JPH07120301B2

JPH07120301B2 - タスクデバッグ方法

Info

Publication number: JPH07120301B2
Application number: JP63043743A
Authority: JP
Inventors: 保岩崎
Original assignee: NEC Corp
Current assignee: NEC Corp
Priority date: 1988-02-25
Filing date: 1988-02-25
Publication date: 1995-12-20
Anticipated expiration: 2010-12-20
Also published as: JPH01217525A

Description

【発明の詳細な説明】〔産業上の利用分野〕本発明は多重プログラミング用オペレーティングシステ
ムに関し、特にタスクのデバッグ方法に関する。

〔従来の技術〕

情報処理装置においてその情報の処理は通常、プログラ
ムによって行われる。プログラムは情報を逐次に処理す
る。しかし、一般にプログラムは全ての処理が互に関係
しあい、逐次に処理される必要があるわけではない。プ
ログラムを各処理ごとのモジュールに分割し、それぞれ
を並行動作させて処理を行えば、処理速度は向上する。
このような考え方を『並行プログラミング』といい、各
処理に対応するプログラム・モジュールを『タスク』と
いう。これらのタスクは、オペレーティングシステム
（以下OSと略す）によって管理される。OSは、タスクの
状態等を考慮してタスクを選択しCPUを割当ててゆく。
タスクはそれぞれ並行して動作し、互に同期をとりデー
タを通信しながら処理を行って行く。

今、次のようなOSを考える。

OSのもとで動作するタスクは、第６図に示した状態遷移
を行うものとする。各状態は、次のような意味を持って
いる。

run…OSによってSPUが割当てられている状態。

ready…全ての条件がそろい、処理の実行が可能な状
態。

wait…条件が成立するのを持っている状態。

OSは、タスクをタスク・コントロール・ブロック（task
Control Block以下TCBと略す）によって管理する。TCB
には、OSがタスクを管理する上で必要な、優先順位、タ
スクの状態等の情報が格納されている。あるタスクが他
のタスクに対する操作をOSに要求する（システムコール
の発行）場合は、タスクを指定する値としてTCBアドレ
スを指定する。優先順位とは、OSがタスクを選択す基準
として各タスクに与えられているものである。OSは、
『ready』状態のタスクの中から一つを選択し、CPUを割
当てる。OSは『ready』状態のタスクのうち最も優先順
位の高いタスクにCPUを割当てる。

次に、このようなOSの管理化にあるタスクの動作を、第
７図を参照しながら説明する。簡単のために、タスクの
数は２つとしそれぞれ『タスクＡ』、『タスクＢ』と呼
ぶ。タスクの優先順位は、タスクＡ＞タスクＢの関係にある。これらのタスクの処理は、セマフォによ
り互いに排除しあいながらI/Oの入出力を行うものとす
る。セマフォとは、オランダのDijkstraによって考案さ
れたタスク間の同期をとるための機構である。主にOSが
持つ資源のアクセスに関するタスク間の排他制御に用い
られる。本OSにおいては、OSの資源であるI/Oをアクセ
スする際の排他制御に用いている。

セマフォは、タスクからは直接操作することはできな
い。タスクがセマフォを操作するには、システムコール
の形でOSに要求を出す。

まず、セマフォを要求するシステムコールは『wai-se
m』である。このシステムコールにより、タスクはセマ
フォを獲得することができる。もし、セマフォが他のタ
スクに獲得されている場合は、このシステムコールを発
行したタスクは、第６図の状態遷移図に従い、『run』
状態から『wait』状態へ遷移する。

セマフォを返すシステムコールは『sig-sem』である。
このシステムコールによりタスクは、獲得しているセマ
フォをOSに返す。この時、セマフォを獲得できずに『wa
it』状態になっているタスクがあれば、この時点でセマ
フォを獲得でき、『ready』状態へと遷移する。

はじめに、２つのタスクA,Bは『ready』状態にある。優
先順位はタスクＡの方が高いため、OSはタスクＡにCPU
を割当てる（第７図の）。タスクＡは、I/O入出力の
ため『wai-sem』システムコールによってセマフォを獲
得する。セマフォを獲得したタスクＡは、I/Oとの同期
をとるために『wai-tsk』システムコールによって一定
時間『wait』状態に入る（第７図の）。タスクＡが
『wait』状態に入ったことにより、OSはタスクＢにCPU
を割当てる。タスクＢは、タスクＡと同様にI/Oの入出
力を行うために『wai-sem』システムコールを発行す
る。しかし、セマフォは、すでにタスクＡが獲得してい
るために、タスクＢは『wait』状態に遷移する（第７図
の）。２つのタスクA,Bが共に『wait』状態に入った
ことにより、CPUはタスクが割当てられていない状態に
入る（第７図の）。

指定時間が経過するとタスクＡは、『wait』状態から
『ready』状態へ遷移し、I/O処理を再開する（第７図の
）。I/O処理が完了すると、タスクＡは『sig-sem』シ
ステムコールによって、獲得していたセマフォをOSへ返
す。返されたセマフォは、セマフォが獲得できずに『wa
it』状態に遷移したタスクＢに与えられる。この時点で
タスクＢは、『ready』状態へ遷移する（第７図の
）。しかし、タスクＢはタスクＡが『ready』状態で
あるため、CPUは割当てられない。タスクＡでの処理が
進み、他の要因でタスクＡが『wait』状態に遷移する
と、タスクＢのCPUが割当てられる（第７図の）。

以上のように、２つのタスクA,Bは互いに排除しあいな
がら処理を行う。

次に、上記のタスクA,Bを同じOS上でタスクとして実現
されているデバッガによってデバッグをすることを考え
てみる。デバッグの方法は、予め指定してある地点にタ
スクが到達すると『wait』状態にあるデバッガが起動さ
れ（『ready』状態に遷移させられる）、タスクを停止
させる（『wait』状態に遷移させる）方法を取る。この
ような地点を『ブレークポイント』という。

今、タスクＡをセマフォを獲得する前にブレークポイン
トを設定する。その時のタスクの動作を第８図を参照し
ながら説明する。簡単のために、第８図では、デバッガ
の動作は省略してある。デバッガとタスクＡ、タスクＢ
の優先順位の関係は、次の通りである。

デバッガ＞タスクＡ＞タスクＢ先程と同様、２つのタスクA,Bは『ready』状態にある。
デバッガは、コマンドが入力されるまで『wait』状態で
ある。『ready』状態のタスクのうち、優先順位はタス
クＡの方が高いため、OSはタスクＡにCPUを割当てる
（第８図の）。タスクＡがブレークポイントに達する
と、デバッガが起動される。デバッガは、タスクＡを
『wait』状態に遷移させる。タスクＡが『wait』状態に
遷移したことにより、OSはタスクＢにCPUを割当てる
（第８図の）。即ち、デバッガは、タスクＡをwait状
態に遷移させた後、wait状態となる。タスクＢは、I/O
入出力のため『wai-sem』システムコールを発行する。
タスクＡはセマフォを獲得する前に『wait』状態に遷移
したため、タスクＢはセマフォを獲得することができる
（第８図の）。セマフォを獲得したタスクＢは、I/O
との同期をとるために『wai-tsk』システムコールによ
って『wait』状態に入る（第８図の）。この時、実行
継続のため、『wait』状態に遷移していたタスクＡは、
デバッガによって『ready』状態に戻されたとする。タ
スクＢは『wait』状態であるから、OSはタスクＡにCPU
を割当てる（第８図の）。即ち、デバッガは、タスク
Ａをready状態に遷移させた後、wait状態となる。タス
クＡは『wai-sem』システムコールによってセマフォを
獲得しようとする。しかし、すでにタスクＢがセマフォ
を獲得しているため、再び『wait』状態に遷移する（第
８図の）。

〔発明が解決しようとする課題〕

以上の動作説明で明らかなように、デバッグのためにタ
スクＡを停止させた（『wait』状態にした）ことによ
り、タスクＢがタスクＡよりも先に処理を行うことにな
る。デバッグは本来、対象となるシステムに対して影響
を与えてはならないものである。しかし、従来の方法で
は、タスクの同期関係、実行順序というマルチタスク処
理において最低限守らなければならないことが崩れてい
る。このために、停止させたタスクの動作を継続する
と、他のタスクによって本来獲得できるはずの資源等が
ない等の状態になり、タスクの正常な処理が行われなく
なったりする。また、タスクＢがセマフォを獲得した
後、タスクＡから起動されるのを待つような構成になっ
ていると、タスクＡはセマフォが返却されるのを待ち、
タスクＢはセマフォを持ったままタスクＡからの起動を
待つというような状態に入ってしまう。このような状態
を『デッドロック』いい、２つのタスクは無限の待ち状
態に入ってしまう。

〔課題を解決するための手段〕

本発明のタスクデバッグ方法は、オペレーティングシス
テム上で動作するタスクの中から複数個のタスクを指定
し、これら指定された複数個のタスクを登録しておき、
デバッグのために登録されている任意のタスクが停止さ
せられた時、登録されている他のタスク全てを同時に停
止させる。

〔作用〕

したがって、タスクの同期関係を維持することが可能に
なり、ブレークポイントで停止したタスクを再開した場
合、それ以後の処理も正常に行なわれる。

〔実施例〕

次に、本発明の実施例について図面を参照して説明す
る。

第１図は本発明のタスクデバッグ方法の第１の実施例
で、タスクＡがブレークポイントに達した場合のデバッ
ガの処理のフローチャート、第２図は第１の実施例にお
けるグループ登録テーブル21とTCB22,23を示す図、第５
図はタスクA,Bの動作を示すタイムチャートである。

タスクの数、状態、ブレークポイントの位置等の条件
は、従来例の説明で用いたものと同じとする。今、ブレ
ークポイント到達時に停止させるタスク・グループにタ
スクＡとタスクＢが指定されたものとする。

第２図中、22.23はそれぞれタスクA,BのTCBであり、エ
リア26,28にはそれぞれTCB22,23の次にリンクされてい
るTCBのアドレスが格納され、エリア27,29にはそれぞれ
TCB22,23の一つ前にリンクされているTCBのアドレスが
格納され、グループ登録テーブル21にはデバッガ内にあ
って指定されたタスク（この場合、タスクA,B）のTCBの
アドレスが登録される。

次に、本実施例の動作を説明する。

まず、デバッガは、テーブル21にタスクＡとタスクＢの
TCBをリンクする。リンクは次のように行われる。

まず、格納エリア26にタスクＢのTCBアドレスを、格納
エリア29にタスクＡのTCBアドレスを格納する。格納エ
リア27と28には『０』を格納する。次に、タスクＡのTC
Bアドレスを格納エリア24に、タスクＢのTCBアドレスを
格納エリア25に格納する。以上のようにして、指定タス
クA,BのTCBリンクを形成し、デバッガは『wait』状態に
遷移する。

デバッガが『wait』状態に遷移したことにより、OSはタ
スクＡにCPUを割当てる（第５図の）。タスクＡがブ
レークポイントに達すると、デバッガが起動され。デバ
ッガはグループ登録テーブル21のアドレスを得（ステッ
プ11）、グループ登録テーブル21の格納エリア24からリ
ンクの先頭のTCBアドレスを得る（ステップ12）。この
アドレスはタスクＡのものである。先ず、デバッガはタ
スクＡを『wait』状態に遷移させる（ステップ13,1
4）。次に、格納エリア26を調べて、次にリンクされて
いるTCBのアドレスを得、０でないかどうかチェックす
る（ステップ15,16）。この場合、格納エリア26にはタ
スクＢのTCBアドレスが格納されており、０ではないの
でデバッガはタスクＢを『wait』状態に遷移させる（ス
テップ14,第５図の）。次に、TCB23の格納エリア28を
調べて、次にリンクされているTCBのアドレスを得、０
でないかどうかチェックする（ステップ15,16）。この
場合、格納エリア28には『０』が格納されているので、
デバッガはリンクを最後までたどったことになり、デバ
ッガは『wait』状態に入る（ステップ17）。

３つのタスク（デバッガ、タスクＡ、タスクＢ）が共に
『wait』状態に入ったことにより、CPUはタスクが割当
てられていない状態に入る（第５図の）。

ここで、実行継続の操作が行われたとする。デバッガは
ブレークポイントに達して『wait』状態に遷移させられ
たタスクＡと、グループ指定によって『wait』状態に遷
移させられていたタスクＢを『ready』状態に戻す（第
５図の）。デバッガは、上記の操作を行った後『wai
t』状態に入る。『ready』状態の２つのタスクA,Bのう
ち、タスクＡの優先順位がタスクＢのそれよりも高いた
め、OSはタスクＡにCPUを割当てる（第５図の）。

以上のようにしてタスクＡは、処理を再開する。

第３図は本発明のタスクデバッグ方法の第２の実施例
で、タスクＡがブレークポイントに達した場合のデバッ
ガの処理のフローチャート、第４図は第１の実施例にお
けるブレークポイントテーブル41、TCB登録テーブル42
を示す図である。

なお、タスクの数，状態，ブレークポイントの位置の条
件は従来例の説明で用いたものと同じとする。タスクA,
Bの動作説明として第５図を用いる。

第４図中、TCB登録テーブル42のエリア45にはタスクの
登録数，エリア46,47にはTCBアドレスが格納され、ブレ
ークポイント格納テーブル41のエリア43にはブレークポ
イントアドレスが格納され、エリア44にはTCB登録テー
ブル42のアドレスが格納される。

次に、本実施例の動作を説明する。

ブレークポイントがセットされると、デバッガはブレー
クポイントアドレスをブレーポイント格納テーブル41の
格納エリア43に格納する。また、ブレークポイント到達
時に停止させるタスク・グループが指定されると、デバ
ッガはTCB登録テーブル42の格納エリア45に登録するタ
スク数（＝２）を、格納エリア46と47にそれぞれタスク
ＡとタスクＢのTCBアドレスを格納する。そして、グレ
ークポイント格納テーブル41の格納エリア44にTCB登録
テーブル42のアドレスを格納する。この処理の後、デバ
ッガは『wait』状態に遷移する。

デバッガが『wait』状態に遷移したことにより、OSはタ
スクＡにCPUを割当てる（第５図の）。タスクＡがブ
レークポイントに達すると、デバッガが起動される。デ
バッガは、格納エリア44からTCB登録テーブル42のアド
レスを得（ステップ31）、格納エリア45からタスクの登
録数（＝２）を得る（ステップ32）。次に、TCB登録テ
ーブル42のエリア46からタスクＡのTCBアドレスを得
（ステップ34）、タスクＡを『wait』状態に遷移させる
（ステップ35、第５図の）。次に、登録数を１デクリ
メントし（ステップ36）、TCB登録テーブル42のエリア4
7からタスクＢのTCBのアドレスを得（ステップ34）、タ
スクＢを『wait』状態に遷移させる（ステップ35,第５
図の）。次に、登録数を１デクリメントすると（ステ
ップ36）、登録数が０になるので、デバッガは『wait』
状態に入る（ステップ33,37）。

以上のようにしてタスクＡは処理を再開する。

〔発明の効果〕

以上説明したように本発明は、ブレークポイントによっ
てあるタスクが停止した時、予め指定されているブレー
クポイントを設定されたタスクに関係あるタスクを同時
に停止させることにより、従来の方法では不可能だった
タスクの同期関係を維持することが可能となり、ブレー
クポイントで停止したタスクを再開した場合、それ以降
の処理も正常に行われ、また、タスク間の同期関係を維
持するためにシステム全体を停止させる方法と異なり、
ブレークポイントを設定したタスクの処理と全く関係な
い処理を行っているタスクに影響を与えることが無く、
さらに、指定するタスクのグループを複数個可能にする
と、複数のブレークポイントが設定されている場合、そ
れぞれのブレークポイント付近で関係するタスクを細か
く指定でき、デバッグの効率を上げることができる効果
がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のタスクデバッグ方法の第１の実施例
で、タスクＡがブレークポイントに達した場合のデバッ
ガの処理のフローチャート、第２図は第１の実施例にお
けるグループ登録テーブル21とTCB22,23を示す図、第３
図は本発明のタスクデバッグ方法の第２の実施例で、タ
スクＡがブレークポイントに達した場合のデバッガの処
理のフローチャート、第４図は第１の実施例におけるブ
レークポイント格納テーブル41、TCB登録テーブル42を
示す図、第５図は第1,第２の実施例におけるタスクA,B
の動作を示す図、第６図はオペレーティングシステム上
のタスクの状態遷移を示す図、第７図は通常の場合の２
タスクの動作を示す図、第８図は従来のデバッグ方法を
用いた場合の２タスクの動作を示す図である。 11〜17,31〜37……ステップ、21……グループ登録テー
ブル、22,23……TCB、24〜29……エリア、41……ブレー
クポイント格納テーブル、42……TCB登録テーブル、43
〜47……エリア。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】多重プログラミング用オペレーティングシ
ステムにおけるタスクデバッグ方法において、前記オペ
レーティングシステム上で動作するタスクの中から複数
個のタスクを指定し、これら指定された複数個のタスク
を登録しておき、デバッグのために登録されている任意
のタスクが停止させられた時、登録されている他のタス
ク全てを同時に停止させることを特徴とする、タスクデ
バッグ方法。