JPH03208131A - オペレーティングシステムのタスク制御方式 - 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】 （産業上の利用分野） 本発明は、オペレーティングシステム （Ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍ）のタスク制御方
式に関する．（従来の技術） オペレーティングシステムは複数のタスクを管理してい
る． 従来のオペレーティングシステムのタスク制御方式では
、タスクのフライオリティはタスク毎に決められており
、レディ状態（実行可能状態）になったタスクは、夫々
ブライオリティ順にキューイングされ、その中で最も高
いブライオリティのタスクをラン状態（実行状態）にし
ていた．ラン状態になったタスクは、メッセージ待ち行
列につながれていた他タスクからのメッセージを受取り
、それに対して処理を行ない、他のタスクへのメッセー
ジ送信要因があれば他のタスクへ送信する．その際送信
先の他のタスクがレディ状態になり、オペレーティング
システムは、送信先の他のタスクのブライオリティが高
ければ、その送信先の他のタスクにタスク切換えを行な
っていた．（発明が解決しようとする課題） しかしながら、上述した従来のオペレーティングシステ
ムのタスク制御方式では、常にタスタブライオリティの
高いタスクが優先して実行され、ブライオリティの低い
タスクにて、タスク間で送受するデータが遅滞する．特
に、レイヤ（層）構造をなし、レイヤ毎にタスクに分か
れているプログラムでは、あるレイヤから次のレイヤに
データが渡されたとき、すぐに次のレイヤで処理される
ことが望ましい。

そこで、従来のオペレーティングシステムのタスク制御
方式では、更に各レイヤのタスクを同一のブライオリテ
ィで運用するようにしていた．同一のブライオリティで
の送受信処理を第２図に示す．なお、第２図では、説明
の便宜上、タスクは２つとする．第２図（ａ）のデータ
送信処理は、図示する■一■一■一■の順で行なわれる
。

ここに、■は、上位装置からのデータ送信要求を次のレ
イヤ（タスク）に渡すための処理（タスクＡが処理すべ
き仕事）、■はデータ送信要求を相手端末へ渡すための
処理（タスクＢが処理すべき仕事）である．また、■，
■は、各レイヤ（タスク）におけるデータ送信要求処理
（各タスクでの後処理）である．タスクＡからタスクＢ
へ■の処理を実行した後、データ送信要求を行なってい
るが、タスクＡとタスクＢはブライオリティが同じであ
るため、タスクＡがウェイト状態（待ち状態）にならな
い限り、次のタスク、即ちタスクＢが実行されず、従っ
てタスクＡからのデータ送信要求の処理は何ら行なわれ
ない．タスクＢにてタスクＡからのデータ送信要求の処
理が行なわれるのは、タスクＡの■，■の処理を終えて
からである．このため、特に、■，■の処理時間が大き
いと、データ送信が遅れてしまうことになる。

以上は、データ送信処理の場合であるが、第２図（ｂ）
に示すデータ受信処理の場合も同様に、■′，■′の処
理時間が大きいとデータ受信が遅れてしまうことになる
．なお、第２図（ｂ）において、■′，■′は、夫々デ
ータ受信通知を次のタスクＡ，上位装置へ渡すための処
理であり、■′．■′は夫々各タスクＡ，タスクＢにお
けるデータ受信通知処理である． そこで、本発明の目的は、上述した従来の問題点を解決
し、タスク間でのデータ送受信を円滑に行ない、データ
送受信の遅延時間を従来に比べ短縮できるようにしたオ
ペレーティングシステムのタスク制御方式を提供するこ
とにある．（課題を解決するための手段） 本発明は、オペレーティングシステムが複数のタスクを
制御するオペレーティングシステムのタスク制御方式に
おいて、タスク間で送受信されるメッセージに対し、タ
スク切換えを行なう要因となる事象を識別する識別手段
と、この識別手段からの出力に基づきタスク切換えを制
御するタスク管理手段とを備えてなるものである． （作用） 識別手段は、タスク間で送受信されるメッセージに対し
、タスク切換えを行なう要因となる事象であるかを識別
し、タスク切換えを行なう要因となる事象である゛とき
、タスク管理手段に出力する．タスク管理手段は、この
識別手段からの出力に基づきタスクの切換えを行なうの
で、当該タスク間でのデータ送受信が円滑に行なわれ、
データ送受信の遅延時間を従来に比べ著しく短縮するこ
とができる。

（実施例） 次に本発明の実施例につき、図面を用いて説明する． 第１図は本発明の一実施例を示すブロック図である．同
図において、１は上位装置としてのメインプロセッサ、
２は通信プロセッサ、３はパーソナルコンピュータなど
の端末、４はプリンタであって、これらのメインプロセ
ッサ１．通信プロセッサ２，端末３及びプリンタ４がバ
ス５に接続されている。通信プロセッサ２は通信制御装
置６，通信回線７を介して例えば相手端末（相手局）に
接続されている． また、通信プロセッサ２は、中央処理装置（ＣＰＵ）８
と複数のタスク９とこれらのタスク９を管理するオペレ
ーティングシステム（ＯＳ）１０を有している．タスク
９やオペレーティングシステム１０は通信プロセッサ２
内の主記憶装置に設けられている．このオペレーティン
グシステム１０内には、タスク間で送受信されるメッセ
ージに対し、タスク切換えを行なう要因となる事象を識
別する識別手段１１と、この識別手段１１からの出力に
基づき、タスク切換えを制御するタスク管理手段１２を
有している．ここでは、識別手段ｌ１が、タスク切換え
の要因となる事象であると判定すると、タスク管理手段
１２は、識別手段１１からの出力に基づきタスク切換え
を行なう．次に、本発明では、タスク管理手段ｌ２は、
あるタスクからあるタスクへメッセージ送信が行なわれ
た時に、そのメッセージの要因（イベント）によりタス
ク切換えを制御する。イベントは、要求・通知系、確認
その他系に分ける．ここで、要求・通知系とは、基本的
にデータ送信要求，データ受信通知であり、優先度の高
いイベントとする。確認その他系とは、基本的にデータ
送信確認あるいはデータ受信確認であり、優先度の低い
イベントとする。その他、直接データ送受信に関わりの
ないイベントもこの確認その他系に含める。

なお、イベントの種別、例えば要求・通知系か確認その
他系かは、送信されるメッセージにそのイベントの種別
を含めるものとする．従って識別手段１１は、タスク間
で送受信されるメッセージによりイベントの種別、例え
ば要求・通知系か確認その他系であるかを識別すること
ができるようになっている． 次に、イベントによるタスク切換制御方法について第３
図を用いて説明する．なお、第３図は、本発明に係るタ
スク切換えの手順を示すフローチャートであって、同図
（ａ）は、タスクＡからタスクＢヘメッセージを送信す
る時の処理を示し、同図（ｂ）は、タスクＡの処理終了
時の処理を示す． 先ず、タスクＡからタスクＢへ渡すべきメッセージは、
タスクＢのメッセージ待ち行列につないでおいて、タス
クＢが実行された時に順次メッセージを取出して処理で
きるようにする（第３図（ａ）のステップＳＩＯＩ）．
次に、オペレーティングシステム１０の識別手段１１は
、そのメッセージが要求・通知系か否かを判定し（同．
図（ａ）のステップＳ１０２）、要求・通知系であれば
、そのメッセージは、すぐにタスクＢで処理されるべき
だから、タスク管理手段１２は、識別手段１ｌの出力に
基づきタスクＡをラン（実行）状態から一旦レディ（実
行待）状態に移し、レディ待行列につなぐ。タスクＢは
、タスク管理手段１２より実行権を与えられる．そして
タスクＢはすぐ実行され、メッセージ待行列からメッセ
ージを取出して処理を行なう（同図（ａ）のステップＳ
１０３）．この時、最初に取出すメッセージは、ステッ
プＳ　１０１でつながれたメッセージとは限らない。即
ち、以前にタスクＢに送られてきていながら処理されて
いなかった確認その他系である場合もある．これは、タ
スク内でのシーケンシャルな処理を保証するものである
．また、もし、ステップＳ１０２で、メッセージが確認
その他系であレハ、タスクＢをレディ状態にして、レデ
ィ待行列につないで、タスクＡを引続きラン状態にする
（同図（ａ）のステップＳ１０４）． 次に第３図（ｂ）は、タスクＡが１つのメッセージに対
して処理を終えた時の処理である。この処理は、従来技
術で実現されている処理である．先ず、メッセージ待行
列にメッセージがあるか否かを見て（同図（ｂ）のステ
ップＳ２０１）、メッセージがあれば引続きそのメッセ
ージに対して処理を行なう（同図（ｂ）のステップＳ２
０５）．ステップＳ　２０１にて、もしメッセージがな
ければ該当タスクＡをウェイト（待ち）状態にする（同
図（ｂ）のステップＳ２０２）．次にレディ待行列を見
て（同図（ｂ）のステップＳ２０３）、別タスクがレデ
ィ状態であれば、そのタスクをラン状態にし実行する（
同図（ｂ）のステップＳ２０４）．もし、ステップＳ２
０３でレディ状態のタスクが１つもなければ、アイドル
状態となる（同図（ｂ）のステップ５２０５）．ここで
、アイドル状態とは、すべてのタスクがウェイト状態に
ある場合で、上位又は下位からの割込みによる事象発生
や、タイマ割込みによる起動がない限り、どのタスクも
処理を行なわない状態である．以上のような第３図のア
ルゴリズムで、オペレーティングシステム１０がタスク
を制御すれば、データ送受信において、タスク間の処理
は第４図に示すようになる． 第４図は、本発明をデータ送受信処理に適用した場合の
説明図である． 第４図（ａ）のデータ送信処理においては、タスクＡは
、上位装置ここではメインプロセッサ１からデータ送信
要求が通信プロセッサ２に対しあると、オペレーティン
グシステム１０からの指示に基づき、データ送信要求を
次のレイヤ（タスク）に渡すための処理■を行なう．タ
スクＡは■の処理の後、データ送信要求をタスクＢへ送
信する．オペレーティングシステム１０の識別手段ＩＩ
は、データ送信要求がタスクＡとタスクＢ間で送受信さ
れるメッセージから要求・通知系の高いブライオリティ
のものであると判定し、データ送信要求を早く送受信さ
せるべくタスク管理手段１２にタスク切換え指示のため
の出力を行なう．これにより、タスク管理手段１２は、
タスクＡからタスクＢヘタスク切換えを行なう。そして
、タスクＢは、実行権を与えられ、タスクＡからのデー
タ送信要求を次のレイヤ（タスク）へ、ここでは相手端
末へ（タスクＡとタスクＢの２つのタスクの場合であり
、タスクＢの下位にタスクがなく相手端末が送信相手と
なる．）渡すための処理■を行ない、■の処理の後、相
手端末へ通信回線７を介してデータ送信要求を行なう。

タスクＢは、この後、データ送信要求に対する自レイヤ
（自タスク）内での処理（自タスク内で処理しなければ
ならない後処理等）■を行ない、■の処理後、処理終了
をオペレーティングシステム１０に通知し、ウェイト状
態にする．オペレーティングシステム１０は、タスクＢ
から処理終了通知を受けると、タスクＡに実行権を与え
る。タスクＡは、前述した上位装置からのデータ送信要
求に対する自レイヤ（自タスク）内での処理（自タスク
内で処理しなければならない後処理等）■を行ない、■
の処理終了後、その旨をオペレーティングシステム１ｏ
に通知し、ウェイト状態にする．一方、相手端末はデー
タ送信要求に対する処理の後、データ送信確認を返して
くるが、これを■一■一■一■の処理が全て終ってから
くるものとし、相手端末よりデータ送信確認がタスクＢ
に送られてくると、タスクＢは、先ずデータ送信確認を
次のレイヤ（タスク）へ渡すための処理■を行ない、デ
ータ送信確認を次のレイヤ（タスク）であるタスクＢへ
渡す．しかし、オペレーティングシステム１０の識別手
段１１は、タスクＢからタスクＡへのメッセージにより
、データ送信確認が確認その他系の低いブライオリテイ
のものであると判定し、タスク管理手段１２にタスク切
換え指示のための出力を行なわない．従って、タスク切
換えは行なわれないので、タスクＡは実行権を与えられ
ず、タスクＢからデータ送信確認を受けても処理はでき
ない．そして、タスクＢでは、■の処理を行ない、デー
タ送信確認をタスクＡへ送り、更にデータ送信確認に対
する自レイヤ（自タスク）内での処理（自タスク内で処
理しなければならない後処理等）■を行ない、その後処
理終了をオペレーティングシステム１０に通知し、ウェ
イト状態にする．オペレーティングシステム１０は、こ
の通知を受けると、タスクＡに実行権を与える．タスク
Ａは、先に受けていた、タスクＢからのデータ送信確認
を、次のレイヤ（タスク）へ、ここでは上位装置へ（タ
スクＡとタスクＢの２つのタスクの場合であり、タスク
Ａの上位にタスクがなく、上位装置が送信相手となる．
）渡すための処理を行ない、データ送信確認を上位装置
へ送り、更にデータ送信確認に対する自レイヤ（自タス
ク）内での処理（自タスク内で処理しなければならない
後処理等）■を行ない、■の処理終了後、処理終了をオ
ペレーティングシステム１０に通知し、ウェイト状態に
する． なお、もしタスクＢの送信確認処理■または■中に、メ
インプロセッサ１から次のデータ送信要求が来ると、タ
スクＢは一旦レディ状態になり、タスクＡをラン状態に
してデータ送信要求処理■を行う．次にタスクＡがレデ
ィ状態，タスクＢがラン状態になり、まず、先に来てい
たデータ送信確認処理■，■を行った後、次に来たデー
タ送信要求処理■を行う．このように確認系を優先度の
低いイベントにすることにより、確認処理による次のデ
ータ送信要求処理の遅れを小さくすることになる． 以上の説明から判かるように、上位割込みによりデータ
送信要求が上位装置としてのメインプロセッサ１から通
信プロセッサ２にきてから、通信回線７にデータが出力
されるまでに（第１図参照）、■一〇の処理だけであり
、■，■の処理（第２図（ａ）の従来例における■，■
の処理に相当する．）が後回しになる分、相手端末（相
手局）へ送信される時間が従来に比べ短縮される．一方
、タスクＡ．タスクＢの各内部での処理時間は、全体と
して変わらないが、相手端末（相手局）へ早くデータを
出すことにより、そのレスポンスも早くなる。よって、
システムとして、待ち時間が少なくなり、処理能力の向
上が図られる。

以上は、データ送信処理の場合であるが、第４図（ｂ）
に示すデータ受信処理の場合も上述したと同様のことが
いえる．なお、第４図（ｂ）において、■′．■′は、
データ受信通知を次のレイヤ（タスク）へ渡す（ここで
は、■′の場合はタスクＡへ、■′の場合は上位装置（
メインプロセッサ１）へ渡すこと．）ための処理であり
、■′，■′は、データ受信通知に対する自レイヤ（自
タスク）内での処理であり、■′，■′は、データ受信
確認を次のレイヤ（タスク）へ渡す（ここでは、■′の
場合はタスクＢへ、■′の場合は相手端末（相手局）へ
渡すこと。）ための処理であり、■′，■′は、データ
受信確認に対する自レイヤ（自タスク）内での処理であ
る．また、タスクＡ，タスクＢにおける実行順序は、■
′一■′一■′一■′一■′一■′一■′一■′となる
．但し、■′以降の実行順は、上位装置（メインプロセ
ッサ１）からのデータ受信確認がタスクＢでの■′の処
理を終えた後で来た場合のものである． 相手端末（相手局）から通信回線７を介して通信プロセ
ッサ２がデータ受信してから上位装置（メインプロセッ
サｌ）側へ通知するまで、第２図（ｂ）の従来例に比べ
■′，■′の処理時間（第２図（ｂ）の従来例における
■′．■′の処理に相当する．）が従来に比べ短縮され
る．また、タスクＡ．タスクＢの各内部での処理時間は
、全体として変わらないが、上位装置（メインプロセッ
サ１）へ早くデータを出すことにより、そのレスポンス
も早くなり、システムとして待ち時間が少なくなり、処
理能力の向上が図られる．なお、本発明は、複数のタス
クのうち、一部のタスクについて、前述した従来技術の
ブライ才リティによるタスク制御を行なうようにして、
従来技術のブライオリティによるタスク制御と併用すれ
ば、タスク切換えを行なう要因に関わりなく、特別に優
先度の低い、あるいは高いタスクを存在させることも可
能となる． 本発明は本実施例に限定されることなく、本発明の要旨
を逸脱しない範囲で種々の応用及び変形が考えられる。

例えば、本実施例においては、識別手段１１及びタスク
管理手段１２を第ｌ図の通信プロセッサ２のオペレーテ
ィングシステム（ＯＳ）１０内に設けたけれども、本発
明はこれに限定されることなく、例えば第１図のメイン
ブロセッサｌ内に設けたオペレーティングシステム（Ｏ
Ｓ）内に設けてもよいことはもちろんである．この場合
、メインプロセッサ１内には、第１図の通信プロセッサ
２と同様に中央処理装置（ＣＰＵ）や複数のタスクも設
けられている．また、本実施例においては、タスク切換
えを行なう要因となる事象として、要求・通知系，確認
その他系を用いて説明したが、本発明はこれに限定され
るものではない． （発明の効果） 上述したように本発明を用いれば、次のような種々の効
果を奏する． （１）識別手段がタスク間で送受信されるメッセージに
対し、タスク切換えの要因となる事象を識別した場合に
は、タスク管理手段は、識別手段からの出力に基づき、
タスク切換えを行なうので、当該タスク間でのデータ送
受信が円滑に行なわれ、データ送受信の遅延時間を従来
に比べ著しく短縮させることができる。

（２）従って、上位装置（例えば上位メインブロセッサ
）又は相手端末（相手局）からの当該タスクへの応答待
ち時間を従来に比べ短縮させることができ、もってシス
テムの処理能力を向上させることができる．

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すブロック図、第２図は
従来例におけるデータ送受信処理の説明図、第３図は本
発明に係るタスク切換えの手順を示すフローチャート、
第４図は本発明の適用例におけるデータ送受信処理の説
明図である．ｌ・・・メインプロセッサ、２・・・通信
プロセッサ、９・・・タスク、１０−・・オペレーティ
ングシステム、ｌ１・・・識別手段、ｌ２・・・タスク
管理手段．タスクｑＪ換えの剥１ｌ 第３ ｊｔ足ｔン口ーチャ 図 Ｆ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 オペレーティングシステムが複数のタスクを制御するオ
   ペレーティングシステムのタスク制御方式において、 タスク間で送受信されるメッセージに対し、タスク切換
   えを行なう要因となる事象を識別する識別手段と、 この識別手段からの出力に基づきタスク切換えを制御す
   るタスク管理手段とを備えたことを特徴とするオペレー
   ティングシステムのタスク制御方式。