Linux以其功能強(qiáng)大、源代碼開放、支持多種硬件平臺、模塊化設(shè)計方案以及豐富的開發(fā)工具支持等特點廣泛應(yīng)用在嵌入式系統(tǒng)領(lǐng)域。作為嵌入式產(chǎn)品的操作系統(tǒng)平臺，具有較好的實時性、系統(tǒng)可靠性、任務(wù)處理隨機(jī)性是系統(tǒng)追求的目標(biāo)，目前商業(yè)嵌入式操作系統(tǒng)實時性能可以滿足嵌入式領(lǐng)域的需求，但由于其價格昂貴，應(yīng)用受到了限制[1]。而嵌入式Linux以其非常低廉的價格，可以大大地降低成本，逐漸成為嵌入式操作系統(tǒng)的首選。但由于其在實時應(yīng)用領(lǐng)域的技術(shù)障礙，要應(yīng)用在嵌入式領(lǐng)域,還必須對Linux內(nèi)核作必要的改進(jìn)。本文以S3C2410+Linux作為移動機(jī)器人操作平臺,為了提高機(jī)器人任務(wù)處理的實時性，針對影響Linux OS實時性能的若干方面進(jìn)行研究，并利用相應(yīng)的解決方法基于標(biāo)準(zhǔn)Linux2.6內(nèi)核加以實現(xiàn)，最后通過測試，驗證了此改進(jìn)方法的效果。
1 Linux內(nèi)核實時性分析
1.1 Linux內(nèi)核制約實時性的因素
    衡量操作系統(tǒng)實時性的指標(biāo)主要有中斷延遲和搶占延遲。嵌入式系統(tǒng)中很多實時任務(wù)是靠中斷驅(qū)動的，中斷事件必須在限定的時限內(nèi)處理，否則將產(chǎn)生災(zāi)難性的后果。大多數(shù)實時系統(tǒng)都是處理一些周期性的或非周期性的重復(fù)事件，事件產(chǎn)生的頻度就確定了任務(wù)的執(zhí)行時限，因此每次事件發(fā)生時，相應(yīng)的處理任務(wù)必須及時響應(yīng)處理，否則將無法滿足時限[2]。搶占延遲就反映了系統(tǒng)的響應(yīng)及時程度。針對Linux內(nèi)核，中斷關(guān)閉及中斷優(yōu)先級執(zhí)行機(jī)制、內(nèi)核不可搶占性、自旋鎖（spinlock）及大內(nèi)核鎖及一些O(n)的任務(wù)調(diào)度算法影響了系統(tǒng)的實時性能。
1.2 現(xiàn)存增強(qiáng)Linux內(nèi)核實時性的技術(shù)
    多年來,Linux實時性改進(jìn)技術(shù)的發(fā)展主要有兩種技術(shù)方案:(1)直接修改Linux內(nèi)核。針對內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)、調(diào)度函數(shù)、中斷方式進(jìn)行改動，重新設(shè)計一個由優(yōu)先級驅(qū)動的實時調(diào)度器,替換原有Linux內(nèi)核中的進(jìn)程調(diào)度器sched.c。這一方案主要是針對中斷機(jī)制、任務(wù)調(diào)度算法進(jìn)行改進(jìn)的，較為成功的案例為Kansas大學(xué)開發(fā)的Kurt-Linux。Kurt提高了Linux系統(tǒng)中的實時精度，將時鐘芯片設(shè)置為單觸發(fā)狀態(tài)。對于實時任務(wù)的調(diào)度，Kurt-Linux采用基于時間的靜態(tài)實時CPU調(diào)度算法。實時任務(wù)在設(shè)計階段就需要明確地說明其實時事件要發(fā)生的時間。這種調(diào)度算法對于那些循環(huán)執(zhí)行的任務(wù)能夠取得較好的調(diào)度效果;(2)在Linux內(nèi)核之外進(jìn)行實時性擴(kuò)展，添加一個實時內(nèi)核。實時內(nèi)核接管硬件所有中斷，并依據(jù)是否為實時任務(wù)給予響應(yīng)。Fsm Labs公司開發(fā)的RTLinux就是依據(jù)這種策略開發(fā)設(shè)計的[3]。以上論述的兩種技術(shù)方案有其可借鑒之處，但如果綜合考慮任務(wù)響應(yīng)、內(nèi)核可搶占性、實時調(diào)度策略等都將影響操作系統(tǒng)的實時性能，因此，這兩種技術(shù)還不能很好地滿足實時性要求。為了增強(qiáng)嵌入式Linux實時性能，下面將介紹中斷機(jī)制、內(nèi)核的搶占性以及大內(nèi)核鎖等相關(guān)問題。
2 Linux實時性改進(jìn)方法
　Linux2.4及以前版本內(nèi)核是不可搶占的,在Linux2.6中，內(nèi)核已經(jīng)可以搶占，實時性有所增強(qiáng)。但是內(nèi)核中仍然有不可搶占的區(qū)域，如自旋鎖spinlock保護(hù)的臨界區(qū)等。另外，影響內(nèi)核實時性能的因素還有中斷運(yùn)行機(jī)制、大內(nèi)核鎖機(jī)制以及調(diào)度算法等。
2.1 中斷運(yùn)行機(jī)制改進(jìn)
　在Linux標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核中,中斷是最高優(yōu)先級的執(zhí)行單元，硬件架構(gòu)決定了硬件中斷到來的時候在該中斷沒有被屏蔽的條件下必須處理。不管內(nèi)核當(dāng)時處理什么，即便是Linux中最高優(yōu)先級的實時進(jìn)程，只要有中斷發(fā)生，系統(tǒng)將立即響應(yīng)該事件并執(zhí)行相應(yīng)的中斷處理程序，這就大大削弱了Linux的實時性能。特別是系統(tǒng)有嚴(yán)重的網(wǎng)絡(luò)或I/O負(fù)載時，中斷將非常頻繁，實時任務(wù)將很難有機(jī)會運(yùn)行，這對于Linux的實時應(yīng)用來說是不可接受的。Linux采用的關(guān)中斷技術(shù)在關(guān)中斷區(qū)域使相應(yīng)實時任務(wù)得不到響應(yīng)，增加了實時任務(wù)的中斷延遲。Linux實時化后自旋鎖變?yōu)榛コ怄i的技術(shù)，但由于自旋鎖的中斷處理不能及時響應(yīng)，降低了系統(tǒng)的實時性能。因此，借鑒Ingo Molnar實時補(bǔ)丁的實時化方法，采用中斷線程化技術(shù)改進(jìn)中斷運(yùn)行機(jī)制，中斷將作為內(nèi)核線程運(yùn)行而且賦予不同的實時優(yōu)先級，實時任務(wù)可以有比中斷線程更高的優(yōu)先級，這樣，實時任務(wù)就可以作為最高優(yōu)先級的執(zhí)行單元來運(yùn)行了，即使在嚴(yán)重負(fù)載下仍有實時性保證。另一方面,中斷處理線程也可以因為在內(nèi)核同步中得不到鎖而掛載到鎖的等待隊列中,很多關(guān)中斷就不必真正的禁止硬件中斷了，而是禁止內(nèi)核進(jìn)程搶占，從而減小了中斷延遲[4]。
　在初始化階段，常規(guī)中斷初始化和中斷線程化的初始化在start_kernel( )函數(shù)中都調(diào)用trap_init( )和init_IRQ( )兩個函數(shù)來初始化irq_desc_t結(jié)構(gòu)體，區(qū)別主要體現(xiàn)在內(nèi)核初始化創(chuàng)建init線程時，中斷線程化的中斷在init( )函數(shù)中還將調(diào)用init_hardirqs（kernel/irq/manage.c）來為每一個IRQ創(chuàng)建一個內(nèi)核線程，最高實時優(yōu)先級為50，依次類推直到25。因此，任何IRQ線程的最低實時優(yōu)先級為25，具體實現(xiàn)是通過kthread_create函數(shù)創(chuàng)建的。功能實現(xiàn)等同于如下代碼：
   void __init init_hardirqs(void)
   {   ……
        for (i = 0; i < NR_IRQS; i++) {  
                          //對于每一個中斷建立一個中斷線程
        irq_desc_t *desc = irq_desc + i;
            if(desc->action && !(desc->status & IRQ_NODELAY))
              //有IRQ_NODELAY標(biāo)志的中斷不允許線程化
                desc->thread = kthread_create(do_irqd,
                    desc, "IRQ %d", irq);     //建立線程
            &hellip;&hellip;
        }
    }
    static int do_irqd(void * __desc)
                          //分配中斷線程優(yōu)先級50~25
    {  &hellip;&hellip;
        /*Scale irq thread priorities from prio 50 to prio 25 */
        param.sched_priority = curr_irq_prio;
        if (param.sched_priority > 25)
        curr_irq_prio = param.sched_priority - 1;
       &hellip;&hellip;
    }
　在中斷處理階段當(dāng)中斷發(fā)生時,CPU調(diào)用do_IRQ( )函數(shù)來處理中斷，do_IRQ( )在做了必要的相關(guān)處理之后調(diào)用_do_IRQ( )。_do_IRQ( )主要功能為判斷該中斷是否已經(jīng)被線程化(核對終端描述符的狀態(tài)字段是否包含IRQ_NODELAY標(biāo)志)，對于沒有線程化的中斷，將直接調(diào)用handle_IRQ_event( )函數(shù)來處理。功能實現(xiàn)等同于如下代碼：
   fastcall notrace unsigned int __do_IRQ(unsigned int irq,
        struct pt_regs *regs)
   {  &hellip;&hellip;
        if (redirect_hardirq(desc))
                //檢測是否為線程化中斷，若是則喚醒中斷線程
                goto out_no_end;
    &hellip;&hellip;
    action_ret = handle_IRQ_event(irq, regs, action);
                                  //處理非線程化中斷
           &hellip;&hellip;
   }
   int redirect_hardirq(struct irq_desc *desc)
                 //檢測irq_desc結(jié)構(gòu)體，判斷是否線程化
   {  &hellip;&hellip;
        if (!hardirq_preemption || (desc->status & IRQ_
                    NODELAY) || !desc->thread)
            return 0;
　      &hellip;&hellip;
        if (desc->thread && desc->thread->state != TASK_
                RUNNING)
            wake_up_process(desc->thread);
　       &hellip;&hellip;
   }
　針對已線程化的情況，調(diào)用wake_up_process( )函數(shù)喚醒中斷處理線程執(zhí)行，內(nèi)核線程將調(diào)用do_hardirq( )來處理相應(yīng)的中斷。具體實現(xiàn)是通過handle_IRQ_event( )函數(shù)直接調(diào)用相應(yīng)的中斷處理函數(shù)完成的。對于緊急的中斷(如時鐘中斷),內(nèi)核保持原來的中斷處理方式，而不為其創(chuàng)建中斷線程，這樣就保證了緊急中斷的快速響應(yīng)。
2.2 內(nèi)核可搶占性設(shè)計
　在Linux標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核中，因不具有可搶占性和導(dǎo)致較大的延遲，增加內(nèi)核的可搶占性能，可提高系統(tǒng)的實時任務(wù)處理能力。當(dāng)前修改Linux內(nèi)核提高實時性的方法主要有增加搶占點和改造成搶占式內(nèi)核兩種方法。增加搶占點方法是在內(nèi)核中插入搶占點，通過檢測搶占點調(diào)度標(biāo)志來決定是否進(jìn)行實時任務(wù)的調(diào)度。采用這種方法，在檢測搶占點標(biāo)志時大大增加了系統(tǒng)開銷，因此本方案采用直接改造Linux內(nèi)核的方法，通過修改自旋鎖為互斥鎖來提高內(nèi)核的可搶占性[5]。即借鑒Ingo Molnar的實時補(bǔ)丁的實時化方法，使用mutex互斥鎖來替換spinlock自旋鎖。使用mutex替換spinlock，可以讓spinlock可搶占。起初spinlock不可搶占性設(shè)計目的是避免死鎖，可搶占性設(shè)計可能導(dǎo)致競爭者與保持者的死鎖局面。中斷處理函數(shù)中也可以使用spinlock，如果spinlock已經(jīng)被某一進(jìn)程保持，則中斷處理函數(shù)無法進(jìn)行，從而形成死鎖。中斷線程化以后，中斷線程將掛在等待隊列上并放棄CPU讓別的線程或進(jìn)程來運(yùn)行,讓每個spinlock都有一個等待隊列，該等待隊列按進(jìn)程或線程優(yōu)先級排隊,如果一個進(jìn)程或線程競爭的spinlock已經(jīng)被另一個線程保持,它將把自己掛在該spinlock的優(yōu)先級化的等待隊列上，然后發(fā)生調(diào)度把CPU讓給別的進(jìn)程或線程。mutex替換spinlock后，spinlock結(jié)構(gòu)定義如下代碼：
    typedef struct {
        struct rt_mutex lock;            //新的實時互斥鎖
        unsigned int break_lock;
    } spinlock_t;
    其中struct rt_mutex結(jié)構(gòu)如下：
    struct rt_mutex {
        raw_spinlock_t wait_lock;
        struct plist wait_list;                  //優(yōu)先級等待隊列
        struct task_struct *owner;     //擁有該鎖進(jìn)程的信息
        int owner_prio;
        &hellip; &hellip;
    };
　 在如上代碼中,類型raw_spinlock_t就是原來的spinlock_t。即代碼中的spinlock_t就是新設(shè)計的自旋鎖。rt_mutex結(jié)構(gòu)中,wait_list字段為優(yōu)先級等待隊列。在mutex使用中，當(dāng)遇到鎖住的臨界資源時，任務(wù)被掛起到wait_list中，臨界資源解鎖時等待任務(wù)被激活。臨界資源被保護(hù)的同時可以搶占。
    由于Linux內(nèi)核底層的臨界資源是不可搶占的，使用mutex替換spinlock的過程中，這部分可以保留，仍由不可搶占的spinlock保護(hù)，如：保護(hù)硬件寄存器的鎖、調(diào)度器的運(yùn)行隊列鎖等。不可搶占的spinlock被重新命名為raw_spinlock_t。spin_lock被宏定義為：
　#define spin_lock(lock)  PICK_OP(raw_spinlock_t,spin,_lock,lock)
　函數(shù)PICK_OP支持兩種鎖共存機(jī)制，PICK_OP在編譯階段將鎖操作轉(zhuǎn)化為mutex或者spinlock：
   #define PICK_OP(type, optype, op, lock) \
　　        do { \
　　        if (TYPE_EQUAL((lock), type)) \
　　        _raw_##optype##op((type *)(lock)); \
　　        else if (TYPE_EQUAL(lock, spinlock_t)) \
          //調(diào)用gcc的內(nèi)嵌函數(shù)__builtin_types_compatible_p()
    　　_spin##op((spinlock_t *)(lock)); \
　　        else __bad_spinlock_type(); \
　　        } while (0)
         #define TYPE_EQUAL(lock, type) \
    __builtin_types_compatible_p(typeof(lock), type *)
　　gcc的內(nèi)嵌函數(shù)__builtin_types_compatible_p用于判斷一個變量的類型是否為某指定的類型，如果類型為spinlock_t，將運(yùn)行函數(shù)_spin_lock;類型為raw_spinlock_t，將運(yùn)行函數(shù)_raw_spin_lock。
   實時rt_mutex在具體應(yīng)用中，一個高優(yōu)先級任務(wù)搶占該鎖的同時，把先前的鎖擁有者添加到互斥鎖等待隊列中，并在當(dāng)前擁有該鎖的任務(wù)task_struct中標(biāo)記等待該鎖的所有任務(wù);反之，不能得到該鎖就把當(dāng)前任務(wù)添加到鎖的優(yōu)先級等待隊列中，直到喚醒執(zhí)行。為了防止優(yōu)先級逆轉(zhuǎn)，可以改變鎖的當(dāng)前擁有者的優(yōu)先級為鎖的等待隊列中任務(wù)的最高優(yōu)先級。
　rt_mutex可以使高優(yōu)先級任務(wù)利用搶占鎖進(jìn)入臨界區(qū)，這樣內(nèi)核不可搶占區(qū)的數(shù)量和范圍大大縮小，內(nèi)核可搶占性有了很大的提高，且降低了實時高優(yōu)先級任務(wù)的搶占延遲，改善了系統(tǒng)的實時性能。
2.3 可搶占大內(nèi)核鎖設(shè)計
　大內(nèi)核鎖BKL(Big Kernel Lock)實質(zhì)上也是spinlock，它用于保護(hù)整個內(nèi)核，該鎖保持時間較長，對系統(tǒng)的實時性能影響很大[6]。采用Ingo Molnar的實時化方法，BKL使用semaphore實現(xiàn)，結(jié)構(gòu)定義如下代碼：
         struct semaphore {
         atomic_t count;
         struct rt_mutex lock;              //實時互斥鎖的使用
        };
   由結(jié)構(gòu)體發(fā)現(xiàn)，在BKL實現(xiàn)中利用了實時互斥鎖rt_mutex，在改進(jìn)后的spinlock結(jié)構(gòu)體spinlock_t中也利用了實時互斥鎖rt_mutex,因此可搶占大內(nèi)核鎖和新的spinlock共用了低層的處理代碼。使用semaphore之后，大內(nèi)核鎖就可搶占了。
3 內(nèi)核實時性測試
   針對Linux2.6內(nèi)核，本文并沒有作出對內(nèi)核調(diào)度算法的修正，只是探討了中斷運(yùn)行機(jī)制、自旋鎖及大內(nèi)核鎖技術(shù)在系統(tǒng)實時性能上的局限性，所以實驗測試主要測試中斷延遲時間和任務(wù)響應(yīng)時間。實驗環(huán)境： Intel 2 GHz CPU，256 DDR內(nèi)存，Kernel 2.6.22版本。測試結(jié)果如表1所示。

    由表可知，在中斷服務(wù)程序中寫入標(biāo)記，測試中斷觸發(fā)至中斷服務(wù)程序執(zhí)行平均響應(yīng)時間，標(biāo)準(zhǔn)Linux2.6內(nèi)核平均中斷響應(yīng)時間為182 &mu;s,改進(jìn)后Linux2.6內(nèi)核為14 &mu;s。采用開源軟件LMbench3.0 測試系統(tǒng)任務(wù)調(diào)度延遲時間,標(biāo)準(zhǔn)Linux2.6內(nèi)核平均任務(wù)響應(yīng)時間為1 260 &mu;s，改進(jìn)后Linux2.6內(nèi)核為162&mu;s。由此可見，改進(jìn)策略在一定程度上大大減小了中斷延遲和任務(wù)調(diào)度時間,有利于改善移動機(jī)器人任務(wù)處理的實時性能。
　本文基于Linux2.6內(nèi)核的關(guān)中斷、中斷優(yōu)先級、內(nèi)核的不可搶占性以及大內(nèi)核鎖保持時間過長等問題進(jìn)行了實時性分析，提出了相應(yīng)的改進(jìn)方法。利用中斷線程化、互斥鎖的應(yīng)用及大內(nèi)核鎖的改進(jìn)等技術(shù)提高了系統(tǒng)的實時性能，降低了內(nèi)核中斷延遲和調(diào)度延遲。改進(jìn)后的內(nèi)核在移動機(jī)器人控制器平臺中有很好的應(yīng)用價值，提高了機(jī)器人控制的實時性能。
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