組み込み界で定番のマルチタスクOSを移植!!
dsPICマイコン用μITRONの制作(補足記事)
森 久直
Hisanao Mori
dsPICにリアルタイムOSを実装することができたのは，スタック・ポインタが使える ようになったことが大きな要因です．これまでのPICシリーズでは，循環バッファと して動作するハードウェアにリターン・アドレスを格納していました．例えば，8レベ ルのハードウェア・スタックでは，9回目のプッシュによって，1回目にプッシュした 値が上書きされてしまうのです．
それがdsPICでは，スタック・ポインタのおかげで，タスク毎のスタック・エリアをRAM 上に確保できるようになりました．スタック・ポインタは，リアルタイムOSを実装する ためには必要なものです．
製作例に実装したリアルタイムOSは，表1に示したシステム・コールをサポートしています． 2[KB]というRAMの容量を考慮した上で，マルチタスクが実現できるように必要最低 限のものを揃えました．
タスクの切替制御，タスク間の同期，タスク間の条件付き同期，ハードウェア資源 の排他制御，時間管理，等の機能が使用できます．
システム・コールの詳細は，「μITRON3.0標準ハンドブック」をご覧下さい．書籍が 販売されていますが，(社)トロン協会のホームページからもPDF版(日本語版)を 入手することができます．
(社)トロン協会 -> http://www.tron.org/ TOPページのTRON関連資料というリンクをたどっていくとダウンロードできます．
| システム・ コール名 |
機能概要／引数 | ||||||||
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| slp_tsk | 自タスクを待ち状態にする ex)slp_tsk(); |
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| wup_tsk | 指定したタスクの待ち状態を解除する ex)wup_tsk(task2); 引数＝task1,task2,task3,... |
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| wai_flg | 待ち解除条件のビット・パターンを設定して待ち状態になる ex)wai_flg(&c,flgid1,0x07,0x01);
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| set_flg | 指定したビットをセットする ex)set_flg(flgid1,0x04); 第1引数＝flgid1,flgid2(この2つのみです) 第2引数＝イベント・フラグ・ビット・パターン |
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| wai_sem | ハードウェア資源の獲得 ex)wai_sem(semid1); 引数＝semid1,semid2(この2つのみです) |
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| sig_sem | ハードウェア資源の返却 ex)sig_sem(semid1); 引数＝semid1,semid2(この2つのみです) |
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| dly_tsk | 指定した時間だけ待ち状態にする ex)dly_tsk(1000); 引数＝16bit長の数値，時間単位はms |
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| get_tim | システム・クロックを取得する ex)get_tim( &gettime ); 引数＝timedef.hで定義される構造体型変数のアドレス |
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| set_tim | システム・クロックを設定する ex)set_tim( &testtime ); 引数＝timedef.hで定義される構造体型変数のアドレス |
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| dis_dsp | タスク切替を禁止する ex)dis_dsp(); |
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| ena_dsp | タスク切替を許可する ex)ena_dsp(); |
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| loc_cpu | 割込みとタスク切替を禁止する ex)loc_cpu(); |
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| unl_cpu | 割込みとタスク切替を許可する ex)unl_cpu(); |
登録できるタスクは7つまでです．はじめからRAM上にタスクのスタック領域を確保する仕組みにしたことと，RAMの容量による制約です．ただし，スタック領域を動的に確保するように，ソース・コードを変更することにより，登録できるタスク数を増やすことができます．
使用できるイベント・フラグは2つで，8ビット長です．初期のビット・パターンは0にクリアされています．AND待ち，OR待ち，待ち解除時のビット・パターンのクリアの有無，等を設定できます．
なお，待ち行列を生成しないので，同じイベント・フラグを同時に使用することはできません．
使用できるセマフォは2つまでです．計数型セマフォと呼ばれるタイプで，0〜255の範囲をカウントできます．初期のカウントの値は1になっています．ソース・コードrtosconf.hの変更により，初期値の変更ができます．
なお，待ち行列を，8タスク分まで生成できます．
Timer1はリアルタイムOSの時間管理機能に使用しています．したがって，このモジュ ールをアプリケーションの中で使用することはできません．
しかし，残りのUSART，Timer2，Timer3，A/D等の割込みは全て使用できます．
実装したリアルタイムOSの構造は，図1に示すようにOSの起動やシステム・コールなど，主に6つのプログラムで構成されています．これらは，C言語でプログラムを作成しました．
電源がONになってから，スタートアップルーチンを経過して，最初に走るのが「リアルタイムOS起動」です．ここでは主に，スタック・ポインタの設定，タスクの登録，タスク毎のスタック領域の初期化，システム・クロックをカウントするタイマの初期設定と起動，起/動タスクへの分岐などを行います．
一度，起動タスクに分岐した後は，主にタスクや割込みハンドラが走ります．その時のリアルタイムOSは，システム・クロックをタイマ割込みによってカウントしているか，システム・コールの要求に対応した処理を行います．スケジューリングの結果，必要ならばタスク切換えを実行します．
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| 図1 リアルタイムOSの構造 |
製作例に実装したリアルタイムOSのタスクには，図2に示すように「実行可能状態(READY)」，「実行状態(RUN)」，「待ち状態(WAIT)」の3つの状態があります．
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| 図2 最低限必要なタスクの状態 |
そして，READY状態のタスクはレディ・キューと呼ばれる行列につながれ，優先度ベースのスケジューリングにより管理されます．このレディ・キューは，タスク・コントロール・ブロックTCBの行列とも言えます．これを表したのが図3です．
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| 図3 レディ・キューをTCBの行列で形成する |
TCBとは，タスクを管理するために必要な情報をまとめたものです．その情報には，タスクを識別するID，タスクの優先度，タスクの状態などがあります．
レディ・キューは，HEADという変数を開始点にして，TCBの中のNEXTが次TCBの先頭アドレスを指すという構造をしています．HEADはRUN状態のTCBを指します．こうして，複数のTCBは一つの行列を形成します．後は，TCB間の接続の仕方を変えることにより，レディ・キューへの接続と切離しを行います．
レディ・キューに接続するときは，TCBの中の優先度PRIとNEXTを先頭から順番に参照していきます．そして，接続しようとするTCBのPRIが，参照しているTCBのPRIより小さくなったとき，その参照しているTCBの前に接続します．
レディ・キューから切離すときは，切離すTCBを探し出して，そのTCBのNEXTをNULL(値0)にします．そして，切離すTCBの前後にあるTCB同士を接続します．
このように，レディ・キューへのタスクの接続と，レディ・キューからのタスクの切離しによって，スケジューリングが行われます．
ステータス・レジスタSRと，ワーキング・レジスタWの退避と復帰の処理をしなければならないので，インライン・アセンブラを用いました．また，フレーム・ポインタW14とスタック・ポインタW15の退避場所については，プログラムにおける退避と復帰の処理を容易にするためにTCBの中に確保しました．W14とW15の退避先となるアドレスが固定ですので，操作し易くなります．
基本的な処理の流れは，次のようになります．
タスクの切替え処理を終えた後には，リターン命令が実行され，次に実行するタスクに移ります．
タスクごとのスタック・エリア，タスク・コントロール・ブロック(TCB)，セマフォ，フラグのRAM上の配置は図4のようになります．
dsPIC30F3013のRAMのうち，ユーザーが使用できるのは，0x0800〜0x0FFF番地です．この中で，タスク毎のスタック・エリアのメモリ容量を200[byte]にし，タスク毎のTCBのメモリ容量を32[byte]にすることで，タスクを7つ使用できるようにしました．
セマフォは6[byte]，イベント・フラグは8[byte]のメモリ容量で，それぞれ2つずつ確保しています．
最終的には，リアルタイムOSとタスクのコード・サイズは約8[KB]になりました．ROMは24[KB]ですので，まだ余裕があります．
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| 図4 スタック・エリアやTCBをすき間なく配置したときのRAMの状態 |
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