从RTOS到Linux的应用移植

时间：01-23 来源：3721RD 点击：

引言

　　在过去几年中，Linux成功地取代了一些最主要的传统RTOS（实时操作系统）平台，成为了各种各样的嵌入式设备和应用中首选的嵌入式操作系统。尽管一度曾被认为是不重要的平台，但今天嵌入式Linux已经成为主流，广泛应用于消费电子、手持和无线设备、数据联网以及电信设备等领域。Google公司在2007年11月发布的Android手机操作系统正是基于Linux内核的操作系统，使得Linux在数字移动电话业取得跨越式发展。

　　笔者在从台式频谱仪到手持式频谱仪的项目研发中实现了RTOS到Linux的应用移植。本文介绍了整体的设计思路和一些关键问题的实现细节。

1　RTOS到Linux的移植分析

　　几乎所有的RTOS都有一个简单的编程模型，它由多线程的执行（通常称为任务）构成，包含在单一的地址空间中。在RTOS中，单一主程序下多任务同时运行，具有很高的实时响应能力。

　　过去大多数嵌入式处理器没有内存管理单元，因此RTOS是单地址空间模式，即它们的物理地址和逻辑地址都是一样的。然而目前大多数的中高端处理器配备了MMU（内存管理单元）。在MMU的支持下，Linux采用虚拟内存管理，将地址空间分为物理地址和虚拟地址，因此系统操作硬件时要进行地址映射。

　　根据两类系统的体系结构，RTOS移植到Linux的基本框架如图1所示。

图1　RTOS移植到Linux的基本框架
　　由图1可看出，移植的基本步骤为：
① RTOS的全部应用代码移植到一个Linux单进程；
② RTOS的任务转换成Linux线程；
③ RTOS的物理地址空间映射到Linux的虚拟地址空间。
　　在具体的应用移植过程中，还应考虑在Linux系统下解决上层应用实时响应底层硬件中断，应用层与内核层的异步通信、数据交换，以及多进程、多线程的设计等问题。

2　RTOS到Linux的移植实现

2.1　地址映射

　　多数RTOS是针对较早的无MMU的CPU而设计，所以忽略了内存管理部分，即使当MMU问世后也是这样--不区分物理地址和虚拟地址。大多数 RTOS还全部运行在特权模式，虽然表面上看来是增强了性能，但全部的RTOS应用和系统代码都能够访问整个地址空间、内存映射过的设备以及其他I/O操作。这样，即使存在差别，也很难把RTOS应用程序代码同驱动程序代码区分开来。

　　对于当前包含MMU的处理器而言，Linux系统提供了复杂的存储管理系统，使得进程所能访问的虚拟内存达到4 GB。

　　在Linux系统中，进程的4 GB虚拟内存空间[1]被分为两个部分--用户空间与内核空间。用户地址空间一般分布为0~3 GB，剩下的3~4 GB为内核空间。上层应用程序通常情况下只能访问用户空间的虚拟地址，不能访问内核空间的虚拟地址。应用程序只有通过系统调用（代表应用程序进程在内核态执行）等方式才可以访问到内核空间。

　　而外设I/O资源是不在Linux内核虚拟地址空间中的（如SRAM或硬件接口寄存器等），若需要访问某外设I/O资源，必须先将其物理地址映射到内核虚拟地址空间中，然后才能在内核空间中访问它。

　　Linux内核访问外设I/O资源的方式有两种：静态映射（map_desc）和动态映射（ioremap）。对于静态映射，内核在系统启动时通过map_desc结构体静态创建I/O资源到内核地址空间的线性映射表(即page table)，这种映射表是一一映射的关系。开发人员可以自定义该I/O内存资源映射后的虚拟地址。创建好了静态映射表，在内核或驱动中访问该I/O资源时则无需再进行ioremap映射，可以直接通过映射后的I/O虚拟地址去访问它。

　　这里主要讨论更常用的动态映射方式。动态映射方式是直接通过内核提供的ioremap函数动态创建一段外设I/O内存资源到内核虚拟地址的映射表，从而可以在内核空间中访问这段I/O资源。代码如下：

#define bcon*(volatile unsigned long*)ioremap(0x56000010,4)//动态映射
上述代码的含义是将0x56000010开始的4字节的物理地址映射到内核的虚拟地址中，返回的起始虚拟地址值赋给bcon宏定义。对宏定义的操作即对物理地址的操作。
ioremap宏定义在asm/io.h内：
#define ioremap(addr, size)__ioremap(addr, size, 0)
__ioremap函数原型为(arm/mm/ioremap.c)：
void __iomem * __ioremap(unsigned long phys_addr, size_t size, unsigned long flags);

其中，phys_addr为要映射的起始的I/O地址；size为要映射的空间的大小；flags为要映射的I/O空间和权限有关的标志。

该函数返回映射后的内核虚拟地址(3G~4G)，接着便可以通过读写该返回的内核虚拟地址去访问这段I/O内存资源。所以，在移植的开始就应该在头文件中完成设备物理地址的映射，方便后续的开发。

2.2　多进程多线程设计

　　大多数的RTOS内核都提供多任务的管理机制。任务是一个具有独立功能的无限循环的程序段的一次运行活动，是实时内核调度的单位。多任务在内核的管理、调度下并行执行，而且任务都是无限循环的，持续实现其功能。多任务实时操作系统示意图如图2所示。

图2　多任务实时操作系统示意图

　　在比较两类嵌入式系统的架构之后，移植的过程中很自然地将RTOS的多任务转换成Linux的多进程、多线程。

　　进程是Linux系统资源管理的最小单位，是程序的一次执行过程，是Linux资源分配的基本单位。线程是在进程内部，它是比进程更小的能独立运行的基本单位，是Linux系统分配CPU时间的基本单位。线程比进程更节约资源，节约时间。在具体的移植过程中，采用主进程等待上层连接，主进程下多线程并行执行。同时采用互斥信号量解决线程访问资源的同步问题。

　　Linux主进程程序流程如图3所示。

图3　Linux主进程程序流程

2.3　应用层与内核层通信

　　由于RTOS的单地址空间模式使得其内核层与应用层没有区别，所以在数据交换、实时响应等方面有一定的优势。而Linux系统提供了严格的内存管理机制，能保证系统更加稳定地运行。但同时增加了应用层与内核层，以及应用层与底层硬件通信的难度。本节内容主要解决应用层与内核层的信号通知、数据交换这两个关键问题。

2.3.1　　异步信号通知机制

　　RTOS是对外来事件在限定时间内能作出反应的系统。在RTOS中，时间是一种重要的系统资源，对外部事件的响应和任务的执行都必须在限定的时间内完成。在多机系统中，还必须在限定的时间内完成消息的发送和接收。在RTOS中，输出结果的正确性不仅取决于计算所形成的逻辑结束，还要取决于结果产生的时间。

　　Linux在发行最初并未定义为一款实时操作系统。随着Linux内核的不断发展，如今稳定的Linux2.6内核已经具备了很好的实时响应能力。本文的研究项目中，需要上层应用对底层硬件进行实时响应。RTOS并没有严格区分上层应用和内核，其多任务并行执行，能很好达地到实时响应的目的。而移植到Linux系统中，上层应用和底层硬件并不能直接通信，要经过内核驱动层。虽然可以采用查询方式实现，但是实时性不高，同时浪费CPU资源。本文采用异步信号通知机制，实现了上层应用对底层硬件的实时响应。

　　异步通知[2]的意思是：一旦设备就绪，则主动通知应用程序，这样应用程序根本不需要查询设备状态，这一点非常类似于硬件上"中断"的概念，比较准确的称谓是"信号驱动的异步I/O"。信号是在软件层次上对中断机制的一种模拟，在原理上进程收到信号与处理器收到中断请求是一样的。信号是异步的，一个进程不必通过任何操作来等待信号的到达，原理如图4所示。

图4　异步信号通知示意图

　　在具体的程序设计过程中，上层应用为了能处理一个设备释放的信号，要完成3项工作：

① 通过F_SETOWN控制命令设置设备文件的拥有者为本进程，这样从设备驱动发送的信号才能被本进程接收到。

② 通过F_SETFL控制命令设置设备文件支持FASYNC，即异步通知模式。

③ 通过signal()函数连接信号和信号处理函数。

　　在上层应用设置捕获信号后，还应在设备驱动端设置信号源，在合适的时机让设备驱动释放信号，其相关代码也包括3部分：

① 支持F_SETOWN命令，能在这个控制命令处理中设置filp﹥f_owner为对应进程ID。

② 支持F_SETFL命令的处理，每当FASYNC标志改变时，驱动程序中的fasync()函数将得以执行。

③ 在设备资源可获得时，调用kill_fasync()函数释放相应的信号给上层应用。

　　上述3项工作和上层应用的3项工作是一一对应的。按其步骤设计程序，即可实现上层应用通过内核层对底层硬件的及时响应。

2.3.2　proc方式数据共享

　　除了前面提到的信号、套接字、信号量外，Linux还有管道、报文队列、共享内存等进程间通信机制。在移植过程中，由于Linux系统分为应用层和内核层，所以不仅要进行进程间的通信，还要实现应用层与内核层的数据交换。以上的机制多是基于进程间通信，并不能很好地满足要求。在这里采用proc文件系统的方法在Linux内核层和应用层之间进行数据交换。

　　在Linux系统中，proc文件系统是一个虚拟文件系统，用于内核向用户导出信息。利用proc文件系统通信是比较方便的一种应用层与内核层的数据交换方式，可以将对虚拟文件的读写作为与内核中实体进行通信的一种手段。内核的很多数据都是通过这种方式出口给上层应用的，内核的很多参数也是通过这种方式来让上层方便设置的。实际上，很多应用严重地依赖于proc文件系统，因此它几乎是必不可少的组件。

　　对于proc文件系统的使用，有如下的接口函数：
struct proc_dir_entry *create_proc_entry(const char *name,mode_t mode,struct proc_dir_entry *parent);
typedef int (read_proc_t) (char *page, char **start, off_t off, int count, int *eof, void *data);
typedef int (write_proc_t) (struct file *file, const char __user *buffer,unsigned long count, void *data);
void remove_proc_entry(const char *name, struct proc_dir_entry *parent);

　　以上函数作用分别是创建proc文件系统节点、读写proc节点，以及删除proc节点。具体移植的proc程序流程如图5所示。

图5　proc程序流程

2.4　调试运行

　　根据移植的基本框架，在解决了以上几个关键问题后，基本完成了整个移植的过程。最后要做的就是程序的调试。对于程序语法的调试，在编译的过程中解决。根据Linux平台下的编译器gcc的提示信息，修改出现的语法类错误。在保证了应用程序文件的成功编译后，采用gdb调试软件进行功能的调试，同时结合打印函数printf跟踪调试。在程序适当的位置加入printf打印信息，例如根据创建proc节点的返回值来打印成功或者失败的信息，可以很直观地了解程序的运行情况，是很有效的调试方法。通过两种手段的结合，最后完成应用程序的调试。结果表明，能够在Linux系统下正常运行。

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