---

2. Микроядро QNX Neutrino

• Введение
• Реализация ОС QNX Neutrino
• Системные службы
• Потоки и процессы
• Планирование потоков
• Службы синхронизации
• Службы управления часами и таймерами
• Обработка прерываний

На самых нижних уровнях микроядра расположено всего несколько базовых объектов, а также четко отрегулированные процедуры для управления ими. Это и есть та основа, на которой строится ОС QNX Neutrino (рис. 2.1).

Рис. 2.1. Микроядро ОС QNX Neutrino

Рис. 2.2. Механизм вытеснения в ОС QNX Neutrino

pthread_attr_destroy()

pthread_attr_getdetachstate()

pthread_attr_getinheritsched()

pthread_attr_getschedparam()

pthread_attr_getschedpolicy()

pthread_attr_getscope()

pthread_attr_getstackaddr()

pthread_attr_getstacksize()

pthread_attr_init()

pthread_attr_setdetachstate()

pthread_attr_setinheritsched()

pthread_attr_setschedparam()

pthread_attr_setschedpolicy()

pthread_attr_setscope()

pthread_attr_setstackaddr()

pthread_attr_setstacksize()

pthread_cleanup_pop()

pthread_cleanup_push()

pthread_equal()

pthread_getspecific()

pthread_setspecific()

pthread_key_create()

pthread_key_delete()

pthread_self()

Таблица 2.1. Вызовы по управлению потоками POSIX и соответствующие вызовы микроядра

Примечание

Рис. 2.3. Разреженная матрица (tid, key) отображения значений

Таблица 2.2. Функции для управления и создания данных потока

Рис. 2.4. Возможные состояния потока. Замечание: в дополнение к показанным выше переходам, поток может перейти из любого состояния (кроме DEAD) в состояние READY.

• CONDVAR – поток блокирован на условной переменной (например, при вызове функции pthread_condvar_wait());

• DEAD – поток завершен и ожидает завершения другого потока;

• INTERRUPT – поток блокирован и ожидает прерывания (т. е. поток вызвал функцию InterruptWait());

• JOIN – поток блокирован и ожидает завершения другого потока (например, при вызове функции pthread_join());

• MUTEX – поток блокирован блокировкой взаимного исключения (например, при вызове функции pthread_mutex_lock());

• NANOSLEEP – поток находится в режиме ожидания в течение короткого периода времени (например, при вызове функции nanosleep());

• NET_REPLY – поток ожидает ответ на сообщение от другого узла сети (т.е. поток вызвал функцию MsgReply*());

• NET_SEND – поток ожидает получения импульса или сигнала от другого узла сети (т. е. поток вызвал функцию MsgSendPulse(), MsgDeliverEvent() или SignalKill());

• READY – поток ожидает выполнения, пока процессор занят выполнением другого потока равного или более высокого приоритета;

• RECEIVE – поток блокирован на операции получении сообщения (например, при вызове функции MsgReceive());

• REPLY – поток блокирован при ответе на сообщение (т. е. при вызове функции MsgSend() и получении сообщения сервером);

• RUNNING – поток выполняется процессором;

• SEM – поток ожидает освобождения семафора (т. е. поток вызвал функцию SyncSemWait());

• SEND – поток блокируется при отправке сообщения (т. е. после того, как поток вызвал функцию MsgSend(), но получения сообщения сервером еще не произошло);

• SIGSUSPEND – поток блокирован и ожидает сигнал (т. е. поток вызвал функцию sigsuspend());

• SIGWAITINFO – поток блокирован и ожидает сигнал (т. е. поток вызвал функцию sigwaitinfo());

• STACK – поток ожидает выделения виртуального адресного пространства для своего стека (родительский поток вызывает функцию ThreadCreate());

• STOPPED – поток блокирован и ожидает сигнал SIGCONT;

• WAITCTX – поток ожидает доступности нецелочисленного контекста (например, с плавающей запятой);

• WAITPAGE – поток ожидает выделения физической памяти для виртуального адреса;

• WAITTHREAD – поток ожидает завершения создания дочернего потока (т. е. поток вызвал функцию ThreadCreate()).
  

 

Рис. 2.5. Очередь готовности

procnto -p приоритет

Таблица 2.3. Диапазоны приоритетов

Следует обратить внимание на то, что для предотвращения инверсии приоритетов (priority inversion) ядро может временно повышать приоритет потока. Дополнительную информацию см. в «Наследование приоритетов и мутексы» далее в этой главе и «Наследование приоритетов и сообщения» в главе Механизм межзадачного взаимодействия (IPC). Начальный приоритет потоков ядра равен 255, они сразу же блокикуются MsgReceive(), поэтому они работают с приоритетом потоков, которые передают им сообщения.

• Поток сервера выходящего из состояния блокировки по RECEIVE по получению сообщения от клиента помещается в начале очереди для данного приоритета — то есть в порядке обратном порядку поступления (LIFO).

• Если поток отправляет сообщение с помощью “nc” (non-cancellation point) варианта MsgSend*(), когда сервер отвечает, поток помещается в начале очереди готовности, а не в конце. Если алгоритм планирования циклический, квант времени потока не будет восстановлен; например, если поток уже израсходовал половину своего кванта времени перед отправкой, то только половина кванта останется до вытеснения.

• FIFO¹-планирование;

• циклическое планирование (планирование по круговому алгоритму) (round-robin scheduling);

• спорадическое планирование (sporadic scheduling).

На рис. 2.6 схематически показаны три потока с одинаковым приоритетом, находящиеся в состоянии готовности. Если поток A будет блокирован, то запустится выполнение потока B.

Рис. 2.6. После блокировки потока А запускается выполнение потока B

• принудительно не освободит ресурсы управления (например, при блокировке);

• не будет вытеснен потоком с более высоким приоритетом.

Рис. 2.7. FIFO-планирование

• принудительно не освободит ресурсы управления;

• не будет вытеснен потоком с более высоким приоритетом;

• не израсходует свой квант времени (timeslice).

Рис. 2.8. Циклическое планирование

Замечание

• начальный бюджет потока (initial budget) (C) — количество времени, за которое поток может выполняться с нормальным приоритетом (N), перед тем как получить пониженный приоритет (L);

• пониженный приоритет (low priority) (L) — приоритетный уровень, до которого приоритет потока будет снижен. При пониженном приоритете (L) поток выполняется в фоновом режиме. Если же поток имеет нормальный приоритет (N), он выполняется с приоритетом переднего плана;

• период пополнения (replenishment period) (T) — период времени, в течение которого поток может расходовать свой бюджет выполнения (execution budget). Для планирования операций пополнения в POSIX-стандартах это значение также используется в качестве сдвига по времени, отсчитываемого от того момента, когда поток переходит в состояние готовности (READY);

• максимальное число текущих пополнений (max number of pending replenishments) — это значение устанавливает ограничение на количество выполняемых операций пополнения, тем самым ограничивая объем системных ресурсов, выделяемых на дисциплину спорадического планирования.

Замечание

 

Рис. 2.9. Пополнение периода выполнения потока происходит периодически

Рис. 2.10. Приоритет потока снижается до того момента, пока его бюджет выполнения не пополнится

Когда поток блокируется несколько раз, несколько операций пополнения могут происходить в разные моменты времени. Это может означать, что бюджет выполнения потока в пределах периода времени T дойдет до значения C, однако, на протяжении этого периода бюджет может и не быть непрерывным.

Рис. 2.11. Приоритет потока изменяется между повышенным и пониженным

Таблица 2.4. POSIX-вызовы для управления потоком и вызовы микроядра

Таблица 2.5. Службы синхронизации

        Замечание

Замечание

Замечание

pthread mutex lock( &m );

. . .

while (!arbitrary condition) {

pthread cond wait( &cv, &m );

}

. . .

pthread mutex unlock( &m );

#include <pthread.h>

int

pthread barrier init (pthread barrier t *barrier,

const pthread barrierattr t *attr,

unsigned int count);

#include <pthread.h>

int pthread barrier wait (pthread barrier t *barrier);

Листинг 2.1

/*
* barrier1.c

*/

#include

#include

#include

#include

#include

#include

<stdio.h>

<unistd.h>

<stdlib.h>

<time.h>

<pthread.h>

<sys/neutrino.h>

pthread_barrier_t

barrier; // объект синхронизации типа "барьер"

void *

thread1 (void *not_used)

{

time_t now;

time (&now);

printf ("thread1 starting at %s", ctime (&now));

// выполнение вычислений

// пауза

sleep (20);

pthread_barrier_wait (&barrier);

// после этого момента все три потока завершены

time (&now);

printf ("barrier in thread1() done at %s", ctime (&now));

}

void *

thread2 (void *not_used)

{

time_t now;

time (&now);

printf ("thread2 starting at %s", ctime (&now));

// выполнение вычислений

// пауза

sleep (40);

pthread_barrier_wait (&barrier);

// после этого момента все три потока завершены

time (&now);

printf ("barrier in thread2() done at %s", ctime (&now));

}

int main () // игнорировать аргументы

{

time_t now;

// создать барьер со значением счетчика 3

pthread_barrier_init (&barrier, NULL, 3);

// стартовать два потока thread1 и thread2

pthread_create (NULL, NULL, thread1, NULL);

pthread_create (NULL, NULL, thread2, NULL);

// потоки thread1 и thread2 выполняются

// ожидание завершения

time (&now);

printf ("main() waiting for barrier at %s", ctime (&now));

pthread_barrier_wait (&barrier);

// после этого момента все три потока завершены

time (&now);

printf ("barrier in main() done at %s", ctime (&now));

pthread_exit( NULL );

return (EXIT_SUCCESS);

}

Таблица 2.6. Функции работы с барьерами

Замечание

while (sem wait(&s) && errno == EINTR) { do nothing(); }

do critical region();/* Значение семафора уменьшилось. */

ВНИМАНИЕ!

• сложения;

• вычитания;

• обнуления битов;

• установки битов;

• переключения (дополнения) битов.

• при взаимодействии между обработчиком прерываний (ISR) и потоком;

• при взаимодействии между двумя потоками (как при многопроцессорной, так и при однопроцессорной обработке).

Таблица 2.7. Вызовы микроядра и соответствующие POSIX-вызовы

Замечание

Таблица 2.8. Вызовы микроядра и соответствующие POSIX-вызовы

alarm(...);

.

. ← Подача сигнала.

.

blocking_call();

TimerTimeout(...);

.

.

.

blocking_call();

.

. ← Таймер атомарно включается в ядре.

.

Таблица 2.9. Вызовы микроядра и соответствующие POSIX-вызовы

Для более подробной информации см. главу «Clocks, Timers, and Getting a Kick Every So Often» в электронном документе «QNX Neutrino Realtime Operation System. Getting Started with QNX Neutrino: A Guide for Realtime Programmers».

Рис . 2.12. Простое завершение обработчика прерываний

Рис. 2.13. Обработчик прерываний завершает работу, возвращая событие

Рис. 2.14. Пакет прерываний

Таблица 2.10. Функции вызовов ядра

Замечание

• За маскирование всех источников прерывания отвечает startup-модуль, выполняющийся при инициализации системы. Ядро демаскирует источник прерывания при первом вызове InterruptAttach() или InterruptAttachEvent() для какого-либо вектора прерывания. Аналогично, при выполнении для данного вектора прерываний последнего вызова InterruptDetach() ядро снова маскирует данный уровень.

• Более подробную информацию о функциях InterruptLock() и InterruptUnlock() можно найти в разделе "Критические секции программного кода" главы 4.

• Использование в обработчиках прерываний операций с плавающей запятой запрещается.

#include <stdio.h>

#include <sys/neutrino.h>

#include <sys/syspage.h>

struct sigevent event;

volatile unsigned counter;

const struct sigevent *handler( void *area, int id ) {

// Пробуждение потока на каждом 100-ом прерывании.

if ( ++counter == 100 ) {

counter = 0;

return( &event );

}

else

return( NULL );

}

int main() {

int i;

int id;

// Запросить допуск ввода/вывода.

ThreadCtl( NTO TCTL IO, 0 );

// Инициализировать структуру событий.

event.sigev notify = SIGEV INTR;

// Подключить вектор обработчика прерываний.

id=InterruptAttach( SYSPAGE ENTRY(qtime)->intr, &handler,

NULL, 0, 0 );

for( i = 0; i < 10; ++i ) {

// Ожидать вектор обработчика прерываний для пробуждения.

InterruptWait( 0, NULL );

printf( "100 events\n" );

}

// Отключить обработчик прерываний.

InterruptDetach(id);

return 0;

}

Замечание

Таблица 2.11. Функции вызовов микроядра