JPH076045A - 多重処理システムにおけるメモリ管理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 タスクを用いた実時間多重処理システムにお
けるメモリ使用効率を改善すること。 【構成】 （イ）の状態のタスクが安定状態（長期の処
理中断）になると、有効データをスタックとは別に割り
付けた（矢印４１）有効データ領域４２に待避して（矢
印４３）、スタックを解放（矢印４４）して（ロ）の状
態になる。タスクの安定状態（ロ）からタスク再開時に
は、スタックを再割り付け（矢印４５）後、有効データ
領域（４２）から有効データをスタック上に回復する
（矢印４６）。不要となった有効データ領域は解放する
（矢印４７）か、次回の待避操作に備えて割り付けたま
まにしておく。後者の場合、有効データ領域はタスク削
除時に解放される。有効データが待避されているか否か
と有効データ領域のアドレスはタスク制御ブロックの領
域（４８、３２）に記録しておく。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、多重処理システム（マ
ルチタスクシステム）におけるメモリ管理方法に関し、
特に多重処理システム全体に必要なメモリ量を削減する
ことができるメモリ管理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】情報処理分野において、複数の処理を実
質的に同時並列的に行うことによって大容量のデータを
高速に処理するようにした多重処理システムは従来から
よく知られている。このような多重処理システムにおい
ては、全ての処理プログラムを１以上の処理単位に分割
して同時並列的処理の制御を行うのが普通である。その
場合の処理単位を“タスク”と呼んでいる。したがっ
て、多重処理システムにおいては複数のタスクは論理上
同時実行される。

【０００３】一般にタスクの処理は、図８に示すよう
な、状態遷移モデルに沿って進行する。タスクの状態
は、作動可能状態（ready state）、活動状態（active
state）および待ち状態（wait state）の３つの状態
をとり、ジョブを構成するタスクは、通常この３つの状
態を繰り返しながら実行される。図８において、その状
態遷移１〜６を簡単に説明する。１はジョブステップが
タスクとしてアタッチ（attach）され、タスク制御ブロ
ックＴＣＢが作動可能待ち行列に入れられる遷移であ
る。２は該当作動タスクが他の作動可能タスクのどれよ
りも高い優先順位を持っているとＣＰＵの制御権が渡さ
れ、そのタスクが実行され活動状態（active state）に
なる遷移である。３は何らかの事象（例えば、入出力）
が完了するのを待つために、タスクが待ち状態（wait s
tate）になる遷移である。４は待っている事象が完了し
た場合にそのタスクが作動可能状態（ready state）に
移る遷移である。５は活動中のタスクよりも優先順位の
高いタスクが作動可能になることによって、そのタスク
はＣＰＵ制御権を譲り渡し、再び作動可能状態に戻され
る遷移である。６はタスクの実行が完了した場合の遷移
で、この場合、ＴＣＢは作動可能待ち行列から削除さ
れ、そのタスクが使用していた各種資源は解放され、シ
ステムで利用することができるようになる。（江村潤著
「オペレーティングシステムへの構造的アプローチ
（下）」（昭和５７年７月１０日 日本コンピュータ協
会発行） P.653-654 参照）

【０００４】次に、図９を用いてタスクについてさらに
詳細に説明する。図９において、１１はタスク、１２は
タスクに割り付けられたプログラムの実行状態を記憶す
るタスク制御ブロックＴＣＢ、１３はプログラムが使用
するラストインファーストアウト（ＬＩＦＯ）で管理さ
れる作業用メモリ領域であるスタックである。同図に示
されているように、タスク１１は、タスク制御ブロック
１２とスタック１３の２つから構成されている。スタッ
ク１３は、アドレスの一定方向（低位アドレスから高位
アドレスへ、あるいは高位アドレスから低位アドレス
へ）に伸縮しながら使われる。プッシュ（ｐｕｓｈ）操
作１４はスタックに有効なデータを追加、ポップ（ｐｏ
ｐ）操作１５はスタック１３からデータを取り出す操作
であり、スタック上の有効なデータ１６は連続メモリ領
域にある。スタックがどこまで使われているか、すなわ
ちどこまで有効データが格納されているかは、スタック
ポインタＳＰによって示される（矢印１７）。タスク制
御ブロック１２はスタック１３の先頭アドレスを格納す
るための領域１８とスタックポインタを格納するための
領域１９を有している。タスク１１はプログラム実行時
に生成され、プログラム終了時に削除される。タスク生
成時にタスク制御ブロックとスタックが割り付けられ、
タスク削除時にこれらが解放される。

【０００５】汎用情報処理システムにおいて、必要なメ
インメモリ容量を削減する方式として仮想記憶方式があ
るが、これはメインメモリ上のデータを一時的にディス
ク等の外部記憶装置に待避させる方式であり、メモリデ
ータの待避・回復の入出力処理を必要とするため処理に
遅延が生じ、高速処理を要する実時間処理システムには
適していない。また、仮想記憶方式は外部記憶装置を必
要とするため、実時間システムに多い組み込みシステム
には適用できない。さらにメインメモリ上のデータの待
避はメモリ容量が不足した時点で行われるが、一般にメ
モリ容量の不足は負荷の大きい場合におこる可能性が高
く、高負荷時にメモリの待避処理を行うと、実時間処理
要求を満たさなくなるおそれがある。

【０００６】また、従来の交換プログラムにおいては、
多重処理の処理単位毎にデータ格納領域（これをトラン
ザクションメモリと呼ぶ）を設け、これを処理プログラ
ム間で持ち回ることにより多重処理を実現するととも
に、長期間処理が行われない場合に、次の処理に引き継
ぐ必要のあるデータのみを別メモリ領域に格納し、トラ
ンザクションメモリを解放することにより所要メモリ量
を削減していた。この方式は、処理の効率性を損なわず
にメモリ量を削減する効果があるが、多重処理を意識し
てアプリケーション側でトランザクションメモリのデー
タ構造を設計する必要があるため、プログラムが複雑化
し、プログラムの生産性、保守性を損ねるという弊害が
あった。

【０００７】実時間オペレーティングシステムを用い、
タスクを多重処理単位とすることにより、多重処理シス
テムのプログラムの構造を改良することができる。交換
プログラムにおけるトランザクションメモリはタスクに
おけるスタックに相当し、またスタック上のデータの割
り付けはプログラムの進行に応じて自動的に割り付けら
れるものであり、トランザクションメモリのデータ構造
の設計に相当している。

【０００８】従来の実時間オペレーティングシステムを
用いた多重処理システムにおいて、タスクに割り付けら
れたスタックは、その実行が終了する（上記６の遷移で
タスクが削除される）までタスクに割り付けられたまま
である。従って、メモリを解放するためには次の処理に
引き継ぐデータを別のメモリ領域に待避したうえで、タ
スクを削除しなければならず、また次の処理を行うため
には、タスクを再度生成（アタッチ）する必要がある。
これは処理のオーバヘッドを増大させるとともに、プロ
グラム構造を複雑化させる。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】従来の方式では、タス
ク数が多く、またタスクの存在時間に比べてタスクの処
理時間が短い場合に、スタックを割り付けるために必要
なメモリ量が膨大になり、またスタックが実際に必要と
なる延べ時間はシステムの運用時間に比べて非常に小さ
くなる。すなわちメモリの使用効率が悪い。本発明の目
的は、タスクを用いた実時間多重処理システムにおける
メモリ使用効率を改善する方法を提供することである。

【００１０】

【問題を解決する手段】本発明は、上記目的を達成する
ために、複数のプログラムを多重に動作させる多重処理
システムにおいて、実行プログラムとラストインファー
ストアウト（ＬＩＦＯ）で管理される作業領域（スタッ
ク）からなる処理単位（タスク）が予め指定された期間
実行されない場合に、上記タスクに割り付けられるスタ
ックのうち有効データを除く領域を一時的に解放し、該
プログラムが再開する際に所要メモリを再度割り付ける
ことを特徴としている。

【００１１】

【作用】本発明は、多重処理システムにおいて、タスク
が予め指定された期間実行されない場合に、タスクに割
り付けられるスタックのうち有効データを除く領域を一
時的に解放し、該プログラムが再開する際に所要メモリ
を再度割り付けるようにしたので、メモリの使用効率が
改善される。

【００１２】

【実施例】多重処理システムにおいては、各タスクは上
述したようにタスクの状態遷移モデルに沿って進行す
る。この場合、ある安定状態（待ち状態）になると長期
間タスクが実行されない場合が生じる。本発明は、この
場合にスタックを解放することによってメモリの使用効
率を高めたものである。そのための処理を図１を用いて
説明する。タスクは、タスク制御ブロックＴＣＢとスタ
ックから構成され実行される。このときのタスクの状態
を（イ）に示す。その後、タスクが長期間実行されない
状態（待ち状態）になったことを後述の条件により検出
したときに、不要なスタックを解放する（矢印２１）。
スタックが解放された時のタスクの状態を（ロ）に示
す。タスクの処理再開時にはスタックを再度割り付ける
（矢印２２）。このときのタスクの状態を（ハ）に示
す。このように、タスクが長時間実行されないときには
スタックを解放するためメモリの使用効率は高まる。な
お、この際のスタック解放／再割り付け処理はオペレー
ティングシステムが行うものとする。また、スタックが
解放されたタスクについては、その情報をタスク制御ブ
ロック２３に記録しておく。

【００１３】次に、スタックの解放と再割り付け、スタ
ック解放の契機、タスクの再開について具体的に説明す
る。 （１）スタックの解放と再割り付け タスクが安定状態になったときのタスクの状態を図２に
示す。図２には、有効データの状態によって取り得る各
種タスク状態を示す。（Ａ）はスタック上に有効なデー
タを持たない場合であり、タスクが安定状態になるとた
だちにスタックを解放可能である。（Ｂ−１）はタスク
上に有効データを持ち、安定状態時のスタック上の有効
データは、プログラム開発時に分かっており、プログラ
ム上で陽に制御することが可能な場合である。（Ｂ−
２）はタスク上に有効データを持ち、安定状態時のスタ
ック上の有効データは実行状況に依存する場合である。
この場合、有効データにはコンパイラがスタックに割り
付ける作業用変数等が含まれるため、プログラム上で陽
に制御することができない。しかし、有効データの領域
は、タスクが安定状態になった時点のスタックポインタ
により知ることができる。

【００１４】（Ｂ−１）の場合、有効データはスタック
とは別の有効データ領域３１に割り付けておくことによ
り、（Ａ）と同じ扱いが可能である。この有効データは
タスク生成時に割り付けておく。その場合、有効データ
領域３１のアドレスはタスク制御ブロック３２に記録し
ておく。（Ｂ−２）の場合は、図３に示すように、
（イ）の状態のタスクが安定状態（長期の処理中断）に
なると、有効データをスタックとは別に割り付けた（矢
印４１）有効データ領域４２に待避して（矢印４３）、
スタックを解放（矢印４４）して（ロ）の状態になる。
ただし、スタックの大きさに比べて有効データの領域が
十分小さくないと、プログラム実行のオーバヘッドが増
大する。タスクの安定状態（ロ）からタスク再開時に
は、スタックを再割り付け（矢印４５）後、有効データ
領域（４２）から有効データをスタック上に回復する
（矢印４６）。不要となった有効データ領域は解放する
（矢印４７）か、次回の待避操作に備えて割り付けたま
まにしておく。後者の場合、有効データ領域はタスク削
除時に解放される。有効データが待避されているか否か
と有効データ領域のアドレスはタスク制御ブロックの領
域（参照符号４８および３２）に記録しておく。

【００１５】（Ｂ−２）はさらに次の２つの方式に分け
られる。（Ｂ−２−１）実メモリシステムでは、有効デ
ータに元のスタックに割り当てられたメモリ領域に依存
するデータが含まれていないことが、有効データ退避、
スタックを解放、再割付けを可能にする条件となる。こ
れはタスク再開時に再割付けされるスタックのメモリ領
域のアドレスが、元のスタックのメモリ領域のアドレス
とは必ずしも同一とはならないためである。これを図４
を用いて説明する。あるタスクのスタック５４につい
て、その上の有効データを退避した後に解放し、その
後、スタックを再割付け（５５）し、有効データを回復
するものとする。スタック５４とスタック５５の領域
は、通常、アドレスの異なるメモリ領域に割り付けられ
る。元のスタック５４上に、同じスタックのデータ５２
のアドレスを持つデータ５１があるものとする。有効デ
ータ回復後、５１のデータは、５６にコピーされる。ま
た、５２のデータは５３にコピーされる。したがって、
データ５６は、５３のデータのアドレスを持つべきであ
るが、元の有効データをコピーしただけなので、５２の
データのアドレスのままである。スタック領域５４は、
すでに他の用途に使われている可能性もあり、このまま
では正しい処理を続けることができないため、有効デー
タに元のスタックに割り付けられたメモリ領域に依存す
るデータが含まれていると、スタックを解放、再割付け
を行うことはできない。

【００１６】（Ｂ−２−２）ページ単位の論理アドレス
変換機構を持つシステム（参考文献：日本モトローラ、
「ＭＣ６８０３０ユーザーズマニュアル」では、図５に
示すように、スタック用の物理メモリ６１をページ単位
に割り付け（矢印６２）、スタック解放時には物理メモ
リのみを解放し（矢印６３）、タスク再開時には元のス
タックと同じ論理アドレス（６４）に物理メモリを割り
付ける（矢印６５）。スタック上の有効データが待避さ
れたタスクに関しては、その情報と有効データ領域のア
ドレスをタスク制御ブロックに記録しておく。論理アド
レス変換機構を利用したシステムでは、スタックの論理
アドレスと物理メモリの割り付け状況をタスク制御ブロ
ックに記録しておく。（Ｂ−１）の場合、有効データ待
避領域に関しては、タスク生成時に割り付けておくか、
スタック解放時に割り付ける方式のいずれかをとること
ができる。

【００１７】（２）スタックの解放契機 スタックが解放可能になった時点で直ちにスタックを解
放すると、タスクの安定状態が短い場合に、スタック解
放／再割り付けの頻度が高くなり、実行時間のオーバヘ
ッドを増大させる。このため、以下の方式によりスタッ
ク解放可能なタスクを求め、そのスタックを解放し、新
規生成タスク用のスタックエリアを確保する。（Ｂ−
２）の場合、スタック上の有効データの範囲は、スタッ
クポインタにより求めることができる。 ・スタック解放可能になったタスク（これを中断タスク
と呼ぶ）をオペレーティングシステムで記憶しておく。 ・スタックの解放は、実時間処理要求条件を満たすた
め、スタックエリアが不足する（使いきる）前に行う。 ・使用可能なスタックエリアが定められた値より少なく
なった時点で、中断タスクの中からシステムの運用条件
に応じたアルゴリズムにより、適当なタスクを選ぶ。こ
のアルゴリズムとしては周知のアルゴリズムのいずれの
ものでもよく、例えば、仮想記憶方式でよく用いられる
ＬＲＵ方式、一定期間以上中断しているタスクの中で中
断時間が最小のタスクを選択する方式でもよい。ここで
一定時間以上中断しているという条件をつける理由は、
中断時間が極端に短いタスクを選択するのを防止するた
めである。実時間処理においては、タスクの中断は入出
力完了待ちのように短期のものと、外部イベント待ちの
ように比較的長期のものがある。なお、アプリケーショ
ンで長期間中断することをオペレーティングシステムに
通知しておくようにすれば、オペレーティングシステム
では、この長期間中断タスクのスタックを解放すればよ
くなるので、スタックを解放するタスクの選択が簡略化
される。

【００１８】（３）タスクの再開 タスク再開時のフローチャートを図６に示す。図６にお
いて、タスクの再開処理を開始する（ステップ７１）
と、タスク制御ブロックのスタック割り当て情報をみ
て、スタック割り付け済みか否かを判定する（ステップ
７２）。スタックが割り当てられたままであれば、通常
の手順にしたがってタスクを再開する（ステップ７
６）。ステップ７２の判定の結果、スタックが割り付け
済みでないならば（スタックが解放されていれば）、ス
タックの再割り付けを行う（ステップ７３）。そして、
有効データ退避領域がないかどうかを判定する（ステッ
プ７４）。有効データ待避領域があれば、スタックにデ
ータを戻す（ステップ７５）。また上記（Ｂ−２−２）
の場合、すなわちページ単位の論理アドレス変換機構を
もつ場合には、もとのスタックと同じ論理アドレスとな
るように、アドレス変換テーブルを設定する。

【００１９】本発明を並列オブジェクト指向システムに
適用した例を図７に示す（参考文献丸山、久保田“オブ
ジェクト指向による交換プログラムの構成法”、電子情
報通信学会論文誌、Ｊ７４−Ｂ−Ｉ、Ｎｏ．１０ １９
９１）。図７に示すようにオブジェクトは、オブジェク
トの状態を示すインスタンス変数と、オブジェクトに対
する操作を示すメソッド（図示せず）により定義され、
並列に動作する。オブジェクトのインスタンス８１は、
タスク制御に相当する並列制御機構８２、オブジェクト
メソッド実行用スタック８３とインスタンス変数領域８
４からなる。インスタンス変数領域８４はオブジェクト
固有のデータを含む領域で、オブジェクトが存在する間
は常に有効データを含んでいる。

【００２０】オブジェクトは他のオブジェクトから送ら
れるメッセージを受信して、それに対応するメソッドを
起動する。メソッド実行途中でメッセージ待ちになるこ
とはない。この時、メソッド実行中（メッセージ受信待
ち）でなければこのオブジェクトの有効データはインス
タンス変数のみである。したがって前述の方式（Ｂ−
１）により、スタックの動的解放を行うことができる。
オブジェクトのメッセージ受信待ちは、前述のタスクの
安定状態（長期中断）に相当する。

【００２１】以上述べたように、本発明の実施例では、
実時間処理要求を満たすために外部記憶装置を利用せず
に、所要メモリ量の削減を行い、またプログラムの構造
を複雑化させないため、実時間オペレーティングシステ
ムを用いたタスクにより多重処理を実現し、またプログ
ラム構造を複雑化させないため、タスクの頻繁な削除／
再生成は避けるようにしている。この場合、メモリ待避
回復処理はオペレーティングシステムが行い、アプリケ
ーションプログラムの変更は原則として行わない。

【００２２】

【発明の効果】本発明によると、多重処理（マルチタス
ク）システムにおいて、所定期間タスクの処理が中断し
た場合、有効データを除く領域を一時的に解放し、処理
再開時に所要メモリを再度割り付けるようにしたので、
メモリの使用効率が大幅に向上する。

【図面の簡単な説明】

【図１】スタックの解放と再割り付けを示す図である。

【図２】スタック上有効データを示す図である。

【図３】スタック上有効データの待避と回復を示す図で
ある。

【図４】スタックの解放と再割り付けの条件を示す図で
ある。

【図５】論理アドレスを用いた場合のスタック解放と再
割り付けを示す図である。

【図６】タスク再開の処理手順を示す図である。

【図７】並列に動作するオブジェクトを示す図である。

【図８】タスクの状態遷移図である。

【図９】タスクの構造を示す図である。

【符号の説明】

１ タスクをアタッチし、タスク制御ブロックを作動可
能待ち行列に入れる遷移 ２ 作動可能タスクが活動状態に移る遷移 ３ 活動状態のタスクが待ち状態に移る遷移 ４ 待ち状態のタスクが作動可能状態に移る遷移 ５ 活動状態のタスクが作動可能状態に移る遷移 ６ 活動状態のタスクが処理を終了し資源を解放する遷
移 １１ タスク １２ タスク制御ブロック（ＴＣＢ） １３ スタック １４ プッシュ（ｐｕｓｈ）操作 １５ ポップ（ｐｏｐ）操作 １６ スタック上有効データ １７ スタックポインタ指示 １８ スタックアドレスフィールド １９ スタックポインタフィールド ２１ スタック解放 ２２ スタック再割り付け ２３ スタック割り付け状況フィールド ３１ 有効データ（待避）領域（タスク生成時割り付
け） ３２ 有効データ領域アドレスフィールド ４１ 有効データ領域割り付け ４２ 有効データ（待避）領域（スタック解放時割り付
け） ４３ 有効データの待避（スタックから有効データ領域
へのコピー） ４４ スタック解放 ４５ スタック再割り付け ４６ 有効データの回復（有効データ領域からスタック
へのコピー） ４７ 有効データ領域解放 ４８ 退避データ状況フィールド ５１ 同一スタック上のデータのアドレスを持つデータ
（スタック解放前） ５２ 同一スタック上の他のデータからポイントされて
いるデータ（スタック解放前） ５３ 同一スタック上の他のデータからポイントされる
べきデータ（スタック再割付け後） ５４ 解放前のスタック ５５ 再割付けされたスタック ５６ 同一スタック上のデータのアドレスを持つデータ
（スタック再割付け後） ６１ スタック用物理メモリ（ページ） ６２ 物理メモリ割り付け ６３ 物理メモリ解放 ６４ 同一論理アドレスへのスタックの割り付け ６５ スタック用物理メモリの再割り付け ８１ オブジェクトインスタンス ８２ オブジェクト並列動作機構 ８３ オブジェクトメソッド実行用スタック ８４ インスタンス変数領域

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のタスクを多重に動作させる多重処
   理システムにおけるメモリ管理方法において、上記各タ
   スクは、実行プログラムと、必要に応じて該タスクに動
   的に割り付けられラストインファーストアウトで管理さ
   れるスタックから構成されており、該タスクが予め指定
   された期間実行されないことが検出されたときに、該タ
   スクに割り付けられた上記スタックのうち有効データを
   除く領域を一時的に解放し、該タスクが再開する際に所
   要メモリを再度割り付けるようにしたことを特徴とする
   多重処理システムにおけるメモリ管理方法。