Linux提供了一些機制讓我們得以計算函數的執行時間，gettimefoday()函數是其中之一。函數的原型及需要使用的一個數據結構如下：

int gettimeofday(struct timeval *tv，struct timezone *tz);

strut timeval{

long tv_sec; //second

long tv_usec;//microsecond};

其中，gettimeofday()將當前時間保存在tv結構中，tz一般不需要用到，可用NULL代替。使用示例如下：

main()

{ struct timeval start_time，end_time;

float time_uesd;

gettimeofday(start_time，NULL);

function_in_critical_setion();

gettimeofday(end_time，NULL);

time_used =1000000 (start_time.tv_sec-end_time.tv_sec)+(start_time.tv_usec-end_time.tv_usec);

time_used/=1000000;

exit(0);}

如此即可得出進程在臨界區function_in_critical_section()所耗費的時間，以供參考。將Hz值設定在2000，此時系統時鐘中斷周期為0.5ms，精度提高了20倍。

如圖1、圖2所示，當進程進入臨界區之前，它比較自身的平均執行時間T(NP)和T(REMAIN)的值，當T(NP)≤T(REMAIN)的時候，進程才被允許進入臨界區，否則進程進入工作隊列等待下一次判斷。

本文嘗試用數學方法來分析采用這種機制對實時性能的提高。首先給出一個定義：當預定在時刻t時執行的實時任務推遲到時刻t'時才執行，則t'-t稱作系統延遲，用Lat(OS)表示。在普通Linux中，Lat(OS)如下：

Lat(OS)=T(NP)+ T(SHED)

設任意時刻 ，T(NP)≤T(REMAIN)的機率為ρ，則普通Linux中的平均Lat(OS)為

AvLat(OS)=ρ[T(NP)+ T(SHED)] +(1-ρ)[T(NP)+ 2T(SHED)]

引入前述機制后，由于總是優先保證實時任務的執行，Lat(RT-OS)固定式為：

Lat(RT-OS)=T(SHED)

采用該機制前后系統廷遲的變化為

δ=AvLat(NOR-OS)-Lat(RT-OS)=T(NP)+(2-ρ)T(SHED)

在一個特定系統里，ρ是固定的，而在Linux 2.6中，采用O(1)算法后T(SHED)也是固定的，由前式可得出結論：在臨界區的進程執行時間長的系統中，引入該機制前后平均系統廷遲下降的越大，系統實時性能的改善越明顯。

3.2 優先級量頂

試描述一個如下場景：低優先級的任務L和高優先級H任務需要占用同一共享資源，低優先級任務開始后不久，高優先級任務也準備就緒，發現所需共享資源被占用后，任務H被掛起，等待任務L結束釋放該資源。此時一個不需要該資源的中優先級任務M 出現，調度器依據優先原則轉而執行任務M。這就進一步廷長了任務H的等待時間，如圖3所示。更加惡劣的情況是，如果出現了更多的類似任務M0，M1，M2，...，將有可能使任務H錯過臨界期限(Critical Deadline)，而導致系統崩潰。

在一個不太復雜的實時系統中，可采用優先級置頂的方法解決這一問題。該方案對每一個可能被共享的資源分配一個優先級，該優先級為有可能使用這個資源的最高優先級的進程的優先級(如下偽代碼中的RESOURCE_X_PRIO)。由調度器將優先級傳給使用該資源的進程，進程結束后其自身的優先級(如下偽代碼中的TASK_A_PRIO)才恢復正常。這樣就避免了上面場景中任務L被任務M搶占，而導致任務H始終處于掛起狀態。優先級置頂的示例代碼如下：

void task_a(void)

{……

set_task_priority(RESOURCE_X_PRIO);

…… //Accessing shared resource x

set_task_priority(TASK_A_PRIO);……}

3.3 內核線程

中斷服務程序(ISR)是不能被搶占的。一旦CPU 開始執行ISR，除非程序結束，否則不可能轉而執行其他的任務。Linux用自旋鎖(Spinlock)來實現ISR對CPU的獨占。采用了自旋鎖的ISR是不能進入休眠的，而且此時系統的中斷也被完全禁止。內核線程是由內核創建和撤銷的，用來執行一個指定的函數。內核線程具有自己的內核堆棧，能夠被單獨調用。我們用內核線程代替ISR，并且用互斥量(Mutex)替換自旋鎖。內核線程能夠進入休眠，而且執行時是不禁用外部中斷的。系統接到中斷信號后，喚醒相應的內核線程，內核線程代替原來的ISR執行完任務后繼續進入休眠狀態。這樣中斷廷時就是可預測的，并且占用時間也很少。

根據LynuxWorks公司的測試數據，在Pentium III 1GHz的PC上，Linux 2.4內核的平均任務響應時間為1133us，平均中斷響應時間為252us;而Linux 2.6內核的平均響應時間為132us，平均中斷響應時間僅為14us，比Linux 2.4內核提高了一個數量級。在此基礎上，采用這種方法能夠針對具體的系統進一步加快特定中斷的響應時間，提高應用系統的實時性能。

4 總結與展望

本文以Linux 2.6為基礎探討了提高Linux實時性的方法。引入了在實時系統中，只有當進入臨界區的進程能在下一個實時任務開始之前結束時才被允許執行的機制，保證實時任務總是優先得到執行;采用了優先級置頂的方法避免了出現優先級倒置的情況;用內核線程代替中斷服務程序，改變了了一般中斷服務程序執行中不能進入休眠狀態的情況，并且執行時不禁用外部中斷，使系統的中斷廷時變得短小和可預測。本文所述方法的缺點在于，提高系統時鐘中斷頻率帶會增大系統開銷問題。為了在實時性能提升和系統開銷增大之間找到一個平衡點，開發者不得不對具體系統做大量測試，具體問題具體分析，使得該方法在適用性上打了折扣。Linux因其免費、性能強大、工具眾多的特點，必將在嵌入式系統領域得到大量的應用。我們應該及時跟蹤國內外Linux發展動態，同時積累在此領域的開發經驗，走出自己的路來。