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标题: linux任务响应模型&linux实时化&RTAI 3.2分析&Adeos分析（6） [打印本页]

作者: yuyang911220 时间: 2015-5-29 18:34 标题: linux任务响应模型&linux实时化&RTAI 3.2分析&Adeos分析（6）

Adeos分析

1 简介
Adeos的全称是Adaptive Domain Environment for Operating System，它的目标是为操作系统提供了一个灵活的、可扩展的自适应环境，在这个环境下，多个相同或不同的操作系统可以共存，共享硬件资源；
随着历史的发展，目前已经存在了不少优秀的操作系统，正是因为这些操作系统的共同存在发展，而产生了以下的问题：
一方面，对于那些面向相同的用户，具有相似设计理念和功能的操作系统来说，它们之间是不兼容或不完全兼容的，例如，在Windows操作系统上的应用程序是不能直接在Linux上运行的；这就将用户（包括程序设计者和系统管理员）限制在了一个固定的软件环境下，用户在应用的选择上缺少灵活性。
另一方面，由于最初的应用环境和面向的用户的不同，有些操作系统在设计理念和功能上完全不同；但是，随着计算机技术的发展，现在的一个计算机系统往往具有以前多个系统的功能，各种计算机系统之间的界限越来越模糊；例如，现在的终端电子设备对实时性的要求越来越高（如智能手机），而某些实时系统也对人机界面的交互有了更高的要求，这就会促使这两种应用环境下的操作系统相互融合。
目前，主要存在两类方法使多个操作系统运行在同一个系统上；第一类方法是模拟，例如，VMWare，Plex86和VirtualPC等；它们都是在已有的操作系统上提供一个虚拟的硬件环境，在这个虚拟硬件环境下可以运行另外操作系统。这样，用户就可以充分的利用两个或多个系统所提供的功能和软件；但这种方法最大的缺点就是会极大的降低系统的性能，因为它包含三个软件层次：主机操作系统（Host OperatingSystem）->虚拟硬件环境->客户操作系统（Guest OperatingSystem）。第二类方法，是在硬件上实现一个所谓的超微内核（nano-kernel），通过这个超微内核实现硬件的共享，然后再在这个内核上构建实用的操作系统，例如，SPACE，Cache kernel和Exokernel等，但这些方法都没有考虑当前已经存在的操作系统和用户。
而Adeos是在已有的操作系统下插入一个软件层，通过向上层多个操作系统提供某些原语和机制而实现硬件共享。但是Adeos并不对硬件的使用强加任何的限制，上层的操作系统仍然可以自由的操作硬件，而不会因为Adeos的存在而有任何的约束（实际上，上层的操作系统可以完全不知道有Adeos的存在）。Adeos除了可以实现操作系统对系统资源的共享之外，还可以用于新的操作系统的开发、操作系统内核的调试、跟踪等。
目前，Adeos是基于Linux内核实现的，主要的应用是在Linux的实时化方面，使基于Linux的系统能满足硬实时的要求（Linux+RTAI）。

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2 基本原理
在基于Adeos的系统中，每个操作系统都在独立的域内运行（但不一定所有的域内实现的都是操作系统，也可以是完成其它功能的软件实体），每个域可以有独立的地址空间和类似于进程、虚拟内存等的软件抽象层，而且这些资源也可以由不同的域共享。
在基于Adeos的系统中，存在着四种类型的交互，如图3-1所示；

A类交互是各个域对硬件的直接操作，这些操作包括访存和和对硬件的设置等，在这种情况下，就和Adeos不存在一样；B类交互是双向的，一方面Adeos接收硬件产生的中断和异常，另一方面，Adeos也直接控制硬件；C类交互指当Adeos接收到硬件中断后，会执行相应域的中断服务程序；D类交互指当域内的操作系统知道有Adeos存在的时候，它可以主动向Adeos请求某些服务，例如，请求共享其它域中的资源、请求授权域优先级等。通过D类交互，可以实现各个域之间的通讯。
对于一个计算机系统来说，系统的运行是由内部和外部的中断和异常所触发的，例如系统时钟中断对操作系统来说就是最重要的，操作系统没有了系统时钟中断，就像人没有了心跳一样，所以说，如果想要控制操作系统的运行，最直接的方法就是接管操作系统的中断处理机制。所以，Adeos的主要工作就是管理硬件的中断，根据域的优先级依次执行相应域的中断服务程序，从而驱动域内的系统运行；同时，Adeos还提供域之间的通信机制、实现域的调度等。
为了实现对中断的管理和域之间的优先级控制，Adeos使用了中断管道（Interrupt Pipe）的概念，如图3-2所示；

Adeos通过中断管道在不同的域之间传播中断，而且提供了相应的机制可以让域改变自己在中断管道中的优先级，在图3-2中，各个域的优先级为：域1>域2>……>域N>Idle域；
通常，在操作系统中，对中断的处理方式有两种：允许中断和禁止中断；但在基于Adeos的系统中，由于存在着中断管道，域内的操作系统对中断的处理方式还有另外两种：抛弃中断和终止中断。如果某个域允许中断，中断产生后，Adeos会调用相应域的中断处理程序，这和不存在Adeos的情况是类似的，只不过在这种情况下，中断服务程序由Adeos负责调用；如果某个域禁止中断（实际上并没有真正禁止硬件中断，而只是设置了一个软件标志），当硬件中断沿着中断管道传播到这个域的时候，Adeos既不调用相应域的中断处理程序，也不会将此中断沿着中断管道进一步向下传播，而只是将这个硬件中断的中断类型和环境参数保存起来，并更新这个中断的中断次数。当域允许中断后，Adeos再根据中断类型、环境参数和中断次数调用相应的中断处理程序，并将此硬件中断沿着中断管道进一步向下传播。如果某个域抛弃某个硬件中断，当中断传播到这个域的时候，Adeos不做任何的处理，直接将这个中断沿着中断管道向后传播。如果某个域终止某个中断，当中断传播到这个域的时候，Adeos根据这个域的设置处理完这个中断之后，不再将这个中断沿着中断管道向后传播，也就是说，后面低优先级的域将不知道有这个硬件中断的产生。
所以，Adeos就是通过控制系统的中断来实现对各个域内操作系统的控制。从图3-3可以对基于Adeos的系统的运行模型有一个整体的概念；其中，D1、D2分别代表两个域，且优先级为D1>D2，为了使描述更加清晰明了，对系统作如下的假设：
系统有两个域D1和D2，两个域完全一样，除了优先级D1>D2，且两个域都允许中断；
整个系统只有两个硬件中断INT1和INT2；
每个域有两个中断服务程序ISR1和ISR2，分别对应于INT1和INT2；
每个域有两个任务TASK1和TASK2（不包括IDLE任务），分别由ISR1和ISR2触发运行；且TASK1的优先级高于TASK2（只有当TASK1任务完成后，TASK2才能开始运行）；

从图3-3可以看出，在T1时刻，Adeos接收到了硬件的中断信号，然后就开始遍历中断管道，找到最高优先级的域D1，然后执行域D1的中断服务程序ISR1，ISR1执行完后，就切换到域D1，D1内的任务TASK1开始运行；TASK1运行完成后，域D1就被挂起（Suspended），Adeos然后执行D2的中断服务程序ISR1，ISR1执行完后，就切换到域D2，开始D2内TASK1的运行；当D2的TASK1运行到T2时刻时，硬件产生了中断信号INT2，域D2被中断，Adeos接收到INT2后，又再一次开始从头遍历中断管道，找到了最高优先级的域D1，然后执行D2的中断服务程序ISR2，ISR2执行完后，就切换到域D1，开始D1内任务TASK2的运行；TASK2运行完成后，域D1被挂起，Adeos然后执行D2的中断服务程序ISR2，ISR2执行完后，就切换到域D2，并开始域D2内被中断的任务TASK1和新触发的任务TASK2的执行；当域D2的任务都执行完成后，域D2被挂起，系统进入IDLE状态。
3 基于Linux的实现
考虑到从硬件层开始构建一个操作系统的难度，Adeos并没有并没有从零开始构建一个硬件抽象层；目前，Adeos是基于Linux内核实现的，这样的话，就可以将系统的启动和初始化工作都由Linux来完成，在系统完成初始化后，再进行Adeos的初始化工作（包括接管Linux的中断管理机制），Adeos功能既可以直接编译进内核，也可以作为一个内核模块在系统运行时动态加载，就和内核的驱动程序模块一样。
在这种实现方法下，Linux作为Adeos的一个特殊的域存在，我们称之为根域（RootDomain）。Adeos的很多功能都是依靠根域（也就是Linux内核）来实现的，例如，动态注册其它的域模块是通过Linux的动态模块加载功能实现的，为其它域的任务分配任务堆栈是通过Linux内存分配接口实现的等。根域的初始化是在Adeos的初始化过程中完成的；根域对于Adeos来说，有一点类似于Linux初始化过程中创建的INIT进程；
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3.1 基本架构
Adeos在Linux配置中增加了三个配置开关来配置Adeos的代码：CONFIG_ADEOS_CORE，CONFIG_ADEOS和CONFIG_ADEOS_MODULE。如果定义了CONFIG_ADEOS_CORE，Adeos的核心支持就被编译进了Linux内核，不论Adeos功能最终编译进内核还是编译成可动态加载的模块，这个编译选项都必须被定义；如果定义了CONFIG_ADEOS，则也隐含着对CONFIG_ADEOS_CORE的定义，Adeos功能就被编译进了内核，那么，从Linux启动以后，Adeos功能就被使能了；如果定义了CONFIG_ADEOS_MODULE，则也隐含着对CONFIG_ADEOS_CORE的定义，Adeos功能被编译成可动态加载的模块，只有当这个模块被加载后，Adeos的功能才会起作用。
Adeos对Linux源代码树的修改涉及到30多个文件（包括新增加的文件），如图3-4所示。

其中的Makefie和Config.in文件，是为Adeos代码添加内核编译选项和内核配置选项；
adeos目录下的generic.c包含了与平台无关的通用的Adeos代码，而armv.c则包含了与ARM平台相关的通用于ARM平台的Adeos代码；
在arch/arm/kernel目录下，adeos.c中包含了Adeos关于中断处理的代码；armksyms.c中增加了代码，导出了ARM体系相关的Adeos接口；entry-armv.S和entry-common.S中增加了截获Linux中断和系统事件的代码，域的切换代码也在此处实现；同时，修改了irq.c以适应Adeos的中断处理机制；在process.c中修改了Linux的idle进程，当Linux进入idle状态时，将通知Adeos；time.c中增加了Adeos中修改定时器频率的接口；
Documentation/adeos.txt对Adeos进行了简单的介绍；
在init/main.c中增加了对Adeos进行初始化的代码；
kernel/adeos.c中包含的是Adeos对根域也就是Linux操作的代码；对kernel目录下的其它文件的修改，主要是为了增加Adeos对Linux系统事件进行捕获所需的代码；
3.2 源代码分析
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3.2.1 Adeos相关实体
这里根据Adeos内全局量的重要性，对所有组成Adeos实体的全局量进行分析，包括其初始化、取值范围、功能等。

struct list_head __adeos_pipeline;
spinlock_t __adeos_pipelock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

在文件kernel/adeos.c中定义；Adeos的中断管道是用Linux的标准链表来实现的，而这个链表的头就是__adeos_pipeline，它实际上就是中断管道的访问入口，每个域都通过一个链表项按优先级连接在这个链表上。而__adeos_pipelock则是用来保护中断管道的互斥访问。

static adomain_t adeos_root_domain;
adomain_t *adp_root = &adeos_root_domain;
adomain_t *adp_cpu_current[ADEOS_NR_CPUS] = { [ 0 ... ADEOS_NR_CPUS - 1] = &adeos_root_domain };

在文件kernel/adeos.c中定义（本分析中的文件路径都是相对于Linux内核代码树的根目录而言的）；adeos_root_domain是由Adeos静态定义的根域（也就是Linux）；adp_root是指向根域的指针；而数组adp_cpu_current[]则是保存着指向CPU上当前运行的域的指针，ADEOS_NR_CPUS是系统中CPU的个数。

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