JPH03174632A - リアルタイムでコンピュータシステムを動作させる方法及び装置 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 央盃公夏 本発明はコンピュータシステムに関し、特にプロセス、
産業アプリケーション、ロボット制御アプリケーション
を含むリアルタイムサブルーチンを処理するコンピュー
タシステムに関する。本発明は、例えば航空機航行にお
ける飛行機と計器のリアルタイムなモニタおよび制御の
分野で用いて特に石川である。

史坐韮カ リアルタイムのアプリケーション処理用の従来のコンピ
ュータシステムは、マルチカード入出力サブシスデムに
サポートされたマルチカードコンピュータから構成され
た比較的複雑なコンピュータシステムが必要である。小
型であるが強力な単一チップコンピュータを右した小型
コンピュータハードウェアシステムの出現によって、リ
アルタイムのコンピュータアブリケーシ二Ｊンはより実
用的かつ魅力のあるものとなったが、その設計および試
験は非常に複雑なものとなった。

飛行機の操縦のように動作の失敗が許されないような多
くの分野でリアルタイムなコンピュータアプリケーショ
ンが動作している。このことによって、事故がなくフェ
ールセーフであるシスデム設計が要求される。しかし、
コンピュータの中央処理装置ＣＰＵがさらに巧妙になる
につれ、そのようなアプリケーションの制御、ヘリファ
イおよびモニタのための現在の開発業務が非常に困難と
なってきた。

リアルタイムでないアプリケーションに用いられる従来
のメモリ管理ツールは、リアルタイムのアプリケーショ
ンに使用するには実際的あるいは簡便なものでない。従
来のメモリ管理手法は大きすぎるリアルタイムオーバヘ
ットを消費することが多く、典型的なリアルタイムの：
】ンピュータアプリケーションにしばしば要求される多
数の小さなリアルタイムタスクに充分な時間分解能を必
ずしも提供するものでない。

ソフトウェアの動作は、いく通りにも結合してシステム
の事故をもたらす可能外のあるほぼ無限の数の非同期事
象を含んでいる。それにもかかわらず、リアルタイムシ
ステムの開発にたずされる設計者や製造業者はそのよう
なソフトウェアの保全性をベリファイする困難に直面し
ている。このような開発時の問題は、リアルタイムでな
いコンピュータシステムをリアルタイムのタスクとアプ
リケーション用に変えるために高価なハードウェアと高
度のプログラム言語を用いることによって従来は解決さ
れていた。

凌豐汲且４ 従来技術の上記及び他の欠点は本発明によって解決され
る。本発明の特徴によれば、リアルタイムの割込みを受
けると、リアルタイムのタスクのすへてをサポートする
に充分なタイムインタバルチックの期間内でリアルタイ
ムのタスクをスケジュールする、リアルタイムでタスク
を実行するようコンピュータシステムを動作させる方法
を提供する。これらタスクは、各タスクの割込み許容能
力に応じて各タスクを分類した所定の分類に従ってスケ
ジュールされる。谷タスクに委任した所定の連続したア
ドレス空間外のメモリアドレスに各タスクがアクセスす
ることは選択的に禁ＩＬされる。

他の特徴によれば本発明はリアルタイムコンピュータタ
スクを実行する装置を提供する。リアルタイムの割込み
に対して、各リアルタイムタスクの割込み許容能力に応
じて各タスクを分類した所定の分類に従って、リアルタ
イムタスクのすべてをサポートするに充分なタイムイン
タバルチックの期間内でリアルタイムタスクをスケジュ
ールする手段を提供する。各タスクに委任した所定の連
続したアドレス空間外のメモリアドレスに各タスクがア
クセスすることを選択的に禁止する手段を提供する。リ
アルタイムタスクの各４に委任された所定の連続したア
ドレス空間外のメモリアドレスに当該リアルタイムタス
クがアクヤスするのを検出すると当該リアルタイムタス
クを終了させる手段を提供する。

Ｘ凰藁 現代のコンピュータの動作はハードウェアとソフトウェ
アの組合せによって制御されている。

各々非常に異なったハードウェアとソフトウェアの組合
せによって、種々のコンピュータシステムを同じ方法で
動作するように構築てきる。ここで使用する特定の組合
せは、以下の説明の範囲を超えて種々変更することがで
きる。従って、ここで説明する本発明の好ましい実施例
は、特許請求の範囲て規定する本発明の精神と範囲から
逸脱することなく種々の異なったハードウェアとソフト
ウェアの組合せを用いて構成てきる。

第１図は本発明のリアルタイムコンピュータシステム１
０に必要な基本的構成の概略を示すブロック図である。

リアルタイムコンピュータシステムｉｏは、数個のチッ
プから構築されたスタンドアローンシステムでもよく、
あるいは、リアルタイムアプリケーション用あるいはリ
アルタイムアプリケーションとリアルタイムでないアプ
リケーションの組合せ用の大きなコンピュータシステム
（図示せず）の小さな一部てもよい。

リアルタイムコンピュータシステム１０はデータ／メモ
リバス１６にライン１４を介して接続されたＣＰＵ　１
２を有している。ＣＰＵ　１２とデータ／メモリバス１
６との間でデータが双方向に流れることを示すために、
ライン１４は両方向の矢印で示されている６ＣＰＵ　１
２は、第１図でＲＡＭ　＋８として示されているシステ
ムメモリからデータ／メモリバス１６を介して受ける命
令に従って、所与の構成に構築されたシステムとして動
作する。

ＲＡＭ　＋８は、実際には、ＲＡＭ　、　ｌ＋ＲＯＭ及
び／又Ｉオテープやディスケット等の固定メモリの組合
せとして構築できるが、ここでは便宜上【）１−の素子
として図示されている。ＲＡＭ　＋８はＲＡＭゲート２
０を介してデータ／メモリバス１６と通信を行う。ＲＡ
Ｍゲート２０の動作は実行スケジュール部２２と共に後
に詳細に説明する。

Ｃｌｌ０１２は、ここでは便宜上池のシステム２４とし
て固定されているリアルタイム：〕ンビュータの外部か
らデータ及び命令を受けることもできる。

他のシステム２４は、他のメモリ資源、他のコンピュー
タシステム、あるいはセンサやモータコン１ トローラ（図示せず）等の、リアルタイムコンピュータ
システム１０に与えられるデータおよび命令の資源、あ
るいはこれら組合せの資源を含んでもよい。例えばコン
ソール、キーボード、プリンタ等のデイスプレデバイス
を含んたリアルタイムコンピュータシステム１０以外の
デバイスは、すべて、ここでは便官−１＝Ｉ１０部２６
として示されている入出力サブシステムを介して、リア
ルタイムコンビエータシステムＩＤと通信を行う。

Ｉ／Ｏ部２６は、実行スケジュール部２２と共に後に詳
細に説明する　Ｉ１０ゲート２８、及びデータ／メモリ
バス１６を介して、ＣＰＵ　１２とＲＡＭ　＋８とに通
信を行う。

実行スケジュール部２２とゲート２０および２８以外の
上述したコンピュータシステムは、従来のコンピュータ
システムの心臓部であり、これは、当然、他の多くのハ
ードウェア、ソフトウェアおよび両省の組合せの：］ン
ボーネントとサブシステムを含む。タスク３０として図
示されているリアルタイムタスクがそのような従来のコ
ンピュータシス２ デムに与えられる時、本発明のリアルタイムサブシステ
ム３２を加えることによってそのようなタスク実行の開
発、動作および保全外が大いに改古される。

以下に説明する実行スケジュール部２２、ゲート２０お
よび２８、およびタイマ３４を含むリアルタイムサブシ
ステム３２は、最も簡便にはハードウェアとソフトウェ
アの組合せによって構築できる。以下の説明では、リア
ルタイムコンピュータシステム設計にあたる当業者が本
発明のコンピュータシステムを設計し構築できるようそ
の機能のみの説明をずれば充分である。

リアルタイムタスク３０は、代表的には、他のプログラ
ムのサブルーチンやデータ区分である。タスク３０は、
温度あるいは圧力のセンサをモニタする等の多くの小さ
なタスクや、ｊｌｌ（線航行↑１′ｉ報を受信して計算
し飛行機の方侍を訂正する等の長くて複雑なタスクが含
まれる。

第１図に示すように、リアルタイムサブシステム３２は
、ＣＰＩ１１２とＲＡＭ　Ｉｌｌを含むリアルタイム：
〕ンビュータシステムＩＯの他のデバイスに、リアルタ
イムタスク３０のすべてではないかもしれないがその大
部分を接続する働きをする。リアルタイムサブシステム
３２はリアルタイムの割込みによってニルできる。

割込みは、あるタスクあるいはサブシステムがＣＰｌｌ
　１２を要求していることを示すのに用いられる従来の
ような命令である。代表的なリアルタイム割込みは、例
えば、現在測定された高度データと所望の計算データと
を比較する高度サブシステムからの要求である。

実１ｊスケジュール部２２は、リアルタイム割込みによ
ってニルされ、ずへてのタスク３０を各特定のリアルタ
イムインタバルあるいはチックの期間で開始あるいは終
γさせるようスケジュールを行う。ＣＰＵ　１２によっ
てリアルタイムタスクの動作が直接制御されモニタされ
る期間である各チックずなわちインタバルの長さは、タ
スク３０が必要とする最短時間をサポートする必要があ
る。、従って各タスク３０はそれが必要とする時間情報
を担持する必要がある。

例えば、異なったチックで実行されるタスクが毎秒１０
００回、１００目、および１０回の動作を必要とすると
、リアルタイムインタバルは毎秒当り最低で１０００タ
スクすなわちチックの速度で発生し、実行スケジュール
部２２はこの速度で動作する必要がある１、このような
臨界的なタスク以外にも、実行スケジュール部２２は実
行＋１．’ｊ間が臨界的でないリアルタイムタスクを取
扱うことができる。このような臨海的でないタスクをＡ
ＳＡＰタスクと称しておく。

実際のアプリケーションでは、同一インタバルあるいは
チックの間に実行されるタスクは時間、メモリおよびＩ
／Ｏに対してオーバラップした要求を有することもある
が、実行スケジュール部２２は、このようなすべてのタ
スクに対してあたかもこれらタスクがそれら内部コンピ
ュータ資源を要求しているものとして各チックで取扱う
。この手法によれば、実行スケジュール部２２はそれら
タスクを明確に特定した実行順序でスケジュールず５ る。

適切な順序を決定するためには、各タスクは優先情報を
担持する必要がある。種々の優先システムを使用できる
が、タスクを臨界的タスク、重要タスク、あるいは非重
要タスクとして優先付けることが便利である。最初に臨
界的タスクがスケジュールされ、そのチック内に時間が
あまっていれば次に重要タスクがスケジュールされ最後
に非重要タスクがスケジュールされる。

この優先システムは、タスクの事故の後退結果（ホール
・バック・コンシーケンス）をも提供する。例えば、重
要タスクの事故が臨界的タスクの動作を阻害することは
許されない。同様に非重要タスクの事故が重要タスクあ
るいは臨界的タスクを阻害することは許されない。大抵
の場合ＣＰＵ　１２によるこのような保護は少ししかな
いので、この保護は実行スケジュール部２２で提供する
必要がある。

優先度の高いタスクが阻害されるのを防止する仕事は、
部分的に、各タスクが個りにすべての６ コンピュータ資源を初期化するように実行スケジュール
部２２ヲ構築することによって可能である。各タスク３
０が資源を初期化ずれば、先行するタスクの動作がコン
ピュータ資源をド■害しても事故を回避できる。以下に
説明するゲート２０と２８の動作もこの事故モードを制
御し制限する働きをする。

次回のリアルタイム割込みのＷｉ」に終了できるような
タスク３０は実行スケジュール部２２で直接取扱って、
他のタスクによって使用される資源を１１１害するのを
防ｌトするだけでよい。このような防止は以ドに説明す
るゲート２０と２８によってなされる。

次回のリアルタイム割込みの１３ｉＴに終γできないよ
うなタスク３０は、実行スケジュール部２２が取扱う前
にさらにり）類しておく必要がある。

そのようなタスクは、割込みを許可する各々の能力に従
って分類するのが便利である。次回のリアルタイム割込
みの前に終了できないタスクを以ドに説明するよう１ｌ
ｌＲＴＴ　、　ＩＲＴＴあるいは１１１　Ｇ　’ｒに分
類するシステムが特に有用である。

割込み非許可リアルタイムタスク（ＮＩＲＴＴＩはすべ
ての最高速タスクを含み、さらに次回のリアルタイム割
込みの前に常に実行できるタスクを可能なかぎり多く含
むことができる。割込み許可リアルタイムタスク（ＩＲ
ＴＴ）は、Ｎ１１ｌＴ’ｒと先行スケジュールされたず
べてのＩ　ＲＴ　’Ｉ’の後に実行スケジュールできる
タスクである。割込み許可バックグランドタスク（ＩＢ
Ｇ’「）は、すべてのＮＩＲＴＴとＩ　Ｒｉ”ｒが終了
してもはや実行されることがなくなった後で、実行スケ
ジュールされる。

このように分類されたタスクのスケジュールを説明する
のに以下の例が役立つ。例えば、デック＃１とチック＃
２として同定された２個の連続するチックの間に実行ス
ケジュールされた一連のタスク３０を、それらの分類と
期間とともに以下に示す。

チック＃ｌタスク チック非２タスク ＩＡ　　ＮＩＲＲＴ　　６００　　ｕｓ　　　　　２Ａ
　　ＮＩＲＲＴ　　５００　　ＬＬｓＩＢ　　ＩＲＲｌ
　　７００　　μｓ　　　　　２Ｂ　　ｌＲ１１ｉ’　
　　１００　　ｕｓ合計スケジュール　　　合計スケジ
ュール２２００μ５９００μＳ 上記の例でのタスク３０の実行シーケンスは以ドのよう
になろう。

１　、　ＩＡ　ＮＩＲＲＴ　　６００　ｕｓ２、　ＩＢ
　ＩＲＴＴ　　４００　μｓ　　（一部）３、２Ａ　Ｎ
ＩＲＲＴ　　５００　μｓ４、　１８１ＲＴＴ　　　３
００　μｓ　　（残部）５、２Ｂ　ＪＲＲＴ　　１００
　、ｕｓ６、　ＩＣＩＢｏ　　　１００　ｕｓ　（８０
０μｓは次に残す）リアルタイムサブシステム３２が適
切な動作を行うためには、他のシステム２４がリアルタ
イムサブシステム３２に対して非同期割込みを行なわな
いことが必要である。他のシステムとの非同期インタフ
ェースがとられると、実行スケジュール部２２によるリ
アルタイムはタスクの動作とスケジュール＋　９ のテスト、ベリファイおよびモニタが困難となる。例え
ば、他のシステム２４と　Ｉ／Ｏ部２５との間に８個の
非同期人力を許すと、各チックの各瞬間においてリアル
タイムタスクのシーケンスが６４通り可能となる。従っ
て、リアルタイムサブシステム３２と　Ｉ／Ｏ部２６は
同期人力のみを受理するように構築されなければならな
い。

リアルタイムサブシステム３２は、好ましくは、各タス
ク３０の実行をモニタする実行うイマ３４をも含む。谷
タスク３０の終ｒが成功すると、次にスケジュールされ
た臨界的タスクを取扱うことを指示する割込みが実行ス
ケジュール部２２に送られる。

終了の成功によって実行タイマ３４によって割込みが発
生し実行スケジュール部２２に送られる。

従って各タスクは最悪事態の最長実行時間に関する情報
を提供する必要があり、その情報は当該タスクがアクセ
スして女史することのないようにしなければならない。

このための簡便な例としては、各タスクの最悪事態の実
行時間をＲＯＭに割込んでおくことである。

　０ 各タスク３０はメモリあるいは　Ｉｌｏのアドレスを使
用できる。リアルタイムサブシステム３２の開発および
テストを容易にするために、ＲＡＭ　＋８の連続したメ
モリ番地と　Ｉ／Ｏ部２５の特定のＩ１０アドレスとを
使用することが必要である。

ＲＡＭゲート２０は、各タスク３０に委任された連続し
たメモリアドレス以外のＲＡＭ　＋８内のメモリがタス
ク３０によってアクセスされないように動作する。この
ことはハイ／ロー技術すなわち比較技術を用いることに
よって簡便に達成できる。このことを実現するために、
各タスク３０は、ｌ？ＡＭ＋８の委任されたメモリアド
レス範囲の同定情報を担持する。ＲＡＭゲート２０は委
任された範囲内のアドレスに対してしか接続を許可しな
い。このような保護は各タスク３０が使用するメモリを
注意深く管理することによって高めることができる。例
えばＲＡＭ１Ｂ内のメモリの各タスク専用のスクラッチ
パッドを使用することによって可能である。

Ｉ／Ｏゲート２８はＲＡＭゲート２０と同様の一般的な
機能を行い特定のタスクのＩ／Ｏ部２５へのアクセスを
制御する。連続したＩ／Ｏアドレスを使用するような制
限はコンピュータシステム設計では通常実際的ではなく
、ＲＡＭ　＋８が利用できるメモリアドレスの数は穴な
ったＩ１０アドレスの数よりも実質的に少ない。

ＲＡＭゲート２０によって使用される−に連した比較技
術よりはむしろ、制御ワードによって　Ｉ／Ｏゲート２
８が禁止されたＩ１０領域へのアクセスを制御する方が
簡便である。従って各タスクはタスクに委任されたＩ１
０領域のリストを効果的に有する制御ワードを提供する
。

」二連したように、ゲート２０と２８およびタイマ３４
は各タスクの動作と実行の事故モードを検出する。この
事故モードは、委任された連続的なメモリアクセス領域
外のメモリへのアクセスを検出するＲＡＭゲート２０、
あるいは、適切な　Ｉ／Ｏ制御ワードによって委任され
ていないＩ１０アドレスへのアクセスを検出する　Ｉ１
０ゲート２Ｂ、あるいはタスクの実行時間が許容最悪’
ｔｔ態の実行時間を超えるのをモニタするタイマ３４、
によって各々検出できる。このような１↓故モードが検
出されると、タスクの動作は実行スケジュール部２２に
よって終らさせられ、制御は次の適切な臨界的タスクに
移される。

本発明を現時点でｂ’Ｆましい実施例を参照して説明し
たが、本発明の範囲はこれに限定されるものでなく、本
発明の範囲は、むしろ、特許請求の範囲に規定された範
囲に限定され、すべての均等物を含んでいる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のリアルタイムコンピュータシステムに
必要な基本的構成の概略を示すブロック図である。 ［主要部分の符号の説明］ ２０−−−　ＲＡＭゲート、 ２２−ｍ−実行スケジュール部、 ２８−−−　１／　０ゲート、 ３２−一−リアルタイムサブシスデム、３４−ｍ−タイ
マ。 　３

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、リアルタイムでタスクを実行するようコンピュータ
   システムを動作させる方法であってイ）リアルタイムの
   割込みを受けて実行スケジュール機能を作動させ、 ロ）リアルタイムのタスクのすべてをサポートするに充
   分なタイムインタバルチック の期間内でリアルタイムのタスクをスケ ジュールし、 ハ）各タスクの割込み許容能力に応じて各タスクを分類
   した所定の分類に従ってリアル タイムのタスクをスケジュールし、そして ニ）各タスクに委任した所定の連続したアドレス空間外
   のメモリアドレスに各タスクが アクセスすることを選択的に禁止する各ス テップより成ることを特徴とする方法。 ２、前記リアルタイムタスクは所定の優先度に従ってス
   ケジュールされる請求の範囲第１項記載の方法。 ３、必要な内部コンピュータ資源は、 スケジュールされた各タスク毎に個別に初期化される請
   求の範囲第１項記載の方法。 ４、同期Ｉ／Ｏ割込みのみが許可される請求の範囲第１
   項記載の方法。 ５、前記リアルタイムタスクの実行時間は、各タスクの
   所定の最悪事態実行時間に従ってモニタされる請求の範
   囲第１項記載の方法。 ６、前記リアルタイムタスクの各々に特定された前記所
   定の最悪事態実行時間を超える実行時間が検出された時
   各々のリアルタイムタスクを終了させる請求の範囲第５
   項記載の方 法。 ７、前記リアルタイムタスクの各々に特に委任された以
   外のＩ／Ｏバッファアドレスに対して各スケジュールさ
   れたリアルタイムタスクがアクセスすることを禁止する
   請求の範囲第１項記載の方法。 ８、前記リアルタイムタスクが委任されていないＩ／Ｏ
   バッファアドレスにアクセスするのを検出すると当該リ
   アルタイムタスクを終了する請求の範囲第７項記載の方
   法。 ９、前記リアルタイムタスクの各々に委任された所定の
   連続したアドレス空間外のメモリアドレスに当該リアル
   タイムタスクがアクセスするのを検出すると当該リアル
   タイムタスクを終了する請求の範囲第１項記載の方法。 １０、リアルタイムの割込みに対して、各リアルタイム
   タスクの割込み許容能力に応じて各タスクを分類した所
   定の分類に従って、リアルタイムタスクのすべてをサポ
   ートするに充分なタイムインタバルチックの期間内でリ
   アルタイムタスクをスケジュールする手段と、 各タスクに委任した所定の連続したアドレ ス空間外のメモリアドレスに各タスクがアクセスするこ
   とを選択的に禁止する手段とよ り成ることを特徴とするリアルタイムコン ピュータタスクを実行する装置。 １１、前記リアルタイムタスクの各々に委任された所定
   の連続したアドレス空間外のメモリアドレスに当該リア
   ルタイムタスクがアクセスするのを検出すると当該リア
   ルタイムタスクを終了させる手段をさらに有する請求の
   範囲第１０項記載の装置。 １２、前記リアルタイムタスクは所定の優先度に従って
   スケジュールされる請求の範囲第１０項記載の装置。 １３、必要な内部コンピュータ資源をスケジュールされ
   た各タスク毎に個別に初期化させる手段をさらに有する
   請求の範囲第１０項記載の装置。 １４、同期Ｉ／Ｏ割込みのみが許可される請求の範囲第
   １０項記載の装置。 １５、前記リアルタイムタスクの各々の所定の最悪事態
   実行時間を当該リアルタイムタスクの実行時間が超える
   と当該リアルタイムタスクの実行を終了させる手段をさ
   らに有する請求の範囲第１０項記載の装置。 １６、前記リアルタイムタスクの各々に特に委任された
   以外のＩ／Ｏバッファアドレスに対して各スケジュール
   されたリアルタイムタスクがアクセスすることを禁止す
   る手段をさらに有する請求の範囲第１０項記載の装置。 １７、前記リアルタイムタスクが委任されていないＩ／
   Ｏバッファアドレスにアクセスするのを検出すると当該
   リアルタイムタスクを終了させる手段をさらに有する請
   求の範囲第１０項記載の装置。