本篇文章給大家分享的是有關(guān)Linux實(shí)時(shí)補(bǔ)丁是否即將合并進(jìn)Linux 5.3，小編覺得挺實(shí)用的，因此分享給大家學(xué)習(xí)，希望大家閱讀完這篇文章后可以有所收獲，話不多說，跟著小編一起來看看吧。

發(fā)展壯大離不開廣大客戶長期以來的信賴與支持，我們將始終秉承“誠信為本、服務(wù)至上”的服務(wù)理念，堅(jiān)持“二合一”的優(yōu)良服務(wù)模式，真誠服務(wù)每家企業(yè)，認(rèn)真做好每個(gè)細(xì)節(jié)，不斷完善自我，成就企業(yè)，實(shí)現(xiàn)共贏。行業(yè)涉及成都軟裝設(shè)計(jì)等，在成都網(wǎng)站建設(shè)、網(wǎng)絡(luò)營銷推廣、WAP手機(jī)網(wǎng)站、VI設(shè)計(jì)、軟件開發(fā)等項(xiàng)目上具有豐富的設(shè)計(jì)經(jīng)驗(yàn)。

Linux PREEMPT_RT 補(bǔ)丁終于要合并進(jìn)Linux 5.3了。意味著開發(fā)了十幾年的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁將得以和主線Linux 協(xié)同發(fā)展。

一、實(shí)時(shí)的概念

所謂實(shí)時(shí)，就是一個(gè)特定任務(wù)的執(zhí)行時(shí)間必須是確定的，可預(yù)測的，并且在任何情況下都能保證任務(wù)的時(shí)限(最大執(zhí)行時(shí)間限制)。實(shí)時(shí)又分軟實(shí)時(shí)和硬實(shí)時(shí)，所謂軟實(shí)時(shí)，就是對任務(wù)執(zhí)行時(shí)限的要求不那么嚴(yán)苛，即使在一些情況下不能滿足時(shí)限要求，也不會對系統(tǒng)本身產(chǎn)生致命影響，例如，媒體播放系統(tǒng)就是軟實(shí)時(shí)的，它需要系統(tǒng)能夠在1秒鐘播放24幀，但是即使在一些嚴(yán)重負(fù)載的情況下不能在1秒鐘內(nèi)處理24幀，也是可以接受的。所謂硬實(shí)時(shí)，就是對任務(wù)的執(zhí)行時(shí)限的要求非常嚴(yán)格，無論在什么情況下，任務(wù)的執(zhí)行實(shí)現(xiàn)必須得到絕對保證，否則將產(chǎn)生災(zāi)難性后果，例如，飛行器自動(dòng)駕駛和導(dǎo)航系統(tǒng)就是硬實(shí)時(shí)的，它必須要求系統(tǒng)能在限定的時(shí)限內(nèi)完成特定的任務(wù)，否則將導(dǎo)致重大事故，如碰撞或爆炸等。

二、衡量實(shí)時(shí)性的指標(biāo)

那么，如何判斷一個(gè)系統(tǒng)是否是實(shí)時(shí)的呢?主要有以下兩個(gè)指標(biāo)：

1. 中斷延遲

中斷延遲就是從一個(gè)外部事件發(fā)生到相應(yīng)的中斷處理函數(shù)的第一條指令開始執(zhí)行所需要的時(shí)間。很多實(shí)時(shí)任務(wù)是靠中斷驅(qū)動(dòng)的，而且中斷事件必須在限定的時(shí)限內(nèi)處理，否則將產(chǎn)生災(zāi)難性后果，因此中斷延遲對于實(shí)時(shí)系統(tǒng)來說，是一個(gè)非常重要的指標(biāo)。

2. 搶占延遲

有時(shí)也稱調(diào)度延遲，搶占延遲就是從一個(gè)外部事件發(fā)生到相應(yīng)的處理該事件的任務(wù)的第一條命令開始執(zhí)行的時(shí)間。大多數(shù)實(shí)時(shí)系統(tǒng)都是處理一些周期性的或非周期性的重復(fù)事件，事件產(chǎn)生的頻度就確定了任務(wù)的執(zhí)行時(shí)限，因此每次事件發(fā)生時(shí)，相應(yīng)的處理任務(wù)必須及時(shí)響應(yīng)處理，否則將無法滿足時(shí)限。搶占延遲就反映了系統(tǒng)的響應(yīng)及時(shí)程度。

如果以上兩個(gè)指標(biāo)是確定的，可預(yù)測的，那么就可以說系統(tǒng)是實(shí)時(shí)的。

三、影響系統(tǒng)實(shí)時(shí)性的因素

對系統(tǒng)實(shí)時(shí)性的影響因素既有硬件方面的，也有軟件方面的。

現(xiàn)代的高性能的硬件都使用了cache技術(shù)來彌補(bǔ)CPU和內(nèi)存間的性能差距，但是cache卻嚴(yán)重地影響著實(shí)時(shí)性，指令或數(shù)據(jù)在cache中的執(zhí)行時(shí)間和指令或數(shù)據(jù)不在cache中的執(zhí)行時(shí)間差距是非常巨大的，可能差幾個(gè)數(shù)量級，因此為了保證執(zhí)行時(shí)間的確定性和可預(yù)測性，來滿足實(shí)時(shí)需要，一些系統(tǒng)就失效了cache或使用沒有cache的CPU。

另一個(gè)硬件方面的影響因素就是虛存管理，對于多用戶多任務(wù)的操作系統(tǒng)，它確實(shí)非常有用，它使得系統(tǒng)能夠執(zhí)行比物理內(nèi)存更大的任務(wù)，而且各任務(wù)互不影響，完全有自己的獨(dú)立的地址空間。但是虛存管理的缺頁機(jī)制嚴(yán)重地影響了任務(wù)執(zhí)行時(shí)間的可預(yù)測性和確定性，任務(wù)執(zhí)行時(shí)使用缺頁機(jī)制調(diào)入訪問的指令或數(shù)據(jù)和被執(zhí)行的指令和數(shù)據(jù)已經(jīng)在內(nèi)存中需要的執(zhí)行時(shí)間的差距是非常大的。因此一些實(shí)時(shí)系統(tǒng)就不使用虛存技術(shù)，例如  Wind River的VxWorks。

在軟件方面，影響因素包括關(guān)中斷、不可搶占、一些O(n)的算法。

前面已經(jīng)提到，中斷延遲是衡量系統(tǒng)實(shí)時(shí)性的一個(gè)重要指標(biāo)。關(guān)中斷就導(dǎo)致了中斷無法被響應(yīng)，增加了中斷延遲。

前面提到的搶占延遲也是衡量系統(tǒng)實(shí)時(shí)性的重要指標(biāo)。如果發(fā)生實(shí)時(shí)事件時(shí)系統(tǒng)是不可搶占的，搶占延遲就會增加。

四、嵌入式系統(tǒng)需要實(shí)時(shí)Linux

Linux在設(shè)計(jì)之初沒有對實(shí)時(shí)性進(jìn)行任何考慮，因此非實(shí)時(shí)性絕非偶然。Linus考慮的是資源共享，吞吐率最大化。但是隨著Linux的快速發(fā)展，它的應(yīng)用已經(jīng)遠(yuǎn)遠(yuǎn)超出了Linus自己的想象。Linux的開放性已經(jīng)對很多種架構(gòu)的支持使得它在嵌入式系統(tǒng)中得到了廣泛的應(yīng)用，但是許多嵌入式系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性要求使得Linux在嵌入式領(lǐng)域的應(yīng)用受到了一定的障礙，因此人們要求Linux需要實(shí)時(shí)性的呼聲越來越高。

Linux的開放性和低成本是實(shí)時(shí)Linux發(fā)展的優(yōu)勢，越來越多的研究機(jī)構(gòu)和商業(yè)團(tuán)體開展了實(shí)時(shí)Linux的研究與開發(fā)，其中最著名的就是FSMLab的Rtlinux和TimeSys  Linux。還有一個(gè)就是Ingo's RT patch。

五、標(biāo)準(zhǔn)Linux內(nèi)核制約實(shí)時(shí)性的因素

標(biāo)準(zhǔn)Linux有幾個(gè)機(jī)制嚴(yán)重地影響了實(shí)時(shí)性。

1.內(nèi)核不可搶占

在Linux  2.4和以前的版本，內(nèi)核是不可搶占的，也就是說，如果當(dāng)前任務(wù)運(yùn)行在內(nèi)核態(tài)，即使當(dāng)前有更緊急的任務(wù)需要運(yùn)行，當(dāng)前任務(wù)也不能被搶占。因此那個(gè)緊急任務(wù)必須等到當(dāng)前任務(wù)執(zhí)行完內(nèi)核態(tài)的操作返回用戶態(tài)后或當(dāng)前任務(wù)因需要等待某些條件滿足而主動(dòng)讓出CPU才能被考慮執(zhí)行，這很明顯嚴(yán)重影響搶占延遲。

在Linux 2.6中，內(nèi)核已經(jīng)可以搶占，因而實(shí)時(shí)性得到了加強(qiáng)。但是內(nèi)核中仍有大量的不可搶占區(qū)域， 如由自旋鎖  (spinlock)保護(hù)的臨界區(qū)，以及一些顯式使用preempt_disable失效搶占的臨界區(qū)。

2.中斷關(guān)閉

Linux在一些同步操作中使用了中斷關(guān)閉指令，中斷關(guān)閉將增大中斷延遲，降低系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性。

3.自旋鎖(spinlock)

自旋鎖是在可搶占內(nèi)核和SMP情況下對共享資源的一種同步機(jī)制，一般地一個(gè)任務(wù)對共享資源的訪問是非常短暫的，如果兩個(gè)任務(wù)競爭一個(gè)共享的資源時(shí)，沒有得到資源的任務(wù)將自旋以等待另一個(gè)任務(wù)使用完該共享資源。這種鎖機(jī)制是非常高效的，但是在保持自旋鎖期間將失效搶占，這意味著搶占延遲將增加。在內(nèi)核中，自旋鎖的使用非常普遍，有的甚至對整個(gè)一個(gè)數(shù)組或鏈表的遍歷過程都使用自旋鎖。因此搶占延遲非常不確定。

4.中斷總是最高優(yōu)先級的

在Linux中，中斷(包括軟中斷)是最高優(yōu)先級的，不論在任何時(shí)刻，只要產(chǎn)生中斷事件，內(nèi)核將立即執(zhí)行相應(yīng)的中斷處理函數(shù)以及軟中斷，等到所有掛起的中斷和軟中斷處理完畢有才執(zhí)行正常的任務(wù)。因此在標(biāo)準(zhǔn)的Linux系統(tǒng)上，實(shí)時(shí)任務(wù)根本不可能得到實(shí)時(shí)性保證。例如，假設(shè)在一個(gè)標(biāo)準(zhǔn)Linux系統(tǒng)上運(yùn)行了一個(gè)實(shí)時(shí)任務(wù)(即使用了SCHED_FIFO調(diào)度策略)，但是該系統(tǒng)有非常繁重的網(wǎng)絡(luò)負(fù)載和I/O負(fù)載，那么系統(tǒng)可能一直處在中斷處理狀態(tài)而沒有機(jī)會運(yùn)行任何任務(wù)，這樣實(shí)時(shí)任務(wù)將永遠(yuǎn)無法運(yùn)行，搶占延遲將是無窮大。因此，如果這種機(jī)制不改，實(shí)時(shí)Linux將永遠(yuǎn)無法實(shí)現(xiàn)。

5.調(diào)度算法和調(diào)度點(diǎn)

即使內(nèi)核是可搶占的，也不是在任何地方可以發(fā)生調(diào)度，例如在中斷上下文，一個(gè)中斷處理函數(shù)可能喚醒了某一高優(yōu)先級進(jìn)程，但是該進(jìn)程并不能立即運(yùn)行，因?yàn)樵谥袛嗌舷挛牟荒馨l(fā)生調(diào)度，中斷處理完了之后內(nèi)核還要執(zhí)行掛起的軟中斷，如果之前發(fā)生中斷的時(shí)候是在spin_lock臨界區(qū)，還有等待執(zhí)行完臨界區(qū)的代碼，等它們?nèi)刻幚硗曛蟛庞袡C(jī)會調(diào)度剛才喚醒的進(jìn)程。

Ingo Molnar 的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁

一、簡介

Ingo Molnar 的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁是完全開源的，它采用的實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)技術(shù)完全類似于Timesys Linux，而且中斷線程化的代碼是基于TimeSys  Linux的中斷線程化代碼的。這些實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)技術(shù)包括：中斷線程化(包括IRQ和softirq)、用Mutex取代spinlock、優(yōu)先級繼承和死鎖檢測、等待隊(duì)列優(yōu)先級化等。

該實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)包含了以前的VP補(bǔ)丁(在內(nèi)核郵件列表這么稱呼，即Voluntary Preemption)，VP補(bǔ)丁由針對2.4內(nèi)核的低延遲補(bǔ)丁(low  latency patch)演進(jìn)而來，它使用兩種方法來實(shí)現(xiàn)低延遲：

一種就是鎖分解，即把大循環(huán)中保持的鎖分解為每一輪循環(huán)中都獲得鎖和釋放鎖，典型的代碼結(jié)構(gòu)示例如下：鎖分解前：

spin_lock(&x_lock)； for (…) {     some operations；     … } spin_unlock(&x_lock)；

鎖分解后：

for (…) {     spin_lock(&x_lock)；     some operations；     …     spin_unlock(&x_lock)； }

另一種是增加搶占點(diǎn)，即自愿被搶占，下面是一個(gè)鼠標(biāo)驅(qū)動(dòng)的例子：

未增加搶占點(diǎn)以前在文件driver/char/tty_io.c中的一段代碼：

/* Do the write .. */ for (;;) {         size_t size = count;         if (size > chunk)                 size = chunk;         ret = -EFAULT;         if (copy_from_user(tty->write_buf, buf, size))                 break;         lock_kernel();         ret = write(tty, file, tty->write_buf, size);         unlock_kernel();         if (ret <= 0)                 break;         written += ret;         buf += ret;         count -= ret;         if (!count)                 break;         ret = -ERESTARTSYS;         if (signal_pending(current))                 break; }

增加搶占點(diǎn)之后：

        /* Do the write .. */ for (;;) {         size_t size = count;         if (size > chunk)                 size = chunk;         ret = -EFAULT;         if (copy_from_user(tty->write_buf, buf, size))                 break;         lock_kernel();         ret = write(tty, file, tty->write_buf, size);         unlock_kernel();         if (ret <= 0)                 break;         written += ret;         buf += ret;         count -= ret;         if (!count)                 break;         ret = -ERESTARTSYS;         if (signal_pending(current))                 break;         cond_resched(); }

語句cond_resched()將判斷是否有進(jìn)程需要搶占當(dāng)前進(jìn)程，如果是將立即發(fā)生調(diào)度，這就是增加的強(qiáng)占點(diǎn)。

為了能并入主流內(nèi)核，Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁也采用了非常靈活的策略，它支持四種搶占模式：

1.No Forced Preemption (Server)，這種模式等同于沒有使能搶占選項(xiàng)的標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核，主要適用于科學(xué)計(jì)算等服務(wù)器環(huán)境。

2.Voluntary Kernel Preemption  (Desktop)，這種模式使能了自愿搶占，但仍然失效搶占內(nèi)核選項(xiàng)，它通過增加搶占點(diǎn)縮減了搶占延遲，因此適用于一些需要較好的響應(yīng)性的環(huán)境，如桌面環(huán)境，當(dāng)然這種好的響應(yīng)性是以犧牲一些吞吐率為代價(jià)的。

3.Preemptible Kernel (Low-Latency  Desktop)，這種模式既包含了自愿搶占，又使能了可搶占內(nèi)核選項(xiàng)，因此有很好的響應(yīng)延遲，實(shí)際上在一定程度上已經(jīng)達(dá)到了軟實(shí)時(shí)性。它主要適用于桌面和一些嵌入式系統(tǒng)，但是吞吐率比模式2更低。

4.Complete Preemption  (Real-Time)，這種模式使能了所有實(shí)時(shí)功能，因此完全能夠滿足軟實(shí)時(shí)需求，它適用于延遲要求為100微秒或稍低的實(shí)時(shí)系統(tǒng)。

實(shí)現(xiàn)實(shí)時(shí)是以犧牲系統(tǒng)的吞吐率為代價(jià)的，因此實(shí)時(shí)性越好，系統(tǒng)吞吐率就越低。

它自2004年10月發(fā)布以來一直更新很頻繁，幾乎每天都有新版本發(fā)布中。

二、中斷線程化

中斷線程化是實(shí)現(xiàn)Linux實(shí)時(shí)性的一個(gè)重要步驟，在Linux標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核中，中斷是最高優(yōu)先級的執(zhí)行單元，不管內(nèi)核當(dāng)時(shí)處理什么，只要有中斷事件，系統(tǒng)將立即響應(yīng)該事件并執(zhí)行相應(yīng)的中斷處理代碼，除非當(dāng)時(shí)中斷關(guān)閉(即使用local_irq_disable失效了IRQ)。因此，如果系統(tǒng)有嚴(yán)重的網(wǎng)絡(luò)或I/O負(fù)載，中斷將非常頻繁，實(shí)時(shí)任務(wù)將很難有機(jī)會運(yùn)行，也就是說，毫無實(shí)時(shí)性可言。中斷線程化之后，中斷將作為內(nèi)核線程運(yùn)行而且賦予不同的實(shí)時(shí)優(yōu)先級，實(shí)時(shí)任務(wù)可以有比中斷線程更高的優(yōu)先級，這樣，實(shí)時(shí)任務(wù)就可以作為最高優(yōu)先級的執(zhí)行單元來運(yùn)行，即使在嚴(yán)重負(fù)載下仍有實(shí)時(shí)性保證。

中斷線程化的另一個(gè)重要原因是spinlock被mutex取代。中斷處理代碼中大量地使用了spinlock，當(dāng)spinlock被mutex取代之后，中斷處理代碼就有可能因?yàn)榈貌坏芥i而需要被掛到等待隊(duì)列上，但是只有可調(diào)度的進(jìn)程才可以這么做，如果中斷處理代碼仍然使用原來的spinlock，則spinlock取代mutex的努力將大打折扣，因此為了滿足這一要求，中斷必須被線程化，包括IRQ和softirq。

在Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁中，中斷線程化的實(shí)現(xiàn)方法是：

對于IRQ，在內(nèi)核初始化階段init(該函數(shù)在內(nèi)核源碼樹的文件init/main.c中定義)調(diào)用init_hardirqs(該函數(shù)在內(nèi)核源碼樹的文件kernel/irq/manage.c中定義)來為每一個(gè)IRQ創(chuàng)建一個(gè)內(nèi)核線程，IRQ號為0的中斷賦予實(shí)時(shí)優(yōu)先級49，IRQ號為1的賦予實(shí)時(shí)優(yōu)先級48，依次類推直到25，因此任何IRQ線程的最低實(shí)時(shí)優(yōu)先級為25。原來的  do_IRQ  被分解成兩部分，架構(gòu)相關(guān)的放在類似于arch/*/kernel/irq.c的文件中，名稱仍然為do_IRQ，而架構(gòu)獨(dú)立的部分被放在IRQ子系統(tǒng)的位置kernel/irq/handle.c中，名稱為__do_IRQ。當(dāng)發(fā)生中斷時(shí)，CPU將執(zhí)行do_IRQ來處理相應(yīng)的中斷，do_IRQ將做了必要的架構(gòu)相關(guān)的處理后調(diào)用__do_IRQ。函數(shù)__do_IRQ將判斷該中斷是否已經(jīng)被線程化(如果中斷描述符的狀態(tài)字段不包含SA_NODELAY標(biāo)志說明中斷被線程化了)，如果是將喚醒相應(yīng)的處理線程，否則將直接調(diào)用handle_IRQ_event(在IRQ子系統(tǒng)位置的kernel/irq/handle.c文件中)來處理。對于已經(jīng)線程化的情況，中斷處理線程被喚醒并開始運(yùn)行后，將調(diào)用do_hardirq(在源碼樹的IRQ子系統(tǒng)位置的文件kernel/irq/manage.c中定義)來處理相應(yīng)的中斷，該函數(shù)將判斷是否有中斷需要被處理(中斷描述符的狀態(tài)標(biāo)志IRQ_INPROGRESS)，如果有就調(diào)用handle_IRQ_event來處理。handle_IRQ_event將直接調(diào)用相應(yīng)的中斷處理句柄來完成中斷處理。

如果某個(gè)中斷需要被實(shí)時(shí)處理，它可以用SA_NODELAY標(biāo)志來聲明自己非線程化，例如：

系統(tǒng)的時(shí)鐘中斷就是，因?yàn)樗挥脕砭S護(hù)系統(tǒng)時(shí)間以及定時(shí)器等，所以不應(yīng)當(dāng)被線程化。

static struct irqaction irq0  =  { timer_interrupt, SA_INTERRUPT | SA_NODELAY, CPU_MASK_NONE, "timer", NULL, NULL};

這是在靜態(tài)聲明時(shí)指定不要線程化，也可以在調(diào)用request_irq時(shí)指定，如：

static struct irqaction irq0  =  { timer_interrupt, SA_INTERRUPT | SA_NODELAY, CPU_MASK_NONE, "timer", NULL, NULL};

對于softirq，標(biāo)準(zhǔn)Linux內(nèi)核已經(jīng)使用內(nèi)核線程的方式來處理，只是Ingo  Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁做了修改使其易于被搶占，改進(jìn)了實(shí)時(shí)性，具體的修改包括：

把ksoftirqd的優(yōu)先級設(shè)置為nice值為-10，即它的優(yōu)先級高于普通的用戶態(tài)進(jìn)程和內(nèi)核態(tài)線程，但它不是實(shí)時(shí)線程，因此這樣一來softirq對實(shí)時(shí)性的影響將顯著減小。

在處理軟中斷期間，搶占是使能的，這使得實(shí)時(shí)性更進(jìn)一步地增強(qiáng)。

在處理軟中斷的函數(shù)___do_softirq中，每次處理完一個(gè)待處理的軟中斷后，都將調(diào)用cond_resched_all()，這顯著地增加了調(diào)度點(diǎn)數(shù)，提高了整個(gè)系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性。

增加了兩個(gè)函數(shù)_do_softirq和___do_softirq，其中___do_softirq就是原來的__do_softirq，只是增加了調(diào)度點(diǎn)。__do_softirq則是對___do_softirq的包裝，_do_softirq是對do_softirq的替代，但保留do_softirq用于一些特殊需要。

三、spinlock轉(zhuǎn)換成mutex

spinlock是一個(gè)高效的共享資源同步機(jī)制，在SMP(對稱多處理器Symmetric Multiple  Proocessors)的情況下，它用于保護(hù)共享資源，如全局的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)或一個(gè)只能獨(dú)占的硬件資源。但是spinlock保持期間將使搶占失效，用spinlock保護(hù)的區(qū)域稱為臨界區(qū)(Critical  Section)，在內(nèi)核中大量地使用了spinlock，有大量的臨界區(qū)存在，因此它們將嚴(yán)重地影響著系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性。Ingo  Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁使用mutex來替換spinlock，它的意圖是讓spinlock可搶占，但是可搶占后將產(chǎn)生很多后續(xù)影響。

Spinlock失效搶占的目的是避免死鎖。Spinlock如果可搶占了，一個(gè)spinlock的競爭者將可能搶占該spinlock的保持者來運(yùn)行，但是由于得不到spinlock將自旋在那里，如果競爭者的優(yōu)先級高于保持者的優(yōu)先級，將形成一種死鎖的局面，因?yàn)楸３终邿o法得到運(yùn)行而永遠(yuǎn)不能釋放spinlock，而競爭者由于不能得到一個(gè)不可能釋放的spinlock而永遠(yuǎn)自旋在那里。

由于中斷處理函數(shù)也可以使用spinlock，如果它使用的spinlock已經(jīng)被一個(gè)進(jìn)程保持，中斷處理函數(shù)將無法繼續(xù)進(jìn)行，從而形成死鎖，這樣的spinlock在使用時(shí)應(yīng)當(dāng)中斷失效來避免這種死鎖的情況發(fā)生。標(biāo)準(zhǔn)linux內(nèi)核就是這么做的，中斷線程化之后，中斷失效就沒有必要，因?yàn)橛龅竭@種狀況后，中斷線程將掛在等待隊(duì)列上并放棄CPU讓別的線程或進(jìn)程來運(yùn)行。

等待隊(duì)列就是解決這種死鎖僵局的方法，在Ingo  Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁中，每個(gè)spinlock都有一個(gè)等待隊(duì)列，該等待隊(duì)列是按進(jìn)程或線程的優(yōu)先級排隊(duì)的。如果一個(gè)進(jìn)程或線程競爭的spinlock已經(jīng)被另一個(gè)線程保持，它將把自己掛在該spinlock的優(yōu)先級化的等待隊(duì)列上，然后發(fā)生調(diào)度把CPU讓給別的進(jìn)程或線程。

需要特別注意，對于非線程化的中斷，必須使用原來的spinlock，原因前面已經(jīng)講得很清楚。

原來的spinlock結(jié)構(gòu)如下：

typedef struct {         volatile unsigned long lock; # ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK         unsigned int magic; # endif # ifdef CONFIG_PREEMPT         unsigned int break_lock; # endif } spinlock_t;

它非常簡潔，替換成mutex之后，它的結(jié)構(gòu)為：

typedef struct {         struct rt_mutex lock;         unsigned int break_lock; } spinlock_t;

其中struct rt_mutex結(jié)構(gòu)如下：

struct rt_mutex {         raw_spinlock_t          wait_lock;         struct plist            wait_list;         struct task_struct      *owner;         int                     owner_prio; # ifdef CONFIG_RT_DEADLOCK_DETECT         int                     save_state;         struct list_head        held_list;         unsigned long           acquire_eip;         char                    *name, *file;         int                     line; # endif };

類型raw_spinlock_t就是原來的spinlock_t。在結(jié)構(gòu)struct  rt_mutex中的wait_list字段就是優(yōu)先級化的等待隊(duì)列。

原來的rwlock_t結(jié)構(gòu)如下：

typedef struct { volatile unsigned long lock; # ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK unsigned magic; # endif # ifdef CONFIG_PREEMPT unsigned int break_lock; # endif } rwlock_t;

被mutex化的rwlock結(jié)構(gòu)如下：

typedef struct { struct rw_semaphore lock; unsigned int break_lock; } rwlock_t;

其中rw_semaphore結(jié)構(gòu)為：

struct rw_semaphore { struct rt_mutex lock; int read_depth; };

rwlock_t和spinlock_t沒有本質(zhì)的不同，只是rwlock_t只能有一個(gè)寫者，但可以有多個(gè)讀者，因此使用了字段read_depth，其他都等同于spinlock_t。

如果必須使用原來的spinlock，可以把它聲明為raw_spinlock_t，如果必須使用原來的rwlock_t，可以把它聲明為raw_rwlock_t，但是對其進(jìn)行鎖或解鎖操作時(shí)仍然使用同樣的函數(shù)，靜態(tài)初始化時(shí)必須分別使用RAW_SPIN_LOCK_UNLOCKED和RAW_RWLOCK_UNLOCKED。為什么不同的變量類型可以使用同樣的函數(shù)操作呢?關(guān)鍵在于使用了gcc的內(nèi)嵌函數(shù)__builtin_types_compatible_p，下面以spin_lock為例來說明其中的奧妙：

#define spin_lock(lock) PICK_OP(raw_spinlock_t, spin, _lock, lock)

PICK_OP的定義為：

#define PICK_OP(type, optype, op, lock)                         \ do {                                                            \         if (TYPE_EQUAL((lock), type))                           \                 _raw_##optype##op((type *)(lock));              \         else if (TYPE_EQUAL(lock, spinlock_t))                  \                 _spin##op((spinlock_t *)(lock));                \         else __bad_spinlock_type();                             \ } while (0)

TYPE_EQUAL的定義為：

#define TYPE_EQUAL(lock, type) \ __builtin_types_compatible_p(typeof(lock), type *)

gcc內(nèi)嵌函數(shù)__builtin_types_compatible_p用于判斷一個(gè)變量的類型是否為某指定的類型，如果是就返回1，否則返回0。

因此，如果一個(gè)spinlock的類型如果是spinlock_t，宏spin_lock的預(yù)處理結(jié)果將是：

do {     if (0)         _raw_spin_lock((raw_spinlock_t *)(lock));     else if (1)         _spin_lock((spinlock_t *)(lock));     else __bad_spinlock_type; } while (0)

如果一個(gè)spinlock的類型為raw_spinlock_t，宏spin_lock的預(yù)處理結(jié)果將是：

do {     if (1)         _raw_spin_lock((raw_spinlock_t *)(lock));     else if (0)         _spin_lock((spinlock_t *)(lock));     else __bad_spinlock_type; } while (0)

很明顯，如果類型為spinlock_t，將運(yùn)行函數(shù)_spin_lock，而如果類型為raw_spinlock_t，將運(yùn)行函數(shù)_raw_spin_lock。

_spin_lock是新的spinlock的鎖實(shí)現(xiàn)函數(shù)，而_raw_spin_lock就是原來的spinlock的鎖實(shí)現(xiàn)函數(shù)。

等待隊(duì)列優(yōu)先級化的目的是為了更好地改善實(shí)時(shí)性，因?yàn)閮?yōu)先級化后，每次當(dāng)spinlock保持者釋放鎖時(shí)總是喚醒排在最前面的優(yōu)先級最高的進(jìn)程或線程，而喚醒的時(shí)間復(fù)雜度為O(1)。

四、優(yōu)先級繼承和死鎖檢測

spinlock被mutex化后會產(chǎn)生優(yōu)先級逆轉(zhuǎn)(Priority  Inversion)現(xiàn)象。所謂優(yōu)先級逆轉(zhuǎn)，就是優(yōu)先級高的進(jìn)程由于優(yōu)先級低的進(jìn)程保持了競爭資源被迫等待，而讓中間優(yōu)先級的進(jìn)程運(yùn)行，優(yōu)先級逆轉(zhuǎn)將導(dǎo)致高優(yōu)先級進(jìn)程的搶占延遲增大，中間優(yōu)先級的進(jìn)程的執(zhí)行時(shí)間的不確定性導(dǎo)致了高優(yōu)先級進(jìn)程搶占延遲的不確定性，因此為了保證實(shí)時(shí)性，必須消除優(yōu)先級逆轉(zhuǎn)現(xiàn)象。

優(yōu)先級繼承協(xié)議(Priority Inheritance Protocol)和優(yōu)先級頂棚協(xié)議(Priority Ceiling  Protocol)就是專門針對優(yōu)先級逆轉(zhuǎn)問題提出的解決辦法。

所謂優(yōu)先級繼承，就是spinlock的保持者將繼承高優(yōu)先級的競爭者進(jìn)程的優(yōu)先級，從而能先于中間優(yōu)先級進(jìn)程運(yùn)行，盡可能快地釋放鎖，這樣高優(yōu)先級進(jìn)程就能很快得到競爭的spinlock，使得搶占延遲更確定，更短。

所謂優(yōu)先級頂棚，就是根據(jù)靜態(tài)分析確定一個(gè)spinlock的可能擁有者的最高優(yōu)先級，然后把spinlock的優(yōu)先級頂棚設(shè)置為該確定的值，每次當(dāng)進(jìn)程獲得該spinlock后，就將該進(jìn)程的優(yōu)先級設(shè)置為spinlock的優(yōu)先級頂棚值。

Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁實(shí)現(xiàn)了優(yōu)先級繼承協(xié)議，但沒有實(shí)現(xiàn)優(yōu)先級頂棚協(xié)議。

Spinlock被mutex化后引入的另一個(gè)問題就是死鎖，典型的死鎖有兩種：

一種為自鎖，即一個(gè)spinlock保持者試圖獲得它已經(jīng)保持的鎖，很顯然，這會導(dǎo)致該進(jìn)程無法運(yùn)行而死鎖。

另一種為非順序鎖而導(dǎo)致的，即進(jìn)程 P1已經(jīng)保持了spinlock LOCKA但是要獲得進(jìn)程P2已經(jīng)保持的spinlock  LOCKB，而進(jìn)程P2要獲得進(jìn)程P1已經(jīng)保持的spinlock  LOCKA，這樣進(jìn)程P1和P2都將因?yàn)樾枰玫綄Ψ綋碛械牡肋h(yuǎn)不可能釋放的spinlock而死鎖。

Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁對這兩種情況進(jìn)行了檢測，一旦發(fā)生這種死鎖，內(nèi)核將輸出死鎖執(zhí)行路徑并panic。

五、架構(gòu)支持和一些移植以及驅(qū)動(dòng)注意事項(xiàng)

Ingo  Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁支持的架構(gòu)包括i386、x86_64、ppc和mips，基本上含蓋了主流的架構(gòu)，對于其他的架構(gòu)，移植起來也是非常容易的。

架構(gòu)移植主要涉及到以下幾個(gè)方面：

1.中斷線程化

中斷線程化有兩種做法，一種是利用IRQ子系統(tǒng)的代碼，另一種是在架構(gòu)相關(guān)的子樹實(shí)現(xiàn)，前一種方法利用的是已有的中斷線程化代碼，因此移植時(shí)幾乎不需要做什么工作，但是對一些架構(gòu)，這種方法缺乏靈活性，尤其是一些架構(gòu)中斷處理比較特別時(shí)，可能會是IRQ子系統(tǒng)的中斷線程化代碼部分變的越來越丑陋，因此對于這種架構(gòu)，后一種方法就有明顯優(yōu)勢，當(dāng)然在后一種方法中仍然可以拷貝IRQ子系統(tǒng)內(nèi)的大部分線程化處理代碼。

中斷線程化要求一些spinlock或rwlock必須是raw_*類型的，而且一些IRQ必須是非線程化的，如時(shí)鐘中斷、級聯(lián)中斷等。這些是中斷線程化的必要前提。

2.一些架構(gòu)相關(guān)的代碼

有一些變量定義在架構(gòu)相關(guān)的子樹下，如hardirq_preemption等，還有就是需要對entry.S做一些修改，因?yàn)樵黾恿艘粋€(gè)新的調(diào)用preempt_schedule_irq，它要求在調(diào)用之前失效中斷。還有就是一些調(diào)試代碼支持，那是完全架構(gòu)相關(guān)的必須重新實(shí)現(xiàn)，如mcount。

3.架構(gòu)相關(guān)的semaphore定義必須在第四種搶占模式下失效

前面已經(jīng)講過，如果使能第四種搶占模式，將使用新定義的semaphore，它是架構(gòu)無關(guān)的，相應(yīng)的處理代碼也是架構(gòu)無關(guān)的，因此原來的架構(gòu)相關(guān)的定義和處理代碼必須失效，這需要修改相應(yīng)的.h、.c和Makefile。

4.一些spinlock必須聲明為raw_*類型的

在架構(gòu)相關(guān)的子樹中，一些spinlock必須聲明為raw_*類型的，靜態(tài)初始化也必須修改為RAW_*，一些外部聲名也得做相應(yīng)的改動(dòng)。

5.在打開第四種搶占模式或中斷線程化使能之后，一些編程邏輯要求已經(jīng)發(fā)生了變化。

中斷線程化后，在中斷處理函數(shù)中失效中斷不在需要，因?yàn)槿绻袛嗵幚砭€程在中斷失效后想得到spinlock時(shí)，將可能發(fā)生上下文切換，新的實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)認(rèn)為這種狀況不應(yīng)當(dāng)發(fā)生將輸出警告信息。

原來用中斷失效保護(hù)共享資源，現(xiàn)在完全可以用搶占失效來替代，因此不是萬不得已，建議不使用中斷失效。在網(wǎng)卡驅(qū)動(dòng)的發(fā)送處理函數(shù)中不能失效中斷，因此原來顯式得失效中斷的函數(shù)應(yīng)當(dāng)被替換，如：

local_irq_save應(yīng)當(dāng)變成為local_irq_save_nort local_irq_restore應(yīng)當(dāng)變成為local_irq_restore_nort

網(wǎng)絡(luò)的核心代碼將主動(dòng)檢測這種情況，如果中斷失效了，將重新打開中斷，但是將輸出警告信息。

在保持了raw_spinlock之后不能在試圖獲得新的spinlock類型的鎖，因?yàn)閞aw_spinlock是搶占失效的，但是新的spinlock卻能夠?qū)е逻M(jìn)程睡眠或發(fā)生搶占。

對于新的semaphore，必須要求執(zhí)行down和up操作的是同一個(gè)進(jìn)程，否則優(yōu)先級繼承和死鎖檢測將無法實(shí)現(xiàn)。而且代碼本身也將操作失敗。

以上就是Linux實(shí)時(shí)補(bǔ)丁是否即將合并進(jìn)Linux 5.3，小編相信有部分知識點(diǎn)可能是我們?nèi)粘９ぷ鲿姷交蛴玫降?。希望你能通過這篇文章學(xué)到更多知識。更多詳情敬請關(guān)注創(chuàng)新互聯(lián)行業(yè)資訊頻道。

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