從RTOS到Linux的應(yīng)用移植

引言

　　在過去幾年中，Linux成功地取代了一些最主要的傳統(tǒng)RTOS（實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)）平臺(tái)，成為了各種各樣的嵌入式設(shè)備和應(yīng)用中首選的嵌入式操作系統(tǒng)。盡管一度曾被認(rèn)為是不重要的平臺(tái)，但今天嵌入式Linux已經(jīng)成為主流，廣泛應(yīng)用于消費(fèi)電子、手持和無線設(shè)備、數(shù)據(jù)聯(lián)網(wǎng)以及電信設(shè)備等領(lǐng)域。Google公司在2007年11月發(fā)布的Android手機(jī)操作系統(tǒng)正是基于Linux內(nèi)核的操作系統(tǒng)，使得Linux在數(shù)字移動(dòng)電話業(yè)取得跨越式發(fā)展。

　　筆者在從臺(tái)式頻譜儀到手持式頻譜儀的項(xiàng)目研發(fā)中實(shí)現(xiàn)了RTOS到Linux的應(yīng)用移植。本文介紹了整體的設(shè)計(jì)思路和一些關(guān)鍵問題的實(shí)現(xiàn)細(xì)節(jié)。

1　RTOS到Linux的移植分析

　　幾乎所有的RTOS都有一個(gè)簡(jiǎn)單的編程模型，它由多線程的執(zhí)行（通常稱為任務(wù)）構(gòu)成，包含在單一的地址空間中。在RTOS中，單一主程序下多任務(wù)同時(shí)運(yùn)行，具有很高的實(shí)時(shí)響應(yīng)能力。

　　過去大多數(shù)嵌入式處理器沒有內(nèi)存管理單元，因此RTOS是單地址空間模式，即它們的物理地址和邏輯地址都是一樣的。然而目前大多數(shù)的中高端處理器配備了MMU（內(nèi)存管理單元）。在MMU的支持下，Linux采用虛擬內(nèi)存管理，將地址空間分為物理地址和虛擬地址，因此系統(tǒng)操作硬件時(shí)要進(jìn)行地址映射。

　　根據(jù)兩類系統(tǒng)的體系結(jié)構(gòu)，RTOS移植到Linux的基本框架如圖1所示。

圖1　RTOS移植到Linux的基本框架
　　由圖1可看出，移植的基本步驟為：
① RTOS的全部應(yīng)用代碼移植到一個(gè)Linux單進(jìn)程；
② RTOS的任務(wù)轉(zhuǎn)換成Linux線程；
③ RTOS的物理地址空間映射到Linux的虛擬地址空間。
　　在具體的應(yīng)用移植過程中，還應(yīng)考慮在Linux系統(tǒng)下解決上層應(yīng)用實(shí)時(shí)響應(yīng)底層硬件中斷，應(yīng)用層與內(nèi)核層的異步通信、數(shù)據(jù)交換，以及多進(jìn)程、多線程的設(shè)計(jì)等問題。

2　RTOS到Linux的移植實(shí)現(xiàn)

2.1　地址映射

　　多數(shù)RTOS是針對(duì)較早的無MMU的CPU而設(shè)計(jì)，所以忽略了內(nèi)存管理部分，即使當(dāng)MMU問世后也是這樣——不區(qū)分物理地址和虛擬地址。大多數(shù) RTOS還全部運(yùn)行在特權(quán)模式，雖然表面上看來是增強(qiáng)了性能，但全部的RTOS應(yīng)用和系統(tǒng)代碼都能夠訪問整個(gè)地址空間、內(nèi)存映射過的設(shè)備以及其他I/O操作。這樣，即使存在差別，也很難把RTOS應(yīng)用程序代碼同驅(qū)動(dòng)程序代碼區(qū)分開來。

　　對(duì)于當(dāng)前包含MMU的處理器而言，Linux系統(tǒng)提供了復(fù)雜的存儲(chǔ)管理系統(tǒng)，使得進(jìn)程所能訪問的虛擬內(nèi)存達(dá)到4 GB。

　　在Linux系統(tǒng)中，進(jìn)程的4 GB虛擬內(nèi)存空間[1]被分為兩個(gè)部分——用戶空間與內(nèi)核空間。用戶地址空間一般分布為0~3 GB，剩下的3~4 GB為內(nèi)核空間。上層應(yīng)用程序通常情況下只能訪問用戶空間的虛擬地址，不能訪問內(nèi)核空間的虛擬地址。應(yīng)用程序只有通過系統(tǒng)調(diào)用（代表應(yīng)用程序進(jìn)程在內(nèi)核態(tài)執(zhí)行）等方式才可以訪問到內(nèi)核空間。

　　而外設(shè)I/O資源是不在Linux內(nèi)核虛擬地址空間中的（如SRAM或硬件接口寄存器等），若需要訪問某外設(shè)I/O資源，必須先將其物理地址映射到內(nèi)核虛擬地址空間中，然后才能在內(nèi)核空間中訪問它。

　　Linux內(nèi)核訪問外設(shè)I/O資源的方式有兩種：靜態(tài)映射（map_desc）和動(dòng)態(tài)映射（ioremap）。對(duì)于靜態(tài)映射，內(nèi)核在系統(tǒng)啟動(dòng)時(shí)通過map_desc結(jié)構(gòu)體靜態(tài)創(chuàng)建I/O資源到內(nèi)核地址空間的線性映射表(即page table)，這種映射表是一一映射的關(guān)系。開發(fā)人員可以自定義該I/O內(nèi)存資源映射后的虛擬地址。創(chuàng)建好了靜態(tài)映射表，在內(nèi)核或驅(qū)動(dòng)中訪問該I/O資源時(shí)則無需再進(jìn)行ioremap映射，可以直接通過映射后的I/O虛擬地址去訪問它。

　　這里主要討論更常用的動(dòng)態(tài)映射方式。動(dòng)態(tài)映射方式是直接通過內(nèi)核提供的ioremap函數(shù)動(dòng)態(tài)創(chuàng)建一段外設(shè)I/O內(nèi)存資源到內(nèi)核虛擬地址的映射表，從而可以在內(nèi)核空間中訪問這段I/O資源。代碼如下：

#define bcon*(volatile unsigned long*)ioremap(0x56000010,4)//動(dòng)態(tài)映射
上述代碼的含義是將0x56000010開始的4字節(jié)的物理地址映射到內(nèi)核的虛擬地址中，返回的起始虛擬地址值賦給bcon宏定義。對(duì)宏定義的操作即對(duì)物理地址的操作。
ioremap宏定義在asm/io.h內(nèi)：
#define ioremap(addr, size)__ioremap(addr, size, 0)
__ioremap函數(shù)原型為(arm/mm/ioremap.c)：
void __iomem * __ioremap(unsigned long phys_addr, size_t size, unsigned long flags);

其中，phys_addr為要映射的起始的I/O地址；size為要映射的空間的大小；flags為要映射的I/O空間和權(quán)限有關(guān)的標(biāo)志。

該函數(shù)返回映射后的內(nèi)核虛擬地址(3G~4G)，接著便可以通過讀寫該返回的內(nèi)核虛擬地址去訪問這段I/O內(nèi)存資源。所以，在移植的開始就應(yīng)該在頭文件中完成設(shè)備物理地址的映射，方便后續(xù)的開發(fā)。

2.2　多進(jìn)程多線程設(shè)計(jì)

　　大多數(shù)的RTOS內(nèi)核都提供多任務(wù)的管理機(jī)制。任務(wù)是一個(gè)具有獨(dú)立功能的無限循環(huán)的程序段的一次運(yùn)行活動(dòng)，是實(shí)時(shí)內(nèi)核調(diào)度的單位。多任務(wù)在內(nèi)核的管理、調(diào)度下并行執(zhí)行，而且任務(wù)都是無限循環(huán)的，持續(xù)實(shí)現(xiàn)其功能。多任務(wù)實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)示意圖如圖2所示。

圖2　多任務(wù)實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)示意圖

　　在比較兩類嵌入式系統(tǒng)的架構(gòu)之后，移植的過程中很自然地將RTOS的多任務(wù)轉(zhuǎn)換成Linux的多進(jìn)程、多線程。

　　進(jìn)程是Linux系統(tǒng)資源管理的最小單位，是程序的一次執(zhí)行過程，是Linux資源分配的基本單位。線程是在進(jìn)程內(nèi)部，它是比進(jìn)程更小的能獨(dú)立運(yùn)行的基本單位，是Linux系統(tǒng)分配CPU時(shí)間的基本單位。線程比進(jìn)程更節(jié)約資源，節(jié)約時(shí)間。在具體的移植過程中，采用主進(jìn)程等待上層連接，主進(jìn)程下多線程并行執(zhí)行。同時(shí)采用互斥信號(hào)量解決線程訪問資源的同步問題。

　　Linux主進(jìn)程程序流程如圖3所示。

圖3　Linux主進(jìn)程程序流程

2.3　應(yīng)用層與內(nèi)核層通信

　　由于RTOS的單地址空間模式使得其內(nèi)核層與應(yīng)用層沒有區(qū)別，所以在數(shù)據(jù)交換、實(shí)時(shí)響應(yīng)等方面有一定的優(yōu)勢(shì)。而Linux系統(tǒng)提供了嚴(yán)格的內(nèi)存管理機(jī)制，能保證系統(tǒng)更加穩(wěn)定地運(yùn)行。但同時(shí)增加了應(yīng)用層與內(nèi)核層，以及應(yīng)用層與底層硬件通信的難度。本節(jié)內(nèi)容主要解決應(yīng)用層與內(nèi)核層的信號(hào)通知、數(shù)據(jù)交換這兩個(gè)關(guān)鍵問題。

2.3.1　　異步信號(hào)通知機(jī)制

　　RTOS是對(duì)外來事件在限定時(shí)間內(nèi)能作出反應(yīng)的系統(tǒng)。在RTOS中，時(shí)間是一種重要的系統(tǒng)資源，對(duì)外部事件的響應(yīng)和任務(wù)的執(zhí)行都必須在限定的時(shí)間內(nèi)完成。在多機(jī)系統(tǒng)中，還必須在限定的時(shí)間內(nèi)完成消息的發(fā)送和接收。在RTOS中，輸出結(jié)果的正確性不僅取決于計(jì)算所形成的邏輯結(jié)束，還要取決于結(jié)果產(chǎn)生的時(shí)間。

　　Linux在發(fā)行最初并未定義為一款實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)。隨著Linux內(nèi)核的不斷發(fā)展，如今穩(wěn)定的Linux2.6內(nèi)核已經(jīng)具備了很好的實(shí)時(shí)響應(yīng)能力。本文的研究項(xiàng)目中，需要上層應(yīng)用對(duì)底層硬件進(jìn)行實(shí)時(shí)響應(yīng)。RTOS并沒有嚴(yán)格區(qū)分上層應(yīng)用和內(nèi)核，其多任務(wù)并行執(zhí)行，能很好達(dá)地到實(shí)時(shí)響應(yīng)的目的。而移植到Linux系統(tǒng)中，上層應(yīng)用和底層硬件并不能直接通信，要經(jīng)過內(nèi)核驅(qū)動(dòng)層。雖然可以采用查詢方式實(shí)現(xiàn)，但是實(shí)時(shí)性不高，同時(shí)浪費(fèi)CPU資源。本文采用異步信號(hào)通知機(jī)制，實(shí)現(xiàn)了上層應(yīng)用對(duì)底層硬件的實(shí)時(shí)響應(yīng)。

　　異步通知[2]的意思是：一旦設(shè)備就緒，則主動(dòng)通知應(yīng)用程序，這樣應(yīng)用程序根本不需要查詢?cè)O(shè)備狀態(tài)，這一點(diǎn)非常類似于硬件上“中斷”的概念，比較準(zhǔn)確的稱謂是“信號(hào)驅(qū)動(dòng)的異步I/O”。信號(hào)是在軟件層次上對(duì)中斷機(jī)制的一種模擬，在原理上進(jìn)程收到信號(hào)與處理器收到中斷請(qǐng)求是一樣的。信號(hào)是異步的，一個(gè)進(jìn)程不必通過任何操作來等待信號(hào)的到達(dá)，原理如圖4所示。

圖4　異步信號(hào)通知示意圖

　　在具體的程序設(shè)計(jì)過程中，上層應(yīng)用為了能處理一個(gè)設(shè)備釋放的信號(hào)，要完成3項(xiàng)工作：

① 通過F_SETOWN控制命令設(shè)置設(shè)備文件的擁有者為本進(jìn)程，這樣從設(shè)備驅(qū)動(dòng)發(fā)送的信號(hào)才能被本進(jìn)程接收到。

② 通過F_SETFL控制命令設(shè)置設(shè)備文件支持FASYNC，即異步通知模式。

③ 通過signal()函數(shù)連接信號(hào)和信號(hào)處理函數(shù)。

　　在上層應(yīng)用設(shè)置捕獲信號(hào)后，還應(yīng)在設(shè)備驅(qū)動(dòng)端設(shè)置信號(hào)源，在合適的時(shí)機(jī)讓設(shè)備驅(qū)動(dòng)釋放信號(hào)，其相關(guān)代碼也包括3部分：

① 支持F_SETOWN命令，能在這個(gè)控制命令處理中設(shè)置filp﹥f_owner為對(duì)應(yīng)進(jìn)程ID。

② 支持F_SETFL命令的處理，每當(dāng)FASYNC標(biāo)志改變時(shí)，驅(qū)動(dòng)程序中的fasync()函數(shù)將得以執(zhí)行。

③ 在設(shè)備資源可獲得時(shí)，調(diào)用kill_fasync()函數(shù)釋放相應(yīng)的信號(hào)給上層應(yīng)用。

　　上述3項(xiàng)工作和上層應(yīng)用的3項(xiàng)工作是一一對(duì)應(yīng)的。按其步驟設(shè)計(jì)程序，即可實(shí)現(xiàn)上層應(yīng)用通過內(nèi)核層對(duì)底層硬件的及時(shí)響應(yīng)。

2.3.2　proc方式數(shù)據(jù)共享

　　除了前面提到的信號(hào)、套接字、信號(hào)量外，Linux還有管道、報(bào)文隊(duì)列、共享內(nèi)存等進(jìn)程間通信機(jī)制。在移植過程中，由于Linux系統(tǒng)分為應(yīng)用層和內(nèi)核層，所以不僅要進(jìn)行進(jìn)程間的通信，還要實(shí)現(xiàn)應(yīng)用層與內(nèi)核層的數(shù)據(jù)交換。以上的機(jī)制多是基于進(jìn)程間通信，并不能很好地滿足要求。在這里采用proc文件系統(tǒng)的方法在Linux內(nèi)核層和應(yīng)用層之間進(jìn)行數(shù)據(jù)交換。

　　在Linux系統(tǒng)中，proc文件系統(tǒng)是一個(gè)虛擬文件系統(tǒng)，用于內(nèi)核向用戶導(dǎo)出信息。利用proc文件系統(tǒng)通信是比較方便的一種應(yīng)用層與內(nèi)核層的數(shù)據(jù)交換方式，可以將對(duì)虛擬文件的讀寫作為與內(nèi)核中實(shí)體進(jìn)行通信的一種手段。內(nèi)核的很多數(shù)據(jù)都是通過這種方式出口給上層應(yīng)用的，內(nèi)核的很多參數(shù)也是通過這種方式來讓上層方便設(shè)置的。實(shí)際上，很多應(yīng)用嚴(yán)重地依賴于proc文件系統(tǒng)，因此它幾乎是必不可少的組件。

　　對(duì)于proc文件系統(tǒng)的使用，有如下的接口函數(shù)：
struct proc_dir_entry *create_proc_entry(const char *name,mode_t mode,struct proc_dir_entry *parent);
typedef int (read_proc_t) (char *page, char **start, off_t off, int count, int *eof, void *data);
typedef int (write_proc_t) (struct file *file, const char __user *buffer,unsigned long count, void *data);
void remove_proc_entry(const char *name, struct proc_dir_entry *parent);

　　以上函數(shù)作用分別是創(chuàng)建proc文件系統(tǒng)節(jié)點(diǎn)、讀寫proc節(jié)點(diǎn)，以及刪除proc節(jié)點(diǎn)。具體移植的proc程序流程如圖5所示。

圖5　proc程序流程

2.4　調(diào)試運(yùn)行

　　根據(jù)移植的基本框架，在解決了以上幾個(gè)關(guān)鍵問題后，基本完成了整個(gè)移植的過程。最后要做的就是程序的調(diào)試。對(duì)于程序語法的調(diào)試，在編譯的過程中解決。根據(jù)Linux平臺(tái)下的編譯器gcc的提示信息，修改出現(xiàn)的語法類錯(cuò)誤。在保證了應(yīng)用程序文件的成功編譯后，采用gdb調(diào)試軟件進(jìn)行功能的調(diào)試，同時(shí)結(jié)合打印函數(shù)printf跟蹤調(diào)試。在程序適當(dāng)?shù)奈恢眉尤雙rintf打印信息，例如根據(jù)創(chuàng)建proc節(jié)點(diǎn)的返回值來打印成功或者失敗的信息，可以很直觀地了解程序的運(yùn)行情況，是很有效的調(diào)試方法。通過兩種手段的結(jié)合，最后完成應(yīng)用程序的調(diào)試。結(jié)果表明，能夠在Linux系統(tǒng)下正常運(yùn)行。

結(jié)語

　　現(xiàn)在越來越多的開發(fā)團(tuán)隊(duì)正在放棄第一代實(shí)時(shí)操作系統(tǒng)，選擇更穩(wěn)定的開放式的嵌入式Linux平臺(tái)。參考本文概括的應(yīng)用程序的移植步驟以及相關(guān)的關(guān)鍵技術(shù)，開發(fā)人員可以通過更少的時(shí)間，將以前的RTOS的代碼成功地移植到一個(gè)現(xiàn)代化的Linux平臺(tái)上來。

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