實時Linux架構剖析

1、Linux?的速度或效率都非常不錯，只是在一些情況下，這樣的速度還不能滿足 需求。我們需要的是在特定的容差范圍內(nèi)確定性地滿足調(diào)度期限的能力。本文將揭示各種實現(xiàn)實時Linux的可選方案以及它們?nèi)绾螌崿F(xiàn)實時性一從早期的模 仿虛擬化解決方案的架構到如今標準 2.6內(nèi)核中可用的選項。本文探索了一些支持實時特性的 Linux架構，并探討了實時架構 的含意是什 么。有許多種解決方案賦予Lin ux實時能力，本文將對瘦內(nèi)核（或微內(nèi)核）方 法、超微內(nèi)核方法以及資源內(nèi)核（resource-kernel ）方法進行考查。最后,描述 了標準2.6內(nèi)核的實時功能，并向您示范如何啟用并使用這種功能。實時的定義及要求下列

2、實時的定義為探討實時Linux架構提供了基礎。定義由 Donal Gillies在Realtime Computing FAQ 中提出（參見 參考資料 的鏈接）。實時系統(tǒng)指系統(tǒng)的計算正確性不僅取決于計算的邏輯正確性，還取決于產(chǎn)生結果的時間。如果未滿足系統(tǒng)的時間約束，則認為系統(tǒng)失效。換句話說，系統(tǒng)面對變化的負載（從最小到最壞的情況）時必須確定性地保證滿 足時間要求。注意，上述定義并未提到性能，原因是實時性與速度關系不大：它 與可預見性有關。例如，使用快速的現(xiàn)代處理器時，Linux可以提供20卩微秒的典型中斷響應，但有時候響應會變得很長。這是一個基本的問題：并不是 Linux不夠快或效率不夠高，而

3、是因為它不能提供確定性。一些例子將演示全部這些內(nèi)容的含意。圖1顯示的是中斷延遲指標。當中斷到達時（eve nt ），CPU發(fā)生中斷并轉(zhuǎn)入中斷處理。執(zhí)行一些工作以確定發(fā)生了什 么事件，然后執(zhí)行少量工作分配必需的任務以處理此事件（ 上下文切換）。中斷 到達與分發(fā)必需任務之間的時間（假設分配的是優(yōu)先級最高的任務） 稱為響應時 間。對于實時性要求，響應時間應是確定的并應當在已知的最壞情況的時間內(nèi)完 成。1 1rX<OtherResponseTask responseactivitytimeto evnt丿J圖1.中斷延遲和響應時間EventResponse上下文切換發(fā)生中斷后分配新任務的過 程中

4、隱含著上下文切換。這 個過程在中斷時存儲CPU 的當前狀態(tài)，然后恢復一項 給定任務的狀態(tài)。上下文切 換依賴于操作系統(tǒng)及底層的 處理器架構。Time有關這個過程的一個例子就是目前汽車中使用的氣囊。當報告車輛碰撞的傳感器中斷CPU后，操作系統(tǒng)應快速地分配展開氣囊的任務，并且不允許其他非實時 處理進行干擾。晚一秒鐘展開氣囊比沒有氣囊的情況更糟糕。除為中斷處理提供確定性外，實時處理也需要支持周期性間隔的任務調(diào)度?？紤]圖2。本圖演示了周期性任務調(diào)度。大量控制系統(tǒng)要求周期性采樣與處理。某個 特定任務必須按照固定的周期（P）執(zhí)行，從而確保系統(tǒng)的穩(wěn)定性?？紤]一下汽 車的防抱死系統(tǒng)（ABS?？刂葡到y(tǒng)對車輛的每個

5、車輪的轉(zhuǎn)速進行采樣（每秒最 多20次）并控制每個制動器的壓力（防止它鎖死）。為了保持控制系統(tǒng)的正常 工作，傳感器的采樣與控制必須按照一定的周期間隔。 這意味著必須搶占其他處 理，以便ABS任務能按照期望的周期執(zhí)行。圖2.周期性任務調(diào)度U硬實時與軟實時系統(tǒng)能夠在指定的期限完成實時任務（即便在最壞的處理負載下也能如此）的操作系 統(tǒng)稱為硬實時 系統(tǒng)。但并不是任何情況下都需要硬實時支持。如果操作系統(tǒng)在 平均情況下能支持任務的執(zhí)行期限，則稱它為軟實時系統(tǒng)。硬實時系統(tǒng)指超過 截止期限后將造成災難性后果（例如展開氣囊過晚或制動壓力產(chǎn)生的滑行距離過 長）的系統(tǒng)。軟實時系統(tǒng)超過截止期限后并不會造成系統(tǒng)整體失?。?/p>

6、如丟失視頻 中的一幀）?，F(xiàn)在您已經(jīng)對實時性要求有了一些深入了解，讓我們查看一些實時Lin ux架構各支持哪個級別的實時性以及如何做到這一點?；仨撌资輧?nèi)核方法瘦內(nèi)核（或微內(nèi)核）方法使用了第二個內(nèi)核作為硬件與Lin ux內(nèi)核間的抽象接口（見圖3 ）。非實時Linux內(nèi)核在后臺運行，作為瘦內(nèi)核的一項低優(yōu)先級任 務托管全部非實時任務。實時任務直接在瘦內(nèi)核上運行。圖3.硬實時的瘦內(nèi)核方法U&er space(Non real-time tasks)Linux kernei Non real-time Real-time taaksThin kernelHardware瘦內(nèi)核主要用于（除了托管實時

7、任務外）中斷管理。瘦內(nèi)核截取中斷以確保非實 時內(nèi)核無法搶占瘦內(nèi)核的運行。這允許瘦內(nèi)核提供硬實時支持。雖然瘦內(nèi)核方法有自己的優(yōu)勢（硬實時支持與標準Lin ux內(nèi)核共存），但這種方法也有缺點。實時任務和非實時任務是獨立的，這造成了調(diào)試困難。而且，非 實時任務并未得到Linux平臺的完全支持（瘦內(nèi)核執(zhí)行稱為瘦的一個原因）。使用這種方法的例子有 RTLinux （現(xiàn)在由 Wind River Systems專有），實時應 用程序接口（ RTAI）和Xenomai?；仨撌壮?nèi)核方法這里瘦內(nèi)核方法依賴于包含任務管理的最小內(nèi)核， 而超微內(nèi)核法對內(nèi)核進行更進 一步的縮減。通過這種方式，它不像是一個內(nèi)核而更像

8、是一個硬件抽象層 （HAL。超微內(nèi)核為運行于更高級別的多個操作系統(tǒng)提供了硬件資源共享 （見圖4）。因 為超微內(nèi)核對硬件進行了抽象，因此它可為更高級別的操作系統(tǒng)提供優(yōu)先權， 從 而支持實時性。圖4.對硬件進行抽象的超微內(nèi)核法User-space (Non real-time tasks)User-space (Non real-limeReal-time tacksKernelKernelReal-time kernelNano-kemel i Intenupt dispatcherHa«lware注意，這種方法和運行多個操作系統(tǒng)的虛擬化方法有一些相似之處。使用這種方法的情況下，超微內(nèi)

9、核在實時和非實時內(nèi)核中對硬件進行抽象。這與hypervisor從客戶（guest）操作系統(tǒng)對裸機進行抽象的方式很相似。更多信息參見參考資 料。關于超微內(nèi)核的示例是操作系統(tǒng)的 Adaptive Doma in En viro nment for Operating Systems （ADEOS）。ADEOS支持多個并發(fā)操作系統(tǒng)同步運行。當發(fā)生 硬件事件后，ADEOS對鏈中的每個操作系統(tǒng)進行查詢以確定使用哪一個系統(tǒng)處理 事件?；仨撌踪Y源內(nèi)核法另一個實時架構是資源內(nèi)核法。這種方法為內(nèi)核增加一個模塊，為各種資源提供 預留（reservation ）。這種機制保證了對時分復用（time-multiple

10、xed ）系統(tǒng) 資源的訪問（CPU網(wǎng)絡或磁盤帶寬）。這些資源擁有多個預留參數(shù)，如循環(huán)周 期、需要的處理時間（也就是完成處理所需的時間），以及截止時間。資源內(nèi)核提供了一組應用程序編程接口（API），允許任務請求這些預留資源（見圖5 ）。然后資源內(nèi)核可以合并這些請求，使用任務定義的約束定義一個調(diào)度， 從而提供確定的訪問（如果無法提供確定性則返回錯誤）。通過調(diào)度算法，如 Earliest-Deadli ne-First （EDF），內(nèi)核可以處理動態(tài)的調(diào)度負載。圖5.實現(xiàn)資源預留的資源內(nèi)核法Real -time tatktUser spacereaMime tasksResourceunux kern

11、elkernelHarctware資源內(nèi)核法實現(xiàn)的一個示例是 CMU公司的Linux/RK，它把可移植的資源內(nèi)核集 成到Linux中作為一個可加載模塊。這種實現(xiàn)演化成商用的TimeSys Linu x/RT 產(chǎn)品?；仨撌讟藴?.6內(nèi)核中的實時目前探討的這些方法在架構上都很有趣，但是它們都在內(nèi)核的外圍運行。然而， 如果對標準Linux內(nèi)核進行必要的修改使其支持實時性，結果會怎么樣呢？ 今天，在2.6內(nèi)核中，通過對內(nèi)核進行簡單配置使其完全可搶占（見圖 6）， 您就可以得到軟實時功能。在標準 2.6 Linux 內(nèi)核中，當用戶空間的進程執(zhí)行 內(nèi)核調(diào)用時（通過系統(tǒng)調(diào)用），它便不能被搶占。這意味著如果低

12、優(yōu)先級進程進 行了系統(tǒng)調(diào)用后，高優(yōu)先級進程必須等到調(diào)用結束后才能訪問 CPU。新的配置選 項CONFIG_PREEMP改變了這一內(nèi)核行為，在高優(yōu)先級任務可用的情況下（即使 此進程正在進行系統(tǒng)調(diào)用），它允許進程被搶占。Real -time processUser spacereaMime process圖6允許搶占的標準2.6 Linux 內(nèi)核Linux kernel(preemptibleReal -time taskNon real-ume taskHarctware但這種配置選項也是一種折衷。雖然此選項實現(xiàn)了軟實時性能并且即使在負載條 件下也可使操作系統(tǒng)順利地運行，但這樣做也付出了代價。代

13、價就是略微減低了 吞吐量以及內(nèi)核性能，原因是CONFIG_PREEMPi項增加了開銷。這種選項對桌新的O(1)調(diào)度程序2.6內(nèi)核中新的O(1)調(diào)度 程序?qū)π阅苡泻艽蟮奶嵘?即使存在很多任務的情況下 也是如此。不管需要運行的 任務有多少個，新的調(diào)度程 序都會在有限的時間內(nèi)運 行。您可以在參考資料一 節(jié)中找到這種調(diào)度的更多信 息以及它如何進行工作。面和嵌入式系統(tǒng)而言是有用的，但并不是在任何 場景下都有用(例如，服務器)。在2.6內(nèi)核中另一項有用的配置選項是高精度 定時器。這個新選項允許定時器以1卩s的精度 運行(如果底層硬件支持的話)，并通過紅黑樹 實現(xiàn)對定時器的高效管理。通過紅黑樹，可以使 用大量的定時器而不會對定時器子系統(tǒng)(O(log n)的性能造成影響。只需要一點額外的工作，您就可以通過PREEMPT_R補丁實現(xiàn)硬實時。PREEMPT_R補丁 提供了多項修改，可實現(xiàn)硬實時支持。其中一些 修改包括重新實現(xiàn)一些內(nèi)核鎖定原語，從而實現(xiàn) 完全可搶占，實現(xiàn)內(nèi)核互斥的優(yōu)先級繼承，并把中斷處理程序轉(zhuǎn)換為內(nèi)核線程以 實現(xiàn)線程可搶占。回頁首結束語Linux不僅是一個實驗和描述實時算法的理想平臺，目前在標準的 2.6內(nèi)核中 也實現(xiàn)了實時功能。