毕业论文嵌入式操作系统的研究与实现

目录摘要1引言21.嵌入式实时系统的概况21.1.嵌入式系统的定义和应用前景21.1.1.典型的嵌入式操作系统21.2.实时系统的概述31.2.1.实时系统的定义31.2.2.实时操作系统的特点32.实时系统的相关研究42.1.LINUX的分时特性43 .嵌入式实时LINUX系统RTLINUX的设计与实现63.1.RTLinux的结构63.2.中断模拟73.3.实时任务93.3.1.实时进程数据结构103.3.2.实时进程的创建113.4.实时调度133.4.1.实现的调度器133.4.2.设计用户自己的调度器143.5.计 时153.6.进程间通信153.6.1.FIFO设备153.6.2.共享内存16结束语17参考文献17 嵌入式操作系统的研究与实现电子信息科学与技术专业学生：指导老师：摘要：伴随着科学技术不断的日新月异的推陈出新,以信息家电为中心的嵌入式操作系统得到了蓬勃的发展。本文主要介绍了嵌入式操作系统和实时系统,分析了嵌入式操作系统和实时系统的特点，嵌入式实时LINUX系统RTLINUX的设计与实现.利用了Linux得天独厚的优势，构造了以Linux为操作系统的嵌入式的实时系统。关键词：Linux；RT Linux；实时系统；嵌入式系统。 Research and Realization of the Embedded Operating SystemElectronic and Information Science and TechnologyCandidate: CHANG XinAdvisor: Gong dao rongAbstract: In the fast-changing world of science and technology, the significant applications of Embedded Operation System on information household appliances have flourishingly development. This paper mainly introduces the Embedded Operation System and Real-Time System. The characteristic of the Embedded Operation System and Real-Time System utilizing the gifted advantage for the Linux System and the design and realization of the embedded operating system are analyzed. An Embedded Real-Time System is structured based on Linux which regarding as the Operating System. Keywords: Linux, RT Linux, Real Time System, Embedded Operation System引言利用Linux搭建嵌入式操作系统是近年来出现的最令人振奋的方案。首先，运行在嵌入式系统上的Linux能够提供全功能的桌面计算（Desktop Computing），且由于开放源代码，定制变得非常方便。其次，Linux已经支持大多数嵌入式系统上使用的芯片，包括StrongARM，MIPS和PowerPC。最后，Linux是免费的，所以利用linux作为底层操作系统，在其上进行实时化改造，建立一个具有实时应用能力的操作系统是现在日益流行的嵌入式操作系统的解决方案。论文首先概述了嵌入式系统与实时系统的定义和特点。第二章介绍了在实时Linux领域的相关研究。第三章介绍了典型的实时系统RTLinux的设计与实现。最后是一点感想和展望。1.嵌入式实时系统的概况1.1.嵌入式系统的定义和应用前景嵌入式系统一般指非PC系统，有计算机功能但又不称之为计算机的设备或器材。嵌入式系统主要由嵌入式处理器、相关支撑硬件、嵌入式操作系统及应用软件系统等组成。它是以应用为中心，软硬件可裁减的，能够适应实际应用中在功能、可靠性、成本、体积、功耗等综合性严格要求的专用计算机系统。嵌入式系统具备下列特性： 通常只执行特定功能； 以微电脑与周边器件构成核心，其规模可在大范围内变化，如从8051芯片到X86芯片； 严格的时序和稳定性要求，在机器控制的大型系统中，程序运行稍有差错则可能造成整个系统失去控制； 全自动操作循环。嵌入式计算机在应用数量上远远超过各种通用计算机。一台通用计算机的外部设备就包含了510个嵌入式微处理器，键盘、鼠标、软驱、硬盘、显示卡、显示器、Modem、网卡、声卡、打印机、扫描仪、数码相机、USB集线器等均是由嵌入式处理器进行控制的。在制造工业、过程控制、通信、仪器、汽车、航空、军事装备、消费类产品等方面，嵌入式计算机都有用武之地！1.1.1.典型的嵌入式操作系统信息家电商机引发全球嵌入式操作系统平台大战，全球4大操作系统阵容WinCE、Palm OS、EPOC和Linux展开规格战，各拥有软件及硬件合作厂商逐鹿信息家电市场的份额。微软窗口操作系统拥有在个人电脑上的操作系统绝对占有率的优势，使WinCE拥有强大的窗口资源后盾。不过Palm OS操作系统拥有全球PDA产品70%的市场占有率；同时获得3COM、IBM和索尼等跨国公司的支持。EPOC是来自于欧洲的操作系统，有全球最大的3家移动电话厂商诺基亚、爱立信和摩托罗拉共同开发出来的新操作系统；在3大电话厂商的合作下，EPOC市场潜力很大，且占有率高，但应用功能以手机为主，目前并不开发授权。由于Linux开发源代码，经过这些年的发展，已经成为一个健壮的可靠的高性能操作系统。Linux是遵守GDL（通用公共许可），它没有版税，也没有项目和人数限制。使用Linux，这将大大降低产品研发和最终产品成本。在开发过程中遇到的各种的硬件设备，可以方便的在网上找到这些设备的驱动程序，并得到支持。Linux内置网络支持，用户可以轻松地使自己的嵌入式系统具有网络功能。Linux是模块化的操作系统，提供了优秀的可所缩放功能，用户可以方便地删除不需要的模块，自主地搭建嵌入式操作系统。Linux支持绝大多数CPU，包括Intel，MIPS、ASIC、ALPHA、68K、POWER PC等。嵌入式Linux应用随处可见，并在嵌入式系统变革中，以其特殊优势扮演些重要的角色。1.2.实时系统的概述1.2.1.实时系统的定义实时系统是指生产系统输出的时间对系统是至关重要的系统。从输入到输出的滞后时间必须足够小到一个可以接受的时限内。我们可以根据对任务截止时间的要求，将实时系统进行分类。由于时限对系统性能的影响程度不同，实时系统还可划分为软实时系统（soft real-time-system）和硬实时系统（hard real-time-system）.如果一个任务时限到来之前这个任务尚未完成，对于软实时来说还是可以容忍的，只会降低系统性能。而对于硬实时系统则是不允许的，这样的后果是无法预测的，甚至是灾难性的。在一个大的实时系统中，软硬两种实时可以同时存在。一些时间没有时限，一些事件的时限的可能是软实时的，而另一些事件的计算时间则在硬实时的，对系统产生关键的影响。1.2.2.实时操作系统的特点 实时系统对时限和可靠性的要求相当高，它的特点有： 多路性。实时系统的多路性表现在对多个不同的现场信息进行采集以及对多个对象和多个执行机构进行控制。 独立性。每个用户向实时系统提出服务要求，相互间是独立的，在实时控制系统中对信息的采集和对象的控制也是相互独立的。 及时性。实时系统所产生的结果在时间上有着严格的要求，只有符合时间约束的结果才是正确的。特别对于硬实时系统来说，如果所产生的结果不符合时间的约束，由此带来的错误将是严重的和不可恢复的。 同时性。一般来说，一个实时系统常常有多个输入源，因此，要求系统具有并行处理的能力，以便能同时处理来自不同输入源的输入。 嵌入式系统一般都是实时系统，实时系统大都是用在嵌入式环境，用于嵌入式场合的实时操作系统就是嵌入式实时操作系统。在一个较为完善的嵌入式系统环境中，需要一个支持实时多任务的操作系统内核，因为广泛应用于现实世界的嵌入式设备必须具有与外部环境实时交互的能力。2.实时系统的相关研究 尽管现在的操作系统变得种类繁多，但是UNIX及其兼容的系统仍然是工业和学术领域标准的操作系统。一些非UNIX系统，比如WindowsNT,也是与POSIX.1003标准兼容，这个标准无疑是基于UNIX。这个系统的成功是由于它的开放性、稳定性和事实的标准。随着POSIX1003.1b实时扩展标准的发布，UNIX有机会成为分布最广泛的实时处理平台。Linux作为一个类UNIX的系统，凭借其开放源码的优势，获得越来越广泛的应用。由于以上的原因，在这一章我将集中讨论与Linux相关的实时系统。我将讨论在Linux上进行实时运算的问题，和在一些系统中如何解决这些问题。2.1.LINUX的分时特性 UNIX最初是作为一个分时系统设计的。LINUX作为UNIX的克隆，很多当前的实现中仍然保留了这些特点。它们力争最优的平均性能。这个目标通常与实时系统的低延迟和高可预言的要求相勃的。Linux的设计和实现的原理大体上与UNIX是相同的。它们都是采用分时的调度，低的计时分辨率，非占先式内核，关中断和虚拟内存。我们在细节上来考虑这些问题。 调度程序是内建在操作系统内部的一组策略和机制，它决定哪一项工作由计算机来完成。Linux操作系统的调度程序追求的是平均响应时间，吞吐量和在进程之间的公平的CPU时间分配。每个进程的优先级是动态的基于进程已经花费的CPU时间，输入/输出强度和别的一些因素来决定。 Linux系统使用固定的时间片（time slices）来调度CPU时间。最开始进程赋予一个高的优先级。如果在某个进程的时间片内，这个进程放弃CPU，它的优先级将不会变，或者变的更高。另一方面，如果一个进程使用完它的时间片，它的优先级将会变低。这种策略关心的是交互式程序，比如说编辑器，由于这类程序更多的把时间花费在等待I/O输入输出的完成。虽然对在终端前的用户来说有利的。由于程序的执行完全依赖于复杂的、不可预知的系统负荷与别的进程的活动，这种调度方式对于实时进程而言完全没有用。 Linux中引进了实时进程的概念，允许一个进程定义为一个实时进程。Linux区分实时进程和普通进程（如图2-1所示），采用不同的调度策略,实时进程调度策略为SCHED_FIFO和SCHED_RR,SCHED_OTHER为普通进程调度策略。在SCHED-RR调度中，任务一旦时间片用完就被移动到优先级队列的队尾，并允许同一优先级的其它任务运行。如果同一优先级没有其他任务，该任务继续运行下一级时间片。SCHED-FIFO是运行直至阻塞的策略。SCHED-FIFO任务按优先级调度，一旦开始就一直运行到结束或阻塞在某种资源上，不象SCHED-RR任务那样共享处理器。 Goodness 开始 p->policy 分类 SCHED_FIFO SCHED_RRSCHED_OTHER Weight= p->counter Weight= 1000+rt_priority 返回weight 图2-1 Linux的调度框图大部分的Linux 的核心进程是不能中断的。一旦一个进程进入到核心模式，它将运行到系统调用的完成或者被阻塞为止。假如在这期间有一个更高优先级的实时进程准备好运行了，它将不得不等待。由于不需要考虑内核重入的问题，这种设计的方式使内核的开发更为简单。然而，一个系统调用可能花费很长时间来完成，对于一个实时进程来说长的延迟是不能接受的。 于非占先式内核相关的问题是系统的同步，为了保护数据可能被非同步的操作，比方说中断处理函数，系统设计者通常在临界区代码中选择关中断的方式来处理。比如信号量（semaphores）或者自悬锁（spinlocks）这是更为简单有效的技术。但是，禁止中断是系统能力与系统对外部事件的快速响应的一个折中办法，这种方法还是不能解决多处理器系统的同步化问题。 Linux系统使用了虚拟内存用于分页。虚拟内存技术只是保护程序在运行部分在RAM中，可以使运行的程序超过系统RAM的容量。在分时系统中能很好的运行，然而，对于实时系统来说，虚拟内存引起的系统不可确定性达到一个无法忍受的地步。所有考虑的这些因素来看，显然传统的Linux是不可能用于实时处理。我们需要一些根本的改变。3 .嵌入式实时LINUX系统RTLINUX的设计与实现 从上一章的分析，我们已经知道Linux是一个通用操作系统，将它应用于嵌入式实时环境有许多缺点和不足。特别是在运行内核线程时，Linux关闭中断，别的问题包括分时的调度，虚拟文件系统的时间不确定性，缺乏高精度的计时器。所以要对现在的Linux进行改造，即要对Linux进行实时化，这一章将介绍RTLinux的结构和如何对RTLinux进行实时化。3.1.RTLinux的结构 RTLinux使用众所周知的虚拟机技术的简单方案来解决这些上面提到的问题。增加了一个仿真程序来替换Linux的底层中断程序。一个小的实时内核与Linux内核共享控制处理器。如果来自硬件的属于实时内核的中断将直接被处理，属于Linux内核的中断通过中断仿真程序处理。假如Linux内核中断请求没有被允许，中断模拟程序将在中断队列中标记这次中断的发生。当Linux内核的中断请求被允许时，在中断队列中的中断将别执行。因此，实时内核的操作可以得到机器的立即相应，而且Linux内核不能延迟实时任务的执行。实时任务与运行在Linux内核中的进程之间的通讯通过FIFOs与共享内存的方式进行。使用实时内核中的调度器调度实时任务，调度器的算法和策略可以用户自己定义；而系统也已经实现了RMS和EDF算法。 这样就保留了Linux操作系统所提供的丰富的功能，而且改动它使其作为一个基本内核与实时内核共享控制CPU。实际上，系统可以看作具有双内核可以看作实时系统的空闲任务；只是在没有实时处理要求的时候运行。这样实现的RTLinux的详细结构图如图3-1所示。 用户进程bca 系统库 Liunx内核 设备中断程序 I/O 软件中断 硬 件 用户进程cba 实时任务BA 系统库 Liunx内核 设备中断程序 I/O 软件中断实时调度器 RTLinux内核 I/O 硬件中断 硬 件 图3-1 RTLinux的详细结构图3.2.中断模拟要在标准Linux上增加硬实时能力，首先遇到的一个问题是Linux为了达到同步使用关中断的方式。混杂在一块的关和开中断操作（i486处理器的cli和sti机器指令）造成不可确定的中断分派延迟。Linux内核是一整块大的内核。在提供系统服务各个部分之间没有一个保护的分界线。要改写Linux内核感到非常棘手。造成要限定关中断的时间非常困难，当更新版本发行时，也可能变得不正确。即使我们能处理，时间上离我们的要求仍然太长。 在实时Linux中，是通过在Linux内核与中断控制硬件之间增加一个模拟软件。在Linux源代码中所有的cli,sti,和iret(iret：中断返回指令)被替换为相应的宏：S-CLI，S-STI和S-IRET。所有的硬件中断指令都被中断模拟器捕捉。/*This is */S_CLI: movl $0, SFIFS_IRET: push %ds pushl %eax pushl %edx movl $KERNEL_DS, %edx mov %dx, %ds cli movl SFREQ, %edx andl SFMASK,%edx bsrl %edx, %eax jz not_found movl $0, SFIF sti jmp SFIDF ( , %eax, 4)not_found: movl $1, SFIF sti popl %edx popl %eax pop %ds iretS_STI: pushfl pushl $KERNEL_CS pushl $done_STI S_IRETdone_STI: 程序3.1 “软”cli,sti和iret 关中断发生时，在模拟器的一个变量重新设定。只要中断发生，模拟器将检查这个变量。假如这个值是已经设定（Linux中断是允许的），Linux的中断处理程序将立即调用。如果Linux中断是不允许的，中断处理程序将不会被调用。一个变量值将设定，并且保存所有挂起的中断的信息。一旦Linux中断允许处理时，所有挂起的中断将被处理。这种中断称之为软中断。 由于Linux不能直接控制中断控制器，Linux的中断不会影响实时中断的处理。 S-CLI、S-STI和S-IRET宏如程序3.1所示。这个代码使用GNU汇编规范。S-CLI宏简单重新设定变量值，保存Linux中断状态。S-STI宏设置正在被处理的中断的栈。S-IRET宏模拟中断返回。S-IRET宏的工作就象硬件iret指令所做的那样允许软中断。 S-IRET宏是三个宏中最有意思的一个。它先保存一些寄存器和初始化指向内核的数据段寄存器。然后存取全局变量。扫描所有挂起的中断而设置的屏蔽位。如果没有发现挂起的中断，设置中断状态变量，一个硬件的中断返回指令被执行。如果发现一个中断，跳转到Linux中断处理程序。中断处理程序返回后，依次跳转到下一个未处理中断处理程序，直到没有中断再挂起为止。 扫描和转到中断处理程序是一个原子操作 ，否则，在这过程中有一个中断发生扫描将不能发现任何挂起的中断，这个新到的中断的处理程序将会延迟处理，直到下一个S-STI或者S-IRET被执行是才能被处理。 使用链式跳转的方式来代替子程序调用的方式调用Linux中断处理程序，是因为后者不能完全模拟直接的中断处理。Linux中断处理程序检查栈来发现是用户还是内核代码被中断，基于这个做出决定处理。因此，保护中断状态是很重要的。3.3.实时任务 实时任务是一个用户定义的程序，它按照在内核控制下的特定的调度方式来执行。 最开始的设计是给每一个实时任务有自己的地址空间来提供内存保护。这通过80x86处理器内置的分页机制。在每次上下文切换中，页目录是基于寄存器的变化来指向新任务的页目录。 任务间的切换非常的频繁，如果在TLB没有命中时，使得系统在上下文切换的开销很大，系统性能会降低。别的系统开销还有是系统的调用，在保护模式下也是个费时的操作。 一种提高性能的方法是所有的实时任务运行在一个地址空间。通过使用内核地址空间，除去了保护模式变换的系统开销。Linux一个很有用的特性是：可装载内核模块。内核模块可以动态连接到内核地址空间，和链接为内核代码。每个模块定义了两个例程：init-module()在删除模块时调用。这就提供了一个简单的方法是在Linux中操作驱动程序和文件系统。 可链接模块用以在当前的RTLinux中动态创建实时任务。这种实时任务法也更脆弱：一个实时任务的错误可能引起整个系统的崩溃。C语言的使用加重了这个问题。数组、指针等的应用，很容易引起与内存相关的程序错误。另一方面，由于实时任务一般控制昂贵的外围设备，理所当然要使用系统内核编程、时相同的警告级别。 实时任务运行在内核地址空间有几个好处。除了上面提到的TLB命中问题和保护模式切换的问题外，这种方法使我们通过名字引用函数和对象，胜于通过描述符来引用。比如，实时任务表现为一个C的结构体。每个任务可以赋予一个C标识符，别的任务也可以通过这个标识符引用任务。动态链接执行过程中，模块装载解决了符号寻址问题，所以访问是非常高效的。所有的任务在系统的地址空间，任务的切换也更简单。一个上下文切换是保存所有整数寄存器到栈中，改变栈的指针指向新的任务。同样也支持有浮点运算的任务。3.3.1.实时进程数据结构struct rtl_thread_struct struct rtl_thread_struct int *stack;int fpu_initialized;RTL_FPU_CONTEXT fpu_regs;int uses_fp;int *kmalloc_stack_bottom;struct rtl_sched_param sched_param; /*进程调度参数*/struct rtl_thread_struct *next; /*链表中下一个线程*/int cpu; /*进程的CPU号*/hrtime_t resume_time; /* 恢复时间*/hrtime_t timeval;struct module *creator; /*进程创建者*/void (*abort)(void *);void *abortdata;int threadflags;rtl_sigset_t pending;rtl_sigset_t blocked;void *user4;int errno_val;struct rtl_cleanup_struct *cleanup;int magic;struct rtl_posix_thread_struct posix_data;void *tsd RTL_PTHREAD_KEYS_MAX; 程序3.2 rtl_thread_struct 结构 3.3.2.实时进程的创建 RTLinux为应用程序创建实时进程的接口函数是： Pthread_create(thread,attr,start,arg) 在调度模块中的具体函数是_pthread_create().它的实现过程如下： if (!attr) pthread_attr_init(&default_attr); attr=&default_attr; 首先要检查进程属性参数是否为空，如果为空参数，那调用pthread_attr_init来为进程赋上默认的属性。进程默认属性中， stack_size的值为20480（20k）。stack_attr的值为0，进程的优先级为0（最低优先级）。If(!stack_addr) task=(struct rtl_thread_struct *) kmalloc(sizeof(struct rtl_thread_struct), GFP_KERNEL); if (!task) return EAGAIN;stack_addr=(int *) kmalloc(stack_size, GFP_KERNEL);if(!stack_addr) kfree(task);return EAGAIN;task->kmalloc_stack_bottom=stack_addr; else task=(struct rtl_thread_struct *) stack_addr;task->kmalloc_stack_bottom=0; 判断传入参数中的栈地址值是否为空。如果为空，那申请进程控制块内存空间，以及对应栈的内存空间，两者间的关系如图3-2所示。 pthread_tkmalloc_stack_bottom stack 20k图3-2 栈地址空值情况如果不为空时，那么进程控制块与堆栈的关系如图3-3所示。kmalloc_stack_bottom=0 pthread_t stack=20k 图3-3栈地址非空值情况 使rtl_thread_struct中的stack项指向栈顶，将所要执行的函数及参数压倒堆栈中。 在做完rtl_init_stack 之后，堆栈的内容及指针的情况如图3-4所示。其中rtl_startup是以start_routine和arg作为参数的一个函数，它的作用实在恰当的时刻通过语句retval=(*fn)(data);来执行start_routine。start_routine就是该进程具体所要进行的操作。 pthread_tkmalloc_stack_bottom stack stack rtl_startup 0start_routine arg 图3-3 rtl_init_stack完成后，栈中的内容 将中断信息保存在变量interrupt_state中，再关中断： rtl_no_interrupts(interrupt_state); 将新创建的任务加到任务队列的最前面： add_to_task_list(task); 进行一次任务调度： rtl_schedule(); 恢复中断信息字，并打开中断：rtl_restore_interrupts(interrupt_state);3.4.实时调度 实时调度器的只要任务是满足所有实时任务的时间要求。有很多方法表示时间的约束和很多的调度策略。不存在一个适合所有任务的调度策略。 在大多数实时系统中，调度器是由大的、复杂的代码块组成，它也不可能扩展到使用任何情况。用户只是通过参数来改变调度器的行为，往往是不够的。一般调度器代码也比较慢。 在RTLinux中，允许用户编写自己的调度器代码。可以把它实现为一个可装载的内核模块。这就使得可以实验不同的调度策略和算法，以找到一个最适合自己应用的调度方式。3.4.1.实现的调度器 迄今为止实现了两种调度器。一个是基于优先级的占先式调度器。调度策略如下所述。每个任务赋予一个唯一的优先级。假如有几个任务处于就绪状态，优先级最高的那个将运行。只要一个优先级最高的任务就绪，它就可以中断当前较低优先级任务的执行。每个任务假如它可以自由的放弃CPU。 这个调度器直接支持周期任务。每个任务的周期和开始时间是可以给定的。一个中断驱动的（非周期的）任务通过定义中断处理程序，然后通过中断处理程序来唤醒相应的任务。 根据每个任务的周期和它们的终止时间，很自然的我们可以根据速率单调调度算法（rate monotonic scheduling algorithm,RMS）决定每个任务的优先级。根据这个算法，周期短的任务有高的优先级。对于有N个任务的实时调度来说，满足下面公式的实时任务将能够成功的调度，每个任务都不会超过它们的最终期限（deadline）: 这里Ci为任务i在每个周期的最长的执行时间，Ti为任务i 的周期。非周期任务将处理为周期任务，同样赋予一个优先级。 调度器把Linux当作一个有最低优先级的任务。Linux只在没有实时任务运行时运行。为此，从Linux切换到实时任务时，软中断状态将被记录，而且禁止软中断。当切换回来，软中断状态将恢复。 另外一个调度器是根据最早期限有限算法（Earliest Deadline First,EDF）实现的。在这个算法中没有静态的优先级。而是最靠近最终期限（deadline）任务总是最先执行。3.4.2.设计用户自己的调度器RTLinux 作为开放的系统，具有以下的优势方便用户设计自己的调度器，以实现自己特有的调度方式： 一个分时复用的基于优先级调度的内核； 有精确可靠的时间片划分； 精确的时钟控制原语 快且可预测的中断响应和进程切换时间； RTLinux的调度器在文件rtl-sched.c和rtl-schedule.h中定义，实时进程可以在创建是用函数pthread-attr-setschedparam设置或在运行中pthread-setchedparam改变其优先级。Scheduler将系统的优先级设为-1，而所有实时进程的优先级大于0，从而保证实时进程优先执行。用户需要改动的是 rtl-schedule(调度过程)函数；两个重要的数据结构：schedulte-t和rtl-thread-struct;和任务队列task-queue*list,task-queue*destlist. 通过对以上的数据结构和调度过程的修改，用户可以自己实现特定的调度算法。3.5.计 时 精确的计时是正确的调度器操作是必须的。调度器常常要求在一个特定的时刻进行任务切换。计时的错误将引起背离计划的调度，导致任务释放抖动(task release jitter)。在大多数的应用中任务释放抖动是不好的。要尽量的减少它的影响。 低的时间精度是一个原因是在操作系统中，使用周期的时钟中断。系统设计者必须在时钟中断处理函数开销与计时精度之间做一个折中。有时候使用周期时钟并不能得到要求的计时器定时精度。 在Linux 中也是一样。在IBM兼容的PC上，硬件定时器的时钟中断速率设定为大约100HZ左右。因此，任务可以达到10毫秒的精度。 在RTLinux中，消除这个折中是在需要的时候才通过使用一个可编程间隔定时器来中断CPU。特别地，使Intel8354定时器芯片工作在interrupt-on-terminal-count模式。使用这种模式，可以使中断调度得到1微秒左右的精度。这种方法的定时器精度高而系统开销是最小。 为Linux模拟了一个周期的中断。使用软中断是非常简单的：为了模拟一个中断要求，一个未处理的中断屏蔽位被设定。在下一个软中断返回时，或者软STI执行时，处理函数将被调用。3.6.进程间通信由于Linux内核任何时候都可能被实时任务占先，Linux线程不能安全地被实时任务调用。不管怎样，必须要有一些进程间通信（IPC）的机制。RTLinux提供了三种通信方法。3.6.1.FIFO设备 RTLinux用FIFO管道来在Linux进程或者Linux内核与实时进程间传递数据，这种管道称为实时管道（real-time FIFOs），以区别UNIX IPC机制中的管道。 RT-FIFO管道是在内核地址空间的。通过一个整数来引用。RT-FIFOs的数目在编译系统时给定，可以重新编译系统改变大小。 操作RT-FIFOs的函数包括创建、删除、读FIFO和写FIFO。读写操作是原子操作，不能中断。不可中断是为了避免优先级倒置问题。 在Linux进程中，把RT-FIFOs当作普通的字符设备，而不是一个系统调用。字符设备给用户一个与实时任务通信的全功能的应用程序借口（API）。这个接口对Linux进程来说是标准的设备借口，包括：open,close,read和write.struct file_operations rtf_fops static struct file_operations rtl_fops= rtf_llseek, rtf_read, rtf_write, NULL, rtf_poll, NULL, NULL, rtf_open, NULL, rtf_release, NULL, NULL, NULL, NULL, NULL,;下面是原始的存取例程： int rtf_create(unsigned int minor, int size); int rtf_destroy(unsigned int minor); int rtf_put(unsigned int minor, void *buf, int count); int rtf_get(unsigned int minor, void *buf, int count); 对于每个FIFO管道可以通过int rtf_create_handler(unsigned int minor, int(*handler) (unsigned int fifo)安装自己的处理程序，当数据从FIFO中读出或写出时运行。3.6.2.共享内存 在RTLinux启动的时候，通过指定内核一个mem参数决定内核可以使用的内存大小，空出来的内存空间用于实时任务和Linux进程进行通信的共享内存。在RTLinux任务中通过/dev/mem设备在这段内存中寻址，Linux进程也通过读取这段内存的数据获得实时任务提供的信息，这样完成实时任务和Linux进程之间的通信。结束语 开放源代码软件的特点注定了Linux非常适合嵌入式系统。开放源代码导致定制的方便，我们完全可以从多个软件中提取需要的精华，应用到自己的应用上去，大大节省了开发成本。综合说来，以Linux作为操作系统开发的嵌入式实时系统，除了可用在对安全性、实时要求较高的领域。这些系统应该使用开放源码的系统，以防止封闭系统留下的各种后门，包括关键的网络设备、政府部门和军事服务器、工作站、工业控制的实时系统，各种军事系统等。答谢:衷心感谢在论文纂写过程中陈爱民导师的指导、鼓励。感谢同学、同事的支持和帮助。 参考文献1 李善平，刘文峰，王焕龙等 Linux与嵌入式系统。清华大学出版社。2003.62 王学龙 嵌入式Linux系统设计与应用。清华大学出版社。2001.83 邹思铁。嵌入式Linux设计与应用。清华大学出版社。2002.14 沈绪榜，何立民主编。2001嵌入式系统及单片机国际学术交流论文集。中国航空航天大学出版社。 2001.105 Daniel P.Bovet & Marco Cesati 深入了解Linux内核。中国电力出版社。2002.106 吴朝晖 纵谈嵌入式技术。 微电子技术。2000年第49期7 8 http:/www.linux.org/9 http:/www.rtlinux.org/10 http:/www.realtime-info.be/11