JP3037182B2 - タスク管理方式 - Google Patents
タスク管理方式Info
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Description
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
実施の形態に係るリアルタイムOSを説明する。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
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。
実行開始時間を監視するテーブルであり、この間隔テー
ブル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17を制御する。具体的に説明すれば、周期間
隔検出部11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1
4に送出する。
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。
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。
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。
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。
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。
て、図7を参照して説明する。
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。
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。
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
カウンタ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。
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。
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。
るための原理図である。
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。
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
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。
を説明するためのブロック図である。
構成を説明するための図である。
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
Claims (6)
- 【請求項1】 複数のタスクを、順次、且つ、リアルタ
イムに、タスクスイッチを用いてタスクリソースを保
存、復帰させながら、切り替えることにより実行できる
タスク管理方式において、各タスクの実行デッドライン
時間に従って同一のタスクブロックに属するタスクが各
タスクブロックに応じた前記実行デッドライン時間内に
終了するようにして、前記複数のタスクを前記タスクブ
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の切り替えの際
にのみ、前記タスクスイッチにより、前記タスクリソー
スを保存、復帰させながら切り替えを行うことを特徴と
するタスク管理方式。 - 【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タスク
管理方式。 - 【請求項3】 請求項1または2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タスク管理方式。 - 【請求項4】 請求項1乃至3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タ
スク管理方式。 - 【請求項5】 請求項1乃至4のいずれかに記載された
タスク管理方式によって動作することを特徴とするタス
ク管理方式。 - 【請求項6】 複数のタスクをリアルタイムに、順次、
実行できるタスク管理方式において、各タスクの実行デ
ッドライン時間に従って同一のタスクブロックに属する
タスクが各タスクブロックに応じた前記実行デッドライ
ン時間内に終了するようにして、前記複数のタスクを前
記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、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)
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