- 相關推薦
嵌入式實時系統(tǒng)中的優(yōu)先級反轉(zhuǎn)問題
摘要：嵌入式實時系統(tǒng)中由于多任務共享資源，通常會出現(xiàn)一些奇怪的現(xiàn)象。本文就什么是優(yōu)先級反轉(zhuǎn)及其產(chǎn)生原因進行分析，并提出2個行之有效的解決方案。1 問題的提出
目前，市場上占有率比較高的商業(yè)RTOS有VxWorks/PSOS、QNX、 LynxOS、VRTX,、Windows CE等。這些為數(shù)眾多的RTOS絕大多數(shù)都是多任務實時微內(nèi)核的結(jié)構(gòu)，采用的是基于優(yōu)先級的可搶占式調(diào)度策略。系統(tǒng)為每一個任務分配一個優(yōu)先權(quán)，調(diào)度程序保證當前運行的進程是優(yōu)先權(quán)最高的進程。但是，有時候會出現(xiàn)一種比較奇怪的現(xiàn)象：由于多進程共享資源，具有最高優(yōu)先權(quán)的進程被低優(yōu)先級進程阻塞，反而使具有中優(yōu)先級的進程先于高優(yōu)先級的進程執(zhí)行，導致系統(tǒng)的崩潰。這就是所謂的優(yōu)先級反轉(zhuǎn)（Priority Inversion）。
2 優(yōu)先級反轉(zhuǎn)
RTOS普遍具有2個特點：實時性和多任務。實時是指系統(tǒng)的響應時間必須在規(guī)定的時間內(nèi)，超出這個時間限制將會使系統(tǒng)出現(xiàn)致命的錯誤；同時，實時性還要求對時間要求非常急迫的任務要先于對時間不是很緊急的任務執(zhí)行。正是由于這2個原因，RTOS的進程調(diào)度普遍采用的是基于優(yōu)先級的可搶占式PBP（Priority Based Preemptive）的調(diào)度策略。多任務是嵌入式系統(tǒng)的內(nèi)在要求。如今的嵌入式系統(tǒng)普遍要求具有多任務并發(fā)執(zhí)行的能力，因此RTOS中也必須提供多任務并發(fā)執(zhí)行的支持。由于多任務并發(fā)，必然會導致多個任務共享資源。如有2個任務task1和task2并發(fā)執(zhí)行，都需要向打印機輸出結(jié)果。由于只有1臺打印機，所以在某個時間段內(nèi)只能有1個任務，如task1占有打印機并向打印機輸出，而這時另一個任務task2處于等待狀態(tài)。當task1輸出完畢后，task2由等待轉(zhuǎn)為就緒，當RTOS再次調(diào)度它時，方可占有打印機向打印機輸出。試想如果不采取這種方式，不對打印機這種共享資源加以控制，而讓task1和task2同時向打印機輸出，這時候打印機打印的結(jié)果誰也看不懂，是一堆亂七八糟的東西。因此，大多數(shù)的RTOS采用了一種稱作信號量（semaphore）的機制來實現(xiàn)對共享資源的管理。任何一個想使用臨界資源（如打印機等共享資源）的進程在進入臨界區(qū)（如task1或task2中訪問臨界資源的代碼）之前必須擁有使用臨界資源的信號量，否則不可以執(zhí)行臨界區(qū)代碼。假設系統(tǒng)中有3個任務，分別為task1、task2和task3。task1的優(yōu)先權(quán)高于task2，而task2的優(yōu)先權(quán)高于task3。恰在此時task1和task2 因某種原因被阻塞，這時候系統(tǒng)調(diào)度task3執(zhí)行。task3執(zhí)行一段時間后，task1被喚醒。由于采取的是PBP的調(diào)度策略，因此task1搶占task3的CPU, task1執(zhí)行。task1執(zhí)行一段時間后要進入臨界區(qū)，但此時task3占有此臨界資源的信號量。因此task1被阻塞，處于等待狀態(tài)，等待task3釋放此信號量。經(jīng)過這么一段時間后，task2此時此刻處于就緒狀態(tài)。因此系統(tǒng)調(diào)度task2執(zhí)行。如果task3在task2的執(zhí)行期間一直沒有能夠被調(diào)度執(zhí)行的話，那task1和task3將一直等到task2執(zhí)行完后才能執(zhí)行，task1更要等到task3釋放它所把持的信號量才能執(zhí)行；而這段時間完全有可能超出task1的Deadline，使得task1崩潰。當系統(tǒng)看到有高優(yōu)先級的任務崩潰時候，系統(tǒng)認為此時有重大事故發(fā)生，為了挽救系統(tǒng)，看門狗電路起作用，系統(tǒng)可能被自動復位。從上面的分析可以看到，導致系統(tǒng)崩潰的原因是由于優(yōu)先級高的任務task1要獲取被低優(yōu)先級任務task2占有的臨界資源而被task2阻塞，而具有中優(yōu)先級的任務task2搶占task3的CPU,從而導致task2先于task1執(zhí)行。這時候系統(tǒng)便出現(xiàn)了優(yōu)先級反轉(zhuǎn)的情況，如圖1所示。
3 優(yōu)先級反轉(zhuǎn)的解決方法
目前解決優(yōu)先級反轉(zhuǎn)有許多種方法。其中普遍使用的有2種方法：一種被稱作優(yōu)先級繼承（priority inheritance）；另一種被稱作優(yōu)先級極限（priority ceilings）。
在優(yōu)先級繼承方案中，當高優(yōu)先級任務在等待低優(yōu)先級的任務占有的信號量時，讓低優(yōu)先級任務繼承高優(yōu)先級任務的優(yōu)先級，即把低優(yōu)先級任務的優(yōu)先權(quán)提高到高優(yōu)先級任務的優(yōu)先級；當?shù)蛢?yōu)先級任務釋放高優(yōu)先級任務等待的信號量時，立即把其優(yōu)先權(quán)降低到原來的優(yōu)先權(quán)。采用這種方法可以有效地解決上面所述的優(yōu)先權(quán)反轉(zhuǎn)的問題。當高優(yōu)先級任務task1想要進入臨界區(qū)時，由于低優(yōu)先級任務task3占有這個臨界資源的信號量，導致task1被阻塞。這時候，系統(tǒng)把task3的優(yōu)先權(quán)升到task1的優(yōu)先權(quán)，此時優(yōu)先權(quán)處于task1和task3之間的任務task2，即使處于就緒狀態(tài)也不可以被調(diào)度執(zhí)行，因為此時task3的優(yōu)先權(quán)已經(jīng)高于task2，所以task3此時被調(diào)度執(zhí)行。當task3釋放task1需要的信號量時，系統(tǒng)立即把task3的優(yōu)先權(quán)降到原來的高度，來保證task1和task2正常有序執(zhí)行。整個情況如圖2所示。目前，有許多RTOS是采用這種方法來防止優(yōu)先級反轉(zhuǎn)的，如大家比較熟悉的業(yè)界有名的WindRiver公司的VXWORKS。
在優(yōu)先權(quán)極限方案中，系統(tǒng)把每一個臨界資源與1個極限優(yōu)先權(quán)相聯(lián)系。這個極限優(yōu)先權(quán)等于系統(tǒng)此時最高優(yōu)先權(quán)加1。當1個任務進入臨界區(qū)時，系統(tǒng)便把這個極限優(yōu)先權(quán)傳遞給這個任務，使得這個任務的優(yōu)先權(quán)最高；當這個任務退出臨界區(qū)后，系統(tǒng)立即把它的優(yōu)先權(quán)恢復正常，從而保證系統(tǒng)不會出現(xiàn)優(yōu)先權(quán)反轉(zhuǎn)的情況。如上例中，當task3進入臨界區(qū)時，立即把它的優(yōu)先權(quán)升高到極限優(yōu)先權(quán)，保證task3此時能盡快退出臨界區(qū)，進而釋放其占有的信號量。當高優(yōu)先級任務task1執(zhí)行的時候就不會出現(xiàn)其等待低優(yōu)先級任務task3釋放信號量而被阻塞的情況，從而保證不會出現(xiàn)上面所說的優(yōu)先級反轉(zhuǎn)。采用這種方案的另一個有利之處，是僅僅通過改變某個臨界資源的優(yōu)先級就可以使多個任務共享這個臨界資源，如下所示。
【嵌入式實時系統(tǒng)中的優(yōu)先級反轉(zhuǎn)問題】相關文章：
嵌入式系統(tǒng)中的CACHE問題03-19
嵌入式系統(tǒng)的實時數(shù)據(jù)接口擴展03-20
嵌入式實時操作系統(tǒng)研究與分析03-12
嵌入式Linux系統(tǒng)中的GUI系統(tǒng)的研究與移植03-18