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確定性地滿足調度期限的能力。本文將揭示各種實現實時 Linux 的可選方案以及它們如何實現實時性 — 從早期的模仿虛擬化解決方案的架構到如今標準 2.6 內核中可用的選項。

本文探索了一些支持實時特性的 Linux 架構，并探討了實時架構 的含意是什么。有許多種解決方案賦予 Linux 實時能力，本文將對瘦內核（或微內核）方法、超微內核方法以及資源內核（resource-kernel）方法進行考查。最后，描述了標準 2.6 內核的實時功能，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 架構提供了基礎。定義由 Donal Gillies 在 Realtime Computing FAQ 中提出。

實時系統指系統的計算正確性不僅取決于計算的邏輯正確性，還取決于產生結果的時間。如果未滿足系統的時間約束，則認為系統失效。

上下文切換

發生中斷后分配新任務的過程中隱含著上下文切換。這個過程在中斷時存儲 CPU 的當前狀態，然后恢復一項給定任務的狀態。上下文切換依賴于操作系統及底層的處理器架構。

換句話說，系統面對變化的負載（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系不大：它與可預見性有關。例如，使用快速的現代處理器時，Linux 可以提供 20 μ 微秒的典型中斷響應，但有時候響應會變得很長。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容的含意。圖 1 顯示的是中斷延遲指標。當中斷到達時（event），CPU 發生中斷并轉入中斷處理。執行一些工作以確定發生了什么事件，然后執行少量工作分配必需的任務以處理此事件（上下文切換）。中斷到達與分發必需任務之間的時間（假設分配的是優先級最高的任務）稱為響應時間。對于實時性要求，響應時間應是確定的并應當在已知的最壞情況的時間內完成。

圖 1. 中斷延遲和響應時間

有關這個過程的一個例子就是目前汽車中使用的氣囊。當報告車輛碰撞的傳感器中斷 CPU 后，操作系統應快速地分配展開氣囊的任務，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調度?？紤]圖 2。本圖演示了周期性任務調度。大量控制系統要求周期性采樣與處理。某個特定任務必須按照固定的周期（p）執行，從而確保系統的穩定性?？紤]一下汽車的防抱死系統（ABS）?？刂葡到y對車輛的每個車輪的轉速進行采樣（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 任務能按照期望的周期執行。

圖 2. 周期性任務調度

硬實時與軟實時系統

能夠在指定的期限完成實時任務（即便在最壞的處理負載下也能如此）的操作系統稱為硬實時 系統。但并不是任何情況下都需要硬實時支持。如果操作系統在平均情況下能支持任務的執行期限，則稱它為軟實時 系統。硬實時系統指超過截止期限后將造成災難性后果（例如展開氣囊過晚或制動壓力產生的滑行距離過長）的系統。軟實時系統超過截止期限后并不會造成系統整體失?。ㄈ鐏G失視頻中的一幀）。

現在您已經對實時性要求有了一些深入了解，讓我們查看一些實時 Linux 架構各支持哪個級別的實時性以及如何做到這一點。

瘦內核方法

瘦內核（或微內核）方法使用了第二個內核作為硬件與 Linux 內核間的抽象接口（見圖 3）。非實時 Linux 內核在后臺運行，作為瘦內核的一項低優先級任務托管全部非實時任務。實時任務直接在瘦內核上運行。

圖 3. 硬實時的瘦內核方法

瘦內核主要用于（除了托管實時任務外）中斷管理。瘦內核截取中斷以確保非實時內核無法搶占瘦內核的運行。這允許瘦內核提供硬實時支持。

雖然瘦內核方法有自己的優勢（硬實時支持與標準 Linux 內核共存），但這種方法也有缺點。實時任務和非實時任務是獨立的，這造成了調試困難。而且，非實時任務并未得到 Linux 平臺的完全支持（瘦內核執行稱為瘦 的一個原因）。

使用這種方法的例子有 RTLinux （現在由 Wind River Systems 專有），實時應用程序接口（RTAI）和 Xenomai。

超微內核方法

這里瘦內核方法依賴于包含任務管理的最小內核，而超微內核法對內核進行更進一步的縮減。通過這種方式，它不像是一個內核而更像是一個硬件抽象層（HAL）。超微內核為運行于更高級別的多個操作系統提供了硬件資源共享（見圖 4）。因為超微內核對硬件進行了抽象，因此它可為更高級別的操作系統提供優先權，從而支持實時性。

圖 4. 對硬件進行抽象的超微內核法

注意，這種方法和運行多個操作系統的虛擬化方法有一些相似之處。使用這種方法的情況下，超微內核在實時和非實時內核中對硬件進行抽象。這與 hypervisor 從客戶（guest）操作系統對裸機進行抽象的方式很相似。

關于超微內核的示例是操作系統的 Adaptive Domain Environment for Operating Systems （ADEOS）。ADEOS 支持多個并發操作系統同步運行。當發生硬件事件后，ADEOS 對鏈中的每個操作系統進行查詢以確定使用哪一個系統處理事件。

資源內核法

另一個實時架構是資源內核法。這種方法為內核增加一個模塊，為各種資源提供預留（reservation）。這種機制保證了對時分復用（time-multiplexed）系統資源的訪問（CPU、網絡或磁盤帶寬）。這些資源擁有多個預留參數，如循環周期、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。

資源內核提供了一組應用程序編程接口（API），允許任務請求這些預留資源（見圖 5）。然后資源內核可以合并這些請求，使用任務定義的約束定義一個調度，從而提供確定的訪問（如果無法提供確定性則返回錯誤）。通過調度算法，如 Earliest-Deadline-First （EDF），內核可以處理動態的調度負載。

圖 5. 實現資源預留的資源內核法

資源內核法實現的一個示例是 CMU 公司的 Linux/RK，它把可移植的資源內核集成到 Linux 中作為一個可加載模塊。這種實現演化成商用的 TimeSys Linux/RT 產品。

標準 2.6 內核中的實時

目前探討的這些方法在架構上都很有趣，但是它們都在內核的外圍運行。然而，如果對標準 Linux 內核進行必要的修改使其支持實時性，結果會怎么樣呢？

今天，在 2.6 內核中，通過對內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。在標準 2.6 Linux 內核中，當用戶空間的進程執行內核調用時（通過系統調用），它便不能被搶占。這意味著如果低優先級進程進行了系統調用后，高優先級進程必須等到調用結束后才能訪問 CPU。新的配置選項 CONFIG_PREEMPT 改變了這一內核行為，在高優先級任務可用的情況下（即使此進程正在進行系統調用），它允許進程被搶占。

圖 6 允許搶占的標準 2.6 Linux 內核

但這種配置選項也是一種折衷。雖然此選項實現了軟實時性能并且即使在負載條件下也可使操作系統順利地運行，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而言是有用的，但并不是在任何場景下都有用（例如，服務器）。

新的 O（1） 調度程序

2.6 內核中新的 O（1） 調度程序對性能有很大的提升，即使存在很多任務的情況下也是如此。不管需要運行的任務有多少個，新的調度程序都會在有限的時間內運行。

在 2.6 內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（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 補丁實現硬實時。PREEMPT_RT 補丁提供了多項修改，可實現硬實時支持。其中一些修改包括重新實現一些內核鎖定原語，從而實現完全可搶占，實現內核互斥的優先級繼承，并把中斷處理程序轉換為內核線程以實現線程可搶占。

結束語

Linux 不僅是一個實驗和描述實時算法的理想平臺，目前在標準的 2.6 內核中也實現了實時功能。從標準內核中您可以實現軟實時功能，再執行一些額外的工作（內核補?。┠涂梢詷嫿ㄓ矊崟r應用程序。

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