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 — 從早期的模仿虛擬化解決方案的架構(gòu)到如今標(biāo)準(zhǔn) 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(gòu)，并探討了實時架構(gòu) 的含意是什么。有許多種解決方案賦予 Linux 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(biāo)準(zhǔn) 2.6 內(nèi)核的實時功能，并向您示范如何啟用并使用這能。

實時的定義及要求

下列實時 的定義為探討實時 Linux 架構(gòu)提供了基礎(chǔ)。定義由 Donal Gillies 在 Realtime Computing FAQ 中提出。

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(jié)果的時間。如果未滿足系統(tǒng)的時間約束，則認(rèn)為系統(tǒng)失效。

上下文切換

發(fā)生中斷后分配新任務(wù)的過程中隱含著上下文切換。這個過程在中斷時存儲 CPU 的當(dāng)前狀態(tài)，然后恢復(fù)一項給定任務(wù)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(gòu)。

換句話說，系統(tǒng)面對變化的負(fù)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(guān)系不大：它與可預(yù)見性有關(guān)。例如，使用快速的現(xiàn)代處理器時，Linux 可以提供 20 μ 微秒的典型中斷響應(yīng)，但有時候響應(yīng)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(biāo)。當(dāng)中斷到達(dá)時（event），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(wù)以處理此事件（上下文切換）。中斷到達(dá)與分發(fā)必需任務(wù)之間的時間（假設(shè)分配的是優(yōu)先級最高的任務(wù)）稱為響應(yīng)時間。對于實時性要求，響應(yīng)時間應(yīng)是確定的并應(yīng)當(dāng)在已知的最壞情況的時間內(nèi)完成。

圖 1. 中斷延遲和響應(yīng)時間

有關(guān)這個過程的一個例子就是目前汽車中使用的氣囊。當(dāng)報告車輛碰撞的傳感器中斷 CPU 后，操作系統(tǒng)應(yīng)快速地分配展開氣囊的任務(wù)，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(wù)調(diào)度?？紤]圖 2。本圖演示了周期性任務(wù)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(wù)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）。控制系統(tǒng)對車輛的每個車輪的轉(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(wù)能按照期望的周期執(zhí)行。

圖 2. 周期性任務(wù)調(diào)度

硬實時與軟實時系統(tǒng)

能夠在指定的期限完成實時任務(wù)（即便在最壞的處理負(fù)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(wù)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(zāi)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?。ㄈ鐏G失視頻中的一幀）。

現(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 Linux 架構(gòu)各支持哪個級別的實時性以及如何做到這一點。

瘦內(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 Linux 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(wù)托管全部非實時任務(wù)。實時任務(wù)直接在瘦內(nèi)核上運行。

圖 3. 硬實時的瘦內(nèi)核方法

瘦內(nèi)核主要用于（除了托管實時任務(wù)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(biāo)準(zhǔn) Linux 內(nèi)核共存），但這種方法也有缺點。實時任務(wù)和非實時任務(wù)是獨立的，這造成了調(diào)試?yán)щy。而且，非實時任務(wù)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(yīng)用程序接口（RTAI）和 Xenomai。

超微內(nèi)核方法

這里瘦內(nèi)核方法依賴于包含任務(wù)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(quán)，從而支持實時性。

圖 4. 對硬件進行抽象的超微內(nèi)核法

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)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。

關(guān)于超微內(nèi)核的示例是操作系統(tǒng)的 Adaptive Domain Environment for Operating Systems （ADEOS）。ADEOS 支持多個并發(fā)操作系統(tǒng)同步運行。當(dāng)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。

資源內(nèi)核法

另一個實時架構(gòu)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(yù)留（reservation）。這種機制保證了對時分復(fù)用（time-multiplexed）系統(tǒng)資源的訪問（CPU、網(wǎng)絡(luò)或磁盤帶寬）。這些資源擁有多個預(yù)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(yīng)用程序編程接口（API），允許任務(wù)請求這些預(yù)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(wù)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-Deadline-First （EDF），內(nèi)核可以處理動態(tài)的調(diào)度負(fù)載。

圖 5. 實現(xiàn)資源預(yù)留的資源內(nèi)核法

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 Linux/RT 產(chǎn)品。

標(biāo)準(zhǔn) 2.6 內(nèi)核中的實時

目前探討的這些方法在架構(gòu)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(biāo)準(zhǔn) Linux 內(nèi)核進行必要的修改使其支持實時性，結(jié)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(biāo)準(zhǔn) 2.6 Linux 內(nèi)核中，當(dāng)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(jié)束后才能訪問 CPU。新的配置選項 CONFIG_PREEMPT 改變了這一內(nèi)核行為，在高優(yōu)先級任務(wù)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。

圖 6 允許搶占的標(biāo)準(zhǔn) 2.6 Linux 內(nèi)核

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(fù)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。代價就是略微減低了吞吐量以及內(nèi)核性能，原因是 CONFIG_PREEMPT 選項增加了開銷。這種選項對桌面和嵌入式系統(tǒng)而言是有用的，但并不是在任何場景下都有用（例如，服務(wù)器）。

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?wù)的情況下也是如此。不管需要運行的任務(wù)有多少個，新的調(diào)度程序都會在有限的時間內(nèi)運行。

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 1μs 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_RT 補丁實現(xiàn)硬實時。PREEMPT_RT 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。

結(jié)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(biāo)準(zhǔn)的 2.6 內(nèi)核中也實現(xiàn)了實時功能。從標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核中您可以實現(xiàn)軟實時功能，再執(zhí)行一些額外的工作（內(nèi)核補?。┠涂梢詷?gòu)建硬實時應(yīng)用程序。

本文簡要介紹了一些為 Linux 內(nèi)核提供實時計算的技術(shù)。很多早期的嘗試使用瘦內(nèi)核方法把實時任務(wù)與標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核分離。后來，出現(xiàn)了超微內(nèi)核法，它與如今的虛擬化解決方案中使用的 hypervisor 非常相似。最后，Linux 內(nèi)核提供了自己的實時方法，包括軟實時和硬實時。