?Ingo Molnar 的實時補丁

這是本系列文章(分兩部分)的第 2 部分，詳細(xì)分析了一個典型的實時實現(xiàn)（Ingo's RT patch）。第 1 部分闡述了實時的概念、衡量實時性的指標(biāo)，詳細(xì)地分析了嵌入式系統(tǒng)對 Linux 實時性的需求以及 Linux 在實時性方面的不足，然后簡單地描述了三個著名的 Linux 實時實現(xiàn)。
一、簡介

Ingo Molnar 的實時補丁是完全開源的，它采用的實時實現(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。這些實時實現(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、等待隊列優(yōu)先級化、大內(nèi)核鎖（BKL-Big Kernel Lock）可搶占等。

該實時實現(xiàn)包含了以前的VP補丁（在內(nèi)核郵件列表這么稱呼，即Voluntary Preemption），VP補丁由針對2.4內(nèi)核的低延遲補丁（low latency patch）演進(jìn)而來，它使用兩種方法來實現(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，即自愿被搶占，下面是一個鼠標(biāo)驅(qū)動的例子：

未增加搶占點以前在文件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。

為了能并入主流內(nèi)核，Ingo Molnar的實時補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的標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核，主要適用于科學(xué)計算等服務(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，它通過增加搶占點縮減了搶占延遲，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，因此有很好的響應(yīng)延遲，實際上在一定程度上已經(jīng)達(dá)到了軟實時性。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時功能，因此完全能夠滿足軟實時需求，它適用于延遲要求為100微秒或稍低的實時系統(tǒng)。

實現(xiàn)實時是以犧牲系統(tǒng)的吞吐率為代價的，因此實時性越好，系統(tǒng)吞吐率就越低。

在寫本文時最新的實時實現(xiàn)補丁是：

http://people.redhat.com/~mingo/ ... 6.12-rc4-V0.7.47-03

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，直到最近才比較穩(wěn)定。它的很多代碼部分已經(jīng)并入到標(biāo)準(zhǔn)的2.6內(nèi)核源碼數(shù)，包括 IRQ子系統(tǒng)，那為中斷線程化提供了很好的基礎(chǔ)；自愿搶占；大內(nèi)核鎖可搶占；這些已經(jīng)包含在2.6.11中。作者預(yù)期，其余的代碼部分也將很快進(jìn)入到主流 內(nèi)核，可能是2.6.12或以后的某個版本。

因此，本文專門對這個實時實現(xiàn)進(jìn)行詳細(xì)的實現(xiàn)分析將有重要意義。

二、中斷線程化

中斷線程化是實現(xiàn)Linux實時性的一個重要步驟，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，實時任務(wù)將很難有機(jī)會運行，也就是說，毫無實時性可言。中斷線程化之后，中斷將作為內(nèi)核線程運行而且賦予不同的實時優(yōu)先級， 實時任務(wù)可以有比中斷線程更高的優(yōu)先級，這樣，實時任務(wù)就可以作為最高優(yōu)先級的執(zhí)行單元來運行，即使在嚴(yán)重負(fù)載下仍有實時性保證。

中斷線程化的另一個重要原因是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為得不到鎖而需要被掛到等待隊列上，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的實時補丁中，中斷線程化的實現(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IRQ創(chuàng)建一個內(nèi)核線程，IRQ號為0的中斷賦予實時優(yōu)先級49，IRQ號為1的賦予實時 優(yōu)先級48，依次類推直到25，因此任何IRQ線程的最低實時優(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，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。

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

系統(tǒng)的時鐘中斷就是，因為它被用來維護(hù)系統(tǒng)時間以及定時器等，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)聲明時指定不要線程化，也可以在調(diào)用request_irq時指定，如：

request_irq (HIGHWIRE_SMI_IRQ,? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?
highwire_smi_interrupt, SA_NODELAY, "System Management Switch", 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的實時補丁做了修改使其易于被搶占，改進(jìn)了實時性，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，但它不是實時線程，因此這樣一來softirq對實時性的影響將顯著減小。

在處理軟中斷期間，搶占是使能的，這使得實時性更進(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)度點數(shù)，提高了整個系統(tǒng)的實時性。

增加了兩個函數(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。__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)或一個只能獨占的硬件資源。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)的實時性。Ingo Molnar的實時補丁使用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spinlock的競爭者將可能搶占該spinlock的保持者來運行， 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，因為保持者無法得到運行而永遠(yuǎn)不能釋放 spinlock，而競爭者由于不能得到一個不可能釋放的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，因為遇到這種狀 況后，中斷線程將掛在等待隊列上并放棄CPU讓別的線程或進(jìn)程來運行。

等待隊列就是解決這種死鎖僵局的方法，在Ingo Molnar的實時補丁中，每個spinlock都有一個等待隊列，該等待隊列是按進(jìn)程或線程的優(yōu)先級排隊的。如果一個進(jìn)程或線程競爭的spinlock 已經(jīng)被另一個線程保持，它將把自己掛在該spinlock的優(yōu)先級化的等待隊列上，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只能有一個寫者，但可以有多個讀者，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)行鎖或解鎖操作時仍然使用同樣的函數(shù)，靜態(tài)初始化時必須分別使用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，將運行函數(shù)_spin_lock，而如果類型為raw_spinlock_t，將運行函數(shù)_raw_spin_lock。

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

等待隊列優(yōu)先級化的目的是為了更好地改善實時性，因為優(yōu)先級化后，每次當(dāng)spinlock保持者釋放鎖時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，因此為了保證實時性，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的實時補丁實現(xiàn)了優(yōu)先級繼承協(xié)議，但沒有實現(xiàn)優(yōu)先級頂棚協(xié)議。

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

一種為自鎖，即一個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都將因為需要得到對方擁有的但永遠(yuǎn)不可能釋放的spinlock而死鎖。

Ingo Molnar的實時補丁對這兩種情況進(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、大內(nèi)核鎖可搶占

大內(nèi)核鎖（BKL---Big Kernel Lock）實質(zhì)上也是spinlock，只是它一般用于保護(hù)整個內(nèi)核，該鎖的保持時間比較長，因此它對整個系統(tǒng)的實時性影響是非常大的，在Ingo Molnar的實時補丁中，大內(nèi)核鎖使用了semaphore來實現(xiàn)，如果內(nèi)核配置為前面三種搶占模式，struct semaphore是架構(gòu)相關(guān)的，如對于x86，結(jié)構(gòu)定義如下：

struct semaphore {
? ?? ???atomic_t count;
? ?? ???int sleepers;
? ?? ???wait_queue_head_t wait;
};

但對于第四種搶占模式，其結(jié)構(gòu)為：

struct semaphore {
? ?? ???atomic_t count;
? ?? ???struct rt_mutex lock;
};


注意新的spinlock定義也包含字段struct rt_mutex lock，因此可搶占大內(nèi)核鎖和新的spinlock共用了低層的處理代碼。使用semaphore之后，大內(nèi)核鎖就可搶占了。

六、架構(gòu)支持和一些移植以及驅(qū)動注意事項

Ingo Molnar的實時補丁支持的架構(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，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，因為增加了一個新的調(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。

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，因為如果中斷處理線程在中斷失效后想得到spinlock時，將可能發(fā)生上下文切換，新的實時實現(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，因為raw_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操作的是同一個進(jìn)程，否則優(yōu)先級繼承和死鎖檢測將無法實現(xiàn)。而且代碼本身也將操作失敗。