JPH04195539A

JPH04195539A - システムコール処理方式

Info

Publication number: JPH04195539A
Application number: JP32792790A
Authority: JP
Inventors: Tamotsu Iwasaki; 保岩崎
Original assignee: NEC Corp
Current assignee: NEC Corp
Priority date: 1990-11-28
Filing date: 1990-11-28
Publication date: 1992-07-15

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、リアルタイムシステムを管理するオペレーテ
ィングシステムにおいて、特に、割込み処理中に発生し
たオペレーティングシステム処理に関する。

〔従来の技術〕

ロボッ）、ＮＣ，ファクシミリ等の分野では、発生した
事象に対する応答性と高速処理が要求される。この様な
分野におけるオペレーティングシステムは、 ■　処理オーバヘッドの短縮 ■　発生した事象に対する応答性の確保に重点をおいて
設計される。この様なオペレーティングシステムは、特
に「リアルタイムオペレーティングシステム」（以下、
Ｏ８と略す。）と呼ばれる。

Ｏ８は、アプリケーションプログラムを「タスク」及び
「ハンドラよとして管理する。タスクは、継続的に動作
するプログラム単位である。Ｏ８は、状況に応じて最適
なタスクを選び出し、ＣＰＵを割当てる。ハンドラは、
割込み等の外部イベントに対応し、起動されるプログラ
ムである。Ｏ８に直接管理されることなく、非同期に動
作する。

第１１図は、リアルタイムシステムの一例ヲ簡略化して
示した図である。第１１図において、１１０１はアドレ
スバス、１１０２はデータバス、１１０３はＣＰＵ、１
１０４は割込みコントローラ、１１０５はタイマ、１１
０６はメモリ、１１０７は割込みコントローラ１１０４
からＣＰＵ１１０３への割込み信号路、１１０８はＣＰ
Ｕ１１０３から割込みコントローラ１１０４への割込み
受付は信号路、１１０９はタイマ１１０５から割込みコ
ントローラ１１０４への割込み信号路である。

このシステム上で動作するアプリケーションプログラム
は、タスクが２つ、割込みハンドラが１つで構成されて
いる。２つのタスクは、イベントフラグの条件成立を待
って、決められた処理を行う。ハンドラは、イベントフ
ラグをセットする役割を持っている。このハンドラは、
タイマ１１０５による割込みにより起動される。タスク
やハンドラは、イベントフラグを直接操作することはで
きない。操作が必要な場合は、システムコールでＯ８に
操作を要求する。

システムコール処理は、システムコールエントリ処理２
本処理、タスクディスバッチ処理の３つに分けることが
できる。システムコールエントリ処理は、前処理であり
、本処理を行うために環境を準備する。タスクディスパ
ッチ処理は、本処理によって状態の変化したタスクから
、最適なものを選択し、ＣＰＵを割当てる。第８図、第
９図に、これらの処理フローを示す。

イベントフラグの条件成立を待つシステムコールは［ｒ
ｗａｉ−ｆ　Ｉｇｊである。ｗａｉ−ｆｌｇは、条件成
立後、フラグをクリアする。パラメータは、イベントフ
ラグ識別子と、イベントフラグのパターンである。イベ
ントフラグをセットするシステムコールはＦｓｅｔ　　
ｆｌｇｊである。５ｅｔＪ　Ｉｇのパラメータは、イベ
ントフラグ識別子と、セットするイベントフラグパター
ンである。第１０図に、ｗａｉｊｌｇの処理フローを示
す。

次に、第８図、第９図、第１０図を参照しながら、Ｏ８
の動作を説明する。

簡単のために、イベントフラグのパターンは、クリアさ
れているものとする。また、割込み応答性能を上げるた
めに、Ｏ８は、割込み許可状態で動作するものとする。

この状態で１つのタスクがｗａｉＪｌｇを発行する。制
御はＯ８に移り、システムコールエントリ処理が行われ
る。Ｏ８は、コンテキストを退避する（第８図の■）。

続いて、システムコール処理中であることを示すカウン
タを更新しく第８図の■）エントリ処理を終了する。次
に、本処理に移る。ＯＳは、システムコールのパラメー
タをチエツクする（第１０図の■）。パラメータからイ
ベントフラグの条件パターンを得る（第１０図の■）と
、現在イベントフラグがもっているパターンと比較する
（第１０図の■）。現在イベントフラグはクリアされて
いる。従って、Ｏ８は、タスクをレディーキューからは
ずした後に（第１０図の■）、イベントフラグの待ちキ
ューにつなぐ（第１０図の■）。最後に、Ｏ８は、夕”
スフディスバッチ処理に移る。まず、システムコール中
であることを示すカウンタを更新しく第９図の■）、シ
ステムコール処理中に要求された処理か否かを判断する
（第９図の■）。ｗａｉ　Ｎｇは、タスク実行中に発行
されたために、Ｏ８は、タスクディスパッチ処理に入る
。Ｏ８は、ディスパッチすべきタスクを選択する（第９
図の■）。続いて、タスクコンテキストを切替え（第９
図の■）、コンテキストを復帰してタスクに制御を移す
（第９図の■）。

以上の様にして、Ｏ８は、システムコール処理を行う。

〔発明が解決しようとする課題〕

Ｏ８は、割込み許可状態で動作することを仮定している
ため、システムコール処理中でもハンドラが動作する。

今、第１０図の■と■の処理の間で割込みが発生し、前
述したハンドラが動作することを考える。

起動されたハンドラは、ｓｅｔ　ｆｌｇを含む一連の処
理を行い、処理を終了する。特に、ｓｅｔ　ｆｌｇでは
、上述したタスクの待ち条件を満足するパターンをイベ
ントフラグにセットする。

ｗａｉＪｌｇの処理は、現在のイベントフラグのパター
ンをチエツクし、タスクの要求する待ち条件を満たして
いないことを、既に判断している。

従って、処理は、第１０図の■、■、タスクディスバッ
チ処理（第９図）へと進む。この様にしてシステムニー
ル処理が終了する。

ここでＯ８内部を見ると、「イベントフラグがタスクの
待ち条件を満たしているにもかかわらず、タスクが待ち
状態にある」という、矛盾した状態にある。これでは、
タスクやハンドラ間の関係が崩れ、最悪の場合システム
がハングアップする状態にもなりかねない。

この様な状況は、Ｏ８処理を割込み許可状態で行ったた
めに発生した。この様な矛盾を回避するために、Ｏ８処
理を割込み禁止状態で行うことを考える。この場合、上
述した矛盾を回避することはできる。しかし、逆に割込
みの応答性能が劣化し、割込みをとりこぼす恐れが生じ
る。また、第１０図の■や■の処理は、処理時間が、キ
ューの状態゛によって変化する。このため、割込みの応
答性能を予想することが困難になり、Ｏ８を組込んだ製
品の３頼性が損われることになる。

〔課題を解決するための手段〕

本発明は、マイクロプロセッサを使用したリアルタイム
システム用オペレーティングシステムにおいて、前記オ
ペレーティングシステムがシステムコール処理中である
ことを識別する手段と、システムコール情報を発行順に
記憶する手段と、前記記憶手段から前記システムコール
情報を発行順に獲得する手段を有している。

本発明は、システムコール処理中に要求されたシステム
コール処理ヲ割込まれたシステムコール処理が終了する
まで遅延している。

〔実施例〕

以下、本発明の詳細な説明する。第１図は、第１実施例
を示したものである。第１図において、１０１はリング
バッファ、１０２は一単位の領域、１０３はシステムコ
ール情報を格納する領域、１０４はパラメータを格納す
る領域、１０５はパラメータを格納する領域、１０６は
バッファのリードポインタ、１０７はバッファのライト
ポインタである。第２図は、実施例１におけるシステム
コールエントリ処理のフローである。第３図は、実施例
１におけるシステムコール終了処理のフローである。

次に、これらの図を参照したから、実施例１の動作を説
明する。割込みが入ってハンドラが起動され、　ｓｅｔ
Ｊ１ｇシステムコールな発行するまでは、従来例の動作
説明時と同じである。また、゛リンダバッファ１０１の
リードポインタとライトポインタは、同じ格納領域を示
しているものとする。

ｓｅｔＪ１ｇシステムコールが発行されると、制御がＯ
８に移る。Ｏ８は、第２図に示したフローに従い、シス
テムコールエントリ処理を行う。まず、コンテキストを
退避する（第２図の■）。次にシステムコール中か否か
を判断する（第２図の■）。

割込みは、＊ａｉ　ｆｌｇの処理中に発生したのである
から、処理は第２図の■に移る。まず、Ｏ８は、リング
バッファ１０１のライトポインタを得る（第２図の■）
。得られたポインタが示す領域１０２のシステムコール
情報を格納する領域１０３に、ｓｅｔＪｌｇを示す番号
を書込む。パラメータを格納する領域１０４にイベント
フラグ識別子を、ｉ＜うｉ−ｐを格納する領域１０５に
待チパターンをそれぞれ書込む（第２図の■）。そして
、ライトポインタを更新する（第２図の■）。この時の
リングバッファ１０１の両ポインタ状態が、第１図の状
態である。システムコール処理は、この後コンテキスト
を復帰しく第２図の■）、終了する。

以上の様に、ハンドラ内でのシステムコール処理が終了
する。

ハンドラが終了すると、ｏｓ熱処理、ｗａｉＪＩｇにも
どる。処理は、第１０図の■、■と進み、タスクは待ち
状態になる。

次に、処理は、第３図に示すシステムコール終了処理に
移る。まず、ｏｓは、リードポインタとライトポインタ
を得る（第３図の■、■）。リングバッファに情報が格
納されているか否かをチエツクするために、両者を比較
する（第３図の■）。現在リードポインタは、第１図の
リードポインタ１０６に、ライトポインタは、第１図の
ライトポインタ１０７になっている。従って、処理は、
■に移る。リードポインタ１０６によって示されている
領域から、システムコール番号と、パラメータを得る（
第３図の■）。上述したように、システムコール番号は
、ｓｅｔＪｌｇを示し、パラメータは、それぞれイベン
トフラグ識別子、待ちパターンである。Ｏ８は、リード
ポインタを更新する（第３図の■〕。この更新により、
リードポインタとライトポインタは、同じ領域を示すよ
うになる。

そして、システムコール処理に移る。

ｓｅｔＪＩｇ処理により、タスクはレディー状態になる
。処理は、再び、システムコール終了処理に移る。

先ず、リードポインタとライトポインタを得る（第３図
の■、■）。両者を比較する。両者は、同じ領域を示し
ているために、リングバッファ１０１は、空と判断する
（第３図の■）。従って、処理は、タスクデイスパッチ
ャに移る。

以上の様にして、システムコール処理が行われる。

次に、本発明の第２実施例を説明する。第４図は、第２
実施例を示したものである。第４図において、４０１は
システムコールキュー、４０２はキューの先頭を示すポ
インタを格納する領域であり、何もつながれていないと
きは“０″となる。

４０３は、キューの最後を示すポインタを格納する領域
であり、何もつながれていないときは“０″トナル。４
０４はシステムコールブロック、４０５は次にリンクさ
れているシステムコールブロックを示すポインタを格納
する領域であり、つぎに何もつながれていないときは′
０”となる。

４０６は前にリンクされているシステムコールブロック
を示すポインタを格納する領域であり、つぎに何もつな
がれていないときは“０”となる。

４０７はシステムコール情報を格納する領域、４０８は
パラメータを格納する領域、４０９はパラメータを格納
する領域、４１０は２つめにリンクされているシステム
コー・ルブロック、４１１は最後にリンクされているシ
ステムコールブロックである。第５図は、システムコー
ルキューのある状態を示している。第５図において、４
０１はシステムコールキュー、４０２はキューの先頭を
示すポインタを格納する領域、４０３はキューの最後を
示すポインタを格納する領域、５０１はリンクされてい
るシステムコールブロック、５０２は次にリンクされて
いるシステムコールブロックを示すポインタを格納する
領域、５０３は前にリンクされているシステムコールブ
ロックを示すポインタを格納する領域、５０４はシステ
ムコール情報を格納する領域、５０５はパラメータを格
納する領域、５０６はパラメータを格納する領域である
。第６図は、第２実施例におけるシステムコールエント
リ処理のフローであり、第７図は、第２実施例における
システムコール終了処理のフローである。

次に、これらの図を参照しながら、第２実施例の動作を
説明する。割込みが入ってノ・ンドラが起動サレ、ｓｅ
ｔ　ｆｉｇシステムコールを発行するまでは、従来例の
動作説明時と同じである。また、システムコールキュー
４０１には、何もつながれていないものとする。

５ｅｔＪ　１ｇシステムコールが発行されると、制御が
Ｏ８に移る。Ｏ８は、第６図に示したフローに従い、シ
ステムコールエントリ処理を行う。まず、コンテキスト
を退避する（第６図の■）。次にシステムコール中か否
かを判断する（第６図の■）。

割込みは、ｗａｉｊｌｇの処理中に発生したのであるか
ら、処理は第６図の■に移る。Ｏ８は、システムメモリ
からシステムコールブロック５０１を得る（第６図の■
）。得られたシステムコールブロック５０１の領域５０
４に、ｓｅｔ　ｆｌｇを示す番号を、領域５０５と領域
５０６に、イベントフラグ識別子と待ちパターンをそれ
ぞれ書込む（第６図の■）。そして、システムコールブ
ロック５０１を、システムコールキュー４０１につなぐ
（第６図の■）。システムコールキュー４０１には、何
もつながれていなかったため、領域５０２と領域５０３
には、００″が入る。また、領域４０２と領域４０３に
は、システムコールブロック５０１のアドレスが入る。

この時のシステムコールキューの状態を、第５図に示す
。システムコール処理は、この後コンテキストを復帰し
く第６図の■）、終了する。

ハンドラが終了すると、Ｏ８処理は、ｗａｉ　　ｆｉｇ
にもどる。処理は、第１０図の■、■と進み、タスクは
待ち状態になる。

次に、処理は、第７図に示すシステムコール終了処理に
移る。まず、Ｏ８は、システムコールキューの領域４０
２の内容から、キューにシステムコールブロックがつな
がれているか否かを判断する（第７図の■）。内容は“
０”ではないため、■に処理が移る。Ｏ８は、システム
コールブロック５０１を、システムコールキューからは
ずす。

はずすことによって、キューにつながれているシステム
コールブロックがなくなる。システムコールキュー４０
１の領域４０２と４０３には、“０”が書込まれる。シ
ステムコールブロック５０１から、システムコール番号
と、パラメータを得る（第７図の■）。上述したように
、システムコール番号は、ｓｅｔＪｌｇを示し、パラメ
ータは、それぞれイベントフラグ識別子、待ちパターン
である。Ｏ８は、システムコールブロック５０１をメモ
リに返却する（第７図の■）。そして、システムコール
処理に移る。

５ｅｔＪ　１ｇ処理により、タスクはレディー状態にな
る。処理は、再びシステムコール終了処理に移る。

Ｏ８は、システムコールキューの領域４０２の内容から
、キューにシステムコールブロックカッながれているか
否かを判断する（第７図の■）。

内容は“０゛であるためにシステムコール終了処理が終
了し、タスクディスバチャに処理が移る。

以上の様にして、システムコール処理が行われる。

〔発明の効果〕

以上の説明から明らかなように、本発明では、システム
コール処理中に起動されるハンドラから発行されたシス
テムコールの処理をキューイングし、割込まれたシステ
ムコール処理が終了するまで処理を遅延する。これによ
り、従来問題であった、システムコール処理の割込みに
よるシステムコール処理のネストによるＯ８内部の矛盾
や、この矛盾から生じるシステムのハングアップを防ぐ
ことができる。

また、従来この問題を解決するために行っていた、Ｏ８
内部を割込み禁止状態にする方法を取る必要がなくなり
、割込み応答性を大幅に向上させることができる。この
ために、割込み等の外部事象に迅速に対応することがで
き、Ｏ８、ならびにシステムの信頼性を向上させること
ができる。

【図面の簡単な説明】第１図は、本発明の一実施例図、第２図は本実施例にお
けるシステムコールエントリ処理のフロー、第３図は本
実施例におけるシステムコール終了処理のフロー、第４
図は本発明の第２実施例図、第５図はあるシステムコー
ルキューの状態図、第６図は第２実施例２におけるシス
テムコールエントリ処理のフロー、第７図は第２実施例
２におけるシステムコール終了処理のフロー、第８図は
従来のシステムコールエントリ処理のフロー、第９図は
、タスクディスバッチ処理のフロー、第１Ｏ図は［ｒｗ
ａｉ−ｆ１ｇｊシステシステムコール番号−、第１１図
はＲＴＯ３が動作する環境の一例図である。代理人　弁理士　　内　原　　　音

Claims

【特許請求の範囲】

マイクロプロセッサを使用したリアルタイムシステム用
オペレーティングシステムにおいて、前記オペレーティ
ングシステムがシステムコール処理中であることを識別
する手段と、システムコール情報を発行順に記憶する手
段と、前記記憶手段から前記システムコール情報を発行
順に獲得する手段を有し、前記オペレーティングシステ
ムのシステムコール処理中に発行されたシステムコール
の情報を、前記記憶手段に記憶し、現在行っているシス
テムコール処理が終了した時点で、前記獲得手段により
前記記憶手段からシステムコール情報を取り出し、シス
テムコール処理を行うことを特徴とする、システムコー
ル処理方式。