Linux提供了一些機(jī)制讓我們得以計算函數(shù)的執(zhí)行時間，gettimefoday()函數(shù)是其中之一。函數(shù)的原型及需要使用的一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)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(dāng)前時間保存在tv結(jié)構(gòu)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(jìn)程在臨界區(qū)function_in_critical_section()所耗費(fèi)的時間，以供參考。將Hz值設(shè)定在2000，此時系統(tǒng)時鐘中斷周期為0.5ms，精度提高了20倍。

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

本文嘗試用數(shù)學(xué)方法來分析采用這種機(jī)制對實(shí)時性能的提高。首先給出一個定義：當(dāng)預(yù)定在時刻t時執(zhí)行的實(shí)時任務(wù)推遲到時刻t'時才執(zhí)行，則t'-t稱作系統(tǒng)延遲，用Lat(OS)表示。在普通Linux中，Lat(OS)如下：

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

設(shè)任意時刻 ，T(NP)≤T(REMAIN)的機(jī)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(jī)制后，由于總是優(yōu)先保證實(shí)時任務(wù)的執(zhí)行，Lat(RT-OS)固定式為：

Lat(RT-OS)=T(SHED)

采用該機(jī)制前后系統(tǒng)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(tǒng)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(jié)論：在臨界區(qū)的進(jìn)程執(zhí)行時間長的系統(tǒng)中，引入該機(jī)制前后平均系統(tǒng)廷遲下降的越大，系統(tǒng)實(shí)時性能的改善越明顯。

3.2 優(yōu)先級量頂

試描述一個如下場景：低優(yōu)先級的任務(wù)L和高優(yōu)先級H任務(wù)需要占用同一共享資源，低優(yōu)先級任務(wù)開始后不久，高優(yōu)先級任務(wù)也準(zhǔn)備就緒，發(fā)現(xiàn)所需共享資源被占用后，任務(wù)H被掛起，等待任務(wù)L結(jié)束釋放該資源。此時一個不需要該資源的中優(yōu)先級任務(wù)M 出現(xiàn)，調(diào)度器依據(jù)優(yōu)先原則轉(zhuǎn)而執(zhí)行任務(wù)M。這就進(jìn)一步廷長了任務(wù)H的等待時間，如圖3所示。更加惡劣的情況是，如果出現(xiàn)了更多的類似任務(wù)M0，M1，M2，...，將有可能使任務(wù)H錯過臨界期限(Critical Deadline)，而導(dǎo)致系統(tǒng)崩潰。

在一個不太復(fù)雜的實(shí)時系統(tǒng)中，可采用優(yōu)先級置頂?shù)姆椒ń鉀Q這一問題。該方案對每一個可能被共享的資源分配一個優(yōu)先級，該優(yōu)先級為有可能使用這個資源的最高優(yōu)先級的進(jìn)程的優(yōu)先級(如下偽代碼中的RESOURCE_X_PRIO)。由調(diào)度器將優(yōu)先級傳給使用該資源的進(jìn)程，進(jìn)程結(jié)束后其自身的優(yōu)先級(如下偽代碼中的TASK_A_PRIO)才恢復(fù)正常。這樣就避免了上面場景中任務(wù)L被任務(wù)M搶占，而導(dǎo)致任務(wù)H始終處于掛起狀態(tài)。優(yōu)先級置頂?shù)氖纠a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(nèi)核線程

中斷服務(wù)程序(ISR)是不能被搶占的。一旦CPU 開始執(zhí)行ISR，除非程序結(jié)束，否則不可能轉(zhuǎn)而執(zhí)行其他的任務(wù)。Linux用自旋鎖(Spinlock)來實(shí)現(xiàn)ISR對CPU的獨(dú)占。采用了自旋鎖的ISR是不能進(jìn)入休眠的，而且此時系統(tǒng)的中斷也被完全禁止。內(nèi)核線程是由內(nèi)核創(chuàng)建和撤銷的，用來執(zhí)行一個指定的函數(shù)。內(nèi)核線程具有自己的內(nèi)核堆棧，能夠被單獨(dú)調(diào)用。我們用內(nèi)核線程代替ISR，并且用互斥量(Mutex)替換自旋鎖。內(nèi)核線程能夠進(jìn)入休眠，而且執(zhí)行時是不禁用外部中斷的。系統(tǒng)接到中斷信號后，喚醒相應(yīng)的內(nèi)核線程，內(nèi)核線程代替原來的ISR執(zhí)行完任務(wù)后繼續(xù)進(jìn)入休眠狀態(tài)。這樣中斷廷時就是可預(yù)測的，并且占用時間也很少。

根據(jù)LynuxWorks公司的測試數(shù)據(jù)，在Pentium III 1GHz的PC上，Linux 2.4內(nèi)核的平均任務(wù)響應(yīng)時間為1133us，平均中斷響應(yīng)時間為252us;而Linux 2.6內(nèi)核的平均響應(yīng)時間為132us，平均中斷響應(yīng)時間僅為14us，比Linux 2.4內(nèi)核提高了一個數(shù)量級。在此基礎(chǔ)上，采用這種方法能夠針對具體的系統(tǒng)進(jìn)一步加快特定中斷的響應(yīng)時間，提高應(yīng)用系統(tǒng)的實(shí)時性能。

4 總結(jié)與展望

本文以Linux 2.6為基礎(chǔ)探討了提高Linux實(shí)時性的方法。引入了在實(shí)時系統(tǒng)中，只有當(dāng)進(jìn)入臨界區(qū)的進(jìn)程能在下一個實(shí)時任務(wù)開始之前結(jié)束時才被允許執(zhí)行的機(jī)制，保證實(shí)時任務(wù)總是優(yōu)先得到執(zhí)行;采用了優(yōu)先級置頂?shù)姆椒ū苊饬顺霈F(xiàn)優(yōu)先級倒置的情況;用內(nèi)核線程代替中斷服務(wù)程序，改變了了一般中斷服務(wù)程序執(zhí)行中不能進(jìn)入休眠狀態(tài)的情況，并且執(zhí)行時不禁用外部中斷，使系統(tǒng)的中斷廷時變得短小和可預(yù)測。本文所述方法的缺點(diǎn)在于，提高系統(tǒng)時鐘中斷頻率帶會增大系統(tǒng)開銷問題。為了在實(shí)時性能提升和系統(tǒng)開銷增大之間找到一個平衡點(diǎn)，開發(fā)者不得不對具體系統(tǒng)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(fèi)、性能強(qiáng)大、工具眾多的特點(diǎn)，必將在嵌入式系統(tǒng)領(lǐng)域得到大量的應(yīng)用。我們應(yīng)該及時跟蹤國內(nèi)外Linux發(fā)展動態(tài)，同時積累在此領(lǐng)域的開發(fā)經(jīng)驗(yàn)，走出自己的路來。