Linux以其功能強(qiáng)大、源代碼開放、支持多種硬件平臺(tái)、模塊化設(shè)計(jì)方案以及豐富的開發(fā)工具支持等特點(diǎn)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(tái)，具有較好的實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)性能可以滿足嵌入式領(lǐng)域的需求，但由于其價(jià)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(jià)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(shí)時(shí)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(duì)Linux內(nèi)核作必要的改進(jìn)。本文以S3C2410+Linux作為移動(dòng)機(jī)器人操作平臺(tái)，為了提高機(jī)器人任務(wù)處理的實(shí)時(shí)性，針對(duì)影響Linux OS實(shí)時(shí)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(shí)現(xiàn)，最后通過測(cè)試，驗(yàn)證了此改進(jìn)方法的效果。

1 Linux內(nèi)核實(shí)時(shí)性分析

1.1 Linux內(nèi)核制約實(shí)時(shí)性的因素

衡量操作系統(tǒng)實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)任務(wù)是靠中斷驅(qū)動(dòng)的，中斷事件必須在限定的時(shí)限內(nèi)處理，否則將產(chǎn)生災(zāi)難性的后果。大多數(shù)實(shí)時(shí)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(shí)限，因此每次事件發(fā)生時(shí)，相應(yīng)的處理任務(wù)必須及時(shí)響應(yīng)處理，否則將無法滿足時(shí)限［2］。搶占延遲就反映了系統(tǒng)的響應(yīng)及時(shí)程度。針對(duì)Linux內(nèi)核，中斷關(guān)閉及中斷優(yōu)先級(jí)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(shí)時(shí)性能。

1.2 現(xiàn)存增強(qiáng)Linux內(nèi)核實(shí)時(shí)性的技術(shù)

多年來，Linux實(shí)時(shí)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(duì)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(dòng)，重新設(shè)計(jì)一個(gè)由優(yōu)先級(jí)驅(qū)動(dòng)的實(shí)時(shí)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(duì)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(shí)時(shí)精度，將時(shí)鐘芯片設(shè)置為單觸發(fā)狀態(tài)。對(duì)于實(shí)時(shí)任務(wù)的調(diào)度，Kurt-Linux采用基于時(shí)間的靜態(tài)實(shí)時(shí)CPU調(diào)度算法。實(shí)時(shí)任務(wù)在設(shè)計(jì)階段就需要明確地說明其實(shí)時(shí)事件要發(fā)生的時(shí)間。這種調(diào)度算法對(duì)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(shí)時(shí)性擴(kuò)展，添加一個(gè)實(shí)時(shí)內(nèi)核。實(shí)時(shí)內(nèi)核接管硬件所有中斷，并依據(jù)是否為實(shí)時(shí)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(jì)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(shí)時(shí)調(diào)度策略等都將影響操作系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性能，因此，這兩種技術(shù)還不能很好地滿足實(shí)時(shí)性要求。為了增強(qiáng)嵌入式Linux實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)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(shí)時(shí)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(shí)時(shí)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(jí)的執(zhí)行單元，硬件架構(gòu)決定了硬件中斷到來的時(shí)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(shí)處理什么，即便是Linux中最高優(yōu)先級(jí)的實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)性能。特別是系統(tǒng)有嚴(yán)重的網(wǎng)絡(luò)或I/O負(fù)載時(shí)，中斷將非常頻繁，實(shí)時(shí)任務(wù)將很難有機(jī)會(huì)運(yùn)行，這對(duì)于Linux的實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)任務(wù)得不到響應(yīng)，增加了實(shí)時(shí)任務(wù)的中斷延遲。Linux實(shí)時(shí)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(shí)響應(yīng)，降低了系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性能。因此，借鑒Ingo Molnar實(shí)時(shí)補(bǔ)丁的實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)，實(shí)時(shí)任務(wù)可以有比中斷線程更高的優(yōu)先級(jí)，這樣，實(shí)時(shí)任務(wù)就可以作為最高優(yōu)先級(jí)的執(zhí)行單元來運(yùn)行了，即使在嚴(yán)重負(fù)載下仍有實(shí)時(shí)性保證。另一方面，中斷處理線程也可以因?yàn)樵趦?nèi)核同步中得不到鎖而掛載到鎖的等待隊(duì)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(gè)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(shí)，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(gè)IRQ創(chuàng)建一個(gè)內(nèi)核線程，最高實(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)為50，依次類推直到25。因此，任何IRQ線程的最低實(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)為25，具體實(shí)現(xiàn)是通過kthread_create函數(shù)創(chuàng)建的。功能實(shí)現(xiàn)等同于如下代碼：

void __init init_hardirqs（void）

{ ……

for （i = 0; i 《 NR_IRQS; i++） {

//對(duì)于每一個(gè)中斷建立一個(gè)中斷線程

irq_desc_t *desc = irq_desc + i;

if（desc-》action && ?。╠esc-》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

……

}

}

static int do_irqd（void * __desc）

//分配中斷線程優(yōu)先級(jí)50~25

{ ……

/*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;

……

}

在中斷處理階段當(dāng)中斷發(fā)生時(shí)，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(duì)終端描述符的狀態(tài)字段是否包含IRQ_NODELAY標(biāo)志），對(duì)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(shí)現(xiàn)等同于如下代碼：

fastcall notrace unsigned int __do_IRQ（unsigned int irq，

struct pt_regs *regs）

{ ……

if （redirect_hardirq（desc））

//檢測(cè)是否為線程化中斷，若是則喚醒中斷線程

goto out_no_end;

……

action_ret = handle_IRQ_event（irq， regs， action）;

//處理非線程化中斷

……

}

int redirect_hardirq（struct irq_desc *desc）

//檢測(cè)irq_desc結(jié)構(gòu)體，判斷是否線程化

{ ……

if （！hardirq_preemption || （desc-》status & IRQ_

NODELAY） || ！desc-》thread）

return 0;

……

if （desc-》thread && desc-》thread-》state ！= TASK_

RUNNING）

wake_up_process（desc-》thread）;

……

}

針對(duì)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(shí)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(duì)于緊急的中斷（如時(shí)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(jì)

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(shí)時(shí)任務(wù)處理能力。當(dāng)前修改Linux內(nèi)核提高實(shí)時(shí)性的方法主要有增加搶占點(diǎn)和改造成搶占式內(nèi)核兩種方法。增加搶占點(diǎn)方法是在內(nèi)核中插入搶占點(diǎn)，通過檢測(cè)搶占點(diǎn)調(diào)度標(biāo)志來決定是否進(jìn)行實(shí)時(shí)任務(wù)的調(diào)度。采用這種方法，在檢測(cè)搶占點(diǎn)標(biāo)志時(shí)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(shí)時(shí)補(bǔ)丁的實(shí)時(shí)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(jì)目的是避免死鎖，可搶占性設(shè)計(jì)可能導(dǎo)致競(jìng)爭(zhēng)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(duì)列上并放棄CPU讓別的線程或進(jìn)程來運(yùn)行，讓每個(gè)spinlock都有一個(gè)等待隊(duì)列，該等待隊(duì)列按進(jìn)程或線程優(yōu)先級(jí)排隊(duì)，如果一個(gè)進(jìn)程或線程競(jìng)爭(zhēng)的spinlock已經(jīng)被另一個(gè)線程保持，它將把自己掛在該spinlock的優(yōu)先級(jí)化的等待隊(duì)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(shí)時(shí)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(jí)等待隊(duì)列

struct task_struct *owner; //擁有該鎖進(jìn)程的信息

int owner_prio;

… …

};

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(jì)的自旋鎖。rt_mutex結(jié)構(gòu)中，wait_list字段為優(yōu)先級(jí)等待隊(duì)列。在mutex使用中，當(dāng)遇到鎖住的臨界資源時(shí)，任務(wù)被掛起到wait_list中，臨界資源解鎖時(shí)等待任務(wù)被激活。臨界資源被保護(hù)的同時(shí)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(duì)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_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(gè)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(shí)時(shí)rt_mutex在具體應(yīng)用中，一個(gè)高優(yōu)先級(jí)任務(wù)搶占該鎖的同時(shí)，把先前的鎖擁有者添加到互斥鎖等待隊(duì)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(jí)等待隊(duì)列中，直到喚醒執(zhí)行。為了防止優(yōu)先級(jí)逆轉(zhuǎn)，可以改變鎖的當(dāng)前擁有者的優(yōu)先級(jí)為鎖的等待隊(duì)列中任務(wù)的最高優(yōu)先級(jí)。

rt_mutex可以使高優(yōu)先級(jí)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(shí)時(shí)高優(yōu)先級(jí)任務(wù)的搶占延遲，改善了系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性能。

2.3 可搶占大內(nèi)核鎖設(shè)計(jì)

大內(nèi)核鎖BKL（Big Kernel Lock）實(shí)質(zhì)上也是spinlock，它用于保護(hù)整個(gè)內(nèi)核，該鎖保持時(shí)間較長(zhǎng)，對(duì)系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性能影響很大［6］。采用Ingo Molnar的實(shí)時(shí)化方法，BKL使用semaphore實(shí)現(xiàn)，結(jié)構(gòu)定義如下代碼：

struct semaphore {

atomic_t count;

struct rt_mutex lock; //實(shí)時(shí)互斥鎖的使用

};

由結(jié)構(gòu)體發(fā)現(xiàn)，在BKL實(shí)現(xiàn)中利用了實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)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(shí)時(shí)性測(cè)試

針對(duì)Linux2.6內(nèi)核，本文并沒有作出對(duì)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(shí)時(shí)性能上的局限性，所以實(shí)驗(yàn)測(cè)試主要測(cè)試中斷延遲時(shí)間和任務(wù)響應(yīng)時(shí)間。實(shí)驗(yàn)環(huán)境： Intel 2 GHz CPU，256 DDR內(nèi)存，Kernel 2.6.22版本。測(cè)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(cè)試中斷觸發(fā)至中斷服務(wù)程序執(zhí)行平均響應(yīng)時(shí)間，標(biāo)準(zhǔn)Linux2.6內(nèi)核平均中斷響應(yīng)時(shí)間為182 μs，改進(jìn)后Linux2.6內(nèi)核為14 μs。采用開源軟件LMbench3.0 測(cè)試系統(tǒng)任務(wù)調(diào)度延遲時(shí)間，標(biāo)準(zhǔn)Linux2.6內(nèi)核平均任務(wù)響應(yīng)時(shí)間為1 260 μs，改進(jìn)后Linux2.6內(nèi)核為162μs。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(shí)間，有利于改善移動(dòng)機(jī)器人任務(wù)處理的實(shí)時(shí)性能。

本文基于Linux2.6內(nèi)核的關(guān)中斷、中斷優(yōu)先級(jí)、內(nèi)核的不可搶占性以及大內(nèi)核鎖保持時(shí)間過長(zhǎng)等問題進(jìn)行了實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)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(dòng)機(jī)器人控制器平臺(tái)中有很好的應(yīng)用價(jià)值，提高了機(jī)器人控制的實(shí)時(shí)性能。