嵌入式Linux下的實時性增強方案
加入技術交流群
在中斷處理階段當中斷發生時,CPU調用do_IRQ( )函數來處理中斷，do_IRQ( )在做了必要的相關處理之后調用_do_IRQ( )。_do_IRQ( )主要功能為判斷該中斷是否已經被線程化(核對終端描述符的狀態字段是否包含IRQ_NODELAY標志)，對于沒有線程化的中斷，將直接調用 handle_IRQ_event( )函數來處理。功能實現等同于如下代碼：
fastcall notrace unsigned int __do_IRQ(unsigned int irq,
struct pt_regs *regs)
{ ……
if (redirect_hardirq(desc))
//檢測是否為線程化中斷，若是則喚醒中斷線程
goto out_no_end;
……
action_ret = handle_IRQ_event(irq, regs, action);
//處理非線程化中斷
……
}
int redirect_hardirq(struct irq_desc *desc)
//檢測irq_desc結構體，判斷是否線程化
{ ……
if (!hardirq_preemption || (desc->status IRQ_
NODELAY) || !desc->thread)
return 0;
……
if (desc->thread desc->thread->state != TASK_
RUNNING)
wake_up_process(desc->thread);
……
}
針對已線程化的情況，調用wake_up_process( )函數喚醒中斷處理線程執行，內核線程將調用do_hardirq( )來處理相應的中斷。具體實現是通過handle_IRQ_event( )函數直接調用相應的中斷處理函數完成的。對于緊急的中斷(如時鐘中斷),內核保持原來的中斷處理方式，而不為其創建中斷線程，這樣就保證了緊急中斷的快速響應。
2.2 內核可搶占性設計
在Linux標準內核中，因不具有可搶占性和導致較大的延遲，增加內核的可搶占性能，可提高系統的實時任務處理能力。當前修改Linux內核提高實時性的方法主要有增加搶占點和改造成搶占式內核兩種方法。增加搶占點方法是在內核中插入搶占點，通過檢測搶占點調度標志來決定是否進行實時任務的調度。采用這種方法，在檢測搶占點標志時大大增加了系統開銷，因此本方案采用直接改造Linux內核的方法，通過修改自旋鎖為互斥鎖來提高內核的可搶占性 [5]。即借鑒Ingo Molnar的實時補丁的實時化方法，使用mutex互斥鎖來替換spinlock自旋鎖。使用mutex替換spinlock，可以讓spinlock 可搶占。起初spinlock不可搶占性設計目的是避免死鎖，可搶占性設計可能導致競爭者與保持者的死鎖局面。中斷處理函數中也可以使用 spinlock，如果spinlock已經被某一進程保持，則中斷處理函數無法進行，從而形成死鎖。中斷線程化以后，中斷線程將掛在等待隊列上并放棄 CPU讓別的線程或進程來運行,讓每個spinlock都有一個等待隊列，該等待隊列按進程或線程優先級排隊,如果一個進程或線程競爭的spinlock 已經被另一個線程保持,它將把自己掛在該spinlock的優先級化的等待隊列上，然后發生調度把CPU讓給別的進程或線程。mutex替換 spinlock后，spinlock結構定義如下代碼：
typedef struct {
struct rt_mutex lock; //新的實時互斥鎖
unsigned int break_lock;
} spinlock_t;
其中struct rt_mutex結構如下：
struct rt_mutex {
raw_spinlock_t wait_lock;
struct plist wait_list; //優先級等待隊列
struct task_struct *owner; //擁有該鎖進程的信息
int owner_prio;
… …
};
在如上代碼中,類型raw_spinlock_t就是原來的spinlock_t。即代碼中的spinlock_t就是新設計的自旋鎖。 rt_mutex結構中,wait_list字段為優先級等待隊列。在mutex使用中，當遇到鎖住的臨界資源時，任務被掛起到wait_list中，臨界資源解鎖時等待任務被激活。臨界資源被保護的同時可以搶占。
linux操作系統文章專題:linux操作系統詳解（linux不再難懂）
評論