JPH10511484A - 技術的プロセスの制御方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 １．技術的プロセス又は工程の制御方法、例えば車両における技術的プロセス又は工程の制御方法であって、１つの複雑ないし複合的な制御プログラムが、制御装置のマイクロコンピュータにより実行されようにした方法が提案される。ここで、前記の１つの複雑ないし複合的な制御プログラムが複数のタスクプログラムに分割されている。タスクプログラム（Ｂ）内部でのデータ無矛盾性ないし一貫性の確保のため、複数のタスクプログラム（Ａ，Ｂ、Ｃ）によりアクセスされる大域的変数（Ｘ）に対して、大域的コピー（ｍｓｇｘ）の他にその都度局所的コピー（ｍｓｇｘ（Ｂ））をも、設けることが提案される。相応のタスクプログラム（Ｂ）は、それの実行処理期間中大域的コピー（ｍｓｇｘ）におけるエントリに対してアクセスをし、そして、変数（Ｘ）に対する局所的コピー（ｍｓｇｘ（Ｂ））を更新する。それに引き続いて、タスクプログラム（Ｂ）は、局所的コピー（ｍｓｇｘ（Ｂ））で動作する。

Description

【発明の詳細な説明】 技術的プロセスの制御方法 従来技術 本発明はメインクレームの上位概念による方法を基礎とする。最新の制御装置 において、使用されているマイクロコンピュータは、屡々著しく能率的であり、 ここで、マイクロコンピュータは、複数のタスクを並列処理し得る程に能率的で ある。上記の能率性ないし効率は、殊に、個個、個別のコンピュータが複数の制 御−及び調整−タスクを同時に果たすように構成されたプロセス制御装置におい て、活用される。殊に、車両分野部門では、著しく複雑ないし複合的な制御タス クを果たすべき制御装置が屡々使用される。それの例としては、機関制御装置、 ギヤ制御装置等が挙げられる。１つのコンピュータ上にて準同時処理を達成する ため、個々のタスク間で切換をする方法が使用される。このために、典型的には 相応の制御装置にてオペレーションシステムが使用される。 上位概念による方法は、下記論文から既に公知である：Ｅｌｅｋｔｒｏｎｉｋ Ｎｏ.１８，１９９２，第１２０〜１２８頁中の Ｂｅｒｎｄ Ａｃｋｅｒｍ ａｎｎ著述論文 “ｅｉｎｇｅｂｅｔｔｅｔｅ Ｓｙｓｔｅｍｅ”（インフィッ クス形ないし埋め込み形シ ステム）に対する実時間−オペレーションシステムへの要求に関する論文。上記 論文中では、マイクロコンピュータを有する制御装置に対する実時間−オペレー ションシステムの重要な要件ないしフィーチャ、特性的事項が記載されている。 シーケンス制御に対して、換言すれば個々のタスクプログラムの相互整合性に対 して、プロセスマネージャと称されるプログラムが責任がある。上記プログラム によっては、ＣＰＵの配分が制御され、そして、すべての経過するタスクプログ ラム（ｔａｓｋｓ）が整合される。プロセスマネージャにより複数のタスクプロ グラムの準同時的並列的、パラレルな実行が可能になり、このことは、マルチタ スキングと称される。リポート中に記載されているプロセスマネージャは次のよ うに設計されている、即ち、丁度実行されているプログラムを中断、割り込み− インタラプトして、システム全体の動作にとって、瞬時にてより重要（より高い 優先度、優先性の）タスクプログラムをスタートし得るように設計されている。 中断、割り込み−インタラプトされたプログラムは、当該の中断、割り込み−イ ンタラプトされた個所から継続される（より高い優先度、優先性のプログラムが 終了した場合）。丁度実行されているタスクプログラムを中断、割り込み−イン タラプトし得るようにする手法は、優先使用−スケジューリング又は割込、優先 使用マルチタスキングとも称される。 その他に、文献中には、共同的スケジューリング又は共同的、協調的マルチタ スキングも公知技術として示されている。その種のシーケンス制御の場合、先立 って、プログラム中にて設定された切換点においてのみ、種々のタスクプログラ ム間での切換が可能である。ここで、要するに、タスクプログラムは、いつでも 中断、割り込み−インタラプトされ得るという訳ではない。 同時に経過進行するするプログラム間では、一般にデータ交換が必要である、 例えば、測定された入力量又は制御偏差は、他のタスクプログラムに通報される 。通常、個々のタスクプログラム間のデータ交換は、共通のメモリ領域（大域変 数とも称される）を介して行われる。タスクプログラム間での切換のため割込優 先度、優先使用−切換ストラテジィが選ばれる場合、共通のメモリ領域を介して データ交換の際、次の問題が生起する。 タスクプログラムが複数の個所にて大域変数をアクセスするに際して、大域変 数は、次のような場合、種々のアクセス個所にて種々の値をとり得る、即ち、比 較的高い優先度、優先性のタスクプログラムにより第１プログラムが中断、割り 込み−インタラプトされる際、そして、それの実行中大域変数の値が変化される 場合、種々の値をとり得る。その結果、或１つのプログラムの入力量が、それの 実行（処理）中変化し得る 。それにより、誤ったプログラムシーケンスが惹起され得る。その問題は、デー タ矛盾性、非一貫性と称される。これに反して、全処理持続時間中タスクプログ ラムに対する入力量が変化しない場合データ無矛盾性、一貫性が存在するのであ る。 発明の利点 本発明により、それのメインクレームの特徴事項により得られる利点とすると ころは、そこにて複数の該プログラムを相互に中断、割り込み−インタラプトさ せ得る１つの複雑ないし複合的、複合制御プログラムにてデータ無矛盾性、一貫 性が簡単に確保されることである。データ無矛盾性、一貫性の確保により、該プ ログラムは、順次実行されるものであるかのような振る舞いをする。従って、プ ログラムはタスクプログラム間での切換に対する優先使用形又は共同的切換スト ラテジィが選定されるかに無関係に開発される。この殊により、亦、制御プログ ラムの開発の際、殊に、種々のシステム間での制御プログラムの移植の際、利点 が与えられる。プログラム作成の際、プログラムが優先使用形又は共同的切換ス トラテジィが開発されたか否か、又は、プログラムが、インタラプト−ルーチン として、又は通常の実行、処理のため設けられているか、を考慮する必要はない 。更に、本発明の方法使用の際の開発されたプログラムのテストも著しく簡単化 される。即ち、プログラムにて各命令限界にて入力量 の可能な変化を考慮することは、もはや必要でない。寧ろ実行の始めにて１度入 力量を選定すれば十分である。 ソフトウエア開発に際しての準並列タスクプログラムの関数シミュレーション の情報量も本発明の方法により著しく高められる。開発シミュレーションは、常 に順次行われるので、タスクプログラム間での中断、割り込み−インタラプト切 換（殊に優先使用切換ストラテジィ、戦略）付きシステムに対して、単に、僅か な情報量を有する。即ち、シミュレーションプログラムは、それのインプリメン テーションにおいて当該の最終プログラムとは相違し、そして、最終プログラム とは相違する特性を呈する。本発明の方法の使用により、プログラムは、中断、 割り込み−インタラプト切換にも拘わらず、恰も順次、経過するかのような振る 舞い動作をする。それにより、シミュレーションと現実との一致する特性を達成 できる。 サブクレーム中に規定された手段によっては、メインクレーム中に規定された 方法の有利な発展形態及び改良が可能である。１つの変数の大域的（グローバル ）コピーから１つの変数の局所的（ローカル）コピー内へのエントリの転送が、 中断、割り込み−インタラプト不能のマイクロコンピュータ命令により、又はマ イクロコンピュータ命令の中断、割り込み−インタラプト不能のシーケンスによ り行われる。それにより、 データ無矛盾性、一貫性は、次のような場合にも確保される、即ち、よりによっ て、１つのタスクプログラムにより大域変数の居所（ローカル）コピーが更新さ れる瞬時にて、中断、割り込み−インタラプトが他のタスクプログラムにより行 われ、該他のタスクプログラムは、それらの実行中大域的コピーでのエントリを 変化させる場合にも確保されるのである。 請求の範囲３の手段により、次のような場合にもデータ無矛盾性、一貫性が確 保される、即ち、１つのタスクプログラムにより、大域変数が新たに求められ、 ないし、計算され、次いで大域変数の更新が行われる場合にも確保される。 図面 本発明の１実施例が図示されており、以降の説明において詳述する。図１は、 制御装置の概略的ブロック接続図である。図２は、データ無矛盾性、一貫性の与 えられていない際のプログラムシーケンスの第１例を示す。図３は、データ無矛 盾性、一貫性の与えられていない際のプログラムシーケンスの第２例を示す。図 ４は、第１例によるプログラムシーケンスを示し、ここで、本事例にてデータ無 矛盾性、一貫性が確保される。図５は、第２例によるプログラムシーケンスを示 し、ここで、本事例にてデータ無矛盾性、一貫性が確保される。図６は、図４の 本発明のプログラムシーケンスの概略図である。図７は本発明の２つのタスクプ ログラム間のデータ交換の様子を示す概略図である。 発明の説明 図１中参照番号１０は技術的工程又はプロセスの制御のための任意の電子的制 御装置を示す。本発明は、専ら、車両−制御装置の分野にて使用されるべきもの である、即ち、機関−制御装置、ギヤ変速機制御装置、ブレーキ制御装置、空調 制御装置等が使用されるものである。但し、本発明は、当該の使用分野に限られ ておらず、寧ろ、任意の電子的制御装置において複雑ないし複合的な制御過程− 化学的プロセス、工作機械制御部、洗濯機制御部等の制御のため使用され得る。 参照番号１１は、制御装置１０のマイクロコンピュータである。参照番号１２は 、制御装置１０の記憶装置を示す。記憶装置１２は、例えば書込／読み取りメモ り（ＲＡＭ）及び固定値メモリ（ＥＰＲＯＭ）から成る。参照番号１３は、制御 装置１０の入力／出力ユニットを示す。その中には、測定値検出のため、及び所 定の出力側の制御のためのすべての回路が設けられている。入力／出力ユニット 中には、殊に、Ａ／Ｄ変換器及びインタラプト−割込ロジックを設け得る。制御 装置１０にはセンサ１４及びアクチュエータ１５が接続されている。その種制御 装置１０の具体的構成は、当業者にとって、技術水準から十分に公知であり、そ の結果以下詳述しない。以下、図２及び図３を用いて複数のタスクプログラム（ それらは相互に中断、割り 込み−インタラプトし得る）の実行の際のデータ無矛盾性、一貫性の問題性を示 す。 図２には、制御装置１０のプログラムシーケンスの１セクションを示す。参照 番号Ａは、第１タスクプログラムを示す。参照番号Ｂは、第２タスクプログラム を示す。第３タスクプログラムを示す。タスクプログラムＡ，Ｂ，Ｃはオペレー ションシステムによる制御下で実行される。ここで実行の順序は、いつも同じと は限らない。タスクプログラムＡは、例えば、１つの所定の時間パターンで呼び 出され得る。タスクプログラムＡは例えば、タスクプログラムＢとは別の時間パ ターンで呼び出され得る。タスクプログラムＣは、インタラプト、割込プログラ ムとして構成され得、インタラプト−要求に従ってのみ実行され得る。タスクプ ログラムの実行の順序は、図２中矢印で示す。先ず、タスクプログラムＡが実行 される。特に際立ったプログラムステップとしては、プログラムＡ中に変数Ｘが （Ｍａｘ−Ｍｉｎ）／２にセットされるというインストラクションないしステー トメントが示されている。ここで、変数Ｘは、大域変数であり、該変数に対して 、タスクプログラム３もアクセスし得る。大域変数は、例えば、任意の測定量、 例えば、機関回転数、機関温度、絞り弁角度、吸い込み空気量等であり得る。但 し、計算量、例えば動作不安定性、回転むらであってもよい。タスクプログラム Ａが実行された後、タスク プログラムＢは、次のプログラムとして実行される。その場合、場合により複数 の先行のインストラクションないしステートメントの後、変数Ｘの実際の値が所 定の最大値Ｍaxより大である場合に対して、aktion＿zu＿gross（）；“アクシ ョン＿過度に＿大（）“なるインストラクションないしステートメントが実施さ れる。また、その代わりに、変数Ｘの実際の値が所定の最小値Ｍinより小である 場合に対して、aktion＿zu＿klein（）；“アクション＿最小値＿小（）”なる インストラクションないしステートメントが実施される。大域変数が先以てタス クプログラムＡにて、値（Ｍax−Ｍin）／２にセットされたので、前述の条件の いずれも充足されず、そして、次に、Bearbeite（ｘ）；“アクション：（Ｘ） を処理せよ”なるインストラクションないしステートメントが実行されるべき筈 のものである。ところが上記インストラクションないしステートメントの実行、 処理はされない、それというのは先立って、タスクプログラムＣによりタスクプ ログラムＢの実行が中断、割り込み−インタラプトされるからである。前記変数 は、零にセットされる。タスクプログラムＣでは、同様に大域変数Ｘが変化され る。タスクプログラムＣが終了した後、タスクプログラムＢは、中断、割り込み −インタラプトされた個所にて継続され、そして、Bearbeite（ｘ）；“（ｘ） を処理せよ”なるインストラクションないしステートメ ントが実行される。従って、タスクプログラムＢがそれの継続の際、非有効の入 力値Ｘを有する処理関数を受け取る場合が起こる。そういうことが起こると、不 所望の制御−/調整特性経過が惹起される。殊に車両技術において、例えば機関 制御（個々では最適の排ガス値及び可及的にわずかな燃費が問題とされる）にお いて、その種誤調整は、特に有害である。 図３中には、発生しているデータ矛盾性の更なる１例が示してある。この場合 タスクプログラムＡにて大域変数Ｘを０にセットするようにとのインストラクシ ョンないしステートメントが与えられる。次いで以降実行されるタスクプログラ ムＢにて、場合分けが行われる、即ち変数Ｘが０より小の値を有するか、又は正 の値として生じているかの場合分けがなされる。次いで、極性に応じて、種々の 処理ステップが実施される。先行のタスクプログラムＡにて変数Ｘは値０にセッ トされているので、ｉｆ−ｔｈｅｎ−ｅｌｓｅ−インストラクションないしステ ートメントの正の極性に対して実行分岐を実施しなければならなくなる。但し、 ｅｌｓｅ分岐の直接的実行はなされない、それというのは、タスクプログラムＣ によりタスクプログラムＢが中断、割り込み−インタラプトされるからである。 タスクプログラムＣでは、変数Ｘは、値−１にセットされる。従って、タスクプ ログラムのｅｌｓｅ分岐の後続の実行の際、Ｘの正の極性に対する分岐が実施さ れる（Ｘ値が、その間に負になった極性を有するようになっても）。要するに、 タスクプログラムに対するデータ矛盾性ないし非一貫性も生じている。 データ矛盾性ないし非一貫性の状態発生の第３の例として、個別の読出／書込 操作、オペレーションが終了されていない入力量に対する読出／書込操作、オペ レーションが挙げられる。例えば、１６ビット幅のメモリ語を処理し得るマイク ロコンピュータの場合、３２ビット幅語に対するアクセスは、２つの読出／書込 操作、オペレーションによって実施されなければならない。それらの２つの操作 、オペレーション間でプログラムが中断、割り込み−インタラプトされ、そして 、３２ビットの語が新たに書き込まれる場合に、比較的高位の１６ビット部分及 び比較的低位の１６ビット部分それぞれ異なる値に属する。生起する３２ビット 幅入力量は、矛盾性ないし非一貫性があり、従って、誤りがある。 データ矛盾性ないし非一貫性の問題は、次のようにして困難化される、即ち、 複雑ないし複合的な制御プログラムの場合、多数の潜在的に可能な実行（処理） シーケンス順序及び割込個所が存在することにより困難化される、それというの はプログラムは潜在可能的に各々の個個のインストラクションの後ごとに中断、 割り込み−インタラプトされ得るからである。そのような制御プログラムのテス トに対して、シーケンス順 序及び中断、割り込み−インタラプト個所のすべての可能な組合せを実行し、そ して、その都度、プログラムがすべての条件下で適正に動作するのを確保するこ とはほぼ不可能である。 本発明の目的とするところは、適当な手段により、その種の複雑ないし複合的 な制御プログラムにてデータ無矛盾性を確保することにある。 本発明によれ次のようなすべての大域変数に対して、局所的コピーがセッティ ングされる、即ち、１つ又は複数の入力量であり、亦、プログラムシーケンス中 他のタスクプログラムにより変化させ得るすべての大域変数に対して局所的コピ ーがセッティングされる。次いで、相応のタスクプログラムは、更なるシーケン スにてその都度大域変数の局所的コピーへのアクセスを行う。従って、唯一のタ スクプログラムが、それの固有のコピーをアクセスし得ることが前提とされてい る。当該の条件下では、その都度のタスクプログラムに対するデータ無矛盾性が 確保される。要するに、１つの入力量の大域的コピー、又は大域変数のほかに、 付加的に所定のタスクプログラムに対する局所的コピーがセッティングされる。 １つのタスクプログラムにより入力量が利用される場合、入力量の値は、始めに て、又は、他の所望の時点にて中断、割り込み−インタラプト不能の書込操作に て、大域的コピーから読取られ、そして、それぞれのタスクプログラムの対応す る大域的、グローバルなコピー内にコピーし直される。或１つのタスクプログラ ム（これは入力量に対して読取アクセスするのみならず、入力量自体を求め得、 又は他の量から計算する）は大域的（グローバル）変数に対する書込以外のアク セスをもし得る、即ち、大域的コピーに対してもアクセスし得る。上記書込操作 も亦、何等かの他のタスクプログラムによっては中断、割り込み−インタラプト され得ないブロックにて行われるべきである。このことは、例えば、次のように して達成される、即ち、上述の書込操作前に、すべてのインターラプト、割り込 み−要求が阻止ないし禁止され、それにより、インターラプト、割り込みプログ ラムが中断、割り込み−インタラプトを実施し得ないようにするのである。次い で、書込操作の後インターラプト、割り込み−要求をトリガ、イネーブリングし 得る。当該プロセスを図４及び図５を用いて詳述する。 図４は、図２と同じプログラムシーケンス例を示す。但し、プログラムＡの実 施の際、相応の個所にて、先ず、局所的コピーｍｓｇｘ（Ａ）が、値（Ｍax-Ｍi n）／２へセットされる。しかる後始めて、唯一の中断、割り込み−インタラプ ト不能の書込操作にて、エントリが、局所的コピーｍｓｇｘ（Ａ）から大域的、 グローバルなコピーｍｓｇｘへ転送される。上記の書込操作は、結局、もはや、 中断、割り込み−インタラプトされ得ない唯一のマイクロコンピュータ−命令か ら成る。従って、書込操作前は、インターラプト、割り込みー要求を禁止する必 要はない。タスクプログラムＢの後続のシーケンスの際、誤りの起こり易いｉｆ −ｔｈｅｎ−ｅｌｓｅインストラクションないしステートメントの前に、大域的 コピーｍｓｇｘにおけるエントリが、大域変数Ｘに対するタスクプログラムＢの 局所的コピーｍｓｇｘ（Ｂ）内へ転送され得る。当該の書込操作も中断、割り込 み−インタラプト不能の書込操作である。次に、タスクプログラムＢでは、たん に局所的コピーｍｓｇｘ（Ｂ）でのみ動作を行う。それにより、データ矛盾性が 全く生じ得ない、そして、次のような場合にも全く生じ得ない、即ち、タスクプ ログラムＣがそれの実行中大域的コピーｍｓｇｘを新たに記述する場合にもデー タ矛盾性が全く生じ得ない。即ち、局所的コピーｍｓｇｘ（Ｂ）に対しては、タ スクプログラムＣは、アクセス権を有しない。 図５に示すように、タスクプログラムＡは、それの実行中、値零を有する局所 的コピーｍｓｇｘ(A)を記述する。それに引き続いて、やはり、大域的コピーｍ ｓｇｘ内への局所的コピーｍｓｇｘ（Ａ）の値の書込過程が行われる。書込過程 は、図４の説明の際に言及した如く同じく中断、割り込み−インタラプト不能で ある。タスクプログラムＢが実行されると、同じくクリティカルなｉｆ−ｔｈｅ ｎ−インストラクションないしステートメント前に大域的コピーｍｓｇｘにおけ る当該値は、局所的コピーｍｓｇｘ（Ｂ）内へ転送される。次いで、タスクプロ グラムＢの更なる、引き続いての実行中、たんに、局所的コピーｍｓｇｘ（Ｂ） でのみ動作する。また、それの実行の際、大域的変数ｍｓｇｘが新たに記述され るタスクプログラムＣによる中断、割り込み−インタラプトによっても、データ 矛盾性を来さない。 図６には、図４のプログラムシーケンスを別の形態で示す。時点ｔ１にてタス クプログラムの実行が開始される。時点ｔ２にて、局所的コピーｍｓｇｘ（Ａ） 及びｍｓｇｘの双方の中に値（Ｍax−Ｍin）／２がエントリされている。タスク プログラムＢに対する局所的コピーｍｓｇｘ（Ｂ）中には、１つの任意の値がエ ントリされ得、このことは、ハッチングで示されている。それに引き続いて直ち に、タスクプログラムＢの実行が開始される。時点ｔ４にて、タスクプログラム Ｂも大域的コピーｍｓｇｘからのコピーをそれの局所的コピーｍｓｇｘ（Ｂ）内 に転送している。時点ｔ５では、タスクプログラムＣは、タスクプログラムＢの 実行を中断、割り込み−インタラプトする。タスクプログラムＣはここで考察し た例では座標系の所定座標において明らかなように、最高の優先性、優先度を有 する。タスクプログラムＣ自体は、もはや中断、割り込み−インタラプトされ得 ず、従って、タスクプログラムＣに対して、変数Ｘに対する局所コピーは設け られない。時点ｔ６にて、タスクプログラムＣは、大域的コピーの値を新たな値 Ｍａｘ+５で書き替えてある。時点ｔ７にてタスクプログラムＣの実行が終了さ れている。それに引き続いて、中断、割り込み−インタラプトされたタスクプロ グラムＢは、中断、割り込み−インタラプト個所にて継続される。時点ｔ８では タスクプログラムＢの実行が終了されている。時点ｔ６とｔ８間では変数ｘに対 する大域的コピー及び局所的コピー内へのエントリはもはや変化されない。 図７に示すように、参照番号Ａは１つのタスクプログラムを表し、それの実行 中は入力量Ｘが新たに求められる。新たに求められた入力量はタスクプログラム Ａにより、最初それの局所的コピーｍｓｇｘ（Ａ）にてファイルされる、それに ひきつづいて、当該値は大域的コピーｍｓｇｘ内にもコピーされる。当該コピー 過程は、送信過程と称される。タスクプログラムの後続の処理の際、上記のタス クプログラムは、大域的コピーｍｓｇｘにおけるエントリをそれの局所的コピー ｍｓｇｘ（Ｂ）内へ転送する。このコピー過程は、受信過程とも称される。 幾つのタスクプログラムが或1つの複雑ないし複合的制御プログラム中に含ま れているかに応じて、又、どの入力量がそれぞれのタスクプログラムにより処理 されるかに応じて、そして、どのタスクプログラムが他のものを中断、割り込み −インタラプトし得るかに 応じて、又、どれが中断、割り込み−インタラプトされ得ないかに応じて、或１ つの複雑ないし複合的制御プログラムの所要メモリ及び走行伝搬遅延の最適化の ための種々の手法が存在する。ここにおいて、殊に下記の基準尺度に留意すべき である：次のような場合のみ、局所的コピーをセッティングしさえすればよい、 即ち、プログラムＡが他の１つのプログラムＢを中断、割り込み−インタラプト し得、そして、両プログラムが同じ変数に対してアクセスする場合のみ、局所的 コピーをセッティングしさえすればよい、他のすべての場合（例えば他のプログ ラム間の共同的切換の場合）局所的コピーは必要でない、それというのは、変数 へのアクセスが大域変数へのアクセスと同じように行われるからである。 プログラムＡがプログラムＢを中断、割り込み−インタラプトし、そして、プ ログラムＡが大域的コピーからのデータの受信器であり、またプログラムＢが大 域的コピーにおけるデータの送信器である場合、そして、送信−及び受信過程が 中断、割り込み−インタラプト不能の操作で実施される場合、同様に局所的コピ ーをセッティングする必要はない。送信器は受信器を中断できないので、データ 無矛盾性、一貫性が確保される。 プログラムＡがプログラムＢを中断、割り込み−インタラプトする場合、そし て、プログラムＡが新たに 求められたデータの送信器であり、そして、プログラムＢが新たに求められたデ ータの受信器である場合、そして、送信−及び受信過程が中断、割り込み−イン タラプト不能の操作で実施される場合、プログラムＡは局所的コピーを必要とし ない。プログラムＡの書込操作は中断、割り込み−インタラプト不能に順次連続 する。タスクプログラムＢは、常に無矛盾性、一貫性のデータに対してアクセス し得る。 タスクプログラムＡ〜ＮはプログラムＳにより中断、割り込み−インタラプト される場合、そして、ここで、タスクプログラムＡ〜Ｎは相互に中断、割り込み −インタラプトし得ない場合、そして図７のタスクプログラムＳがデータの送信 器であり、又タスクプログラムＡ〜Ｎが送信器又は受信器である場合には、タス クプログラムＡ〜Ｎは、同じ局所的コピーを使用できる。タスクプログラムＡ〜 Ｎは順次実行処理されるので、局所的コピーに対して同じメモリロケーションを 使用できる。 すべての上述の最適化手法において、データ一貫性が確保される。従って、２ つのタスクプログラム間でのデータ交換のためのメカニズムを、１つのオペレー ティングシステムＯＳで統合化し、該オペレーティングシステムＯＳは、条件に 依存して送信ー及び受信過程に対してその都度伝搬走行遅延及びメモリ特性上最 適のインプリメンテーションを選ぶものである。その 際オペレーティングシステムＯＳは送信ー又は受信呼出により局所的コピー内へ のコピーアクションが生ぜしめられるか否か、又は、コピーアクションを実施し なくても良いか否かを決定できる。同様に、オペレーティングシステムＯＳは、 変数に対するアクセスが直接的に大域的コピーを介して行われ得るか否か、又は 、アクセスがタスクプログラムの局所的コピーを介して行われなければならない か否かを決定できる。 上述の例では、タスクプログラムＡ，Ｂ，Ｃに固定的優先度、優先性が対応付 けられている。但し、タスクプログラムの実行における優先度、優先性は、タス クプログラムの起動後、その都度オペレーティングシステムＯＳによっても新た に計算され得る。このために、例えば各タスクプログラムに、或１つの時間を対 応付け得る、即ち、その中で、タスクプログラムを実行しなければならない時間 を対応付け得る。その際タスクプログラムの起動の際、次のようなことが起こり 得る、即ち、オペレーティングシステムＯＳが、既に開始されたタスクプログラ ムの実行を継続し、又は、新たに起動されたタスクプログラムを処理することが 起こり得る。起動されたタスクプログラムのどれがより一層早く実行されるべき かに応じて、オペレーティングシステムＯＳにより選択がなされる。要するに、 それらの場合において、タスクプログラムの優先度、優先性は、当該のタスクプ ログラムがそれの実行を待 機する時間と共に増大する。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． 技術的プロセス又は工程の制御方法、例えば車両における技術的プロセス 又は工程の制御方法であって、１つの複雑ないし複合的な制御プログラムが、制 御装置のマイクロコンピュータにより実行され、ここで、前記の複雑ないし複合 的な制御プログラムが複数のタスクプログラムに分割され、ここにおいて、１つ のタスクプログラムに１つの優先度、優先性、例えば、１つの固定的優先性、優 先度及び、少なくとも１つの起動事象が対応付けられ、ここでは、その都度処理 に対して最高の優先性、優先度を有するタスクプログラムが選択され、ここで、 １つのタスクプログラムは、より一層高い優先性、優先度を有するタスクプログ ラムの実行の事後的要求に基づき中断、割り込み−インタラプトされ、そして、 中断、割り込み−インタラプトされたタスクプログラムの実行が、優先度、優先 性の一層高いタスクプログラムの実行の終了後継続されるようにした当該方法に おいて、 少なくとも、複雑ないし複合的な制御プログラムの１つの変数（Ｘ）にに対 して、大域的コピー（ｍｓｇｘ）の他に、その都度局所的コピー（ｍｓｇｘ（Ａ ）、ｍｓｇｘ（Ｂ）、ｍｓｇｘ（Ｃ））も、少なくとも次のようなタスクプログ ラム（Ａ，Ｂ） 向けに設けられ、即ち、変数（Ｘ）への書込アクセスをし得る比較的に優先度、 優先性の高いタスクプログラム（Ｃ）により中断、割り込み−インタラプト可能 であるようなタスクプログラム（Ａ、Ｂ）向けに設けられ、ここで、前記の複雑 ないし複合的な制御プログラムへのアクセスは、それの実行期間中、少なくとも ２つのタスクプログラム（Ａ，Ｂ、Ｃ）によりなされるようにし、また、前記タ スクプログラム（Ａ，Ｂ）は、それの実行の際、例えば、それの実行の始めにて 変数（Ｘ）に対する大域的コピー（ｍｓｇｘ）のエントリの、それの局所的コピ ー（ｍｓｇｘ（Ａ）、ｍｓｇｘ（Ｂ））内への転送を行い得、それに引き続いて 例えば、それの実行時間の残り時間に対して変数（Ｘ）の局所的コピー（ｍｓｇ ｘ（Ａ）、ｍｓｇｘ（Ｂ））へのアクセスをするようにしたことを特徴とする技 術的プロセスの制御方法。 ２． 前記の大域的コピー（ｍｓｇｘ）におけるエントリの転送が中断、割り込 み−インタラプト不能の個個のマイクロコンピュータ−命令により、又は、中断 、割り込み−インタラプト不能のマイクロコンピュータ−命令のシーケンスによ り、実施されるようにしたことを特徴とする請求の範囲１記載の方法。 ３． 変数（Ｘ）の大域的コピー（ｍｓｇｘ）へのタ スクプログラム（Ａ，Ｃ）の書込アクセスが、中断、割り込み−インタラプト不 能の個個のマイクロコンピュータ−命令により、又は、中断、割り込み−インタ ラプト不能のシーケンス−命令により、実施されるようにしたことを特徴とする 請求の範囲１又は２記載の方法。 ４． マイクロコンピュータ−命令の中断、割り込み−インタラプト不能のシー ケンスの実行前に所定のインタラプト、割込−要求が、阻止ないし禁止されるよ うにしたことを特徴とする請求の範囲２又は３記載の方法。 ５． 前記の所定のインタラプト、割込−要求は、割込、インタラプト−処理プ ログラムの起動を行わせるインタラプト、割込要求であり、前記のインタラプト 、割込処理プログラムの実行、処理期間中変数（Ｘ）への書き込みアクセスがな されるようにしたことを特徴とする請求の範囲４記載の方法。