JP3209560B2 - マイクロプロセッサ・システムの割込管理方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明はマイクロプロセッサ・シ
ステムの割込管理方法に関する。近年、多くのマイクロ
プロセッサ・システムが使用されているが、マイクロプ
ロセッサ・システムにおいてはマイクロプロセッサ（以
下、ＣＰＵと記す）がプログラムの処理を実行中に外部
デバイスまたは外部装置（以下、外部装置と総称する)
から割込要求が行われたときに実行中のプログラム処理
を中断して外部装置の割込要求を処理することが多い。

【０００２】外部要求で処理する内容は外部装置ごとに
異なるので、ユーザが外部装置ごとに割込処理ルーチン
（以下、割込ハンドラと記す）を作成しておき、割込要
求があったときにＣＰＵが割込要求を行った外部装置を
識別し、該当する割込ハンドラを呼び出して処理させる
方法が用いられている。

【０００３】外部割込の発生によりＣＰＵが実行中のプ
ログラム処理を中断する際には、再開するプログラムの
番地や、それまで使用していたＣＰＵの内部レジスタの
内容を保存してから割込処理を実行し、割込処理が終了
したときにこれらのレジスタを元の状態に復してプログ
ラムを再開するが、前記割込ハンドラの中で内部レジス
タの退避処理を記述することは割込ハンドラの作成を煩
雑にするため、これらの処理はＯＳ（オペレーティング
・システム）の割込管理機能によって行うのが普通であ
る。

【０００４】しかし、現在普及しているマイクロプロセ
ッサ・システムでは割込要求を受けたＣＰＵがハード的
に割込ハンドラを起動するようになっているため、もし
そのまま割込ハンドラによって割込処理が開始されると
ＯＳは割り込みの発生を知ることができず、レジスタ類
の保存を行うこともできなくなる。このため、割込ハン
ドラ側からＯＳを呼び出して（システムコールと呼ぶ）
ＯＳにレジスタの保存などの処理を行ってもらい、これ
らの処理の終了後に再び割込ハンドラに処理を戻して割
込処理を行う方法が用いられている。割込処理の終了時
も同様に割込ハンドラからシステムコールを行い、ＯＳ
がレジスタ等の復帰を行ったのち、中断していたプログ
ラムを再開させる。なお、このシステムコールによって
ＯＳは割込処理の状態を管理することが可能となってい
る。

【０００５】一方、ユーザが作成する割込ハンドラは現
在では高級言語によって書かれるのが普通であるが、高
級言語によって前記のシステムコールを含めて記述する
と、機械語に翻訳した時点で、モジュール（ハンドラ）
の先頭で必ずスタックの操作と、いくつかのＣＰＵ内レ
ジスタの書き替えが行われるようになっている。このた
め、ＣＰＵのレジスタは内容を退避する前に使用される
こととなる。割込処理の終了時にも同様な問題が発生す
る。

【０００６】このような状態を避けるためにはシステム
コールに前後する部分を高級言語でなくアセンブラ言語
を用いて記述する必要がある。しかし、現在ではアセン
ブラ言語による記述は一般的でないため、正確な記述を
行うのが難しく、加えて割込ハンドラの内部で分岐など
があると終了時の処理に誤りが生じ易い。

【０００７】このため、割込ハンドラを高級言語のみで
記述することが可能で、処理誤りが発生し難いマイクロ
プロセッサ・システムの割込管理方法が必要となってい
る。

【０００８】

【従来の技術】図６はマイクロプロセッサ・システム構
成図、図７は従来技術のシステム構成図、図８は従来技
術のメモリ構成図、図９は従来技術の処理移行状態の説
明図、図10は従来技術のフロー図である。

【０００９】図６は本発明が適用されるマイクロプロセ
ッサ・システムの構成の一例を示している。図６のＣＰ
Ｕ１は８０８６シリーズのマイクロプロセッサ（ＣＰ
Ｕ）を用いて構成されたマイクロプロセッサ・システム
の例を示しているが、ＣＰＵ１はバス６を介してＲＡＭ
（ランダムアクセス・メモリ）４、ＲＯＭ（読出専用メ
モリ）５、割込コントローラ（以下、ＰＩＣと記す）２
及び８台の外部装置（Ｉ／Ｏ）３_-1〜３_-8と接続されて
いる。

【００１０】ＰＩＣ２は８台の外部装置３_-1〜３_-8のう
ちの複数からＩＲ₀ 〜ＩＲ₇ 線を介して同時に割込要求
があった場合に優先順位などを比較し、同時に一つの割
込要求のみがＣＰＵ１に行われるように調停する役割を
もち、割込要求はＩＮＴＲ線を通してＣＰＵ１に送出さ
れる。１つのＰＩＣ２には８台の外部装置が接続できる
が、ＰＩＣ２をカスケードに接続することにより最大２
５６台までの外部装置を接続することができる。

【００１１】図７は従来技術におけるマイクロプロセッ
サ・システムの割込処理関連部分のシステム構成を図示
し、図８は図７の各部のメモリ（図７では図示省略）上
の記憶状態の例を図示しているが、以下、図７及び図８
により従来技術を説明する。なお、図７及び図８では２
台の外部装置３_-1〜３_-2のみを記載している。

【００１２】図７の構成部分の一部は図８に示すように
ＲＡＭとＲＯＭにより構成されるメモリ上に記憶され、
ＣＰＵ１がこれらを読み出しながら各機能を動作させ
る。プログラム類はＲＡＭまたはＲＯＭのいずれにも記
憶可能なものが多いが、ここでは説明の便から、ＲＯＭ
にはＯＳ60を構成する割込ハンドラ起動処理部61、割込
ハンドラ終了処理部62及び実行管理部63のみが記憶さ
れ、割込ハンドラ81及びアプリケーション・プログラム
（以下、ＡＰと記す）82はＲＡＭに記憶されるものとす
る。なお、以下において単にＯＳと記した場合にはＯＳ
60全体またはその一部（主として実行管理部63）を指す
ものとする。

【００１３】いま、ＣＰＵ１がＯＳの実行管理部63との
共同動作によりＡＰ82の1200番地の命令を実行中である
とすると、ＣＰＵ１内のプログラムカウンタ（以下、Ｐ
Ｃと記す）1aは図８に示すように実行中の番地の次の12
01番地を指している。

【００１４】この状態で外部装置３_-1より割込要求があ
り、ＰＩＣ２が他の割込要求と優先度などを比較してこ
の割込要求を優先することを確認すると、これをＣＰＵ
１に伝える。割込要求の内容は外部装置ごとに異なるた
め、どの外部装置からの割込要求であるかを識別する必
要があるが、以下、割込要求を行った外部装置を割込番
号で識別することとし、外部装置３_-1及び３_-2の割込要
求をそれぞれ割込番号１及び割込番号２とする。

【００１５】図８の割込ベクタ領域71は各割込番号の割
込処理内容を規定する割込ハンドラ81が記憶されている
メモリ領域の先頭番地（ベクタと呼ばれる）を記憶して
いるメモリ領域であり、割込番号ごとに４バイト（セグ
メントとオフセット各２バイト）のアドレス情報を記憶
している。

【００１６】外部装置は最大２５６まで接続できるた
め、割込ベクタ領域71には０から２５５までの番号をも
つ２５６の領域が確保されている。この番号をタイプナ
ンバと呼び、各タイプナンバへの割り込みをタイプ０割
込〜タイプ２５５割込と呼んでいる。実際にはユーザが
使用できるタイプナンバの範囲は限定されているが、こ
こでは説明の便から、割込番号１をタイプ０割込、割込
番号２をタイプ１割込に対応させて説明する。

【００１７】ベクタ領域71の物理アドレス（バイトアド
レス）には例えば 00000〜 003FF番地（１６進数）が使
用され、各タイプナンバごとに割り当てられた４バイト
の先頭番地がアドレスとして使用される。従って、割込
番号１は 00000番地、割込番号２は 00004番地を使用し
て割込ベクタ領域71にアクセスする。

【００１８】外部装置３_-1の割込要求がＰＩＣ２を介し
てＣＰＵ１に伝えられると、ＣＰＵ１は図６のＩＮＴＡ
線に割込要求を受け付けたことを知らせ、ＰＩＣ２より
割込要求元を識別する情報として前記タイプ０割込のア
ドレス情報 "00000"が送られる。これによりＣＰＵ１は
00000番地にアクセスし、その内容を読み取る。

【００１９】タイプ０割込に記憶されている割込ハンド
ラの先頭番地が 3000番地であるとすると、ＣＰＵ１は
この番地、即ち、割込ハンドラ81の処理に移るが、それ
に先立ち、中断するＡＰ82の情報を退避させる。

【００２０】図８では退避先のメモリ領域はＲＡＭ上の
スタック領域83に確保されており、ＣＰＵ1 内のスタッ
クポインタ（以下、ＳＰと記す）1bが退避情報を記憶さ
せる番地を指している。退避する情報は割込処理が終了
したときに復帰すべき番地であり、この場合はＰＣ1aが
指しているアドレスの"1201"となる。

【００２１】ＣＰＵ１がこの"1201"をスタック領域83に
記憶させるとＳＰ1bは次の番地に移動し、更に高位の割
り込みに備える。これを終了したのち、ＰＣ1aは割込番
号１用の割込ハンドラの先頭番地である3000番地に跳
び、処理が割込ハンドラ81に移る。ここまでの処理はＯ
Ｓ60が関与せずにＣＰＵ１によって行われる。

【００２２】割込ハンドラ81は処理を開始すると、先ず
前述したシステムコールを行うのでＣＰＵ１はＯＳ60の
一部を構成する割込ハンドラ起動処理部61によりレジス
タ類（図示省略）の退避、即ち、ＡＰ82で使用していた
レジスタの内容の退避を開始する。

【００２３】このとき、ＯＳ60は割込ハンドラ81から起
動されたが、起動した割込ハンドラがどの外部装置のも
のであるか知らされていないため、ＰＩＣ２にアクセス
し、その内部レジスタ（図示省略）を読むことによって
確認する。これによってＯＳは、現在どの割込処理が行
われているかを管理することが可能となり、多重割込が
行われた場合などに対処することができる。しかし、こ
の割込要因の解析は、外部装置数が多く、ＰＩＣ２がカ
スケード接続されているような場合には時間を要し、Ｏ
Ｓのオーバーヘッドが大きくなる原因となる。

【００２４】内部レジスタ類の保存と割込要因の解析を
終了すると、ＣＰＵ１は再び処理の実行を割込ハンドラ
81に移し、割込ハンドラ81によって実質的な割込処理が
行われる。なお、割込ハンドラ81による割込処理の実行
中に高位の割込が発生すると、ＣＰＵ１及びＯＳは前記
と同様な処理により高位の割込ハンドラを起動し、その
割込処理を実行させるたのち、前の割込ハンドラに処理
を戻す。ＯＳはこのような多重割込などに備え、常に割
込状態を管理する。

【００２５】割込処理が終了すると割込ハンドラ81は再
びシステムコールをかけ、これによりＯＳの割込ハンド
ラ終了処理部62がレジスタ類の復帰やＰＩＣ２の終了処
理を行い、スタック領域83に記憶されているアドレス情
報"1201"をＰＣ1aに移すことにより中断していたＡＰ82
の処理が再開される。

【００２６】以上においては説明を省略したが、現在の
マイクロプロセッサ・システムが使用できるメモリ空間
は極めて大きいため、アドレスの桁数が長大になること
を避ける手段としてアドレスをセグメント（他と区別す
る場合はデータ・セグメントと呼ばれる）とオフセット
に分け、セグメントを予めタスクごとに割り当てておく
方法が使用されている。これにより、各プログラムはセ
グメントを意識することなく、オフセットのみを使用し
て作成することができる。しかし、アプリケーション・
プログラムの処理から割込処理に移る場合にはセグメン
トが変わることとなるため、割り込みの際には割込ハン
ドラ81とＯＳ60の間でセグメントの付け替えについての
手順が取り決められる。

【００２７】図９は割込処理の際の処理の移行状態を示
しているが、図示のように、ＡＰの処理実行中に割込要
求が発生すると、ＡＰの処理が中断されて割込ハンドラ
が起動される。割込ハンドラは起動されるとシステムコ
ールによってＯＳを呼び出し、ＯＳによるレジスタの保
存などが終了するとＯＳより実行が移されて本来の割込
処理を実行する。割込処理を終了すると再びシステムコ
ールを行い、以後ＯＳがレジスタの復帰などを行って中
断していたＡＰの処理を再開する。

【００２８】図10は以上におけるＣＰＵとＯＳの処理の
フロー図で、Ｓ11〜Ｓ14及びＳ21〜Ｓ23はフローの各ス
テップを示す記号である。図10の(1) は割込ハンドラ起
動時のフローを示しているが、割込処理の開始時は図示
のように、割込ベクタにより割込ハンドラを起動し（Ｓ
11) 、割込ハンドラよりのシステムコールによりＯＳの
割込ハンドラ起動処理部がＣＰＵ内部レジスタの保存
（Ｓ12) と割込要因の解析（Ｓ13) を行い、処理を割込
ハンドラに移して（Ｓ14) 処理を終了する。

【００２９】図10の(2) は割込ハンドラ終了時のフロー
であり、割込ハンドラよりのシステムコールにより処理
の終了を通知された割込ハンドラ終了処理部が終了処理
を行うが、多重割込が行われていた場合はスタック領域
に保存されていた中断中の割込ハンドラのアドレスを管
理領域に復帰させ（Ｓ21) 、ＰＩＣ２の終了処理（Ｓ2
2) と内部レジスタの復帰（Ｓ23) を行い、中断してい
た処理を再開する。

【００３０】

【発明が解決しようとする課題】以上のように、従来技
術ではＯＳがもつ割込要因解析機能、レジスタ保存機能
及び割込状態管理機能を用いてユーザが作成した割込ハ
ンドラに割込処理を行わせているが、次のような問題を
有している。

【００３１】(1) ユーザが作成する割込ハンドラは起
動後にシステムコールを行ってＯＳにレジスタの保存な
どを行わせているが、割込ハンドラを高級言語で記述す
るとシステムコールの際に先ず処理に必要な数値を転送
し、保存し終わっていないレジスタを使用する可能性が
あるため、高級言語のみで割込ハンドラを作成すること
ができない。

【００３２】(2) 割込ハンドラの中で分岐などが行わ
れていると、終了処理が正確に行われず、終了時のシス
テムコールに誤りが発生し易いため、ユーザは割り込み
の状態を意識して割込ハンドラを作成する必要がある。

【００３３】(3) 割り込みの際にデータ・セグメント
を変更する必要が生ずるため、ＯＳとの間でデータ・セ
グメントの設定についての手順が必要となり、割込ハン
ドラの作成が複雑となる。

【００３４】(4) 割込要因の解析の際にＯＳのオーバ
ーヘッドが大きくなる。即ち、従来技術は割込ハンドラ
の作成が難しく、ＯＳのオーバーヘッドが大きいという
欠点を有している。

【００３５】本発明は、割込ハンドラの作成が容易で、
ＯＳのオーバーヘッドが少ない割込管理方法を提供する
ことを目的とする。

【００３６】

【課題を解決するための手段】図１は本発明の基本構成
図である。図中、１はマイクロプロセッサ（ＣＰＵ）、
10はオペレーティング・システム（ＯＳ）、31は外部割
込における割込要因ごとの処理を規定する割込ハンド
ラ、20は外部装置（図示省略）より割込要求を受けた前
記マイクロプロセッサ１より起動されたときにソフト割
込を指定して前記割込ハンドラ31への処理移行前に前記
オペレーティングシステム10に処理を移行させる二重割
込指定手段である。

【００３７】11は前記オペレーティングシステム10内に
おいて、前記二重割込指定手段20を介して処理を移行さ
れたときに、割込要因の解析と前記マイクロプロセッサ
１の内部レジスタ類（図示省略）の保存を行ったのち、
前記割込ハンドラ31を起動する割込ハンドラ起動処理手
段、12は前記オペレーティングシステム10内において、
前記割込ハンドラ31より割込処理の終了を通知されたと
きに、前記内部レジスタ類の復帰と前記外部装置に対す
る割込終了処理を行ったのち、中断した前記プログラム
処理を再開させる割込ハンドラ終了処理手段である。

【００３８】

【作用】図１において、ＯＳ10を介してプログラム処理
を実行中のＣＰＵ１が外部装置より割込要求を受ける
と、実行中のプログラム処理を中断して二重割込指定手
段20にアクセスする。

【００３９】二重割込指定手段20はＣＰＵ１に対して割
込ハンドラ31が記憶されている番地を直接知らせずに、
ソフト割込の実行を指定する。このため、外部装置より
の割込要求により直接割込ハンドラ31に処理が移され
ず、ソフト割込処理が開始される。

【００４０】ソフト割込処理は外部割込に優先して行わ
れるが、その際、ユーザが作成した割込ハンドラ31の代
わりにＯＳ10内部において割込処理の役割をもつ割込ハ
ンドラ起動処理手段11が記憶されている番地を指定す
る。これにより、割込要求が行われたときに、ＣＰＵ１
のハード的な動作によって割込ハンドラ31に直接処理が
移されずにＯＳ10に処理が移される。

【００４１】処理を移されたＯＳ10内の割込ハンドラ起
動処理手段11は割込要因の解析とＣＰＵ１の内部レジス
タ類の保存を行ったのち、前記割込ハンドラ31を起動す
る。前記割込要因の解析によって割込要求を行った外部
装置が識別され、以後、ＯＳが割込状態を管理すること
が可能となるが、この割込要因の解析は外部装置側にア
クセスすることなく簡単な方法で行われる（詳細後
述）。

【００４２】起動された割込ハンドラ31は割込処理を実
行し、処理を終了するとＯＳ10内の割込ハンドラ終了処
理手段12に割込処理の終了を通知する。割込ハンドラ終
了処理手段12は前記内部レジスタ類の復帰と前記外部装
置に対する割込終了処理を行ったのち、中断した前記プ
ログラム処理を再開させる。

【００４３】以上のように、図１の構成においては外部
割込が発生したときにＣＰＵ１が直接割込ハンドラ31に
処理を移さずにＯＳ10内の割込ハンドラ起動処理手段11
に処理を移し、内部レジスタ類の保存と割込要因の解析
を行ってから割込ハンドラ31を起動する。

【００４４】このため、割込ハンドラ31はシステムコー
ルによってレジスタの保存などを要求する必要がなくな
り、割込処理の内容のみをすべて高級言語で作成するこ
とが可能となる。また、ＯＳにおける割込要因の解析が
簡単となるため、ＯＳのオーバーヘッドが小さくなる。

【００４５】

【実施例】図２は本発明の実施例のシステム構成図、図
３は本発明の実施例のメモリ構成図、図４は本発明の実
施例の処理移行状態を説明する図、図５は本発明の実施
例のフロー図である。

【００４６】全図を通じ、同一記号は同一対象物を示
し、１はマイクロプロセッサ（ＣＰＵ）、1aはプログラ
ムカウンタ（ＰＣ）、1bはスタックポインタ（ＳＰ）、
２は割込コントローラ（ＰＩＣ）、３-₁，３-₂は外部装
置、10はＯＳ、11〜13はＯＳ10を構成する各部で、11は
割込ハンドラ起動処理部、12は割込ハンドラ終了処理
部、13は実行管理部、14は割込ハンドラアドレステーブ
ルである。

【００４７】21, 22は二重割込指定部20を構成する部分
で、21は割込ベクタ領域、22は二重割込指定テーブルで
ある。また、31は割込ハンドラ、32はアプリケーション
・プログラム（ＡＰ）、33はＲＡＭ上に設けらるスタッ
ク領域である。

【００４８】図２はＣＰＵ１として８０８６シリーズの
マイクロプロセッサを使用した本発明の実施例のマイク
ロプロセッサ・システムの構成図を示している。説明の
便から図２及び図３には２台の外部装置３_-1, ３_-2のみ
を記載している。以下、図２及び図３により本発明の実
施例を説明するが、従来技術と重複する部分については
説明を省略する。

【００４９】いま、ＣＰＵ１がＯＳ10の管理のもとでＡ
Ｐ32の1200番地を実行中であり、ＰＣ1aが次の1201番地
を指している状態で外部装置３_-1より割込要求があった
ものとする。ＰＩＣ２がこれをＣＰＵ１に伝えると、Ｃ
ＰＵ１は従来技術におけると同様、ＳＰ1bが指している
スタック領域33にＰＣ1aの指している番地情報"1201"を
中断するＡＰ32の再開アドレスとして退避させる。これ
とともにＳＰ1bはスタック領域33内の次の番地に進み、
多重割込に備える。

【００５０】次いで、ＣＰＵ１は従来技術と同様、割込
ベクタ領域21のタイプ０の番地にアクセスし、記憶され
ているアドレス情報"12340" を読み出す。これによって
ＰＣ1aは 12340番地の次の 12342番地に移るが、前記の
12340番地は従来技術と異なり、割込番号に対応する割
込ハンドラ23の先頭番地ではなく、二重割込指定テーブ
ル22の割込番号１に対応する番地である。

【００５１】二重割込指定テーブル22は必要な割込番号
の数だけ用意されるが、各割込番号に対応するメモリに
は同一内容、即ち、ソフト割込の命令が記憶されてい
る。このソフト割込は外部装置よりの割り込みよりも優
先度が高いものであるが、この割り込みも外部割込と同
様、割込ベクタ領域21にアクセスして処理ルーチンが記
憶されているメモリ領域の先頭番地を得るようになって
いる。ここではソフト割込の割込ベクタ領域21へのアク
セスにタイプ２５５（物理アドレスは003FC)を使用する
ことが機械語によって設定されている。

【００５２】上記ソフト割込により二重割込が行われた
ことになるため、最初の割込でＰＣ1aが移っていたアド
レス値"12342" をＳＰ1bが指しているスタック領域33に
記憶し、ＳＰ1bは次の番地に移る。

【００５３】ソフト割込が割込ベクタ領域21より得る情
報、例えば"20000" は図示のようにＯＳ10の一部を構成
する割込ハンドラ起動処理部11の先頭番地となってい
る。割込ハンドラ起動処理部11は大別して、割込要因解
析部11a とレジスタ保存処理部11b により構成される
が、先のアドレス"20000" は割込要因解析部11a の先頭
番地となっており、ここで割込要因の解析が行われる。

【００５４】割込要因解析部11a には割込番号ごとの割
込ハンドラの先頭番地が２バイト間隔のアドレスに記憶
されているので、割込番号を算出すれば「 30000＋ 2×
(割込番号) −２」の式により割込番号に対応する割込
ハンドラのアドレスが判るようになっている。

【００５５】前記割込番号は、スタック領域33に記憶し
たアドレス値"12342" から割込ベクタ領域21の先頭に記
憶されているアドレス値の"12340" を引き、２で割るこ
とにより得られる。即ち、割込要因の解析は簡単な演算
を実行するのみで行われ、ＰＩＣ２の内部レジスタ（図
示省略）にアクセスするが必要がないため、ＯＳに大き
なオーバーヘッドを生ずることがない。

【００５６】この例では上記の演算により“１”が得ら
れ、この割り込みが割込番号１であることが識別され
る。そして 20000番地からの処理（割込要因解析部11a)
において、先に求めた割込番号１と割込ハンドラアドレ
ステーブル14から、割込ハンドラ31の処理に移ることが
できるが、それに先立ち、レジスタ保存処理部11b がＣ
ＰＵ１の内部レジスタの保存を行う。

【００５７】内部レジスタ類の保存処理は従来技術にお
いて割込ハンドラよりのシステムコールによって行う内
容と同じであるが、本発明では割込ハンドラ31が関与せ
ずにすべてＯＳ内部のみで行うことができるため、ユー
ザがレジスタ類の退避に配慮して割込ハンドラを作成す
る必要がない。なお、このとき、データ・セグメントの
付け替えなども行われる（詳細説明は省略）。

【００５８】レジスタ保存処理部11b はレジスタの保存
などが終わると割込ハンドラ31を呼び出すが、これは割
込要因解析部11a が割込番号１と割込ハンドラアドレス
テーブル14から得たアドレス値により行うが、アドレス
値が例えば"3000"であれば、処理を3000番地に移すこと
により割込ハンドラ31による処理が開始される。

【００５９】処理が割込ハンドラ31に移されたのちにも
し高位の割込要求があったときにはその割込処理に移
る。そのため、ＯＳ10は割込ハンドラ31による割込処理
中も割込状態即ち、現在の割込処理がどの外部装置より
の要求のものであるかを管理する必要があるが、これは
先に割込要因解析部11a により識別された割込番号をＯ
Ｓ内部に保存することにより可能である。

【００６０】以上のように、割込ハンドラ31はＯＳによ
って行われる処理がすべて終了したのちに起動されるた
め、ＣＰＵ１の内部レジスタを保存したり、セグメント
の付け替えのためにアセンブラ言語を使用したり、特別
な手順を記述する必要がなく、割込処理内容のみを高級
言語だけを用いて記述することができる。その結果、こ
の割込ハンドラ31は通常のサブルーチンと同様に取り扱
うことができる。

【００６１】割込処理が終了する場合も割込ハンドラ31
は内部レジスタやセグメントに関する特別な記述を行う
必要がなく、サブルーチンからメインルーチンに戻す場
合に通常使用される命令、例えばＲＥＴＵＲＮ命令でＯ
Ｓに処理を戻すことができ、これによりＯＳは割込処理
が終了したことを知ることができる。

【００６２】割込ハンドラ31よりの割込終了通知により
ＯＳの割込ハンドラ完了処理部12はレジスタの復帰など
の処理を行い、中断していたＡＰ32の処理を再開させる
が、その処理内容は従来技術とほぼ同一であるので説明
を省略する。

【００６３】図４は以上における処理の移行状態を図示
したものであるが、図示のように、割込ハンドラは割込
処理の際にＣＰＵがレジスタの保存などの処理をすべて
終了したのちに呼び出されるため、割込ハンドラ23の処
理内容は非常に簡単になる。

【００６４】図５は以上における割込ハンドラ起動時の
ＣＰＵとＯＳの処理をフロー図に示したものであり、Ｓ
１〜Ｓ５はフローの各ステップを示す。割込が発生する
とＣＰＵのハード処理によって二重割込指定テーブルに
無条件で分岐（Ｓ１) させたのち、二重割込指定テーブ
ルにおいてタイプ２５５のソフト割込を発生（Ｓ２）さ
せ、割込ハンドラ起動処理部において割込要因の解析
（Ｓ３）とＣＰＵ内部レジスタの保存（Ｓ４）を行う。
これらの処理が終わった時点で割込ハンドラを起動する
（Ｓ５）。

【００６５】割込ハンドラの処理終了時の細部の処理は
前述のように従来技術と若干異なるが、フロー図上では
差がないので説明を省略する。以上、図２乃至図５によ
り本発明の実施例を説明したが、図２乃至図５はあくま
で本発明の一実施例を示したものに過ぎず、本発明が図
示したものに限定されるものでないことは勿論である。

【００６６】例えば、上記の説明は８０８６シリーズの
マイクロプロセッサを例として行ったが、本発明がマイ
クロプロセッサの名称如何に関わらず同様な構成をもつ
マイクロプロセッサを使用するマイクロプロセッサ・シ
ステムに適用可能であることは明らかである。

【００６７】また、図３に示したメモリ構成におけるＲ
ＡＭの記憶内容の一部をＲＯＭに移しても本発明の効果
が変わらないことは明らかであり、また、アドレスや記
憶内容が図示のものに限定されないことは当然である。
更に、ＯＳが保存または付け替え処理を行う対象はレジ
スタやデータ・セグメントのみに限定されるものではな
く、他の名称を有する同種の構成要素を含むことは勿論
であり、本発明はマイクロプロセッサ・システムの構成
の変形を排除するものではない。

【００６８】

【発明の効果】以上説明したように、本発明において
は、ＯＳが内部レジスタ類の保存などの処理をすべて終
了したのちに割込ハンドラを起動するため、割込ハンド
ラにレジスタの退避やデータ・セグメント付け替えのた
めの手順を記述する必要がない。このため、ユーザは外
部割込の処理内容を規定する割込ハンドラをすべて高級
言語で記述することができ、かつ、記述の簡明化にとも
ない誤処理が発生する可能性が減少する。また、割込要
因の解析が割込コントローラ（ＰＩＣ）にアクセスする
ことなく簡単な演算によって行われるため、ＯＳのオー
バーヘッドが減少する。

【００６９】即ち、本発明は、割込管理を行うマイクロ
プロセッサ・システムにおける割込ハンドラの作成効率
と割込処理の効率の向上に大きく貢献する。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明の基本構成図

【図２】 本発明の実施例システム構成図

【図３】 本発明の実施例メモリ構成図

【図４】 本発明の実施例処理移行状態説明図

【図５】 本発明の実施例フロー図

【図６】 マイクロプロセッサ・システム構成図

【図７】 従来技術のシステム構成図

【図８】 従来技術のメモリ構成図

【図９】 従来技術の処理移行状態説明図

【図10】 従来技術のフロー図

【符号の説明】

１ マイクロプロセッサ（ＣＰＵ） 1a プログラムカウンタ（ＰＣ） 1b スタックポインタ（ＳＰ） ２ 割込コントローラ（ＰＩＣ） ３_-1〜３_-8 外部装置（Ｉ／Ｏ） 10 オペレーティング・システム（ＯＳ） 11 割込ハンドラ起動処理手段 12 割込ハンドラ終了処理手段 13 実行管理部14 割込ハンドラアドレステーブル 20 二重割込指定手段 21 割込ベクタ領域 22 二重割込指定テーブル 31 割込ハンドラ 32 アプリケーション・プログラム（ＡＰ） 33 スタック領域

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 熱海 信夫 神奈川県横浜市港北区新横浜三丁目９番 18号 富士通コミュニケーション・シス テムズ株式会社内 (56)参考文献 特開 平２−158839（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−133828（ＪＰ，Ａ) 特開 昭62−274434（ＪＰ，Ａ) 特開 昭59−62937（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−299030（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−296140（ＪＰ，Ａ) 特開 昭61−196336（ＪＰ，Ａ) 特開 昭51−27745（ＪＰ，Ａ) インターフェース、Ｖｏｌ．16、Ｎ ｏ．６，ＣＱ出版株式会社（1990年）、 ｐｐ．131〜144（特許庁ＣＳＤＢ文献番 号：ＣＳＮＷ199800225001) Ｃ ＭＡＧＡＺＩＮＥ、Ｖｏｌ．２、 Ｎｏ．２、株式会社日本ソフトバンク （1990年）、ｐｐ．86〜92（特許庁ＣＳ ＤＢ文献番号：ＣＳＮＷ199800150012) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 9/46 G06F 13/24 ＣＳＤＢ（日本国特許庁)

Claims (1)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 オペレーティングシステム(10)を介して
   プログラム処理を実行中のマイクロプロセッサ(1) が外
   部装置より割込要求を受けたときに実行中のプログラム
   処理を中断して割込要因ごとの処理を規定する割込ハン
   ドラ(31)に割込処理を行わさせるマイクロプロセッサ・
   システムにおいて、 割込要求を受けた前記マイクロプロセッサ(1) より起動
   されたときにソフト割込を指定して前記割込ハンドラ(3
   1)への処理移行前に前記オペレーティングシステム(10)
   に処理を移行させる二重割込指定手段(20)と、 前記オペレーティングシステム(10)内において、前記二
   重割込指定手段(20)を介して処理を移行されたときに、
   割込要因の解析と前記マイクロプロセッサ(1)の内部レ
   ジスタ類の保存を行ったのち、前記割込ハンドラ(31)を
   起動する割込ハンドラ起動処理手段(11)と、 前記オペレーティングシステム(10)内において、前記割
   込ハンドラ(31)より割込処理の終了を通知されたとき
   に、前記内部レジスタ類の復帰と前記外部装置に対する
   割込終了処理を行ったのち、中断した前記プログラム処
   理を再開させる割込ハンドラ終了処理手段(12)を備えた
   ことを特徴とするマイクロプロセッサ・システムの割込
   管理方法。