構成を示すブロック図である。

【００１８】（第一実施例）本発明第一実施例は、一つ
のバス１を介して中央処理装置２、メモリ３、シリアル
コントローラ４、割込みコントローラ５、およびタイマ
コントローラ６が接続され、中央処理装置２に、タスク
の動作を優先順位で管理する手段を備え、さらに、本発
明の特徴としてメモリ３に、レディ状態のタスクの優先
順位と１対１に対応するビット情報を保持する手段と、
前記ビット情報に対応する検索情報を保持する手段とを
備え、中央処理装置２に、前記検索情報を優先順位に変
換する手段と、前記検索情報をもとに前記ビット情報の
優先順位を算出する手段とを備え、タイマコントローラ
４に最長割込禁止時間に対応する値が設定される。

【００１９】次に、このように構成された本発明第一実
施例の処理動作について図面を用いて説明する。図２は
本発明第一実施例における最優先順位検索処理の流れを
示すフローチャート、図３はタスクＡと、タスクＢ、タ
スクＣが存在している際の優先順位管理テーブルの内容
を示す図、図４はタスクＣが待ちに入った場合の優先順
位管理テーブルの内容を示す図である。図３および図４
に示す優先順位管理テーブルは、ＯＳにおいて優先順位
を管理するためにレディ・キューにつながれているタス
クの優先順位と１対１に対応するビット・マップであ
る。また、図５は本発明第一実施例で優先順位値を検索
するために用いる変換テーブルの内容を示す図で、この
変換テーブルの構造は、ビットの立っているバイトの優
先順位管理テーブルの値をオフセットとして値を参照で
きるようにされている。さらに、図６は図４に示す状態
において優先順位管理テーブルをバイト単位に検索する
ために『１バイト＝１ビット』で表したビット・マップ
である。これは、優先順位管理テーブルを１バイト単位
にみてビットの立っているバイトに対応するビットを立
てたビット・マップである。

【００２０】ここで、優先順位が０から６３まであるＯ
Ｓの管理下において、優先順位５０のタスクＡ、優先順
位３０のタスクＢ、優先順位１０のタスクＣが存在し、
優先順位１０のタスクＣが実行中のときに、待ち状態に
入ったとすると、ＯＳはタスク・ディスパッチを行うた
めに最も優先順位の高いタスクを検索する。

【００２１】まず、図２に示すＳ１にて図６に示すビッ
ト・マップの値をもとに図５に示す変換テーブルを参照
する。この図５に示す値は優先順位管理テーブルにおい
て何バイト目に最初のビットが立っているかというオフ
セットを示している。この第一実施例の場合、ビット・
マップの値は７２であり、変換テーブルより参照した値
は３であり、したがってオフセット値は３である。

【００２２】次に、Ｓ２に処理は移り、優先順位管理テ
ーブルの先に求めたオフセットに該当する１バイトの値
をもとに図５に示す変換テーブルから値を参照する。こ
の場合、先に求めたオフセット値は３であり、優先順位
管理テーブルの３バイト目（３）の値は６４である。こ
の６４を元に変換テーブルより引いた値は６となる。最
後にＳ３にて以下の計算式に従い優先順位を求める。Ｓ
２で変換テーブルより参照した値をＡ、Ｓ６で求めた優
先順位管理テーブルのオフセット値をＢとすると、 優先順位＝Ａ＋Ｂ×８ であり、これにより優先順位が求められる。本第一実施
例の場合は、Ａ＝６、Ｂ＝３であるから、 優先順位＝３×８＋６＝３０ となり、最優先順位値は３０として求められる。

【００２３】このようにしてＯＳは次に実行させるタス
クを高速に検索し、ディスパッチ処理を迅速に行うこと
ができる。

【００２４】（第二実施例）本発明第二実施例の動作環
境は図１に示す第一実施例同様に構成される。以下本発
明第二実施例の処理動作について説明する。

【００２５】優先順位５０のタスクＡ、優先順位３０の
タスクＢ、優先順位１０のタスクＣが存在し、優先順位
１０のタスクＣが実行中で待ち状態に入ったとすると、
ＯＳはここでタスク・ディスパッチを行うために最も優
先順位の高いタスクを検索する。

【００２６】図７は本発明第二実施例の優先順位検索処
理の流れを示すフローチャート、図３は第一実施例同様
にタスクＡと、タスクＢ、タスクＣが存在している際の
優先順位管理テーブルの内容を示す図、図４は同じくタ
スクＣが待ち状態に入った場合の優先順位管理テーブル
の内容を示す図、図６はこの図４に示す状態において、
優先順位管理テーブルをバイト単位に検索するために
『１バイト＝１ビット』で表されているビット・マップ
の内容を示す図で、これは、優先順位管理テーブルを１
バイト単位にみて、ビットの立っているバイトに対応す
るビットが立てられている。また、図８は本第二実施例
で優先順位値を検索するために用いられる変換テーブル
を示す図である。この変換テーブルの構造は、ビットの
立っているバイトの優先順位管理テーブルの値をオフセ
ットとして値を参照できるようにしてある。

【００２７】まず、図６に示すビット・マップの値をも
とに図４に示す優先順位管理テーブルにおけるオフセッ
トをもとめる。

【００２８】ここでは最初に、図７に示すＳ４にてビッ
トの立っているビット・マップの下位４ビットが０であ
るか否かを判定し、０であれば上位４ビットの値をもと
に図８（ａ）に示す変換テーブルより値を参照し、０で
なければ下位４ビットの値をもとに図８（ｂ）に示す変
換テーブルより値を参照する。この例ではビット・マッ
プ４の値は７２であり、下位４ビットは０でないので、
下位４ビットの値である８をもとに図８（ｂ）の変換テ
ーブルのオフセット＋８（６）より値を参照する。図８
（ｂ）より参照した値は３であるので、この場合のオフ
セット値は３である。

【００２９】次に、Ｓ７にて、優先順位管理テーブルで
先に求めたオフセットに該当する１バイトの下位４ビッ
トが０であるか否かを判定する。０であればこの１バイ
トの上位４ビットの値をもとにＳ８にて図８（ａ）の変
換テーブルより値を引く。０でなければ下位４ビットの
値をもとにＳ９にて図８（ｂ）の変換テーブルより値を
参照する。この場合、下位４ビットは０であるので上位
４ビットだけに注目し、図８（ａ）の変換テーブルより
値を参照する。優先順位管理テーブルの３バイト目
（３）の上位４ビットの値は４であるので、この４を元
に優先順位変換テーブル（ａ）のオフセット＋４（５）
より引いた値は６である。

【００３０】最後に、Ｓ１０にて以下の計算式に従い優
先順位を求める。Ｓ８あるいはＳ９にて変換テーブルよ
り参照した値をＡ、Ｓ５あるいはＳ６で求めた優先順位
管理テーブルのオフセット値をＢとすると、 優先順位＝Ａ＋Ｂ×８ となり、優先順位が求められる。

【００３１】本実施例の場合は、Ａ＝６、Ｂ＝３ 優先順位＝３×８＋６＝３０ となり、最優先順位値は３０として求められる。

【００３２】以上のようにして、ＯＳは次に実行させる
タスクを高速に検索し、ディスパッチ処理を迅速に行う
ことができ、最優先順位の検索処理を高速に行うことが
できる。

【００３３】

【発明の効果】以上説明したように本発明によれば、最
優先順位の検索処理の際に数多くのループ処理を行うこ
となく、最優先順位の検索処理時間を短縮することがで
き、また、優先順位に依存しての処理時間の変動を押
え、処理時間の最悪値を保証し、ＯＳにおける最長割り
込み禁止時間を保証することができる効果がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明第一実施例、本発明第二実施例、および
従来例の構成を示すブロック図。

【図２】本発明第一実施例における処理動作の流れを示
すフローチャート。

【図３】本発明第一実施例、本発明第二実施例、および
従来例におけるタスクＡ、タスクＢ、およびタスクＣが
存在している場合の優先順位管理テーブルの内容を示す
図。

【図４】本発明第一実施例、本発明第二実施例、および
従来例におけるタスクＣが待ち状態に入った場合の優先
順位管理テーブルの内容を示す図。

【図５】本発明第一実施例における変換テーブルの内容
を示す図。

【図６】本発明第一実施例および本発明第二実施例にお
ける優先順位管理テーブルのオフセット検索に用いるビ
ットマップの内容を示す図。

【図７】本発明第二実施例における処理動作の流れを示
すフローチャート。

【図８】（ａ）および（ｂ）は本発明第二実施例におけ
る変換テーブルの内容を示す図。

【図９】従来例における処理動作の流れを示すフローチ
ャート。

【符号の説明】

１ バス ２ 中央処理装置 ３ メモリ ４ シリアルコントローラ ５ 割り込みコントローラ ６ タイマコントローラ

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 タスクの処理順序となる優先順位毎にビ
   ットを割り当てたビット列に対して、前記タスクのレデ
   ィ状態を識別するビット値を記憶する記憶手段と、前記
   ビット列を予め定めたビット長のワード毎に分けて、前
   記ワードの中でレディ状態のビットの有無を前記ワード
   毎にビット値に表してビットマップとして記憶する情報
   記憶手段と、前記ビットマップを数値として扱った値を
   前記ワードに分けたビット列の中でのワード位置識別情
   報へ変換する手段と、識別したワード位置にあるワード
   を数値として扱った値をワードの中でのレディ状態のビ
   ット位置識別情報へ変換する手段と、前記両変換する手
   段より求めた前記ワード位置識別情報と前記ビット位置
   識別情報とを用いて次に処理すべきタスクを検索する手
   段とを備えたことを特徴とする優先順位検索装置。