Linux的任务调度机制

通用Linux系统支持实时和非实时两种进程，实时进程相对于普通进程具有绝对的优先级。对应地，实时进程采用SCHED_FIFO或者SCHED_RR调度策略，普通的进程采用SCHED_OTHER调度策略。

在调度算法的实现上，Linux中的每个任务有四个与调度相关的参数，它们是rt_priority、policy、priority（nice）、counter。调度程序根据这四个参数进行进程调度。

在SCHED_OTHER调度策略中，调度器总是选择那个priority+counter值最大的进程来调度执行。从逻辑上分析SCHED_OTHER调度策略存在着调度周期（epoch），在每一个调度周期中，一个进程的priority和counter值的大小影响了当前时刻应该调度哪一个进程来执行，其中priority是一个固定不变的值，在进程创建时就已经确定，它代表了该进程的优先级，也代表这该进程在每一个调度周期中能够得到的时间片的多少；counter是一个动态变化的值，它反映了一个进程在当前的调度周期中还剩下的时间片。在每一个调度周期的开始，priority的值被赋给counter，然后每次该进程被调度执行时，counter值都减少。当counter值为零时，该进程用完自己在本调度周期中的时间片，不再参与本调度周期的进程调度。当所有进程的时间片都用完时，一个调度周期结束，然后周而复始。另外可以看出Linux系统中的调度周期不是静态的，它是一个动态变化的量，比如处于可运行状态的进程的多少和它们priority值都可以影响一个epoch的长短。值得注意的一点是，在2.4以上的内核中，priority被nice所取代，但二者作用类似。

可见SCHED_OTHER调度策略本质上是一种比例共享的调度策略，它的这种设计方法能够保证进程调度时的公平性--一个低优先级的进程在每一个 epoch中也会得到自己应得的那些CPU执行时间，另外它也提供了不同进程的优先级区分，具有高priority值的进程能够获得更多的执行时间。对于实时进程来说，它们使用的是基于实时优先级rt_priority的优先级调度策略，但根据不同的调度策略，同一实时优先级的进程之间的调度方法有所不同：

- SCHED_FIFO：不同的进程根据静态优先级进行排队，然后在同一优先级的队列中，谁先准备好运行就先调度谁，并且正在运行的进程不会被终止直到以下情况发生：（1）.被有更高优先级的进程所强占CPU；（2）.自己因为资源请求而阻塞；（3）.自己主动放弃CPU（调用sched_yield）。

- SCHED_RR：这种调度策略跟上面的SCHED_FIFO一模一样，除了它给每个进程分配一个时间片，时间片到了正在执行的进程就放弃执行；时间片的长度可以通过sched_rr_get_interval调用得到。

由于Linux系统本身是一个面向桌面的系统，所以将它应用于实时应用中时存在如下的一些问题：

- Linux系统中的调度单位为10ms，所以它不能够提供精确的定时；

- 当一个进程调用系统调用进入内核态运行时，它是不可被抢占的；

- Linux内核实现中使用了大量的锁中断操作会造成中断的丢失；

- 由于使用虚拟内存技术，当发生页出错时，需要从硬盘中读取交换数据，但硬盘读写由于存储位置的随机性会导致随机的读写时间，这在某些情况下会影响一些实时任务的截止期限；

- 虽然Linux进程调度也支持实时优先级，但缺乏有效的实时任务的调度机制和调度算法；它的网络子系统的协议处理和其它设备的中断处理都没有与它对应的进程的调度关联起来，并且它们自身也没有明确的调度机制；

参考文献：《基于Linux的实时系统》。

 实时Linux研究

1 瘦内核（微内核）- Thin-Kernel

瘦内核（或微内核）方法使用了第二个内核作为硬件与Linux内核间的抽象接口。非实时Linux内核在后台运行，作为瘦内核的一项低优先级任务托管全部非实时任务。实时任务直接在瘦内核上运行。瘦内核主要用于（除了托管实时任务外）中断管理。瘦内核截取中断以确保非实时内核无法抢占瘦内核的运行。这允许瘦内核提供硬实时支持。

虽然瘦内核方法有自己的优势（硬实时支持与标准Linux内核共存），但这种方法也有缺点。实时任务和非实时任务是独立的，这造成了调试困难。而且，非实时任务并未得到Linux平台的完全支持（瘦内核之所以称为瘦的一个原因）。使用这种方法的例子有RTLinux（现在由Wind River Systems专有），实时应用程序接口（RTAI）和Xenomai。

2 超微内核

这里瘦内核方法依赖于包含任务管理的最小内核，而超微内核法对内核进行更进一步的缩减。通过这种方式，它不像是一个内核而更像是一个硬件抽象层（HAL）。超微内核为运行于更高级别的多个操作系统提供了硬件资源共享。因为超微内核对硬件进行了抽象，因此它可为更高级别的操作系统提供优先权，从而支持实时性。

注意，这种方法和运行多个操作系统的虚拟化方法有一些相似之处。使用这种方法的情况下，超微内核在实时和非实时内核中对硬件进行抽象。这与 hypervisor 从客户（guest）操作系统对裸机进行抽象的方式很相似。

关于超微内核的示例是操作系统的Adaptive Domain Environment for Operating Systems（ADEOS）。ADEOS支持多个并发操作系统同步运行。当发生硬件事件后，ADEOS对链中的每个操作系统进行查询以确定使用哪一个系统处理事件。

3 资源内核（Resource-kernel）

另一个实时架构是资源内核法。这种方法为内核增加一个模块，为各种资源提供预留（reservation）。这种机制保证了对时分复用（time- multiplexed）系统资源的访问（CPU、网络或磁盘带宽）。这些资源拥有多个预留参数，如循环周期、需要的处理时间（也就是完成处理所需的时间），以及截止时间。

资源内核提供了一组应用程序编程接口（API），允许任务请求这些预留资源。然后资源内核可以合并这些请求，使用任务定义的约束定义一个调度，从而提供确定的访问（如果无法提供确定性则返回错误）。通过调度算法，如Earliest-Deadline-First（EDF），内核可以处理动态的调度负载。

资源内核法实现的一个示例是CMU公司的Linux/RK，它把可移植的资源内核集成到Linux中作为一个可加载模块。这种实现演化成商用的 TimeSys Linux/RT 产品。

4 标准的Linux内核最新版本2.6中加入了实时功能

目前探讨的这些方法在架构上都很有趣，但是它们都在内核的外围运行。然而，如果对标准Linux内核进行必要的修改使其支持实时性，结果会怎么样呢？

今天，在2.6内核中，通过对内核进行简单配置使其完全可抢占，您就可以得到软实时功能。在标准2.6 Linux内核中，当用户空间的进程执行内核调用时（通过系统调用），它便不能被抢占。这意味着如果低优先级进程进行了系统调用后，高优先级进程必须等到调用结束后才能访问CPU。

新的配置选项CONFIG_PREEMPT改变了这一内核行为，在高优先级任务可用的情况下（即使此进程正在进行系统调用），它允许进程被抢占。

但这种配置选项也是一种折衷。虽然此选项实现了软实时性能并且即使在负载条件下也可使操作系统顺利地运行，但这样做也付出了代价。代价就是略微减低了吞吐量以及内核性能，原因是CONFIG_PREEMPT选项增加了开销。这种选项对桌面和嵌入式系统而言是有用的，但并不是在任何场景下都有用（例如，服务器）。

在2.6内核中另一项有用的配置选项是高精度定时器。这个新选项允许定时器以1μs的精度运行（如果底层硬件支持的话），并通过红黑树实现对定时器的高效管理。通过红黑树，可以使用大量的定时器而不会对定时器子系统（O（log n））的性能造成影响。

只需要一点额外的工作，就可以通过PREEMPT_RT补丁实现硬实时。PREEMPT_RT补丁提供了多项修改，可实现硬实时支持。其中一些修改包括重新实现一些内核锁定原语，从而实现完全可抢占，实现内核互斥的优先级继承，并把中断处理程序转换为内核线程以实现线程可抢占。