JPH0495137A

JPH0495137A - オペレーティングシステムのコンテキスト切替方式

Info

Publication number: JPH0495137A
Application number: JP20851190A
Authority: JP
Inventors: Tamotsu Iwasaki; 保岩崎
Original assignee: NEC Corp
Current assignee: NEC Corp
Priority date: 1990-08-07
Filing date: 1990-08-07
Publication date: 1992-03-27

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、リアルタイムオペレーティングシステムにお
けるタスクコンテキストの切替方式に間する。

〔従来の技術〕

ロボット、ＮＣ，ファクシミリ等の機械系を含む制御分
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、（１）機能を単純にして処理オーバーヘッドを短
くすること、（２）割込みの禁止時間を短縮して、発生
した事象に対する応答性を向上させることに重点をおい
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ＲＴ
Ｏ３という）と呼ばれる。

今、ＲＴＯＳが動作するシステムとして、日本電気製の
１６ビツトＣＰＵμＰＤ７０１３６を使用したシステム
を考える。第４図がそのハードウェア構成の例を示した
図である０図において、１１がアドレスバス、１２がデ
ータバス、１３はＣＰＵ（μＰＤ７０１３６）、１４が
割込みコントローラ（μＰＤ７１０５９）、１５がイン
ターバルタイマ（μＰＤ７１０５４）＝　１６がＲＡＭ
、１７がＲＯＭ、１８が割込みコントローラ１４からＣ
ＰＵＩへの割込み信号路、１９がＣＰＵ１３から割込み
コントローラ１４への割込み受付は信号路、２０がイン
ターバルタイマ１５から割込みコントローラ１４への割
込み信号路である。

ＲＴＯＳでは、アプリケーションプログラムは、タスク
として動作する。このタスクには、優先順位と、タスク
識別子が与えられ管理される。

ＲＴＯＳは、それぞれのタスクに対応したタスクコント
ロールブロック（以下ＴＣＢという）を作成し、タスク
の管理を行なう。このＴＣＢ内には、タスク識別子や優
先順位等のタスク固有の情報が格納されており、ＴＣＢ
の管理は、対応するタスクの状態に応じてＲＴＯＳのワ
ーク領域（システムベーステーブル、以下ＳＢＴという
）内で行われ、ＲＴＯＳは、こ゛の様に管理されるタス
クの中から状況に応じた最適なタスクを選択し、ＣＰＵ
を割当ててゆく。

このタスクの切替えは、様々な状況で発生する。タスク
が切替わる可能性がある代表的な状況としては、（１）タスクの待ち要因の解除；タスク、割込み処理ル
ーチンによって、待ち状態にあるタスクの待ち要因が解
除された場合（２）指定時間の経過待ち；一定時間の待ち状態に入っ
たタスクにおいて、指定した時間が経過した場合（３）要求資源の不足；資源を獲得しようとしたタスク
において、資源が要求数に満たす、待ち状態に入った場
合゛（４）優先順位の変更；タスクの優先順位を、変更した
場合等がある。

例えば、第４図のシステムにおいて、上述の（２）の状
況を想定してみる。ＲＴＯＳは、一定時間ごとに発生す
るインターバルタイマ１５の割込みに対応したＲＴＯＳ
の割込み処理ルーチンによって、時間管理を行なってお
り、あるタスクが時間経過待ち状態とすると、インター
バルタイマ１５の割込みによって、ＲＴＯＳの割込み処
理ルーチンが起動される。この割込み処理ルーチンは、
時間経過待ちタスクの待ち時間をチエツクし、指定され
ている時間が経過している場合は、そのタスクを実行可
能状態にする。この時、ＣＰＵ１３が割当てられていた
タスクの優先順位よりも、新たに実行可能状態になった
タスクの優先順位の方が高い場合、タスクの切替えがお
こる。

このタスクの切替え動作は第５図のタスク切替えの処理
フロー図により説明される。第６図はタスクのコンテキ
ストの構成を示している。簡単の為に、ＣＰＵが割当て
られていたタスクをタスクＢ、新たに実行可能状態にな
ったタスクをタスクＡとする。

まず、ステップ１で実行可能状態にあるタスクの中から
、最も優先順位の高いタスクを探し、この場合はタスク
Ａが選ばれる。つぎに、ステップ２で、このタスクが、
ＣＰＵが割当てられていたタスクと同一か否かを判定す
る。ここで、ＣＰＵが割当てられていたタスクはタスク
Ｂであり、タスクの切替えがおこる。まず、ステップ３
でタスクＢのコンテキストを退避し、次に、ステップ９
でタスクＡのコンテキストを復帰する。この様にして、
タスクＢのコンテキストがちタスクＡのコンテキストへ
と入替わり、−タスクの切替えが完了する。

ぃま、ＣＰｔＪの機能を向上させるために、コプロセッ
サを付加したとする。コプロセッサは、ＣＰＵと密に結
合して動作する。また、プログラム上からは、ＣＰＵの
命令セットが拡張された様に見え、別のプロセッサとし
て意識する必要が無い等の特徴をもっている。前述した
μＰＤ７０１３６に対しては、浮動小数点演算プロセッ
サμＰＤ７２２９１が、コプロセッサとしである。

第７図は第４図のシステムに浮動小数点演算プロセッサ
のコプロセッサ２１が付加された場合を示す。この場合
、コプロセッサ２１はＣＰＵ１３ａと密に動作する。従
って、コンテキストは、このコプロセッサ２１のコンテ
キストが含まれる事になる。このコプロセッサがある場
合に、増加するコンテキストを第８図に示す。

次に、第９図のコプロセッサが付加されたタスク切替え
処理フロー図を参照しながら説明する。

この場合、コプロセッサが無い場合と同様の切替え処理
を考える。

まず、ステップ１で実行可能状態にあるタスクの中から
、最も優先順位の高いタスクを探し、タスクＡが選ばれ
る。つぎに、ステップ２でこのタスクかＣＰＵ１３ａか
割当てられていたタスクと同一か否かを判定し、ＣＰＬ
Ｉが割当てられていたタスクかタスクＢであるので、タ
スクの切替えがおこる。まず、ステップ３てタスクＢの
ＣＰＵコンテキストを退避し、次にステップ６でコプロ
セッサ２１のコンテキストを退避する。続いて、ステッ
プ８でタスクＡのＣＰＵコンテキストを復帰し、ステッ
プ９でコプロセッサのコンテキストを復帰する。この様
にして、タスクＢのコンテキストからタスクＡのコンテ
キストへと入替わり、タスクの切替えが完了する。

〔発明が解決しようとする課題〕

コプロセッサが付加されるとタスク切替え時に退避復帰
するコンテキストのサイズが増える。前述した場合に、
コプロセッサ無しのシステムでは、退避復帰するコンテ
キストがＣＰＵコンテキストのみであるため、そのサイ
ズが２６バイトであるが、コプロセッサのあるシステム
では、これに加えて１０８バイトのコプロセッサコンテ
キストを退避復帰しなければならず、そのサイズの差は
、実に５倍強にもなる。

前述した様に、ＲＴＯＳは、処理オーバーヘッドと割込
み禁止時間の短縮に重点をおいて設計されなければなら
ないので、ＲＴＯＳの処理に常に存在するタスク切替え
処理は、処理オーバーヘッドを小さくするうえで大きな
比重を持つ。しかし、タスク切替え時間は、コプロセッ
サをシステムに追加する事によって大幅に増加するとに
なり、ＲＴＯ８処理に常に存在する処理が大幅に増加す
る事は、処理オーバーヘッドを常に増加させる事になり
、ＲＴＯＳの性能上の重大な欠点となる。

また、タスク切替え処理は、割込み禁止状態で行なわれ
るが、通常割込み禁止時間が長くなればなるほど、割込
みの受付が遅延される場合が生じる。この割込み発生間
隔が、割込み禁止時間のよりも短い場合は、発生した割
込みが受付けられる前に、次の割込みが発生する事にな
る。この様な場合には、既に発生している割込みが無視
される事になり、ＲＴＯＳでは割込みが事象であるので
、その事象に対応し切れなくなる事態が生じると言う事
は、ＲＴＯＳにとって致命的となる。

本発明の目的は、コプロセッサを必要とするタスクに対
してのみコプロセッサのコンテキストを切替えることに
より、割込み処理の遅延を最小限にして、処理時間を短
縮したプロセッサのコンテキスト切替方式を提供するこ
とにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明の構成は、ＣＰＵにコプロセッサが付加されたシ
ステム上で動作するオペレーティングシステムのコンテ
キスト切替方式において、前記オペレーティングシステ
ム上で動作するタスクが前記コプロセッサを使用するか
否かのコプロセッサ情報を保持する第１の情報保持手段
と、前記コプロセッサを使用しているタスクのタスク識
別子を保持する第２の情報保持手段と、任意のタスクの
前記コプロセッサ情報を検索する第１の検索手段と、任
意のタスクのタスク識別子を検索する第２の検索手段と
、前記第１の情報保持手段の保持するタスク識別子と前
記第２の検索手段の検索したタスク識別子とを比較する
比較手段とを有し、新たにＣＰｔＪを割当てられるタス
クのコプロセッサ情報を前記第１の検索手段により検索
し、この割当てられるタスクがコプロセッサを使用する
場合に、前記第２の情報保持手段に保持されたタスク識
別子と前記ＣＰＵを割当てられるタスクのタスク識別子
とを前記比較手段により比較し、この比較結果が同一の
場合にコプロセッサコンテキストの切替を行なわず、そ
の比較結果が異なる場合に前記コプロセッサコンテキス
トの切替を行うことを特徴とする。

〔実施例〕

次に本発明について図面を参照して説明する。

第１図は本発明の一実施例のタスク切替え処理を説明す
るフロー図、第２図はシステムベーステーブル内に設け
られ現在コプロセッサを使用しているタスクのタスク識
別子を格納する領域を示した図、第３図はＴＣ’Ｂ内に
設けられタスクがコプロセッサを使用するか否かを示す
データを格納する領域を示した図である。この場合、コ
プロセッサ使用オプションがｒｌ、のときコプロセッサ
を使用し、「０」のときコプロセッサを使用しないとい
う意味である。

次に、本実施例の動作を説明する。この場合、タスクの
状態は従来例の場合と同様である。

最初に、タスクＢ、タスクＡ共に、コプロセッサ使用オ
プションが「１」、即ち「コプロセッサを使用する」場
合を考える。

ます、ステップ１で、実行可能状態にあるタスクの中か
ら、最も優先順位の高いタスクを探し、この場合はタス
クＡが選ばれる０次に、ステップ２で、このタスクが、
ＣＰ−Ｕが割当てられていたタスクと同一か否かを判定
し、ＣＰＵが割当てられていたタスクは、タスクＢであ
り、′タスクの切替えがおこる。まず、ステップ３で、
タスクＢのＣＰＵコンテキストを退避する０次に、ステ
ップ４でタスクＡのコプロセッサ使用オプションをチエ
ツクする。この場合、タスクＡは、コプロセッサを使用
する為に、ステップ５で、第２図に示した領域に格納し
であるタスク識別子とタス−りＡのタスク識別子とを比
較する。前者のタスク識別子は、タスクＢの識別子であ
り、従って、ステップ６でタスクＢのコブロセッサコン
テキス−トの退避を行なう。そして、ステップ７でタス
クＡのタスク識別子を第２藺に示した領域ｎに格納し、
ステップ８でタスクＡのコプロセッサジンテキストを復
帰する。続いて、ステップ９でタスクＡのＣＰＵコンテ
キストを復帰する。この様にして、タスク゛Ｂめコンテ
キストからタスクＡのコンテキストへと入替わり、タス
クの切替えが完了する。

次に、タスクＢはコプロセッサ使用オプションが「１」
、タスクＡはコプロセッサ使用オプションが「０」、即
ちコプロセッサを使用しない場合を゛考える。　　　　
　　　′ まずＳステップ１で実行可能状態にあるタスクの中から
、最も優先順位の高いタスクを探し、タスクＡが選ばれ
る。っ゛ぎに′、ステップ２でこのタスクが、′ＣＰＵ
が割当てられていた゛タスクと同一か否かを判定する。

ここでは、ＣＰＬＩの割当てられていたタスクは、タス
クＢであり、タスクの切替えかおにる。まず、２ステツ
プ３でタスクＢのＣＰＵコンテキストを退避し、次に、
ステップ４でタスクＡのコプロセッサ使用オプションを
チエツクする。タスクＡは、コプロセッサを使用しない
のて、コプロセッサのコンテキストの退避復帰、及び第
２図の領域のタスク識別子の変更は、省略される。続い
て、ステップ９でタスクＡのＣＰＵコンテキストを復帰
し、この様にして、タスクＢのコンテキストからタスク
Ａのコンテキストへと入替り、タスクの切替が完了する
。

最後に、再υタスクＡが指定時間経過待ちになり、タス
クＢにＣＰＵが割当てられる場合を考える。

まず、ステ′ツブ１で実行可能状態にあるタスクの中か
ら、最も優先順位の高いタスクを探し、タスクＢが選ば
れる。つぎに、ステップ２でこのタスクがＣＰＵに割当
てられていたタスクと同一が否かを判定し、Ｃ”ＰＵが
割当てられていたタスクがタスクＡであり、タスクの切
替えかおこる。まず、ステップ３でタスクＡのＣＰＵコ
ンテキストを退避し、次にステップ４てタスクＢのコプ
ロセッサ使用オプションをチエツクする。ここでタスス
Ｂは、コプロセッサを使用するため、ステップ５で第２
図に示した領域に格納しであるタスク識別子とタスクＢ
のタスク識別子とを比較する。前者のタスク識別子は、
タスクＢの識別子である。

従って、コプロセッサのコンテキストの退避復帰は、省
略される。続いて、ステップ９てタスクＢのＣＰＵコン
テキストを復帰する。この様にして、タスクＡのコンテ
キストからタスクＢのコンテキストへと入替わり、タス
クの切替えが完了する。

〔発明の効果〕

以上の説明で明らかなように、本発明は、コプロセッサ
を使用するタスクと使用しないタスクとを識別し、コプ
ロセッサを使用しないタスクにＣＰＵが割当てられる場
合は、ＣＰＵコンテキストと比較してサイズの大きなコ
プロセッサコンテキストの退避復帰を省略する事ができ
、従ってタスク切替え時にかかる処理時間を短縮し、割
込み禁止時間を短くする事かでき、ＲＴＯ３にとって致
命的となる割込み処理の遅延を最小限に押える事か可能
となる。

また、コプロセッサのコンテキストは、次にコプロセッ
サを使用するタスクにＣＰＵか割当てられるまではその
ままてあり、タスク切替え処理において、コプロセッサ
コンテキストか退避されず、システムベーステーブルの
コプロセッサ使用タスク識別子も変更されない。従って
、前述したタスクの切替わりがあった後、再びタスクＢ
にＣＰＵが割当てられる場合は、コプロセッサのコンテ
キストを切替え処理を省略する事ができ、この場合も、
タスク切替え時にかかる処理時間を短縮し、割込み禁止
時間を短くする事ができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を説明するタスク切替処理の
フロー図、第２図は第１図におけるシステムベーステー
ブル内に設けたコプロセッサを使用しているタスクのタ
スク識別子を格納する領域を示した模式図、第３図は第
１図におけるＴＣＢ内に設けられタスクがコプロセッサ
を使用するか否かを示すテークを格納する領域を示した
模式図、第４図は従来のＣＰＵのみによるＲＴＯ３実行
領域を示すブロック図、第５図は第４図のタスク切替え
の処理フロー図、第６図はタスクのコンテキストの構成
を示す配置図、第７図は従来のコプロセッサを含むシス
テムのブロック図、第８図は第７図のコプロセッサがあ
る場合のコンテキストの配置図、第９図は第７図のタス
ク切替え処理フロー図である。１〜９・・・処理ステップ、１１・・・アドレスバス、
１２・・・データバス、１３．１３ａ・−・ＣＰＵ、１
４・・・割込みコントローラ、１５・・・インターバル
タイマ、１６・・・ＲＡＭ、１７・・・ＲＯＭ、１８・
・・割込みコントローラ１４からＣＰＵ１３への割込み
信号路、１９・・・ＣＰＵ１３から割込みコントローラ
１４への割込み受付は信号路、２０・・・インターバル
タイマ１５から割込みコントローラ１４への割込み信号
路、２トコプロセッサ。

Claims

【特許請求の範囲】

ＣＰＵにコプロセッサが付加されたシステム上で動作す
るオペレーティングシステムのコンテキスト切替方式に
おいて、前記オペレーティングシステム上で動作するタ
スクが前記コプロセッサを使用するか否かのコプロセッ
サ情報を保持する第１の情報保持手段と、前記コプロセ
ッサを使用しているタスクのタスク識別子を保持する第
２の情報保持手段と、任意のタスクの前記コプロセッサ
情報を検索する第１の検索手段と、任意のタスクのタス
ク識別子を検索する第２の検索手段と、前記第１の情報
保持手段の保持するタスク識別子と前記第２の検索手段
の検索したタスク識別子とを比較する比較手段とを有し
、新たにＣＰＵを割当てられるタスクのコプロセッサ情
報を前記第１の検索手段により検索し、この割当てられ
るタスクがコプロセッサを使用する場合に、前記第２の
情報保持手段に保持されたタスク識別子と前記ＣＰＵを
割当てられるタスクのタスク識別子とを前記比較手段に
より比較し、この比較結果が同一の場合にコプロセッサ
コンテキストの切替を行なわず、その比較結果が異なる
場合に前記コプロセッサコンテキストの切替を行うこと
を特徴とするオペレーティングシステムのコンテキスト
切替方式。