JPH02300942A - タスクデバッグ方式 - Google Patents
タスクデバッグ方式Info
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- JPH02300942A JPH02300942A JP1123712A JP12371289A JPH02300942A JP H02300942 A JPH02300942 A JP H02300942A JP 1123712 A JP1123712 A JP 1123712A JP 12371289 A JP12371289 A JP 12371289A JP H02300942 A JPH02300942 A JP H02300942A
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 12
- 238000007689 inspection Methods 0.000 claims 1
- 230000001360 synchronised effect Effects 0.000 abstract description 3
- 230000007704 transition Effects 0.000 description 15
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 13
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 2
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 230000010365 information processing Effects 0.000 description 1
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- Debugging And Monitoring (AREA)
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
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕′
本発明は、多重プログラミング用オペレーティング・シ
ステムに関し、特にタスクデバッグ方式〔従来の技術〕 情報処理装置においてその情報の処理は、通常プログラ
ムによって行われる。プログラムは、情報を逐次に処理
する。しかし、一般にプログラムは全ての処理が互いに
関連しあい、逐次に処理される必要があるわけではない
。プログラムを各処理ごとのモジュールに分割し、それ
ぞれを並行動作させて処理を行えば、処理速度は向上す
る。
ステムに関し、特にタスクデバッグ方式〔従来の技術〕 情報処理装置においてその情報の処理は、通常プログラ
ムによって行われる。プログラムは、情報を逐次に処理
する。しかし、一般にプログラムは全ての処理が互いに
関連しあい、逐次に処理される必要があるわけではない
。プログラムを各処理ごとのモジュールに分割し、それ
ぞれを並行動作させて処理を行えば、処理速度は向上す
る。
このような考え方を「並行プログラミング」といい、各
処理に対応するプログラム・モジュールを「タスク」と
いう。これらのタスクは、オペレーティング・システム
（以下、Ｏ８と記す）によって管理される。○Ｓは、タ
スクの状態などを考慮してタスクを選択しＣＰＵを割当
ててゆく。タスクはそれぞれ並行して動作し、互いに同
期をとリデータを通信しながら処理を行ってゆく。
処理に対応するプログラム・モジュールを「タスク」と
いう。これらのタスクは、オペレーティング・システム
（以下、Ｏ８と記す）によって管理される。○Ｓは、タ
スクの状態などを考慮してタスクを選択しＣＰＵを割当
ててゆく。タスクはそれぞれ並行して動作し、互いに同
期をとリデータを通信しながら処理を行ってゆく。
いま、次のようなＯ８を考える。
Ｏ８のもとで動作するタスクは、第９図に示した状態遷
移を行うものとする。各状態は、次のような意味をもっ
ている。
移を行うものとする。各状態は、次のような意味をもっ
ている。
・ｒｕｎ・・・Ｏ８によってＣＰＵが割当てられている
状態。
状態。
・ｒｅａｄｙ・・・全ての条件がそろい、処理の実行が
可能な状態。
可能な状態。
・Ｗ ａ ｉ ｔ・・・条件が成立するのを待っている
状態。
状態。
Ｏ８は、タスクを第３図に示すようなタスク・コントロ
ール・ブロック（Ｔ ＣＢ ： Ｔａ５ｋ Ｃｏｎｔ
ｒｏｌＢｌｏｃｋ）によって管理する。タスク・コント
ロール・ブロックには、Ｏ８がタスクを管理する上で必
要な、優先順位、タスクの状態などの情報が格納されて
いる。このタスク・コントロール°ブロックは、第４図
に示したように互いにリンクされている。Ｏ８は、この
リンクの先端と、最後のタスクのタスク・コントロール
・ブロック・アドレスを持っている。タスク・コントロ
ール・ブロックは、自分の前と後のタスク・コントロー
ル・ブロック・アドレスを持っており、順番にたどって
ゆくことが可能である。リンクの先頭のタスク・コント
ロール・ブロックには自分より前のタスク・コントロー
ル・ブロックが、リンクの最後のタスク・コントロール
・フ′ロックには自分より後のタスク・コントロール・
ブロックが存在しないため、それらのアドレスエリアに
は、「０」が入っている。
ール・ブロック（Ｔ ＣＢ ： Ｔａ５ｋ Ｃｏｎｔ
ｒｏｌＢｌｏｃｋ）によって管理する。タスク・コント
ロール・ブロックには、Ｏ８がタスクを管理する上で必
要な、優先順位、タスクの状態などの情報が格納されて
いる。このタスク・コントロール°ブロックは、第４図
に示したように互いにリンクされている。Ｏ８は、この
リンクの先端と、最後のタスクのタスク・コントロール
・ブロック・アドレスを持っている。タスク・コントロ
ール・ブロックは、自分の前と後のタスク・コントロー
ル・ブロック・アドレスを持っており、順番にたどって
ゆくことが可能である。リンクの先頭のタスク・コント
ロール・ブロックには自分より前のタスク・コントロー
ル・ブロックが、リンクの最後のタスク・コントロール
・フ′ロックには自分より後のタスク・コントロール・
ブロックが存在しないため、それらのアドレスエリアに
は、「０」が入っている。
あるタスクが他のタスクに対する操作をＯ８に要求する
（システムコールの発行）場合は、タスクを指定する値
としてタスク・コン１−ロール・ブロック・アドレスを
指定する。優先順位とは、Ｏ８がタスクを指定選択する
基準として各タスクに与えられているものである。Ｏ８
は、ｒｒｅａｄｙＪ状態のタスクの中から一つを選択し
、ＣＰＵを割当てる。Ｏ８は、 ｒ ｐ ｅａ ｄ
ｙＪ状態のタスクのうち最も優先順位と高いタスクにＣ
ＰＵを割当てる。
（システムコールの発行）場合は、タスクを指定する値
としてタスク・コン１−ロール・ブロック・アドレスを
指定する。優先順位とは、Ｏ８がタスクを指定選択する
基準として各タスクに与えられているものである。Ｏ８
は、ｒｒｅａｄｙＪ状態のタスクの中から一つを選択し
、ＣＰＵを割当てる。Ｏ８は、 ｒ ｐ ｅａ ｄ
ｙＪ状態のタスクのうち最も優先順位と高いタスクにＣ
ＰＵを割当てる。
次に、このようなＯ８の管理下にあるタスクを動作を、
第１０図を参照しながら説明する。
第１０図を参照しながら説明する。
簡単のために、タスクの数は２つとし、それぞれを「タ
スクＡＪ ｒタスクＢ」と呼ぶ。これらのタスクは、そ
れぞれタスク・コントロール・ブロックＴ ＣＢ −Ａ
、タスク・コントロール・ブロックＴＣＢ−Ｂによっ
て管理される。タスク・コントロール・ブロックはすで
に説明したように、互いにリンクされている。第５図は
、この梯子を示したものである。タスクの優先順位は、
タスクＡ〉タスクＢ の関係にある。これらのタスクの処理は、セマフォによ
り互いに排除しあいながらＩｌｏの入出力を行っものど
するっセマフ２１−とけ、オランダのＤｉｊｋｓｔｒａ
によって考案されたタスク間の同期をとるための＠構で
ある。主に、Ｏ８が持つ資源のアクセスに関するタスク
間の排他制御に用いられる。
スクＡＪ ｒタスクＢ」と呼ぶ。これらのタスクは、そ
れぞれタスク・コントロール・ブロックＴ ＣＢ −Ａ
、タスク・コントロール・ブロックＴＣＢ−Ｂによっ
て管理される。タスク・コントロール・ブロックはすで
に説明したように、互いにリンクされている。第５図は
、この梯子を示したものである。タスクの優先順位は、
タスクＡ〉タスクＢ の関係にある。これらのタスクの処理は、セマフォによ
り互いに排除しあいながらＩｌｏの入出力を行っものど
するっセマフ２１−とけ、オランダのＤｉｊｋｓｔｒａ
によって考案されたタスク間の同期をとるための＠構で
ある。主に、Ｏ８が持つ資源のアクセスに関するタスク
間の排他制御に用いられる。
このＯ８においては、Ｏ８の資源であるＩｌｏをアクセ
スする際の排他制御に用いている。
スする際の排他制御に用いている。
セマフォは、タスクからは直接操作することはできない
２タスクがセマフォを操作するには、システムコールの
形でＯ８に要求を出す。
２タスクがセマフォを操作するには、システムコールの
形でＯ８に要求を出す。
まず、セマフォを要求するシステムコールは、ｒｗａｉ
ｓｅｍＪである。このシステムコールにより、タス
クはセマフォを獲得することができる。もし、セマフォ
が他のタスクに獲得されている場合は、このシステムコ
ールを発行したタスクは、第９図の状態遷移図に槌い、
ｒｒｕｎＪ状態からｒｗａ ｉ ｔＪ状態ｌ−遷移する
。
ｓｅｍＪである。このシステムコールにより、タス
クはセマフォを獲得することができる。もし、セマフォ
が他のタスクに獲得されている場合は、このシステムコ
ールを発行したタスクは、第９図の状態遷移図に槌い、
ｒｒｕｎＪ状態からｒｗａ ｉ ｔＪ状態ｌ−遷移する
。
セマフォを返すシステムコールは、ｒｓｉｇ−ｓｅｍＪ
である。このシステムコールによりタスクは、獲得して
いるセマフォをＯ８に返す。この時、セマフォを獲得で
きずにｒｗａｉｔＪ状態になっているタスクがあれば、
この時点でセマフォを獲得でき、ｒｒｅａｄｙＪ状態へ
と遷移する。
である。このシステムコールによりタスクは、獲得して
いるセマフォをＯ８に返す。この時、セマフォを獲得で
きずにｒｗａｉｔＪ状態になっているタスクがあれば、
この時点でセマフォを獲得でき、ｒｒｅａｄｙＪ状態へ
と遷移する。
はじめに、２つのタスクはｒｒｅａｄｙＪ状態にある。
優先順位はタスクＡの方が高いため、Ｏ８はタスクＡに
ＣＰＵを割当てる（第１０図の■）。タスクＡは、■／
○の入出力のためｒＷａｉ ｓｅｍＪシステムコール
によってセマフォを獲得する。セマフォを獲得したタス
クＡは、工／Ｏとの同期をとるためにｒ＋ａｒａｉ
ｔｓｋＪシステムコールによって一定時間ｒｗａ ｉ
ｔＪ状態に入る（第１０図の・２・）。
ＣＰＵを割当てる（第１０図の■）。タスクＡは、■／
○の入出力のためｒＷａｉ ｓｅｍＪシステムコール
によってセマフォを獲得する。セマフォを獲得したタス
クＡは、工／Ｏとの同期をとるためにｒ＋ａｒａｉ
ｔｓｋＪシステムコールによって一定時間ｒｗａ ｉ
ｔＪ状態に入る（第１０図の・２・）。
タスクＡがｒｗａｉｔＪ状態に入ったことにより、Ｏ８
はタスクＢにＣＰＵを割当てる。タスクＢは、タスクＡ
と同時にＩｌｏの入出力を行うためにｒｗａｉ ５ｅ
ｒｎＪシステムコールを発行する。しかし、セマフォは
、すでにタスクＡが獲得しているために、タスクＢはｒ
ｗａ ｉ ｔＪ状態に遷移する（第１０図の・３）。２
つのタスクが共にｒｗａｉｔＪ状態に入ったことにより
、ＣＰＵばタスクが割当てられていない状態に入る（第
１０図の・ｇ・）。
はタスクＢにＣＰＵを割当てる。タスクＢは、タスクＡ
と同時にＩｌｏの入出力を行うためにｒｗａｉ ５ｅ
ｒｎＪシステムコールを発行する。しかし、セマフォは
、すでにタスクＡが獲得しているために、タスクＢはｒ
ｗａ ｉ ｔＪ状態に遷移する（第１０図の・３）。２
つのタスクが共にｒｗａｉｔＪ状態に入ったことにより
、ＣＰＵばタスクが割当てられていない状態に入る（第
１０図の・ｇ・）。
指定時間が経過するとタスクＡは−ｒｗａｉｔＪ状態か
らｒｒｅａｄｙＪ状態へ遷移し、Ｉ１０処理を再開する
（第１０図の０）。Ｉ１０処理が完了すると、タスクＡ
はｒｓｉｇ ｓｅｍ」システムコールによって、獲得
していたセマフォをＯ８へ返す。返されたセマフォは、
セマフォが獲得できずにｒｗａｉｔ」状態に遷移したタ
スクＢに与えられる。この時点でタスクＢは、 ｒｒｅ
ａｄｙＪ状態へ遷移する（第１０図の・駒。しかし、タ
スクＢはタスクＡがｒｒｅｐ、ｄｙＪ状態であるため・
ＣＰＵは割当てられない。タスク八−での処理が進み、
他の要因でタスクＡがｒｗａｉｔＪ状態に遷移すると、
タスクＢにＣＰＵが割当てられる（第１０図の■）。
らｒｒｅａｄｙＪ状態へ遷移し、Ｉ１０処理を再開する
（第１０図の０）。Ｉ１０処理が完了すると、タスクＡ
はｒｓｉｇ ｓｅｍ」システムコールによって、獲得
していたセマフォをＯ８へ返す。返されたセマフォは、
セマフォが獲得できずにｒｗａｉｔ」状態に遷移したタ
スクＢに与えられる。この時点でタスクＢは、 ｒｒｅ
ａｄｙＪ状態へ遷移する（第１０図の・駒。しかし、タ
スクＢはタスクＡがｒｒｅｐ、ｄｙＪ状態であるため・
ＣＰＵは割当てられない。タスク八−での処理が進み、
他の要因でタスクＡがｒｗａｉｔＪ状態に遷移すると、
タスクＢにＣＰＵが割当てられる（第１０図の■）。
以上のように、２つのタスクは互いに排除しあいながら
処理を行う。
処理を行う。
次に、上記のタスクを同じＯ８上でタスクとして実現さ
れているデバッガでデバッグすることを考えてみる。デ
バッカとタスクＡ、タスクＢの優先順位の関銘は、次の
とおりである２ デバツガ〉タスクＡ〉タスクＢ デバッグの方法は、ブレークポイントを用いる。
れているデバッガでデバッグすることを考えてみる。デ
バッカとタスクＡ、タスクＢの優先順位の関銘は、次の
とおりである２ デバツガ〉タスクＡ〉タスクＢ デバッグの方法は、ブレークポイントを用いる。
ブレークポイントとは、タスク実行を停止させる地点の
ことである。タスクがブレークポイントまで実行すると
、「ＸｖａｘｊＪ状態にあるデバッガが起動され、タス
クを「＼ｖａ ｉ ｔＪ状態に遷移させることにより実
現される。
ことである。タスクがブレークポイントまで実行すると
、「ＸｖａｘｊＪ状態にあるデバッガが起動され、タス
クを「＼ｖａ ｉ ｔＪ状態に遷移させることにより実
現される。
いま、ブレークポイントが、タスクＡのセマフォ獲得動
作の前に設定されているものとする。この時のタスクＡ
、タスクＢの動作を第１１図を参照しながら説明する。
作の前に設定されているものとする。この時のタスクＡ
、タスクＢの動作を第１１図を参照しながら説明する。
簡単のために、第１１図では、デバッガの動作の図示は
省略しである。
省略しである。
先程と同様、２つのタスクはｒｒ ｅ ａ ｄ ｙＪ状
態にある。デバッガはコマンドが入力されるまでｒｗａ
ｉｔＪ状態である。ｒｒｅａｄｙＪ状態のタスクのうち
、優先順位はタスクＡの方が高いため、Ｏ８はタスクＡ
にＣＰＵを割当てる（第１１図の■）。タスクＡがブレ
ークポイントに達すると、デバッガが起動さ、ｆする。
態にある。デバッガはコマンドが入力されるまでｒｗａ
ｉｔＪ状態である。ｒｒｅａｄｙＪ状態のタスクのうち
、優先順位はタスクＡの方が高いため、Ｏ８はタスクＡ
にＣＰＵを割当てる（第１１図の■）。タスクＡがブレ
ークポイントに達すると、デバッガが起動さ、ｆする。
デバッガは、タスクＡをｒｗａｉｔＪ状態に遷移させる
。タスクＡがｒｙａｉｔＪ状態に遷移したことにより、
Ｏ８はタスクＢにＣＰＵを割当てる（第１１図の■）。
。タスクＡがｒｙａｉｔＪ状態に遷移したことにより、
Ｏ８はタスクＢにＣＰＵを割当てる（第１１図の■）。
タスクＢは、■／○入畠力のためｒｗａｉ ｓｅｍＪ
システムコールを発行する。タスクＡはセマフォを獲得
する前にｒｗａｉ、ｔＪ状態に遷移したため、タスクＢ
はセマフォを独得することができる（第１１図の・ツ）
。セマフォを獲得したタスクＢは、Ｉｌｏとの同期をと
るためにｒｗａｉ−ｔｓｋＪシステムコールによってｒ
ｗａｉｔＪ状態に入る（第１１図の９）。
システムコールを発行する。タスクＡはセマフォを獲得
する前にｒｗａｉ、ｔＪ状態に遷移したため、タスクＢ
はセマフォを独得することができる（第１１図の・ツ）
。セマフォを獲得したタスクＢは、Ｉｌｏとの同期をと
るためにｒｗａｉ−ｔｓｋＪシステムコールによってｒ
ｗａｉｔＪ状態に入る（第１１図の９）。
この時、実行継続のため、ｒｗａｉｔＪ状態に遷移して
いたタスクＡは、デバッガによって「ｒｅａｄｙＪ状態
に戻されたとする。タスクＢはｒｗａｉｔ」状態である
から、Ｏ８はタスクＡにＣＰＵを割当てる（第１１図の
１９）。
いたタスクＡは、デバッガによって「ｒｅａｄｙＪ状態
に戻されたとする。タスクＢはｒｗａｉｔ」状態である
から、Ｏ８はタスクＡにＣＰＵを割当てる（第１１図の
１９）。
タスクＡはｒｗａｉ ｓｅｍＪシステムコールによっ
てセマフォを独得しようとする。しかし、すでにタスク
Ｂがセマフォを獲得しているために、再びｒｗａｉｔＪ
状態に遷移する（第１１図のｅ）。
てセマフォを独得しようとする。しかし、すでにタスク
Ｂがセマフォを獲得しているために、再びｒｗａｉｔＪ
状態に遷移する（第１１図のｅ）。
以上の動作説明で明らかなように、デバッグのためにタ
スクＡを停止させた（ｒｒｅａｄｙＪ状態にした）こと
により、タスクＢがタスクＡよりも先に処理を行うこと
になる。本来デバッグは、対象となるシステムに対して
影響を与えてはならないものである。しかし、従来の方
式では、タスりの同期関係、実行順序というマルチタス
ク処理において最低限守らなければならないことが崩れ
ている。このために、停止させたタスクの動作を継続す
ると、他のタスクによって本来獲得できるはずの資源な
どがないなどの状態になり、タスクの正常な処理が行わ
れなくなったりする。また、タスクＢがセマフォを獲得
した後、タスクＡがら起動されるのを待つような構成に
なっていると、タスクＡはセマフ７Ｙが返却されるのを
待ち、タスクＢはセマフォを持ったままタスクＡからの
起動を待つというような状態に入ってしまう。このよう
な状態を「デッドロック」といい、２つのタスクは無限
の待ち状態に入ってしまう。
スクＡを停止させた（ｒｒｅａｄｙＪ状態にした）こと
により、タスクＢがタスクＡよりも先に処理を行うこと
になる。本来デバッグは、対象となるシステムに対して
影響を与えてはならないものである。しかし、従来の方
式では、タスりの同期関係、実行順序というマルチタス
ク処理において最低限守らなければならないことが崩れ
ている。このために、停止させたタスクの動作を継続す
ると、他のタスクによって本来獲得できるはずの資源な
どがないなどの状態になり、タスクの正常な処理が行わ
れなくなったりする。また、タスクＢがセマフォを獲得
した後、タスクＡがら起動されるのを待つような構成に
なっていると、タスクＡはセマフ７Ｙが返却されるのを
待ち、タスクＢはセマフォを持ったままタスクＡからの
起動を待つというような状態に入ってしまう。このよう
な状態を「デッドロック」といい、２つのタスクは無限
の待ち状態に入ってしまう。
本発明のタスクデバッグ方式は、多重プログラミング用
オペレーティング・システム上で動作するタスクの中か
ら複数個のタスクを指定する手段と、前記指定手段によ
って指定された複数個のタスクの制御ブロック内に前記
指定手段によって指定されたことを示す情報を格納する
手段と、任意のタスクが停止させられた時に前記停止し
たタスクの制御ブロック内の情報を検査する手段と、前
記検査手段によって検査されたタスクが前記指定手段に
よって指定されていた場合、前記タスクの実行を停止さ
せる手段を具備し、前記指定手段によって指定されたタ
スクの何れかのタスクが、実行を停止された場合、他の
指定さ九たタスクも同時に停止さ九るようにしたことを
特徴とする。
オペレーティング・システム上で動作するタスクの中か
ら複数個のタスクを指定する手段と、前記指定手段によ
って指定された複数個のタスクの制御ブロック内に前記
指定手段によって指定されたことを示す情報を格納する
手段と、任意のタスクが停止させられた時に前記停止し
たタスクの制御ブロック内の情報を検査する手段と、前
記検査手段によって検査されたタスクが前記指定手段に
よって指定されていた場合、前記タスクの実行を停止さ
せる手段を具備し、前記指定手段によって指定されたタ
スクの何れかのタスクが、実行を停止された場合、他の
指定さ九たタスクも同時に停止さ九るようにしたことを
特徴とする。
（以下余白）
〔実施例〕
次に本発明の第１の実施例について図面を参照して説明
する。タスクの数、状態、ブレークポイントの位置など
の条件は、従来例の説明で用いたものと同じとする。
する。タスクの数、状態、ブレークポイントの位置など
の条件は、従来例の説明で用いたものと同じとする。
第１図は本発明の第１の実施例を示す。第１図は、第３
図に示したタスク・コントロール・ブロックのステータ
ス領域に相当している。第１図において、識別ビットに
「１」がセラ１−されている場合、デバッガのブレーク
ポイント処理においてそのタスクをｒｗａｉｔＪ状態に
遷移させる。
図に示したタスク・コントロール・ブロックのステータ
ス領域に相当している。第１図において、識別ビットに
「１」がセラ１−されている場合、デバッガのブレーク
ポイント処理においてそのタスクをｒｗａｉｔＪ状態に
遷移させる。
［Ｏｊがセットされている場合、デバッガは何もしない
。第６図は、この実施例において、タスクがブレークポ
イントに達した時のデバッガの処理フローを示す。第８
図は、この実施例および後述する第２の実施例によるタ
スクの動作を示す。
。第６図は、この実施例において、タスクがブレークポ
イントに達した時のデバッガの処理フローを示す。第８
図は、この実施例および後述する第２の実施例によるタ
スクの動作を示す。
第５図は、各タスクのタスク・コントロール・ブロック
のリンクを示す。簡単のためにデバッガのタスク・コン
トロール・ブロックは、図示を省略しである。Ｏ３は、
リンクの先頭のタスクＡのタスク・コントロール・ブロ
ック・アドレスと。
のリンクを示す。簡単のためにデバッガのタスク・コン
トロール・ブロックは、図示を省略しである。Ｏ３は、
リンクの先頭のタスクＡのタスク・コントロール・ブロ
ック・アドレスと。
リンクの最後のタスクＢのタスク・コントロール・ブロ
ック・アドレスを持っている。タスクＡのタスク・コン
トロール・ブロックには、次のタスク・コントロール・
ブロック・アドレスとして、タスクＢのタスク・コント
ロール・ブロック・アドレスを入っている。前のタスク
・コントロール・ブロック・アドレスは、タスクＡがリ
ンクの先頭であるため、「ｏ」である。タスクＢのタス
ク・コントロール・ブロックには、前のタスク・コント
ロール・ブロック・アドレスとして、タスクＡのタスク
・コントロール・ブロック・アドレスが入っている。次
のタスク・コントロール・ブロック・アドレスは、タス
クＢがリンクの最後であるため、「０」である。
ック・アドレスを持っている。タスクＡのタスク・コン
トロール・ブロックには、次のタスク・コントロール・
ブロック・アドレスとして、タスクＢのタスク・コント
ロール・ブロック・アドレスを入っている。前のタスク
・コントロール・ブロック・アドレスは、タスクＡがリ
ンクの先頭であるため、「ｏ」である。タスクＢのタス
ク・コントロール・ブロックには、前のタスク・コント
ロール・ブロック・アドレスとして、タスクＡのタスク
・コントロール・ブロック・アドレスが入っている。次
のタスク・コントロール・ブロック・アドレスは、タス
クＢがリンクの最後であるため、「０」である。
次に、この実施例の動作を第１図、第５図、第６図、第
８図を参照しながら説明する。
８図を参照しながら説明する。
いま、ブレークポイント到達時に停止させるグループに
タスクＡとタスクＢを指定したものとする。デバッガは
、タスクＡとタスクＢを管理するタスク・コントロール
・ブロック内のステータスの識別ビットに「１」をセッ
トする。セットした後、デバッガは、ｒｗａｉｔＪ状態
に遷移する。
タスクＡとタスクＢを指定したものとする。デバッガは
、タスクＡとタスクＢを管理するタスク・コントロール
・ブロック内のステータスの識別ビットに「１」をセッ
トする。セットした後、デバッガは、ｒｗａｉｔＪ状態
に遷移する。
デバッガがｒｗａｉｔＪ状態に遷移したことにより、Ｏ
８はタスクＡにＣＰＵを割当てる（第８図の■）。
８はタスクＡにＣＰＵを割当てる（第８図の■）。
タスクＡがブレークポイントに達すると、デバッガが起
動される。デバッガは、ブレークポイントで停止したタ
スクＡをｒｖ１ａｘｔＪ状態に２移させる。次に、タス
クＡのタスク・コントロール・ブロックはｒＯＪである
ため、タスクＡは、リンクの先頭であることがわかる。
動される。デバッガは、ブレークポイントで停止したタ
スクＡをｒｖ１ａｘｔＪ状態に２移させる。次に、タス
クＡのタスク・コントロール・ブロックはｒＯＪである
ため、タスクＡは、リンクの先頭であることがわかる。
次のタスク・コントロール・ブロック・アドレスは、タ
スクＢのタスク・コントロール・ブロック・アドレスで
ある（第６図のΦ）。タスクＢのタスク・コントロール
・ブロック内の識別フラグをチェックする（第６図の・
；・）。タスクＢの識別フラグには、上述したように予
め「１」がセットされている。したがって、デバッガは
タスクＢを「＼ｖａｉｔＪ状態に遷移させる（第６図の
；、第８図のＱ）。次のタスクＢのタスク・コントロー
ル・ブロックを参照し、次のタスク・コントロール・ブ
ロック・アドレスを得る。次のタスク・コン１−〇−ル
°ブロック・アドレスは「ＯＪであるため、タスクＢが
リンクの最後であることがわかる。したがって、全ての
タスクのタスク・コントロール・ブロックの参照が完了
したことになり、ブレークポイント状態に入る。
スクＢのタスク・コントロール・ブロック・アドレスで
ある（第６図のΦ）。タスクＢのタスク・コントロール
・ブロック内の識別フラグをチェックする（第６図の・
；・）。タスクＢの識別フラグには、上述したように予
め「１」がセットされている。したがって、デバッガは
タスクＢを「＼ｖａｉｔＪ状態に遷移させる（第６図の
；、第８図のＱ）。次のタスクＢのタスク・コントロー
ル・ブロックを参照し、次のタスク・コントロール・ブ
ロック・アドレスを得る。次のタスク・コン１−〇−ル
°ブロック・アドレスは「ＯＪであるため、タスクＢが
リンクの最後であることがわかる。したがって、全ての
タスクのタスク・コントロール・ブロックの参照が完了
したことになり、ブレークポイント状態に入る。
３つのタスク（デバッガ、タスクＡ、タスクＢ）が共に
ｒｗａ ｉ ｔＪ状態に入ったことにより、ＣＰＵはタ
スクが割当てられていない状態に入る（第８図のζ→。
ｒｗａ ｉ ｔＪ状態に入ったことにより、ＣＰＵはタ
スクが割当てられていない状態に入る（第８図のζ→。
ここで、実行継続の操作が行われたとする。デバッガは
ブレークポイントに達してｒｗａｉｔＪ状態に遷移させ
られたタスクＡを、ｒｒｅａｄｙＪ状態にする。次に、
先程と同様にしてタスク・コントロール・ブロック内の
識別フラグを検索し０、ｒ ｘ−ａ ｉ ｊ Ｊ状態に
遷移させられていたタスクＢをｒ ｒ６．１ ｄ ｙ
Ｊ状態に戻す（第８図のＯ）。デバッガは、上記の操作
を行った後ｒｗａ ｉ ｔ」状態；二人る５ ｒｒｅａｄｙＪ状態の２つのタスクのうち、タスクＡの
優先順位がタスクＢのそれよりも高いため、Ｏ８はタス
クＡにＣＰＵを割当てる（第８図の８）。
ブレークポイントに達してｒｗａｉｔＪ状態に遷移させ
られたタスクＡを、ｒｒｅａｄｙＪ状態にする。次に、
先程と同様にしてタスク・コントロール・ブロック内の
識別フラグを検索し０、ｒ ｘ−ａ ｉ ｊ Ｊ状態に
遷移させられていたタスクＢをｒ ｒ６．１ ｄ ｙ
Ｊ状態に戻す（第８図のＯ）。デバッガは、上記の操作
を行った後ｒｗａ ｉ ｔ」状態；二人る５ ｒｒｅａｄｙＪ状態の２つのタスクのうち、タスクＡの
優先順位がタスクＢのそれよりも高いため、Ｏ８はタス
クＡにＣＰＵを割当てる（第８図の８）。
以上のようにしてタスクＡは、処理を再開する。
この実施例では、既存のタスク・コントロール・ブロッ
ク内の領域を使用することによって、テーブルのサイズ
を拡大することなく、グループ化を実現することも可能
である。
ク内の領域を使用することによって、テーブルのサイズ
を拡大することなく、グループ化を実現することも可能
である。
次に本発明の第２の実施例について図面を参照して説明
する。
する。
第２図は本発明の第２の実施例におけるタスク・コント
ロール・ブロックを示す。第７図は、この実施例におい
て、タスクがブレークポイントに達した時のデバッガの
処理フローを示す。
ロール・ブロックを示す。第７図は、この実施例におい
て、タスクがブレークポイントに達した時のデバッガの
処理フローを示す。
次に、二の実施例の動作を第２図、第５図、第６図、第
８図を参照しながら説明する２タスクの数、状態などの
条件は、第１の実施例の説明で用いたものと同じとする
。
８図を参照しながら説明する２タスクの数、状態などの
条件は、第１の実施例の説明で用いたものと同じとする
。
いま、ブレークポイント到達時に停止させるグループに
タスクＡとタスクＢを指定したものとする。デバッガは
、タスクＡとタスクＢを管理するタスク・コントロール
・ブロック内のグループよりに「１」をセットする６セ
ツトした後、デバッガは、Ｉ’ｗａｉｔＪ状態に遷移す
る。デバッガがｒｗａｉｔＪ状態に遷移したことにより
、Ｏ８はタスクＡにＣＰＵを割当てる（第８図の■）。
タスクＡとタスクＢを指定したものとする。デバッガは
、タスクＡとタスクＢを管理するタスク・コントロール
・ブロック内のグループよりに「１」をセットする６セ
ツトした後、デバッガは、Ｉ’ｗａｉｔＪ状態に遷移す
る。デバッガがｒｗａｉｔＪ状態に遷移したことにより
、Ｏ８はタスクＡにＣＰＵを割当てる（第８図の■）。
タスクＡがブレークポイントに達すると、デバッガが起
動される。デバッガは、ブレークポイントで停止したタ
スクＡをｒｗａｉｔＪ状態に遷移させる。ブレークポイ
ントでｒｗａｉｔＪ状態にしたタスクのタスク・コント
ロール・ブロックから、グループＩＤを得る（第７図の
■）。次に、リンク領域（次のタスクまたは前のタスク
のアドレスが入っている領域）を参照し、タスクＢのタ
スク・コントロール・ブロック・アドレスを得る（第７
図のφ）、タスクＢのタスク・コントロール・ブロック
からグループＩＤを得る。先に得たタスクへのグループ
ＩＤと比較を行なう（第７図の■）。上述したように、
両者のグループＩＤは。
動される。デバッガは、ブレークポイントで停止したタ
スクＡをｒｗａｉｔＪ状態に遷移させる。ブレークポイ
ントでｒｗａｉｔＪ状態にしたタスクのタスク・コント
ロール・ブロックから、グループＩＤを得る（第７図の
■）。次に、リンク領域（次のタスクまたは前のタスク
のアドレスが入っている領域）を参照し、タスクＢのタ
スク・コントロール・ブロック・アドレスを得る（第７
図のφ）、タスクＢのタスク・コントロール・ブロック
からグループＩＤを得る。先に得たタスクへのグループ
ＩＤと比較を行なう（第７図の■）。上述したように、
両者のグループＩＤは。
「１」である。したがって、デバッガはタスクＢをｒｗ
ａｉ ｔＪ状態に遷移させる（第７図のＯ１第８図００
）。デバッガは、更に次のタスク・コントロール・ブロ
ック・アドレスを得ようとするが、タスク・コントロー
ル・ブロックは、もうリンクされていないためブレーク
ポイント処理を終了する（第７図の・？）。
ａｉ ｔＪ状態に遷移させる（第７図のＯ１第８図００
）。デバッガは、更に次のタスク・コントロール・ブロ
ック・アドレスを得ようとするが、タスク・コントロー
ル・ブロックは、もうリンクされていないためブレーク
ポイント処理を終了する（第７図の・？）。
以上の操作を行ない、デバッガはｒｗａ ｉ ｔＪ状態
に入る。
に入る。
３つのタスク（デバッガ、タスクＡ、タスクＢ）が共に
ｒｗａ ｉ ｔＪ状態に入ったことにより、ＣＰＵはタ
スクが割当てられていない状態に入る（第８図の■）。
ｒｗａ ｉ ｔＪ状態に入ったことにより、ＣＰＵはタ
スクが割当てられていない状態に入る（第８図の■）。
ここで、実行継続の操作が行われたとする。デバッガは
ブレークポイントに達してｒｗａｉ ｔＪ状態に遷移さ
せられたタスクＡを。
ブレークポイントに達してｒｗａｉ ｔＪ状態に遷移さ
せられたタスクＡを。
ｒｒｅａｄｙＪ状態レニする。次し、先程と同様にして
タスク・コントロール・ブロック内のグループＩＤを検
索し、ｒｗａｉｔＪ状態に遷移させられていたタスクＢ
をｒｒｅａｄｙＪ状態に戻す（第８図の・ジ）。デバッ
ガは、上記の操作を行った後ｒｗａｉｔＪ状態に入る。
タスク・コントロール・ブロック内のグループＩＤを検
索し、ｒｗａｉｔＪ状態に遷移させられていたタスクＢ
をｒｒｅａｄｙＪ状態に戻す（第８図の・ジ）。デバッ
ガは、上記の操作を行った後ｒｗａｉｔＪ状態に入る。
ｒｒｅａｄｙＪ状態の２つのタスクのうち、タスクＡの
優先順位がタスクＢのそれよりも高いため、Ｏ８はタス
クＡにＣＰＵを割当てる（第８図の■）。
優先順位がタスクＢのそれよりも高いため、Ｏ８はタス
クＡにＣＰＵを割当てる（第８図の■）。
以上のようにしてタスクＡは、処理を再開する。
この実施例では、グループＩＤの領域の任意の数値をセ
ラ１〜することによって、ブレークポイントで停止させ
たタスクのグループを複数個設定することが可能になり
、それぞれのブレークポイント付近で関係するタスクを
細かく指定でき、デバッグの効率を上げることができる
。
ラ１〜することによって、ブレークポイントで停止させ
たタスクのグループを複数個設定することが可能になり
、それぞれのブレークポイント付近で関係するタスクを
細かく指定でき、デバッグの効率を上げることができる
。
以上の説明から明らかなように、本発明では。
ブレークポイントによっであるタスクが停止した時、予
め指定されているブレークポイントを設定されたタスク
に関係あるタスクを同時に停止できる。このことにより
、従来の方式では不可能だったタスクの同期関係を維持
することが可能となり、ブレークポイントで停止したタ
スクを再開した場合、それ以降の処理も正常に行われる
という効果が奏される。
め指定されているブレークポイントを設定されたタスク
に関係あるタスクを同時に停止できる。このことにより
、従来の方式では不可能だったタスクの同期関係を維持
することが可能となり、ブレークポイントで停止したタ
スクを再開した場合、それ以降の処理も正常に行われる
という効果が奏される。
更に本発明によれば、タスク間の同期関係を維持するた
めにシステム全体を停止させる方式と異なり、ブレーク
ポイントを設定したタスクの処理と全く関係ない処理を
行っているタスクに影響を与えることがない。
めにシステム全体を停止させる方式と異なり、ブレーク
ポイントを設定したタスクの処理と全く関係ない処理を
行っているタスクに影響を与えることがない。
第１図は本発明の第１の実施例を示す図、第２図は本発
明の第２の実施例を示す図、第３図はタスク°コントロ
ール・ブロックの構造を例示する図、第４図はタスク・
コントロール゛ブロック間のリンクの一般例を示す図、
第５図はタスクが２つの場合のリンク関係を示す図、第
６図は第１の実施例においてタスクがブレークポイント
に達した場合のデバッガの処理を示すフロー図、第７図
は第ンの実施例においてタスクがブレークポイントに達
した場合のデバッガの処理を示すフロー図、第８図は本
発明の実施例におけるタスクの動作を例示する図、第９
図はＯ８上のタスクの状態遷移を示す図、第１０図は通
常の場合の２タスクの動作を例示する図、第１１図は従
来例における２タスクの動作を例示する図である。 ０、・ ・・、１４，１５・・・ビット位置。
明の第２の実施例を示す図、第３図はタスク°コントロ
ール・ブロックの構造を例示する図、第４図はタスク・
コントロール゛ブロック間のリンクの一般例を示す図、
第５図はタスクが２つの場合のリンク関係を示す図、第
６図は第１の実施例においてタスクがブレークポイント
に達した場合のデバッガの処理を示すフロー図、第７図
は第ンの実施例においてタスクがブレークポイントに達
した場合のデバッガの処理を示すフロー図、第８図は本
発明の実施例におけるタスクの動作を例示する図、第９
図はＯ８上のタスクの状態遷移を示す図、第１０図は通
常の場合の２タスクの動作を例示する図、第１１図は従
来例における２タスクの動作を例示する図である。 ０、・ ・・、１４，１５・・・ビット位置。
Claims (1)
- 多重プログラミング用オペレーティング・システム上
で動作するタスクの中から複数個のタスクを指定する手
段と、前記指定手段によって指定された複数個のタスク
の制御ブロック内に前記指定手段によって指定されたこ
とを示す情報を格納する手段と、任意のタスクが停止さ
せられた時に前記停止したタスクの制御ブロック内の情
報を検査する手段と、前記検査手段によって検査された
タスクが前記指定手段によって指定されていた場合、前
記タスクの実行を停止させる手段を具備し、前記指定手
段によって指定されたタスクの何れかのタスクが、実行
を停止された場合、他の指定されたタスクも同時に停止
されるようにしたことを特徴とするタスクデバッグ方式
。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1123712A JPH07120302B2 (ja) | 1989-05-16 | 1989-05-16 | タスクデバッグ方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1123712A JPH07120302B2 (ja) | 1989-05-16 | 1989-05-16 | タスクデバッグ方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH02300942A true JPH02300942A (ja) | 1990-12-13 |
| JPH07120302B2 JPH07120302B2 (ja) | 1995-12-20 |
Family
ID=14867492
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1123712A Expired - Fee Related JPH07120302B2 (ja) | 1989-05-16 | 1989-05-16 | タスクデバッグ方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH07120302B2 (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0508444A2 (en) * | 1991-04-12 | 1992-10-14 | Nec Corporation | Multitask controlling method and apparatus for use in implementing the same |
| JPH07225693A (ja) * | 1994-02-07 | 1995-08-22 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | 異なるアドレス空間にわたってスレッド事象を処理する方法 |
| JP2002055782A (ja) * | 2000-06-02 | 2002-02-20 | Yamaha Corp | マルチメディア実行システム、マルチメディアファイルおよびマルチメディアファイルの実行方法。 |
| US6718484B1 (en) | 1999-11-08 | 2004-04-06 | Fujitsu Limited | Debugging method and apparatus for multitask programs and recording medium storing a program realizing the debugging method and apparatus |
-
1989
- 1989-05-16 JP JP1123712A patent/JPH07120302B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0508444A2 (en) * | 1991-04-12 | 1992-10-14 | Nec Corporation | Multitask controlling method and apparatus for use in implementing the same |
| JPH07225693A (ja) * | 1994-02-07 | 1995-08-22 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | 異なるアドレス空間にわたってスレッド事象を処理する方法 |
| US6718484B1 (en) | 1999-11-08 | 2004-04-06 | Fujitsu Limited | Debugging method and apparatus for multitask programs and recording medium storing a program realizing the debugging method and apparatus |
| JP2002055782A (ja) * | 2000-06-02 | 2002-02-20 | Yamaha Corp | マルチメディア実行システム、マルチメディアファイルおよびマルチメディアファイルの実行方法。 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH07120302B2 (ja) | 1995-12-20 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |