杭州在職嵌入式培訓(xùn)機構(gòu)_應(yīng)用中的嵌入式Linux實時優(yōu)化

小嵌

杭州在職嵌入式培訓(xùn)機構(gòu)_應(yīng)用中的嵌入式Linux實時優(yōu)化,   

嵌入式系統(tǒng)是在有限的空間和有限的資源中運行，高效地實現(xiàn)某種特定功能或功能集合的裝置。

它的開發(fā)通常受到很多客觀條件的限制，諸如較弱的CPU處理能力、較小的內(nèi)存空間、較少的可供選擇的外設(shè)、有限的電源供應(yīng)等。每個嵌入式系統(tǒng)的開發(fā)無不是精打細(xì)算，以求用有限的資源發(fā)揮最大的功效。在各種嵌入式系統(tǒng)上運行的操作系統(tǒng)中，嵌入式Linux以其免費、高可靠性、廣泛的硬件支持以及開放源碼等眾多特性正在獲得越來越多的關(guān)注。其源碼開放特性使得開發(fā)者可以針對特定的嵌入式系統(tǒng)對Linux內(nèi)核進行修改，以滿足開發(fā)要求，達到系統(tǒng)最優(yōu)化的目的。嵌入式Linux應(yīng)用中的一大問題是Linux的實時性問題。實時系統(tǒng)必須在限定時間內(nèi)對外部事件作出正確響應(yīng)，重點放在對滿足突發(fā)性、暫時性的處理需求上。而Linux作為傳統(tǒng)的分時操作系統(tǒng)，關(guān)注更多的是系統(tǒng)的整體數(shù)據(jù)吞吐量。如何提高Linux的實時性能是擺在廣大嵌入式系統(tǒng)級開發(fā)人員面前的挑戰(zhàn)。

1 相關(guān)研究

目前市面上有各種Linux發(fā)行版，但嚴(yán)格來說，Linux指的是Linus Torvalds維護的（及通過主要和鏡像網(wǎng)站發(fā)布的）內(nèi)核。建立嵌入式系統(tǒng)不需要特別的內(nèi)核，一個嵌入式Linux系統(tǒng)只是代表一個基于Linux內(nèi)核的嵌入式系統(tǒng)，本文后面提及的Linux均指Linux內(nèi)核。目前已有很多改善Linux實時性能的工作在進行中。最新的2.6版Linux已經(jīng)實現(xiàn)了可搶占式的內(nèi)核任務(wù)調(diào)度，但是不確定的中斷延時問題沒有得到解決。即2.6版的Linux高優(yōu)先級內(nèi)核空間進程雖然能像在用戶空間里那樣搶占低優(yōu)先級進程的系統(tǒng)資源，但是從中斷發(fā)出開始到中斷服務(wù)程序的第1條指令開始執(zhí)行的時間是不確定的。

除了Linux開發(fā)者的改進工作之外，還有一些組織、公司為提高Linux的實時性做了大量工作。其中有代表性的是Fsm Labs公司的RT-Linux、Monta Vista公司的MontaVista Linux、由Paolo Mantegazza等人維護的RTAI（Realtime Application Interface）項目。這些項目采用的方法可歸納為兩類：

（1）直接修改Linux內(nèi)核。MontaVista Linux采用的就是這種方法。它將Linux修改成稱為Relatively Fully Preemptable Kernel的可搶占式內(nèi)核，并使現(xiàn)了實時調(diào)度機制和算法，增加了一個細(xì)粒度定時器，這樣就將Linux修改成為一個軟實時內(nèi)核。

（2）“雙內(nèi)核”方式。RTAI項目和RT-Linux采用了這種方法。這種方法將傳統(tǒng)Linux“架空”，作為新增加的小型實時內(nèi)核的一個優(yōu)先級最低的任務(wù)執(zhí)行，而實時任務(wù)則作為優(yōu)先級最高的任務(wù)。即在實時任務(wù)存在的情況下運行實施任務(wù)，否則才運行Linux本身的任務(wù)。

MontaVista和RT-Linux的局限性在于它是一個商用軟件，不遵循GNU 的源代碼開放原則。若要在系統(tǒng)中使用這種Linux，則需要支付一筆頗為可觀的授權(quán)費用，這就違背了使用Linux的初衷—— 開源、免費，能夠發(fā)展自己的知識產(chǎn)權(quán)。

RTAI為了實時性能舍棄了Linux固有的很多優(yōu)點：對大量硬件的廣泛支持，優(yōu)秀的穩(wěn)定性、可靠性。開發(fā)者一方面要針對RTAI自定義的一個硬件抽象層RTHAL（Real Time Hardware Abstraction Layer）重新編寫驅(qū)動程序，而且龐大的Linux開發(fā)社區(qū)的成果也無法方便地應(yīng)用到實時核心中。

2 影響Linux實時性的因素

2.1 任務(wù)切換及其延時

任務(wù)切換延時是Linux從一個進程切換到另一個進程所需的時間，即高優(yōu)先級進程從發(fā)出CPU 資源申請到進程的第1條指令開始執(zhí)行的間隔。在實時系統(tǒng)中，任務(wù)切換延時必須越短越好。如之前所提到的，Linux 2.6.X已經(jīng)實現(xiàn)了可搶占式內(nèi)核，高優(yōu)先級內(nèi)核空間進程可以像在用戶空間中那樣讓CPU在任何時候停止低優(yōu)先級進程轉(zhuǎn)而執(zhí)行自己。但是有2種例外情況：

（1）進程在臨界區(qū)（Critical Section）中執(zhí)行的時候不能被其他進程搶占;

（2）中斷服務(wù)程序（Interrupt Service Routine）不能被其他進程搶占。

2.2 基于優(yōu)先級的調(diào)度算法

在Linux 2.6中，采用了O（1）調(diào)度算法。它是一個基于優(yōu)先級的搶先式調(diào)度器，為每一個進程分配一個唯一的優(yōu)先級，調(diào)度器保證在所有等待運行的任務(wù)中，首先被執(zhí)行的總是高優(yōu)先級的任務(wù)，為此高優(yōu)先級的任務(wù)能夠搶占低優(yōu)先級的任務(wù)。

這個調(diào)度器開銷恒定，與當(dāng)前系統(tǒng)開銷無關(guān)，能夠改善系統(tǒng)實時性能。但是調(diào)度系統(tǒng)沒有提供除CPU以外的其他資源剝奪運行，實時性能沒有得到根本改觀。如果兩個任務(wù)需要使用同一個資源（如高速緩存），高優(yōu)先級的任務(wù)已準(zhǔn)備就緒，而此刻低優(yōu)先級的任務(wù)正在用這個資源，高優(yōu)先級的任務(wù)就必須等待，直到低優(yōu)先級任務(wù)結(jié)束釋放了該資源后才能被執(zhí)行，這被稱為優(yōu)先級倒置。

2.3 中斷延時、中斷服務(wù)程序

中斷延時指的是從外設(shè)發(fā)出中斷信號開始到ISR的第1條指令開始執(zhí)行的時間間隔。由外部中斷引起的實時任務(wù)需求是實時系統(tǒng)處理量的主要組成部分，足夠快地中斷響應(yīng)和迅速地中斷服務(wù)程序處理是衡量實時系統(tǒng)的重要性能指標(biāo)。不同的ISR執(zhí)行時間是不一樣的，即使是相同的ISR也可能因為有多個出口而有不同的執(zhí)行時間。而ISR執(zhí)行時外部中斷是被禁用的，造成這樣一種情況，即使Linux的中斷延時非常小，如果在一個ISR執(zhí)行時某個外設(shè)也產(chǎn)生了一個中斷信號，因為正在執(zhí)行的ISR運行時間的不確定性和不可搶占性，也會產(chǎn)生Linux的中斷延時的不可預(yù)測性。

3 系統(tǒng)實時性能的提高

3.1 任務(wù)切換機倒的建立

在2.1節(jié)中提到進程在臨界區(qū)中執(zhí)行的時候不能被搶占的問題，為了不影響系統(tǒng)穩(wěn)定性、減少調(diào)試和測試的時間，我們不打算對此進行修改，而引入一個機制保證實時任務(wù)能夠得到優(yōu)先執(zhí)行。即在實時系統(tǒng)中，只有當(dāng)進程的臨界區(qū)能在下一個實時任務(wù)開始之前結(jié)束才被允許進入。

如何判斷下一個實時任務(wù)中斷信號的產(chǎn)生時間，一般來說中斷信號是為了那些開始時間不可預(yù)測的任務(wù)而設(shè)定的，它的產(chǎn)生是完全隨機的。為了使中斷信號的時間能夠被預(yù)測，將中斷信號的產(chǎn)生與時鐘中斷掛鉤：中斷信號只能與時鐘中斷同時產(chǎn)生。時鐘中斷由系統(tǒng)計時硬件以周期性間隔產(chǎn)生。這個間隔由內(nèi)核根據(jù)Hz值設(shè)定。Hz是一個與體系結(jié)構(gòu)有關(guān)的常數(shù)，在文件 [!--empirenews.page--] 中定義。當(dāng)前的Linux為大多數(shù)平臺定義的Hz值是100，亦即時鐘中斷周期是10ms。顯然這是達不到實時系統(tǒng)定時精度要求的。提高Hz值能夠帶來系統(tǒng)性能提升，但卻是以增加系統(tǒng)開銷為代價。這就必須仔細(xì)權(quán)衡實時性要求和系統(tǒng)開銷的平衡。一種方法是通過大量的測試確定的實時任務(wù)中斷請求發(fā)生的時間間隔和進程在臨界區(qū)中的執(zhí)行時間，取一個稍大于大多數(shù)實時任務(wù)中斷間隔和臨界區(qū)執(zhí)行時間的數(shù)值。  

Linux提供了一些機制讓我們得以計算函數(shù)的執(zhí)行時間，gettimefoday（）函數(shù)是其中之一。函數(shù)的原型及需要使用的一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下：

int gettimeofday（struct timeval *tv，struct timezone *tz）;

strut timeval{

long tv_sec; //second

long tv_usec;//microsecond};

其中，gettimeofday（）將當(dāng)前時間保存在tv結(jié)構(gòu)中，tz一般不需要用到，可用NULL代替。使用示例如下：

main（）

{ struct timeval start_time，end_time;嵌入式led控制器, 有哪些是嵌入式系統(tǒng), 嵌入式的床那里會做, 上海嵌入式軟件公司, 怎么學(xué)好嵌入式硬件, 嵌入式系統(tǒng)設(shè)計學(xué)習(xí), 非嵌入式電表, 嵌入式軟件開發(fā)系統(tǒng), 嵌入式包裝百度文庫, 軟考嵌入式難么, 嵌入式應(yīng)用筆試題, 嵌入式軟件政策嚴(yán)格, 嵌入式開發(fā)的系統(tǒng), 嵌入式進制分析題, 復(fù)雜嵌入式系統(tǒng), 嵌入式開發(fā)+交換機, 嵌入式單片機考研, 嵌入式視頻監(jiān)控系統(tǒng), 嵌入式與吸頂式的區(qū)別, 嵌入式培訓(xùn)價錢, 嵌入式風(fēng)險防控評價, 嵌入式salao,

float time_uesd;

gettimeofday（&start_time，NULL）;

function_in_critical_setion（）;

gettimeofday（&end_time，NULL）;

time_used =1000000 （start_time.tv_sec-end_time.tv_sec）+（start_time.tv_usec-end_time.tv_usec）;

time_used/=1000000;

exit（0）;}

如此即可得出進程在臨界區(qū)function_in_critical_section（）所耗費的時間，以供參考。將Hz值設(shè)定在2000，此時系統(tǒng)時鐘中斷周期為0.5ms，精度提高了20倍。

如圖1、圖2所示，當(dāng)進程進入臨界區(qū)之前，它比較自身的平均執(zhí)行時間T（NP）和T（REMAIN）的值，當(dāng)T（NP）≤T（REMAIN）的時候，進程才被允許進入臨界區(qū)，否則進程進入工作隊列等待下一次判斷。

  

本文嘗試用數(shù)學(xué)方法來分析采用這種機制對實時性能的提高。首先給出一個定義：當(dāng)預(yù)定在時刻t時執(zhí)行的實時任務(wù)推遲到時刻t‘時才執(zhí)行，則t‘-t稱作系統(tǒng)延遲，用Lat（OS）表示。在普通Linux中，Lat（OS）如下：

Lat（OS）=T（NP）+ T（SHED）

設(shè)任意時刻 ，T（NP）≤T（REMAIN）的機率為ρ，則普通Linux中的平均Lat（OS）為

AvLat（OS）=ρ[T（NP）+ T（SHED）] +（1-ρ）[T（NP）+ 2T（SHED）]

引入前述機制后，由于總是優(yōu)先保證實時任務(wù)的執(zhí)行，Lat（RT-OS）固定式為：

Lat（RT-OS）=T（SHED）

采用該機制前后系統(tǒng)廷遲的變化為

δ=AvLat（NOR-OS）-Lat（RT-OS）=T（NP）+（2-ρ）T（SHED）

在一個特定系統(tǒng)里，ρ是固定的，而在Linux 2.6中，采用O（1）算法后T（SHED）也是固定的，由前式可得出結(jié)論：在臨界區(qū)的進程執(zhí)行時間長的系統(tǒng)中，引入該機制前后平均系統(tǒng)廷遲下降的越大，系統(tǒng)實時性能的改善越明顯。

3.2 優(yōu)先級量頂

試描述一個如下場景：低優(yōu)先級的任務(wù)L和高優(yōu)先級H任務(wù)需要占用同一共享資源，低優(yōu)先級任務(wù)開始后不久，高優(yōu)先級任務(wù)也準(zhǔn)備就緒，發(fā)現(xiàn)所需共享資源被占用后，任務(wù)H被掛起，等待任務(wù)L結(jié)束釋放該資源。此時一個不需要該資源的中優(yōu)先級任務(wù)M 出現(xiàn)，調(diào)度器依據(jù)優(yōu)先原則轉(zhuǎn)而執(zhí)行任務(wù)M。這就進一步廷長了任務(wù)H的等待時間，如圖3所示。更加惡劣的情況是，如果出現(xiàn)了更多的類似任務(wù)M0，M1，M2，...，將有可能使任務(wù)H錯過臨界期限（Critical Deadline），而導(dǎo)致系統(tǒng)崩潰。

在一個不太復(fù)雜的實時系統(tǒng)中，可采用優(yōu)先級置頂?shù)姆椒ń鉀Q這一問題。該方案對每一個可能被共享的資源分配一個優(yōu)先級，該優(yōu)先級為有可能使用這個資源的最高優(yōu)先級的進程的優(yōu)先級（如下偽代碼中的RESOURCE_X_PRIO）。由調(diào)度器將優(yōu)先級傳給使用該資源的進程，進程結(jié)束后其自身的優(yōu)先級（如下偽代碼中的TASK_A_PRIO）才恢復(fù)正常。這樣就避免了上面場景中任務(wù)L被任務(wù)M搶占，而導(dǎo)致任務(wù)H始終處于掛起狀態(tài)。優(yōu)先級置頂?shù)氖纠�代碼如下：

void task_a（void）

{……

set_task_priority（RESOURCE_X_PRIO）;

…… //Accessing shared resource x

set_task_priority（TASK_A_PRIO）;……}

3.3 內(nèi)核線程

中斷服務(wù)程序（ISR）是不能被搶占的。一旦CPU 開始執(zhí)行ISR，除非程序結(jié)束，否則不可能轉(zhuǎn)而執(zhí)行其他的任務(wù)。Linux用自旋鎖（Spinlock）來實現(xiàn)ISR對CPU的獨占。采用了自旋鎖的ISR是不能進入休眠的，而且此時系統(tǒng)的中斷也被完全禁止。內(nèi)核線程是由內(nèi)核創(chuàng)建和撤銷的，用來執(zhí)行一個指定的函數(shù)。內(nèi)核線程具有自己的內(nèi)核堆棧，能夠被單獨調(diào)用。我們用內(nèi)核線程代替ISR，并且用互斥量（Mutex）替換自旋鎖。內(nèi)核線程能夠進入休眠，而且執(zhí)行時是不禁用外部中斷的。系統(tǒng)接到中斷信號后，喚醒相應(yīng)的內(nèi)核線程，內(nèi)核線程代替原來的ISR執(zhí)行完任務(wù)后繼續(xù)進入休眠狀態(tài)。這樣中斷廷時就是可預(yù)測的，并且占用時間也很少。

根據(jù)LynuxWorks公司的測試數(shù)據(jù)，在Pentium III 1GHz的PC上，Linux 2.4內(nèi)核的平均任務(wù)響應(yīng)時間為1133us，平均中斷響應(yīng)時間為252us;而Linux 2.6內(nèi)核的平均響應(yīng)時間為132us，平均中斷響應(yīng)時間僅為14us，比Linux 2.4內(nèi)核提高了一個數(shù)量級。在此基礎(chǔ)上，采用這種方法能夠針對具體的系統(tǒng)進一步加快特定中斷的響應(yīng)時間，提高應(yīng)用系統(tǒng)的實時性能。

4 總結(jié)與展望

本文以Linux 2.6為基礎(chǔ)探討了提高Linux實時性的方法。引入了在實時系統(tǒng)中，只有當(dāng)進入臨界區(qū)的進程能在下一個實時任務(wù)開始之前結(jié)束時才被允許執(zhí)行的機制，保證實時任務(wù)總是優(yōu)先得到執(zhí)行;采用了優(yōu)先級置頂?shù)姆椒ū苊饬顺霈F(xiàn)優(yōu)先級倒置的情況;用內(nèi)核線程代替中斷服務(wù)程序，改變了了一般中斷服務(wù)程序執(zhí)行中不能進入休眠狀態(tài)的情況，并且執(zhí)行時不禁用外部中斷，使系統(tǒng)的中斷廷時變得短小和可預(yù)測。本文所述方法的缺點在于，提高系統(tǒng)時鐘中斷頻率帶會增大系統(tǒng)開銷問題。為了在實時性能提升和系統(tǒng)開銷增大之間找到一個平衡點，開發(fā)者不得不對具體系統(tǒng)做大量測試，具體問題具體分析，使得該方法在適用性上打了折扣。Linux因其免費、性能強大、工具眾多的特點，必將在嵌入式系統(tǒng)領(lǐng)域得到大量的應(yīng)用。我們應(yīng)該及時跟蹤國內(nèi)外Linux發(fā)展動態(tài)，同時積累在此領(lǐng)域的開發(fā)經(jīng)驗，走出自己的路來。[!--empirenews.page--]