你了解Linux实时架构？

Linux® 的速度或效率都非常不错，只是在一些情况下，这样的速度还不能满足需求。我们需要的是在特定的容差范围内确定性地满足调度期限的能力。本文将揭示各种实现实时 Linux 的可选方案以及它们如何实现实时性 — 从早期的模仿虚拟化解决方案的架构到如今标准 2.6 内核中可用的选项。

本文探索了一些支持实时特性的 Linux 架构，并探讨了实时架构 的含意是什么。有许多种解决方案赋予 Linux 实时能力，本文将对瘦内核（或微内核）方法、超微内核方法以及资源内核（resource-kernel）方法进行考查。最后，描述了标准 2.6 内核的实时功能，并向您示范如何启用并使用这能。

实时的定义及要求

下列实时 的定义为探讨实时 Linux 架构提供了基础。定义由 Donal Gillies 在 RealTIme CompuTIng FAQ 中提出。

实时系统指系统的计算正确性不仅取决于计算的逻辑正确性，还取决于产生结果的时间。如果未满足系统的时间约束，则认为系统失效。

上下文切换

发生中断后分配新任务的过程中隐含着上下文切换。这个过程在中断时存储 CPU 的当前状态，然后恢复一项给定任务的状态。上下文切换依赖于 *** 作系统及底层的处理器架构。

换句话说，系统面对变化的负载（从最小到最坏的情况）时必须确定性地保证满足时间要求。注意，上述定义并未提到性能，原因是实时性与速度关系不大：它与可预见性有关。例如，使用快速的现代处理器时，Linux 可以提供 20 μ 微秒的典型中断响应，但有时候响应会变得很长。这是一个基本的问题：并不是 Linux 不够快或效率不够高，而是因为它不能提供确定性。

一些例子将演示全部这些内容的含意。图 1 显示的是中断延迟指标。当中断到达时（event），CPU 发生中断并转入中断处理。执行一些工作以确定发生了什么事件，然后执行少量工作分配必需的任务以处理此事件（上下文切换）。中断到达与分发必需任务之间的时间（假设分配的是优先级最高的任务）称为响应时间。对于实时性要求，响应时间应是确定的并应当在已知的最坏情况的时间内完成。

图 1. 中断延迟和响应时间

有关这个过程的一个例子就是目前汽车中使用的气囊。当报告车辆碰撞的传感器中断 CPU 后， *** 作系统应快速地分配展开气囊的任务，并且不允许其他非实时处理进行干扰。晚一秒钟展开气囊比没有气囊的情况更糟糕。

除为中断处理提供确定性外，实时处理也需要支持周期性间隔的任务调度。考虑图 2。本图演示了周期性任务调度。大量控制系统要求周期性采样与处理。某个特定任务必须按照固定的周期（p）执行，从而确保系统的稳定性。考虑一下汽车的防抱死系统（ABS）。控制系统对车辆的每个车轮的转速进行采样（每秒最多 20 次）并控制每个制动器的压力（防止它锁死）。为了保持控制系统的正常工作，传感器的采样与控制必须按照一定的周期间隔。这意味着必须抢占其他处理，以便 ABS 任务能按照期望的周期执行。

图 2. 周期性任务调度

硬实时与软实时系统

能够在指定的期限完成实时任务（即便在最坏的处理负载下也能如此）的 *** 作系统称为硬实时 系统。但并不是任何情况下都需要硬实时支持。如果 *** 作系统在平均情况下能支持任务的执行期限，则称它为软实时 系统。硬实时系统指超过截止期限后将造成灾难性后果（例如展开气囊过晚或制动压力产生的滑行距离过长）的系统。软实时系统超过截止期限后并不会造成系统整体失败（如丢失视频中的一帧）。

现在您已经对实时性要求有了一些深入了解，让我们查看一些实时 Linux 架构各支持哪个级别的实时性以及如何做到这一点。

瘦内核方法

瘦内核（或微内核）方法使用了第二个内核作为硬件与 Linux 内核间的抽象接口（见图 3）。非实时 Linux 内核在后台运行，作为瘦内核的一项低优先级任务托管全部非实时任务。实时任务直接在瘦内核上运行。

图 3. 硬实时的瘦内核方法

瘦内核主要用于（除了托管实时任务外）中断管理。瘦内核截取中断以确保非实时内核无法抢占瘦内核的运行。这允许瘦内核提供硬实时支持。

虽然瘦内核方法有自己的优势（硬实时支持与标准 Linux 内核共存），但这种方法也有缺点。实时任务和非实时任务是独立的，这造成了调试困难。而且，非实时任务并未得到 Linux 平台的完全支持（瘦内核执行称为瘦 的一个原因）。

使用这种方法的例子有 RTLinux （现在由 Wind River Systems 专有），实时应用程序接口（RTAI）和 Xenomai。

超微内核方法

这里瘦内核方法依赖于包含任务管理的最小内核，而超微内核法对内核进行更进一步的缩减。通过这种方式，它不像是一个内核而更像是一个硬件抽象层（HAL）。超微内核为运行于更高级别的多个 *** 作系统提供了硬件资源共享（见图 4）。因为超微内核对硬件进行了抽象，因此它可为更高级别的 *** 作系统提供优先权，从而支持实时性。

图 4. 对硬件进行抽象的超微内核法

注意，这种方法和运行多个 *** 作系统的虚拟化方法有一些相似之处。使用这种方法的情况下，超微内核在实时和非实时内核中对硬件进行抽象。这与 hypervisor 从客户（guest） *** 作系统对裸机进行抽象的方式很相似。

关于超微内核的示例是 *** 作系统的 AdapTIve Domain Environment for OperaTIng Systems （ADEOS）。ADEOS 支持多个并发 *** 作系统同步运行。当发生硬件事件后，ADEOS 对链中的每个 *** 作系统进行查询以确定使用哪一个系统处理事件。

资源内核法

另一个实时架构是资源内核法。这种方法为内核增加一个模块，为各种资源提供预留（reservation）。这种机制保证了对时分复用（time-multiplexed）系统资源的访问（CPU、网络或磁盘带宽）。这些资源拥有多个预留参数，如循环周期、需要的处理时间（也就是完成处理所需的时间），以及截止时间。

资源内核提供了一组应用程序编程接口（API），允许任务请求这些预留资源（见图 5）。然后资源内核可以合并这些请求，使用任务定义的约束定义一个调度，从而提供确定的访问（如果无法提供确定性则返回错误）。通过调度算法，如 Earliest-Deadline-First （EDF），内核可以处理动态的调度负载。

图 5. 实现资源预留的资源内核法

资源内核法实现的一个示例是 CMU 公司的 Linux/RK，它把可移植的资源内核集成到 Linux 中作为一个可加载模块。这种实现演化成商用的 TimeSys Linux/RT 产品。

标准 2.6 内核中的实时

目前探讨的这些方法在架构上都很有趣，但是它们都在内核的外围运行。然而，如果对标准 Linux 内核进行必要的修改使其支持实时性，结果会怎么样呢？

今天，在 2.6 内核中，通过对内核进行简单配置使其完全可抢占（见图 6），您就可以得到软实时功能。在标准 2.6 Linux 内核中，当用户空间的进程执行内核调用时（通过系统调用），它便不能被抢占。这意味着如果低优先级进程进行了系统调用后，高优先级进程必须等到调用结束后才能访问 CPU。新的配置选项 CONFIG_PREEMPT 改变了这一内核行为，在高优先级任务可用的情况下（即使此进程正在进行系统调用），它允许进程被抢占。

图 6 允许抢占的标准 2.6 Linux 内核

但这种配置选项也是一种折衷。虽然此选项实现了软实时性能并且即使在负载条件下也可使 *** 作系统顺利地运行，但这样做也付出了代价。代价就是略微减低了吞吐量以及内核性能，原因是 CONFIG_PREEMPT 选项增加了开销。这种选项对桌面和嵌入式系统而言是有用的，但并不是在任何场景下都有用（例如，服务器）。

新的 O（1） 调度程序

2.6 内核中新的 O（1） 调度程序对性能有很大的提升，即使存在很多任务的情况下也是如此。不管需要运行的任务有多少个，新的调度程序都会在有限的时间内运行。

在 2.6 内核中另一项有用的配置选项是高精度定时器。这个新选项允许定时器以 1μs 的精度运行（如果底层硬件支持的话），并通过红黑树实现对定时器的高效管理。通过红黑树，可以使用大量的定时器而不会对定时器子系统（O（log n））的性能造成影响。

只需要一点额外的工作，您就可以通过 PREEMPT_RT 补丁实现硬实时。PREEMPT_RT 补丁提供了多项修改，可实现硬实时支持。其中一些修改包括重新实现一些内核锁定原语，从而实现完全可抢占，实现内核互斥的优先级继承，并把中断处理程序转换为内核线程以实现线程可抢占。

结束语

Linux 不仅是一个实验和描述实时算法的理想平台，目前在标准的 2.6 内核中也实现了实时功能。从标准内核中您可以实现软实时功能，再执行一些额外的工作（内核补丁）您就可以构建硬实时应用程序。

本文简要介绍了一些为 Linux 内核提供实时计算的技术。很多早期的尝试使用瘦内核方法把实时任务与标准内核分离。后来，出现了超微内核法，它与如今的虚拟化解决方案中使用的 hypervisor 非常相似。最后，Linux 内核提供了自己的实时方法，包括软实时和硬实时。