JPH05274162A - マルチメディア・コンピュータ・オペレーティング・システム及び方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 マルチタスキング処理環境において周期的に
反復するタスクのセットの実行スケジューリングにおい
て不要な実行のオーバーヘッドを改善すること。 【構成】 所与のタスクの実効が終了した時点で、活動
している全ての反復しえるタスクをそのタスクの現在の
状態にかかわらずその終了のデッドエンドが早い順に実
行キューに格納する。遊休状態にあるタスクについては
別にキューを作成し、その開始時間が早い順に格納す
る。 【効果】 従来の方法に比べて５０〜１００％以上のオ
ーバーヘッドの改善を見た。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は総括的にコンピュータ・
オペレーティング・システムに関し、詳細にいえば、特
にマルチメディア・コンピュータ・システムの適用業務
において一般的なもののようなハードで、リアルタイム
な結果を必要とする環境におけるマルチタスク操作に適
合したコンピュータ・オペレーティング・システムに関
する。

【０００２】

【従来の技術】ハードで、リアルタイムなタスク実行ス
ケジューリングは多くの研究及び論文の主題となってき
た。これらのうち、以下は総括的に代表的なものであ
り、直面している一般的な問題を記載しているものであ
る。

【０００３】V. Gafni, "A Model for a Hard Real Tim
e System Executive", pp. 69-74,IFAC Conference on
Real Time Programming, Valencia, Spain, copyright
1988。

【０００４】Henn, "Feasible Processor Allocation i
n a Hard-Real-Time Environment",The Journal of Rea
l-Time Systems, Vol. 1, pp. 77-93, copyright 1989,
Kluwer Academic Publishers。

【０００５】Xu and Parnas, "Scheduling Processes w
ith Release Times, Deadlines, Precedence, and Excl
usion Relations", IEEE Transactions on Software En
gineering, Vol. 16, No. 3, March 1990, pp. 360-36
9。

【０００６】Chetto and Chetto, "A Feasibility Test
for Scheduling Tasks in a Distributed Hard Real-T
ime System", APII, Vol. 24, 1990. pp. 239-252, cop
yright AFCET 1990。

【０００７】ハードでリアルタイムな作動環境において
は、何らかのタスクの実行の保証された結果が一定の、
すなわち「ハードな」デッドラインまでに入手できなけ
ればならないが、さもなければ、そのタスクの結果を必
要とする適用業務が失敗したり、あるいは実行待ちとな
っている他のタスクが悪影響を受けることがある。この
問題を解決するために、上述の論文で述べられているよ
うなスケジューリング・アルゴリズムを一般に使用し
て、新しいタスクがマルチタスキング・システムにおけ
る活動タスクとして呼び出されたときに、タスク実行ス
ケジューリングを行っている。これは通常、実行対象の
タスクを現在実行中の、または実行の機会を待っている
他のタスクとともに実行待ち行列またはスケジュールに
入れることによって、タスク到着あるいは始動または呼
出し時間が生じた場合に、タスクを優先順位にしたがっ
て再スケジューリングすることによって行われる。この
手法はＮ次の分類ルーチンを行うことであり、この場合
必要となるソートの反復回数は、現在実行待ち行列に入
っているタスクの数によって決まる。

【０００８】完了デッドラインがもっとも早いタスクの
優先順位をもっとも高いものとして、現在活動状態のタ
スクを相対的な完了デッドライン順に並べることによっ
て、ハードで、リアルタイムなコンピュータ・システム
のタスクのスケジューリングを行うことが一般に知られ
ており、かつ推奨されている。（前出のHenn、Xu他、ま
たはChetto他を参照。）しかしながら、このような手法
を実施する実際のシステムが構築がはるかに困難なもの
であることが実証されている。実行スケジュールの切換
え及び並べ換えの際の実行タスクの割込み、ならびにオ
ーバヘッド処理装置資源の消費の可能性は、きわめて負
担が重いものとなる。Xu他が述べているように、何らか
のタスクまたはタスクの一部が優先使用できるのかどう
かという、より一般的な問題に関しては、公表されてい
る解決策はなかった。Xu他が提案している解決策は、
「もっとも早いデッドラインが最初」という戦略を使用
しているが、優先順位のリアルタイム再スケジューリン
グに不適切なきわめて複雑なブランチ及び境界の並べ換
えを含むようになっている。

【０００９】実行タスクの優先使用（割込み）が認めら
れている場合のハードでリアルタイムな環境における優
先順位の付けられたタスクのリアルタイム再スケジュー
リングが効率的に処理されなければ、重要な実行デッド
ラインを満たす能力がスケジューリング法によって生じ
たオーバヘッドのために失われてしまう。「反応型シス
テム・エグゼクティブ」（RSEX: Reactive Systems Exe
cutive）という手法が知られており、前出のGafniの論
文で説明されている。このモデルはシングル・プロセッ
サ・システムでの優先順位付けにもっとも早いデッドラ
インの基準を使用しているが、経過時間を追跡し、実行
待ちの各タスクに残っている時間を更新しなければなら
ず（７２ページ）、また新たに呼び出されたタスクを加
えることによってリストを更新しなければならない。こ
れは優先順位を変更するものであり、かつ新たに呼び出
されたタスクがより高い優先順位を有していれば自己の
優先順位が低くなるので、割り込まれたタスクの実行の
遅延がもたらされることもある。これはマルチメディア
適用業務における動的に変化するタスク・ミックスにお
いて、不必要な処理につながるものであり、もし、新た
に呼び出されたタスクの優先順位がもっとも高く、しか
もその実行期間が他のタスクをスケジュールどおりに完
了できなくするほど残っている時間を消費する場合に当
該他のタスクの、完了デッドラインが実際に守られなく
なることにつながるものである。換言すると、要求され
る完了デッドラインがもっとも早い割込みタスクが実行
の優先順位を獲得し、残っている時間を多量に消費して
しまうので、優先順位が高い割込みタスクが完了するよ
うに実行されると、割込みが生じたときに実行されてい
たタスクがスケジュールどおりに完了するのに充分な時
間がなくなってしまうようになる。

【００１０】マルチメディア環境においては、ハード
で、リアルタイムなタスクが周期的に繰り返し発生しが
ちである。さらに、必要とされる可能性のある適用業務
またはタスクがランダムに混じりあっているため、タス
ク到着時間は周期的に一致することとなる。それ故、定
期的に、システム内で活動状態のあらゆるタスクのスケ
ジューリングを行ってから、タスクの実行を開始する。
周期的な反復性及びタスク・スケジューリング活動の集
中のため、システムがタスクの所与のセットをスケジュ
ールする能力に対する深刻な影響がもたらされる。従来
技術に関して上述したように、実行中の現行タスクの実
行、あるいは待ち行列内の他のタスクの優先順位が高い
場合のタスク切換え時間の追加の実行を、スケジューリ
ング活動がブロックする。コンピュータの処理装置資
源、すなわちタスクのスケジューリングに対立するもの
としての実際のタスクの実行に利用できるプロセッサ・
サイクルの数がこれによって悪影響を受ける。ハード
で、リアルタイムなシステムにおいては、各タスクは実
行及び完了するために、反復する実行期間の各々におい
て充分なプロセッサ・サイクルが残っていなければなら
ず、そうでない場合には、そのタスクを必要とする適用
業務の障害が生じる。さらに、実行反復期間がもっとも
短いタスクは、タスクの所与のセットを完全にスケジュ
ールできるかどうかを決定するための制限因子となる。

【００１１】空のスケジュール待ち行列から始めると、
タスクをこれらの到着時あるいは呼出し時に優先順位待
ち行列にスケジュールする従来のスケジューリング・ア
ルゴリズムによって達成される、利用可能な処理装置資
源の断片として測定される最悪の場合の「スケジューリ
ング・オーバヘッド」は次の式１によって与えられる。

【数１】

【００１２】ただし、 Ｃ_sched＝スケジューリング・コードの１回の反復を実
行する時間 Ｎ＝スケジュール対象のタスクの数 Ｔ_S＝スケジュールされるタスクのセット内の最短実行
期間

【００１３】式１からわかるように、ランダムに混じり
あった周期的に反復するタスクによって課されるスケジ
ューリング・オーバヘッドは、システム内で現在活動状
態のタスクのもっとも短い実行期間に逆比例する。これ
は実行期間が短いものと対照的に、実行期間が長いタス
クに対して不当な負担であり、本発明が解決する課題で
ある。

【００１４】

【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、タス
ク・スケジューリング・プロセッサ・サイクルに対する
オーバヘッドの要求を軽減する改善されたタスク・スケ
ジューリング・システム及び方法を使用する、マルチタ
スキング・コンピュータ・システム環境のための改善さ
れたオペレーティング・システムを提供することであ
る。

【００１５】本発明の他の目的は、さまざまな実行期間
を有する周期的に反復するタスクのランダムに発生する
混合体のスケジューリングに理想的に適合しているマル
チメディア・コンピュータ・システムの操作方法及び装
置を提供することである。

【００１６】

【課題を解決するための手段】本発明は現在の状態にか
かわりなくマルチタスキング・システム内で現在活動状
態の（すなわち、開始時間待ち、または現在実行中の）
すべての呼び出されたタスクを含んでいる実行待ち行列
またはリストを作成することによって、上記の目的及び
明確には列挙されていないその他の目的を達成する。待
ち行列内のタスクの順序は、優先順位によって確立され
る。次いで、タスクの優先順位はタスクの完了時に、こ
れらの相対的な実行デッドラインによって確立される。
タスクの開始時間または終了時間のみに基づいたタスク
の到着時間だけで優先順位の付けられたスケジュールで
はない点が従来技術との主要な相違点となる。さらに、
タスクの実行が完了した場合、あるいはマルチタスキン
グ・システムにおいて現在活動状態のタスクの待ち行列
に、新しいタスクが追加されたり、これから削除された
場合に、実行対象のタスクのスケジュールの順序がタス
クの相対的な優先順位にしたがって検証され、並べ換え
られる。本発明のスケジューリング・プロセス及び技法
によってもたらされるプロセッサ・サイクルのオーバヘ
ッドの削減は、広範囲にわたって変化する反復頻度を有
しているタスクのランダムに発生する選択の正確な混合
の状態にもよるが、５０−１００％（以上）の改善をも
たらすことが示される。この改善は多数のハードで、リ
アルタイムな結果に依存するユーザ適用業務が同時に稼
動することのあるマルチメディア適用業務において重要
なものである。複数の運動及びサーボ機構フィードバッ
ク信号を管理しなければならないロボット適用業務、な
らびに複数の多様なタスクを稼動して、ユーザの適用業
務の目的を達成するために、ハードで、リアルタイムに
駆動される態様で結果をもたらさなければならないその
他の各種の適用業務環境でも、同様な必要性が存在して
いる。

【００１７】

【実施例】まず、本発明の好ましい実施例を、マルチメ
ディア適用業務コンピュータ・システムに関連して説明
する。このようなシステムは通常、「マルチメディア」
タイプの各種のユーザ適用業務を実行するパーソナル・
コンピュータなどのホスト・コンピュータ、特定のマル
チメディア適用業務サポート・タスクを行うためのディ
ジタル信号プロセッサ、及びディジタル信号プロセッサ
をホスト・コンピュータと相互接続するＤＭＡアクセス
及び制御などのデータ及び制御交換手段とからなる。こ
のようなシステムは米国特許願第０７／７６１５３４号
に図示説明されている。本発明をオペレーティング・シ
ステムとして使用することのできるプロセッサ信号の例
は、米国特許第４７９４５１７号明細書に記載されてい
る。

【００１８】簡単にいえば、本発明のオペレーティング
・システムは米国特許第４７９４５１７号明細書に示さ
れているようなディジタル信号プロセッサに利用される
ものであり、該明細書は独立した命令及びデータ・メモ
リならびに関連するバスを備えた真のハーバード・アー
キテクチャ、演算装置（ＡＬＵ）、乗算器／アキュミュ
レータ、ならびにマルチメディア環境で見られるものな
どの適用業務で広く使われている反復信号サンプル処理
アルゴリズムの迅速な達成に適したその他の要素を有す
るパイプライン化プロセッサ信号を示している。上述の
特許は本オペレーティング・システムを導入して、使用
できる適切なプロセッサ信号及び構造を教示するものと
して、参照することによって、本明細書の一部を構成す
るものである。しかしながら、本発明がディジタル信号
プロセッサに限定されるものではなく、マルチタスキン
グ・タスクないし反復性で再帰的なハードで、リアルタ
イムなアルゴリズムのタスクの複数の動的に変動する混
合体を実行しなければならない場合に、大型のメインフ
レーム・システムや中規模システムでも同じように有効
に適用できることが理解できよう。

【００１９】簡単に上述したように、リアルタイム・オ
ペレーティング・システムで使用される典型的なスケジ
ューリング方法は、タスクが到着したとき、あるいはタ
スクが始動のために呼び出されたときにタスク実行スケ
ジューリングを行う。このようなシステムにおいて、タ
スクの始動または到着時期になった場合、タスクはシス
テム内で現在実行されている、あるいは実行順を待って
いるタスクに関するその優先順位にしたがって実行待ち
行列に入れられる。これには、現在待ち行列に入ってい
るタスクの数によって決まる反復数によって、Ｎ次の序
列付けルーチンを実行する必要がある。特にマルチメデ
ィア環境におけるタスク呼出しの周期性または再帰性の
ため、タスクの任意のセットのタスク到着時期または呼
出し時期は、互いに周期的に一致する。したがって、規
則的な再帰に基づいて、システム内にあるすべてのタス
クに対するスケジューリングを行ってから、タスクの実
行を開始する必要がある。スケジューリング活動のこの
周期的で再帰的な集中は、所与のセットのタスクをスケ
ジュールする、あるいはこれらを実行する処理システム
の能力に重大な影響を及ぼす。ハードで、リアルタイム
なシステムにおいて、タスクの再帰時にすべてのタスク
実行期間の終了前に、最後まで実行するのに充分なプロ
セッサ・サイクル資源をタスクに対して確保する必要が
ある。所与のセットのタスクを効果的にスケジュールで
きるかどうかを決定する際に、実行期間がもっとも短い
タスクが制限因子となる。

【００２０】上述した従来のスケジューリング・プロセ
スの場合、タスクの到着または呼出し時のタスクのスケ
ジューリングがプロセッサの「オーバヘッド」、すなわ
ちスケジューリングを達成するために必要なプロセッサ
資源に対する要求となる。これは上記の式１によって示
される。

【００２１】本発明において、スケジューリング・プロ
セスはタスクの到着または始動時にではなく、タスクの
実行終了または完了時に再スケジューリングを行う。任
意の時点にプロセッサ内で実際に実行できるタスクは１
つだけであるから、タスク完了時期がタスクの到着また
は始動時期のように一致することはない。したがって、
スケジューリング・オーバヘッドの周期的な集中の問題
は、本発明によって排除される。重要なのは、一のタス
クのスケジューリングが、他のタスクの実行の開始前に
完了する必要がないことである。たとえば、低優先順位
のタスクが本発明においてスケジュールされているとき
に、高優先順位のタスクＡの到着または始動時期になっ
た場合、高優先順位のタスクＡが実際に呼び出され、最
後まで実行されている間、低優先順位のタスク、タスク
Ｂのスケジューリングを一時的に中断することができ
る。タスクＡの完了に引き続き、タスクＡがその周期的
な再帰または周期的な反復間隔で再スケジュールされ、
タスクＢのスケジューリングが再開され、おそらく、タ
スクＢが常駐しているもっとも優先順位の高いタスクで
あり、かつ実行準備が整っていれば、タスクＢが完了す
る。

【００２２】本発明において、タスク開始時または到着
時ではなく、タスク実行完了時にタスクをスケジューリ
ングすることによって、典型的なタスク実行待ち行列が
常に、タスクの現在の活動状態にかかわりなく、すべて
のタスクを含んでいる他の待ち行列またはリストと置き
換えられる。この好ましい実施例においては、このリス
トを「スケジュール」と呼ぶ。スケジュールはタスクの
実行状態、すなわち実行中であるか、実行待ちであるか
にかかわりなく、実行のために呼び出されたすべてのタ
スクに対応するよう配列され、優先順位付けされたリス
トを含んでいる。タスクが最後まで実行され、次の定期
的に再帰する実行時期に合わせて再スケジュールされた
場合、あるいはタスクがシステムに追加されたり、ある
いはこれから削除された場合に、このリストは動的に並
べ換えられ、調節される。

【００２３】プログラミングの点から見ると、スケジュ
ールは２重に連係されたリストであって、１つの項目が
次の優先順位の項目が存在している次の項目のアドレス
に対するポインタを有しており、第２の項目が第１の項
目及び次の優先順位を有する項目に対するポインタを有
しており、以下同様となっている。本発明のスケジュー
ル内の項目はタスク自体ではなく、システム内のすべて
のタスクに対する各種の固定周期をもつ再帰タスク・ハ
ンドリング・コードを呼び出すための「プレース・ホル
ダ」であって、同じ再帰タスク反復期間または周波数を
共有できる。本発明においては、これらのプレース・ホ
ルダを「フレーム・マネージャ」と呼ぶ。フレーム・マ
ネージャは実行対象のタスクに関連づけられた配列され
た優先順位リストに対応するスケジュールまたは待ち行
列の２重連係リストの項目である。

【００２４】フレーム・マネージャはフレーム・マネー
ジャが呼び出された間隔における終了時間、すなわちタ
スク完了デッドラインごとに待ち行列ないしスケジュー
ル内で配列される。もっとも早いタスク完了デッドライ
ンまたは終了時間が第１優先順位項目であり、他のフレ
ーム・マネージャはその終了時間に基づいて優先順位が
つけられる。すなわち、第２の項目は第２に早い終了時
間に係わるタスクであり、以下同様となる。２つまたは
それ以上のフレーム・マネージャが、再帰期間が互いの
倍数を形成している場合などのように同じ終了時間を有
している場合には、これらの開始時間順に２重連係リス
ト内で並べ換えられるか、あるいは優先順位づけられ、
その結果、開始時間がもっとも早いタスク・フレーム・
マネージャが最初のものとなる。２重連係リストにおい
て、スケジュール内の最初のフレーム・マネージャ項目
が選択されて、「スケジュールの先頭」と呼ばれるダミ
ー・フレーム・マネージャとなるが、これは現在最高優
先順位のフレーム・マネージャがおかれているメモリ内
に最初のアドレスに対するポインタを含めるためのプレ
ース・ホルダである。２重連係リスト内の最後のフレー
ム・マネージャ項目は常に、システム内に常駐してお
り、すべてのハードで、リアルタイムなタスクが完了し
てからのみ実行されるハウスキーピング・タスクなどの
非リアルタイム・タスクを呼び出すために利用される非
リアルタイム・フレーム・マネージャに割り当てられ
る。

【００２５】本実施例には、遊休フレーム・マネージャ
・リストないし遊休タスク待ち行列もある。これはすべ
ての遊休フレーム・マネージャ、すなわち現時点で実行
が完了しており、次の再帰始動時期を待っているフレー
ム・マネージャの順序づけられたリストを含んでいる。
遊休リストの項目は各種のレベルの割込み源に対応して
さらに配列され、割込み源の各レベルに対する独立した
リストとなる。フレーム・マネージャの遊休リストも２
重連係リストであって、次の実行のための始動または呼
出し時間の発生を待っているフレーム・マネージャ・イ
ンディケータを含んでいる。本発明の割込みハンドラは
独立しており、所与のタスクまたはフレーム・マネージ
ャがおかれている割込みのレベルに対応した遊休リスト
内のフレーム・マネージャを追跡する。遊休リスト内の
フレーム・マネージャはタスク完了ないし終了時間では
なく、もっとも早い開始時間を最初にして、開始時間ご
とに順序ないし優先順位づけられている。２つまたはそ
れ以上のフレーム・マネージャが同じ開始時間を有して
いるような場合、終了時間がもっとも早いフレーム・マ
ネージャのみが遊休フレーム・マネージャ・リストに保
持される。

【００２６】フレーム・マネージャのタスク実行待ち行
列、遊休フレーム・マネージャの待ち行列またはリス
ト、利用される制御コード及び制御データの各種の部分
について、図１を参照して、さらに詳細に説明する。な
お、タスク完了デッドラインにしたがってタスクの待ち
行列を実行のために優先順位付けする際に、本発明のオ
ペレーティング・システムによって達成される利点を理
解するために、さらに説明を行う。

【００２７】本発明の場合、利用可能なプロセッサ資源
に対するオーバヘッド負荷のスケジューリングは、以下
の式２によって説明される。

【数２】

【００２８】ただし、 Ｃ_sched＝スケジューリング・コードの１回の反復を実
行する時間 Ｎ＝スケジュール対象のタスクの数 Ｔ_i＝タスクｉの実行期間

【００２９】本発明において、待ち行列内のすべてのタ
スクのスケジューリングはタスクの活動の現在の状態に
かかわりなく、少なくとも若干の負担をもたらす。式２
の分子のＮが、最悪の場合、各タスクをシステム内のす
べての他のタスクに対して分類する必要があることを示
している点に留意されたい。ただし、Ｔ_Sがもはや式１
におけるように公分母ではなくなるという利点がある。
２つのスケジューリング・プロセスのオーバヘッド負荷
を比較するために、式１を式３のように頻度項に書き換
えることができる。

【数３】

【００３０】ただし、

【数４】

【００３１】さらに、式２を以下の式４のように頻度項
に書き換えることができる。

【数５】

【００３２】ただし、

【数６】

【００３３】所与のタスク・セットに対する頻度項のス
ケジューリング頻度の平均は以下の式５によって与えら
れる。

【数７】

【００３４】式５を以下の式６に示すようにタスク・ス
ケジューリング頻度の平均項に書き換えることができ
る。

【数８】

【００３５】ただし、 Ｆ_avg＝タスクのスケジューリング頻度の平均

【００３６】なお、オペレーティング・システム内でス
ケジューリング・プロセスを１回反復する時間であるＣ
_schedは、与えられたタスクの数が等しいときはすべて
の場合にほぼ等しいものと仮定することによって、比較
を簡単にすることができる。すべてのアルゴリズムがタ
スクを実行待ち行列におくために何らかのタイプの分類
ループを必要とするため、この想定は妥当なものであ
る。この想定を行った場合、本オペレーティング・シス
テムのスケジューリング技法の効率が、以下の式７に示
すように従来のスケジューリング技法と比較される。

【数９】

【００３７】式７を以下の式８に示すように単純化する
ことができる。

【数１０】

【００３８】式８は本発明のオペレーティング・システ
ムにおけるスケジューリング技法の負担及び利点の両方
を明確に示している。Ｎ＋１／２Ｎという要素が負担で
ある。全体的な効率に対して、これはＮ＝１の場合の１
から、Ｎが無限大の場合の１／２の範囲の寄与をする。
平均頻度に対する最大頻度の率は本技法のスケジューリ
ングの平均値を表すが、これは最大頻度が平均頻度と等
しく、正確に１と等しくなる場合を除き、この要素が常
に１よりも大きいからである。簡単にいえば、再帰の最
大周波数がタスクの再帰の平均周波数の２倍以上である
場合、本スケジューリング・プロセスは従来のスケジュ
ーリング・アルゴリズムよりもはるかに効率のよいもの
となる。

【００３９】マルチメディア適用業務システムにおい
て、最大タスク再帰頻度が平均再帰タスク頻度よりも大
幅に高くなる可能性はきわめて高い。いくつかの異なる
データ・サンプリング速度で作動する、各々が固有の要
件を有しているタスクを扱う本発明のようなマルチタス
キング・オペレーティング・システムにおいては、各タ
スクに対する最適スケジューリング頻度が大幅に異なっ
ている可能性がある。たとえば、典型的な通信モデムの
タスクはこれに含まれるサブタスクに対して４種類のス
ケジューリング頻度を必要とする。すなわち、あるタイ
プのタスクは１６．２１６Ｈｚの周波数で、他のタイプ
は２０４．２５５Ｈｚで、他のタイプは６００Ｈｚで、
さらに他のタイプは１３７８．１２５Ｈｚで実行しなけ
ればならない。このようなＮ＝４のモデム適用業務の場
合、最大周波数は１３７８．１２５Ｈｚであり、平均周
波数は５４９．６４９Ｈｚであり、スケジューリング・
プロセスの平均は式８から計算されるように１．５６７
である。

【００４０】ＤＴＭＦトーン・デコーディング、音声応
答用の周波数合成適用業務またはタスクなどを含む電話
応答には、異なる再帰頻度で作動する６種類のサブタス
クが必要であり、この場合、Ｎ＝６、Ｆ_max＝１３７
８．１２５Ｈｚ、Ｆ_avg＝５３４．７８３Ｈｚ、式８か
ら計算された効率は１．５０３である。本明細書記載の
例はいずれもタスクの最大頻度と平均スケジューリング
頻度との間にきわめて広い発散を有するものではない
が、スケジューリングの改善は処理オーバヘッドの削減
の点で依然５０％を超えている。１００％を大幅に超え
る改善を、周波数とタスクの適切な混合体で得ることが
できる。たとえば、１５Ｈｚ、４０Ｈｚ、１００Ｈｚ及
び１３７８．１２５Ｈｚという４つのタスクに対する仮
定的なスケジューリング頻度を有するタスク・セット
は、Ｎ＝４、Ｆ_max＝１３７８．１２５Ｈｚ、Ｆ_avg＝３
８３．２８１Ｈｚをもたらし、効率は２．２４７とな
る。これはスケジューリング・プロセスの効率の１２４
％超の改善、ならびにシステム内のタスクのスケジュー
リングに関連したプロセッサ資源のオーバヘッドで得ら
れる削減を表している。本発明の他の利点は、このスケ
ジューリング技法がタスク・ブロッキング及びタスク切
換え時間を削減することであるが、これはスケジューリ
ング・プロセスが到着時に行われるのではなく、またタ
スク・ブロッキングまたは切換え待ち時間の一部ではな
いからである。

【００４１】好ましい実施例の詳細な説明に戻るが、タ
スク自体が直接スケジュールされたり、再スケジュール
されたりしないことに留意されたい。その代わり、「フ
レーム・マネージャ」と呼ばれ、共通タスク・ハンドリ
ング・コード・ルーチンを呼び出すための識別子に対応
するプレース・ホルダが待ち行列に挿入される。フレー
ム・マネージャは実際にはそれ自体特殊タスクであっ
て、フレーム・マネージャに関連したタスクの周波数に
合致する再帰頻度で共通な、定期的に再帰するタスクの
グループを実行する。フレーム・マネージャはこれに割
り当てられている同じタスク完了デッドラインを有する
すべてのタスクを実行し、これに割り当てられたすべて
のタスクを完了したときに、待ち行列内での再スケジュ
ーリングのためにオペレーティング・システムに戻る。

【００４２】オペレーティング・システムはシステム内
のすべてのフレーム・マネージャによって共有されるフ
レーム・マネージャ・コードを供給する。各フレーム・
マネージャはフレーム・マネージャをオペレーティング
・システムが活動化する前に、初期化されるフレーム制
御ブロック（ＦＣＢ）と呼ぶフレーム・マネージャ自身
のデータ構造を必要とする。フレーム制御ブロックはフ
レーム・マネージャの実行を調整する。共通した実行期
間を有しているタスクはグループとされ、実行待ち行列
内のプレース・ホルダである共通フレーム・マネージャ
に関連づけられるように連係される。したがって、いつ
でもシステム待ち行列内にある各フレーム・マネージャ
に対して１つのフレーム制御ブロックがある。４つまた
は６つのスケジューリング頻度に遭遇する上記の例の場
合、フレーム制御ブロックを有する４つまたは６つのフ
レーム・マネージャが存在することとなる。

【００４３】フレーム制御ブロックはホスト・システム
によって構成され、制御データとして記憶のためにディ
ジタル信号プロセッサに渡される。フレーム制御ブロッ
クはデータ構造であり、本発明のオペレーティング・シ
ステムがフレーム・マネージャを実行待ち行列またはリ
ストにスケジュールするのに必要とするすべての情報を
含んでいる。また、タスク切換えが実行されたときに、
ディジタル・プロセッサのプロセッサ・レジスタを保管
できるメモリ内の領域またはアドレスの指定も含んでい
る。ＦＣＢは同じタスク完了デッドライン期間ないし時
間を有しているサブタスクについてのフレーム・マネー
ジャの連係されたリストの先頭に対するフレーム・マネ
ージャ及び開始識別アドレスと関連づけられる処理タス
クに対するディジタル信号プロセッサの記憶域またはメ
モリ対するアドレス指定も含んでいる。典型的なフレー
ム制御ブロックは、フレーム・マネージャを活動化する
前に、以下の表１に示すように初期化しなければならな
い。

【表１】

【００４４】ＦＣＢの構成はＤＳＰとともにホスト・プ
ロセッサによって行われるが、本質24的に本発明の一部
ではない。したがって、フレーム制御ブロックのこうし
て得られた構造と内容だけを表に示した。表１におい
て、最初の２つの項目は制御データとして各割込みレベ
ルに関連して保持されている遊休フレーム・マネージャ
・リストの先頭と末尾に対するポインタである。３番目
の項目はアラームまたは開始時間インディケータであ
り、４番目の項目は所与のＦＣＢに関連した割込みハン
ドラ・データ構造に対する割込み連係アドレス・ポイン
タである。５番目及び６番目の項目はフレーム・マネー
ジャのスケジュールまたはタスク実行優先順位待ち行列
の開始及び終了アドレスに対するポインタである。１５
番目ないし３８番目の項目はメモリ内のアドレスであっ
て、フレーム・マネージャの優先使用が発生したとき
に、このメモリにディジタル信号プロセッサの作動状態
の内容が保管される。

【００４５】所与のフレーム・マネージャを活動化する
前にホストが初期化しなければならないデータは、ホス
トによってフレーム制御ブロックにセットされ、ディジ
タル信号プロセッサに渡される。

【００４６】表１の名前順に、ディジタル信号プロセッ
サ内で所与のフレーム・マネージャの活動化前に初期化
しなければならないデータを、以下で詳細に説明する。

【００４７】ＩＮＴＬＩＮＫ−この項目は所与のフレー
ム・マネージャが関連づけられるポインタ（すなわち、
特定のタイプのユーザ・ハードウェア（すなわち、モデ
ム、オーディオ用コンパクト・ディスク・プレーヤ、ビ
デオ表示装置など）と関連づけられた適切な割込みハン
ドラ・データ構造がおかれるメモリ内のアドレス）を含
んでいる。

【００４９】ＦＲＡＭＥ−ディジタル・サンプル時間数
としてフレーム・サイズを保持する。これはタスクの周
期性または再帰タスク間隔によってカバーされる時間で
ある。時間フレームはディジタル・サンプルが、関連す
るユーザ・ハードウェアによってディジタル信号プロセ
ッサに提示される「サンプル時間」で測定される。たと
えば、ユーザ・ハードウェアの所与のサンプリング周波
数のＮ回のサンプルごとに、フレーム・サイズがＮのタ
スクが一回実行される。

【００５０】ＦＲＡＭＥＨ−フレーム・マネージャの実
際のフレーム時間を表す１６ビットの数値であり、この
１６ビットはフレーム時間当たりの割込みの数に、割込
み源の割込み期間を乗じることによって計算された数値
の上位１６ビットである。

【００５１】ＩＳＡＤＤＲ−この項目はディジタル信号
プロセッサ・メモリ内のフレーム・マネージャの命令コ
ードに対するポインタを保持する。

【００５２】ＯＳＲＴＮ−この項目はフレーム・マネー
ジャの命令コードに対する戻りアドレスを保持する。

【００５３】ＦＩＲＳＴＴＣＢ−この項目はタスクの再
帰頻度におけるタスク固有のデッドラインの発生時、ま
たはその前にフレーム・マネージャが実行するタスクに
関するフレーム・マネージャの連係リストの先頭のアド
レスである。通常、この位置を使用して、フレーム・マ
ネージャに割り当てられた最初のタスクのタスク制御ブ
ロック（ＴＣＢ）を示す。しかしながら、タスクをフレ
ーム・マネージャに連係せずに、フレーム・マネージャ
を活動化できるようにするために、この項目は０に初期
化しなければならない。この項目が０を保持している場
合、フレーム・マネージャは戻って、再スケジュールさ
れるだけである。ＦＣＢ内の他のデータ位置は、スケジ
ューリング及びタスク切換えに適合するように使用され
るものであり、以下に簡単に説明されるものである。

【００５４】ＰＩＦＭは前の遊休フレーム・マネージャ
である。これは遊休フレーム・マネージャ・リスト内の
前のフレーム・マネージャに対する後方ポインタであ
る。

【００５５】ＮＩＦＭ−次の遊休フレーム・マネージ
ャ。これは遊休フレーム・マネージャ・リスト内の次の
フレーム・マネージャに対する前方ポインタである。

【００５６】ＡＬＡＲＭ−フレーム・マネージャの割込
みハンドリング・コードによって維持されているサンプ
ル・クロックに関して測定されたフレーム・マネージャ
開始時間を保持する。割込みハンドリング・コードはア
ラームの内容及びＳＣＬＯＣＫを使用して、いつフレー
ム・マネージャ開始時間になったかを決定する。

【００５７】ＰＳＦＭ−以前にスケジュールされたフレ
ーム・マネージャ。これはフレーム・マネージャ実行待
ち行列またはスケジュール内の前のフレーム・マネージ
ャに対する後方ポインタである。

【００５８】ＮＳＦＭ−次にスケジュールされているフ
レーム・マネージャ。これはフレーム・マネージャ実行
待ち行列またはスケジュール内の次のフレーム・マネー
ジャに対する前方ポインタである。

【００５９】ＥＴＨ−終了時間高。この項目はフレーム
・マネージャの現行の終了時間の上位１６ビットを保持
する。

【００６０】ＳＴ−これは開始時間である。フレーム・
マネージャの現在割り当てられている開始時間を保持す
る。開始時間はフレーム・マネージャの割込みハンドラ
・コードによって保持されているサンプル・クロックに
関して測定され、フレーム・マネージャが始動可能状態
になっているかどうかを決定するために使用される。

【００６１】ＩＮＴＦＬＧ−割込みフラグ。これはフレ
ーム・マネージャに割込みが行われたのか、または実行
されているのか、あるいは開始時間を待っている遊休ま
たは待機状態であるのかを決定するために使用される。
フレーム・マネージャがその実行時間の始まりに到達
し、割込みフラグが０に等しい場合、フレーム・マネー
ジャは遊休となり、実行はフレーム・マネージャのコー
ドの最初の項目で開始される。割込みフラグ・ビットが
１である場合、フレーム・マネージャには以前に割込み
が行われており、機械の前後関係を復元しなければなら
ず、実行は割込みが行われたところから再開される。

【００６２】ＳＩＬＲないしＳＲＣＢＤという項目は、
フレーム・マネージャが実行中に実行が始まった優先順
位がより高いフレーム・マネージャによって割込みを受
けたとき、あるいは優先使用されたときに機械の状態及
び前後関係を保管するために使用される位置である。

【００６３】ＰＲＥＳＥＮＴＨ−プレゼント・ハイは現
行タスクの割り振られたままになっているサイクル・カ
ウントの現在の上位１６ビットを含んでいる。

【００６４】ＳＣＹＣＬＣＮＴ−サイクル・カウントを
保管する。これはフレーム・マネージャが優先順位がよ
り高いフレーム・マネージャによって割込みを受ける
か、もしくは優先使用されたときに、サイクル・カウン
ト・レジスタの内容を保管するために使用される。サイ
クル・カウント・レジスタは現行タスクの残っている実
行サイクル・カウントの低位１６ビットを含んでいる。

【００６５】ＳＤＳＰＴＲ−システム・データ格納ポイ
ンタはフレーム・マネージャが優先使用され、現在実行
されているタスクに対するポインタを保持している場合
に、データ記憶領域アドレスを保管するために使用され
る。

【００６６】ＳＹＳＴＭＰ０ないしＳＹＳＴＭＰ４はタ
スクが一時絶対データ記憶領域として使用するために予
約されているデータ位置である。これらの位置におかれ
るデータが有効なのは、タスクの現在の実行の間だけで
ある。タスクはこれらの位置におかれたデータがある実
行期間から次の実行期間まで有効であると想定すること
はできない。

【００６７】次に、割込みハンドラ・データ構造を簡単
に説明する。表２は、ソフトウェア・クロック、遊休フ
レーム・マネージャ・リストの項目の始まりと終わり、
及びスケジューリングに必要なすべての割込み固有デー
タを含んでいる割込みハンドラ・データ構造を示してい
る。

【表２】

【００６８】割込みハンドラ構造に含まれるデータもホ
スト・プロセッサによって初期化される。これは本発明
の本質的な部分ではないが、本発明のオペレーティング
・システムの作動を理解するために、以下で説明する。

【００６９】ＬＩＦＭ−最後の遊休フレーム・マネージ
ャ。これは遊休フレーム・マネージャの２重連係リスト
の終わりに対するポインタないしアドレスである。リス
トが空の場合、これはＬＩＦＭをポイントする。

【００７０】ＦＩＦＭ−最初の遊休フレーム・マネージ
ャ。これは遊休フレーム・マネージャの２重連係リスト
の開始アドレスに対するポインタである。リストが空の
場合、ＦＩＦＭはＬＩＦＭをポイントする。

【００７１】ＣＬＯＣＫＨ−クロック・ハイ。これは最
新の割込みのリアル・タイムを保持し、所与のタスクに
関連したディジタル信号プロセッサがサンプルのブロッ
クを処理のために受け取ったときに、現在時間を収集す
るタイム・スタンプ・レジスタによって更新される。

【００７２】ＳＣＬＯＣＫ−サンプル・クロック。これ
は各割込み期間中に実行されるユーザ・タスクに対する
ハードウェア・システムのサンプル時間数として測定さ
れる相対サンプル時間を保持する。各割込み時に、割込
みハンドリング・コードは割込み当たりのサンプル数で
ある他のレジスタＳＰＥＲＩＮＴに保持されている量だ
けＳＣＬＯＣＫを増加させ、各割込み期間に対して生成
され、使用されるユーザ・ハードウェア装置のサンプル
時間内のサンプル数を測定する。

【００７３】ＩＰＥＲＩＯＤＨ−上位割込み期間はユー
ザ・ハードウェア装置の実際の割込み周波数に比例した
数値の上位１６ビットを保持する。

【００７４】ＩＰＥＲＩＯＤＬ−下位割込み期間はユー
ザ・ハードウェア装置の実際の割込み周波数に比例した
数値の下位１６ビットを保持する。

【００７５】ＩＮＴＦＲＥＱ−割込み周波数はＨｚで表
した実際の割込み周波数に比例した数値を保持する。

【００７６】作動の概要 スケジュール・リスト内のフレーム・マネージャの実行
のスケジューリング及び順序は、各フレーム・マネージ
ャに関連した始動及び終了時間の相互関係によって決定
される。一般に、終了デッドラインまたは終了時間がも
っとも早いフレーム・マネージャが最初に実行される。
しかしながら、フレーム・マネージャの実行が認められ
るのがその開始時間に達してからであるから、終了時間
が遅いが、開始時間が早いフレーム・マネージャは、終
了時間が早い所与のフレーム・マネージャが開始時間の
開始を待っている間に、実行することができる。早いフ
レーム・マネージャ開始時間になると、終了時間の遅い
フレーム・マネージャが優先使用され、その状態は保管
しなければならない。本発明のオペレーティング・シス
テムはフレーム・マネージャの開始時間と終了時間の間
の相互関係を管理し、所与の時間にシステム内に存在す
るすべてのフレーム・マネージャのスケジュール、すな
わち順序づけられ、優先順位のつけられたリストを使用
して、どのフレーム・マネージャを実行すべきかを決定
する。また、各割込みレベルに関連した複数の遊休フレ
ーム・マネージャ・リスト（遊休フレーム・マネージャ
の順位づけられたリストにすぎない）を利用する。これ
は次の反復開始時間を待っている現在のフレーム反復時
間中に実行が完了したフレーム・マネージャの識別を含
んでいる。データ・メモリ内の優先順位レジスタ領域を
利用して、現在実行されているフレーム・マネージャの
終了時間のコピーを保持する。

【００７７】簡単にいえば、ホスト・コンピュータのユ
ーザはたとえば、多数のユーザ・マルチメディア・タス
クを呼び出すことができる。タスクはモデムの稼動、Ｃ
Ｄディスク・プレイヤによる再生、圧縮されたビデオ・
データによるビデオ表示装置の操作などである。これら
のタスクを呼び出すユーザはこれらを要求としてホスト
・システムに入力し、ホスト・システムはフレーム制御
ブロックを作成して、ディジタル信号プロセッサに渡
し、ここでフレーム制御ブロックはメモリにおかれる。
ホストはまた、ディジタル信号プロセッサのメモリに、
必要に応じ、個々のタスク実行ルーチンをロードして、
ユーザが呼び出した適用業務をサポートする。ホストは
また、ディジタル信号プロセッサに渡され、個々のタス
ク実行コードを探し出し、取り出すために信号プロセッ
サのメモリにおかれるタスク制御ブロックも構築する。
ホスト・プロセッサがフレーム制御ブロックの初期化及
びスケジューリングを要求すると、ディジタル信号プロ
セッサのオペレーティング・システムは制御を得て、図
１の全体の流れ及び略図に示されている操作を開始す
る。

【００７８】図１において、オペレーティング・システ
ムはまず、メモリ内の制御コード・ブロック１に含まれ
ているフレーム・マネージャ・スケジューリング・コー
ドにアクセスする。プロセスについては、図２ないし図
５に関連して詳細に説明する。オペレーティング・シス
テムはハードウェアの所与の部分、または呼び出される
タスクの割込みレベルに関連した遊休リスト２を探索す
る。次いで、これも図２ないし図５で詳細に説明する、
遊休リストの呼び込まれる個々のフレーム・マネージャ
に対する識別子を挿入する。オペレーティング・システ
ムは次いで、メモリ内に制御データとしておかれている
フレーム・マネージャの優先順位付けされた実行スケジ
ュール３を探索し、タスクまたはフレーム・マネージャ
の終了時間に基づいて適切なスタート点を見つけだす。
オペレーティング・システムは制御データ・メモリ内の
フレーム・マネージャ優先順位スケジュールを探索し
て、現在スケジュール内にある他のＦＣＢの終了時間に
基づいて、所与のＦＣＢを挿入するための適切なスター
ト点を見つけだす。オペレーティング・システムはメモ
リ内の制御コードにフレーム・マネージャＦＣＢに対す
るアドレス・ポインタを挿入する。

【００７９】次に、図１のオペレーティング・システム
・スケジュール・スキャナ４は実行される次のフレーム
・マネージャについて、フレーム・マネージャの優先順
位付けされた実行スケジュール３を探索する。次いで、
フレーム・マネージャに対するフレーム制御ブロックに
アクセスし、そのフレーム・マネージャ内の実行準備が
できている次のタスクを見つけだす。スケジュール・ス
キャナ４はフレーム・マネージャのＦＣＢをファイル・
マネージャ開始制御部５に渡し、制御部５は所与のフレ
ーム・マネージャが割込み後に再開されるのか、あるい
は新たな反復を開始するのかをチェックする。フレーム
・マネージャ６はフレーム・マネージャ開始制御部５か
ら開始の通知を受け、次に実行すべきタスクを、所与の
フレーム制御ブロックと関連づけられたタスクから呼び
出す。開始制御部５は割込みを受けたタスクをどこから
開始するのか、あるいは再開するのかについての情報
を、ＦＣＢのフィールドから得る。

【００８０】同期的にプログラムされ、定期的に発生す
る割込みが実行中に発生する場合、フレーム・マネージ
ャ６は停止し、遭遇する割込みのレベルに関連づけられ
たブロック７の割込みハンドラ・コードに分岐し、待機
状態となる。ブロック７の割込みハンドラ・コードは適
切なクロック８を進め、関連する遊休リスト２をチェッ
クし、何らかの遊休ＦＣＢに対するこの割込みレベルに
関連した開始時間になっているかどうかを調べる。この
時点で、割込みレベルが呼び出される適用業務の所与の
タイプに対してユーザのハードウェアが必要とするタス
ク再帰または反復の期間に対応していることに留意され
たい。たとえば、典型的な速度は９６００回の反復／
秒、８０００回／秒、１３８０回／秒（３２のサンプル
というブロック内のＣＤプレイヤのサンプルを処理する
速度）、などである。

【００８１】開始時間になっている場合、開始時間にな
っているフレーム・マネージャが遊休フレーム・マネー
ジャ・リスト２から除去され（これらは優先順位付けさ
れたフレーム・マネージャ実行スケジュール３に以前残
っている）、優先順位インディケータ９に対して、遊休
リストから除去される所与のフレーム・マネージャの優
先順位が、現在実行されているタスクよりも高いか、低
いかを判定するチェックが行われる。したがって、シス
テムは割込みを行って、現在実行中のタスクの状態を保
管するか、あるいは現在実行中のタスクが再開できるよ
うにするかのいずれかを行う。

【００８２】図１に示すように、ディジタル信号プロセ
ッサのメモリには位置されている制御コードの４つの１
次部分（及び５つの制御コード部分）がある。図１の２
つの間の相違はメモリ内の制御コードを囲っている太く
黒い境界線によって示されており、これは制御データ項
目を囲っている細い境界線と対照的なものである。デー
タ及び制御信号の流れそれぞれは双方向及び単方向のデ
ータの流れを表す２重の矢印のついた２重線、及び矢印
のついた実線によって示されている。制御コードの流れ
は各種の要素の間の双方向または単方向の制御コードを
表す矢印のついた破線によって示されている。「流れ」
を達成するためには、プロセッサ（図示せず）が適切な
制御コードにアクセスし、このコードが指定しているあ
らゆる操作を実行し、これによって制御データをプロセ
ッサ内のある領域から他の領域にゲートし、以下で詳述
する流れ図に示されている各種の操作を行わなければな
らないことを、明確に理解すべきである。

【００８３】作動例の詳細な説明 好ましい実施例の作動を詳細に説明するために、「ユー
ザがハイファイＣＤプレイヤを選択し、録音した音楽を
再生する」といったホスト・プロセッサで呼び出した単
純で、典型的なユーザ適用業務を想定する。一般に理解
されているように、コンパクト・ディスクはオーディオ
信号のディジタル・データ表現を、エラー回復コード・
ビット、トラッキング・ビット及びその他の制御情報と
ともに格納している。ＣＤプレイヤは２つのタスクを実
行して、コンパクト・ディスクから読み取ったディジタ
ル・データを処理しなければならない。第１のタスクは
ＣＤプレイヤのサンプリング・レート（通常は、４４１
００サンプル／秒）で３２のＡ／ＤまたはＤ／Ａサンプ
ル時間の実行期間を有している。第２のタスクは圧縮解
除、エラー修正などのためにディジタル信号プロセッサ
にデータ・サンプルを取り出す機能を実行し、かつ４８
個のサンプルについての実行期間で作動しなければなら
ない。このタスクを達成するために、ホスト・プロセッ
サはユーザが呼び出した適用業務が必要とする実行期間
に対応したパラメータを有する２つのフレーム制御ブロ
ックを構築し、これらのフレーム制御ブロックをＤＳＰ
のデータ・メモリにロードする。ホスト・プロセッサは
ＣＤプレイヤで遂行されるタスクまたはサブタスクに応
じて、２つのタスク制御ブロックも構築し、これらをＤ
ＳＰのデータ・メモリにロードする。ホスト・プロセッ
サは次いで、ＤＳＰのオペレーティング・システムに要
求して、これらのタスクを遂行するためにフレーム制御
ブロックのスケジューリングを開始する。

【００８４】本発明のＤＳＰオペレーティング・システ
ムはフレーム制御ブロックに、ホスト・プロセッサが供
給しないいくつかの情報を割り当てる。すなわち、これ
らはフレーム制御ブロックのＡＬＡＲＭ、ＳＴ及びＥＴ
Ｈフィールドである。これらは上記の表２に示す内容を
有する図１の関連する割込みハンドラ・データ構造７の
クロックの内容にしたがってロードされる。次いで、オ
ペレーティング・システムは図１のブロック１０のＦＭ
ＰＴＲを、フレーム制御ブロック１と等しくセットす
る。すなわち、「ＦＭＰＴＲ」はフレーム制御ブロック
１がロードされているメモリにアドレスを保持する。次
いで、オペレーティング・システムはフレーム・マネー
ジャの優先順位づけられている実行スケジュール３を探
索し、ＦＣＢ１に対応するフレーム・マネージャＦＭ１
をスケジュール内の適切な点にスケジューリングするこ
とによって、フレーム制御ブロックを適切な位置でスケ
ジュールに挿入する。これは図１、ブロック１のコード
によって一般に制御されているフレーム・マネージャ・
スケジューリング・プロセスを、次いで図２ないし図５
に詳細が示されているプロセスを実行するオペレーティ
ング・システムによって行われる。

【００８５】まず、簡単のため、上記のクロックの現在
の内容がゼロになったと想定する。この場合、図１、ブ
ロック１の制御コードによって指示される活動を図２な
いし図５で詳細に説明する。

【００８６】図２において、プロセスはブロック１１で
開始される。ブロック１１において、現行フレームマネ
ージャはＦＣＢからのフレーム・マネージャ・ポインタ
に等しくセットされる。ブロック１２で、この特定のフ
レーム・マネージャに対する新しい始動及び終了時間が
計算される。新しい開始時間は古い開始時間にＦＣＢか
らのフレーム・カウントを加えたものである。本例にお
いて、フレームは３２個のサンプルである。新しい終了
時間は古い終了時間にＦＣＢからのフレームＨを加えた
ものとして計算され、これは６４Ｋ_t（ただし、Ｋ_tはユ
ーザ・タスクがサポートすることを要求される所与のハ
ードウェアのサンプリング時間に比例した定数）であ
る。このようにして、信号プロセッサ内で測定される時
間は、外部ホスト環境のＣＤプレイヤなどの各種のサン
プリング時間及び間隔、ならびにクロッキング・レート
に相関される。

【００８７】ブロック１３において、新しいアラーム条
件が古いアラームに、この場合には３２であるフレーム
・カウントを加えたものとして計算される。

【００８８】次いで、図２のプロセスは図１、ブロック
２の遊休タスク・リストの１番下へ進み、上方へ探索を
行って、遊休リスト内の適切な位置を見つけ、フレーム
制御ブロック・インディケータを挿入する。このリスト
のインディケータはもっとも早いアラーム時間を先頭に
して、アラーム時間順に並べられている。図２のブロッ
ク１４はこれを達成するために遊休リストの１番下に向
けられる遊休リスト・ポインタのセッティングを説明す
るものである。図１の遊休リスト２がこの例では現在空
であるから、リストの先頭が見つかり、フレーム・マネ
ージャ１に対するフレーム制御ブロック・インディケー
タが、リスト内の唯一の項目としてのリストの先頭にお
かれる。これ以前に、図２のブロック１５を実行し、割
込み保護を始動し、遊休リストが修正されている間に何
らかの割込みが発生した場合にエラーが発生しないよう
にしなければならない。

【００８９】ブロック１６において、次のフレーム・マ
ネージャに対するインディケータを命令リスト・ポイン
タからのＰＦＩＭと等しくセットし、ブロック１７に入
って、次のフレーム・マネージャが遊休リストの先頭に
あるかどうかを判定し、先頭にない場合には、ブロック
１８、１９及び２０のステップを利用して、フレーム・
マネージャのアラーム時間に基づいて、フレーム・マネ
ージャを適切な位置に挿入しなければならない。後で挙
げたブロック１８、１９及び２０は、ブロック２４に対
する入力となるブロック１７からの出力によって示され
ているように、次のフレーム・マネージャがすでにリス
トの先頭にある場合には、スキップすることができる。
次のフレーム・マネージャのアラームが現在のフレーム
・マネージャのアラームよりも低いことを、ブロック１
８におけるテストが示した場合には、テストをさらに行
って、フレーム・マネージャのアラームが図２のブロッ
ク２１に示す現在のアラームに等しいかどうかを判定し
なければならない。回答が肯定である場合には、フレー
ム・マネージャの終了時間がブロック２２で比較され、
遊休リストが必要に応じ、ブロック２３に示すように並
べ換えられる。他の方法では、リスト内で見つかった次
のフレーム・マネージャが現在のフレーム・マネージャ
のアラームと等しくない場合には、ブロック２４に入
り、フレーム・マネージャが次のフレーム・マネージャ
と、命令リスト・ポインタ・アドレスの間に挿入され、
図３がタブＡで終了し、図４のタブＡの項目に続く。

【００９０】図４において、ＦＣＢ１によって示される
現在のフレーム・マネージャの終了時間よりも大きな終
了時間を非リアルタイム・フレーム・マネージャＮＲＴ
Ｍに与えて、該フレーム・マネージャＮＲＴＭをリスト
の１番下にセットすることによって、優先順位づけされ
たフレーム・マネージャ実行スケジュールを並べ換える
プロセスが開始される。本例において、ＮＲＴＭの終了
時間が６４Ｋｔ＋１に等しくなると想定したので、ＮＲ
ＴＭの終了時間が少なくとも１クロック・カウント、存
在している唯一の他のフレーム・マネージャ、すなわち
ＦＭ１よりも遅くなる。これはブロック２５ないしブロ
ック２８に示されているが、これは自明なものである。

【００９１】次に、オペレーティング・システムは図４
のブロック３０のステップから、図１のフレーム・マネ
ージャのスケジュール３を探索する。探索は終了時間ご
とに行われるが、これはフレーム・マネージャ優先順実
行スケジュール３に対する優先順位リストのモードであ
る。フレーム・マネージャＦＭ１を挿入する正しい場所
を見つけるために探索が行われる。本例において、フレ
ーム・マネージャが最初空であると想定されているの
で、ＦＭ１はスケジュールないし待ち行列３内の非リア
ルタイム・フレーム・マネージャ以外の唯一のフレーム
・マネージャとして配置される。次いで、新しい開始時
間及び終了時間がＦＣＢ１に書き込まれ、ＦＣＢ１の割
込みフラグが０にセットされ（非稼動）、図１の優先順
位レジスタ９が優先順位順待ち行列ないしスケジュール
３内の次のフレーム・マネージャの終了時間にセットさ
れる。これは図４ないし図５のブロック３１−４０、特
にブロック３９に示されている。

【００９２】オペレーティング・システムの制御は次い
で、スケジュール走査プロセスである図１のブロック４
に進む。このコードは実行準備のできている他のフレー
ム・マネージャについて、ブロック３のスケジュールを
探索する。本例には他のフレーム・マネージャがないの
で、非リアルタイム・フレーム・マネージャがリストの
一番下で見つけだされ、その識別記号が図１、ブロック
４のスキャナによって図１、ブロック５のフレーム・マ
ネージャ開始コードに渡される。

【００９３】フレーム・マネージャのポインタによって
見つけだされるＮＲＴＭコードはプロセッサによって実
行され、図１の優先順位ブロック９がＮＲＴＭフレーム
・マネージャのもの、すなわち、本例では、６４Ｋｔ＋
１にセットされる。ＮＲＴＭコードは第２のフレーム・
マネージャを、上記のＦＭ１の挿入に関して説明したプ
ロセスと同じ態様で、図１のブロック３のメモリ内のス
ケジュールに挿入する。これはこのスケジュール、すな
わちリスト３のＦＭ１に続くＦＭ２をもたらす。図１、
ブロック１から、図２ないし図５について説明した活動
を第２のフレーム・マネージャに対して反復する。

【００９４】図２及び図３に戻ると、このフレーム・マ
ネージャに対する新しい開始時間及び終了時間、ならび
に新しいアラーム時間が計算される。ＣＤを再生するた
めに架空のユーザが呼び出した第２のタスクであるＦＭ
２の開始時間は４８という開始時間、４８というアラー
ム時間及び９６Ｋｔという終了時間を有している。図２
において、ＦＭ２のインディケータを挿入するため、リ
スト内の適切な位置を見つけだすために、一番下から上
方へ探索を行って、遊休リストがチェックされる。ＦＭ
２がＦＭ１よりも遅いＡＬＡＲＭ時間（すなわち、相対
的にいって、４８は３２というサンプル時間よりも遅
い）を有するので、ＦＭ２は図１の遊休フレーム・マネ
ージャ・リスト２内でＦＭ１の後におかれることにな
る。

【００９５】図４及び図５に進むと、図１のフレーム・
マネージャ・スケジュール３が再度探索され、ＦＭ２が
スケジュール優先順位リストないし待ち行列内の正しい
位置におかれる。ＦＭ２はＦＭ１よりも遅い終了時間を
有するので、スケジュール優先順位リストないし待ち行
列３ではＦＭ１の後になる。この時点で、非リアルタイ
ム・フレーム・マネージャの終了時間が９６Ｋｔ＋１に
セットされ、フレーム・マネージャの以前のスケジュー
ル位置から始めて、実行する他のフレーム・マネージャ
を探索するスケジュール走査操作が行われる図１のブロ
ック４にプロセスが進む。スケジュール３が待ち行列内
のフレーム・マネージャの配列されたリストになってお
り、かつ非リアルタイム・マネージャが後に続いたＦＭ
２が続いているＦＭ１を含んでいるので、非リアルタイ
ム・フレーム・マネージャが図１のブロック４のフレー
ム・マネージャ開始コードによって見いだされ、非リア
ルタイム・フレーム・マネージャが再度実行される。図
１の優先順位ブロック９は９６Ｋｔ＋１にセットされ
る。

【００９６】この例ではスケジュールに追加される他の
フレーム・マネージャがないので、ＦＭ１またはＦＭ２
のいずれかに対する遊休リストからのアラームが発生し
たことを示す定期的に発生する割込みソースによって、
非リアルタイム・フレーム・マネージャ・コードが割込
みを受けるまで、非リアルタイム・フレーム・マネージ
ャ・コードは各種のユーティリティ機能を実行する。こ
のような割込みが発生した場合、オペレーティング・シ
ステムのコードの実行は図１のブロック７の割込みの所
与のレベルで、割込みハンドラ・コードに渡され、次い
で、図８に示す割込みプロセスが実行される。

【００９７】図８のブロック１の割込みハンドラ・コー
ドはブロック５８で示すようにクロックを更新する。ク
ロックを更新するデータは上述の表２の割込みハンドラ
・データ構造に含まれている。割込みハンドラ・コード
はこれに関連する割込みレベル対遊休リスト２の遊休リ
ストをチェックする。この場合、ＦＭ１が見つけだされ
る。そのアラーム時間は３２のサンプル時間に等しく、
ＳＣＬＯＣＫ（図１のブロック８）によって示される１
に等しい現在時間についてチェックされる。３２という
現行アラームがＳＣＬＯＣＫの内容と等しくないので、
実行は割込みを受けた場所から再開される。

【００９８】１回ごとに増加させられるＳＬＯＣＫのカ
ウントがアラーム・カウントに等しくなる、すなわちＦ
Ｍ１の開始時間になったことを示すまで、割込みがこの
ようにフィールドされる。この時点で、遊休リストの先
頭をリスト内の次のフレーム・マネージャ、本例におい
てはＦＭ２にポイントすることによって、ＦＭ１が遊休
リストから除去される。次いで、優先順位、すなわちＦ
Ｍ１の終了時間が図１の優先順位レジスタ９の内容と比
較される。フレーム・マネージャ１の優先順位はＦＣＢ
１の終了時間であり、これは６４Ｋｔである。しかしな
がら、優先順位レジスタ９の内容はＮＲＴＭフレーム・
マネージャの９６Ｋｔ＋１であるから、ＦＭ１はこの終
了時間がＮＲＴＭコードのフレーム・マネージャよりも
早いので高い優先順位を持つことになる。これを図８の
ブロック５９ないし６４に示す。ブロック６４におい
て、図１の優先順位レジスタ９が６４Ｋｔにセットされ
るが、これはＦＭ１の終了時間である。ディジタル信号
プロセッサの前後関係、すなわちすべてのオペレーティ
ング・レジスタの現在の状況などは、非リアルタイム・
マネージャのＦＣＢの各種のフィールドにおけるこの割
込みのため、セーブされ、プロセスは図９及び図１０へ
進む。

【００９９】図９及び図１０において、図１のブロック
３のスケジュールをチェックして、ＦＭ１が同一の終了
時間を有する、すなわち「同一優先順位」の他のフレー
ム・マネージャによってスケジュール内で処理されてい
ないことを確認する。この現象が生じるのは、マルチイ
ンタラプト・システムにおいてのみであり、また問題の
フレーム・マネージャが同一またはほぼ同一の実行期間
を有している場合だけである。これが発生した場合に
は、フレーム・マネージャのスケジュール３が調節さ
れ、実行対象のフレーム・マネージャが同一の終了時間
を有する他のすべてのフレーム・マネージャに先行する
こととなる。すなわち、同一のデッドラインないし完了
時間を有するフレーム・マネージャのうち、もっとも早
い実行開始時間を有するフレーム・マネージャが最初の
ものとなる。本例において、他のフレーム・マネージャ
がＦＭ１よりも前にないので、実行は図６及び図７のタ
ブＤに示すように続き、これは図７のブロック５６に入
る。この時点で、ブロック１０に対するフレーム・マネ
ージャのポインタはＦＭ１に属するＦＣＢ１をポイント
するようにセットされ、ＦＭ１が実行される。

【０１００】ＦＭ１は実行を終了すると、再スケジュー
リングのためにオペレーティング・システムに戻り、オ
ペレーティング・システムは新しい開始時間、終了時間
及びアラームを計算して図２及び図３に示すプロセスを
再度開始する。本例において、６４という開始時間、６
４というアラーム及び９６Ｋｔという終了時間が再計算
される。次いで、遊休リストが下から探索され、ＦＣＢ
２のフレーム・マネージャに遊休リスト内で遭遇し、４
８というアラーム時間を有すると判断される。したがっ
て、ＦＭ１はＦＭ２より遅い開始時間を有しているの
で、遊休リスト内でＦＭ２の後におかれる。プロセスは
図４及び図５に進み、ここで非リアルタイム・フレーム
・マネージャの終了時間がＦＭ１の終了時間よりも大き
いと判断されるので、ＮＲＴＭフレーム・マネージャの
終了時間は変更されない。図１のフレーム・マネージャ
のスケジュール３がここで、図１のブロック４のスキャ
ナによって、フレーム・マネージャのスケジュール３内
のＦＭ１の現行位置から探索される。フレーム・マネー
ジャ２が次ぎに見いだされ、ＦＭ２の終了時間がＦＭ１
の終了時間と等しいのであるから、ＦＭ２が渡される。
ＦＭ２の後ろには、ＦＭ１よりも大きな終了時間を有す
る非リアルタイム・フレーム・マネージャがおかれてい
るので、ＦＭ１がリストのＦＭ２と非リアルタイム・フ
レーム・マネージャの間に再度挿入される。それ故、フ
レーム・マネージャのスケジュール３ないし待ち行列が
ここで並べ変えられ、スケジュールの先頭、ＦＭ２、Ｆ
Ｍ１及び最後に非リアルタイム・フレーム・マネージャ
のマーカを含むようになる。

【０１０１】ＦＭ１の新しい終了時間及び開始時間がＦ
ＣＢ１に書き込まれ、優先順位レジスタ９が次のフレー
ム・マネージャＦＭ２の終了時間に、したがって９６Ｋ
ｔにセットされ、再スケジュール・プロセスは図６のタ
ブＢに示すように継続する。図６において、フレーム・
マネージャが実行する次のフレーム・マネージャを見つ
けだすために、スケジュール待ち行列内のフレーム・マ
ネージャ１の以前の位置から走査される。ＦＭ２はすで
にスケジュール３内でＦＭ１の後ろにおかれているの
で、探索操作はＦＭ２から始められるが、これはＦＭ２
がチェックされる次の候補であることを意味する。

【０１０２】ここで、この特定の時点において、ＦＭ２
の開始時間になった、すなわち、ＦＭ２の開始時間のア
ラームに対応する割込みが発生したものと想定する。上
述したように、図１の割込みハンドラ・ブロックにある
図８の割込みハンドリング・コードは、ＦＭ２のＡＬＡ
ＲＭが発生しているかどうかを判断し、ＦＭ２がこの割
込みが存在している割込みレベルに対応した遊休リスト
・レベルから除去される。しかしながら、この時点で
は、フレーム・マネージャ２の終了時間は優先順位リス
ト９に含まれているものよりも小さくないので、実行は
割込みを受けた場所から再開される。実行が図６のタブ
Ｂで割込みを受けているので、この場所から再開され、
ＦＭ２は実行の候補となり、この開始時間がブロック４
４においてその割込みソースのＳＣＬＯＣＫの内容と比
較される。これらは本例においては等しいものであると
判断されるので、図１の優先順位ブロック９はＦＭ２の
終了時間にセットされ、ＦＭ２はここで、詳細を図７に
示す図１のブロック５のフレーム・マネージャ開始コー
ドによって開始される（すなわち、実行される）フレー
ム・マネージャとなる。

【０１０３】図７において、まず、ＦＭ２の開始フラグ
をテストし、このフレーム・マネージャが割込みを受け
た状態であるかどうかを調べる。割込みフラグは、ＦＭ
２が割込みを受けた状態ではないが、最初から実行され
る準備ができていることを示す０であると判断される。
図１のブロック１０のフレーム・マネージャのポインタ
はメモリ内のＦＣＢ２をポイントし、ＦＭ２が実行され
ていることを示す。ＦＭ２の割込みフラグは１にセット
され、ＦＭ２が引き続いて優先順位の高いフレーム・マ
ネージャによって割込みを受ける、または優先使用され
る場合に、ＦＭ２の状態を復元する必要があることを示
す。これを自明の態様でブロック５１−５７に示す。

【０１０４】上記のプロセスは複雑なように思われる
が、これは簡単に実行されるものであり、数マシン・サ
イクルを要するだけである。プロセスは限りなく継続
し、実行の完了ごとにＦＭ１及びＦＭ２が再スケジュー
ルされる。これらのフレーム・マネージャはその現在の
それぞれに計算された次の終了時間にしたがってフレー
ム・マネージャのスケジュール内で並べ変えられ、これ
らが活動状態から遊休状態への、及び遊休状態から活動
状態への遷移した場合に連続的に遊休リストにおかれる
か、あるいはこれから除去される。実行されているフレ
ーム・マネージャが実行中に割り込まれ、優先使用され
る点で、この説明全体を通じて説明しているように、再
スケジューリング・プロセスは割込み可能である。これ
が発生した場合、ディジタル信号プロセッサの機械状態
はこれに割り当てられた特定のフィールド内で、上述し
たようにＦＣＢにセーブされる。制御が最終的に割込み
を受けたフレーム・マネージャに戻された場合、再スケ
ジューリングは割込みがまったく生じなかったように、
正常に継続する。

【０１０５】流れ図の詳細な説明 図２ないし図５を詳細に説明するために、番号を付けた
ブロックを参照して、以下に説明する。図２において、
フレーム・マネージャが図１の優先順位待ち行列３内で
再スケジュールされていることを示す、ブロック１１の
活動フレーム・マネージャのＦＣＢに対するポインタの
検索が行われる。ブロック１２において、「新しい開始
時間」＝「古い開始時間」＋ＦＣＢからの「ＦＲＡＭ
Ｅ」及び「新しい終了時間」＝「古い終了時間」＋ＦＣ
Ｂからの「ＦＲＡＭＥＨ」というルーチンにしたがっ
て、プロセスは新しい開始時間及び新しい終了時間を計
算しなければならない。ブロック１３において、新しい
アラームを計算し、ＦＣＢを新しい開始時間にセットし
なければならない。ブロック１４において、システムは
図１の遊休フレーム・マネージャ・リスト２の末尾に対
するポインタを検索しなければならない。これは前出の
表２に示した割込みハンドラ・データ構造からのもので
ある。

【０１０６】ブロック１５において、後続のステップ中
に発生するのを防ぐために、割込みがマスクされる。ブ
ロック１６において、チェックすべき次のフレーム・マ
ネージャのＦＣＢをポイントするポインタが検索され
る。ただし、チェックされる次のフレーム・マネージャ
は遊休フレーム・マネージャ・リストに示されている直
前のフレーム・マネージャである。ブロック１７におい
て、遊休フレーム・マネージャ・リストの先頭に対する
チェックが行われ、先頭が見つかった場合には、操作は
ブロック２４へ進む。

【０１０７】ブロック１８において、次のフレーム・マ
ネージャに対するアラームが活動フレーム・マネージャ
のアラームよりも小さいかどうかを判断するためのチェ
ックを行い、そうである場合には、プロセスはブロック
２１へ進む。ブロック１９において、遊休リストのポイ
ンタが遊休フレーム・マネージャ・リスト内の直前のフ
レーム・マネージャにセットされる。すなわち、遊休リ
ストのポインタは遊休フレーム・マネージャ・リスト内
で１項目上に移動される。

【０１０８】ブロック２０において、割込みのマスクが
外されるので、待機状態の割込みが行われ、システムは
ブロック１５へ進む。割込みが発生しない場合には、ブ
ロック１５及び１６に流れるなどとなる。

【０１０９】ブロック２１において、次のフレーム・マ
ネージャのアラームが活動フレーム・マネージャのアラ
ームと等しいかどうかを判断するチェックが行われ、等
しい場合には、操作はブロック２２へ進む。しかし、等
しくない場合には、ブロック２４へ進む。

【０１１０】ブロック２１において、次のフレーム・マ
ネージャのアラームが活動フレーム・マネージャのアラ
ームと等しいと判断された場合には、これら２つのフレ
ーム・マネージャのうち１つのみが遊休フレーム・マネ
ージャ・リストに残っていることが必要となり、ブロッ
ク２２が開始される。次のフレーム・マネージャの終了
時間が活動フレーム・マネージャのもの以下であるかど
うかについてのチェックが行われ、そうである場合に
は、活動フレーム・マネージャを遊休フレーム・マネー
ジャ・リストにおく必要がなく、遊休フレーム・マネー
ジャ・リストの探索及び挿入プロセスが完了したことに
なる。

【０１１１】ブロック２３において、プロセスがブロッ
ク２２で完了していないものと想定すると、次のフレー
ム・マネージャが遊休フレーム・マネージャ・リスト内
の活動フレーム・マネージャと置き換えられる。すなわ
ち、次のフレーム・マネージャがリストから除去され、
現在活動状態のフレーム・マネージャがその場所におか
れ、遊休フレーム・マネージャ・リスト探索及び挿入プ
ロセスが完了する。

【０１１２】ブロック２４において、次のフレーム・マ
ネージャと遊休リスト・ポインタの間への活動フレーム
・マネージャの挿入が、それが該当する条件に合わせて
行われる。すなわち、活動フレーム・マネージャが次の
フレーム・マネージャの後で、遊休リスト・ポインタが
ポイントするフレーム・マネージャの前におかれ、遊休
リスト探索及び挿入プロセスが完了する。

【０１１３】図２及び図３はそれ故、実行が完了し、定
期的に再帰するタスク割込みスケジュールの次回の開始
を待っているフレーム・マネージャの待ち行列ないしリ
ストを維持する手段としての手順を表すものである。遊
休フレーム・マネージャのリストはそれ故、現在非活動
のフレーム・マネージャの開始時間になった場合に、オ
ペレーティング・システムを変更する手段を表すもので
ある。これによって、オペレーティング・システムが実
行スケジュールまたは待ち行列を調べ、現在実行準備が
できているフレーム・マネージャの優先順位がすでに実
行されているものよりも高いので、現在実行中のフレー
ム・マネージャよりも優先使用されるべきかどうかを決
定することが可能となる。

【０１１４】図４及び図５は図１のブロック１及びブロ
ック４の制御コードによって行われるフレーム・マネー
ジャの優先順位実行待ち行列またはスケジュール探索及
び挿入プロセスを詳細に表すものである。図４及び図５
において、プロセスは割込みのマスクを解除して、待機
中の割込みを実行できるようにするブロック２５から開
始される。ブロック２６において、スケジュール・ポイ
ンタがまず活動フレーム・マネージャにセットされ、実
行されているその時点で活動状態のフレーム・マネージ
ャのフレーム制御ブロックをポイントする。ブロック２
７において、非リアルタイム・マネージャの終了時間が
活動フレーム・マネージャの終了時間よりも遅い（すな
わち、より大きい）かどうかを判定するチェックが行わ
れる。遅い場合には、プロセスはブロック２９へ進む。
遅くない場合には、プロセスはブロック２８へ進み、非
リアルタイム・フレーム・マネージャの終了時間が活動
フレーム・マネージャの終了時間＋１にセットされる。
それ故、非リアルタイム・フレーム・マネージャの終了
時間が現在のスケジュール内のいずれかのフレーム・マ
ネージャのものよりも遅くなる。すなわち、ＮＲＴＭフ
レーム・マネージャはフレーム・マネージャの終了時間
順に並べられたフレーム・マネージャの待ち行列または
スケジュール・リストの末尾として働く。

【０１１５】ブロック２９において、それ以降の実行中
に割込みが起こらないようにするために、割込みが再度
マスクされる。ブロック３０において、次にスケジュー
ルされているフレーム・マネージャがスケジュールされ
ているポインタの後に設定される。すなわち、フレーム
・マネージャ・スケジュールの現行ポインタが次のフレ
ーム・マネージャのインディケータとして設定される。
ブロック３１において、次のフレーム・マネージャの終
了時間が活動フレーム・マネージャの終了時間以上であ
るかどうかを判定するチェックが行われる。次いで、活
動フレーム・マネージャに対する適切な新しい位置が見
つけだされ、プロセスはブロック３４へ進む。それ以外
の場合には、プロセスはブロック３２へ進む。ブロック
３２において、スケジュール・ポインタが設定され、現
在のスケジュール・ポインタの後にスケジュールされて
いる次のフレーム・マネージャがポイントされる。すな
わち、ポインタがフレーム・マネージャのスケジュール
内で１位置下へ移動する。ブロック３３において、割込
みのマスクが解除され、待機中の割込みを実行できるよ
うになり、次いでプロセスはブロック２９へ進む。

【０１１６】ブロック３４において、スケジュール・ポ
インタが活動フレーム・マネージャの後に現在おかれて
いるフレーム・マネージャをポイントするように設定さ
れる。ブロック３５において、活動フレーム・マネージ
ャがフレーム・マネージャ・スケジュールから除去さ
れ、ブロック３６において、活動状態であったフレーム
・マネージャが「次のフレーム・マネージャ」の後に再
度挿入される。ブロック３７において、新しい開始時間
及び終了時間が活動フレーム・マネージャのＦＣＢに書
き込まれ、ブロック３８において、活動フレーム・マネ
ージャに対する割込みフラグが、活動フレーム・マネー
ジャが割込み（すなわち、実行中であるが、中断してい
る）状態ではないことを示す０にセットされる。ブロッ
ク３９において、システムの優先順位が現在のスケジュ
ール・ポインタによってポイントされているフレーム・
マネージャの終了時間として、図１のブロック９に対し
て設定される。これはフレーム・マネージャのスケジュ
ール待ち行列３内で活動フレーム・マネージャの後に以
前おかれていたフレーム・マネージャである。ブロック
４０において、割込みのマスクが解除され、待機中の割
込みが実行できるようになり、フレーム・マネージャ探
索及び挿入プロセスが完了する。

【０１１７】上記したところから、実行対象のユーザ・
タスクに対応したフレーム・マネージャの優先順位待ち
行列がもっとも早いフレーム・マネージャのデッドライ
ンないし終了時間にしたがって確立され、管理されるプ
ロセスを図４及び図５が示していることがわかる。同じ
再帰頻度及び同じ必要な結果を得られるデッドラインを
有するユーザ・タスクを、その実行期間中にこのフレー
ム・マネージャによって処理しなければならない。フレ
ーム・マネージャの終了時間になるか、あるいは新しい
フレーム・マネージャが非リアルタイム・フレームマネ
ージャによって挿入されるか、削除されたときに、優先
順位順のフレーム・マネージャのリストないし待ち行列
が分類され、再スケジュールされる。

【０１１８】図６は図１のブロック４によって行われる
フレーム・マネージャ・スケジュール走査プロセスを示
す。ブロック４１において、スケジュール・ポインタが
ポイントしているフレーム・マネージャが、実行の候補
として設定される。ブロック４２は以降のプロセス中に
割込みをマスクする。ブロック４３はフレーム・マネー
ジャの候補がリンクされる割込みソースに対するブロッ
ク７の関連した割込みデータ構造から、サンプル・クロ
ックＳＣＬＯＣＫ、すなわちＦＣＢ及びフレーム・マネ
ージャがコントロールされる割込みレベルに対するタイ
マの内容を取得する。ブロック４４において、フレーム
・マネージャの候補の開始時間が到来した（あるいは、
それを経過した）場合には、開始時間はＳＣＬＯＣＫ以
下であり、現在のフレーム・マネージャを実行すること
ができる。次いで、プロセスはブロック４８に進む。フ
レーム・マネージャの候補の開始時間が到来しない場
合、これを実行することはできず、バイパスする必要が
ある。それ故、プロセスはブロック４５へ進む。非リア
ルタイム・フレーム・マネージャの開始時間が発生した
ように常に見えるので、リスト内で非リアルタイム・フ
レーム・マネージャの開始時間に達した場合に、非リア
ルタイム・フレーム・マネージャを常に実行できるとい
う態様で、非リアルタイム・フレーム・マネージャが初
期化される。

【０１１９】ブロック４５において、優先順位がフレー
ム・マネージャの候補の終了時間＋１に等しいものとし
て、図１のブロック９に対して設定される。ブロック４
６において、新しい候補がフレーム・マネージャのスケ
ジュール内の現在の候補の後にあるフレーム・マネージ
ャとして設定される。ブロック４７において、割込みの
マスクが解除されて、待機中の割込みの実行が可能とな
り、操作はブロック４２へ進む。

【０１２０】ブロック４８において、システムは図１の
ブロック９に対する優先順位を、フレーム・マネージャ
の候補の終了時間として設定する。ブロック４９におい
て、システムはフレーム・マネージャの候補を、開始さ
れる（すなわち、実行される）フレーム・マネージャと
して設定する。ブロック５０において、システムは割込
みのマスクを解除して、待機中の割込みの実行を可能と
し、スケジュールの操作が完了し、実行対象の次のフレ
ーム・マネージャが見つけだされる。

【０１２１】図７のプロセスはフレーム・マネージャの
開始、すなわち実行がどのように始まるかを示す。ブロ
ック５１において、開始フレーム・マネージャが０に等
しい割込みフラグを有している場合、これは割込みを受
けた状態ではなく、最初から実行しなければならないの
で、プロセスはブロック５６に進む。しかしながら、割
込みフラグが１にセットされている場合には、フレーム
・マネージャは以前に割込みを受けており、これが割込
みを受けたときの状態から実行を再開しなければならな
い。これはセーブした内容を再設定しなければならない
ことを意味し、プロセスはブロック５２へ進み、ここで
割込みがマスクされる。ブロック５３において、割込み
が発生した時点の機械の内容が前述したフレーム・マネ
ージャのＦＣＢの前後関係セーブ領域から復元される。
ブロック５４において、フレーム・マネージャのポイン
タが開始されたフレーム・マネージャをポイントするよ
うに設定され、開始されたフレーム・マネージャが実行
のための活動フレーム・マネージャになる。ブロック５
５において、割込みのマスクが解除されて、再スケジュ
ーリング・プロセス全体が完了するので、割込みを受け
たフレーム・マネージャの実行を再開できるようにな
る。

【０１２２】ブロック５１または図１０のブロック７７
から継続しているブロック５６において、開始対象のフ
レーム・マネージャが最初から再開される。したがっ
て、フレーム・マネージャのポインタは開始フレーム・
マネージャのものと等しくセットされ、開始候補が活動
フレーム・マネージャになる。ブロック５７において、
開始フレーム・マネージャの割込みが１にセットされ、
開始フレーム・マネージャがその後割込みを受け、他の
フレーム・マネージャによって優先使用される場合に
は、その内容を復元のためにセーブする必要があり、実
行を割込みの場所から再開しなければならない。これは
再スケジューリング・プロセス全体を完了し、新しい活
動フレーム・マネージャの実行が開始される。

【０１２３】ブロック７の割込みハンドリング・コード
の詳細を図８に示す。ブロック５８において、クロック
が表２に示した割込みハンドラ・データ構造内で更新さ
れる。ブロック５９において、この割込みレベルに関連
した割込みハンドラの遊休フレーム・マネージャ・リス
トの最初のフレーム・マネージャがアクセスされる。ブ
ロック６０に示すように、遊休リスト２が空の場合、こ
れはこの割込みレベルに現在フレーム・マネージャが存
在しておらず、システムが割込みを受けたプロセスに戻
ることを意味している。ブロック６１において、フレー
ム・マネージャの遊休リストがフレーム・マネージャを
有しており、そのリストの先頭になっている場合、すな
わち開始時間が発生している場合、プロセスはブロック
６２へ進む。それ以外の場合には、割込みを受けたプロ
セスに戻る。ブロック６２において、最初のフレーム・
マネージャが活動状態になった、すなわちその開始時間
が経過したので、該フレーム・マネージャがフレーム・
マネージャ・リストから除去される。ブロック６３にお
いて、フレーム・マネージャの終了時間が図１の優先順
位ブロック９に現在示されているものよりも小さい場
合、フレーム・マネージャは活動フレーム・マネージャ
よりも高い優先順位を現在有しており、これを実行しな
ければならないので、プロセスはブロック６４に進む。
それ以外の場合には、プロセスは割込みを受けたプロセ
スに戻る。ブロック６４において、優先順位が現在のフ
レーム・マネージャの終了時間として再設定され、割込
みフレーム・マネージャが優先順位を有していることを
示す。ブロック６５において、割込みを行っているフレ
ーム・マネージャが開始すべき、すなわち実行すべきフ
レーム・マネージャとして設定される。ブロック６６に
おいて、機械の現在の前後関係が優先使用されるフレー
ム・マネージャの前後関係セーブ領域にセーブされる。
ブロック６７において、割込み保護が解除され、以降の
割込みが実行できるようになる。これで割込みプロセス
が完了し、流れがオペレーティング・システム内で、ブ
ロック６８から始まる図９及び図１０に示す複数割込み
スケジュール調節に進む。

【０１２４】図９及び図１０において、図１に略示して
いるものなどの複数割込みレベル・システムでは、スケ
ジュール・ポインタを開始されたフレーム・マネージャ
のポインタであるように設定する必要がある。すなわ
ち、これが実行対象のフレーム・マネージャをポイント
するようにしなければならない。ブロック６９におい
て、フレーム・マネージャ・スケジュールの開始点とし
ての役割を果たすダミーＦＣＢであるフレーム・マネー
ジャ・スケジュールの先頭の終了時間は、開始されたフ
レーム・マネージャの終了時間と等しくなく、それ故、
待ち行列内のフレーム・マネージャのスケジュールの先
頭よりも前方の探索を防止するようになっていなければ
ならない。ブロック７０において、現在のスケジュール
・ポインタの前にあるフレーム・マネージャは「直前の
フレーム・マネージャ」として設定される。ブロック７
１において、直前のフレーム・マネージャの終了時間が
開始されたフレーム・マネージャの終了時間と等しくな
い場合、スケジュールの調節は必要なく、プロセスは進
行して、図７のブロック５６へ進むことによって、開始
されたフレーム・マネージャを実行する。それ以外の場
合には、プロセスはブロック７２へ進む。

【０１２５】ブロック７２において、システムは直前の
フレーム・マネージャをスケジュール・ポインタとして
設定し、フレーム・マネージャをフレーム・マネージャ
のスケジュール内で１スペース上方へ移動させる。ブロ
ック７２において、ブロック７０のプロセスが反復され
る。ブロック７３において、「直前のフレーム・マネー
ジャ」の終了時間が開始されたフレーム・マネージャの
終了時間と等しい場合、走査はまだ開始されたものとは
異なる終了時間を有している先行するフレーム・マネー
ジャを発見していないので、プロセスはブロック７２へ
進まなければならない。そうでない場合には、プロセス
はブロック７５へ進む。ブロック７５において、割込み
がマスクされ、ブロック７６において、開始されたフレ
ーム・マネージャがフレーム・マネージャのスケジュー
ルから除去され、直前のフレーム・マネージャの後の点
でフレーム・マネージャ・スケジュールに再挿入される
だけとなる。ブロック７８において、割込みのマスクが
解除され、待機している割込みが実行できるようにな
る。開始されたフレーム・マネージャが開始されたもの
の終了時間と同一の終了時間を有しているすべてのフレ
ーム・マネージャに先行するようにするフレーム・マネ
ージャの調節が完了し、プロセスは図７のブロック５６
に進む。

【０１２６】フレーム・マネージャの実行のスケジュー
リング及び再スケジューリング、割込みまたは再設定に
おけるオペレーティング・システムの全体的な作動を、
図１１に図示する。図１１において、ＦＭ１１、ＦＭ５
及びＦＭ３というフレーム・マネージャの例が、割込み
のカウントに基づく時間線で表されている。フレーム・
マネージャ１１、５及び３はそれぞれ１１回、５回及び
３回という割込み回数の実行フレームを有している。す
なわち、フレーム・マネージャは１１回、５回及び３回
の割込み回数ごとに定期的に発生する開始時間と終了時
間を持つ。フレーム・マネージャをすべて、説明を簡単
にするため、本例に示すように同じハードウェア割込み
ソースに連係することができる。フレーム・マネージャ
１１、５及び３に関連した時間線に沿ったボックスは、
フレーム・マネージャが実際に実行される期間を示す。
０、１、２などの０から始まる任意のラベル付けを行う
と、プロセスは次のように進む。

【０１２７】フレーム・マネージャ１１、５及び３はす
べて、割込み０で始まる開始時間を有している。終了時
間に基づく実行スケジュールの順序は、それ故、フレー
ム・マネージャ３、フレーム・マネージャ５、及びフレ
ーム・マネージャ１１の順となる。実行スケジュールで
最初のフレーム・マネージャであるフレーム・マネージ
ャ３は割込み０で実行を開始する。フレーム・マネージ
ャ３のタスクの実行は、割込み１の後で完了するものと
示されており、したがって、割込み３で再度始まり、新
しい終了時間が割込み６になるように再スケジュールさ
れる。スケジュールの新しい実行順序はフレーム・マネ
ージャ５、フレーム・マネージャ３及びフレーム・マネ
ージャ１１の順となる。フレーム・マネージャ５が次に
実行を開始するが、これはこのフレーム・マネージャが
すでに開始時間に達しており、実行スケジュールで最初
になっており、フレーム・マネージャ３が実行されてい
るからである。フレーム・マネージャ５は割込み２に達
した後で実行を完了し、割込み５で始まる新しい開始時
間で、割込み１０の新しい終了時間に再スケジュールさ
れる。実行スケジュールの新しい順序はフレーム・マネ
ージャ３、フレーム・マネージャ５及びフレーム・マネ
ージャ１１の順となる。しかしながら、この時点で、す
なわち、割込み２の直後に、フレーム・マネージャ３と
５は実行スケジュール内でフレーム・マネージャ１１に
先行しているが、これらの開始時間にはまだ到達してい
ない。フレーム・マネージャ３と５はそれ故、バイパス
され、フレーム・マネージャ１１の実行が実際に開始さ
れる。

【０１２８】割込み３において、フレーム・マネージャ
３の２回目の反復に対する開始時間になるが、フレーム
・マネージャ１１の実行はまだ終了していない。フレー
ム・マネージャ３は実行スケジュール内でフレーム・マ
ネージャ１１に先行しており、したがって、より高い優
先順位を有している。それ故、フレーム・マネージャ１
１が優先使用され、すなわち、割込みを受け（その処理
の現行状態がそのＦＣＢにセーブされる）、フレーム・
マネージャ３がその実行の２回目の反復を開始する。フ
レーム・マネージャ３が実行を完了すると、このフレー
ム・マネージャは割込み点６の新しい開始時間及び割込
み９の新しい終了時間によって再スケジュールされる。

【０１２９】スケジュールの実行の新しい順序はＦＭ
３、ＦＭ５及びＦＭ１１の順となる。この時点で、フレ
ーム・マネージャ３と５はフレーム・マネージャ１１に
先行しているが、これらの開始時間はまだ発生ないし再
発生しておらず、それ故、ＦＭ１１が実行を開始した
（割込みから再開された）際に、バイパスされる。

【０１３０】割込み＃５において、フレーム・マネージ
ャ５の２回目の反復に対する開始時間になるが、フレー
ム・マネージャ１１の実行はまだ完了していない。フレ
ーム・マネージャ５はフレーム・マネージャ１１に先行
しており、それ故、より高い優先順位を有しているので
（実行スケジュール待ち行列内で）、フレーム・マネー
ジャ１１は再度優先使用され（割り込まれ）、フレーム
・マネージャ５は２回目の実行の反復を開始する。割込
み＃６において、フレーム・マネージャ３の開始時間が
再度発生するが、フレーム・マネージャ５はその実行を
完了しておらず、したがって、割込みを受ける。

【０１３１】フレーム・マネージャ３はフレーム・マネ
ージャ５に先行しているので、フレーム・マネージャ５
は優先使用され、すなわち割込みを受け、フレーム・マ
ネージャ３は３回目の実行の反復を開始する。フレーム
・マネージャ３は割込み７に達した後に完了し、割込み
９の新しい開始時間と割込み１２の新しい終了時間を有
するように再スケジュールされる。

【０１３２】実行の新しい順序はフレーム・マネージャ
５、フレーム・マネージャ１１及びフレーム・マネージ
ャ３の順となる。フレーム・マネージャ５がスケジュー
ルの先頭にあるので、その実行はこれが割込みを受けた
場所から再開され、完了するまで実行され、割込み１０
の新しい開始時間及び割込み１５の新しい終了時間を有
するように再スケジュールされる。

【０１３３】フレーム・マネージャのスケジュールまた
は優先順位待ち行列に対する実行の新しい順序は、フレ
ーム・マネージャ１１、フレーム・マネージャ３及びフ
レーム・マネージャ５の順となる。今までに数回割込み
を受けているフレーム・マネージャ１１の実行が再開さ
れる。フレーム・マネージャ３の開始時間が割込み９で
発生するが、その優先順位が新しい実行スケジュール内
のフレーム・マネージャ１１のものよりも小さいので、
フレーム・マネージャ３の実行は開始されない。フレー
ム・マネージャ５の開始時間は割込み１０で発生する
が、フレーム・マネージャ１１が新しいスケジュール内
でフレーム・マネージャ５よりも高い優先順位を有して
いるので、フレーム・マネージャ５の実行は開始されな
い。フレーム・マネージャ１１はそれ故、実行を完了
し、割込み１１の新しい開始時間及び割込み２２の新し
い終了時間を有するように再スケジュールされる。スケ
ジュール内の実行の優先順位の新しい順序は、それ故、
フレーム・マネージャ３、フレーム・マネージャ５及び
フレーム・マネージャ１１となる。フレーム・マネージ
ャ３の開始時間はすでに発生しているから、フレーム・
マネージャ３は直ちに実行を開始する。フレーム・マネ
ージャ１１の開始時間が割込み１１で発生するが、フレ
ーム・マネージャ３が新しい実行スケジュール内で、フ
レーム・マネージャ１１が保持しているものよりも高い
優先順位を有しているので、フレーム・マネージャ１１
は実行を開始しない。フレーム・マネージャ３は割込み
１１後に実行を完了し、割込み１２の新しい開始時間及
び割込み１５の新しい終了時間で再スケジュールされ
る。

【０１３４】実行スケジュールないし待ち行列内の実行
優先順位の新しい順序はフレーム・マネージャ５、フレ
ーム・マネージャ３、その後にフレーム・マネージャ１
１という順になる。フレーム・マネージャ５の開始時間
がすでに発生しており、フレーム・マネージャ５が実行
優先順位待ち行列内でフレーム・マネージャ３と１１に
先行しているので、フレーム・マネージャ５の実行が開
始される。フレーム・マネージャ３の開始時間が割込み
１２で発生するが、フレーム・マネージャ３の優先順位
がフレーム・マネージャ５のものよりも高くないので、
フレーム・マネージャ３の実行は開始されない。フレー
ム・マネージャ５はしたがって、割込み１２後に実行を
完了し、割込み１５の新しい開始時間及び割込み２０の
新しい終了時間を有するように再スケジュールされる。
優先順位待ち行列の実行の新しい順序は、フレーム・マ
ネージャ３、フレーム・マネージャ５及びフレーム・マ
ネージャ１１の順となる。フレーム・マネージャ３の開
始時間が発生しており、その優先順位がフレーム・マネ
ージャ５及び１１よりも高いので、フレーム・マネージ
ャ３の４回目の実行を開始する。

【０１３５】上記のプロセスはフレーム・マネージャ１
１が再度実行を完了する割込み１８まで、何回も反復し
ながら継続する。この時点で、フレーム・マネージャ
３、５及び１１はすべて、これらの現行のフレームに対
する実行を完了しており、これらの開始時間は再発生し
ていない。この状態が優勢である場合、非リアルタイム
・フレーム・マネージャのタスクを実行することが可能
となる。結局、割込み２０が発生し、フレーム・マネー
ジャ５の開始時間に達し、非リアルタイム・フレーム・
マネージャが割込みを受け、フレーム・マネージャ５の
実行が上述のように再開される。

【０１３６】

【発明の効果】上記したところから、マルチメディア、
ロボット、及びその他の複雑な対話式のユーザ・システ
ム環境で遭遇するような選択されたハードで、リアルタ
イムな依存的なタスクのランダムに発生する複合体に理
想的に適合する新しいオペレーティング・システム及び
操作の方法が画定されたことが、容易に理解されよう。
このオペレーティング・システム及び方法が任意の汎用
コンピュータ・システムへの適合及び導入に完全に適応
するのであるから、好ましい実施例を説明するために利
用したディジタル信号プロセッサなどの特別なプロセッ
サに対する特定の依存関係が課されることはない。オペ
レーティング・システムを、再発生するタスクの完了ま
たは終了時間に基づくタスクの実行、優先順位付け、及
びスケジューリングを含めて、好ましい実施例に関して
詳細に説明したが、当分野の技術者には、特定の手順の
流れに対して各種の変更をその機能及び内容から逸脱す
ることなく行えることが容易に理解されよう。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のコンピュータ・システムに存在してい
るデータ及び制御フローの相互関係とともに、コード及
びデータを制御する機能ブロックとしてのコンピュータ
・オペレーティング・システムの要素の配置の略図であ
る。

【図２】現在遊休状態の呼び出されたタスクを含んでい
る補足リストないし待ち行列に呼び出されたタスクを追
加する際に関与する部分に対するスケジューリング技法
の論理プロセスの流れ図である。

【図３】現在遊休状態の呼び出されたタスクを含んでい
る補足リストないし待ち行列に呼び出されたタスクを追
加する際に関与する部分に対するスケジューリング技法
の論理プロセスの流れ図である。

【図４】図２及び図３で開始されたプロセスに継続する
ものであるが、タスク実行優先順位待ち行列を構築する
際に行われる手順のステップを説明する流れ図である。

【図５】図２及び図３で開始されたプロセスに継続する
ものであるが、タスク実行優先順位待ち行列を構築する
際に行われる手順のステップを説明する流れ図である。

【図６】実行対象タスクの待ち行列ないしスケジュール
の走査の詳細を示す、タスク実行待ち行列プロセスの図
４及び図５から継続する部分の流れ図である。

【図７】同等な完了デッドラインを有する所与のタスク
またはタスクのグループの実行が開始されるタスク実行
待ち行列管理プロセスの部分を示す流れ図である。

【図８】活動タスク実行待ち行列による遊休タスク・リ
スト及び反復の管理に関する割込み処理プロセスの効果
を示す流れ図である。

【図９】複数割込みシステムにおいてタスクまたはタス
クのグループを呼び込む直前に、タスク実行待ち行列の
項目を必要に応じ調節するためのプロセスの流れ図であ
る。

【図１０】複数割込みシステムにおいてタスクまたはタ
スクのグループを呼び込む直前に、タスク実行待ち行列
の項目を必要に応じ調節するためのプロセスの流れ図で
ある。

【図１１】本発明の好ましい実施例にしたがってタスク
の実行結果を必要とするデッドラインに基づいた反復タ
スクのスケジューリングの略図である。

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】マルチタスキング・コンピュータ・システ
   ムにおいて再帰する、リアルタイムのコンピュータ・タ
   スクのセットの実行制御方法であって、 １つまたは複数の前記タスクを開始するための要求を前
   記コンピュータ・システムで受け取るステップと、 前記タスクの要求されている完了デッドラインにしたが
   って配列されたタスク実行優先順位待ち行列を生成する
   ステップであって、前記待ち行列はすべての前記タスク
   に対応する項目を有しており、前記項目は前記タスクの
   完了デッドラインが早い順に高い優先順位を有するよう
   にランク付けられている、ステップと、 前記タスクを、実行準備ができていると判断された前記
   待ち行列内のもっとも優先順位の高い前記項目から実行
   するステップと、 からなる実行制御方法。
2. 【請求項２】前記待ち行列内の項目の実行が完了した場
   合に、前記待ち行列の項目を並べ換えるステップをさら
   に含んでいる請求項１記載の方法。
3. 【請求項３】実行の完了時に、前記待ち行列から項目を
   除去し、 前記再帰タスクの完了デッドライン期間に等しい新しい
   完了デッドラインを前記待ち行列内の一つの位置に前記
   項目を再挿入するステップをさらに含んでいる請求項１
   記載の方法。
4. 【請求項４】等しい完了デッドラインを有する前記項目
   を、前記項目に対応する前記タスクの開始時間の早いも
   のから高い優先順位をつけて並べるステップをさらに含
   んでいる請求項１、２、３記載の方法。
5. 【請求項５】少なくとも１つの非同期非リアルタイム再
   帰タスクに対応した前記待ち行列にもっとも優先順位の
   低い項目を挿入するステップをさらに含んでいる請求項
   １、２、３または４記載の方法。
6. 【請求項６】次の再帰実行開始時間を待っている前記の
   完了した実行タスクに対応した項目についての待ち行列
   を別に生成するステップをさらに含んでおり、該待ち行
   列は前記開始時間の早い順に高い優先順位をもって並べ
   られている、 請求項１、２、３、４または５のいずれか１項に記載の
   実行制御方法。
7. 【請求項７】前記待ち行列内の前記項目の各々が前記項
   目が対応している前記デッドラインに等しい実行完了デ
   ッドラインを有している前記タスクのすべてを含んでい
   る請求項１、２、３、４、５または６のいずれか１項に
   記載の方法。
8. 【請求項８】マルチタスキング・コンピュータ・システ
   ムにおける定期的に帰するリアルタイムなタスクのラン
   ダムに変動するセットのコンピュータにおける実行を制
   御するオペレーティング・システムにおいて、 前記のすべてのタスクを実行完了デッドラインにしたが
   って並べたタスク実行優先順位待ち行列を生成し、該待
   ち行列内のもっとも優先順位の高い前記項目をもっとも
   早い前記タスク実行完了デッドラインに対応させる手段
   と、 前記待ち行列を探索して、実行準備のできていると判断
   されるタスクを有するもっとも優先順位の高い前記項目
   を見つけだす手段と、 実行準備ができていると判断されるタスクの実行を開始
   させる手段とからなる前記オペレーティング・システ
   ム。
9. 【請求項９】実行の完了時に前記待ち行列から項目を除
   去する手段と、 前記再帰タスクの完了デッドライン期間に等しい期間を
   前記待ち行列内の新しい完了デッドラインを挿入すべき
   前記項目内の位置に再挿入する手段とをさらに含んでい
   る請求項８記載のシステム。