1、簡介

隨著微處理器技術的發展，嵌入式系統已經成為計算機應用領域的一個重要的組成部分。Linux雖然為分時操作系統，但由于其功能強大、源代碼開放以及可移植性強等優勢，已成為日益流行的嵌入式實時操作系統的解決方案，然而，在實時方面它還不能很好地滿足實時系統方面的需要，其本身僅僅提供了一些實時處理的支持。為使Linux滿足實時應用的要求，常用的方法是通過對Linux的內核進行裁減和修改，使其能夠滿足實時性的要求。目前，我們根據實際需要對于Linux采用以下方法進行改進。

2、實現低延遲

使用兩種方法來實現低延遲：一種就是鎖分解，即把大循環中保持的鎖分解為每一輪循環中都獲得鎖和釋放鎖，典型的代碼結構示例如下：

另一種是增加搶占點，即自愿被搶占。增加搶占點之后：

語句cond_resched（）將判斷是否有進程需要搶占當前進程，如果是將立即發生調度，這就是增加的搶占點，它支持四種搶占模式：

（1）．No Forced Preemption （Server），這種模式等同于沒有使能搶占選項的標準內核，主要適用于科學計算等服務器環境。

（2）．Voluntary Kernel Preemption （Desktop），這種模式使能了自愿搶占，但仍然失效搶占內核選項，它通過增加搶占點縮減了搶占延遲，因此適用于一些需要較好的響應性的環境，如桌面環境，當然這種好的響應性是以犧牲一些吞吐率為代價的。

（3）．Preemptible Kernel （Low-Latency Desktop），這種模式既包含了自愿搶占，又使能了可搶占內核選項，因此有很好的響應延遲，實際上在一定程度上已經達到了軟實時性。它主要適用于桌面和一些嵌入式系統，但是吞吐率比模式2更低。

（4）．Complete Preemption （Real-Time），這種模式使能了所有實時功能，因此完全能夠滿足軟實時需求，它適用于延遲要求為100微秒或稍低的實時系統。

實現實時是以犧牲系統的吞吐率為代價的，因此實時性越好，系統吞吐率就越低。

3、中斷線程化

中斷線程化是實現Linux實時性的一個重要步驟，在Linux標準內核中，中斷是最高優先級的執行單元，不管內核當時處理什么，只要有中斷事件，系統將立即響應該事件并執行相應的中斷處理代碼，除非當時中斷關閉。因此，如果系統有嚴重的網絡或I/O負載，中斷將非常頻繁，后發生的實時任務將很難有機會運行，也就是說，毫無實時性可言。中斷線程化之后，中斷將作為內核線程運行而且賦予不同的實時優先級，實時任務可以有比中斷線程更高的優先級，這樣，實時任務就可以作為最高優先級的執行單元來運行，即使在嚴重負載下仍有實時性保證。

中斷線程化的另一個重要原因是spinlock被mutex取代。中斷處理代碼中大量地使用了spinlock，當spinlock被mutex取代之后，中斷處理代碼就有可能因為得不到鎖而需要被掛到等待隊列上，但是只有可調度的進程才可以這么做，如果中斷處理代碼仍然使用原來的spinlock，則spinlock取代mutex的努力將大打折扣，因此為了滿足這一要求，中斷必須被線程化，包括IRQ和softirq。

中斷線程化的實現方法是：對于IRQ，在內核初始化階段init（該函數在內核源碼樹的文件init/main.c中定義）調用init_hardirqs（該函數在內核源碼樹的文件kernel/irq/manage.c中定義）來為每一個IRQ創建一個內核線程，IRQ號為0的中斷賦予實時優先級49，IRQ號為1的賦予實時優先級48，依次類推直到25，因此任何IRQ線程的最低實時優先級為25。原來的do_IRQ被分解成兩部分，架構相關的放在類似于arch/*/kernel/irq.c的文件中，名稱仍然為do_IRQ，而架構獨立的部分被放在IRQ子系統的位置kernel/irq/handle.c中，名稱為_do_IRQ。當發生中斷時，CPU將執行do_IRQ來處理相應的中斷，do_IRQ將做了必要的架構相關的處理后調用_do_IRQ。函數_do_IRQ將判斷該中斷是否已經被線程化（如果中斷描述符的狀態字段不包含SA_NODELAY標志說明中斷被線程化了），如果是將喚醒相應的處理線程，否則將直接調用handle_IRQ_event（在IRQ子系統位置的kernel/irq/handle.c文件中）來處理。對于已經線程化的情況，中斷處理線程被喚醒并開始運行后，將調用do_hardirq（在源碼樹的IRQ子系統位置的文件kernel/irq/manage.c中定義）來處理相應的中斷，該函數將判斷是否有中斷需要被處理（中斷描述符的狀態標志IRQ_INPROGRESS），如果有就調用handle_IRQ_event來處理。handle_IRQ_event將直接調用相應的中斷處理句柄來完成中斷處理。

如果某個中斷需要被實時處理，它可以用SA_NODELAY標志來聲明自己非線程化，例如：系統的時鐘中斷就是，因為它被用來維護系統時間以及定時器等，所以不應當被線程化。

static struct irqaction irq0=

{ timer_interrupt， SA_INTERRUPT | SA_NODELAY， CPU_MASK_NONE， “timer”， NULL， NULL};

這是在靜態聲明時指定不要線程化，也可以在調用request_irq時指定，如：

request_irq （HIGHWIRE_SMI_IRQ，highwire_smi_interrupt，SA_NODELAY， “System Management Switch”， NULL））

對于softirq，標準Linux內核已經使用內核線程的方式來處理，為了使其易于被搶占，改進實時性，具體的修改包括：把ksoftirqd的優先級設置為nice值為-10，即它的優先級高于普通的用戶態進程和內核態線程，但它不是實時線程，因此這樣一來softirq對實時性的影響將顯著減小。在處理軟中斷期間，搶占是使能的，這使得實時性更進一步地增強。在處理軟中斷的函數_do_softirq中，每次處理完一個待處理的軟中斷后，都將調用cond_resched_all（），這顯著地增加了調度點數，提高了整個系統的實時性。

4、spinlock轉換成mutex

spinlock是一個高效的共享資源同步機制，在SMP（對稱多處理器Symmetric Multiple Proocessors）的情況下，它用于保護共享資源，如全局的數據結構或一個只能獨占的硬件資源。但是spinlock保持期間將使搶占失效，用spinlock保護的區域稱為臨界區（Critical Section），在內核中大量地使用了spinlock，有大量的臨界區存在，因此它們將嚴重地影響著系統的實時性。為此使用mutex來替換spinlock，它的意圖是讓spinlock可搶占，但是可搶占后將產生很多后續影響。

Spinlock失效搶占的目的是避免死鎖。Spinlock如果可搶占了，一個spinlock的競爭者將可能搶占該spinlock的保持者來運行，但是由于得不到spinlock將自旋在那里，如果競爭者的優先級高于保持者的優先級，將形成一種死鎖的局面，因為保持者無法得到運行而永遠不能釋放spinlock，而競爭者由于不能得到一個不可能釋放的spinlock而永遠自旋在那里。

由于中斷處理函數也可以使用spinlock，如果它使用的spinlock已經被一個進程保持，中斷處理函數將無法繼續進行，從而形成死鎖，這樣的spinlock在使用時應當中斷失效來避免這種死鎖的情況發生。標準linux內核就是這么做的，中斷線程化之后，中斷失效就沒有必要，因為遇到這種狀況后，中斷線程將掛在等待隊列上并放棄CPU讓別的線程或進程來運行。

等待隊列就是解決這種死鎖僵局的方法，讓每個spinlock都有一個等待隊列，該等待隊列是按進程或線程的優先級排隊的。如果一個進程或線程競爭的spinlock已經被另一個線程保持，它將把自己掛在該spinlock的優先級化的等待隊列上，然后發生調度把CPU讓給別的進程或線程。

5、優先級繼承和死鎖檢測

spinlock被mutex化后會產生優先級逆轉（Priority Inversion）現象。所謂優先級逆轉，就是優先級高的進程由于優先級低的進程保持了競爭資源被迫等待，而讓中間優先級的進程運行，優先級逆轉將導致高優先級進程的搶占延遲增大，中間優先級的進程的執行時間的不確定性導致了高優先級進程搶占延遲的不確定性，因此為了保證實時性，必須消除優先級逆轉現象。

優先級繼承協議（Priority Inheritance Protocol）和優先級頂棚協議（Priority Ceiling Protocol）就是專門針對優先級逆轉問題提出的解決辦法。

所謂優先級繼承，就是spinlock的保持者將繼承高優先級的競爭者進程的優先級，從而能先于中間優先級進程運行，盡可能快地釋放鎖，這樣高優先級進程就能很快得到競爭的spinlock，使得搶占延遲更確定，更短。

所謂優先級頂棚，就是根據靜態分析確定一個spinlock的可能擁有者的最高優先級，然后把spinlock的優先級頂棚設置為該確定的值，每次當進程獲得該spinlock后，就將該進程的優先級設置為spinlock的優先級頂棚值。

Spinlock被mutex化后引入的另一個問題就是死鎖，典型的死鎖有兩種：

一種為自鎖，即一個spinlock保持者試圖獲得它已經保持的鎖，很顯然，這會導致該進程無法運行而死鎖。另一種為非順序鎖而導致的，即進程P1已經保持了spinlock LOCKA但是要獲得進程P2已經保持的spinlock LOCKB，而進程P2要獲得進程P1已經保持的spinlock LOCKA，這樣進程P1和P2都將因為需要得到對方擁有的但永遠不可能釋放的spinlock而死鎖。對這兩種情況都要進行檢測，一旦發生這種死鎖，內核將輸出死鎖執行路徑并panic。

6、大內核鎖可搶占

大內核鎖（BKL---Big Kernel Lock）實質上也是spinlock，只是它一般用于保護整個內核，該鎖的保持時間比較長，因此它對整個系統的實時性影響是非常大的，大內核鎖使用了semaphore來實現，如果內核配置為前面三種搶占模式，struct semaphore是架構相關的，如對于x86，結構定義如下：

但對于第四種搶占模式，其結構為：

注意新的spinlock定義也包含字段struct rt_mutex lock，因此可搶占大內核鎖和新的spinlock共用了低層的處理代碼。使用semaphore之后，大內核鎖就可搶占了。

7、結論

Linux實時性能的逐步完善，必將大大促進嵌入式Linux在工業控制、后PC時代信息電器等領域的廣泛應用，應用的需要也會進一步促進大量新型實時算法的出現。通過對Linux的改動，就可以開發出一種可靠的且廉價的硬實時操作系統，具有很好的發展和應用前景。