JPH1021094A - リアルタイム制御方式 - Google Patents
リアルタイム制御方式Info
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- JPH1021094A JPH1021094A JP8177898A JP17789896A JPH1021094A JP H1021094 A JPH1021094 A JP H1021094A JP 8177898 A JP8177898 A JP 8177898A JP 17789896 A JP17789896 A JP 17789896A JP H1021094 A JPH1021094 A JP H1021094A
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- time control
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
- G06F9/48—Program initiating; Program switching, e.g. by interrupt
- G06F9/4806—Task transfer initiation or dispatching
- G06F9/4812—Task transfer initiation or dispatching by interrupt, e.g. masked
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- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/46—Multiprogramming arrangements
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- G—PHYSICS
- G05—CONTROLLING; REGULATING
- G05B—CONTROL OR REGULATING SYSTEMS IN GENERAL; FUNCTIONAL ELEMENTS OF SUCH SYSTEMS; MONITORING OR TESTING ARRANGEMENTS FOR SUCH SYSTEMS OR ELEMENTS
- G05B15/00—Systems controlled by a computer
- G05B15/02—Systems controlled by a computer electric
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- G—PHYSICS
- G05—CONTROLLING; REGULATING
- G05B—CONTROL OR REGULATING SYSTEMS IN GENERAL; FUNCTIONAL ELEMENTS OF SUCH SYSTEMS; MONITORING OR TESTING ARRANGEMENTS FOR SUCH SYSTEMS OR ELEMENTS
- G05B19/00—Programme-control systems
- G05B19/02—Programme-control systems electric
- G05B19/04—Programme control other than numerical control, i.e. in sequence controllers or logic controllers
- G05B19/042—Programme control other than numerical control, i.e. in sequence controllers or logic controllers using digital processors
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- G06F9/5005—Allocation of resources, e.g. of the central processing unit [CPU] to service a request
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- G05B—CONTROL OR REGULATING SYSTEMS IN GENERAL; FUNCTIONAL ELEMENTS OF SUCH SYSTEMS; MONITORING OR TESTING ARRANGEMENTS FOR SUCH SYSTEMS OR ELEMENTS
- G05B2219/00—Program-control systems
- G05B2219/20—Pc systems
- G05B2219/25—Pc structure of the system
- G05B2219/25342—Real time controller
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- G—PHYSICS
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- G05B—CONTROL OR REGULATING SYSTEMS IN GENERAL; FUNCTIONAL ELEMENTS OF SUCH SYSTEMS; MONITORING OR TESTING ARRANGEMENTS FOR SUCH SYSTEMS OR ELEMENTS
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- G05B—CONTROL OR REGULATING SYSTEMS IN GENERAL; FUNCTIONAL ELEMENTS OF SUCH SYSTEMS; MONITORING OR TESTING ARRANGEMENTS FOR SUCH SYSTEMS OR ELEMENTS
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- G05B2219/20—Pc systems
- G05B2219/25—Pc structure of the system
- G05B2219/25347—Multitasking machine control
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- Software Systems (AREA)
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- General Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
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- Debugging And Monitoring (AREA)
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 リアルタイム性を保証しないパーソナルコン
ピュータ用オペレーティングシステム（ＰＣ−ＯＳ）に
おいて、入出力装置ドライバの位置付でリアルタイム処
理を提供することにより、ＰＣ−ＯＳの変更を伴わず
に、リアルタイムアプリケーションとＰＣアプリケーシ
ョンの共存を実現する。 【解決手段】 ＰＣ−ＯＳが入出力デバイスドライバを
呼出す機構、獲得したＣＰＵ使用権を各リアルタイムプ
ロセスに分配する第二のスケジューリング手段、リアル
タイムプロセスとしてのローディング手段、およびプロ
セス間通信機構を備える。
ピュータ用オペレーティングシステム（ＰＣ−ＯＳ）に
おいて、入出力装置ドライバの位置付でリアルタイム処
理を提供することにより、ＰＣ−ＯＳの変更を伴わず
に、リアルタイムアプリケーションとＰＣアプリケーシ
ョンの共存を実現する。 【解決手段】 ＰＣ−ＯＳが入出力デバイスドライバを
呼出す機構、獲得したＣＰＵ使用権を各リアルタイムプ
ロセスに分配する第二のスケジューリング手段、リアル
タイムプロセスとしてのローディング手段、およびプロ
セス間通信機構を備える。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、リアルタイム性を
要求するプロセスと、汎用パーソナルコンピュータ上で
動作するプロセスとの共存を目的とした、ＰＣリアルタ
イム制御機構に関する。
要求するプロセスと、汎用パーソナルコンピュータ上で
動作するプロセスとの共存を目的とした、ＰＣリアルタ
イム制御機構に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、パーソナルコンピュータ（以下、
ＰＣという）の急速な普及に伴い、従来閉鎖的と言われ
たリアルタイムシステムにおいても、ＰＣ上で流通して
いる多くのソフトウェア資産を活用することが要求され
るようになってきた。ＰＣ上のソフトウェア資産を活用
するためには、リアルタイムシステム上で動作するＲＴ
プロセスと、ＰＣ上で動作するＰＣプロセスとの協調動
作が必要で、従来、次の２つの方法が取られていた。
ＰＣという）の急速な普及に伴い、従来閉鎖的と言われ
たリアルタイムシステムにおいても、ＰＣ上で流通して
いる多くのソフトウェア資産を活用することが要求され
るようになってきた。ＰＣ上のソフトウェア資産を活用
するためには、リアルタイムシステム上で動作するＲＴ
プロセスと、ＰＣ上で動作するＰＣプロセスとの協調動
作が必要で、従来、次の２つの方法が取られていた。
【０００３】従来例１．第１の方法としては、例えば
「計測と制御 第３４巻 第３号」（１９９５年３月発
刊）２０１頁に記載されたものがある。この方法は図１
５に示すように、ＰＣ−ＯＳ（１１０）が走行するＣＰ
Ｕ１（１３０１）と、リアルタイムＯＳ（１３０４）が
走行するＣＰＵ２（１３０２）を別々に搭載し、ＲＴプ
ロセス（１０２）はリアルタイムＯＳ（１３０４）制御
下で、ＰＣプロセス（１１１）はＰＣ−ＯＳ（１１０）
制御下で動作させるようにしたものである。ＲＴプロセ
スとＰＣプロセスは、ＣＰＵ１及びＣＰＵ２からアクセ
ス可能な共有メモリ（１３０３）を介在してデータの交
換を行っている。
「計測と制御 第３４巻 第３号」（１９９５年３月発
刊）２０１頁に記載されたものがある。この方法は図１
５に示すように、ＰＣ−ＯＳ（１１０）が走行するＣＰ
Ｕ１（１３０１）と、リアルタイムＯＳ（１３０４）が
走行するＣＰＵ２（１３０２）を別々に搭載し、ＲＴプ
ロセス（１０２）はリアルタイムＯＳ（１３０４）制御
下で、ＰＣプロセス（１１１）はＰＣ−ＯＳ（１１０）
制御下で動作させるようにしたものである。ＲＴプロセ
スとＰＣプロセスは、ＣＰＵ１及びＣＰＵ２からアクセ
ス可能な共有メモリ（１３０３）を介在してデータの交
換を行っている。
【０００４】従来例２．第２の方法としては、例えば
「インターフェース１９９６年６月号」（ＣＱ出版）１
４２頁に記載のものがある。この方法は図１６に示すよ
うに、リアルタイムＯＳ（１３０４）をコアとして、そ
の上にエミュレーターの形でＰＣ−ＯＳ（１４０１）を
搭載する。ＲＴプロセス（１０２）は直接リアルタイム
ＯＳ（１３０４）が提供するサービスを利用し、ＰＣプ
ロセス（１１１）はＰＣ−ＯＳエミュレータ（１４０
１）上で動作するようにしている。
「インターフェース１９９６年６月号」（ＣＱ出版）１
４２頁に記載のものがある。この方法は図１６に示すよ
うに、リアルタイムＯＳ（１３０４）をコアとして、そ
の上にエミュレーターの形でＰＣ−ＯＳ（１４０１）を
搭載する。ＲＴプロセス（１０２）は直接リアルタイム
ＯＳ（１３０４）が提供するサービスを利用し、ＰＣプ
ロセス（１１１）はＰＣ−ＯＳエミュレータ（１４０
１）上で動作するようにしている。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】従来のＰＣリアルタイ
ム制御機構は以上のようにして構成されていたため、リ
アルタイムＯＳ及びＲＴプロセスが動作するＣＰＵや共
有メモリ等の余分なハードウェアを搭載する必要があ
り、コストが高くなるという問題点があった。また、Ｐ
Ｃ−ＯＳエミュレータとして構成する場合には、余分な
ハードウェアによるコスト増加は押さえられるものの、
ＰＣ−ＯＳのバージョンアップへ追従する必要性からバ
ージョンアップの都度ＰＣ−ＯＳエミュレータ全体を変
更する必要があり、ソフトウェア開発費の増加を招くと
いう問題点があった。
ム制御機構は以上のようにして構成されていたため、リ
アルタイムＯＳ及びＲＴプロセスが動作するＣＰＵや共
有メモリ等の余分なハードウェアを搭載する必要があ
り、コストが高くなるという問題点があった。また、Ｐ
Ｃ−ＯＳエミュレータとして構成する場合には、余分な
ハードウェアによるコスト増加は押さえられるものの、
ＰＣ−ＯＳのバージョンアップへ追従する必要性からバ
ージョンアップの都度ＰＣ−ＯＳエミュレータ全体を変
更する必要があり、ソフトウェア開発費の増加を招くと
いう問題点があった。
【０００６】本発明は、上記課題に鑑みてなされたもの
で、ＲＴプロセスとＰＣプロセスが共存したシステム実
現において、ハードウェアコストを押さえるとともに、
ＰＣ−ＯＳのバージョンアップに対しても柔軟に対応す
ることができるＰＣリアルタイム制御機構を提供するこ
とを目的とする。
で、ＲＴプロセスとＰＣプロセスが共存したシステム実
現において、ハードウェアコストを押さえるとともに、
ＰＣ−ＯＳのバージョンアップに対しても柔軟に対応す
ることができるＰＣリアルタイム制御機構を提供するこ
とを目的とする。
【０００７】
【課題を解決するための手段】第１の発明に係わるリア
ルタイム制御方式は、アプリケーションプロセスに対し
ＣＰＵリソースの割りつけおよびスケージューリングを
行う第一のスケジューリング手段と、デバイス装置に対
して入出力処理を行うデバイスドライバを組み込むドラ
イバ組み込み機構とを備えたオペレーティングシステム
において、デバイス装置からの割込みに対してリアルタ
イム応答性が要求される処理を前記オペレーティングシ
ステムからデバイスドライバとしてアクセスされるリア
ルタイム制御機構として構成し、リアルタイム制御機構
はデバイス装置に対する処理対応に構成されたリアルタ
イムプロセスと、リアルタイムプロセスに対して上記Ｃ
ＰＵリソースの割り付けおよびスケージューリングを行
う第２のスケージューリング手段と、を備えるようにし
たものである。
ルタイム制御方式は、アプリケーションプロセスに対し
ＣＰＵリソースの割りつけおよびスケージューリングを
行う第一のスケジューリング手段と、デバイス装置に対
して入出力処理を行うデバイスドライバを組み込むドラ
イバ組み込み機構とを備えたオペレーティングシステム
において、デバイス装置からの割込みに対してリアルタ
イム応答性が要求される処理を前記オペレーティングシ
ステムからデバイスドライバとしてアクセスされるリア
ルタイム制御機構として構成し、リアルタイム制御機構
はデバイス装置に対する処理対応に構成されたリアルタ
イムプロセスと、リアルタイムプロセスに対して上記Ｃ
ＰＵリソースの割り付けおよびスケージューリングを行
う第２のスケージューリング手段と、を備えるようにし
たものである。
【０００８】第２の発明は、第１の発明におけるリアル
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がリア
ルタイムプロセス間におけるデータの送受信を行なうリ
アルタイムプロセス間通信手段を備えるようにしたもの
である。
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がリア
ルタイムプロセス間におけるデータの送受信を行なうリ
アルタイムプロセス間通信手段を備えるようにしたもの
である。
【０００９】第３の発明は、第１の発明におけるリアル
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がオペ
レーティングシステム上で動作するアプリケーションプ
ロセスとリアルタイムプロセス間のデータ送受信を行な
うプロセス間通信手段を備えるようにしたものである。
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がオペ
レーティングシステム上で動作するアプリケーションプ
ロセスとリアルタイムプロセス間のデータ送受信を行な
うプロセス間通信手段を備えるようにしたものである。
【００１０】第４の発明は、第１の発明におけるリアル
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がオペ
レーティングシステム上で動作するアプリケーションプ
ロセスをリアルタイムプロセスとして登録するリアルタ
イムプロセスロード機構を備えるようにしたものであ
る。
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がオペ
レーティングシステム上で動作するアプリケーションプ
ロセスをリアルタイムプロセスとして登録するリアルタ
イムプロセスロード機構を備えるようにしたものであ
る。
【００１１】第５の発明は、第１の発明におけるリアル
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がオペ
レーティングシステムがデバイスドライバに対して提供
するサービス機能をリアルタイムプロセスから利用可能
とするオペレーティングシステム保護手段を設けるよう
にしたものである。
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構がオペ
レーティングシステムがデバイスドライバに対して提供
するサービス機能をリアルタイムプロセスから利用可能
とするオペレーティングシステム保護手段を設けるよう
にしたものである。
【００１２】第６の発明は、第１の発明におけるリアル
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構は、第
二のスケジューリング手段がＣＰＵリソースをオペレー
ティングシステムから占有している時間を計測・保持
し、該計測結果に基づいてＣＰＵリソースを強制的にオ
ペレーティングシステムへ戻す使用権監視手段を備える
ようにしたものである。
タイム制御方式において、リアルタイム制御機構は、第
二のスケジューリング手段がＣＰＵリソースをオペレー
ティングシステムから占有している時間を計測・保持
し、該計測結果に基づいてＣＰＵリソースを強制的にオ
ペレーティングシステムへ戻す使用権監視手段を備える
ようにしたものである。
【００１３】第７の発明は、第１乃至第６の発明におけ
るリアルタイム制御方式において、リアルタイム制御機
構が複数存在する場合に、複数のリアルタイム制御機構
間の主従関係または優先順位関係を調整する競合制御手
段を備えるようにしたものである。
るリアルタイム制御方式において、リアルタイム制御機
構が複数存在する場合に、複数のリアルタイム制御機構
間の主従関係または優先順位関係を調整する競合制御手
段を備えるようにしたものである。
【００１４】
実施の形態１．本発明の第１の実施形態について、図１
乃至図８に基づいて説明する。図１は第１の実施形態に
おけるシステム構成を示す図である。図１において、１
０１はＣＰＵ以外のデバイス装置からの割込みに対し
て、ＰＣ−ＯＳが呼び出す事前に登録しておいた割込み
サービスルーチンで、ＣＰＵ使用権をＲＴプロセス１０
２ａ及び１０２ｂに分配するとともに、ＲＴプロセスの
実行状態を管理する第二のスケジューリング手段であ
る。１０３はＲＴプロセス１０２ａ及び１０２ｂ間での
データ交換や同期処理を提供するＲＴプロセス間通信手
段、１０４はＲＴプロセスとＰＣプロセスの間でのデー
タ交換や同期処理機能を提供するＰＣプロセス間通信手
段である。１０５はＰＣプロセスとして作成・デバッグ
したプロセスをＲＴプロセスとして実行するためのＲＴ
ロード手段である。１０６は本来ＰＣ−ＯＳがデバイス
ドライバに対して提供しているＰＣ−ＯＳ機能を、ＲＴ
プロセスから利用可能とするためのＰＣ−ＯＳ保護手段
である。１０７はＰＣリアルタイム制御機構を示し、Ｐ
Ｃ−ＯＳからは１つのデバイスドライバとして見え、内
部に１０１〜１０６の各手段及び複数のＲＴプロセスを
持つ。１０８はＰＣ−ＯＳが内部に持つ、ＰＣプロセス
の実行順序を制御する第一のスケジューリング手段、１
０９はデバイスドライバをＰＣ−ＯＳに組込むための枠
組みを提供するドライバ組込み機構、１１０はＰＣ−Ｏ
Ｓを示す。１１１ａ〜ｃは、ＰＣ−ＯＳ上で動作するア
プリケーションプログラムであるＰＣプロセスである。
乃至図８に基づいて説明する。図１は第１の実施形態に
おけるシステム構成を示す図である。図１において、１
０１はＣＰＵ以外のデバイス装置からの割込みに対し
て、ＰＣ−ＯＳが呼び出す事前に登録しておいた割込み
サービスルーチンで、ＣＰＵ使用権をＲＴプロセス１０
２ａ及び１０２ｂに分配するとともに、ＲＴプロセスの
実行状態を管理する第二のスケジューリング手段であ
る。１０３はＲＴプロセス１０２ａ及び１０２ｂ間での
データ交換や同期処理を提供するＲＴプロセス間通信手
段、１０４はＲＴプロセスとＰＣプロセスの間でのデー
タ交換や同期処理機能を提供するＰＣプロセス間通信手
段である。１０５はＰＣプロセスとして作成・デバッグ
したプロセスをＲＴプロセスとして実行するためのＲＴ
ロード手段である。１０６は本来ＰＣ−ＯＳがデバイス
ドライバに対して提供しているＰＣ−ＯＳ機能を、ＲＴ
プロセスから利用可能とするためのＰＣ−ＯＳ保護手段
である。１０７はＰＣリアルタイム制御機構を示し、Ｐ
Ｃ−ＯＳからは１つのデバイスドライバとして見え、内
部に１０１〜１０６の各手段及び複数のＲＴプロセスを
持つ。１０８はＰＣ−ＯＳが内部に持つ、ＰＣプロセス
の実行順序を制御する第一のスケジューリング手段、１
０９はデバイスドライバをＰＣ−ＯＳに組込むための枠
組みを提供するドライバ組込み機構、１１０はＰＣ−Ｏ
Ｓを示す。１１１ａ〜ｃは、ＰＣ−ＯＳ上で動作するア
プリケーションプログラムであるＰＣプロセスである。
【００１５】次に、動作について（１）ＰＣリアルタイ
ム制御機構、（２）ＰＣプロセスの入出力要求に伴うド
ライバの動作、（３）ＲＴプロセスをリアルタイム制御
機構の１つのルーチンとして制御する場合の第２のスケ
ジューリング手段、（４）ＲＴプロセスが独自コンテキ
ストを持って実装される場合の第２のスケジューリング
手段、（５）ＲＴプロセス間通信処理、（６）ＰＣプロ
セス間通信処理、（７）ＲＴロード手段、（８）ＰＣ−
ＯＳ保護手段の順序で説明して行く。 （１）先ず、ＰＣリアルタイム制御機構１０７がどのよ
うにして実行されるかについて説明する。ＰＣリアルタ
イム制御機構１０７はＰＣ−ＯＳ（１１０）から見ると
１つのデバイスドライバであり、デバイスドライバの実
行契機は、ＣＰＵ外のデバイス装置からの割込みとＰＣ
プロセスからの入出力要求の２種類がある。図２は通常
のＯＳにおける割込み発生から対応するデバイスドライ
バの処理が完了するまでの処理の流れを示している。割
込みが発生すると、ＣＰＵはＰＣ−ＯＳ（１１０）がＯ
Ｓの初期化時に、ＣＰＵに対して登録しておいたルーチ
ンを起動する。起動されたＯＳのルーチンでは、まずス
テップ２０１にて割込みが発生した時のシステムの状態
を保存する。次に、ステップ２０２にて発生した割込み
に対応した処理ルーチン（以下割込みサービスルーチ
ン）が事前に登録されているかをチェックする。ステッ
プ２０２にて割込みサービスルーチンが登録されていな
ければステップ２０３に進み、予定外の割込み発生とし
てシステムを停止するか、何もせずにステップ２０５に
進み、システム状態を復帰して処理を完了する。前記い
ずれの処理を行うかはＰＣ−ＯＳの種類によって異なる
が、本発明には直接関与しないためここでは説明を省
く。ステップ２０２にて割込みサービスルーチンが登録
されていたならば、ステップ２０４で前記割込みサービ
スルーチンを呼び出す。割込みサービスルーチンの処理
が完了すると、ステップ２０５に進み、ステップ２０１
で保存したシステムの状態を復帰し、割込み処理を完了
する。ステップ２０４で呼び出された割込みサービスル
ーチンでは、割込みを発生したデバイス装置とデータを
交換（データ入力の割込みの場合はデバイス装置からデ
ータを取り出し、データ出力完了の割込みの場合は出力
データをデバイス装置に送出する）し、その結果入出力
要求待ちのＰＣプロセスが存在したならば、そのＰＣプ
ロセスの待ち状態を解除し、第一のスケジューリング手
段１０８を呼び出し、ＰＣプロセスの再スケジューリン
グを行う。なお、通常のＯＳでは割込みサービスルーチ
ンから直接スケジューリング手段を呼び出すとシステム
処理に矛盾を来たすため、割込み処理完了後に第一のス
ケジューリング手段１０８が呼び出されるような機構を
持っている。
ム制御機構、（２）ＰＣプロセスの入出力要求に伴うド
ライバの動作、（３）ＲＴプロセスをリアルタイム制御
機構の１つのルーチンとして制御する場合の第２のスケ
ジューリング手段、（４）ＲＴプロセスが独自コンテキ
ストを持って実装される場合の第２のスケジューリング
手段、（５）ＲＴプロセス間通信処理、（６）ＰＣプロ
セス間通信処理、（７）ＲＴロード手段、（８）ＰＣ−
ＯＳ保護手段の順序で説明して行く。 （１）先ず、ＰＣリアルタイム制御機構１０７がどのよ
うにして実行されるかについて説明する。ＰＣリアルタ
イム制御機構１０７はＰＣ−ＯＳ（１１０）から見ると
１つのデバイスドライバであり、デバイスドライバの実
行契機は、ＣＰＵ外のデバイス装置からの割込みとＰＣ
プロセスからの入出力要求の２種類がある。図２は通常
のＯＳにおける割込み発生から対応するデバイスドライ
バの処理が完了するまでの処理の流れを示している。割
込みが発生すると、ＣＰＵはＰＣ−ＯＳ（１１０）がＯ
Ｓの初期化時に、ＣＰＵに対して登録しておいたルーチ
ンを起動する。起動されたＯＳのルーチンでは、まずス
テップ２０１にて割込みが発生した時のシステムの状態
を保存する。次に、ステップ２０２にて発生した割込み
に対応した処理ルーチン（以下割込みサービスルーチ
ン）が事前に登録されているかをチェックする。ステッ
プ２０２にて割込みサービスルーチンが登録されていな
ければステップ２０３に進み、予定外の割込み発生とし
てシステムを停止するか、何もせずにステップ２０５に
進み、システム状態を復帰して処理を完了する。前記い
ずれの処理を行うかはＰＣ−ＯＳの種類によって異なる
が、本発明には直接関与しないためここでは説明を省
く。ステップ２０２にて割込みサービスルーチンが登録
されていたならば、ステップ２０４で前記割込みサービ
スルーチンを呼び出す。割込みサービスルーチンの処理
が完了すると、ステップ２０５に進み、ステップ２０１
で保存したシステムの状態を復帰し、割込み処理を完了
する。ステップ２０４で呼び出された割込みサービスル
ーチンでは、割込みを発生したデバイス装置とデータを
交換（データ入力の割込みの場合はデバイス装置からデ
ータを取り出し、データ出力完了の割込みの場合は出力
データをデバイス装置に送出する）し、その結果入出力
要求待ちのＰＣプロセスが存在したならば、そのＰＣプ
ロセスの待ち状態を解除し、第一のスケジューリング手
段１０８を呼び出し、ＰＣプロセスの再スケジューリン
グを行う。なお、通常のＯＳでは割込みサービスルーチ
ンから直接スケジューリング手段を呼び出すとシステム
処理に矛盾を来たすため、割込み処理完了後に第一のス
ケジューリング手段１０８が呼び出されるような機構を
持っている。
【００１６】（２）次に、ＰＣプロセス１１１の入出力
要求に伴うデバイスドライバの実行処理について、図３
のフローチャートに基づいて説明する。ＰＣプロセスか
ら入出力要求がされると、ＰＣ−ＯＳ（１１０）の一部
であるドライバ組込み機構が呼び出される。ドライバ組
込み機構ではＰＣプロセスからの入出力要求の種類に対
応したデバイスドライバの要求受付ルーチンを起動する
（ステップ３０１）。この要求受付ルーチンは例えばデ
ータの読み込み、書出し、デバイス装置の直接制御など
に分けられ、デバイスドライバの初期化処理にてドライ
バ組込み機構に登録されるものである。デバイスドライ
バの要求受付ルーチンでは、要求内容に応じてデバイス
装置とのデータ交換をするが、ＣＰＵの速度に比べてデ
バイス装置は非常に低速であるため、ドライバ組込み機
構ではＰＣプロセスを入出力完了待ちの状態にする（ス
テップ３０２）。次に、ステップ３０３ではステップ３
０２でＰＣプロセスが待ち状態となったため、次に実行
すべきＰＣプロセスを選択するため、第一のスケジュー
リング手段１０８を呼び出し、入出力要求の処理を完了
する。入出力完了待ち状態となったＰＣプロセスは、図
２で示した割込みサービスルーチンによって待ち状態を
解除されることとなる。
要求に伴うデバイスドライバの実行処理について、図３
のフローチャートに基づいて説明する。ＰＣプロセスか
ら入出力要求がされると、ＰＣ−ＯＳ（１１０）の一部
であるドライバ組込み機構が呼び出される。ドライバ組
込み機構ではＰＣプロセスからの入出力要求の種類に対
応したデバイスドライバの要求受付ルーチンを起動する
（ステップ３０１）。この要求受付ルーチンは例えばデ
ータの読み込み、書出し、デバイス装置の直接制御など
に分けられ、デバイスドライバの初期化処理にてドライ
バ組込み機構に登録されるものである。デバイスドライ
バの要求受付ルーチンでは、要求内容に応じてデバイス
装置とのデータ交換をするが、ＣＰＵの速度に比べてデ
バイス装置は非常に低速であるため、ドライバ組込み機
構ではＰＣプロセスを入出力完了待ちの状態にする（ス
テップ３０２）。次に、ステップ３０３ではステップ３
０２でＰＣプロセスが待ち状態となったため、次に実行
すべきＰＣプロセスを選択するため、第一のスケジュー
リング手段１０８を呼び出し、入出力要求の処理を完了
する。入出力完了待ち状態となったＰＣプロセスは、図
２で示した割込みサービスルーチンによって待ち状態を
解除されることとなる。
【００１７】以上説明したように、ＰＣ−ＯＳの持つ第
一のスケジューリング手段１０８はデバイスドライバの
処理中には実行されることはなく、その結果デバイスド
ライバはＰＣプロセス１１１ａ〜ｃ、しいては第一のス
ケジューリング手段１０８に対して優先的に処理される
こととなる。
一のスケジューリング手段１０８はデバイスドライバの
処理中には実行されることはなく、その結果デバイスド
ライバはＰＣプロセス１１１ａ〜ｃ、しいては第一のス
ケジューリング手段１０８に対して優先的に処理される
こととなる。
【００１８】（３）次に、ＲＴプロセスの実行を制御す
る第二のスケジューリング手段１０１の動作を図４に基
づいて説明する。図４は、ＲＴプロセスがＰＣリアルタ
イム制御機構の１つのルーチンとして実装される場合の
第二のスケジューリング手段１０１の処理を示したフロ
ーチャートである。第二のスケジューリング手段１０１
は図２のステップ２０４から呼び出されると、まずステ
ップ４０１が実行され、ＰＣリアルタイム制御機構実行
中を示すフラグをチェックし、もしフラグがＯＮならば
何もせずに処理を終了し、図２のステップ２０５に戻
る。ステップ４０１で、もしフラグがＯＦＦならばステ
ップ４０２にてフラグをＯＮにしてステップ４０３へ進
み、実行可能のＲＴプロセスの有無をチェックする。チ
ェック方法としては、例えばＲＴプロセスの先頭アドレ
ス（本実施の形態の場合ルーチンの先頭アドレス）をテ
ーブルに保持し、テーブルに保持されているＲＴプロセ
スは全て実行可能状態と判断すればよい。また、デバイ
ス装置からの割込みが周期的に発生するのであれば、上
記テーブルにカウンタを設ければ、ＲＴプロセス毎に異
なる周期時間での起動も可能となる。ステップ４０３に
て、もし実行可能状態のＲＴプロセスが存在するならば
ステップ４０４に進み、テーブルに登録されているルー
チンを呼び出す。呼び出されたルーチン（ＲＴプロセ
ス）では、ＲＴプロセス特有の処理を行った後リターン
することにより、ステップ４０４に戻り、その後ステッ
プ４０３に進む。ステップ４０３及びステップ４０４を
繰り返し実行することによりテーブルに登録された実行
可能な全てのＲＴプロセスが処理されるとステップ４０
５に進み、フラグを０にセットして処理を終了する。こ
の場合、ＲＴプロセスは図に示すように、ルーチンから
のリターンで処理を終了する。
る第二のスケジューリング手段１０１の動作を図４に基
づいて説明する。図４は、ＲＴプロセスがＰＣリアルタ
イム制御機構の１つのルーチンとして実装される場合の
第二のスケジューリング手段１０１の処理を示したフロ
ーチャートである。第二のスケジューリング手段１０１
は図２のステップ２０４から呼び出されると、まずステ
ップ４０１が実行され、ＰＣリアルタイム制御機構実行
中を示すフラグをチェックし、もしフラグがＯＮならば
何もせずに処理を終了し、図２のステップ２０５に戻
る。ステップ４０１で、もしフラグがＯＦＦならばステ
ップ４０２にてフラグをＯＮにしてステップ４０３へ進
み、実行可能のＲＴプロセスの有無をチェックする。チ
ェック方法としては、例えばＲＴプロセスの先頭アドレ
ス（本実施の形態の場合ルーチンの先頭アドレス）をテ
ーブルに保持し、テーブルに保持されているＲＴプロセ
スは全て実行可能状態と判断すればよい。また、デバイ
ス装置からの割込みが周期的に発生するのであれば、上
記テーブルにカウンタを設ければ、ＲＴプロセス毎に異
なる周期時間での起動も可能となる。ステップ４０３に
て、もし実行可能状態のＲＴプロセスが存在するならば
ステップ４０４に進み、テーブルに登録されているルー
チンを呼び出す。呼び出されたルーチン（ＲＴプロセ
ス）では、ＲＴプロセス特有の処理を行った後リターン
することにより、ステップ４０４に戻り、その後ステッ
プ４０３に進む。ステップ４０３及びステップ４０４を
繰り返し実行することによりテーブルに登録された実行
可能な全てのＲＴプロセスが処理されるとステップ４０
５に進み、フラグを０にセットして処理を終了する。こ
の場合、ＲＴプロセスは図に示すように、ルーチンから
のリターンで処理を終了する。
【００１９】（４）次に、ＲＴプロセスがＰＣリアルタ
イム制御機構の１つのルーチンではなく、独自のコンテ
キストを持って実装される場合の第二のスケジューリン
グ手段１０１の処理について、図５のフローチャートに
基づいて説明する。この場合、ＲＴプロセスは図５に示
すように、プロセス自体の初期化処理部と、プロセス特
有の処理を繰り返し処理する形態になる。繰り返し処理
の終了は、Ｗａｉｔコールにより自ら実行権を放棄する
ことで行なう。第二のスケジューリング手段１０１は、
図２のステップ２０４から呼び出されると、まずステッ
プ４０１及びステップ４０２を実行する。以上のステッ
プは、図４の相当ステップと同じである。次に、ステッ
プ４０３にて実行可能状態のＲＴプロセスをチェックす
る。チェックの方法は図４のフローチャートを説明した
場合と同じである。ステップ４０３にて、もし実行可能
状態のプロセスが存在したならば、ステップ５０１に進
みステップ４０３で得られたプロセスの状態情報を復帰
する。この処理によってＲＴプロセスはステップ５０３
に示す個所から再度実行されるが、ＲＴプロセスの処理
をここで説明する。ＲＴプロセスは最初に起動される
と、自分自身の初期化処理を行い（ステップ５０２）、
ステップ５０３に進む。ＲＴプロセスの最初の起動は、
デバイスドライバであるＰＣリアルタイム制御機構の初
期化処理で呼び出すようにすればよいし、またＰＣプロ
セスからのデバイス開始依頼の中で呼び出してもよい。
ステップ５０３ではＲＴプロセスに固有の処理を行った
後、ステップ５０４でＷａｉｔをコールする。Ｗａｉｔ
コールはＰＣリアルタイム制御機構がＲＴプロセスに対
して提供する機能で、ＲＴプロセスの実行を一時中断す
るものである。この機能は本発明では必須の機能ではな
いが、本実施の形態の説明を容易にするためのもので、
呼び出したＲＴプロセスを実行可能状態から外し（ステ
ップ５０５）、該プロセスの状態情報を保持（ステップ
５０６）した後、再び第二のスケジューリング手段１０
１を呼び出す（ステップ４０３）。ステップ５０１での
ＲＴプロセスの状態情報の復帰は、前記ステップ５０６
で保持された状態情報の復帰であり、ＲＴプロセスはス
テップ５０３から実行を再開する。以上のステップ４０
３、ステップ５０１からステップ５０６が繰り返され、
全ての実行可能状態のＲＴプロセスがＷａｉｔのコール
により実行可能状態から外されると、ステップ４０３で
は実行可能状態のプロセス無しと判定され、ステップ４
０５でフラグをＯＦＦにしてＰＣ−ＯＳの割込み処理
（図２のフローチャートのステップ２０４）に戻る。
イム制御機構の１つのルーチンではなく、独自のコンテ
キストを持って実装される場合の第二のスケジューリン
グ手段１０１の処理について、図５のフローチャートに
基づいて説明する。この場合、ＲＴプロセスは図５に示
すように、プロセス自体の初期化処理部と、プロセス特
有の処理を繰り返し処理する形態になる。繰り返し処理
の終了は、Ｗａｉｔコールにより自ら実行権を放棄する
ことで行なう。第二のスケジューリング手段１０１は、
図２のステップ２０４から呼び出されると、まずステッ
プ４０１及びステップ４０２を実行する。以上のステッ
プは、図４の相当ステップと同じである。次に、ステッ
プ４０３にて実行可能状態のＲＴプロセスをチェックす
る。チェックの方法は図４のフローチャートを説明した
場合と同じである。ステップ４０３にて、もし実行可能
状態のプロセスが存在したならば、ステップ５０１に進
みステップ４０３で得られたプロセスの状態情報を復帰
する。この処理によってＲＴプロセスはステップ５０３
に示す個所から再度実行されるが、ＲＴプロセスの処理
をここで説明する。ＲＴプロセスは最初に起動される
と、自分自身の初期化処理を行い（ステップ５０２）、
ステップ５０３に進む。ＲＴプロセスの最初の起動は、
デバイスドライバであるＰＣリアルタイム制御機構の初
期化処理で呼び出すようにすればよいし、またＰＣプロ
セスからのデバイス開始依頼の中で呼び出してもよい。
ステップ５０３ではＲＴプロセスに固有の処理を行った
後、ステップ５０４でＷａｉｔをコールする。Ｗａｉｔ
コールはＰＣリアルタイム制御機構がＲＴプロセスに対
して提供する機能で、ＲＴプロセスの実行を一時中断す
るものである。この機能は本発明では必須の機能ではな
いが、本実施の形態の説明を容易にするためのもので、
呼び出したＲＴプロセスを実行可能状態から外し（ステ
ップ５０５）、該プロセスの状態情報を保持（ステップ
５０６）した後、再び第二のスケジューリング手段１０
１を呼び出す（ステップ４０３）。ステップ５０１での
ＲＴプロセスの状態情報の復帰は、前記ステップ５０６
で保持された状態情報の復帰であり、ＲＴプロセスはス
テップ５０３から実行を再開する。以上のステップ４０
３、ステップ５０１からステップ５０６が繰り返され、
全ての実行可能状態のＲＴプロセスがＷａｉｔのコール
により実行可能状態から外されると、ステップ４０３で
は実行可能状態のプロセス無しと判定され、ステップ４
０５でフラグをＯＦＦにしてＰＣ−ＯＳの割込み処理
（図２のフローチャートのステップ２０４）に戻る。
【００２０】（５）次に、ＲＴプロセス間通信手段の処
理について説明する。図４及び図５のフローチャートで
は、ＲＴプロセスは各々独立した処理として説明した
が、一般のプロセスは相互に処理の同期をとったり、デ
ータの交換を行いながら処理を遂行していく。以下で
は、２つのＲＴプロセス１０２ａ，１０２ｂにおいて最
も簡単なデータ交換を行う場合を例にとって、処理の流
れを説明する。図６は２つのＲＴプロセス１０２ａ，１
０２ｂにおいて、ＲＴプロセス１０２ａがデータの受信
を、またＲＴプロセス１０２ｂがデータの送信をしてい
る図である。まずＲＴプロセス１０２ａがステップ６０
１にてデータの受信を行うと、ＲＴプロセス間通信手段
のステップ６０２が呼び出され、データの有無をチェッ
クする。データが存在すればそのデータをＲＴプロセス
のデータ受信の呼び出しの際に指定したメモリ領域にコ
ピーし（ステップ６０３）、データ受信処理を終了し、
ＲＴプロセスのステップ５０４ａにてＷａｉｔを呼び出
し、実行可能状態から外れる。ステップ６０２にてデー
タがなければステップ６０４でＲＴプロセス１０２ａを
実行可能状態から外し、ステップ６０５でＲＴプロセス
の状態情報を保持して、ステップ６０６で第２のスケジ
ューリング手段１０１を呼び出す。ここで呼び出される
第二のスケジューリング手段は、前記Ｗａｉｔの処理で
説明した場合と同じで、図５のステップ４０３である。
第二のスケジューリング手段１０１の処理の結果、ＲＴ
プロセス１０２ｂが選択され状態情報が復帰されると、
ＲＴプロセス１０２ｂはＷａｉｔの直後から実行が再開
され、ステップ６０７に進みデータ送信を呼び出す。デ
ータ送信が呼び出されると、ＲＴプロセス間通信手段の
ステップ６０８が実行され、データ待ち状態のプロセス
の有無をチェックする。もしデータ待ち状態のＲＴプロ
セスが存在しなければ、ステップ６０９でデータをＲＴ
プロセス間通信手段が持つメモリ領域にコピーし、デー
タの送信を完了し、ＲＴプロセス１０２ｂに戻りＷａｉ
ｔにより実行可能状態から外れる。本説明ではＲＴプロ
セス１０２ａがステップ６０４にてデータ待ち状態にな
っているため、ステップ６０８ではデータ待ちプロセス
ありと判定され、ステップ６１０に進む。ステップ６１
０ではデータをＲＴプロセスの指定したメモリ領域にコ
ピーし、ステップ６１１でＲＴプロセスを実行可能状態
にする。これによりデータ送信処理は完了し、ＲＴプロ
セス１０２ｂに戻りステップ５０４ｂでＷａｉｔを呼び
出し、ＲＴプロセス１０２ｂは実行可能状態から外れ
る。その後、図５のフローチャートのステップ４０３で
は実行可能状態のプロセスとしてＲＴプロセス１０２ａ
が選択され、ステップ５０１で状態が復帰されるとステ
ップ６０６に戻ってくる。これにより、ＲＴプロセス１
０２ａのデータ受信処理は完了し、ステップ５０４ａで
Ｗａｉｔが呼ばれると、実行可能状態から外され、第二
のスケジューリング手段１０１によって、実行可能状態
のプロセスがないためＰＣ−ＯＳの割込み処理に戻る。
理について説明する。図４及び図５のフローチャートで
は、ＲＴプロセスは各々独立した処理として説明した
が、一般のプロセスは相互に処理の同期をとったり、デ
ータの交換を行いながら処理を遂行していく。以下で
は、２つのＲＴプロセス１０２ａ，１０２ｂにおいて最
も簡単なデータ交換を行う場合を例にとって、処理の流
れを説明する。図６は２つのＲＴプロセス１０２ａ，１
０２ｂにおいて、ＲＴプロセス１０２ａがデータの受信
を、またＲＴプロセス１０２ｂがデータの送信をしてい
る図である。まずＲＴプロセス１０２ａがステップ６０
１にてデータの受信を行うと、ＲＴプロセス間通信手段
のステップ６０２が呼び出され、データの有無をチェッ
クする。データが存在すればそのデータをＲＴプロセス
のデータ受信の呼び出しの際に指定したメモリ領域にコ
ピーし（ステップ６０３）、データ受信処理を終了し、
ＲＴプロセスのステップ５０４ａにてＷａｉｔを呼び出
し、実行可能状態から外れる。ステップ６０２にてデー
タがなければステップ６０４でＲＴプロセス１０２ａを
実行可能状態から外し、ステップ６０５でＲＴプロセス
の状態情報を保持して、ステップ６０６で第２のスケジ
ューリング手段１０１を呼び出す。ここで呼び出される
第二のスケジューリング手段は、前記Ｗａｉｔの処理で
説明した場合と同じで、図５のステップ４０３である。
第二のスケジューリング手段１０１の処理の結果、ＲＴ
プロセス１０２ｂが選択され状態情報が復帰されると、
ＲＴプロセス１０２ｂはＷａｉｔの直後から実行が再開
され、ステップ６０７に進みデータ送信を呼び出す。デ
ータ送信が呼び出されると、ＲＴプロセス間通信手段の
ステップ６０８が実行され、データ待ち状態のプロセス
の有無をチェックする。もしデータ待ち状態のＲＴプロ
セスが存在しなければ、ステップ６０９でデータをＲＴ
プロセス間通信手段が持つメモリ領域にコピーし、デー
タの送信を完了し、ＲＴプロセス１０２ｂに戻りＷａｉ
ｔにより実行可能状態から外れる。本説明ではＲＴプロ
セス１０２ａがステップ６０４にてデータ待ち状態にな
っているため、ステップ６０８ではデータ待ちプロセス
ありと判定され、ステップ６１０に進む。ステップ６１
０ではデータをＲＴプロセスの指定したメモリ領域にコ
ピーし、ステップ６１１でＲＴプロセスを実行可能状態
にする。これによりデータ送信処理は完了し、ＲＴプロ
セス１０２ｂに戻りステップ５０４ｂでＷａｉｔを呼び
出し、ＲＴプロセス１０２ｂは実行可能状態から外れ
る。その後、図５のフローチャートのステップ４０３で
は実行可能状態のプロセスとしてＲＴプロセス１０２ａ
が選択され、ステップ５０１で状態が復帰されるとステ
ップ６０６に戻ってくる。これにより、ＲＴプロセス１
０２ａのデータ受信処理は完了し、ステップ５０４ａで
Ｗａｉｔが呼ばれると、実行可能状態から外され、第二
のスケジューリング手段１０１によって、実行可能状態
のプロセスがないためＰＣ−ＯＳの割込み処理に戻る。
【００２１】（６）次にＰＣプロセス間通信手段の処理
について図７、図８に基づいて説明する。ＰＣ−ＯＳ等
通常の計算機システムではＰＣプロセス同士、またはＲ
Ｔプロセス同士で相互に処理の同期をとったり、データ
の交換を行えばよいが、ＰＣプロセスとＲＴプロセスが
混在する場合は、ＰＣプロセスとＲＴプロセス間でもデ
ータの交換同期が必要となる。以下では、ＰＣプロセス
とＲＴプロセスにおいて最も簡単なデータ交換を行う場
合を例にとって、各々について処理の流れを示す。図７
は、ＰＣプロセスがデータの受信を、ＲＴプロセスがデ
ータ送信を行なう場合の図である。また、図８はＰＣプ
ロセスがデータの送信を、ＲＴプロセスがデータの受信
を行なう場合の図である。実際にはＰＣプロセスではデ
ータの送信は、ＰＣリアルタイム制御機構に相当するデ
バイスドライバに対するデータ出力要求、データ受信は
データ入力要求に対応しており、ＰＣプロセスに対して
はこの形式で機能を提供してもよいし、ＰＣプロセスに
対してデータ出力要求をデータ送信に、データ入力要求
をデータ受信に対応させるライブラリを提供してもよ
い。
について図７、図８に基づいて説明する。ＰＣ−ＯＳ等
通常の計算機システムではＰＣプロセス同士、またはＲ
Ｔプロセス同士で相互に処理の同期をとったり、データ
の交換を行えばよいが、ＰＣプロセスとＲＴプロセスが
混在する場合は、ＰＣプロセスとＲＴプロセス間でもデ
ータの交換同期が必要となる。以下では、ＰＣプロセス
とＲＴプロセスにおいて最も簡単なデータ交換を行う場
合を例にとって、各々について処理の流れを示す。図７
は、ＰＣプロセスがデータの受信を、ＲＴプロセスがデ
ータ送信を行なう場合の図である。また、図８はＰＣプ
ロセスがデータの送信を、ＲＴプロセスがデータの受信
を行なう場合の図である。実際にはＰＣプロセスではデ
ータの送信は、ＰＣリアルタイム制御機構に相当するデ
バイスドライバに対するデータ出力要求、データ受信は
データ入力要求に対応しており、ＰＣプロセスに対して
はこの形式で機能を提供してもよいし、ＰＣプロセスに
対してデータ出力要求をデータ送信に、データ入力要求
をデータ受信に対応させるライブラリを提供してもよ
い。
【００２２】まず、ＰＣプロセスがデータの受信を、Ｒ
Ｔプロセスがデータ送信を行なう場合の動作を図７につ
いて説明する。第一のスケジューリング手段１０８によ
ってＰＣプロセスが実行されステップ７０１でデータ受
信を要求すると、ドライバ組込み機構によってデータ入
力要求としてＰＣリアルタイム制御機構のＰＣプロセス
間通信手段が呼び出される。ＰＣプロセス間通信手段で
は、まずステップ７０２でデータの有無を調べる。もし
データが存在するならばステップ７０３に進み、通常の
デバイスドライバと同様にデータ入力要求完了としてド
ライバ組込み機構に制御を戻し、その結果、データ受信
完了としてＰＣプロセスがステップ７０１の続きから実
行される。ステップ７０２にて、もしデータがなければ
ステップ７０４に進み、ＰＣプロセスをデバイスからの
データ入力待ち状態として、ＰＣ−ＯＳへ通知する。次
に、ステップ７０５へ進みデータ入力要求完了としてド
ライバ組込み機構１０９へ制御を戻す。ドライバ組込み
機構ではＰＣプロセスはデバイス入力待ち状態となって
いるため、ＰＣ−ＯＳの第一のスケジューリング手段１
０８を呼び出し、デバイス入力待ち状態のＰＣプロセス
以外のＰＣプロセスを実行することになる。ＰＣ−ＯＳ
へのデバイス割込みとして第二のスケジューリング手段
１０１が呼び出され、その結果ＲＴプロセスが実行され
ると、ＰＣプロセス間通信手段のステップ７０６が呼び
出されデータ受信待ちプロセスの有無をチェックする。
ステップ７０６にてもしデータ受信待ちのプロセスがな
ければ、ステップ７０７にてデータを保持してＲＴプロ
セスへ戻る。本実施の形態の場合はＰＣプロセスがデー
タ受信待ちであるためステップ７０８へ進み、ＰＣプロ
セスがデータ入力要求の際に指定したＰＣプロセスのメ
モリ領域へデータをコピーし、ステップ７０９でＰＣプ
ロセスのデータ入力待ち状態が解除されたことをＰＣ−
ＯＳへ通知する。ＰＣ−ＯＳではＰＣプロセスを入力待
ちから実行可能状態にするが、図２のフローチャートの
説明で述べたように、ＰＣ−ＯＳからはデバイス割込み
処理中と認識されているため、第一のスケジューリング
手段１０８は呼び出さず、ステップ７０９に制御を戻し
てくる。これによりＰＣプロセス間通信手段のデータ送
信処理は終了し、ＲＴプロセスへ制御を戻す。実行可能
な全てのＲＴプロセスが処理されると第二のスケジュー
リング手段１０１からＰＣ−ＯＳの割込み処理へ戻り、
ＰＣ−ＯＳは図２のフローチャートの説明で述べたよう
に、割込み処理内でデバイス入力待ちが解除されたＰＣ
プロセスが存在するため、第一のスケジューリング手段
１０８が呼び出され、（場合によるが）ＰＣプロセスが
データ受信完了の形で実行が再開される。
Ｔプロセスがデータ送信を行なう場合の動作を図７につ
いて説明する。第一のスケジューリング手段１０８によ
ってＰＣプロセスが実行されステップ７０１でデータ受
信を要求すると、ドライバ組込み機構によってデータ入
力要求としてＰＣリアルタイム制御機構のＰＣプロセス
間通信手段が呼び出される。ＰＣプロセス間通信手段で
は、まずステップ７０２でデータの有無を調べる。もし
データが存在するならばステップ７０３に進み、通常の
デバイスドライバと同様にデータ入力要求完了としてド
ライバ組込み機構に制御を戻し、その結果、データ受信
完了としてＰＣプロセスがステップ７０１の続きから実
行される。ステップ７０２にて、もしデータがなければ
ステップ７０４に進み、ＰＣプロセスをデバイスからの
データ入力待ち状態として、ＰＣ−ＯＳへ通知する。次
に、ステップ７０５へ進みデータ入力要求完了としてド
ライバ組込み機構１０９へ制御を戻す。ドライバ組込み
機構ではＰＣプロセスはデバイス入力待ち状態となって
いるため、ＰＣ−ＯＳの第一のスケジューリング手段１
０８を呼び出し、デバイス入力待ち状態のＰＣプロセス
以外のＰＣプロセスを実行することになる。ＰＣ−ＯＳ
へのデバイス割込みとして第二のスケジューリング手段
１０１が呼び出され、その結果ＲＴプロセスが実行され
ると、ＰＣプロセス間通信手段のステップ７０６が呼び
出されデータ受信待ちプロセスの有無をチェックする。
ステップ７０６にてもしデータ受信待ちのプロセスがな
ければ、ステップ７０７にてデータを保持してＲＴプロ
セスへ戻る。本実施の形態の場合はＰＣプロセスがデー
タ受信待ちであるためステップ７０８へ進み、ＰＣプロ
セスがデータ入力要求の際に指定したＰＣプロセスのメ
モリ領域へデータをコピーし、ステップ７０９でＰＣプ
ロセスのデータ入力待ち状態が解除されたことをＰＣ−
ＯＳへ通知する。ＰＣ−ＯＳではＰＣプロセスを入力待
ちから実行可能状態にするが、図２のフローチャートの
説明で述べたように、ＰＣ−ＯＳからはデバイス割込み
処理中と認識されているため、第一のスケジューリング
手段１０８は呼び出さず、ステップ７０９に制御を戻し
てくる。これによりＰＣプロセス間通信手段のデータ送
信処理は終了し、ＲＴプロセスへ制御を戻す。実行可能
な全てのＲＴプロセスが処理されると第二のスケジュー
リング手段１０１からＰＣ−ＯＳの割込み処理へ戻り、
ＰＣ−ＯＳは図２のフローチャートの説明で述べたよう
に、割込み処理内でデバイス入力待ちが解除されたＰＣ
プロセスが存在するため、第一のスケジューリング手段
１０８が呼び出され、（場合によるが）ＰＣプロセスが
データ受信完了の形で実行が再開される。
【００２３】次に、ＰＣプロセスがデータの送信を、Ｒ
Ｔプロセスがデータ受信を行なう場合について、図８に
基づいて説明する。デバイスからの割込みから第二のス
ケジューリング手段１０１が呼ばれ、その結果ＲＴプロ
セスが実行され、データ受信が呼ばれるとＰＣプロセス
間通信手段が呼ばれる。ＰＣプロセス間通信手段では、
まずステップ８０１でデータの有無をチェックし、もし
データがあればＲＴプロセスの指定したメモリ領域へデ
ータをコピーし（ステップ８０２）、データ受信を終了
し、ＲＴプロセスへ制御を戻す。ステップ８０１にて、
もしデータがなければステップ８０３でＲＴプロセスを
データ受信待ちとして実行可能状態から外し、状態情報
を保持した（ステップ８０４）後、第二のスケジューリ
ング手段１０１を呼び出す（ステップ８０５）。この時
呼び出される第二のスケジューリング手段はＷａｉｔの
説明をした場合と同じく、図５のステップ４０３であ
る。データ受信待ちとなったＲＴプロセス以外の実行可
能状態のＲＴプロセスが全て実行されると、第二のスケ
ジューリング手段１０１によりＰＣ−ＯＳの割込み処理
へ戻り、デバイスからの割込み処理が完了する。その結
果ＰＣ−ＯＳの第一のスケジューリング手段１０８が呼
ばれる。なお、オペレーティングシステムによっては、
デバイスからの割込み処理が完了すると、（デバイスド
ライバ処理でデバイス入力待ちのプロセスが１つも待ち
状態が解除されなかった場合には）割込みが発生した地
点に戻るものがある。多くの場合にはいずれかのＰＣプ
ロセスが実行中であり、割込み処理完了に伴って処理が
再開されるが、ＰＣ−ＯＳは各ＰＣプロセスにＣＰＵを
平等に割付けようとするため、いずれは第一のスケジュ
ーリング手段１０８によってＰＣプロセスが実行される
こととなる。ＰＣプロセスでは、ステップ８０６でデー
タ送信を要求すると、ドライバ組込み機構によってデー
タ出力要求としてＰＣリアルタイム制御機構のＰＣプロ
セス間通信手段が呼び出される。ＰＣプロセス間通信手
段では、まずステップ８０７でデータ待ち状態のＲＴプ
ロセスの有無をチェックする。もしデータ待ち状態のＲ
Ｔプロセスが存在しなければ、ステップ８０８でデータ
をＰＣプロセス間通信手段の持つメモリ領域へコピーす
る。次に、ステップ８０９でデータ出力要求完了をドラ
イバ組込み機構へ通知し処理を終了する。その結果、Ｐ
Ｃプロセスへはデータ送信完了として実行が再開され
る。本実施の形態ではＲＴプロセスがデータ待ち状態で
あるため、ステップ８０７からはステップ８１０へ進
み、データをＲＴプロセスが指定したメモリ領域へコピ
ーする。次に、ステップ８１１にてＲＴプロセスを実行
可能状態にし、ステップ８０９へ進みデータ出力要求完
了をドライバ組込み機構へ通知して処理を完了する。ス
テップ８１１にて実行可能状態となったＲＴプロセス
は、次のデバイスドライバからの割込みによって第二の
スケジューリング手段１０１により実行され、ＲＴプロ
セスのデータ受信処理が完了する。
Ｔプロセスがデータ受信を行なう場合について、図８に
基づいて説明する。デバイスからの割込みから第二のス
ケジューリング手段１０１が呼ばれ、その結果ＲＴプロ
セスが実行され、データ受信が呼ばれるとＰＣプロセス
間通信手段が呼ばれる。ＰＣプロセス間通信手段では、
まずステップ８０１でデータの有無をチェックし、もし
データがあればＲＴプロセスの指定したメモリ領域へデ
ータをコピーし（ステップ８０２）、データ受信を終了
し、ＲＴプロセスへ制御を戻す。ステップ８０１にて、
もしデータがなければステップ８０３でＲＴプロセスを
データ受信待ちとして実行可能状態から外し、状態情報
を保持した（ステップ８０４）後、第二のスケジューリ
ング手段１０１を呼び出す（ステップ８０５）。この時
呼び出される第二のスケジューリング手段はＷａｉｔの
説明をした場合と同じく、図５のステップ４０３であ
る。データ受信待ちとなったＲＴプロセス以外の実行可
能状態のＲＴプロセスが全て実行されると、第二のスケ
ジューリング手段１０１によりＰＣ−ＯＳの割込み処理
へ戻り、デバイスからの割込み処理が完了する。その結
果ＰＣ−ＯＳの第一のスケジューリング手段１０８が呼
ばれる。なお、オペレーティングシステムによっては、
デバイスからの割込み処理が完了すると、（デバイスド
ライバ処理でデバイス入力待ちのプロセスが１つも待ち
状態が解除されなかった場合には）割込みが発生した地
点に戻るものがある。多くの場合にはいずれかのＰＣプ
ロセスが実行中であり、割込み処理完了に伴って処理が
再開されるが、ＰＣ−ＯＳは各ＰＣプロセスにＣＰＵを
平等に割付けようとするため、いずれは第一のスケジュ
ーリング手段１０８によってＰＣプロセスが実行される
こととなる。ＰＣプロセスでは、ステップ８０６でデー
タ送信を要求すると、ドライバ組込み機構によってデー
タ出力要求としてＰＣリアルタイム制御機構のＰＣプロ
セス間通信手段が呼び出される。ＰＣプロセス間通信手
段では、まずステップ８０７でデータ待ち状態のＲＴプ
ロセスの有無をチェックする。もしデータ待ち状態のＲ
Ｔプロセスが存在しなければ、ステップ８０８でデータ
をＰＣプロセス間通信手段の持つメモリ領域へコピーす
る。次に、ステップ８０９でデータ出力要求完了をドラ
イバ組込み機構へ通知し処理を終了する。その結果、Ｐ
Ｃプロセスへはデータ送信完了として実行が再開され
る。本実施の形態ではＲＴプロセスがデータ待ち状態で
あるため、ステップ８０７からはステップ８１０へ進
み、データをＲＴプロセスが指定したメモリ領域へコピ
ーする。次に、ステップ８１１にてＲＴプロセスを実行
可能状態にし、ステップ８０９へ進みデータ出力要求完
了をドライバ組込み機構へ通知して処理を完了する。ス
テップ８１１にて実行可能状態となったＲＴプロセス
は、次のデバイスドライバからの割込みによって第二の
スケジューリング手段１０１により実行され、ＲＴプロ
セスのデータ受信処理が完了する。
【００２４】なお、ステップ８１１にてＲＴプロセスを
実行可能状態にしたのち、データ出力要求完了を通知し
ているが、ＲＴプロセスへの応答性を高めるために、第
二のスケジューリング手段１０１を呼び、データ出力要
求完了の通知の前にＲＴプロセスを実行するようにして
もよい。この場合、ＲＴプロセスが呼び出すＷａｉｔに
てデータ出力要求完了を通知してから処理を終了しなけ
ればいけない。
実行可能状態にしたのち、データ出力要求完了を通知し
ているが、ＲＴプロセスへの応答性を高めるために、第
二のスケジューリング手段１０１を呼び、データ出力要
求完了の通知の前にＲＴプロセスを実行するようにして
もよい。この場合、ＲＴプロセスが呼び出すＷａｉｔに
てデータ出力要求完了を通知してから処理を終了しなけ
ればいけない。
【００２５】（７）次に、ＲＴロード手段１０５の処理
について説明する。一般の計算機システムではデバイス
ドライバの開発は、アプリケーションの開発に比べて注
意深く行う必要があり、困難なものである。本発明のＰ
Ｃリアルタイム制御機構では、ＲＴプロセスをデバイス
ドライバの内部のルーチンとして実行するため、従来は
ＲＴ−ＯＳのアプリケーションとして開発されていたＲ
Ｔプロセスに比べ、開発に困難を伴う。そのため、ＲＴ
ロード手段１０５はＲＣプロセス１１１ｃとして開発・
デバッグしたアプリケーションを、デバイスドライバで
あるＰＣリアルタイム制御機構のＲＴプロセス１０２ｂ
として組込む機構である。
について説明する。一般の計算機システムではデバイス
ドライバの開発は、アプリケーションの開発に比べて注
意深く行う必要があり、困難なものである。本発明のＰ
Ｃリアルタイム制御機構では、ＲＴプロセスをデバイス
ドライバの内部のルーチンとして実行するため、従来は
ＲＴ−ＯＳのアプリケーションとして開発されていたＲ
Ｔプロセスに比べ、開発に困難を伴う。そのため、ＲＴ
ロード手段１０５はＲＣプロセス１１１ｃとして開発・
デバッグしたアプリケーションを、デバイスドライバで
あるＰＣリアルタイム制御機構のＲＴプロセス１０２ｂ
として組込む機構である。
【００２６】ＲＴロード手段１０５は、ＲＴプロセスを
ＰＣプロセスとして作成・デバッグする場合の制限に強
く依存する。例えばＰＣプロセスの１つのルーチンとし
て作成されたＲＴプロセスをＲＴロード手段によりＲＴ
プロセスとして登録要求する場合には、ＲＴロード手段
は指定されたルーチンの開始アドレスからルーチンのサ
イズ分だけ、デバイスドライバであるＰＣリアルタイム
制御機構内部のメモリ領域にコピーし、図４のフローチ
ャートの説明で述べたテーブルにルーチンの開始アドレ
スを登録すればよい。
ＰＣプロセスとして作成・デバッグする場合の制限に強
く依存する。例えばＰＣプロセスの１つのルーチンとし
て作成されたＲＴプロセスをＲＴロード手段によりＲＴ
プロセスとして登録要求する場合には、ＲＴロード手段
は指定されたルーチンの開始アドレスからルーチンのサ
イズ分だけ、デバイスドライバであるＰＣリアルタイム
制御機構内部のメモリ領域にコピーし、図４のフローチ
ャートの説明で述べたテーブルにルーチンの開始アドレ
スを登録すればよい。
【００２７】ＰＣプロセスとして作成・デバッグが完了
したＰＣプロセス全体をＲＴプロセスとして登録する場
合には、ＲＴロード手段は、例えば外部記憶装置上に格
納されたＰＣプロセスを、ＰＣリアルタイム制御機構内
のメモリ領域に読み込んで、その先頭アドレスを図４の
フローチャートの説明で述べたテーブルに登録すればよ
い。
したＰＣプロセス全体をＲＴプロセスとして登録する場
合には、ＲＴロード手段は、例えば外部記憶装置上に格
納されたＰＣプロセスを、ＰＣリアルタイム制御機構内
のメモリ領域に読み込んで、その先頭アドレスを図４の
フローチャートの説明で述べたテーブルに登録すればよ
い。
【００２８】以上のＲＴロード手段では、ＲＴプロセス
として作成・デバッグされたルーチン又はＰＣプロセス
がＰＣ−ＯＳの提供する機能（システムコール等）を利
用する場合には、ＰＣリアルタイム制御機構内で同じ機
能を提供しなければならないことはいうまでもない。ま
た、これらの機能はＰＣプロセスからは単なるサブルー
チンとしてプログラムされるため、ＰＣリアルタイム制
御機構内ではそれらのアドレスを、ＲＴプロセスとして
ロードまたは実行しながら解決する必要があることも当
然である。このアドレス解決の方法としては、例えばＰ
Ｃプロセスをデバッグ終了後、サブルーチンのみアドレ
ス未解決状態で再コンパイルし、それをＲＴロード手段
でプログラムをコピーしながら未解決のアドレスをＰＣ
リアルタイム制御機構内部の対応するサブルーチンに置
き換えていく方法が考えられる。この他にも公知の方法
として幾つかあるが、本発明においてはどのような方法
を用いてもよい。また、ＲＴプロセスとしてＰＣプロセ
スを作成する場合の使用制限としてＰＣ−ＯＳの提供す
る機能は使用禁止にしてもよい。
として作成・デバッグされたルーチン又はＰＣプロセス
がＰＣ−ＯＳの提供する機能（システムコール等）を利
用する場合には、ＰＣリアルタイム制御機構内で同じ機
能を提供しなければならないことはいうまでもない。ま
た、これらの機能はＰＣプロセスからは単なるサブルー
チンとしてプログラムされるため、ＰＣリアルタイム制
御機構内ではそれらのアドレスを、ＲＴプロセスとして
ロードまたは実行しながら解決する必要があることも当
然である。このアドレス解決の方法としては、例えばＰ
Ｃプロセスをデバッグ終了後、サブルーチンのみアドレ
ス未解決状態で再コンパイルし、それをＲＴロード手段
でプログラムをコピーしながら未解決のアドレスをＰＣ
リアルタイム制御機構内部の対応するサブルーチンに置
き換えていく方法が考えられる。この他にも公知の方法
として幾つかあるが、本発明においてはどのような方法
を用いてもよい。また、ＲＴプロセスとしてＰＣプロセ
スを作成する場合の使用制限としてＰＣ−ＯＳの提供す
る機能は使用禁止にしてもよい。
【００２９】（８）次にＰＣ−ＯＳ保護手段１０６につ
いて説明する。ドライバ組込み機構を持つＰＣ−ＯＳは
デバイスドライバから利用可能なＰＣ−ＯＳの機能を提
供している。これらの機能はＰＣ−ＯＳがＰＣプロセス
に提供している機能とは通常は異なるものである。ま
た、デバイスドライバはＰＣ−ＯＳの一部として動作す
る場合が多く、ＲＴプロセスから安易にドライバへの提
供機能を使用することはシステムの停止につながる重大
な問題を引き起こすことがある。ＰＣ−ＯＳ保護手段は
ＰＣ−ＯＳがドライバに提供する機能をより安全にＲＴ
プロセスに提供するための変換ルーチンであり、厳密な
エラーチェックやアクセスするアドレスのチェック、Ｐ
Ｃ−ＯＳの動作に矛盾を来す処理の排除などを行う。
いて説明する。ドライバ組込み機構を持つＰＣ−ＯＳは
デバイスドライバから利用可能なＰＣ−ＯＳの機能を提
供している。これらの機能はＰＣ−ＯＳがＰＣプロセス
に提供している機能とは通常は異なるものである。ま
た、デバイスドライバはＰＣ−ＯＳの一部として動作す
る場合が多く、ＲＴプロセスから安易にドライバへの提
供機能を使用することはシステムの停止につながる重大
な問題を引き起こすことがある。ＰＣ−ＯＳ保護手段は
ＰＣ−ＯＳがドライバに提供する機能をより安全にＲＴ
プロセスに提供するための変換ルーチンであり、厳密な
エラーチェックやアクセスするアドレスのチェック、Ｐ
Ｃ−ＯＳの動作に矛盾を来す処理の排除などを行う。
【００３０】実施の形態２．次に、本発明の第２の実施
形態を図９乃至図１２に基づいて説明する。９０１はＰ
Ｃリアルタイム制御機構にてＣＰＵを占有している時間
を監視する使用権監視手段である。ＰＣリアルタイム制
御機構はデバイスドライバとして動作するため、第１の
スケジューリング手段のスケジューリング対象とはなら
ない。そのため、多数のＲＴプロセスが動作すると第１
のスケジューリング手段に制御が移らず、ＰＣプロセス
が長時間動作できない状態が発生する。使用権監視手段
はＰＣリアルタイム制御機構がＣＰＵを占有している時
間を監視、計上し、適切な条件のもとでＰＣ−ＯＳへ制
御を強制的に戻し、ＰＣリアルタイム制御機構とＰＣ−
ＯＳとでＣＰＵを適度に分配できるようにするものであ
る。尚、図において１０１〜１１１は図１に示したもの
と同じである。
形態を図９乃至図１２に基づいて説明する。９０１はＰ
Ｃリアルタイム制御機構にてＣＰＵを占有している時間
を監視する使用権監視手段である。ＰＣリアルタイム制
御機構はデバイスドライバとして動作するため、第１の
スケジューリング手段のスケジューリング対象とはなら
ない。そのため、多数のＲＴプロセスが動作すると第１
のスケジューリング手段に制御が移らず、ＰＣプロセス
が長時間動作できない状態が発生する。使用権監視手段
はＰＣリアルタイム制御機構がＣＰＵを占有している時
間を監視、計上し、適切な条件のもとでＰＣ−ＯＳへ制
御を強制的に戻し、ＰＣリアルタイム制御機構とＰＣ−
ＯＳとでＣＰＵを適度に分配できるようにするものであ
る。尚、図において１０１〜１１１は図１に示したもの
と同じである。
【００３１】次に、動作について説明する。使用権監視
手段は、図２のステップ２０４から呼び出される割り込
みサービスルーチンとして動作する。まず、ステップ１
００１にてＰＣリアルタイム制御機構が動作中か否かを
判別する。判別方法は、図４のステップ４０１と同様な
方法でよい。もし、動作中であれば、ステップ１００２
でＰＣリアルタイム制御機構が動作している時間を計上
する。計上方法は単なるカウンタでも良いし、動作時間
の累計でも良い。次に、ステップ１００３で、予め決め
られた条件をステップ１００２で計上した情報が満たし
ているか否かを判定する。予め決められた条件とは、例
えばＰＣリアルタイム制御機構が連続的にＣＰＵを占有
している上限値でも良いし、一定時間内でのＣＰＵの占
有率の上限値でも良い。ステップ１００３にて、条件を
満たしている、即ちＣＰＵの使用権をＰＣリアルタイム
制御機構からＰＣ−ＯＳへ強制的に戻す状態であると判
断されたならば、ステップ１００４へ進み、強制終了フ
ラグをセットして終了する。この強制終了フラグは第２
のスケジューリング手段にてチェックされるが、このチ
ェック処理が追加された第２のスケジューリング手段の
処理フローを図１１に示す。図１１は、図４とはステッ
プ４０４の次にステップ１１０１の強制終了フラグが追
加されている点のみが異なる。ステップ１１０１で強制
終了フラグがセットされている場合は、例え実行可能状
態のＲＴプロセスが存在していても、ＲＴプロセスへの
ＣＰＵ分配を中止し、ＰＣ−ＯＳへ制御を戻すことにな
る。次に、ステップ１００３にて、条件を満たしていな
い場合は、そのまま使用権監視手段の処理を中止し（Ｐ
Ｃリアルタイム制御機構が動作中であるため）、ＲＴプ
ロセスの処理が割り込みの発生した地点から継続され
る。ステップ１００１にて、もしＰＣリアルタイム制御
機構が実行中でないと判定されるとステップ１００５へ
進み、ステップ１００３と同じく過去に計上された情報
によって条件を満たしているかをチェックする。このス
テップは一定時間内でのＣＰＵ占有率の上限値以上の場
合に有効となる処理である。ステップ１００５にて、条
件を満たしていると判断された場合は、使用権監視手段
を終了し、ＰＣ−ＯＳへ戻る。ステップ１００５にて、
条件を満たさない、即ちＰＣリアルタイム制御機構は動
作可能であると判断された場合には、ステップ１００６
へ進み、第２のスケジューリング手段を呼び出す。全て
の実行可能なＲＴプロセスの処理が終了すると、第２の
スケジューリング手段より制御がステップ１００７へ移
り、ＰＣリアルタイム制御機構の動作時間の計上を行な
った後、ＰＣ−ＯＳへ制御を戻す。
手段は、図２のステップ２０４から呼び出される割り込
みサービスルーチンとして動作する。まず、ステップ１
００１にてＰＣリアルタイム制御機構が動作中か否かを
判別する。判別方法は、図４のステップ４０１と同様な
方法でよい。もし、動作中であれば、ステップ１００２
でＰＣリアルタイム制御機構が動作している時間を計上
する。計上方法は単なるカウンタでも良いし、動作時間
の累計でも良い。次に、ステップ１００３で、予め決め
られた条件をステップ１００２で計上した情報が満たし
ているか否かを判定する。予め決められた条件とは、例
えばＰＣリアルタイム制御機構が連続的にＣＰＵを占有
している上限値でも良いし、一定時間内でのＣＰＵの占
有率の上限値でも良い。ステップ１００３にて、条件を
満たしている、即ちＣＰＵの使用権をＰＣリアルタイム
制御機構からＰＣ−ＯＳへ強制的に戻す状態であると判
断されたならば、ステップ１００４へ進み、強制終了フ
ラグをセットして終了する。この強制終了フラグは第２
のスケジューリング手段にてチェックされるが、このチ
ェック処理が追加された第２のスケジューリング手段の
処理フローを図１１に示す。図１１は、図４とはステッ
プ４０４の次にステップ１１０１の強制終了フラグが追
加されている点のみが異なる。ステップ１１０１で強制
終了フラグがセットされている場合は、例え実行可能状
態のＲＴプロセスが存在していても、ＲＴプロセスへの
ＣＰＵ分配を中止し、ＰＣ−ＯＳへ制御を戻すことにな
る。次に、ステップ１００３にて、条件を満たしていな
い場合は、そのまま使用権監視手段の処理を中止し（Ｐ
Ｃリアルタイム制御機構が動作中であるため）、ＲＴプ
ロセスの処理が割り込みの発生した地点から継続され
る。ステップ１００１にて、もしＰＣリアルタイム制御
機構が実行中でないと判定されるとステップ１００５へ
進み、ステップ１００３と同じく過去に計上された情報
によって条件を満たしているかをチェックする。このス
テップは一定時間内でのＣＰＵ占有率の上限値以上の場
合に有効となる処理である。ステップ１００５にて、条
件を満たしていると判断された場合は、使用権監視手段
を終了し、ＰＣ−ＯＳへ戻る。ステップ１００５にて、
条件を満たさない、即ちＰＣリアルタイム制御機構は動
作可能であると判断された場合には、ステップ１００６
へ進み、第２のスケジューリング手段を呼び出す。全て
の実行可能なＲＴプロセスの処理が終了すると、第２の
スケジューリング手段より制御がステップ１００７へ移
り、ＰＣリアルタイム制御機構の動作時間の計上を行な
った後、ＰＣ−ＯＳへ制御を戻す。
【００３２】次に、ＰＣ−ＯＳへＣＰＵ使用権を強制的
に返却する他の処理例について、図１２に沿って説明す
る。図において、ステップ１００１〜１００７は、図１
０のフローと同じ処理である。ステップ１００３にて、
条件を満たしていると判断されるとステップ１２０１へ
進み、現在実行可能状態にあるＲＴプロセスを全て実行
可能状態から外して、使用権監視手段の処理を終了す
る。また、ステップ１００５にて条件を満たさないと判
断された場合には、ステップ１２０３にてステップ１２
０１で保持したＲＴプロセスを全て実行可能状態に戻し
た後、ステップ１００６で第２のスケジューリング手段
を呼び出すようにする。
に返却する他の処理例について、図１２に沿って説明す
る。図において、ステップ１００１〜１００７は、図１
０のフローと同じ処理である。ステップ１００３にて、
条件を満たしていると判断されるとステップ１２０１へ
進み、現在実行可能状態にあるＲＴプロセスを全て実行
可能状態から外して、使用権監視手段の処理を終了す
る。また、ステップ１００５にて条件を満たさないと判
断された場合には、ステップ１２０３にてステップ１２
０１で保持したＲＴプロセスを全て実行可能状態に戻し
た後、ステップ１００６で第２のスケジューリング手段
を呼び出すようにする。
【００３３】実施の形態３．次に本発明の第３の実施形
態について、図１３、図１４に基づいて説明する。図１
３において、１３０１ａ，１３０１ｂはＰＣリアルタイ
ム制御機構間に跨ってＲＴプロセスがデータ交換・同期
処理を行う場合の排他制御を実行する競合制御手段であ
る。その他の構成要素は図１に示したものと同一であ
る。
態について、図１３、図１４に基づいて説明する。図１
３において、１３０１ａ，１３０１ｂはＰＣリアルタイ
ム制御機構間に跨ってＲＴプロセスがデータ交換・同期
処理を行う場合の排他制御を実行する競合制御手段であ
る。その他の構成要素は図１に示したものと同一であ
る。
【００３４】次に動作について、図１４のフローチャー
トに沿って説明する。競合制御手段は、本実施の形態で
はＲＴプロセス間通信、同期等の機能を他ＰＣリアルタ
イム制御機構に提供するためのアクセスポイントであ
る。プロセス間通信、同期等どのような機能をＰＣリア
ルタイム制御機構として提供するかは自由であり、本発
明とは直接関係ないため、ここでは説明を割愛する。ま
ず、ステップ１４０１では競合制御手段のアクセスポイ
ントに渡された処理依頼が、自分のＰＣリアルタイム制
御機構から他のＰＣリアルタイム制御機構への処理依頼
なのか、他ＰＣリアルタイム制御機構からの処理依頼な
のかをチェックする。このチェックは例えば、処理依頼
のデータの中にこれらを区別可能なコードを入れたり、
ＰＣリアルタイム制御機構に一意な番号を振り、この番
号を処理依頼データの中の特定の位置に埋め込むように
してもよい。ステップ１４０１にて、もし他ＰＣリアル
タイム制御機構へ処理を依頼するものでなければ、ステ
ップ１４０２へ進み、他ＰＣリアルタイム制御機構の競
合制御手段（図１３における１３０１ａ）のアクセスポ
イントへ処理依頼データを送出する。ステップ１４０１
にて、もし他ＰＣリアルタイム制御機構からの処理依頼
である場合にはステップ１４０３へ進み、依頼された処
理を実行するルーチンを呼び出す。
トに沿って説明する。競合制御手段は、本実施の形態で
はＲＴプロセス間通信、同期等の機能を他ＰＣリアルタ
イム制御機構に提供するためのアクセスポイントであ
る。プロセス間通信、同期等どのような機能をＰＣリア
ルタイム制御機構として提供するかは自由であり、本発
明とは直接関係ないため、ここでは説明を割愛する。ま
ず、ステップ１４０１では競合制御手段のアクセスポイ
ントに渡された処理依頼が、自分のＰＣリアルタイム制
御機構から他のＰＣリアルタイム制御機構への処理依頼
なのか、他ＰＣリアルタイム制御機構からの処理依頼な
のかをチェックする。このチェックは例えば、処理依頼
のデータの中にこれらを区別可能なコードを入れたり、
ＰＣリアルタイム制御機構に一意な番号を振り、この番
号を処理依頼データの中の特定の位置に埋め込むように
してもよい。ステップ１４０１にて、もし他ＰＣリアル
タイム制御機構へ処理を依頼するものでなければ、ステ
ップ１４０２へ進み、他ＰＣリアルタイム制御機構の競
合制御手段（図１３における１３０１ａ）のアクセスポ
イントへ処理依頼データを送出する。ステップ１４０１
にて、もし他ＰＣリアルタイム制御機構からの処理依頼
である場合にはステップ１４０３へ進み、依頼された処
理を実行するルーチンを呼び出す。
【００３５】
【発明の効果】以上のように本発明によれば、１つのＣ
ＰＵ上で動作するオペレーティングシステムをベースに
して、アプリケーションプロセスとリアルタイムプロセ
スを動作させるようにしたので、バージョンアップにも
容易に追従でき、ハードウェアコストを押さえたプロセ
ス共存システムを実現することができる。
ＰＵ上で動作するオペレーティングシステムをベースに
して、アプリケーションプロセスとリアルタイムプロセ
スを動作させるようにしたので、バージョンアップにも
容易に追従でき、ハードウェアコストを押さえたプロセ
ス共存システムを実現することができる。
【００３６】また、本発明によれば、リアルタイムプロ
セス間またはリアルタイムプロセスとアプリケーション
プロセス間でのデータ交換を行なうようにしたので、リ
アルタイムプロセスとアプリケーションプロセスでの協
調動作を実現することができる。
セス間またはリアルタイムプロセスとアプリケーション
プロセス間でのデータ交換を行なうようにしたので、リ
アルタイムプロセスとアプリケーションプロセスでの協
調動作を実現することができる。
【００３７】また、本発明によれば、リアルタイムプロ
セスをアプリケーションプロセスとして開発した後、リ
アルタイムプロセスとしてローディングして実行するよ
うにしたので、実現すべき機能をリアルタイムプロセス
として容易にプログラミングすることができる。
セスをアプリケーションプロセスとして開発した後、リ
アルタイムプロセスとしてローディングして実行するよ
うにしたので、実現すべき機能をリアルタイムプロセス
として容易にプログラミングすることができる。
【００３８】また、本発明によれば、オペレーティング
システムが本来入出力装置のデバイスドライバ用に提供
しているサービスをリアルタイムプロセスに対しても提
供するようにしたので、リアルタイムプロセスがアプリ
ケーションプロセスとして開発されたものであっても安
全に動作させることができる。
システムが本来入出力装置のデバイスドライバ用に提供
しているサービスをリアルタイムプロセスに対しても提
供するようにしたので、リアルタイムプロセスがアプリ
ケーションプロセスとして開発されたものであっても安
全に動作させることができる。
【００３９】また、本発明によれば、リアルタイムプロ
セスがＣＰＵリソースを占有する時間を監視し、一定時
間以上占有しないようにしたので、アプリケーションプ
ロセスの利用者に対する応答性能を損なうことなく、リ
アルタイムプロセスを実行することができる。
セスがＣＰＵリソースを占有する時間を監視し、一定時
間以上占有しないようにしたので、アプリケーションプ
ロセスの利用者に対する応答性能を損なうことなく、リ
アルタイムプロセスを実行することができる。
【００４０】また、本発明によれば、複数のリアルタイ
ム制御機構間におけるアクセス競合制御機構を実現した
ので、１つのオペレーティングシステムのもとで複数の
特性を持つリアルタイムプロセスを同時に動作させるこ
とができる。
ム制御機構間におけるアクセス競合制御機構を実現した
ので、１つのオペレーティングシステムのもとで複数の
特性を持つリアルタイムプロセスを同時に動作させるこ
とができる。
【図１】 本発明の第１の実施形態を示すシステム構成
図。
図。
【図２】 本発明の第１の実施形態におけるＰＣ−ＯＳ
の割込み処理を示すフローチャート。
の割込み処理を示すフローチャート。
【図３】 本発明の第１の実施形態におけるＰＣ−ＯＳ
のデバイスドライバ入出力要求処理を示すフローチャー
ト。
のデバイスドライバ入出力要求処理を示すフローチャー
ト。
【図４】 本発明の第１の実施形態においてＲＴプロセ
スがリアルタイム制御機構のルーチンとして実装された
場合における第二のスケジューリング手段の処理を示す
フローチャート。
スがリアルタイム制御機構のルーチンとして実装された
場合における第二のスケジューリング手段の処理を示す
フローチャート。
【図５】 本発明の第１の実施形態においてＲＴプロセ
スが独自のコンテキストを持つ場合の第二のスケジュー
リング手段の処理を示すフローチャート。
スが独自のコンテキストを持つ場合の第二のスケジュー
リング手段の処理を示すフローチャート。
【図６】 本発明の第１の実施形態におけるＲＴプロセ
ス間通信手段の処理を示すフローチャート。
ス間通信手段の処理を示すフローチャート。
【図７】 本発明の第１の実施形態においてＰＣプロセ
スがデータを受信する場合のＰＣプロセス間通信手段の
処理を示すフローチャート。
スがデータを受信する場合のＰＣプロセス間通信手段の
処理を示すフローチャート。
【図８】 本発明の第１の実施形態においてＰＣプロセ
スがデータ送信する場合のＰＣプロセス間通信手段の処
理を示すフローチャート。
スがデータ送信する場合のＰＣプロセス間通信手段の処
理を示すフローチャート。
【図９】 本発明の第２の実施形態を示すシステム構成
図。
図。
【図１０】 本発明の第２の実施形態における使用権監
視手段の処理を示すフローチャート。
視手段の処理を示すフローチャート。
【図１１】 本発明の第２の実施形態における第二のス
ケジューリング手段の処理を示すフローチャート。
ケジューリング手段の処理を示すフローチャート。
【図１２】 本発明の第２の実施形態における使用権監
視手段の他の処理例を示すフローチャート。
視手段の他の処理例を示すフローチャート。
【図１３】 本発明の第３の実施形態を示すシステム構
成図。
成図。
【図１４】 本発明の第３の実施形態における競合制御
手段の処理を示すフローチャート。
手段の処理を示すフローチャート。
【図１５】 従来のリアルタイム制御方式を示すシステ
ム構成図。
ム構成図。
【図１６】 従来のリアルタイム制御方式を示す他のシ
ステム構成図。
ステム構成図。
１０１ 第二のスケジューリング手段、１０２ ＲＴプ
ロセス、１０３ ＲＴプロセス間通信手段、１０４ Ｐ
Ｃプロセス間通信手段、１０５ ＲＴロード手段、１０
６ ＰＣ−ＯＳ保護手段、１０７ ＰＣリアルタイム制
御機構、１０８第一のスケジューリング手段、１０９
ドライバ組込み機構、１１０ ＰＣ−ＯＳ、１１１ Ｐ
Ｃプロセス、９０１ 使用権監視手段、１１０１ 競合
制御手段。
ロセス、１０３ ＲＴプロセス間通信手段、１０４ Ｐ
Ｃプロセス間通信手段、１０５ ＲＴロード手段、１０
６ ＰＣ−ＯＳ保護手段、１０７ ＰＣリアルタイム制
御機構、１０８第一のスケジューリング手段、１０９
ドライバ組込み機構、１１０ ＰＣ−ＯＳ、１１１ Ｐ
Ｃプロセス、９０１ 使用権監視手段、１１０１ 競合
制御手段。
Claims (7)
- 【請求項１】 アプリケーションプロセスに対しＣＰＵ
リソースの割りつけおよびスケージューリングを行う第
一のスケジューリング手段と、デバイス装置に対して入
出力処理を行うデバイスドライバを組み込むドライバ組
み込み機構とを備えたオペレーティングシステムにおい
て、 デバイス装置からの割込みに対してリアルタイム応答性
が要求される処理を前記オペレーティングシステムから
デバイスドライバとしてアクセスされるリアルタイム制
御機構として構成し、 該リアルタイム制御機構は前記デバイス装置に対する処
理対応に構成されたリアルタイムプロセスと、 該リアルタイムプロセスに対して上記ＣＰＵリソースの
割り付けおよびスケージューリングを行う第２のスケー
ジューリング手段と、を備えるようにしたことを特徴と
するリアルタイム制御方式。 - 【請求項２】 前記リアルタイム制御機構は、前記リア
ルタイムプロセス間におけるデータの送受信を行なうリ
アルタイムプロセス間通信手段を備えるようにしたこと
を特徴とする請求項第１項記載のリアルタイム制御方
式。 - 【請求項３】 前記リアルタイム制御機構は、前記オペ
レーティングシステム上で動作するアプリケーションプ
ロセスと前記リアルタイムプロセス間のデータ送受信を
行なうプロセス間通信手段を備えるようにしたことを特
徴とする請求項第１項記載のリアルタイム制御方式。 - 【請求項４】 前記リアルタイム制御機構は、前記オペ
レーティングシステム上で動作するアプリケーションプ
ロセスを前記リアルタイムプロセスとして登録するリア
ルタイムプロセスロード機構を備えるようにしたことを
特徴とする請求項第１項記載のリアルタイム制御方式。 - 【請求項５】 前記リアルタイム制御機構は、前記オペ
レーティングシステムがデバイスドライバに対して提供
するサービス機能を前記リアルタイムプロセスから利用
可能とするオペレーティングシステム保護手段を設ける
ようにしたことを特徴とする請求項第１項記載のリアル
タイム制御方式。 - 【請求項６】 前記リアルタイム制御機構は、前記第二
のスケジューリング手段がＣＰＵリソースをオペレーテ
ィングシステムから占有している時間を計測・保持し、
該計測結果に基づいてＣＰＵリソースを強制的にオペレ
ーティングシステムへ戻す使用権監視手段を備えるよう
にしたことを特徴とする請求項第１項記載のリアルタイ
ム制御方式。 - 【請求項７】 前記リアルタイム制御機構が複数存在す
る場合に、該複数のリアルタイム制御機構間の主従関係
または優先順位関係を調整する競合制御手段を備えるよ
うにしたことを特徴とする請求項第１項乃至第６項いづ
れかに記載のリアルタイム制御方式。
Priority Applications (6)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8177898A JPH1021094A (ja) | 1996-07-08 | 1996-07-08 | リアルタイム制御方式 |
| NL1006480A NL1006480A1 (nl) | 1996-07-08 | 1997-07-04 | Real-time besturingsstelsel. |
| KR1019970031230A KR100265679B1 (ko) | 1996-07-08 | 1997-07-05 | 리얼 타임 제어 시스템 |
| TW086109488A TW349205B (en) | 1996-07-08 | 1997-07-05 | Real-time control system |
| DE19728989A DE19728989A1 (de) | 1996-07-08 | 1997-07-07 | Echtzeitsteuersystem |
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