嵌入式Linux实时性能提高方案

时钟中断周期为10ms，不能满足特定嵌入式应用领域中对于响应时间精度的要求。因此，在实时Linux应用中，需要细化其时钟粒度，具体有两种方式可以解决时钟粒度问题：一是通过直接修改内核定时参数HZ的初值来细化时钟粒度，如将标准Linux中内核定时参数HZ改为10000, 则时钟粒度可以达到100us，这种方式虽然会增加一些系统开销，但在强周期性环境下，对定时器的设置只需初始化一次，在一定程度上保证了处理效率;二是通过对可编程中断定时器8254或先进的可编程中断控制器进行编程来改进Linux时钟机制，以提高其时钟的分辨率，使毫秒级的粗粒度定时器变成微秒级的细粒度定时器。

3.2 增强Linux内核的抢占性

标准Linux内核是不可抢占的，导致较大的延迟，增强内核的可抢占性能，可提高系统内核对实时任务的响应能力。目前，有两种方法修改Linux内核以提高实时任务抢占非实时任务的能力：一是在内核中增加抢占点的方法;二是直接将Linux内核改造成可抢占式内核。插入抢占点方法是在Linux内核中插入一些抢占点，当一个系统调用执行到抢占点时，如果有更高优先级的实时进程正在等待运行，那么正在执行系统调用的内核进程将会把CPU的控制权转交给等待运行的实时进程;如果没有更高优先级的实时进程等待，则当前进程将继续执行，此时系统增加的开销仅仅是检测一下调度标志。将Linux内核改造成可抢占式内核方法的基本思想是产生运行调度器的机会，缩短任务发生到调度函数运行的时间间隔。这种方法修改了Linux源代码中的自旋锁宏以避免竞争，并在其中引入一个称作抢占锁计数器(PLC)的新的计数信号允许内核代码抢占，当它为0时，允许抢占;当其为大于0的任何值时，禁止抢占。目前，针对这两种修改 Linux内核的方法，已经有两种比较成熟的Linux内核补丁被研制出来：抢占式补丁和低时延补丁。其中，抢占式补丁是Monta Vista开发的，它修改了内核代码中的spinlock宏和中断返回代码，使得当前进程可被安全抢占，当自旋锁释放或者中断线程完成时，调度器就有机会执行调度;低时延补丁是由Ingo Malnor提出，该方法只是在执行时间长的代码块上抢占，不采用强制式抢占，因此，如何找到延时长的代码块是解决问题的关键。

3.3 改善Linux内核实时调度器的调度策略

将进入系统的所有任务按实时性分成三类：硬实时、软实时、非实时任务[6]。硬实时要求系统确保任务执行最坏情况下的执行时间，即必须满足实时事件的响应时间的截止期限，否则，将引发致命的错误;软实时是指统计意义上的实时，一般整体吞吐量大或整体响应速度快，但不能保证特定任务在指定时期内完成。针对不同的实时性任务，分别采用不同的调度方法进行处理。

为了严格保证硬实时任务的时限要求，改善的Linux内核实时调度器采用了优先级调度算法，目前最小松弛时间优先调度算法MLF(Minimum- Laxity-First Scheduling Algorithm)是动态优先级调度最常见的实时调度策略。它在系统中为每一个任务设定松弛时间(任务的松弛时间等于任务的截止期减去任务执行时间、当前时间)即: laxity= deadlineDcurrent_timeDCPU_time_needed，系统优先执行具有最小松弛时间的任务。根据就绪队列的各任务的松弛时间来分配优先级，松弛时间最小的任务具有最高的优先级。为了提高Linux的实时性，我们设计了MLF调度器，并把它作为可加载模块加入Linux内核中，在实现中需对内核进行相应的修改。为了区分任务的类型，对基本Linux的task_struct属性进行改进，在其中增加SCHED_MLF调度策略，并按task_struct中的policy的取值来进行区分, 分别用SCHED_MLF，SCHED_RR，SCHED_OTHER来标识硬实时、软实时、非实时任务。将处于运行状态的三类任务放入两个队列，硬实时任务放入hard_real_queue队列, 采用MLF调度算法，软实时和非实时任务放入non_real_queue队列(空闲任务也在其中)，沿用原内核的RR调度算法。这两个队列可以用一个 run_queue[2]的指针数组来指向,如图1 所示。

图1 双对列任务运行

双队列任务运行过程与原内核的单运行队列执行流程的主要区别在：首先，各硬实时任务采用了MLF调度算法代替原内核的FIFO调度，提高了 Linux系统的实时性能。其次，在判断是否有软中断需要处理之前需判断硬实时任务队列是否为空，如果不为空，即使存在中断的后半部分需要处理,也要先调度硬实时任务投入运行，在硬实时队列为空的条件下才去处理中断的后半部分(因为中断的后半部分没有硬实时任务紧急)。最后，如果没有硬实时任务存在，则说明只有run_queue [1]队列中有软实时或非实时任务存在