这是转发宋老师写的文章，我也是刚知道，宋老师跟我一样也是养娃的人了，国庆期间，看看文章，看看升升国旗。

很久没有写技术文章了，做码农难，做养娃的码农更难，趁着娃看动画片的机会，受着王菲童鞋《我和我的祖国》歌唱精神的鼓舞，我要来说几句。

硬实时是什么？

众所周知，硬实时的概念不是越快越好，而是强调可重复的（repeatable）、决定性的时间期限内给予响应（deterministic response time）。所以它的本质点是可预期，实时系统的计算正确性不仅取决于计算的逻辑正确性，还取决于产生结果的时间。比如，汽车碰撞后，必须在X时间内弹开安全气囊，你弹开晚了，人已经挂了。

当然最恶劣场景下的延迟，可能作为一个时间参数，来评估RTOS本身的性能指标。比如你改造了Linux，实现了中断或高优先级任务的100us以内的确定性延迟；但是RT-Thread，可能不改造，就可以到达us以内的延迟。那么，你延迟要求只需要200us以内的，你选改造后的Linux也没有什么毛病，但是如果你要的就是us级，那么对不起，Linux不是你的菜。

众所周知，RT-Thread、FreeRTOS、VxWorks这样的操作系统是硬实时的；Linux这样的操作系统是提供软实时能力的，针对的 miss 掉截止期限也死不了人的那种应用，比如看电影。

那么，这个时候我们诞生了一个疑问，是不是在RTOS里面随便写代码都能满足硬实时，而在Linux里面无论怎么写代码都满足不了硬实时？我认为这2个问题的答案都是否定的。

Linux为什么不硬实时?

我们首先看一下，Linux为什么不能提供硬实时能力。我们认为Linux主要有如下问题（你站在硬实时的角度看它是问题，你换个角度看，它就反而是正确的地方）。

1. spinlock是一个随处可见被内核、驱动使用的API

Linux内核和驱动程序员钟爱spinlock到了如痴如狂的程度，可以说不睡眠、时间较短的critical section场景，都会第一时间想到spinlock。平生不识自旋锁，就称英雄也枉然。自旋锁的优越性在于，在2个人（这2个人可能是线程与线程、中断与线程、中断与中断等）竞争一个锁的时候，避免失败的那一方切换上下文context，所以与其上下文切换，不如原地等。但是自旋锁本身也引起了副作用，它引起了持有锁的CPU核的抢占调度的禁止。内核自旋锁的实现，更多的是核间自旋转而核内是通过禁止抢占来实现临界区保护的。

假设T1, T2, T3, T4运行在一个核上面，当T1拿到spinlock后，这个核上的抢占调度被禁止，如果在T1持有spinlock的时间内，T2是一个高优先级的实时任务，尽管T2被唤醒，它也不可能立即打断T1的执行，必须等待T1释放spinlock。由于T1究竟会持有 spinlock 多久做xxxx，这个鬼都不知道，所以T2究竟要等多久，也未可知，这显然破坏了决定性的时延。

2. Linux的中断执行时间可能过长且不可嵌套

众所周知，早期的Linux版本有个标记叫IRQF_DISABLED，标记本中断在执行的时候，其他所有中断都被禁止进入；而后Linux内核实际去掉了这个申请flags，其实就是都是IRQF_DISABLED了，总体可认为Linux内核不支持中断的嵌套。

int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler,    unsigned long irqflags, const char *devname, void *dev_id);

中断在执行的时候，所有的中断都进不来，这个设计本身简化了内核，但是对于硬实时的打击是致命的，前面的中断不执行完成，优先级再高的中断也得给我等着。

比如中断1在执行的过程中，来了中断2，而中断2对应的事情是必须要决定性时延的，由于IRQ1的中断服务程序也是码农写的，我们无法确定这个中断服务程序要执行多久。这显然让高优先级中断2的进入延迟不再具备可预期性。

3.软中断(softirq)是一个比进程上下文优先级更高的上下文

我们设想一个场景，哪怕Linux解决了问题2，就是Linux的中断变地可嵌套，高优先级的中断可以打断低优先级的中断，并且高优先级的中断2唤醒了一个用户写的实时线程。

IRQ2唤醒了实时任务T1，但是T1必须等待IRQ1唤起的软中断(也包括使用软中断上下文的tasklet等)被执行完，T1才能投入执行。IRQ1唤起的softirq的代码是码农写的，这个码农写多久，鬼都不知道，这显然破坏了实时任务T1得以调度执行的确定性时延。

4. 内核里面会屏蔽中断的API如local_irq_disable、spin_lock_irqsave等

前面笔者已经反复强调过，在驱动程序里面调用local_irq_disable()通常都是一个bug，因为它无法修复另外一个核上运行的线程、中断服务程序与本核线程之间的竞争。尽管在单核处理器里面调用这个API是通常安全的，但是我们哪怕是在单核编程，都要假装自己是多核的样子，这个是在Linux里面写代码跨平台的最基本常识。

相信绝大多数童鞋都不会傻到写驱动的时候再去调local_irq_disable这样的API。但是spin_lock_irqsave这样的API在内核的使用可以说太常见了，它其实是适用于一个经典的场景，就是中断服务程序与线程之间有竞态的情况。作为一个内核程序员，相信如下的经典用法你已经熟悉地不能再熟悉，满满地都是套路:

它把T1、T2、T3、T4、IRQ1、IRQ2这6者之间的竞争消灭于无形。T1如果持有了spin_lock_irqsave，本核上的T2、IRQ1显然进不来，CPU1上面的T3、T4、IRQ2想访问T1访问的临界资源必须spin。IRQ1如果持有了spin_lock， CPU1上面的T3、T4、IRQ2想访问IRQ1访问的临界资源必须spin。

那么，问题又来了，spin_lock_irqsave既屏蔽了抢占，又屏蔽了中断，这会导致中断和实时任务的确定性时延造成不可预期的破坏。因为spin_lock_irqsave 和 spin_lock_irqrestore是码农写的，鬼都不知道它要多久。

当然，历史上，粗犷的大内核锁（Big Kernel Lock，BKL）也是一个问题。由于晶晶姑娘不喜欢内核粗犷的一面，BKL在如今的内核里面已经烟消云散。

在Linux的世界里，这些锁当然都没有一个锁牛逼，就是RCU，尤其是面对这个世界符合阿姆达尔定律（Amdahl's law）定律的情况下，我们既要保证临界资源访问的被保护，又要尽一切可能地让多个线程同时狂奔。关于RCU的细节，谢神医已经有多篇文章论述。

Linux的世界大概是这样的:中断、软中断、线程（包括ksoftirqd线程）。我们都清楚地知道，软中断大量陷入的情况下，内核会将后续的软中断投入ksoftirqd内核线程执行，所以软中断还有一个可能的执行时机是在内核线程里面。

5. Linux用户空间内存的lazy分配机制与交换swap

对于喜欢在RTOS写程序的童鞋来说，Linux的世界一时半会难以理解，但是对于写Linux的童鞋来说，绝大多数的RTOS简直就是在裸奔。

我们都知道，在Linux里面，用户空间的内存都执行lazy的分配机制。比如你malloc一个内存

char *p = malloc(1024*1024);

这个时候Linux忽悠你说拿到了内存并且p获得了地址，但是实际的拿到却是在你写的时候，以page fault缺页中断的形式获得的。比如你写p[0]=1就拿到了第一页，你写p[4096]就拿到了第2页。这个lazy的分配机制，也同样适用于栈、代码段等。

你是一个实时的线程，你被唤醒得以执行，你执行的时候，发现你访问的临时变量还没有获得内核，你的代码段可能还特马在硬盘里，请问你实时个什么鬼？你执行到函数b的时候，去访问d[1000]，结果发现这个栈的这页内存还要通过page fault来通过内核buddy去申请，你的确定性延迟还如何满足？

main()
{   …   a();
}
a()
{   …   b();
}
b()
{   int d[1024];    d[1000]=100;   c();
}

当然，已经进入内存的东西，也由于内核的swap机制，会与磁盘进行交换。

绝大多数的RTOS都没有这个“问题”，这也恰恰是他们不够“牛逼”的地方。对于手机、电脑这种富应用的系统而言，你不能用资源已经被确定性分配的思维模式来思考。

Linux preempt-rt如何解决这些问题?

前段时间，这篇文章刷屏了：《

到今天为止，ARCH_SUPPORTS_RT谁他么都不是真：

barry@barryUbuntu:~/develop/linux$ git grep ARCH_SUPPORTS_RT

arch/Kconfig:config ARCH_SUPPORTS_RT

kernel/Kconfig.preempt: depends on EXPERT && ARCH_SUPPORTS_RT

所以，你要真地在mainline见到PREEMPT_RT开花结果，还必须活地更久一点。

当提到 preempt-rt 补丁的时候，我必须强调一点，Linux不是一个裸奔的操作系统。Linux 的应用都是在用户空间写的一个个进程、线程。所以相对于其他 RTOS 可能更加强调高优先级中断的确定性时延（RTOS不太特别强调机制与策略分离的概念，整个东西编译在一起的话，在中断里面放策略也未尝不可），在Linux时间里，用户空间高优先级的 RT 线程的确定性调度时延就显得更加critical（因为Linux内核里面你不能裸奔地把用户策略的东西放进内核，内核提供的是一些操作接口而已，简单来说，你要做的事情是一个应用，而应用是个用户空间的东西）。

风在吼，马在叫，娃儿在咆哮。今天就谈到这里，明天接着谈。我相信你还有很多的疑惑，比如很多童鞋说，你刚才提到的Linux的一些硬实时的毛病，在 RTOS 里面其实也都有，我会给你一个交代。

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