JPH10228385A - リアルタイムｏｓ及びそのタスク管理方式 - Google Patents
リアルタイムｏｓ及びそのタスク管理方式Info
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- JPH10228385A JPH10228385A JP9031930A JP3193097A JPH10228385A JP H10228385 A JPH10228385 A JP H10228385A JP 9031930 A JP9031930 A JP 9031930A JP 3193097 A JP3193097 A JP 3193097A JP H10228385 A JPH10228385 A JP H10228385A
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- 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
- G06F9/4843—Task transfer initiation or dispatching by program, e.g. task dispatcher, supervisor, operating system
- G06F9/4881—Scheduling strategies for dispatcher, e.g. round robin, multi-level priority queues
- G06F9/4887—Scheduling strategies for dispatcher, e.g. round robin, multi-level priority queues involving deadlines, e.g. rate based, periodic
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- G—PHYSICS
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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
- G06F9/461—Saving or restoring of program or task context
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 リアルタイムＯＳにおいて、タスクスイッチ
によるタスクの切り替えによって生じるオーバーヘッド
を少なくすると共に、タスク監視に要するリアルタイム
ＯＳに加わる負荷を軽減することである。 【解決手段】 複数のタスクを各タスクに要するデッド
ライン時間を考慮して、ブロック化して、ブロックに帰
属しているタスク間の切り替えの際には、リアルタイム
ＯＳ上のタスクスイッチによらず、直接、タスクブロッ
クスケジューラによって、切り替えを行い、実質上、ブ
ロック内のタスクを単一のタスクとして取り扱う。実行
されているタスクとは異なるブロックに属するタスクの
実行開始の際にのみ、タスクスイッチによって、タスク
間の切り替えを行い、これによって、リアルタイムＯＳ
のタスク管理に要する負荷を軽減する。
によるタスクの切り替えによって生じるオーバーヘッド
を少なくすると共に、タスク監視に要するリアルタイム
ＯＳに加わる負荷を軽減することである。 【解決手段】 複数のタスクを各タスクに要するデッド
ライン時間を考慮して、ブロック化して、ブロックに帰
属しているタスク間の切り替えの際には、リアルタイム
ＯＳ上のタスクスイッチによらず、直接、タスクブロッ
クスケジューラによって、切り替えを行い、実質上、ブ
ロック内のタスクを単一のタスクとして取り扱う。実行
されているタスクとは異なるブロックに属するタスクの
実行開始の際にのみ、タスクスイッチによって、タスク
間の切り替えを行い、これによって、リアルタイムＯＳ
のタスク管理に要する負荷を軽減する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、複数のタスクを連
続的に、且つ、リアルタイムに実行することができ、こ
れによって、種々のデータを扱うマルチメディアシステ
ムに適したリアルタイムＯＳ及びそのタスク管理方式、
並びに、当該リアルタイムＯＳにしたがってタスクを実
行するコンピュータ、リアルタイムＯＳを格納した記録
媒体に関する。
続的に、且つ、リアルタイムに実行することができ、こ
れによって、種々のデータを扱うマルチメディアシステ
ムに適したリアルタイムＯＳ及びそのタスク管理方式、
並びに、当該リアルタイムＯＳにしたがってタスクを実
行するコンピュータ、リアルタイムＯＳを格納した記録
媒体に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、この種、複数のタスクをリアルタ
イムに実行できるリアルタイムＯＳは、制御系システ
ム、コンピュータ等に使用されており、近年、これに対
する要求も高まる傾向にある。また、このリアルタイム
ＯＳには、種々様々なデータ等を扱うマルチメディアシ
ステムに対応できることも要求されている。
イムに実行できるリアルタイムＯＳは、制御系システ
ム、コンピュータ等に使用されており、近年、これに対
する要求も高まる傾向にある。また、このリアルタイム
ＯＳには、種々様々なデータ等を扱うマルチメディアシ
ステムに対応できることも要求されている。
【０００３】これらマルチメディアシステムで扱われる
データとしては、音声データ、画像データ等があり、各
データを処理するプログラムは、互いに異なるサンプリ
ング周波数、フレームサイズ、及び、実行サイクル数を
有している場合が多い。このため、これらの各種データ
を処理するプログラムをタスクの形で一括して管理する
従来のＯＳでは、これらのタスクを効率よく、ＣＰＵに
割り当てることが必要である。
データとしては、音声データ、画像データ等があり、各
データを処理するプログラムは、互いに異なるサンプリ
ング周波数、フレームサイズ、及び、実行サイクル数を
有している場合が多い。このため、これらの各種データ
を処理するプログラムをタスクの形で一括して管理する
従来のＯＳでは、これらのタスクを効率よく、ＣＰＵに
割り当てることが必要である。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】更に、従来使用されて
きたリアルタイムＯＳでは、各タスクにおける実行時間
に絶対的な制約がなかったため、リアルタイムＯＳへの
性能要求も、絶対的なものではなかった。しかしなが
ら、このような実行時間に絶対的な制約のないリアルタ
イムＯＳを上記したマルチメディアシステムに適用した
場合、互いに異なる実行時間をもち、且つ、時間的な制
約のあるタスクを高速に処理することはできないと言う
欠点がある。
きたリアルタイムＯＳでは、各タスクにおける実行時間
に絶対的な制約がなかったため、リアルタイムＯＳへの
性能要求も、絶対的なものではなかった。しかしなが
ら、このような実行時間に絶対的な制約のないリアルタ
イムＯＳを上記したマルチメディアシステムに適用した
場合、互いに異なる実行時間をもち、且つ、時間的な制
約のあるタスクを高速に処理することはできないと言う
欠点がある。
【０００５】また、特開平１−１８１１３０号公報（以
下、引用例１と呼ぶ）には、リアルタイムＯＳのタスク
起動方法として、システム管理テーブル上に、各タスク
の周期起動間隔と、タスク名とを登録しておき、登録さ
れたタスクの起動方法を判定すると共に、登録された周
期起動間隔毎に各タスクを起動することが開示されてい
る。
下、引用例１と呼ぶ）には、リアルタイムＯＳのタスク
起動方法として、システム管理テーブル上に、各タスク
の周期起動間隔と、タスク名とを登録しておき、登録さ
れたタスクの起動方法を判定すると共に、登録された周
期起動間隔毎に各タスクを起動することが開示されてい
る。
【０００６】しかし、引用例1に示されたタスク起動方
法では、タスクの切り替えの度毎に、リアルタイムＯＳ
にアクセスする必要があるため、タスクの切り替えを迅
速に行うことができず、従って、高速化の要求に応えら
れないと言う欠点は避けられない。
法では、タスクの切り替えの度毎に、リアルタイムＯＳ
にアクセスする必要があるため、タスクの切り替えを迅
速に行うことができず、従って、高速化の要求に応えら
れないと言う欠点は避けられない。
【０００７】より具体的に言えば、タスクから他のタス
クの切り替えの際には、リアルタイムＯＳに於けるタス
クスイッチが使用されるが、タスクスイッチには、動作
上、オーバーヘッドが不可避的に伴ってしまう。従っ
て、周期的で、且つ、時間的制約の大きいタスクを複数
実行する場合、リアルタイムＯＳの占有時間が大きくな
って、各タスクがその実行終了すべき時間までに、終わ
らないと言う欠点がある。また、タスクスイッチによる
切り替えが頻発すると、タスク監視に要する時間が大き
くなって、各タスクに割り当てられる実行時間が減少し
てしまう。
クの切り替えの際には、リアルタイムＯＳに於けるタス
クスイッチが使用されるが、タスクスイッチには、動作
上、オーバーヘッドが不可避的に伴ってしまう。従っ
て、周期的で、且つ、時間的制約の大きいタスクを複数
実行する場合、リアルタイムＯＳの占有時間が大きくな
って、各タスクがその実行終了すべき時間までに、終わ
らないと言う欠点がある。また、タスクスイッチによる
切り替えが頻発すると、タスク監視に要する時間が大き
くなって、各タスクに割り当てられる実行時間が減少し
てしまう。
【０００８】本発明の目的は、マルチメディアシステム
に適用することができるリアルタイムＯＳを提供するこ
とである。
に適用することができるリアルタイムＯＳを提供するこ
とである。
【０００９】本発明の他の目的は、複数のタスク間の切
り替えを迅速に行うことができるリアルタイムＯＳを提
供することである。
り替えを迅速に行うことができるリアルタイムＯＳを提
供することである。
【００１０】本発明の更に他の目的は、異なる実行時
間、フレームサイズ、サンプリング周波数を有するタス
クをも、過不足なく処理できるリアルタイムＯＳを提供
することである。
間、フレームサイズ、サンプリング周波数を有するタス
クをも、過不足なく処理できるリアルタイムＯＳを提供
することである。
【００１１】本発明の他の目的は、上記したリアルタイ
ムＯＳにより動作するコンピュータ及びリアルタイムＯ
Ｓを格納した記録媒体を提供することである。
ムＯＳにより動作するコンピュータ及びリアルタイムＯ
Ｓを格納した記録媒体を提供することである。
【００１２】
【課題を解決するための手段】本発明の一実施の形態に
よれば、複数のタスクを、順次、且つ、リアルタイム
に、タスクスイッチを切り替えることにより実行できる
リアルタイムＯＳにおいて、前記複数のタスクを予め定
められた基準のもとに、タスクブロックとしてグループ
に分類しておき、同一の前記タスクブロックに属するタ
スク間の切り替えの際には、前記タスクスイッチを介す
ることなく、直接、タスクブロック内におけるタスクの
切り替えを行うとともに、前記タスクブロック内に属し
ないタスクへの切り替えの際にのみ、前記タスクスイッ
チにより、切り替えを行うリアルタイムＯＳが得られ
る。
よれば、複数のタスクを、順次、且つ、リアルタイム
に、タスクスイッチを切り替えることにより実行できる
リアルタイムＯＳにおいて、前記複数のタスクを予め定
められた基準のもとに、タスクブロックとしてグループ
に分類しておき、同一の前記タスクブロックに属するタ
スク間の切り替えの際には、前記タスクスイッチを介す
ることなく、直接、タスクブロック内におけるタスクの
切り替えを行うとともに、前記タスクブロック内に属し
ないタスクへの切り替えの際にのみ、前記タスクスイッ
チにより、切り替えを行うリアルタイムＯＳが得られ
る。
【００１３】本発明の他の実施の形態によれば、前記タ
スクブロック内のタスクを選択するためのスケジューラ
が、各タスクブロック毎に、設けられており、且つ、前
記予め定められた基準は、各タスクの処理に要するデッ
ドライン時間、即ち、フレームサイズ及びサンプリング
周波数によって定められ、これによって、各タスクを同
一のタスクブロックに属するか否かを決定している。
スクブロック内のタスクを選択するためのスケジューラ
が、各タスクブロック毎に、設けられており、且つ、前
記予め定められた基準は、各タスクの処理に要するデッ
ドライン時間、即ち、フレームサイズ及びサンプリング
周波数によって定められ、これによって、各タスクを同
一のタスクブロックに属するか否かを決定している。
【００１４】更に、本発明のもう一つの実施の形態によ
れば、上記したリアルタイムＯＳを含むコンピュータ、
又は、上記したリアルタイムＯＳを格納した記録媒体が
得られる。
れば、上記したリアルタイムＯＳを含むコンピュータ、
又は、上記したリアルタイムＯＳを格納した記録媒体が
得られる。
【００１５】本発明の更に他の実施の形態によれば、複
数のタスクをリアルタイムに、順次、実行できるリアル
タイムＯＳに使用されるタスク管理方式において、前記
複数のタスクを予め定められた基準のもとに、タスクブ
ロックとしてグループに分類しておき、タスクブロック
単位で、リアルタイムＯＳのタスクスイッチに対するア
クセスを管理することを特徴とするタスク管理方式が得
られる。
数のタスクをリアルタイムに、順次、実行できるリアル
タイムＯＳに使用されるタスク管理方式において、前記
複数のタスクを予め定められた基準のもとに、タスクブ
ロックとしてグループに分類しておき、タスクブロック
単位で、リアルタイムＯＳのタスクスイッチに対するア
クセスを管理することを特徴とするタスク管理方式が得
られる。
【００１６】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照して、本発明の
実施の形態に係るリアルタイムＯＳを説明する。
実施の形態に係るリアルタイムＯＳを説明する。
【００１７】図１を参照して、本発明の概念的な構成を
説明する。図示されたリアルタイムＯＳは、ＯＳカーネ
ル部分と、タイマー割込を受け付けるインターバルタイ
マー処理部、及び、タスクブロックスケジューラ部とを
備えており、タスクブロックスケジューラ部では、タス
クブロックＡ−Ｘのスケジュールを管理している。図示
されている様に、各タスクブロックＡ−Ｘは、それぞれ
グループ化されたタスクを含んでおり、この例では、タ
スクブロックＡに、タスクａ１−ａ２が帰属しているも
のとする。同様に、他のタスクブロックにも、それぞれ
タスクｂ１−ｂ２等が帰属している。
説明する。図示されたリアルタイムＯＳは、ＯＳカーネ
ル部分と、タイマー割込を受け付けるインターバルタイ
マー処理部、及び、タスクブロックスケジューラ部とを
備えており、タスクブロックスケジューラ部では、タス
クブロックＡ−Ｘのスケジュールを管理している。図示
されている様に、各タスクブロックＡ−Ｘは、それぞれ
グループ化されたタスクを含んでおり、この例では、タ
スクブロックＡに、タスクａ１−ａ２が帰属しているも
のとする。同様に、他のタスクブロックにも、それぞれ
タスクｂ１−ｂ２等が帰属している。
【００１８】グループ化されたタスクは、後述する様
に、互いに類似した属性、即ち、グループ化基準を有し
ており、これらの属性の類似性に基づいて、各グループ
に分類されている。ここで、本発明に係るリアルタイム
ＯＳは、各タスクブロックＡ−Ｘ間のスケジュール間の
切り替えだけを管理しているだけで、各タスクブロック
内に於けるタスクの切り替えについて管理しない。この
関係で、タスクブロックＡ−Ｘ内には、各タスクブロッ
ク内のタスクを管理するタスクスケジューラ部がそれぞ
れ設けられている。
に、互いに類似した属性、即ち、グループ化基準を有し
ており、これらの属性の類似性に基づいて、各グループ
に分類されている。ここで、本発明に係るリアルタイム
ＯＳは、各タスクブロックＡ−Ｘ間のスケジュール間の
切り替えだけを管理しているだけで、各タスクブロック
内に於けるタスクの切り替えについて管理しない。この
関係で、タスクブロックＡ−Ｘ内には、各タスクブロッ
ク内のタスクを管理するタスクスケジューラ部がそれぞ
れ設けられている。
【００１９】この構成では、タスクブロック内における
タスクの切り替えの際には、リアルタイムＯＳまでアク
セスされることなく、各タスクブロック内のタスクブロ
ックスケジューラの制御のもとに、切り替えが行われ、
異なるタスクブロックのタスクに切り替えられる場合に
のみ、リアルタイムＯＳがアクセスされ、タスクスイッ
チによってタスクの切り替えが行われることになる。し
たがって、図示された構成においては、リアルタイムＯ
Ｓにおけるタスクスイッチによる切り替え頻度が少なく
なり、リアルタイムＯＳに加わる負担を大幅に軽減でき
る。
タスクの切り替えの際には、リアルタイムＯＳまでアク
セスされることなく、各タスクブロック内のタスクブロ
ックスケジューラの制御のもとに、切り替えが行われ、
異なるタスクブロックのタスクに切り替えられる場合に
のみ、リアルタイムＯＳがアクセスされ、タスクスイッ
チによってタスクの切り替えが行われることになる。し
たがって、図示された構成においては、リアルタイムＯ
Ｓにおけるタスクスイッチによる切り替え頻度が少なく
なり、リアルタイムＯＳに加わる負担を大幅に軽減でき
る。
【００２０】図２を参照して、本発明のリアルタイムＯ
Ｓによるタスク管理動作をより具体的に説明する。図２
では、リアルタイムＯＳによって処理されるプログラム
として、６つのプログラムＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ、及びＦ
が、存在する場合について、これらプログラムのグルー
プ化について説明する。
Ｓによるタスク管理動作をより具体的に説明する。図２
では、リアルタイムＯＳによって処理されるプログラム
として、６つのプログラムＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ、及びＦ
が、存在する場合について、これらプログラムのグルー
プ化について説明する。
【００２１】原則的に言えば、同時に実行する複数のプ
ログラム間でタスクスイッチを使用しなくても、各プロ
グラムの処理に必要なデッドライン時間を越えることが
なければ、グループ化、即ち、ブロック化することがで
きる。
ログラム間でタスクスイッチを使用しなくても、各プロ
グラムの処理に必要なデッドライン時間を越えることが
なければ、グループ化、即ち、ブロック化することがで
きる。
【００２２】ここで、デッドラインの時間は、フレーム
サイズと、サンプリング周波数（即ち、サンプリング周
期）とによって定まり、これらフレームサイズ及びサン
プリング周波数（サンプリング周期）は、プログラム実
行に許される時間枠及びプログラムの実行周期とをそれ
ぞれ意味している。例えば、フレームサイズが２で、サ
ンプリング周波数が２２．０５ＫＨｚ（即ち、４４μ
秒）の場合、８８μ秒がデッドライン時間となる。換言
すれば、当該プログラムに係る処理がこのデッドライン
時間内に終了すればよい。
サイズと、サンプリング周波数（即ち、サンプリング周
期）とによって定まり、これらフレームサイズ及びサン
プリング周波数（サンプリング周期）は、プログラム実
行に許される時間枠及びプログラムの実行周期とをそれ
ぞれ意味している。例えば、フレームサイズが２で、サ
ンプリング周波数が２２．０５ＫＨｚ（即ち、４４μ
秒）の場合、８８μ秒がデッドライン時間となる。換言
すれば、当該プログラムに係る処理がこのデッドライン
時間内に終了すればよい。
【００２３】更に、各サンプリング周期毎に実行される
プログラムの実行開始から終了までの占有時間をも考慮
しておく必要があり、この占有時間は、個々に、リアル
タイムＯＳにデータとして与えるものではなく、設計者
が認識して置くべきものであり、このことは、本発明に
限らず、リアルタイム性の要求されるシステムでは必ず
設計者によって認識されているものである。
プログラムの実行開始から終了までの占有時間をも考慮
しておく必要があり、この占有時間は、個々に、リアル
タイムＯＳにデータとして与えるものではなく、設計者
が認識して置くべきものであり、このことは、本発明に
限らず、リアルタイム性の要求されるシステムでは必ず
設計者によって認識されているものである。
【００２４】図２に示されている様に、プログラムＡは
フレームサイズ４、サンプリング周波数４４．１ＫＨｚ
（２２μ秒）、デッドライン時間８８μ秒、占有時間１
１μ秒であり、プログラムＢはフレームサイズ４、サン
プリング周波数４４．１ＫＨｚ（２２μ秒）、デッドラ
イン時間８８μ秒、占有時間４４μ秒である。同様に、
プログラムＣは、フレームサイズ４、サンプリング周波
数２２．０５ＫＨｚ（４４μ秒）、デッドライン時間１
７６μ秒、占有時間３３μ秒であり、プログラムＤは、
フレームサイズ４、サンプリング周波数２２．０５ＫＨ
ｚ（４４μ秒）、デッドライン時間１７６μ秒、占有時
間６６μ秒である。更に、プログラムＤは、フレームサ
イズ４、サンプリング周波数２２．０５ＫＨｚ（４４μ
秒）、デッドライン時間１７６μ秒、占有時間６６μ秒
であり、プログラムＥは、フレームサイズ８、サンプリ
ング周波数４４．１ＫＨｚ（２２μ秒）、デッドライン
時間１７６μ秒、占有時間６６μ秒であり、プログラム
Ｆは、サンプリング周波数４４．１ＫＨｚ（２２μ
秒）、デッドライン時間３５２μ秒、占有時間１１０μ
秒である。
フレームサイズ４、サンプリング周波数４４．１ＫＨｚ
（２２μ秒）、デッドライン時間８８μ秒、占有時間１
１μ秒であり、プログラムＢはフレームサイズ４、サン
プリング周波数４４．１ＫＨｚ（２２μ秒）、デッドラ
イン時間８８μ秒、占有時間４４μ秒である。同様に、
プログラムＣは、フレームサイズ４、サンプリング周波
数２２．０５ＫＨｚ（４４μ秒）、デッドライン時間１
７６μ秒、占有時間３３μ秒であり、プログラムＤは、
フレームサイズ４、サンプリング周波数２２．０５ＫＨ
ｚ（４４μ秒）、デッドライン時間１７６μ秒、占有時
間６６μ秒である。更に、プログラムＤは、フレームサ
イズ４、サンプリング周波数２２．０５ＫＨｚ（４４μ
秒）、デッドライン時間１７６μ秒、占有時間６６μ秒
であり、プログラムＥは、フレームサイズ８、サンプリ
ング周波数４４．１ＫＨｚ（２２μ秒）、デッドライン
時間１７６μ秒、占有時間６６μ秒であり、プログラム
Ｆは、サンプリング周波数４４．１ＫＨｚ（２２μ
秒）、デッドライン時間３５２μ秒、占有時間１１０μ
秒である。
【００２５】これらプログラムＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ、及
びＦのうち、プログラムＡ、Ｂ、及びＣのタスクがグル
ープ化される場合について図３を参照して検討する。こ
こで、プログラムＡ、Ｂ、及びＣのタスクがこの順序で
実行されるものとすると、図２からも明らかなように、
プログラムＡ及びＢのデッドライン時間は、８８μ秒で
あり、他方、プログラムＣのタスクのデッドライン時間
は、１７６μ秒であるから、これらのデッドライン時間
内に、各プログラムの占有時間で定められた処理を行う
ことができれば、これらのプログラムＡ、Ｂ、及びＣは
単一のタスクブロックとして、グループ化することがで
きる。
びＦのうち、プログラムＡ、Ｂ、及びＣのタスクがグル
ープ化される場合について図３を参照して検討する。こ
こで、プログラムＡ、Ｂ、及びＣのタスクがこの順序で
実行されるものとすると、図２からも明らかなように、
プログラムＡ及びＢのデッドライン時間は、８８μ秒で
あり、他方、プログラムＣのタスクのデッドライン時間
は、１７６μ秒であるから、これらのデッドライン時間
内に、各プログラムの占有時間で定められた処理を行う
ことができれば、これらのプログラムＡ、Ｂ、及びＣは
単一のタスクブロックとして、グループ化することがで
きる。
【００２６】図３には、サンプリング周波数４４．１Ｋ
Ｈｚ（２２μ秒）を基準時間単位(1)として、各プログ
ラムのタスクの処理時間が示されている。図３に示され
ているように、プログラムＡとＢについては、両者のデ
ッドライン時間である８８μ秒、即ち、４単位時間の間
に、占有時間１１及び４４μ秒の処理が行われる。更
に、この４単位時間内には、プログラムＣに関わる占有
時間３３マイクロ秒のタスクを行うことができる。した
がって、プログラムＣに定められたデッドライン時間１
７６μ秒内に、プログラムＣのタスクをも実行できる。
次の８８−１７６μ秒の４−８単位期間内の４単位時間
内には、プログラムＡ及びＢのタスクだけが実行され、
プログラムＣのタスクは実行されていない。このこと
は、プログラムＡ及びＢに定められたデッドライン時間
内に、これらプログラムＡ及びＢのタスクが実行される
ことを意味している。他方、プログラムＣのタスクは、
１７６μ秒から２６４μ秒の８−１２単位時間内の４単
位時間内に、実行されているから、プログラムＣに定め
られたデッドライン時間１７６μ秒内に、プログラムＣ
も実行されていることが分かる。
Ｈｚ（２２μ秒）を基準時間単位(1)として、各プログ
ラムのタスクの処理時間が示されている。図３に示され
ているように、プログラムＡとＢについては、両者のデ
ッドライン時間である８８μ秒、即ち、４単位時間の間
に、占有時間１１及び４４μ秒の処理が行われる。更
に、この４単位時間内には、プログラムＣに関わる占有
時間３３マイクロ秒のタスクを行うことができる。した
がって、プログラムＣに定められたデッドライン時間１
７６μ秒内に、プログラムＣのタスクをも実行できる。
次の８８−１７６μ秒の４−８単位期間内の４単位時間
内には、プログラムＡ及びＢのタスクだけが実行され、
プログラムＣのタスクは実行されていない。このこと
は、プログラムＡ及びＢに定められたデッドライン時間
内に、これらプログラムＡ及びＢのタスクが実行される
ことを意味している。他方、プログラムＣのタスクは、
１７６μ秒から２６４μ秒の８−１２単位時間内の４単
位時間内に、実行されているから、プログラムＣに定め
られたデッドライン時間１７６μ秒内に、プログラムＣ
も実行されていることが分かる。
【００２７】したがって、これらプログラムＡ−Ｃのタ
スクは、同一のタスクブロック内のタスクとしてグルー
プ化できる。
スクは、同一のタスクブロック内のタスクとしてグルー
プ化できる。
【００２８】図４には、同様な手法により、プログラム
Ａ、Ｂ、及びＤが、同一のタスクブロックとして、グル
ープ化できることが示されている。また、図２示された
プログラムＡ、Ｂ、及びＥも同様にして同一のタスクブ
ロックにグループ化できる。
Ａ、Ｂ、及びＤが、同一のタスクブロックとして、グル
ープ化できることが示されている。また、図２示された
プログラムＡ、Ｂ、及びＥも同様にして同一のタスクブ
ロックにグループ化できる。
【００２９】他方、プログラムＡ及びＢに対して、プロ
グラムＦのように、デッドライン時間が長く、且つ、占
有時間も長いプログラムを同一のタスクブロック内に、
グループ化することは、プログラムＦに係るタスクの占
有時間内に、他のプログラムＡ及びＢのデッドライン時
間を越えることになってしまうため、これらのプログラ
ムＡ、Ｂ、及びＦのタスクを同一のタスクブロックとし
て扱うことは困難である。このことは、リアルタイムＯ
Ｓのタスクスイッチを使用しないで、プログラムＦに対
する切り替えを行うことは、好ましくないことを示して
いる。
グラムＦのように、デッドライン時間が長く、且つ、占
有時間も長いプログラムを同一のタスクブロック内に、
グループ化することは、プログラムＦに係るタスクの占
有時間内に、他のプログラムＡ及びＢのデッドライン時
間を越えることになってしまうため、これらのプログラ
ムＡ、Ｂ、及びＦのタスクを同一のタスクブロックとし
て扱うことは困難である。このことは、リアルタイムＯ
Ｓのタスクスイッチを使用しないで、プログラムＦに対
する切り替えを行うことは、好ましくないことを示して
いる。
【００３０】図５を参照すると、プログラムＡ及びＢを
タスクブロック１としてグループ化する一方、タスクＦ
を別のタスクブロック２としてグループ化されている。
この構成により、これら３つのプログラムのタスクをリ
アルタイムに実行できる。より具体的に言えば、同一の
タスクブロック１に属するプログラムＡ及びＢのタスク
は、図３及び図４と同様に、リアルタイムＯＳのタスク
スイッチを介することなく、両プログラムＡ及びＢのタ
スクに定められたデッドライン時間内に実行できる。他
方、両プログラムＡ及びＢと異なるタスクブロック２に
属するプログラムＦへタスクブロック１から切り替える
時には、リアルタイムＯＳのタスクスイッチにより、切
り替えが行われ、また、プログラムＦのタスクの実行
中、プログラムＡ及びＢのデッドライン時間になると、
タスクブロック１への切り替えが、タスクスイッチの制
御のもとに行われることになる。
タスクブロック１としてグループ化する一方、タスクＦ
を別のタスクブロック２としてグループ化されている。
この構成により、これら３つのプログラムのタスクをリ
アルタイムに実行できる。より具体的に言えば、同一の
タスクブロック１に属するプログラムＡ及びＢのタスク
は、図３及び図４と同様に、リアルタイムＯＳのタスク
スイッチを介することなく、両プログラムＡ及びＢのタ
スクに定められたデッドライン時間内に実行できる。他
方、両プログラムＡ及びＢと異なるタスクブロック２に
属するプログラムＦへタスクブロック１から切り替える
時には、リアルタイムＯＳのタスクスイッチにより、切
り替えが行われ、また、プログラムＦのタスクの実行
中、プログラムＡ及びＢのデッドライン時間になると、
タスクブロック１への切り替えが、タスクスイッチの制
御のもとに行われることになる。
【００３１】図示された例では、プログラムＢのタスク
が終了する度毎に、プログラムＦにタスクスイッチによ
り切り替えられ、プログラムＡ及びＢのデッドライン時
間だけ、例えば、３３μ秒だけ実行された後、再度、タ
スクスイッチにより、プログラムＡに切り替えられる。
以後、同様にして、プログラムＦは、プログラムＡ及び
Ｂに定められたデッドライン時間の残存時間に、時分割
的に、実行し、最終的には、プログラムＦに定められた
デッドライン時間３５２μ秒内に、１１０μ秒の占有時
間、プログラムＦのタスクを処理する。
が終了する度毎に、プログラムＦにタスクスイッチによ
り切り替えられ、プログラムＡ及びＢのデッドライン時
間だけ、例えば、３３μ秒だけ実行された後、再度、タ
スクスイッチにより、プログラムＡに切り替えられる。
以後、同様にして、プログラムＦは、プログラムＡ及び
Ｂに定められたデッドライン時間の残存時間に、時分割
的に、実行し、最終的には、プログラムＦに定められた
デッドライン時間３５２μ秒内に、１１０μ秒の占有時
間、プログラムＦのタスクを処理する。
【００３２】このように、タスクブロック間の切り替え
の際にのみ、タスクスイッチを使用することにより、タ
スクスイッチの動作に要する時間を短縮できると共に、
リアルタイムＯＳに加わる負荷を軽減できる。
の際にのみ、タスクスイッチを使用することにより、タ
スクスイッチの動作に要する時間を短縮できると共に、
リアルタイムＯＳに加わる負荷を軽減できる。
【００３３】一方、従来技術のように、プログラムＡ−
Ｆをタスクブロックに分けず、各プログラムのタスクの
終了、或いは、割込の際に、全て、リアルタイムＯＳの
タスクスイッチを利用する場合、例えば、図５におい
て、プログラムＡからプログラムＢへの切り替えの際、
プログラムＢからプログラムＦへの切り替えの際、及
び、プログラムＦからプログラムＡへの切り替えの際、
全てに、リアルタイムＯＳのタスクスイッチを使用した
場合、タスクスイッチによる切り替え動作時間だけ、各
プログラムのタスク処理時間は、遅れることになり、最
終的には、プログラムＦを当該プログラムのデッドライ
ン時間中に処理できなくなってしまう。したがって、リ
アルタイムＯＳのタスクスイッチだけに頼って、タスク
の切り替えを行うことは、種々のプログラムの混在が予
測されるマルチメディアには、対処できないことが推測
される。
Ｆをタスクブロックに分けず、各プログラムのタスクの
終了、或いは、割込の際に、全て、リアルタイムＯＳの
タスクスイッチを利用する場合、例えば、図５におい
て、プログラムＡからプログラムＢへの切り替えの際、
プログラムＢからプログラムＦへの切り替えの際、及
び、プログラムＦからプログラムＡへの切り替えの際、
全てに、リアルタイムＯＳのタスクスイッチを使用した
場合、タスクスイッチによる切り替え動作時間だけ、各
プログラムのタスク処理時間は、遅れることになり、最
終的には、プログラムＦを当該プログラムのデッドライ
ン時間中に処理できなくなってしまう。したがって、リ
アルタイムＯＳのタスクスイッチだけに頼って、タスク
の切り替えを行うことは、種々のプログラムの混在が予
測されるマルチメディアには、対処できないことが推測
される。
【００３４】図６を参照すると、図２−５の動作を行う
本発明の一実施の形態に係るリアルタイムＯＳを説明す
るためのブロック図が示されている。
本発明の一実施の形態に係るリアルタイムＯＳを説明す
るためのブロック図が示されている。
【００３５】図示されたリアルタイムＯＳは、その単位
処理動作によって特徴づけられるブロックによってあら
わされており、ここでは、インターバルタイマ割込を受
けて動作を行うインターバルタイマ処理部１０、周期間
隔検出部１１、待合登録部１２、タスクスイッチ部１
３、カレントタスク判定部１４、及び、タスクブロック
制御部１５とを備えている。図示されたタスクブロック
制御部１５は、当該タスクブロックに属するタスクの実
行開始をスケジュールするタスクブロックスケジューラ
１６を有しており、タスクブロックスケジューラ部１６
は、タスクブロック内のタスク１７の動作を管理する。
また、図示された例では、間隔テーブル２０、待合テー
ブル２１、システム管理テーブル２２、タスクコントロ
ールテーブル２３とが設けられている。尚、上記した周
期間隔検出部１１、待合登録部１２、タスクスイッチ部
１３、及び、カレントタスク判定部１４は、カレントタ
スクの実行開始をコントロールするためのタスクスケジ
ューラーとして動作する。
処理動作によって特徴づけられるブロックによってあら
わされており、ここでは、インターバルタイマ割込を受
けて動作を行うインターバルタイマ処理部１０、周期間
隔検出部１１、待合登録部１２、タスクスイッチ部１
３、カレントタスク判定部１４、及び、タスクブロック
制御部１５とを備えている。図示されたタスクブロック
制御部１５は、当該タスクブロックに属するタスクの実
行開始をスケジュールするタスクブロックスケジューラ
１６を有しており、タスクブロックスケジューラ部１６
は、タスクブロック内のタスク１７の動作を管理する。
また、図示された例では、間隔テーブル２０、待合テー
ブル２１、システム管理テーブル２２、タスクコントロ
ールテーブル２３とが設けられている。尚、上記した周
期間隔検出部１１、待合登録部１２、タスクスイッチ部
１３、及び、カレントタスク判定部１４は、カレントタ
スクの実行開始をコントロールするためのタスクスケジ
ューラーとして動作する。
【００３６】ここで、間隔テーブル２０は、各タスクの
実行開始時間を監視するテーブルであり、この間隔２０
の内容は、インターバルタイマ割込の度毎に、インター
バルタイマ処理部１０によって更新される。また、周期
間隔検出部１１は、間隔テーブル２０にアクセスして、
実行開始しなければならないテーブルを検索し、検索の
結果に基づいて、現在実行されているカレントタスク１
７を制御する。具体的に説明すれば、周期間隔検出部１
１における検索の結果、実行開始すべきタスクが存在し
なければ、現在実行されているカレントタスク１７に戻
り、他方、間隔テーブル２０に実行開始しなければなら
ないタスクが存在する場合、周期間隔検出部１１は、実
行開始するタスクをカレントタスク判定部１４に送出す
る。
実行開始時間を監視するテーブルであり、この間隔２０
の内容は、インターバルタイマ割込の度毎に、インター
バルタイマ処理部１０によって更新される。また、周期
間隔検出部１１は、間隔テーブル２０にアクセスして、
実行開始しなければならないテーブルを検索し、検索の
結果に基づいて、現在実行されているカレントタスク１
７を制御する。具体的に説明すれば、周期間隔検出部１
１における検索の結果、実行開始すべきタスクが存在し
なければ、現在実行されているカレントタスク１７に戻
り、他方、間隔テーブル２０に実行開始しなければなら
ないタスクが存在する場合、周期間隔検出部１１は、実
行開始するタスクをカレントタスク判定部１４に送出す
る。
【００３７】カレントタスク判定部１４では、当該タス
クの属するタスクブロックを判定し、そのタスクが現在
実行されているカレントタスクと同一のタスクブロック
に属している場合には、カレントタスク判定部１４は、
タスクブロック制御部１５に、次のタスクが同一のタス
クブロックに属していることを指示する。タスクブロッ
ク制御部１５では、タスクブロックスケジューラ部１６
により、現在実行されているカレントタスク１７をカレ
ントタスク判定部１４によって指示されたタスクに切り
替え、当該タスクを実行開始する。
クの属するタスクブロックを判定し、そのタスクが現在
実行されているカレントタスクと同一のタスクブロック
に属している場合には、カレントタスク判定部１４は、
タスクブロック制御部１５に、次のタスクが同一のタス
クブロックに属していることを指示する。タスクブロッ
ク制御部１５では、タスクブロックスケジューラ部１６
により、現在実行されているカレントタスク１７をカレ
ントタスク判定部１４によって指示されたタスクに切り
替え、当該タスクを実行開始する。
【００３８】一方、実行開始すべきタスクがカレントタ
スクと異なるタスクブロックに属していることが、カレ
ントタスク判定部１４で判定された場合、当該実行開始
すべきタスクを待合登録部１２により、待合テーブル２
１に当該実行開始すべきタスクを登録すると共に、タス
クスイッチ部１３に、異なるタスクブロックに属するタ
スクの到来を指示する。タスクスイッチ部１３では、待
合登録部１２から指示を受けると、待合テーブル２１に
アクセスして、当該待合テーブル２１に登録されている
実行開始すべきタスクへ切り替えを行うよう、タスクブ
ロック制御部１５に指示し、タスクブロック制御部１５
では、他のタスクブロックのタスクに切り替えを行う。
スクと異なるタスクブロックに属していることが、カレ
ントタスク判定部１４で判定された場合、当該実行開始
すべきタスクを待合登録部１２により、待合テーブル２
１に当該実行開始すべきタスクを登録すると共に、タス
クスイッチ部１３に、異なるタスクブロックに属するタ
スクの到来を指示する。タスクスイッチ部１３では、待
合登録部１２から指示を受けると、待合テーブル２１に
アクセスして、当該待合テーブル２１に登録されている
実行開始すべきタスクへ切り替えを行うよう、タスクブ
ロック制御部１５に指示し、タスクブロック制御部１５
では、他のタスクブロックのタスクに切り替えを行う。
【００３９】この際、タスクスイッチ１３は、システム
管理テーブル２２のタスク情報の更新を行うと共に、タ
スクコントロールテーブル２３を使って、タスクリソー
スの保存、復帰を行う。
管理テーブル２２のタスク情報の更新を行うと共に、タ
スクコントロールテーブル２３を使って、タスクリソー
スの保存、復帰を行う。
【００４０】上述したように、本発明では、複数のタス
ク１７を各プログラムのデッドライン時間等を基準にし
て、単一のタスクブロックに纏められている。このた
め、異なるタスクブロックのタスクを実行開始する場合
にだけ、タスクスイッチ部１３で待合テーブル２１に登
録してある実行タスクへタスクスイッチ部１３で切り替
えが行なわれることになり、リアルタイムＯＳによって
制御されるタスクスイッチ１３の使用頻度は大幅に少な
くなり、結果として、リアルタイムＯＳに加わる負担を
大幅に軽減できる。
ク１７を各プログラムのデッドライン時間等を基準にし
て、単一のタスクブロックに纏められている。このた
め、異なるタスクブロックのタスクを実行開始する場合
にだけ、タスクスイッチ部１３で待合テーブル２１に登
録してある実行タスクへタスクスイッチ部１３で切り替
えが行なわれることになり、リアルタイムＯＳによって
制御されるタスクスイッチ１３の使用頻度は大幅に少な
くなり、結果として、リアルタイムＯＳに加わる負担を
大幅に軽減できる。
【００４１】上記したように、全てのタスク１７は、間
隔テーブル２０にしたがって、実行開始されると共に、
各タスクブロック毎に、タスクスブロックスケジューラ
部１６によって管理されている。
隔テーブル２０にしたがって、実行開始されると共に、
各タスクブロック毎に、タスクスブロックスケジューラ
部１６によって管理されている。
【００４２】ここで、間隔テーブル２０の内容につい
て、図７を参照して説明する。
て、図７を参照して説明する。
【００４３】図７では、ｎ＋１個のタスクブロック０−
ｎが存在し、且つ、各タスクブロックには、ｍ＋１個の
タスク０−ｍが存在している場合の間隔テーブル２０の
構成が示されている。即ち、間隔テーブル２０は、タス
クブロックに対応しｎ＋１個のタスクブロック領域に分
けられており、更に、各タスクブロック領域はそれぞれ
ｍ＋１個のタスク領域に区分されている。各タスク領域
には、それぞれカレントフレームカウンタＣＣ、第一の
フレームカウンタＦＣ１、及び第二のフレームカウンタ
ＦＣ２が設けられている。この例の場合、カレントフレ
ームカウンタＣＣには、当該リアルタイムＯＳに設けら
れたタイマのクロック周波数と、対応するプログラムの
フレームサイズとの積とが、初期値として設定されてお
り、他方、第一のフレームカウンタＦＣ１には、対応す
るプログラムのサンプリング周波数が設定されており、
第二のフレームカウンタＦＣ２には、タイマのクロック
周波数と、フレームサイズの積がそれぞれ初期値として
設定されている。
ｎが存在し、且つ、各タスクブロックには、ｍ＋１個の
タスク０−ｍが存在している場合の間隔テーブル２０の
構成が示されている。即ち、間隔テーブル２０は、タス
クブロックに対応しｎ＋１個のタスクブロック領域に分
けられており、更に、各タスクブロック領域はそれぞれ
ｍ＋１個のタスク領域に区分されている。各タスク領域
には、それぞれカレントフレームカウンタＣＣ、第一の
フレームカウンタＦＣ１、及び第二のフレームカウンタ
ＦＣ２が設けられている。この例の場合、カレントフレ
ームカウンタＣＣには、当該リアルタイムＯＳに設けら
れたタイマのクロック周波数と、対応するプログラムの
フレームサイズとの積とが、初期値として設定されてお
り、他方、第一のフレームカウンタＦＣ１には、対応す
るプログラムのサンプリング周波数が設定されており、
第二のフレームカウンタＦＣ２には、タイマのクロック
周波数と、フレームサイズの積がそれぞれ初期値として
設定されている。
【００４４】例えば、図２に示されたプログラムＡの場
合、カレントフレームカウンタＣＣに、４４．１００Ｋ
Ｈｚのタイマクロック周波数と、フレームサイズ４との
積が設定されており、第一のフレームカウンタＦＣ１に
は、４４．１００ＫＨｚのサンプリング周波数、及び、
第二のフレームカウンタＦＣ２には、４４．１００ＫＨ
ｚのタイマクロック周波数と、フレームサイズ４との積
がそれぞれ設定されている。
合、カレントフレームカウンタＣＣに、４４．１００Ｋ
Ｈｚのタイマクロック周波数と、フレームサイズ４との
積が設定されており、第一のフレームカウンタＦＣ１に
は、４４．１００ＫＨｚのサンプリング周波数、及び、
第二のフレームカウンタＦＣ２には、４４．１００ＫＨ
ｚのタイマクロック周波数と、フレームサイズ４との積
がそれぞれ設定されている。
【００４５】ここで、間隔テーブル２０に存在する全て
のカレントフレームカウンタＣＣの内容は、タイマクロ
ック周波数の間隔毎に、第一のフレームカウンタＦＣ１
のカウント値にしたがって減算され、カレントフレーム
カウンタＣＣが０以下になった時点で、実行開始プログ
ラムであることが指示される。他方、カレントフレーム
ＣＣの内容は、タスク終了時に、終了タスクに該当する
第二のフレームカウンタＦＣ２のカウント値にしたがっ
て、順次カウントアップされ、デッドライン時間の監視
が行われる。
のカレントフレームカウンタＣＣの内容は、タイマクロ
ック周波数の間隔毎に、第一のフレームカウンタＦＣ１
のカウント値にしたがって減算され、カレントフレーム
カウンタＣＣが０以下になった時点で、実行開始プログ
ラムであることが指示される。他方、カレントフレーム
ＣＣの内容は、タスク終了時に、終了タスクに該当する
第二のフレームカウンタＦＣ２のカウント値にしたがっ
て、順次カウントアップされ、デッドライン時間の監視
が行われる。
【００４６】上記した間隔テーブル２０の内容を監視す
る事により、図１乃至図５を参照して説明した動作を行
うことができる。
る事により、図１乃至図５を参照して説明した動作を行
うことができる。
【００４７】
【発明の効果】以上述べたように、本発明によれば、複
数のタスクをブロック化、又は、グループ化することに
より、グループ内のタスクの切り替えの際には、リアル
タイムＯＳのタスクスイッチを使用することなく、タス
クブロックを管理するブロックスケジューラにより、切
り替えることにより、複数のタスク実行に、タスクスイ
ッチによって生じるオーバーヘッドを大幅に改善できる
と共に、リアルタイムＯＳに加わる負荷を軽減できると
言う利点がある。また、本発明では、複数のタスクを含
むタスクブロック単位で、リアルタイムＯＳに対するア
クセスを管理できるため、リアルタイムＯＳに加わる負
担を軽減できる。
数のタスクをブロック化、又は、グループ化することに
より、グループ内のタスクの切り替えの際には、リアル
タイムＯＳのタスクスイッチを使用することなく、タス
クブロックを管理するブロックスケジューラにより、切
り替えることにより、複数のタスク実行に、タスクスイ
ッチによって生じるオーバーヘッドを大幅に改善できる
と共に、リアルタイムＯＳに加わる負荷を軽減できると
言う利点がある。また、本発明では、複数のタスクを含
むタスクブロック単位で、リアルタイムＯＳに対するア
クセスを管理できるため、リアルタイムＯＳに加わる負
担を軽減できる。
【図１】本発明に係るリアルタイムＯＳの概念を説明す
るための原理図である。
るための原理図である。
【図２】本発明に係るリアルタイムＯＳにより、実行さ
れるプログラムのパラメータを例示して説明するための
図である。
れるプログラムのパラメータを例示して説明するための
図である。
【図３】図２に示されたプログラムの内、単一ブロック
内に帰属させることができるプログラムの組み合わせの
一例をその動作と共に説明するためのタイムチャートで
ある。
内に帰属させることができるプログラムの組み合わせの
一例をその動作と共に説明するためのタイムチャートで
ある。
【図４】図２に示されたプログラムの内、単一ブロック
内に帰属させることができるプログラムの組み合わせの
他の例をその動作と共に説明するためのタイムチャート
である。
内に帰属させることができるプログラムの組み合わせの
他の例をその動作と共に説明するためのタイムチャート
である。
【図５】図２に示されたプログラムの内、単一ブロック
内に帰属させることができるプログラムと、単一ブロッ
ク内に帰属させることのできないプログラムの組み合わ
せの例をその動作と共に説明するためのタイムチャート
である。
内に帰属させることができるプログラムと、単一ブロッ
ク内に帰属させることのできないプログラムの組み合わ
せの例をその動作と共に説明するためのタイムチャート
である。
【図６】本発明の一実施の形態に係るリアルタイムＯＳ
を説明するためのブロック図である。
を説明するためのブロック図である。
【図７】図６の実施の形態に使用される間隔テーブルの
構成を説明するための図である。
構成を説明するための図である。
１０ インターバルタイマ
処理部 １１ 周期間隔検出部 １２ 待合登録部 １３ タスクスイッチ部 １４ カレントタスク判定
部 １５ タスクブロック制御
部 １６ タスクブロックスケ
ジューラ部 １７ タスク ２０ 間隔テーブル ２１ 待合テーブル ２２ システム管理テーブ
ル ２３ タスクコントロール
テーブル
処理部 １１ 周期間隔検出部 １２ 待合登録部 １３ タスクスイッチ部 １４ カレントタスク判定
部 １５ タスクブロック制御
部 １６ タスクブロックスケ
ジューラ部 １７ タスク ２０ 間隔テーブル ２１ 待合テーブル ２２ システム管理テーブ
ル ２３ タスクコントロール
テーブル
フロントページの続き (72)発明者 藤原 雄治 神奈川県川崎市中原区小杉町一丁目403番 53 日本電気アイシーマイコンシステム株 式会社内
Claims (8)
- 【請求項１】 複数のタスクを、順次、且つ、リアルタ
イムに、タスクスイッチを切り替えることにより実行で
きるリアルタイムＯＳにおいて、前記複数のタスクを予
め定められた基準のもとに、タスクブロックとしてグル
ープに分類しておき、同一の前記タスクブロックに属す
るタスク間の切り替えの際には、前記タスクスイッチを
介することなく、直接、タスクブロック内におけるタス
クの切り替えを行うとともに、同一の前記タスクブロッ
ク内に属しないタスクへの切り替えの際にのみ、前記タ
スクスイッチにより、切り替えを行うことを特徴とする
リアルタイムＯＳ。 - 【請求項２】 請求項１において、前記タスクブロック
内のタスクを選択するためのスケジューラが、各タスク
ブロック毎に、設けられていることを特徴とするリアル
タイムＯＳ。 - 【請求項３】 請求項１、または、２において、前記予
め定められた基準は、各タスクの実行デッドライン時間
であり、各タスクブロックに属するタスクは、デッドラ
イン時間内に、終了するように、組み合わされているこ
とを特徴とするリアルタイムＯＳ。 - 【請求項４】 請求項３において、前記デッドライン時
間は、フレームサイズ、及び、サンプリング周波数によ
って定まることを特徴とするリアルタイムＯＳ。 - 【請求項５】 請求項１乃至４のいずれかにおいて、イ
ンターバル割込の際、割込毎に、各タスクブロック内の
タスクの実行開始時間を管理する間隔テーブルを備え、
当該間隔テーブルの検索結果に基づいて、前記タスクブ
ロック内のタスク間の切り替え及び前記タスクブロック
に属しないタスクへの切り替えを行うことを特徴とする
リアルタイムＯＳ。 - 【請求項６】 請求項１乃至５のいずれかに記載された
リアルタイムＯＳによって動作することを特徴とするコ
ンピュータ。 - 【請求項７】 請求項１乃至４のいずれかに記載された
リアルタイムＯＳを格納した記録媒体。 - 【請求項８】 複数のタスクをリアルタイムに、順次、
実行できるリアルタイムＯＳに使用されるタスク管理方
式において、前記複数のタスクを予め定められた基準の
もとに、タスクブロックとしてグループに分類してお
き、タスクブロック単位で、リアルタイムＯＳのタスク
スイッチに対するアクセスを管理することを特徴とする
タスク管理方式。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9031930A JP3037182B2 (ja) | 1997-02-17 | 1997-02-17 | タスク管理方式 |
| US09/024,139 US6430594B1 (en) | 1997-02-17 | 1998-02-17 | Real-time operating system and a task management system therefor |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9031930A JP3037182B2 (ja) | 1997-02-17 | 1997-02-17 | タスク管理方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10228385A true JPH10228385A (ja) | 1998-08-25 |
| JP3037182B2 JP3037182B2 (ja) | 2000-04-24 |
Family
ID=12344699
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9031930A Expired - Fee Related JP3037182B2 (ja) | 1997-02-17 | 1997-02-17 | タスク管理方式 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6430594B1 (ja) |
| JP (1) | JP3037182B2 (ja) |
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