基于Linux嵌入式操作系统的研究

基于Linux 嵌入式操作系统的研究

李红卫１，潘瑜１，王树亮２，薛小锋１

（１．江苏技术师范学院计算机科学与工程学院，江苏常州２１３００１；

２．江苏技术师范学院图书馆，江苏常州２１３００１）

摘要：从Ｌｉｎｕｘ内核实时性、实时调度策略以及时钟细粒度定时器三个方面，对Ｌｉｎｕｘ嵌入式实时化技术进行了探讨。在内核中插入抢占点或采用双内核系统，改善Ｌｉｎｕｘ的实时性能；通过动态优先级提高实时任务的调度性能；通过增加时钟中断频率或采用实时时钟一次性模式，实现时钟细粒度。

关键词：Ｌｉｎｕｘ；嵌入式系统；实时性；进程调度

中图分类号：ＴＰ３１６．２文献标识码：Ａ

０引言

嵌入式系统是集软硬件于一体可独立工作的计算机系统，它通常是更大系统中一个完整的部分［１］。

在早期的嵌入式系统设计中一般不包含操作系统，但当系统越来越复杂、应用范围越来越广泛时，没有操作系统已成为系统开发的最大障碍；因此，在嵌入式系统的发展中，出现了各种各样的商用嵌入式操作系统。嵌入式操作系统的出现改变了以往嵌入式软件设计只能针对具体的应用从头做起，使嵌入式系统的开发方法更具科学性；同时，采用嵌入式操作系统提高了系统的开发效率，减少了开发的工作量，增强了软件的可移植性。操作系统成为嵌入式系统的核心，是一个时代的特征，也是嵌入式系统从简单的单片机、微处理器走向愈来愈复杂的嵌入式ＳＯＣ和ＣＰＵ的自然体现［２］。开源Ｌｉｎｕｘ操作系统的出现，给嵌入式操作系统的发展带来生机，将Ｌｉｎｕｘ应用于嵌入式系统开发环境中已十分广泛；但就目前而言，嵌入式Ｌｉｎｕｘ的研究成果与市场的真正需求仍有一段差距，还需要在嵌入式Ｌｉｎｕｘ系统的实时性、进程调度等方面对其进行不断的改进和完善。

１改造Ｌｉｎｕｘ为嵌入式操作系统的分析

实时系统最重要的特征是实时性，实时性是指系统对外部事件的响应和处理要在一个给定的时间内

完成，即计算必须在到达死线（ｄｅａｄｌｉｎｅ）前完成［１］。根据丢失死线的容忍程度可将实时系统分为硬实时系

统和软实时系统：硬实时系统必须保证任务在到达死线之前完成，丢失死线将会引发灾难；软实时系统能保证任务在死线之前完成，但死线的丢失并不会带来致命的错误。

在大多数嵌入式系统应用中往往要求系统具有实时性。虽然Ｌｉｎｕｘ是一个分时操作系统，但其符合ＰＯＳＩＸ１００３．１ｂ关于实时扩展部分的标准，尤其Ｌｉｎｕｘ２．６的推出给嵌入式系统以及实时系统的应用带来生机。将Ｌｉｎｕｘ改造为嵌入式实时操作系统具有（１）Ｌｉｎｕｘ功能强大、（２）开放源码、（３）支持多种硬件平台、（４）

收稿日期：２００６－０２－２１；修回日期：２００６－０４－０３

基金项目：江苏技术师范学院科研基金资助项目（ＫＹＹ０４００１）

作者简介：李红卫（１９６６－），男，山西阳城人，江苏技术师范学院计算机科学与工程学院副教授。

ＪＯＵＲＮＡＬＯＦＪＩＡＮＧＳＵＴＥＡＣＨＥＲＳＵＮＩＶＥＲＳＩＴＹＯＦＴＥＣＨＮＯＬＯＧＹ江苏技术师范学院学报

Ａｐｒ．，Ｖｏｌ．１２，Ｎｏ．２２００６

２００６年４月第１２卷第２期

模块化设计、（５）函数接口符合国际和工业标准等优点［３］，但同时也存在一些缺点；Ｌｉｎｕｘ毕竟是一个分时

系统，在实时性方面无法与商用实时操作系统相比，仍然存在很大差距。（１）Ｌｉｎｕｘ提供的是一种软实时调度算法［４］，它对实时任务的调度不做任何保证。在实现调度算法时，Ｌｉｎｕｘ注重的是公平、合理的调度策略，对实时进程采用了基于优先级的先进先出算法和基于优先级时间片轮转算法，这两种调度算法均按静态优先级对实时进程进行调度。（２）Ｌｉｎｕｘ２．６采用了内核可抢占式调度方式，但它的实现仅仅是在内核中增加了抢占点，抢占点设在中断处理程序即将结束时或系统调用即将结束时。对于强实时系统来说，一旦高优先级的任务进入就绪队列，应立即获得处理机，而调度程序ｓｃｈｅｄｕｌｅ（）通常是在中断处理程序结束或系统调用结束时，才有机会运行。如果中断处理时间过长（中断嵌套）或系统调用占用时间过长，都会延误实时任务的执行；只有保证中断处理程序和系统调用执行时间在一个可控的范围内，才能保证实时任务的正确执行。（３）时钟粒度粗糙。时钟中断是驱动操作系统运作的最基本的动力源，系统用它来维持系统时间，监督进程运行，引起进程调度。进程状态的转变在很多情况下也是由时钟中断直接或间接引起的。虽然Ｌｉｎｕｘ２．６在ｉ３８６体系结构中时钟粒度定义为１ｍｓ，但在其他大多数体系结构（比如ＡＲＭ）中，时钟粒度仍然定义为１０ｍｓ，而实时应用一般都需要微秒级的响应精度，１０ｍｓ的时钟粒度远不能满足实时应用的要求。综上所述，改造Ｌｉｎｕｘ为嵌入式操作系统，可从实时性、进程调度程序、时钟粒度着手进行研究与实现。２

Ｌｉｎｕｘ嵌入式操作系统的实时化２．１双内核结构

实时化Ｌｉｎｕｘ可有多种实现方案，许多研究项目都在进行Ｌｉｎｕｘ方面的实时化改造。采用双内核结构是实时化Ｌｉｎｕｘ常用的方案，它是在原有的Ｌｉｎｕｘ和硬件之间

设计一个专门用于处理实时进程的实时内核，Ｌｉｎｕｘ作为

此内核的一个优先级最低的任务运行，实时任务在实时内

核上运行，非实时任务则在Ｌｉｎｕｘ内核上运行。该方案的结

构如图１所示。

这类方案的优点是对Ｌｉｎｕｘ内核的改动较小，实现了硬实时和内核可抢占。采用这种结构的有ＮｅｗＭｅｘｉｃｏＩｎｓｔｉｔｕｔｅｏｆＴｅｃｈｎｏｇｙ的ＲＴ－Ｌｉｎｕｘ、意大利的ＲＴＡＩ、我国信息产业部基金资助的ＳＯＰＣＡ［５］等。其中ＲＴ－Ｌｉｎｕｘ开创了Ｌｉｎｕｘ硬实时支持的先河。ＲＴＡＩ的设计更科学，它在硬件与实时内核之间增加了一层实时硬件抽象层ＲＴＨＡＬ（ｒｅａｌ－ｔｉｍｅｈａｒｄｗａｒｅａｂｓｔｒａｃｔｉｏｎｌａｙｅｒ）。ＲＴＨＡＬ将ＲＴＡＩ需要在Ｌｉｎｕｘ中修改的部分定义成一组程序界面，ＲＴＡＩ只使用这组界面与Ｌｉｎｕｘ沟通，这样，可以把对内核源码的改动降低到可以控制的程度，使内核移植更便捷。特别是在最新版本的ＲＴＡＩ中采用

了ＡＤＥＯＳ（ａｄａｐｔｉｖｅｄｏｍａｉｎｅｎｖｉｒｏｎｍｅｎｔｆｏｒｏｐｅｒａｔｉｎｇｓｙｓｔｅｍｓ）超微内核（ＡＤＥＯＳｎａｎｏｋｅｒｎｅｌ）技术［６］，极大

地提高了系统的可靠性，也为嵌入式应用方面提供了可抢占的、可伸缩的实时服务。采用双内核结构支持实时系统的设计方案同样也存在一些缺点［３］，所有实时任务都必须用内核模块的格式编写，从而导致实时应用的开发变得非常复杂，要求用户必须熟悉Ｌｉｎｕｘ内核和设备驱动程序的设计。另外一个重要隐患就是，由于实时任务在核心态中运行，没有对内存进行保护，不当的编程可能会导致内核的崩溃；同时，实时程序的调试也很困难。

２．２直接修改Ｌｉｎｕｘ内核

这类方案的共同点是直接修改内核，主要方法是对它的数据结构、调度函数、中断方式等进行修改，提供适应于实时系统的调度策略、提供细粒度的定时器和增加内核抢占点等，使其能处理实时进程。典型实例是ＭｏｎｔａＶｉｓｔａ公司的ＭｏｎｔａＶｉｓｔａＬｉｎｕｘ、ＣＥＬＦ组织的ＣＥＬｉｎｕｘ和加州大学Ｉｒｖｉｎｅ分校开发的ＲＥＤ－Ｌｉｎｕｘ。ＭｏｎｔａＶｉｓｔａＬｉｎｕｘ采用标准Ｌｉｎｕｘ内核，针对嵌入式设备定制专用的嵌入式操作系统，根据应

非实时任务实时任务计算机硬件实时内核Ｌｉｎｕｘ内核图１双内核结构Ｆｉｇ．１ＳｔｒｕｃｔｕｒｅｏｆＴｗｏＫｅｍｅｌｓ

江苏技术师范学院学报５２第１２卷

用需求及嵌入式系统资源有限的情况，对内核进行裁减、配置，保证系统稳定，性能突出。在实时性能方面，它提供一个基于优先级的实时调度器。对于无实时需求的进程，仍按Ｌｉｎｕｘ原有进程调度策略进行调度；对于实时进程，则按照优先级驱动的原则进行调度，实现了一定的抢占式内核。ＲＥＤ－Ｌｉｎｕｘ是在Ｌｉｎｕｘ内核的很多函数中插入了抢占点，使得进程在内核态时可以被抢占，从而减小内核的抢占延迟。另外，ＲＥＤ－Ｌｉｎｕｘ的调度器被分为两个构件：分派器（ｄｉｓｐａｔｃｈｅｒ）和分配器（ａｌｌｏｃａｔｏｒ）。分配器是一个由用户创建的用户实时进程，在用户态执行，它负责将应用程序的资源请求转换成内核可以理解的形式。分派器作为一个内核模块存在，可动态加载并在内核态执行。实时任务先在分配器中注册自己的调度函数参数，再由分派器调度。用这种方法，调度策略易于修改。

采用直接修改Ｌｉｎｕｘ内核方案的优点是能够充分利用Ｌｉｎｕｘ本身所提供的各种功能和服务，系统结构清晰，能够支持众多硬件平台，可以很好地将嵌入式与实时性结合。它的缺点是实时性能不及双内核方式高，另外直接修改Ｌｉｎｕｘ内核源代码进行实时化的工作量大，还可能影响系统的稳定性。采用该方案的大多数嵌入式Ｌｉｎｕｘ内核是不可完全被抢占的，所以只能作为一种软实时方案。

３Ｌｉｎｕｘ嵌入式调度算法的优化

进程调度的研究是整个操作系统理论的核心［７］，在嵌入式操作系统中也不例外。实时调度算法大致可

分为三种：基于优先级的调度算法、

基于时间驱动的调度算法和基于比例共享的调度算法［８］。在Ｌｉｎｕｘ内核中调度算法是以优先级驱动的，即调度原则是按优先级的大小决定，并实现了三种调度策略，其中ＳＣＨＥＤ＿ＦＩＦＯ和ＳＣＨＥＤ＿ＲＲ应用于实时任务，ＳＣＨＥＤ＿ＮＯＲＭＡＬ应用于非实时任务，实时任务的优先级高于非实时任务的优先级。ＳＣＨＥＤ＿ＦＩＦＯ指当优先级相同时，按先进先出算法进行调度，它不使用时间片，适合于时间性要求比较强、但每次运行所需时间比较短的进程，采用该策略的进程获得ＣＰＵ后，除非有更高优先级进程申请运行外，否则该进程将保持运行至退出或自愿放弃ＣＰＵ；ＳＣＨＥＤ＿ＲＲ指优先级相同时按时间片轮转算法进行调度；ＳＣＨＥＤ＿ＮＯＲＭＡＬ是基于优先级按时间片轮转算法进行调度，与ＳＣＨＥＤ＿ＲＲ调度策略相似，所不同的是ＳＣＨＥＤ＿ＲＲ采用静态优先级对实时任务进行调度，

ＳＣＨＥＤ＿ＮＯＲＭＡＬ采用动态优先级对非实时任务进行调度。

因为，实时任务的优先级在运行过程中保持不变，非实时任务的优先级随进程的运行时间、等待时间、是否为交互式进程而动态改变。

在实时系统中，往往要求系统对外部事件的响应和处理要在一个给定的时间内完成，系统输出的正确性不仅依赖于计算的逻辑结果而且依赖于结果产生的时间。随着时间的变化，实时任务的紧迫程度也在变化。在基于优先级的调度算法中，实时进程的优先级如果能随着时间的变化而动态地改变，就能客观地反映出实时任务的紧迫程度。显然，Ｌｉｎｕｘ对实时任务按静态优先级进行调度的策略在满足实时性要求时存在瑕疵。

在实时操作系统中，常常面临的另一个问题是优先级反转［９］，可描述如下：当高优先级的任务获得运行资格后，发现它所需要的共享资源被某低优先级的任务占用，则该高优先级任务被阻塞；而该低优先级的任务又被中等优先级的任务强占而无法运行，致使高优先级的任务在有效时间内无法获得被低优先级任务所占用的共享资源而迟迟不能运行。优先级反转使系统的行为难于预期，实时进程的时限不能得到保证。

由于上述问题，在改造Ｌｉｎｕｘ为嵌入式操作系统时，要对进程调度算法进行认真的思考。在嵌入式实时操作系统中常采用以下调度算法实现：

（１）最早死线优先（ＥａｒｌｉｅｓｔＤｅａｄｌｉｎｅＦｉｒｓｔ，ＥＤＦ）调度策略。

ＥＤＦ调度策略是动态优先级调度常见的实时调度策略。它以任务死线作为优先级，进程创建后被加到就绪队列中，该队列按照死线排序，首先运行死线最近的进程。在各种动态调度策略中，ＥＤＦ调度可以得到最高的ＣＰＵ利用率。

（２）单调速率（ＲａｔｅＭｏｎｏｔｏｎｉｃＳｃｈｅｄｕｌｉｎｇ，ＲＭＳ）调度策略。ＲＭＳ是实时系统中最常用的静态优先

李红卫潘瑜王树亮等：基于Ｌｉｎｕｘ嵌入式操作系统的研究第２期５３

级算法。该算法事先为每个进程分配一个与任务频率成正比的优先级，任务调度频率越高，优先级就越高。调度程序总是调度优先级最高的就绪进程。ＲＭＳ策略为系统带来的额外负载非常小，这对实时系统十分有利。

（３）优先级继承协议（ＰｒｉｏｒｉｔｙＩｎｈｅｒｉｔａｎｃｅＰｒｏｔｏｃｏｌ，ＰＩＰ）。ＰＩＰ调度策略是解决优先级反转问题的常用算法。当一个任务阻塞了一个或多个高优先级任务时，该任务将不使用其原来的优先级，而使用被该任务所阻塞的任务中最高优先级作为其执行临界区的优先级；当该任务退出临界区时，又恢复到其最初的优先级。

针对Ｌｉｎｕｘ调度程序的改进，我们可综合常用的调度算法设计出一些混合算法。在以优先级驱动的调

度算法中，动态优先级大小通常用进程的死线（ｄｅａｄｌｉｎｅ）和价值（ｖａｌｕｅ）［９］来决定。本文提出一种动态调度

算法，使用最小估计生存时间（Ｌｉｆｅ）、最长运行时间（Ｅｘｅｃｕｔｉｏｎｔｉｍｅ）和进程的价值（Ｖａｌｕｅ）动态计算进程的优先级。最小生存时间Ｌ是指当某一实时进程被唤醒后需要在多长时间内完成运行的最小时间，最长运行时间Ｅ是指实时进程在处理器上运行需要的最长时间，进程的价值Ｖ用来衡量实时任务的重要程度（其值越小其价值越高）。计算动态优先级的计算模型用公式表示为：

ｐ＝Ｖ－ｋＥＬ－Ｓ。（１）

其中ｐ表示进程的动态优先级，其值越大，其优先级越小；Ｖ表示进程的价值；Ｓ是进程等待处理机经历的时间；ｋ是进程的最长运行时间Ｅ与（Ｌ－Ｓ）比值的系数因子。Ｅ／（Ｌ－Ｓ）的值越大其动态优先级越高。例如有两个实时进程Ａ和Ｂ，Ａ进程的价值Ｖ为５０、Ｂ进程的价值Ｖ为４９，Ａ进程的最长运行时间Ｅ是２ｍｓ、Ｂ进程的最长运行时间Ｅ为４ｍｓ，Ａ进程最小生存时间Ｌ为５ｍｓ、Ｂ进程最小生存时间Ｌ为８ｍｓ，取ｋ值为５。若这两个进程同时到达，则它们的动态优先级为：ｐＡ＝５０－２／（５－０）×５＝４８、ｐＢ＝４９－４／

（８－０）×５＝４７，因Ｂ进程的优先级比Ａ进程的优先级高，优先运行；当Ｂ进程运行２ｍｓ后，Ａ进程等待了２ｍｓ，则其动态优先级为ｐＡ＝５０－２／（５－２）×５＝４７、ｐＢ＝４９－４／

（８－０）×５＝４７，进程Ａ和Ｂ优先级相等；假设Ｂ再运行１ｍｓ，此时进程Ａ等待了３ｍｓ，此刻进程优先级计算为ｐＡ＝５０－２／（５－３）×５＝４５、ｐＢ＝４９－４／

（８－０）×５＝４７，进程Ａ的优先级比进程Ｂ的优先级大，此时进程调度程序会选择Ａ运行。可见，通过模型（１）可以按进程的紧迫程度进行调度。

在实现该调度算法时，将优先级继承协议一并考虑，将会使调度程序更加完善，既动态地反映实时任务的紧迫程度又避免了优先级反转问题。

４细粒度定时器的实现

精确的计时是实时调度器正确操作所必需的。在标准Ｌｉｎｕｘ中定时粒度太粗，很难满足特定嵌入式应用领域对于响应时间精度的要求，而造成时间精度低的一个原因是操作系统使用周期性的时钟中断［１０］。为了达到微秒级的粒度，如果简单地对时钟芯片编程，使之运行在较高频率下，则系统开销太高。比如每秒时钟中断次数增加到１０万次，虽然得到１０μｓ的粒度，但系统在１ｓ的时间内执行了１０万次时钟中断处理程序，造成较高的系统开销（当然，这种开销会随着硬件速度的提高逐步降低）。

这种周期模式的定时器可适用于某些周期性强的场合，而且，对定时器的设置仅需要在初始化时进行一次，不需要在下一个实时任务到来之前重新设置，这也保证了处理效率。但如何确定时钟中断频率是系统设计者考虑的主要问题，既不能使系统开销过高，又不能使计时精度太低。

然而，许多实时应用真正需要的不是在每一个微秒都发生时钟中断，而是在任何一个微秒都允许发生时钟中断，这样不再将时钟芯片设置为固定的频率，而是设置为下一个事件要发生的时间。这种设置时钟芯片的方式称之为一次性模式。但是，这样做的代价是在每个中断后重设时钟。ＲＴＬｉｎｕｘ既提供了周期性模式，也提供了一次性模式。由Ｋａｎｓａｓ大学开发的Ｋｕｒｔ－Ｌｉｎｕｘ采用了一次性模式。

对于周期性时钟中断的实现，当时钟中断频率越高，系统的开销就越大；对于一次性模式，可有效地江苏技术师范学院学报５４第１２卷

支持硬实时系统，减少时钟中断的次数，但对时钟定时器的编程将变得复杂。在细粒度定时器的实现中，要多方位思考，采取适合实际应用环境的解决方案。

５结语

随着嵌入式应用的日益深入，把原有的Ｌｉｎｕｘ分时系统改造成一个嵌入式的实时操作系统，具有广阔的应用前景。本文从Ｌｉｎｕｘ实时化、实时调度策略以及时钟细粒度定时器三个方面，对嵌入式Ｌｉｎｕｘ实时化技术进行了探讨。Ｌｉｎｕｘ在实时性支持方面存在着不足，在开发基于Ｌｉｎｕｘ嵌入式实时操作系统中，有许多关键技术需要克服。利用在内核中通过插入抢占点来增强Ｌｉｎｕｘ实时性的思想简单，但有一定的安全隐患；而把它改造为一个双内核系统，可提高Ｌｉｎｕｘ的实时性能，同时对原始内核修改较少，从而保证了稳定性，但设计复杂度提高。Ｌｉｎｕｘ对实时任务的调度策略是采用静态优先级，本文提出一种利用进程的死线、生存期和执行时间三个参数动态计算进程的优先级，并采用优先级继承协议解决优先级反转问题。针对Ｌｉｎｕｘ系统定时粒度过大的问题，一般的解决方案是提高时钟中断频率或将实时时钟编程为一次性模式，实现时钟细粒度。随着Ｌｉｎｕｘ实时性能的逐步完善，Ｌｉｎｕｘ将在嵌入式实时应用中发挥巨大的作用。参考文献：

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ＬＩＨｏｎｇ－ｗｅｉ１，ＰａｎＹｕ１，ＷＡＮＧＳｈｕ－ｌｉａｎｇ２，ＸｕｅＸｉａｏ－ｆｅｎｇ１

（１．ＳｃｈｏｏｌｏｆＣｏｍｐｕｔｅｒＳｃｉｅｎｃｅａｎｄＥｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ，ＪｉａｎｇｓｕＴｅａｃｈｅｒｓＵｎｉｖｅｒｓｉｔｙｏｆＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，

Ｃｈａｎｇｚｈｏｕ２１３００１，Ｃｈｉｎａ；２．Ｌｉｂｒａｒｙ，ＪｉａｎｇｓｕＴｅａｃｈｅｒｓＵｎｉｖｅｒｓｉｔｙｏｆＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，

Ｃｈａｎｇｚｈｏｕ２１３００１，Ｃｈｉｎａ）

Ａｂｓｔｒａｃｔ：Ｔｈｉｓｐａｐｅｒｅｘｐｌｏｒｅｓｔｈｅｅｍｂｅｄｄｅｄｒｅａｌ－ｔｉｍｅｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙｏｆＬｉｎｕｘｉｎｔｈｒｅｅａｓｐｅｃｔｓｏｆｔｈｅｋｅｒｎｅｌｒｅａｌ－ｔｉｍｅｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ，ｔｈｅｒｅａｌ－ｔｉｍｅｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇｐｏｌｉｃｙａｎｄｔｈｅｃｌｏｃｋｈｉｇｈ－ｒｅｓｏｌｕｔｉｏｎｔｉｍｅｒ．Ｔｈｅｒｅａｌ－ｔｉｍｅｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅｉｓｉｍｐｒｏｖｅｄｂｙｉｎｓｅｒｔｉｎｇｐｒｅｅｍｐｔｉｖｅｐｏｉｎｔｓｏｒａｄｏｐｔｉｎｇｔｗｏｋｅｒｎｅｌｓｓｙｓｔｅｍ．Ｔｈｅｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅｏｆｒｅａｌ－ｔｉｍｅｔａｓｋｓｉｓｅｎｈａｎｃｅｄｂｙｔｈｅｄｙｎａｍｉｃｐｒｉｏｒｉｔｙｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇｐｏｌｉｃｙ．Ｔｈｅｃｌｏｃｋｈｉｇｈｒｅｓｏｌｕｔｉｏｎｉｓｒｅａｌｉｚｅｄｂｙａｄｄｉｎｇｔｈｅｆｒｅｑｕｅｎｃｙｏｆｔｈｅｔｉｍｅｒｉｎｔｅｒｒｕｐｔｏｒａｄｏｐｔｉｎｇｔｈｅｒｅａｌ－ｔｉｍｅｃｌｏｃｋｏｎｅ－ｓｈｏｔｍｏｄｅ．

Ｋｅｙｗｏｒｄｓ：Ｌｉｎｕｘ；ｅｍｂｅｄｄｅｄｓｙｓｔｅｍ；ｒｅａｌ－ｔｉｍｅｐｅｒｆｏｒｍａｎｃｅ；ｐｒｏｃｅｓｓｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇ

责任编辑蔡海葆李红卫潘瑜王树亮等：基于Ｌｉｎｕｘ嵌入式操作系统的研究第２期５５