JPH02247738A - マルチタスクシステム - Google Patents
マルチタスクシステムInfo
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- JPH02247738A JPH02247738A JP6885089A JP6885089A JPH02247738A JP H02247738 A JPH02247738 A JP H02247738A JP 6885089 A JP6885089 A JP 6885089A JP 6885089 A JP6885089 A JP 6885089A JP H02247738 A JPH02247738 A JP H02247738A
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- 238000007689 inspection Methods 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 16
- 230000007704 transition Effects 0.000 description 5
- 238000000034 method Methods 0.000 description 3
- 230000004913 activation Effects 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 230000001934 delay Effects 0.000 description 1
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
この発明は、１つの中央演算処理装置（以下ＣＰＵとい
う）で複数個の固有の目的を持つプログラム（以下タス
クという）を実行するマルチタスクシステムに関するも
のである。
う）で複数個の固有の目的を持つプログラム（以下タス
クという）を実行するマルチタスクシステムに関するも
のである。
一般に、マルチタスクシステムは複数個のタスクの実行
を制御するモニタと呼ばれる特別なプログラムを、タス
クとは別に設けている。 第７図は、例えば電子雑誌「インターフェース」「Ｎα
９Ｂ、 Ｐ２２０−２２８．１９８７発行）に示された
従来のマルチタスクシステムを示すシステム構成図であ
り、１はタスクを実行するＣＰＵ、２は前記モニタ及び
タスクを格納するメモリ、３は前記ＣＰＵ１に割込みを
発生させるタイマー装置、４はモニタ、５はシステムコ
ール処理部、６はタイマー装置３が発生した割込みの処
理をするタイマー割込み処理部、７は前記ＣＰＵＩで実
行するタスクを選択するタスクスケジューラ、８はシス
テムが稼動すると最初に実行される初期化プログラム、
９は９−１〜９−ｎのｎ個のタスクであり、上述した４
〜９はメモリ２に格納されているプログラム又はテーブ
ルである。 また第８図はこのマルチタスクシステムにおけるタスク
９の処理状態を示す状態遷移図であり、図において、３
１はタスクが存在していない未登録状態、３２はタスク
は存在しているが起動されていない登録状態、３３はタ
スクがいつでも実行されるよう準備されているレディ状
態、３４は実行中のタスクを示すラン状態、３５はタス
クが事象の発生（起動指示）を待っているウェイト状態
、３６はタスクが中断要求を受けた中断状態を示す。 次にモニタの動作について説明する。 なお、この発明に特に関与しない中断状態３６について
は説明を省略する。 まず初めは、ｎ個のタスク９−１〜９−ｎがすべて未登
録状態３１になっているものとする。 マルチタスクシステムが起動すると、初期化プログラム
８が動作し、ｎ個のタスク９−１〜９−ｎに対してタス
ク登録のシステムコールを行い、すべて登録状態になる
。 次に初期化プログラム８がタスク起動のシステムコール
を行って第１のタスク（仮にタスク９−１とする）を起
動させることで（通常初めに起動するタスクをイニシャ
ルタスクという）、第１のタスク９−１はレディ状態３
３、ｎ−１個のタスク９−２〜９−ｎは登録状態３２と
なる。 次に初期化プログラム８が終了すると、タスクスケジュ
ーラ７が起動し、レディ状Ｂ３３のタスク（第１のタス
ク９−１）が１つしかないので、このタスクをラン状態
３４へ移行させ、第１のタスク９−１の実行が始まる。 次に第１のタスク９−１又はタイマー割込み処理部６は
第２のタスク（仮にタスク９−２とする）を要求するシ
ステムコールを発生させ、第２のタスク９−２をレディ
状態へ移行させる。ただし、ここで第１のタスク９−１
はラン状態３４、第２のタスク９−２はレディ状Ｂ、３
３であるが、いずれのタスクを実行させるかはタスクス
ケジューラの処理による。 以上のように従来のマルチタスクシステムは、各タスク
をタスクの終了、あるいはシステムコール等によって、
第３図の各状態を遷移させ、マルチタスク処理を実現し
ている。 次にウェイト状態３５について説明する。 あるタスク（仮にタスク９−１とする）がラン状態３４
にあるとき、自タスクへのメツセージ到着、一定時間の
経過等の事象が発生するまで処理をする必要がない場合
が生じる。このときタスク９−１は自らウェイト状Ｎ４
３５になるようにシステムコールを発生し、モニタ４に
通知する。モニタ４内ではシステムコール処理部５で該
システムコールを判断し、その内容に従ってタスクスケ
ジューラ７はラン状ｗ４３４のタスク９−１をウェイト
状態３５にし、レディ状ａ３３のタスク中量も優先度の
高いタスクをラン状態３４にして、このタスクへ制御を
移す。ここでウェイト状態３５になったタスク９−１は
要求した事象が実現されるまでウェイト状１！３５を維
持し、事象が実現されるとモニタ４によってレディ状態
３３へ移される。 タスクがウェイト状１１３５にあるとき、再度起動され
る事象には主に以下の３つがある。 ■ 他タスクから起動指示がある（メツセージの到着等
）。 ■ ウェイト状態３５での設定した待ち時間が経過する
。 ■ 前記■と■の事象を指定し、どちらかが満足される
のを待つ。 ここでは、事象■についてウェイト状［３５での処理を
説明する。まずラン状態３４にあるタスクは、待ち時間
を指定して自分がウェイト状１１３５に入って他タスク
からの起動を待つシステムコールをする。このとき待ち
時間は、−ｉにシステム内のタイマー装置３が発生する
タイマー割込み間隔の倍数で指定される。いまラン状１
！３４にあるタスク（仮にタスク９−１とする）が待ち
時間Ｔ。 を指定して、事象■を待つシステムコールをしたとする
。タスクスケジューラ７はタスク９−１をラン状Ｂ３４
からウェイト状態３５にし、タスク９−１の様々な情報
が入っているテーブル（以下ＴＣＢという）をウェイト
キュー（−時的にデータを格納する（モニタ４内のテー
ブル）へキューイング（ウェイトキューヘデータを格納
すること）する。第９図（ａ）に示すように当該ＴＣＢ
はモニタ４内のテーブルにキューイングされ、該ＴｃＢ
内に自ら指定した待ち時間ＴＩをモニタ４によって書き
込まれ、ウェイト状態３５になる。更に別のタスク（仮
にタスク９−２とする）が待ち時間Ｔ２でウェイト状態
３５に移るシステムコールをした状態を示した状態図が
第９図（ｂ）である、この図では指定した待ち時間が短
いタスクがウェイトキューの先頭へ配置され、先頭タス
ク以外のタスクのＴＣＢ内には、１つ前のタスクが起動
する時間を基準とした待ち時間が格納される。第９図（
Ｃ）では、更に別のタスク（仮にタスク９−３とする）
が待ち時間Ｔ、を指定し、ウェイト状態３５に移るシス
テムコールをして、すでにウェイト状態３５にあるタス
ク９−１及びタスク９−２との関係がＴｓ ＞Ｔ。 ＞Ｔｔになった場合を示す状態図である。第９図（ａ）
〜（Ｃ）のタスクは待ち時間が経過すると順次レディ状
態３３になる。次にタイマー装置からのタイマー割込み
が発生した場合、タイマー割込み処理部６起動し、通常
のタイマー割込み処理を行った後、キューイングされて
いる各タスクのＴＣＢの待ち時間をデクリメント（タイ
マー割込み処理にかかった時間を待ち時間から減じる）
し、デクリメントした結果が０以下になれば、該タスク
の待ち時間は終了したと判断し、該タスクをレディ状態
にする。次に待ち時間が終了する前に他タスクから起動
された場合、第９図（Ｃ）を例として説明すると、モニ
タ４は別タスクの指示に従って、ウェイト状態３５にあ
るタスク（仮にタスク９−１とする）をレディ状態３３
にする。このときタスク９−１の次に配置されているタ
スク９−３の待ち時間を、タスク９−１のＴＣＢ内に格
納されている時間を加算してタスク９−３のＴＣＢ内の
待ち時間の項目を変更する。
を制御するモニタと呼ばれる特別なプログラムを、タス
クとは別に設けている。 第７図は、例えば電子雑誌「インターフェース」「Ｎα
９Ｂ、 Ｐ２２０−２２８．１９８７発行）に示された
従来のマルチタスクシステムを示すシステム構成図であ
り、１はタスクを実行するＣＰＵ、２は前記モニタ及び
タスクを格納するメモリ、３は前記ＣＰＵ１に割込みを
発生させるタイマー装置、４はモニタ、５はシステムコ
ール処理部、６はタイマー装置３が発生した割込みの処
理をするタイマー割込み処理部、７は前記ＣＰＵＩで実
行するタスクを選択するタスクスケジューラ、８はシス
テムが稼動すると最初に実行される初期化プログラム、
９は９−１〜９−ｎのｎ個のタスクであり、上述した４
〜９はメモリ２に格納されているプログラム又はテーブ
ルである。 また第８図はこのマルチタスクシステムにおけるタスク
９の処理状態を示す状態遷移図であり、図において、３
１はタスクが存在していない未登録状態、３２はタスク
は存在しているが起動されていない登録状態、３３はタ
スクがいつでも実行されるよう準備されているレディ状
態、３４は実行中のタスクを示すラン状態、３５はタス
クが事象の発生（起動指示）を待っているウェイト状態
、３６はタスクが中断要求を受けた中断状態を示す。 次にモニタの動作について説明する。 なお、この発明に特に関与しない中断状態３６について
は説明を省略する。 まず初めは、ｎ個のタスク９−１〜９−ｎがすべて未登
録状態３１になっているものとする。 マルチタスクシステムが起動すると、初期化プログラム
８が動作し、ｎ個のタスク９−１〜９−ｎに対してタス
ク登録のシステムコールを行い、すべて登録状態になる
。 次に初期化プログラム８がタスク起動のシステムコール
を行って第１のタスク（仮にタスク９−１とする）を起
動させることで（通常初めに起動するタスクをイニシャ
ルタスクという）、第１のタスク９−１はレディ状態３
３、ｎ−１個のタスク９−２〜９−ｎは登録状態３２と
なる。 次に初期化プログラム８が終了すると、タスクスケジュ
ーラ７が起動し、レディ状Ｂ３３のタスク（第１のタス
ク９−１）が１つしかないので、このタスクをラン状態
３４へ移行させ、第１のタスク９−１の実行が始まる。 次に第１のタスク９−１又はタイマー割込み処理部６は
第２のタスク（仮にタスク９−２とする）を要求するシ
ステムコールを発生させ、第２のタスク９−２をレディ
状態へ移行させる。ただし、ここで第１のタスク９−１
はラン状態３４、第２のタスク９−２はレディ状Ｂ、３
３であるが、いずれのタスクを実行させるかはタスクス
ケジューラの処理による。 以上のように従来のマルチタスクシステムは、各タスク
をタスクの終了、あるいはシステムコール等によって、
第３図の各状態を遷移させ、マルチタスク処理を実現し
ている。 次にウェイト状態３５について説明する。 あるタスク（仮にタスク９−１とする）がラン状態３４
にあるとき、自タスクへのメツセージ到着、一定時間の
経過等の事象が発生するまで処理をする必要がない場合
が生じる。このときタスク９−１は自らウェイト状Ｎ４
３５になるようにシステムコールを発生し、モニタ４に
通知する。モニタ４内ではシステムコール処理部５で該
システムコールを判断し、その内容に従ってタスクスケ
ジューラ７はラン状ｗ４３４のタスク９−１をウェイト
状態３５にし、レディ状ａ３３のタスク中量も優先度の
高いタスクをラン状態３４にして、このタスクへ制御を
移す。ここでウェイト状態３５になったタスク９−１は
要求した事象が実現されるまでウェイト状１！３５を維
持し、事象が実現されるとモニタ４によってレディ状態
３３へ移される。 タスクがウェイト状１１３５にあるとき、再度起動され
る事象には主に以下の３つがある。 ■ 他タスクから起動指示がある（メツセージの到着等
）。 ■ ウェイト状態３５での設定した待ち時間が経過する
。 ■ 前記■と■の事象を指定し、どちらかが満足される
のを待つ。 ここでは、事象■についてウェイト状［３５での処理を
説明する。まずラン状態３４にあるタスクは、待ち時間
を指定して自分がウェイト状１１３５に入って他タスク
からの起動を待つシステムコールをする。このとき待ち
時間は、−ｉにシステム内のタイマー装置３が発生する
タイマー割込み間隔の倍数で指定される。いまラン状１
！３４にあるタスク（仮にタスク９−１とする）が待ち
時間Ｔ。 を指定して、事象■を待つシステムコールをしたとする
。タスクスケジューラ７はタスク９−１をラン状Ｂ３４
からウェイト状態３５にし、タスク９−１の様々な情報
が入っているテーブル（以下ＴＣＢという）をウェイト
キュー（−時的にデータを格納する（モニタ４内のテー
ブル）へキューイング（ウェイトキューヘデータを格納
すること）する。第９図（ａ）に示すように当該ＴＣＢ
はモニタ４内のテーブルにキューイングされ、該ＴｃＢ
内に自ら指定した待ち時間ＴＩをモニタ４によって書き
込まれ、ウェイト状態３５になる。更に別のタスク（仮
にタスク９−２とする）が待ち時間Ｔ２でウェイト状態
３５に移るシステムコールをした状態を示した状態図が
第９図（ｂ）である、この図では指定した待ち時間が短
いタスクがウェイトキューの先頭へ配置され、先頭タス
ク以外のタスクのＴＣＢ内には、１つ前のタスクが起動
する時間を基準とした待ち時間が格納される。第９図（
Ｃ）では、更に別のタスク（仮にタスク９−３とする）
が待ち時間Ｔ、を指定し、ウェイト状態３５に移るシス
テムコールをして、すでにウェイト状態３５にあるタス
ク９−１及びタスク９−２との関係がＴｓ ＞Ｔ。 ＞Ｔｔになった場合を示す状態図である。第９図（ａ）
〜（Ｃ）のタスクは待ち時間が経過すると順次レディ状
態３３になる。次にタイマー装置からのタイマー割込み
が発生した場合、タイマー割込み処理部６起動し、通常
のタイマー割込み処理を行った後、キューイングされて
いる各タスクのＴＣＢの待ち時間をデクリメント（タイ
マー割込み処理にかかった時間を待ち時間から減じる）
し、デクリメントした結果が０以下になれば、該タスク
の待ち時間は終了したと判断し、該タスクをレディ状態
にする。次に待ち時間が終了する前に他タスクから起動
された場合、第９図（Ｃ）を例として説明すると、モニ
タ４は別タスクの指示に従って、ウェイト状態３５にあ
るタスク（仮にタスク９−１とする）をレディ状態３３
にする。このときタスク９−１の次に配置されているタ
スク９−３の待ち時間を、タスク９−１のＴＣＢ内に格
納されている時間を加算してタスク９−３のＴＣＢ内の
待ち時間の項目を変更する。
従来のマルチタスクシステムは以上のように構成されて
いるので、すでにウェイト状態にあるタスク数が増加す
ると、それに比例して次にウェイト状態へ遷移しようと
するタスクのＴＣＢがウェイトキューヘキューイングさ
れる時間も増加し、ひいては全体の処理時間を増加させ
るという課題があった。 この発明は上記のような課題を解消するためになされた
もので、ウェイト状態にあるタスク数が増加しても、Ｔ
ＣＢがウェイトキューヘキューイングされる時間が増加
しないマルチタスクシステムを得ることを目的とする。
いるので、すでにウェイト状態にあるタスク数が増加す
ると、それに比例して次にウェイト状態へ遷移しようと
するタスクのＴＣＢがウェイトキューヘキューイングさ
れる時間も増加し、ひいては全体の処理時間を増加させ
るという課題があった。 この発明は上記のような課題を解消するためになされた
もので、ウェイト状態にあるタスク数が増加しても、Ｔ
ＣＢがウェイトキューヘキューイングされる時間が増加
しないマルチタスクシステムを得ることを目的とする。
この発明に係るマルチタスクシステムは、各タスクが指
定する待ち時間の最大待ち時間を設定し、ウェイトキュ
ーを前記最大待ち時間以上のＴＣＢが格納されるキュー
領域と、前記最大待ち時間以下のプログラム情報を各待
ち時間毎に格納するキュー領域とに分割し、割込み毎に
前記キュー領域に格納されたＴＣＢの待ち時間を修正し
、該ＴＣＢを該当する待ち時間のキュー領域へ再配置す
るようにしたものである。
定する待ち時間の最大待ち時間を設定し、ウェイトキュ
ーを前記最大待ち時間以上のＴＣＢが格納されるキュー
領域と、前記最大待ち時間以下のプログラム情報を各待
ち時間毎に格納するキュー領域とに分割し、割込み毎に
前記キュー領域に格納されたＴＣＢの待ち時間を修正し
、該ＴＣＢを該当する待ち時間のキュー領域へ再配置す
るようにしたものである。
この発明におけるタスクスケジューラは、ウェイト状態
へ遷移しようとするタスクのＴＣＢを該当するキュー領
域へ格納し、ウェイトキュー更新部でタイマー割込み毎
に該ＴＣＢの待ち時間を修正した後、該ＴＣＢを該当す
る待ち時間のキュー領域へ再配置することを可能にする
。
へ遷移しようとするタスクのＴＣＢを該当するキュー領
域へ格納し、ウェイトキュー更新部でタイマー割込み毎
に該ＴＣＢの待ち時間を修正した後、該ＴＣＢを該当す
る待ち時間のキュー領域へ再配置することを可能にする
。
以下、この発明の一実施例を図について説明する。
第１図はこの発明のマルチタスクシステムの構成を示す
ブロック図であり、図において、従来のマルチタスクシ
ステムの構成を示すブロック図（第７図）と同一部分に
ついては同一符号を付して説明を省略する。１０はウェ
イトキューに格納されているＴＣＢの待ち時間を変更す
るウェイトキュー更新部である。 第２図は、この発明の一実施例によるウェイトキューの
状態を示す図であり、モニタ内のテープルに、最大待ち
時間Ｔイ、Ｘ以下の待ち時間のタスクのＴＣＢを待ち時
間順にキューイングするための先頭ポインタと、最大待
ち時間Ｔ。、を越える待ち時間を持つタスクのＴＣＢを
キューイングするための先頭ポインタを有する。 次に動作について説明する。 システムが起動すると、各タスクがラン状態３４あるい
はレディ状態３３になるが、ここまでの動作は従来例と
同様である。 ラン状態３４にあるタスクが、待ち時間を指定して自分
がウェイト状態３５に遷移するとき、仮にタスク９−１
．９−２．９−３がそれぞれ待ち時間をＴＩ。 Ｔ、、Ｔ、とじ、さらに待ち時間を指定しないタスク９
−４が、タスク９−１１タスク９−２．タスク９−３．
タスク９−４の順にウェイト状態になったとする。 このとき各タスクの待ち時間の関係を以下のようにする
と、 Ｔｔ＜Ｔ、＜Ｔ□８〈Ｔ３ Ｔ４は待ち時間指定なしく事象待ち）・・−（１）にな
り、ウェイトキューのキューイング状態は第３図のよう
になる。 従来のマルチタスクシステムではタスク９−２あるいは
タスク９−３のＴＣＢをキューイングする際に、ウェイ
トキュ一の先頭からＴＣＢの待ち時間を計算する必要が
あったが、この発明ではその必要はなく、ウェイト状態
３５にあるタスクのＴＣＢの数が増加しても、待ち時間
のＴＣＢごとに分割して格納しているのでキューイング
処理速度は一定となる。 次にウェイトキュー更新部１０について説明する。 タイマー割込みが発生すると、タイマー割込み処理部６
が起動され、通常のタイマー処理を行った後、待ち時間
ｌのキュー領域を調査し、該キュー領域にＴＣＢがキュ
ーイングされていれば、該キュー領域に格納されている
全てのＴＣＢをキュー領域から取り出し、該タスクの状
態をレディ状８３３にする。この処理が終了すると、タ
イマー割込み処理部６はウェイトキュご更新部ｌＯを起
動する。このウェイトキュー更新部は、まず待ち時間１
〜待ち時間Ｔ１．、のキュー先頭部分の待ち時間を修正
し、次のタイマー割込みに備える（第４図）０次にＴ
ａ ｍ ｘを越えるキュー領域に格納されているＴＣＢ
をサーチし、そのＴＣＢ内の待ち時間を修正する。この
とき１回のタイマー割込みでサーチするタスクのＴＣＢ
数は、多（ともシステムに許されているタスク最大数（
ウェイトキューにキューイングされるＴＣＢの最大数）
をＮとすると、 である。ここで記号〔〕はＮ／（キュー領域数）＋１を
越えない最大の整数をとる。 さらに、Ｔ ＊ ｍ ｘを越えるキュー領域にｎ個を越
えるＴＣＢがある場合に備えて、ウェイトキュー更新部
１０内にポインタを設定し、次回のタイマー割込み時に
次のＴＣＢから調査するようにする。 ＴＣＢがウェイトキューの最後であるなら、ウェイトキ
ューの先頭に戻る。次にＴＣＢを調査するときの処理に
ついて説明する。ＴＣＢを調査するときは、まず該ＴＣ
Ｂ内にある待ち時間を調べ、その内容から該ＴＣＢが最
後に調査された時点（まだ１度も調査されていないＴＣ
Ｂであればキューイングされた時点）から現時点までの
経過時間を滅じて待ち時間を更新する。更新後の待ち時
間がＴ□８以下になったＴＣＢについては、該キュー領
域からＴＣＢを取り出して待ち時間に対応したキュー領
域にキューイングする。このようにして待ち時間がＴ、
□を越えるタスクＴＣＢについても必ず待ち時間が１
”＝ＴＩＩＩＩＩＫのキューへキューイングされること
になる。 なお、ウェイトキュー内で一定時間７１１１１ Ｘを越
える待ち時間を持つタスクのＴＣＢと時間待ちを行わな
いタスクのＴＣＢを同一のキューにキューイングしてい
たが、これを別々に分けてもよい。 第５図は上記方法での（ウェイトキューのキューイング
）状態を示したものであり、時間待ちなしのタスクのＴ
ＣＢをキューイングする領域を設けである。 第６図は、ウェイトキューにタスクのＴＣＢがキューイ
ングされている状態を示す図である。このとき、タスク
９−１．９−２．９−３は時間待ちを行うタスク、タス
ク９−４は時間待ちを行わないタスクであり、時間待ち
を行うタスクの各々の待ち時間ＴＩ、 Ｔｚ 、 Ｔｚ
は Ｔｔ ＜Ｔ、 ＜ＴＩＩ□＜Ｔ。 の関係にあるとすると、各タスクのＴＣＢは第６図に示
すようにキューイングされる。このとき、ウェイトキュ
ー更新部ｌＯの処理は上記実施例とほぼ同一であるが、
キュー領域内の各ＴＣＢが時間待ちをするかを判定する
必要がなくなるためより高速になる。
ブロック図であり、図において、従来のマルチタスクシ
ステムの構成を示すブロック図（第７図）と同一部分に
ついては同一符号を付して説明を省略する。１０はウェ
イトキューに格納されているＴＣＢの待ち時間を変更す
るウェイトキュー更新部である。 第２図は、この発明の一実施例によるウェイトキューの
状態を示す図であり、モニタ内のテープルに、最大待ち
時間Ｔイ、Ｘ以下の待ち時間のタスクのＴＣＢを待ち時
間順にキューイングするための先頭ポインタと、最大待
ち時間Ｔ。、を越える待ち時間を持つタスクのＴＣＢを
キューイングするための先頭ポインタを有する。 次に動作について説明する。 システムが起動すると、各タスクがラン状態３４あるい
はレディ状態３３になるが、ここまでの動作は従来例と
同様である。 ラン状態３４にあるタスクが、待ち時間を指定して自分
がウェイト状態３５に遷移するとき、仮にタスク９−１
．９−２．９−３がそれぞれ待ち時間をＴＩ。 Ｔ、、Ｔ、とじ、さらに待ち時間を指定しないタスク９
−４が、タスク９−１１タスク９−２．タスク９−３．
タスク９−４の順にウェイト状態になったとする。 このとき各タスクの待ち時間の関係を以下のようにする
と、 Ｔｔ＜Ｔ、＜Ｔ□８〈Ｔ３ Ｔ４は待ち時間指定なしく事象待ち）・・−（１）にな
り、ウェイトキューのキューイング状態は第３図のよう
になる。 従来のマルチタスクシステムではタスク９−２あるいは
タスク９−３のＴＣＢをキューイングする際に、ウェイ
トキュ一の先頭からＴＣＢの待ち時間を計算する必要が
あったが、この発明ではその必要はなく、ウェイト状態
３５にあるタスクのＴＣＢの数が増加しても、待ち時間
のＴＣＢごとに分割して格納しているのでキューイング
処理速度は一定となる。 次にウェイトキュー更新部１０について説明する。 タイマー割込みが発生すると、タイマー割込み処理部６
が起動され、通常のタイマー処理を行った後、待ち時間
ｌのキュー領域を調査し、該キュー領域にＴＣＢがキュ
ーイングされていれば、該キュー領域に格納されている
全てのＴＣＢをキュー領域から取り出し、該タスクの状
態をレディ状８３３にする。この処理が終了すると、タ
イマー割込み処理部６はウェイトキュご更新部ｌＯを起
動する。このウェイトキュー更新部は、まず待ち時間１
〜待ち時間Ｔ１．、のキュー先頭部分の待ち時間を修正
し、次のタイマー割込みに備える（第４図）０次にＴ
ａ ｍ ｘを越えるキュー領域に格納されているＴＣＢ
をサーチし、そのＴＣＢ内の待ち時間を修正する。この
とき１回のタイマー割込みでサーチするタスクのＴＣＢ
数は、多（ともシステムに許されているタスク最大数（
ウェイトキューにキューイングされるＴＣＢの最大数）
をＮとすると、 である。ここで記号〔〕はＮ／（キュー領域数）＋１を
越えない最大の整数をとる。 さらに、Ｔ ＊ ｍ ｘを越えるキュー領域にｎ個を越
えるＴＣＢがある場合に備えて、ウェイトキュー更新部
１０内にポインタを設定し、次回のタイマー割込み時に
次のＴＣＢから調査するようにする。 ＴＣＢがウェイトキューの最後であるなら、ウェイトキ
ューの先頭に戻る。次にＴＣＢを調査するときの処理に
ついて説明する。ＴＣＢを調査するときは、まず該ＴＣ
Ｂ内にある待ち時間を調べ、その内容から該ＴＣＢが最
後に調査された時点（まだ１度も調査されていないＴＣ
Ｂであればキューイングされた時点）から現時点までの
経過時間を滅じて待ち時間を更新する。更新後の待ち時
間がＴ□８以下になったＴＣＢについては、該キュー領
域からＴＣＢを取り出して待ち時間に対応したキュー領
域にキューイングする。このようにして待ち時間がＴ、
□を越えるタスクＴＣＢについても必ず待ち時間が１
”＝ＴＩＩＩＩＩＫのキューへキューイングされること
になる。 なお、ウェイトキュー内で一定時間７１１１１ Ｘを越
える待ち時間を持つタスクのＴＣＢと時間待ちを行わな
いタスクのＴＣＢを同一のキューにキューイングしてい
たが、これを別々に分けてもよい。 第５図は上記方法での（ウェイトキューのキューイング
）状態を示したものであり、時間待ちなしのタスクのＴ
ＣＢをキューイングする領域を設けである。 第６図は、ウェイトキューにタスクのＴＣＢがキューイ
ングされている状態を示す図である。このとき、タスク
９−１．９−２．９−３は時間待ちを行うタスク、タス
ク９−４は時間待ちを行わないタスクであり、時間待ち
を行うタスクの各々の待ち時間ＴＩ、 Ｔｚ 、 Ｔｚ
は Ｔｔ ＜Ｔ、 ＜ＴＩＩ□＜Ｔ。 の関係にあるとすると、各タスクのＴＣＢは第６図に示
すようにキューイングされる。このとき、ウェイトキュ
ー更新部ｌＯの処理は上記実施例とほぼ同一であるが、
キュー領域内の各ＴＣＢが時間待ちをするかを判定する
必要がなくなるためより高速になる。
以上のようにこの発明によれば、ウェイトキューを各待
ち時間毎のキュー領域と最大待ち時間を越えるキュー領
域に分割し、タイマー割込み毎に該キュー領域に格納さ
れているＴＣＢの待ち時間を修正し、該ＴＣＢを該当す
る待ち時間のキュー領域へ再配置するようにしたので、
ウェイト状態にあるタスク数が増加しても、次にウェイ
ト状態へ遷移しようとするタスクのＴＣＢがウェイトキ
ューヘキューイングされる時間を一定にし、全体の処理
時間の遅延を防ぐという効果がある。
ち時間毎のキュー領域と最大待ち時間を越えるキュー領
域に分割し、タイマー割込み毎に該キュー領域に格納さ
れているＴＣＢの待ち時間を修正し、該ＴＣＢを該当す
る待ち時間のキュー領域へ再配置するようにしたので、
ウェイト状態にあるタスク数が増加しても、次にウェイ
ト状態へ遷移しようとするタスクのＴＣＢがウェイトキ
ューヘキューイングされる時間を一定にし、全体の処理
時間の遅延を防ぐという効果がある。
第１図はこの発明の一実施例の構成を示すブロック図、
第２図はこの発明の一実施例によるウェイトキューの構
成を示す図、第３図はこの発明の一実施例によるＴＣＢ
のキューイング状態を示す説明図、第４図はこの発明の
一実施例によるキュー領域毎に待ち時間の修正をする動
作を示す説明図、第５図及び第６図は、この発明の他の
実施例によるウェイトキューの構成を示す図、第７図は
従来のマルチタスクシステムの構成を示すブロック図、
第８図はタスクの処理状態を示す状態遷移図、第９図は
従来のマルチタスクシステムによるＴＣＢのキューイン
グ状態を示す説明図である。 図において、１はＣＰＵ、２はメモリ、３はタンマー装
置である。 なお、図中、同一符号は同一、又は相当部分を示す。 ２：ｊモ１ｊ 第 図 第 図 ６゜ 補正の内容 ｆｌｌ明細書をつぎのとおり訂正する。
第２図はこの発明の一実施例によるウェイトキューの構
成を示す図、第３図はこの発明の一実施例によるＴＣＢ
のキューイング状態を示す説明図、第４図はこの発明の
一実施例によるキュー領域毎に待ち時間の修正をする動
作を示す説明図、第５図及び第６図は、この発明の他の
実施例によるウェイトキューの構成を示す図、第７図は
従来のマルチタスクシステムの構成を示すブロック図、
第８図はタスクの処理状態を示す状態遷移図、第９図は
従来のマルチタスクシステムによるＴＣＢのキューイン
グ状態を示す説明図である。 図において、１はＣＰＵ、２はメモリ、３はタンマー装
置である。 なお、図中、同一符号は同一、又は相当部分を示す。 ２：ｊモ１ｊ 第 図 第 図 ６゜ 補正の内容 ｆｌｌ明細書をつぎのとおり訂正する。
Claims (1)
- プログラムを実行する中央演算処理装置と、前記プログ
ラムを格納するメモリと、一定時間毎に前記中央演算処
理装置に対し、割込みを発生させるタイマー装置を有し
、複数個の前記プログラムを実行するマルチタスクシス
テムにおいて、プログラムがウェイト状態で待機する待
ち時間の最大待ち時間を設定し、ウェイト状態のプログ
ラムの待ち時間情報を含むプログラム情報が格納される
ウェイトキューを、前記最大待ち時間を越えるプログラ
ム情報が格納されるキュー領域と、前記最大待ち時間以
下のプログラム情報を各待ち時間毎に格納する複数のキ
ュー領域とに分割し、タイマー装置からの割込み毎に前
記キュー領域に格納されたプログラム情報の待ち時間を
修正し、該プログラム情報を該当する待ち時間のキュー
領域へ再配置することを特徴とするマルチタスクシステ
ム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6885089A JPH02247738A (ja) | 1989-03-20 | 1989-03-20 | マルチタスクシステム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6885089A JPH02247738A (ja) | 1989-03-20 | 1989-03-20 | マルチタスクシステム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02247738A true JPH02247738A (ja) | 1990-10-03 |
Family
ID=13385564
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6885089A Pending JPH02247738A (ja) | 1989-03-20 | 1989-03-20 | マルチタスクシステム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH02247738A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH06202912A (ja) * | 1992-09-11 | 1994-07-22 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | データ処理方法および装置 |
-
1989
- 1989-03-20 JP JP6885089A patent/JPH02247738A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH06202912A (ja) * | 1992-09-11 | 1994-07-22 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | データ処理方法および装置 |
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