Linux實(shí)時(shí)技術(shù)與典型實(shí)現(xiàn)分析－第 2 部分

?Ingo Molnar 的實(shí)時(shí)補(bǔ)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(gè)典型的實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)（Ingo's RT patch）。第 1 部分闡述了實(shí)時(shí)的概念、衡量實(shí)時(shí)性的指標(biāo)，詳細(xì)地分析了嵌入式系統(tǒng)對(duì) Linux 實(shí)時(shí)性的需求以及 Linux 在實(shí)時(shí)性方面的不足，然后簡(jiǎn)單地描述了三個(gè)著名的 Linux 實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)。
一、簡(jiǎn)介

Ingo Molnar 的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁是完全開(kāi)源的，它采用的實(shí)時(shí)實(shí)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(shí)時(shí)實(shí)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(jí)繼承和死鎖 檢測(cè)、等待隊(duì)列優(yōu)先級(jí)化、大內(nèi)核鎖（BKL-Big Kernel Lock）可搶占等。

該實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)包含了以前的VP補(bǔ)?。ㄔ趦?nèi)核郵件列表這么稱呼，即Voluntary Preemption），VP補(bǔ)丁由針對(duì)2.4內(nèi)核的低延遲補(bǔ)?。╨ow latency patch）演進(jìn)而來(lái)，它使用兩種方法來(lái)實(shí)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(diǎn)，即自愿被搶占，下面是一個(gè)鼠標(biāo)驅(qū)動(dòng)的例子：

未增加搶占點(diǎn)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(diǎn)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(yǔ)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(diǎn)。

為了能并入主流內(nèi)核，Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)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(méi)有使能搶占選項(xiàng)的標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核，主要適用于科學(xué)計(jì)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(xiàng)，它通過(guò)增加搶占點(diǎn)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(jià)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(xiàng)，因此有很好的響應(yīng)延遲，實(shí)際上在一定程度上已經(jīng)達(dá)到了軟實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)功能，因此完全能夠滿足軟實(shí)時(shí)需求，它適用于延遲要求為100微秒或稍低的實(shí)時(shí)系統(tǒng)。

實(shí)現(xiàn)實(shí)時(shí)是以犧牲系統(tǒng)的吞吐率為代價(jià)的，因此實(shí)時(shí)性越好，系統(tǒng)吞吐率就越低。

在寫(xiě)本文時(shí)最新的實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)補(bǔ)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(lái)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(gè)版本。

因此，本文專門(mén)對(duì)這個(gè)實(shí)時(shí)實(shí)現(xiàn)進(jìn)行詳細(xì)的實(shí)現(xiàn)分析將有重要意義。

二、中斷線程化

中斷線程化是實(shí)現(xiàn)Linux實(shí)時(shí)性的一個(gè)重要步驟，在Linux標(biāo)準(zhǔn)內(nèi)核中，中斷是最高優(yōu)先級(jí)的執(zhí)行單元，不管內(nèi)核當(dāng)時(shí)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(shí)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(shí)時(shí)任務(wù)將很難有機(jī)會(huì)運(yùn)行，也就是說(shuō)，毫無(wú)實(shí)時(shí)性可言。中斷線程化之后，中斷將作為內(nèi)核線程運(yùn)行而且賦予不同的實(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)， 實(shí)時(shí)任務(wù)可以有比中斷線程更高的優(yōu)先級(jí)，這樣，實(shí)時(shí)任務(wù)就可以作為最高優(yōu)先級(jí)的執(zhí)行單元來(lái)運(yùn)行，即使在嚴(yán)重負(fù)載下仍有實(shí)時(shí)性保證。

中斷線程化的另一個(gè)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?yàn)榈貌坏芥i而需要被掛到等待隊(duì)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(lái)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(shí)時(shí)補(bǔ)丁中，中斷線程化的實(shí)現(xiàn)方法是：

對(duì)于IRQ，在內(nèi)核初始化階段init（該函數(shù)在內(nèi)核源碼樹(shù)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(shù)的 文件kernel/irq/manage.c中定義）來(lái)為每一個(gè)IRQ創(chuàng)建一個(gè)內(nèi)核線程，IRQ號(hào)為0的中斷賦予實(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)49，IRQ號(hào)為1的賦予實(shí)時(shí) 優(yōu)先級(jí)48，依次類推直到25，因此任何IRQ線程的最低實(shí)時(shí)優(yōu)先級(jí)為25。原來(lái)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(dú)立的部分被放在IRQ子系統(tǒng)的 位置kernel/irq/handle.c中，名稱為_(kāi)_do_IRQ。當(dāng)發(fā)生中斷時(shí)，CPU將執(zhí)行do_IRQ來(lái)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(shuō)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(lái)處理。對(duì)于已經(jīng)線程化的情況，中斷處理線程被喚醒并開(kāi)始運(yùn)行后，將調(diào)用do_hardirq(在源碼樹(shù) 的IRQ子系統(tǒng)位置的文件kernel/irq/manage.c中定義)來(lái)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(lái)處理。handle_IRQ_event將直接調(diào)用相應(yīng)的中斷處理句柄 來(lái)完成中斷處理。

如果某個(gè)中斷需要被實(shí)時(shí)處理，它可以用SA_NODELAY標(biāo)志來(lái)聲明自己非線程化，例如：

系統(tǒng)的時(shí)鐘中斷就是，因?yàn)樗挥脕?lái)維護(hù)系統(tǒng)時(shí)間以及定時(shí)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(shí)指定不要線程化，也可以在調(diào)用request_irq時(shí)指定，如：

request_irq (HIGHWIRE_SMI_IRQ,? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?
highwire_smi_interrupt, SA_NODELAY, "System Management Switch", NULL))

對(duì)于softirq，標(biāo)準(zhǔn)Linux內(nèi)核已經(jīng)使用內(nèi)核線程的方式來(lái)處理，只是Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁做了修改使其易于被搶占，改進(jìn)了實(shí)時(shí)性，具體的修改包括：

把ksoftirqd的優(yōu)先級(jí)設(shè)置為nice值為-10，即它的優(yōu)先級(jí)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(shí)時(shí)線程，因此這樣一來(lái)softirq對(duì)實(shí)時(shí)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(shí)時(shí)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(gè)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(diǎn)數(shù)，提高了整個(gè)系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性。

增加了兩個(gè)函數(shù)_do_softirq和___do_softirq，其中___do_softirq就是原來(lái)的__do_softirq，只是增加了調(diào) 度點(diǎn)。__do_softirq則是對(duì)___do_softirq的包裝，_do_softirq是對(duì)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(gè)高效的共享資源同步機(jī)制，在SMP（對(duì)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(gè)只能獨(dú)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(shí)時(shí)性。Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁使用mutex來(lái)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(gè)spinlock的競(jìng)爭(zhēng)者將可能搶占該spinlock的保持者來(lái)運(yùn)行， 但是由于得不到spinlock將自旋在那里，如果競(jìng)爭(zhēng)者的優(yōu)先級(jí)高于保持者的優(yōu)先級(jí)，將形成一種死鎖的局面，因?yàn)楸３终邿o(wú)法得到運(yùn)行而永遠(yuǎn)不能釋放 spinlock，而競(jìng)爭(zhēng)者由于不能得到一個(gè)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(gè)進(jìn)程保持，中斷處理函數(shù)將無(wú)法繼續(xù)進(jìn)行，從而形成死鎖，這樣的 spinlock在使用時(shí)應(yīng)當(dāng)中斷失效來(lái)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(méi)有必要，因?yàn)橛龅竭@種狀 況后，中斷線程將掛在等待隊(duì)列上并放棄CPU讓別的線程或進(jìn)程來(lái)運(yùn)行。

等待隊(duì)列就是解決這種死鎖僵局的方法，在Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁中，每個(gè)spinlock都有一個(gè)等待隊(duì)列，該等待隊(duì)列是按進(jìn)程或線程的優(yōu)先級(jí)排隊(duì)的。如果一個(gè)進(jìn)程或線程競(jìng)爭(zhēng)的spinlock 已經(jīng)被另一個(gè)線程保持，它將把自己掛在該spinlock的優(yōu)先級(jí)化的等待隊(duì)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(duì)于非線程化的中斷，必須使用原來(lái)的spinlock，原因前面已經(jīng)講得很清楚。

原來(lái)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(jiǎn)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(lái)的spinlock_t。在結(jié)構(gòu)struct rt_mutex中的wait_list字段就是優(yōu)先級(jí)化的等待隊(duì)列。

原來(lái)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(méi)有本質(zhì)的不同，只是rwlock_t只能有一個(gè)寫(xiě)者，但可以有多個(gè)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(lái)的spinlock，可以把它聲明為raw_spinlock_t，如果必須使用原來(lái)的rwlock_t，可以把它聲明為 raw_rwlock_t，但是對(duì)其進(jìn)行鎖或解鎖操作時(shí)仍然使用同樣的函數(shù)，靜態(tài)初始化時(shí)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(lái)說(shuō)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(gè)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(gè)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(gè)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(yùn)行函數(shù)_spin_lock，而如果類型為raw_spinlock_t，將運(yùn)行函數(shù)_raw_spin_lock。

_spin_lock是新的spinlock的鎖實(shí)現(xiàn)函數(shù)，而_raw_spin_lock就是原來(lái)的spinlock的鎖實(shí)現(xiàn)函數(shù)。

等待隊(duì)列優(yōu)先級(jí)化的目的是為了更好地改善實(shí)時(shí)性，因?yàn)閮?yōu)先級(jí)化后，每次當(dāng)spinlock保持者釋放鎖時(shí)總是喚醒排在最前面的優(yōu)先級(jí)最高的進(jìn)程或線程，而喚醒的時(shí)間復(fù)雜度為O(1)。

四、優(yōu)先級(jí)繼承和死鎖檢測(cè)

spinlock被mutex化后會(huì)產(chǎn)生優(yōu)先級(jí)逆轉(zhuǎn)（Priority Inversion）現(xiàn)象。所謂優(yōu)先級(jí)逆轉(zhuǎn)，就是優(yōu)先級(jí)高的進(jìn)程由于優(yōu)先級(jí)低的進(jìn)程保持了競(jìng)爭(zhēng)資源被迫等待，而讓中間優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程運(yùn)行，優(yōu)先級(jí)逆轉(zhuǎn)將導(dǎo)致 高優(yōu)先級(jí)進(jìn)程的搶占延遲增大，中間優(yōu)先級(jí)的進(jìn)程的執(zhí)行時(shí)間的不確定性導(dǎo)致了高優(yōu)先級(jí)進(jìn)程搶占延遲的不確定性，因此為了保證實(shí)時(shí)性，必須消除優(yōu)先級(jí)逆轉(zhuǎn)現(xiàn) 象。

優(yōu)先級(jí)繼承協(xié)議（Priority Inheritance Protocol）和優(yōu)先級(jí)頂棚協(xié)議（Priority Ceiling Protocol）就是專門(mén)針對(duì)優(yōu)先級(jí)逆轉(zhuǎn)問(wèn)題提出的解決辦法。

所謂優(yōu)先級(jí)繼承，就是spinlock的保持者將繼承高優(yōu)先級(jí)的競(jìng)爭(zhēng)者進(jìn)程的優(yōu)先級(jí)，從而能先于中間優(yōu)先級(jí)進(jìn)程運(yùn)行，盡可能快地釋放鎖，這樣高優(yōu)先級(jí)進(jìn)程就能很快得到競(jìng)爭(zhēng)的spinlock，使得搶占延遲更確定，更短。

所謂優(yōu)先級(jí)頂棚，就是根據(jù)靜態(tài)分析確定一個(gè)spinlock的可能擁有者的最高優(yōu)先級(jí)，然后把spinlock的優(yōu)先級(jí)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(jí)設(shè)置為spinlock的優(yōu)先級(jí)頂棚值。

Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁實(shí)現(xiàn)了優(yōu)先級(jí)繼承協(xié)議，但沒(méi)有實(shí)現(xiàn)優(yōu)先級(jí)頂棚協(xié)議。

Spinlock被mutex化后引入的另一個(gè)問(wèn)題就是死鎖，典型的死鎖有兩種：

一種為自鎖，即一個(gè)spinlock保持者試圖獲得它已經(jīng)保持的鎖，很顯然，這會(huì)導(dǎo)致該進(jìn)程無(wú)法運(yùn)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?yàn)樾枰玫綄?duì)方擁有的但永遠(yuǎn)不可能釋放的spinlock而死鎖。

Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁對(duì)這兩種情況進(jìn)行了檢測(cè)，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(shí)質(zhì)上也是spinlock，只是它一般用于保護(hù)整個(gè)內(nèi)核，該鎖的保持時(shí)間比較長(zhǎng)，因此它對(duì)整個(gè)系統(tǒng)的實(shí)時(shí)性影響是非常大的，在Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)丁中，大內(nèi)核鎖使用了semaphore來(lái)實(shí)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(duì)于x86，結(jié)構(gòu)定義如下：

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

但對(duì)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(dòng)注意事項(xiàng)

Ingo Molnar的實(shí)時(shí)補(bǔ)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(duì)于其他的架構(gòu)，移植起來(lái)也是非常容易的。

架構(gòu)移植主要涉及到以下幾個(gè)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(shù)實(shí)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(shí)幾乎不需要做 什么工作，但是對(duì)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(shí)，可能會(huì)是IRQ子系統(tǒng)的中斷線程化代碼部分變的越來(lái)越丑陋，因此對(duì)于 這種架構(gòu)，后一種方法就有明顯優(yōu)勢(shì)，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(shí)鐘中斷、級(jí)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(shù)下，如hardirq_preemption等，還有就是需要對(duì)entry.S做一些修改，因?yàn)樵黾恿艘粋€(gè)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(shí)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(guò)，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(wú)關(guān)的，相應(yīng)的處理代碼也是架構(gòu)無(wú)關(guān)的，因此原來(lái)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(shù)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(dòng)。

5．在打開(kāi)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?yàn)槿绻袛嗵幚砭€程在中斷失效后想得到spinlock時(shí)，將可能發(fā)生上下文切換，新的實(shí)時(shí)實(shí)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(lái)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(lái)替代，因此不是萬(wàn)不得已，建議不使用中斷失效。在網(wǎng)卡驅(qū)動(dòng)的發(fā)送處理函數(shù)中不能失效中斷，因此原來(lái)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(dòng)檢測(cè)這種情況，如果中斷失效了，將重新打開(kāi)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?yàn)閞aw_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(duì)于新的semaphore，必須要求執(zhí)行down和up操作的是同一個(gè)進(jìn)程，否則優(yōu)先級(jí)繼承和死鎖檢測(cè)將無(wú)法實(shí)現(xiàn)。而且代碼本身也將操作失敗。