内核2.6和xenomai构建实时linux操作系统

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米尔i.MX6UL开发板Linux操作系统的构建方法

米尔i.MX6UL开发板Linux操作系统的构建方法硬件：米尔i.MX6UL开发板MYD-Y6ULX
简介：MYD-Y6ULX开发板（i.MX6UL开发板）由MYC-Y6ULX核心板和底板组成，基于 i.MX6UL处理器或i.MX6ULL处理器可选，MYD-Y6ULX开发板（i.MX6ULL开发板）提供丰盛外设硬件，板载了Mini PCIE接口（用于4G模块）及SIM卡槽、芯片及天线接口、双百兆网口、液晶接口、音频接口、带隔离的CAN,RS485,RS232等。

构建系统
本章主要介绍MYD-Y6ULX开发板上, 操作系统相关部件的编译和用法。

MYD-Y6ULX的Linux系统包含以下部件:
U-Boot: 引导程序，支持不同方式启动内核。

Linux Kernel: 适用于MYD-Y6ULX开发板的Linux 4.1.15内核，同时包含支持板载外设的驱动。

Yocto: 一个开源配合项目，提供丰盛的模板、工具和办法来支持构建出面对产品的自定义Linux系统。

本章中用到的代码存放在资源包04-Source名目下，编译u-boot和Linux内核代码前，请先安装meta-toolchain并加载环境变量到当前shell。

编译U-Boot
进入Bootloader名目，解压U-boot源码：
cd $DEV_ROOT/04-Source/
tar -xvf MYiR-iMX-uboot.tar.gz
cd MYiR-iMX-uboot
开头编译：
make distclean
make
make
这里的是配置选项名称，不同的启动模式需用法不同的配置选项，
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数字图像处理系统毕业设计论文

毕业设计说明书基于ARM的嵌入式数字图像处理系统设计学生姓名：张占龙学号： 0905034314学院：信息与通信工程学院专业：测控技术与仪器指导教师：张志杰2013年 6月摘要简述了数字图像处理的应用以及一些基本原理。

使用S3C2440处理器芯片，linux内核来构建一个简易的嵌入式图像处理系统。

该系统使用u-boot作为启动引导程序来引导linux内核以及加载跟文件系统，其中linux内核与跟文件系统均采用菜单配置方式来进行相应配置。

应用界面使用QT制作，系统主要实现了一些简单的图像处理功能，比如灰度话、增强、边缘检测等。

整个程序是基于C++编写的，因此有些图像变换的算法可能并不是最优化的，但基本可以满足要求。

在此基础上还会对系统进行不断地完善。

关键词：linnux 嵌入式图像处理边缘检测AbstractThis paper expounds the application of digital image processing and some basic principles. The use of S3C2440 processor chip, the Linux kernel to construct a simple embedded image processing system. The system uses u-boot as the bootloader to boot the Linux kernel and loaded with file system, Linux kernel and file system are used to menu configuration to make corresponding configuration. The application interface is made using QT, system is mainly to achieve some simple image processing functions, such as gray, enhancement, edge detection. The whole procedure is prepared based on the C++, so some image transform algorithm may not be optimal, but it can meet the basic requirements. On this basis, but also on the system constantly improve.Keywords:linux embedded system image processing edge detection目录第一章绪论 (1)1.1 数字图像处理概述 (1)1.2 数字图像处理现状分析 (5)1.3 本文章节简介 (8)第二章图像处理理论 (8)2.1 图像信息的基本知识 (8)2.1.1 视觉研究与图像处理的关系 (8)2.1.2 图像数字化 (10)2.1.3 图像的噪声分析 (10)2.1.4 图像质量评价 (11)2.1.5 彩色图像基本知识 (11)2.2 图像变换 (13)2.2.1 离散傅里叶变换 (13)2.2.2 离散沃尔什-哈达玛变换（DWT-DHT） (20)2.2.3 离散余弦变换（DCT） (21)2.2.4 离散图像变换的一般表达式 (23)2.3 图像压缩编码 (24)2.3.1 图像编码的基本概念 (24)2.4 图像增强和复原 (24)2.4.1 灰度变换 (24)2.4.2 图像的同态增晰 (26)2.4.3 图像的锐化 (27)2.5 图像分割 (27)2.5.1 简单边缘检测算子 (27)2.6 图像描述和图像识别 (28)第三章需求分析 (28)3.1 系统需求分析 (28)3.2 可行性分析 (28)3.3 系统功能分析 (29)第四章概要设计 (29)4.1 图像采集 (30)4.2 图像存储 (31)4.3 图像处理（image processing） (31)4.4 图像显示 (32)4.5 网络通讯 (32)第五章详细设计 (32)5.1 Linux嵌入式系统的构建 (33)5.1.1 启动引导程序的移植 (33)5.1.2 Linux内核移植 (33)5.1.3 根文件系统的移植 (34)5.2 图像处理功能的实现 (34)5.2.1 彩色图像的灰度化 (34)5.2.2 灰度图的直方图均衡化增强 (35)5.2.3 图像二值化 (35)5.2.4 边缘检测 (36)第六章调试与维护 (36)附录 A (37)参考文献 (43)致谢 (44)第一章绪论1.1 数字图像处理概述数字图像处理(Digital Image Processing)又称为计算机图像处理，它是指将图像信号转换成数字信号并利用计算机对其进行处理的过程。

嵌入式Linux2.6内核启动流程)

Linux内核形成之阳早格格创做(国嵌)L1．解压缩2．初初化3．开用应用步调Linux内核开用过程（国嵌）—控造解压缩）Start:.type start,#function.rept 8mov r0, r0.endrb 1f.word 0x016f2818 @ Magic numbers to help the loader.word start @ absolute load/run zImage address.word _edata @ zImage end address1: mov r7, r1 @ save architecture ID mov r8, r2 @ save atags pointer那也标记着u-boot将系统真足的接给了OS，bootloader死命终止.之后代码正在133止会读与cpsr并推断是可处理器处于supervisor模式——从u-boot加进kernel，系统已经处于SVC32模式；而利用angel加进则处于user模式，还需要特殊二条指令.之后是再次确认中断关关，并完成cpsr 写进mrs r2, cpsr @ get current modetst r2, #3 @ not user?bne not_angelmov r0, #0x17 @ angel_SWIreason_EnterSVCswi 0x123456 @ angel_SWI_ARMnot_angel:mrs r2, cpsr @ turn off interrupts toorr r2, r2, #0xc0 @ prevent angel from runningmsr cpsr_c, r2而后正在LC0天点处将分段疑息导进r0-r6、ip、sp等寄存器，并查看代码是可运止正在与链接时相共的目标天点，以决断是可举止处理.由于目前很罕见人不使用loader战tags，将zImage烧写到rom间接从0x0位子真止，所以那个处理是必须的（然而是zImage的头目前也死存了不必loader也可开用的本领）.arm架构下自解压头普遍是链接正在0x0天点而被加载到0x30008000运止，所以要建正那个变更.波及到r5寄存器存搁的zImage基天点r6战r12（即ip寄存器）存搁的got（global offset table）r2战r3存搁的bss段起止天点sp栈指针天点很简朴，那些寄存器统统被加上一个您也能猜到的偏偏移天点0x30008000.该天点是s3c2410相关的，其余的ARM 处理器不妨参照下表PXA2xx是0xa0008000IXP2x00战IXP4xx是0x00008000TI davinci DM64xx是0x80008000TI omap系列是0x80008000AT91RM/SAM92xx系列是0x20008000Cirrus EP93xx是0x00008000那些收配爆收正在代码172止开初的场合，底下只粘揭一部分add r5, r5, r0add r6, r6, r0add ip, ip, r0后里正在211止举止bss段的浑整处事not_relocated: mov r0, #01: str r0, [r2], #4 @ clear bssstr r0, [r2], #4str r0, [r2], #4str r0, [r2], #4cmp r2, r3blo 1b而后224止，挨开cache，并为后里解压缩树立64KB的临时malloc空间bl cache_onmov r1, sp @ malloc space above stack add r2, sp, #0x10000 @ 64k max 接下去238止举止查看，决定内核解压缩后的Image目标天点是可会覆盖到zImage头，如果是则准备将zImage头变化到解压出去的内核后里cmp r4, r2bhs wont_overwritesub r3, sp, r5 @ > compressed kernel size add r0, r4, r3, lsl #2 @ allow for 4x expansion cmp r0, r5bls wont_overwritemov r5, r2 @ decompress after mallocspacemov r0, r5mov r3, r7bl decompress_kernel真正在情况——正在大普遍的应用中，内核编译皆市把压缩的zImage战非压缩的Image链接到共样的天点，s3c2410仄台下即是0x30008000.那样干的佳处是，人们不必体贴内核是Image仍旧zImage，搁到那个位子真止便OK，所以正在解压缩后zImage头必须为真真的内核让路.正在250止解压完成，内核少度返回值存搁正在r0寄存器里.正在内核开端空出128字节的栈空间用，而且使其少度128字节对于齐.add r0, r0, #127 + 128 @ alignment + stackbic r0, r0, #127 @ align the kernel length 算出搬移代码的参数：估计内核开端天点并存搁于r1寄存器，需要搬移代码本去天点搁正在r2，需要搬移的少度搁正在r3.而后真止搬移，并树立佳sp指针指背新的栈（本去的栈也会被内核覆盖掉）add r1, r5, r0 @ end of decompressed kerneladr r2, reloc_startldr r3, LC1add r3, r2, r31: ldmia r2!, {r9 - r14} @ copy relocation code stmia r1!, {r9 - r14}ldmia r2!, {r9 - r14}stmia r1!, {r9 - r14}cmp r2, r3blo 1badd sp, r1, #128 @ relocate the stack搬移完成后刷新cache，果为代码天点变更了不克不迭让cache再掷中被内核覆盖的老天点.而后跳转到新的天点继承真止bl cache_clean_flushadd pc, r5, r0 @ call relocation code注意——zImage正在解压后的搬移战跳转会给gdb调试内核戴去贫苦.果为用去调试的标记表是正在编译是死成的，本去不知讲以去会被搬移到那边去，惟有正在内核解压缩完成之后，根据估计出去的参数“报告”调试器那个变更.以撰写本文时使用的zImage为例，内核自解压头沉定背后，reloc_start天点由0x30008360形成0x30533e60.故咱们要把vmlinux的标记表也相映的从0x30008000后移到0x30533b00开初，那样gdb便不妨精确的对于应源代码战呆板指令.随着头部代码移动到新的位子，不会再战内核的目标天点辩论，不妨开初内核自己的搬移了.此时r0寄存器存搁的是内核少度（庄重的道是少度中加128Byte的栈），r4存搁的是内核的手段天点0x30008000，r5是暂时内核存搁天点，r6是CPU ID，r7是machine ID，r8是atags天点.代码从501止开初reloc_start: add r9, r5, r0sub r9, r9, #128 @ do not copy the stackdebug_reloc_startmov r1, r41:.rept 4ldmia r5!, {r0, r2, r3, r10 - r14} @ relocate kernelstmia r1!, {r0, r2, r3, r10 - r14}.endrcmp r5, r9blo 1badd sp, r1, #128 @ relocate the stack接下去正在516止扫除并关关cache，浑整r0，将machine ID存进r1，atags指针存进r2，再跳进0x30008000真止真真的内核Imagecall_kernel: bl cache_clean_flushbl cache_offmov r0, #0 @ must be zeromov r1, r7 @ restore architecture numbermov r2, r8 @ restore atags pointermov pc, r4 @ call kernel内核代码出心正在arch/arm/kernel/head.S文献的83止.最先加进SVC32模式，并查询CPU ID，查看合法性msr cpsr_c, #PSR_F_BIT | PSR_I_BIT | SVC_MODE @ ensure svc mode@ and irqs disabledmrc p15, 0, r9, c0, c0 @ get processor idbl __lookup_processor_type @ r5=procinfo r9=cpuid movs r10, r5 @ invalid processor (r5=0)? beq __error_p @ yes, error 'p'接着正在87前进一步查询machine ID并查看合法性bl __lookup_machine_type @ r5=machinfomovs r8, r5 @ invalid machine (r5=0)? beq __error_a @ yes, error 'a'其中__lookup_processor_type正在linux-2.6.24-moko-linuxbj/arch/arm/kernel/head-common.S文献的149止，该函数尾将标号3的本质天点加载到r3，而后将编译时死成的__proc_info_begin假造天点载进到r5，__proc_info_end 假造天点载进到r6，标号3的假造天点载进到r7.由于adr 真指令战标号3的使用，以及__proc_info_begin等标记正在linux-2.6.24-moko-linuxbj/arch/arm/kernel/vmlinux.lds 而不是代码中被定义，此处代码不利害常曲瞅，念弄领会代码缘由的读者请耐性阅读那二个文献战adr真指令的证明.r3战r7分别死存的是共一位子标号3的物理天点（由于不开用mmu，所以目前肯定是物理天点）战假造天点，所以女者相减即得到假造天点战物理天点之间的offset.利用此offset，将r5战r6中死存的假造天点转化成物理天点__lookup_processor_type:adr r3, 3fldmda r3, {r5 - r7}sub r3, r3, r7 @ get offset between virt&physadd r5, r5, r3 @ convert virt addresses toadd r6, r6, r3 @ physical address space而后从proc_info中读出内核编译时写进的processor ID战之前从cpsr中读到的processor ID对于比，查看代码战CPU硬件是可匹配（念正在arm920t上运止为cortex-a8编译的内核？不让！）.如果编译了多种处理器收援，如versatile板，则会循环每种type依次考验，如果硬件读出的ID正在内核中找不到匹配，则r5置0返回1:ldmiar5, {r3, r4}@ value, maskandr4, r4, r9@ mask wanted bitsteqr3, r4beq2faddr5, r5, #PROC_INFO_SZ@ sizeof(proc_info_list)cmpr5, r6blo1bmovr5, #0@ unknown processor2:movpc, lr__lookup_machine_type正在文献的197止，编码要领与查看processor ID真足一般，请参照前段__lookup_machine_type:adrr3, 3bldmiar3, {r4, r5, r6}subr3, r3, r4@ get offset between virt&physaddr5, r5, r3@ convert virt addresses toaddr6, r6, r3@ physical address space1:ldrr3, [r5, #MACHINFO_TYPE]@ get machine typeteqr3, r1@ matches loader number?beq2f@ foundaddr5, r5, #SIZEOF_MACHINE_DESC@ nextmachine_desccmpr5, r6blo1bmovr5, #0@ unknown machine2:movpc, lr代码回到head.S第92止，查看atags合法性，而后创造初初页表bl__vet_atagsbl__create_page_tables创造页表的代码正在218止，最先将内核起初天点-0x4000到内核起初天点之间的16K死存器浑0__create_page_tables:pgtblr4@ page table address/** Clear the 16K level 1 swapper page table*/movr0, r4movr3, #0addr6, r0, #0x40001:strr3, [r0], #4strr3, [r0], #4strr3, [r0], #4strr3, [r0], #4teqr0, r6bne1b而后正在234止将proc_info中的mmu_flags加载到r7ldrr7, [r10, #PROCINFO_MM_MMUFLAGS] @ mm_mmuflags正在242止将PC指针左移20位，得到内核第一个1MB空间的段天点存进r6，正在s3c2410仄台该值是0x300.接着根据此值存进映射标记movr6, pc, lsr #20@ start of kernel sectionorrr3, r7, r6, lsl #20@ flags + kernel basestrr3, [r4, r6, lsl #2]@ identity mapping完成页表树立后回到102止，为挨开假造天点映射做准备.树立sp指针，函数返回天点lr指背__enable_mmu，并跳转到linux-2.6.24-moko-linuxbj/arch/arm/mm/proc-arm920.S的386止，扫除I-cache、D-cache、write buffer 战TLB__arm920_setup:movr0, #0mcrp15, 0, r0, c7, c7@ invalidate I,D caches on v4mcrp15, 0, r0, c7, c10, 4@ drain write buffer on v4#ifdef CONFIG_MMUmcrp15, 0, r0, c8, c7@ invalidate I,D TLBs on v4#endif而后返回head.S的158止，加载domain战页表，跳转到__turn_mmu_on__enable_mmu:#ifdef CONFIG_ALIGNMENT_TRAPorrr0, r0, #CR_A#elsebicr0, r0, #CR_A#endif#ifdef CONFIG_CPU_DCACHE_DISABLEbicr0, r0, #CR_C#endif#ifdef CONFIG_CPU_BPREDICT_DISABLEbicr0, r0, #CR_Z#endif#ifdef CONFIG_CPU_ICACHE_DISABLEbicr0, r0, #CR_I#endifmovr5, #(domain_val(DOMAIN_USER, DOMAIN_MANAGER) | \domain_val(DOMAIN_KERNEL,DOMAIN_MANAGER) | \domain_val(DOMAIN_TABLE, DOMAIN_MANAGER)| \domain_val(DOMAIN_IO, DOMAIN_CLIENT))mcrp15, 0, r5, c3, c0, 0@ load domain access registermcrp15, 0, r4, c2, c0, 0@ load page table pointerb__turn_mmu_on正在194止把mmu使能位写进mmu，激活假造天点.而后将本去死存正在sp中的天点载进pc，跳转到head-common.S的__mmap_switched，至此代码加进假造天点的天下movr0, r0mcrp15, 0, r0, c1, c0, 0@ write control regmrcp15, 0, r3, c0, c0, 0@ read id regmovr3, r3movr3, r3movpc, r13正在的37止开初扫除内核bss段，processor ID死存正在r9，machine ID报存留r1，atags天点死存正在r2，并将统造寄存器死存到r7定义的内存天点.接下去跳进linux-2.6.24-moko-linuxbj/init/main.c的507止，start_kernel函数.那里只粘揭部分代码（第一个C谈话函数，做一系列的初初化）__mmap_switched:adrr3, __switch_data + 4ldmiar3!, {r4, r5, r6, r7}cmpr4, r5@ Copy data segment if needed1:cmpner5, r6ldrnefp, [r4], #4strnefp, [r5], #4bne1basmlinkage void __init start_kernel(void){char * command_line;extern struct kernel_param __start___param[], __stop___param[];smp_setup_processor_id();/** Need to run as early as possible, to initialize the* lockdep hash:*/lockdep_init();debug_objects_early_init();cgroup_init_early();local_irq_disable();early_boot_irqs_off();early_init_irq_lock_class();/** Interrupts are still disabled. Do necessary setups, then* enable them*/lock_kernel();tick_init();boot_cpu_init();page_address_init();printk(KERN_NOTICE);printk(linux_banner);setup_arch(&command_line);mm_init_owner(&init_mm, &init_task);setup_command_line(command_line);setup_per_cpu_areas();setup_nr_cpu_ids();smp_prepare_boot_cpu();/* arch-specific boot-cpu hooks */ /** Set up the scheduler prior starting any interrupts (such as the* timer interrupt). Full topology setup happens at smp_init() * time - but meanwhile we still have a functioning scheduler. *//** Disable preemption - early bootup scheduling is extremely * fragile until we cpu_idle() for the first time.*/preempt_disable();build_all_zonelists();page_alloc_init();printk(KERN_NOTICE "Kernel command line: %s\n", boot_command_line);parse_early_param();parse_args("Booting kernel", static_command_line, __start___param,__stop___param - __start___param,&unknown_bootoption);if (!irqs_disabled()) {printk(KERN_WARNING "start_kernel(): bug: interrupts were ""enabled *very* early, fixing it\n");local_irq_disable();}sort_main_extable();rcu_init();/* init some links before init_ISA_irqs() */early_irq_init();init_IRQ();pidhash_init();init_timers();hrtimers_init();softirq_init();timekeeping_init();time_init();sched_clock_init();profile_init();if (!irqs_disabled())printk(KERN_CRIT "start_kernel(): bug: interrupts were " "enabled early\n");early_boot_irqs_on();local_irq_enable();/** HACK ALERT! This is early. We're enabling the console before* we've done PCI setups etc, and console_init() must beaware of* this. But we do want output early, in case something goes wrong.*/console_init();if (panic_later)panic(panic_later, panic_param);lockdep_info();/** Need to run this when irqs are enabled, because it wants* to self-test [hard/soft]-irqs on/off lock inversion bugs* too:*/locking_selftest();#ifdef CONFIG_BLK_DEV_INITRDif (initrd_start && !initrd_below_start_ok &&page_to_pfn(virt_to_page((void *)initrd_start)) < min_low_pfn) {printk(KERN_CRIT "initrd overwritten (0x%08lx < 0x%08lx) - ""disabling it.\n",page_to_pfn(virt_to_page((void *)initrd_start)),min_low_pfn);initrd_start = 0;}#endifvmalloc_init();vfs_caches_init_early(); cpuset_init_early();page_cgroup_init();mem_init();enable_debug_pagealloc(); cpu_hotplug_init();kmem_cache_init(); debug_objects_mem_init(); idr_init_cache();setup_per_cpu_pageset(); numa_policy_init();if (late_time_init)late_time_init();calibrate_delay();pidmap_init();pgtable_cache_init();prio_tree_init();anon_vma_init();#ifdef CONFIG_X86if (efi_enabled)efi_enter_virtual_mode();#endifthread_info_cache_init();cred_init();fork_init(num_physpages);proc_caches_init();buffer_init();key_init();security_init();vfs_caches_init(num_physpages);radix_tree_init();signals_init();/* rootfs populating might need page-writeback */ page_writeback_init();#ifdef CONFIG_PROC_FSproc_root_init();#endifcgroup_init();cpuset_init();taskstats_init_early();delayacct_init();check_bugs();acpi_early_init(); /* before LAPIC and SMP init */ftrace_init();/* Do the rest non-__init'ed, we're now alive */rest_init();}tatic noinline void __init_refok rest_init(void)__releases(kernel_lock){int pid;kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS | CLONE_SIGHAND);numa_default_policy();pid = kernel_thread(kthreadd, NULL, CLONE_FS | CLONE_FILES);kthreadd_task = find_task_by_pid_ns(pid, &init_pid_ns); unlock_kernel();/** The boot idle thread must execute schedule()* at least once to get things moving:*/init_idle_bootup_task(current);rcu_scheduler_starting();preempt_enable_no_resched();schedule();preempt_disable();/* Call into cpu_idle with preempt disabled */cpu_idle();}static noinline int init_post(void){/* need to finish all async __init code before freeing the memory */async_synchronize_full();free_initmem();unlock_kernel();mark_rodata_ro();system_state = SYSTEM_RUNNING;numa_default_policy();if (sys_open((const char __user *) "/dev/console", O_RDWR, 0) < 0)printk(KERN_WARNING "Warning: unable to open aninitial console.\n");(void) sys_dup(0);(void) sys_dup(0);current->signal->flags |= SIGNAL_UNKILLABLE;if (ramdisk_execute_command) {run_init_process(ramdisk_execute_command);printk(KERN_WARNING "Failed to execute %s\n", ramdisk_execute_command);}/** We try each of these until one succeeds.** The Bourne shell can be used instead of init if we are* trying to recover a really broken machine.*/if (execute_command) {run_init_process(execute_command);printk(KERN_WARNING "Failed to execute %s. Attempting ""defaults...\n", execute_command);}run_init_process("/sbin/init"); 根文献系统下令run_init_process("/etc/init");run_init_process("/bin/init");run_init_process("/bin/sh");panic("No init found. Try passing init= option to kernel."); }。

Linux内核架构和工作原理详解

Linux内核架构和工作原理详解作用是将应用层序的请求传递给硬件，并充当底层驱动程序，对系统中的各种设备和组件进行寻址。

目前支持模块的动态装卸(裁剪)。

Linux内核就是基于这个策略实现的。

Linux 进程采用层次结构，每个进程都依赖于一个父进程。

内核启动init程序作为第一个进程。

该进程负责进一步的系统初始化操作。

init进程是进程树的根，所有的进程都直接或者间接起源于该进程。

virt/ ---- 提供虚拟机技术的支持。

Linux内核预备工作理解Linux内核最好预备的知识点：懂C语言懂一点操作系统的知识熟悉少量相关算法懂计算机体系结构Linux内核的特点：结合了unix操作系统的一些基础概念Linux内核的任务：1.从技术层面讲，内核是硬件与软件之间的一个中间层。

作用是将应用层序的请求传递给硬件，并充当底层驱动程序，对系统中的各种设备和组件进行寻址。

2.从应用程序的层面讲，应用程序与硬件没有联系，只与内核有联系，内核是应用程序知道的层次中的最底层。

在实际工作中内核抽象了相关细节。

3.内核是一个资源管理程序。

负责将可用的共享资源(CPU时间、磁盘空间、网络连接等)分配得到各个系统进程。

4.内核就像一个库，提供了一组面向系统的命令。

系统调用对于应用程序来说，就像调用普通函数一样。

内核实现策略：1.微内核。

最基本的功能由中央内核（微内核）实现。

所有其他的功能都委托给一些独立进程，这些进程通过明确定义的通信接口与中心内核通信。

2.宏内核。

内核的所有代码，包括子系统（如内存管理、文件管理、设备驱动程序）都打包到一个文件中。

内核中的每一个函数都可以访问到内核中所有其他部分。

目前支持模块的动态装卸(裁剪)。

Linux内核就是基于这个策略实现的。

哪些地方用到了内核机制？1.进程（在cpu的虚拟内存中分配地址空间，各个进程的地址空间完全独立;同时执行的进程数最多不超过cpu数目）之间进行通信，需要使用特定的内核机制。

《深度探索Linux系统虚拟化：原理与实现》记录

《深度探索Linux系统虚拟化：原理与实现》阅读随笔目录一、内容描述 (2)1.1 虚拟化的概念 (3)1.2 Linux系统虚拟化的背景 (4)二、Linux系统虚拟化原理 (6)2.1 虚拟化技术的基本原理 (7)2.2 Linux系统虚拟化的关键实现技术 (9)三、Linux系统虚拟化实现方法 (10)3.1 KVM虚拟化技术 (12)3.2 Xen虚拟化技术 (13)3.3 VMware虚拟化技术 (15)3.4 QEMU/KVM混合虚拟化技术 (16)四、Linux系统虚拟化实例分析 (17)4.1 CentOS系统虚拟化实践 (18)4.2 Ubuntu系统虚拟化实践 (19)五、Linux系统虚拟化性能优化 (21)5.1 硬件资源优化 (23)5.2 软件资源优化 (24)5.3 系统配置优化 (25)六、Linux系统虚拟化安全问题及防范措施 (27)6.1 虚拟化环境下的安全隐患 (28)6.2 安全防护策略与工具 (29)七、总结与展望 (31)7.1 本书总结 (32)7.2 未来发展趋势 (33)一、内容描述在科技飞速发展的时代，虚拟化技术已成为信息技术领域的重要组成部分。

《深度探索Linux系统虚拟化：原理与实现》为我们系统、全面地揭示了Linux系统虚拟化的奥秘。

本书的内容描述涵盖了虚拟化技术的理论基础、实现方法和实践应用，是学习和掌握Linux系统虚拟化技术的理想读物。

本书介绍了虚拟化的基本概念和原理，包括虚拟化的定义、分类、发展历程以及其在云计算、大数据等领域的应用。

通过对虚拟化技术的原理进行深入剖析，帮助读者理解虚拟化技术的基本思想和工作机制。

本书详细阐述了Linux系统虚拟化的实现方法。

包括系统虚拟化的关键组件、技术细节以及实现流程。

通过对KVM、Xen等主流虚拟化技术的讲解，使读者了解Linux系统虚拟化的技术实现和实际应用。

还介绍了虚拟化管理的相关工具和技术，如Docker容器技术等。

基于Xenomai及RTnet的PMU数据集中器的实现方案

基于Xenomai及RTnet的PMU数据集中器的实现方案摘要：pmu（相量测量装置）数据集中器是电力系统实时动态监测系统的重要组成部分，为电力系统的安全稳定运行提供全面的数据信息采集、整理、分析功能，极大提高电力系统的监控水平和稳定运行水平。

该文分析了数据集中器的功能特点，阐述了实施基于xenomai及rtnet的linux扩展技术在pmu数据集中器中的研究，提出了基于xenomai及rtnet的数据集中器的实现方案。

关键词：pmu；数据集中器；实时操作系统；xenomai；rtnet中图分类号：tp393 文献标识码：a 文章编号：1009-3044（2013）08-1975-05基于同步相量测量及现代通讯技术的广域测量系统（wams）实现了对广域电网运行状态的实时动态监测[1-2]，该系统的监测内容包括电压及电流相量、功率、机组出力、发电机内电势和功角、系统频率、频率变化以及重要的开关状态，是实现电网全局稳定控制的基础。

广域测量系统由调度端的wams主站及厂站端的子站系统构成，其中子站系统主要由多台pmu装置和数据集中器构成。

数据集中器负责采集多台pmu装置的实时测量数据、离线文件及事件，并按不同主站的要求组织数据通过tcp连接传给相应的主站。

由于广域测量系统对子站有较高的性能要求，pmu数据集中器必须具备低延时，高速的数据通讯能力及高效的数据存储，分析能力。

目前各厂家使用的pmu数据集中器，为了达到广域测量实时动态监测系统的实时性要求，一般均采用vxworks或qnx等强实时操作系统以满足数据采集，通信处理等操作，此类操作系统价格昂贵，代码开发针对性强，通用性弱，开发出的模块独立性强，与其它功能很难结合，不易扩展，且单一的pmu数据集中器功能已经不满足一体化智能变电站多功能模块融合的需求[3]。

传统的linux操作使用普遍，代码二次开发性好，移植性强，对硬件适应性好，只是在实时性上与强实时操作系统有一定差距，因此本文提出了基于xenomai及rtnet的linux数据集中器实现方案，利用xenomai的实时任务调度能力及rtnet的实时数据通讯能力，实现对pmu装置上送数据的高效处理。

基于Xenomai的Linux实时性研究与实现

关键词：Ｌｉｎｕｘ；Ｘｅｎｏｍａｉ；嵌入式系统；实时性中图分类号：ＴＰ３１６．２文献标识码：Ａ文章编号：１００１ — ３８８１（２０１３）２２—１３０—３
ＲｅｓｅａｒｃｈａｎｄＩｍｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎｏｎＲｅａ１．ｔｉｍｅＰｅｒｆｏｒｍａｎｃｅｏｆＬｉｎｕｘＢａｓｅｄｏｎＸｅｎｏｍａｉ
Ａｂｓｔｒａｃｔ：Ａｓｆｏｒｔｈｅｈｉｇｈｅｒｒｅｑｕｉｒｅｍｅｎｔｔｏｒｅａｌ－ｔｉｍｅｅｍｂｅｄｄｅｄｓｙｓｔｅｍｓｉｎｉｎｄｕｓｔｒｙ，ｔｈｅｒｅａｌｔｉｍｅｄｅｆｉｃｉｅｎｃｙｏｆＬｉｎｕｘｓｙｓｔｅｍｗａｓ
内核解决方案。介绍了Ｘｅｎｏｍａｉ的基本架构和ＡＤＥＯＳ的基本原理，并构建了Ｘｅｎｏｍａｉ／Ｌｉｎｕｘ的运行环境。实验结果表明：
基于Ｘｅｎｏｍａｉ的Ｌｉｎｕｘ系统实时性得到了显著提高，能够完成工业中的硬实时性任务。
Ｇ０ＮＧＦａｙｕｎ．ＣＨＥＮＬｉｕｙａｎｇ，ＴＡＮＧＬｆＭｅｃｈａｎｉｃａｌＥｎｇｉｎｅｅｒｉｎｇ，ＨｕｂｅｉＵｎｉｖｅｒｓｉｔｙｏｆＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，ＷｕｈａｎＨｕｂｅｉ４３００６８，Ｃｈｉｎａ）

Xenomai的应用

$#cd xenomai-2.4.4 prepare-kernel.sh的使用方法如下 prepare-kernel.sh –linux=<linux-srctree> -adeos=<adeos-patch> --arch=<target-arch> linux-srctree为内核源码包的路径，假定linux源码包解压在/opt/EmbedSky/linux-2.6.25.8/ adeos-patch为adeoes补丁的名称，包括路径,这里为linux-2.6.25版本的adeos补丁，其路径和名称为：/opt/EmbedSky/xenomai2.4.4/ksrc/arch/arm/patches/adeos-ipipe-2.6.25arm-1.9-02.patch

内核模式延迟测试
xenomai编程
NAtive API 简单用户层实时多任务编程

实时驱动编写参照xenomai-2.4.4的ex-prefix的目录下，也就使在xenomai-2.4.4目录下创建一个 Install的目录，并将结果放在此目录下。 $# make $# make install

make install后

交叉编译后动态库

交叉编译后测试工具
将这些动态库拷贝到开发板的/lib目录下将测试工具拷贝到开发板的/bin目录下即可对xenomai进行测试

（2）打完补丁后，到内核源码目录下运行make menuconfig命令，进入到内核配置界面，可发现多了一项 Real-time sub-system --->选项在此选项下有多个选项

基于Xenomai的实时嵌入式Linux操作系统的构建

基于Xenomai的实时嵌入式Linux操作系统的构建韩守谦;裴海龙;王清阳【期刊名称】《计算机工程与设计》【年(卷),期】2011(032)001【摘要】In order to facilitate in the ARM platform to build embedded real-time linux operating system, to find a simple and efficient method to reform the standard linux, using PXA270 of ARM XScale series as hardware platform, using xenomai to transform the standard linux kernel to the real-time, a real-time embedded linux operating system based xenomai is built, and some experimentations for testing the real-time indicators of user-mode processes and kernel-mode processes of this system are designed. The results of these experimentations show that, the embedded real-time linux operating system based on xenomai has a good user-mode real-time and excellent kernelmode real-time, and respectively they can be used by the soft real-time tasks and the hard real-time tasks.%为了便于在ARM平台构建嵌入式实时Linux操作系统,设计了一种简单高效的实时化Linux方案.采用ARMXScale系列中的PXA270作为硬件平台,利用Xenomai实时化方案改造标准Linux内核,构建基于Xenomai的实时嵌入式操作系统,并设计实验测试系统用户态程序与内核态程序的实时性指标.实验结果表明,基于Xenomai的实时嵌入式Linux 操作系统具有良好的用户态实时性和优秀的内核态实时性,可分别用于实时性要求不高的软实时任务和实时性要求很高的硬实时任务.【总页数】4页(P96-98,102)【作者】韩守谦;裴海龙;王清阳【作者单位】华南理工大学,自动化科学与工程学院,广东,广州,510641;华南理工大学,自动化科学与工程学院,广东,广州,510641;华南理工大学,自动化科学与工程学院,广东,广州,510641【正文语种】中文【中图分类】TP316.2【相关文献】1.基于Xenomai实时Linux的北斗/GPS导航接收机 [J], 邱文添;王峰;王家燃;利传迈;汪进;李学易2.基于Xenomai/Linux实时调度算法研究 [J], 王兵;刘晓江;王波;徐旭东3.基于Xenomai的Linux数控系统实时性改造研究 [J], 谢文彬;殷红梅;张钦4.基于Xenomai的嵌入式数控系统实时性实现探究 [J], 蒋旭辉5.基于Xenomai/Linux实时调度算法研究 [J], 王兵;刘晓江;王波;徐旭东因版权原因，仅展示原文概要，查看原文内容请购买。

嵌入式平台EtherCAT主站的实现

嵌入式平台EtherCAT主站的实现王惠娇【摘要】针对PC在Windows平台上EtherCAT主站帧周期较长且不稳定性问题,提出使用基于ARM Cotex-M7内核的STM32F767作为硬件平台的EtherCAT主站的实现方法.首先,分析了RT-LAB的开源EtherCAT主站SOEM1.3.1软件架构;其次,对STM32F767以太网设备驱动进行优化,并抛弃了对操作系统的依赖,将SOEM1.3.1移植到STM32F767平台下;最后,采用500 μs插补周期,使用6台三洋公司R系列伺服驱动器和伺服电机作为从站设备,测试周期同步位置(CSP)模式下对6个伺服轴的位置控制,验证嵌入式平台的EtherCAT主站的实现的有效性.实验结果表明,与PC机Windows非实时平台帧周期150～2000μs相比,在嵌入式平台上过程数据的帧周期稳定在68μs±1μs.证明216 MHz下的ARM平台经过适当的软件优化,完全有能力作为EtherCAT主站使用,并提供100 μs以下级别的实时性,为工业自动化、物联网及其他领域提供了一种更加简单轻便的EtherCAT工业现场总线主站平台.【期刊名称】《计算机应用》【年(卷),期】2018(038)0z1【总页数】5页(P165-169)【关键词】EtherCAT;现场总线;STM32F767;嵌入式平台;自动化控制【作者】王惠娇【作者单位】郑州大学信息工程学院,郑州450001【正文语种】中文【中图分类】TP29;TP393.110 引言随着工业自动化在国内的迅速发展,工业现场总线EtherCAT由于具有网络拓扑简单多样、高速可靠等优点得到广泛重视和应用。

郇极等[1]对EtherCAT技术进行了分析；文献[2]表明,EtherCAT在Linux平台上使用PDO(Process Data Object)通信方式,在标准位置模式PP(Profile Position)下控制3个伺服轴,控制周期在250 μs,文献[3]证明使用EtherCAT支持的SoE协议实现主从站之间的通信,报文平均接收时间为370 μs；文献[4]证明在 Xenomai-Linux 实时 Linux 系统下实现EtherCAT主站,插补周期2 ms,帧周期约70 μs。

LinuxCNC入门指南说明书

Getting Started V2.8.1, 2020-11-29 The LinuxCNC Team该手册正在编写中。

如果您能够在编写，编辑或者图片准备上为我们提供帮助，联系文档编写团队任何成员，或加入我们团队。

许可证的副本包含在标题为“GNU Free Documentation License”中。

LINUX®是Linus Torvalds在美国和其他国家/地区的注册商标。

注册商标Linux®是根据来自Linux商标协会（LMI）分许可证使用， LMI是Linus Torvalds的独家许可持有人，全球范围内商标的所有者。

LinuxC NC项目不属于Debian®。

Debian是公益软件公司（Software in the Public Interest，Inc.）拥有的注册商标，Linux C N C项目不属于UBUNTU®。

B NT是科能软件有限公司（C anonical Limited）拥有的注册商标。

关于LinuxCNC软件•LinuxCNC（增强型机器控制器）是一个软件系统，用于机床（例如铣床和车床），机器人（例如puma 和scara）以及其他最多9轴的计算机控制器。

•LinuxCNC是开源代码的免费软件。

当前版本的LinuxCNC完全根据GNU通用公共许可证和次要GNU通用公共许可证（GPL和LGPL）获得许可•LinuxCNC提供：◦图形用户界面（实际上是几个界面可供选择）◦G代码的解释器（RS-274机床编程语言）◦具有超前的实时运动调度系统◦底层机器电子设备（例如传感器和电机驱动器）的操作◦易于使用的"面包板"层，可为您的机器快速创建独特的配置◦可通过梯形图编程的软件PLC◦使用Live-CD轻松安装•不提供工程图（CAD-计算机辅助设计）或从工程图生成G代码（CAM-计算机自动化制造）的功能。

第15课 Xenomai的应用

内核模式延迟测试
xenomai编程
NAtive API 简单用户层实时多任务编程

实时驱动编写参照xenomai-2.4.4的example的rtdm

2.给内核源码打补丁，打上ADOES （Adaptive Domain Environment for Operating System）补丁，使linux内核源码包具有ADOES管理功能和实时为内核功能。具体步骤如下：（1）.到解压好的xenomai-2.4.4的目录下，可以看到 scripts脚本目录，在此目录下有一shell脚本prepare-kernel.sh 使用此脚本，可实现相应版本的xenomai 的补丁打到相应版本的--build=i686-pc-linux-gnu -host=arm-linux --enable-armmach=s3c2410 -prefix=/opt/EmbedSky/xenomai2.4.4/Install --with-adeospatch=/opt/EmbedSky/xenomai2.4.4/ksrc/arch/arm/patches/adeos-ipipe2.6.25-arm-1.9-02.patch --enable-posixauto-mlockall --enable-smp –enable-debug
第15课
Xenomai的实现
xenomai移植
如何使用Xenomai Linux内核源码包：linux2.6.25 Xenomai源码包：Xenomai2.4.4 通过打补丁的形式，将ADEOS补丁打入内核具体参见Xenomai源码包的README文档打好补丁之后配置内核，编译内核。然后编译Xenomai包，测试。 Xenomai编程实例

几类常用的Xenomai 原生API

几类常用的Xenomai 原生API：1、任务管理Xenomai 本身提供的一系列多任务调度机制，主要有以下一些函数：intrt_task_create (RT_TASK *task, const char *name, int stksize, int prio, intmode) ; 任务的创建；int rt_task_start(RT_TASK *task, void(*entry)(void *cookie), void *cookie) ; 开始任务调度；intrt_task_suspend (RT_TASK *task); 挂起任务；intrt_task_delete (RT_TASK *task) ; 删除任务；intrt_task_set_periodic (RT_TASK *task, RTIME idate, RTIME period) ;设置任务运行周期；intrt_task_wait_period (unsigned long *overruns_r) ;挂起任务到下个周期再运行；intrt_task_set_priority (RT_TASK *task, int prio);设置任务优先级；2、内存堆服务intrt_heap_create (RT_HEAP *heap, const char *name, size_t heapsize, int mode) 创建一个内存堆空间或一个共享内存片段；intrt_heap_delete (RT_HEAP *heap) 删除一个内存堆空间或一个共享内存片段；int rt_heap_bind(RT_HEAP *heap, const char *name, RTIME timeout) 绑定共享内存空间；intrt_heap_unbind (RT_HEAP *heap) 接触共享内存空间的绑定；3、信息管道服务intrt_pipe_create (RT_PIPE *pipe, const char *name, int minor, size_t poolsize) 创建通讯管道；intrt_pipe_delete (RT_PIPE *pipe) 删除通讯管道；ssize_t rt_pipe_receive (RT_PIPE *pipe, RT_PIPE_MSG **msgp, RTIME timeout) 从管道接受一条信息；ssize_trt_pipe_send (RT_PIPE *pipe, RT_PIPE_MSG *msg, size_t size, int mode) 向管道发送一条信息；Xenomai 在实时内核之上还提供了多组API 模拟多种不同的实时操作系统和编程规范，包括POSIX、VxWorks 和RTAI 等。

openeuler操作系统大纲

一、引言随着信息技术的飞速发展，操作系统作为计算机软件的核心，对于计算资源的管理和应用程序的运行起着至关重要的作用。

在过去的几十年里，Linux操作系统逐渐成为了开源世界的领头羊，受到了广泛的关注和使用。

而openeuler作为Linux操作系统的一种变体，近年来也备受关注并逐渐成为了行业的热点。

二、openeuler操作系统介绍1. openueler的由来openueler是Linux操作系统的一种变体，由我国电子科技集团公司（CESC）发起并推动，旨在构建一个开放、创新的企业级操作系统，并为各种应用场景提供高质量的服务和支持。

它融合了全球各地的技术创新与经验，致力于为用户提供稳定、高效、安全的操作系统环境。

2. openueler的特点- 开放性：openueler采用开放的开发模式，允许全球开发者参与其中，共同打造更加完善的产品。

- 创新性：openueler注重技术创新，不断引入最新的技术理念和工程实践，以适应不断变化的需求。

- 企业级：openueler专注于企业级应用，提供稳定、高效、安全的操作系统环境，并为各种应用场景提供全面的支持。

三、openeuler操作系统架构1. 内核层：openeuler采用Linux内核，具有良好的稳定性和可靠性，支持各种硬件设备和驱动。

2. 基础组件层：openeuler包含了各种基础组件，如GNU工具链、C库、Shell等，用于构建基本的操作系统环境。

3. 应用层：openeuler支持各种应用程序的运行，包括数据库、Web服务器、容器化评台等，满足各种企业级应用场景的需求。

四、openeuler操作系统的应用领域1. 云计算：openeuler适用于云计算评台的构建和部署，提供高效、稳定的基础设施支持。

2. 大数据：openeuler支持各种大数据处理框架和分布式存储系统，为企业提供高性能的数据处理能力。

3. 容器化：openeuler与Docker、Kubernetes等容器化评台兼容，为企业提供灵活、高效的应用部署和管理方式。

一种基于IGH开源框架改进的EtherCAT通信主站方法及系统[发明专利]

(19)国家知识产权局(12)发明专利申请(10)申请公布号 (43)申请公布日 (21)申请号 202210325650.8(22)申请日 2022.03.30(71)申请人合肥哈工图南智控机器人有限公司地址 236000 安徽省合肥市经济技术开发区宿松路3963号智能装备科技园C区3栋304(72)发明人刘鹏飞　郭龙　张绍维　杨健　(74)专利代理机构合肥市浩智运专利代理事务所(普通合伙) 34124专利代理师朱文振(51)Int.Cl.H04L 12/40(2006.01)H04L 41/0663(2022.01)H04L 41/0803(2022.01)H04J 3/06(2006.01)(54)发明名称一种基于IGH开源框架改进的EtherCAT通信主站方法及系统(57)摘要本发明提供一种基于IGH开源框架改进的EtherCAT通信主站方法及系统包括：以预设版本的内核数据实时扩展Linux实时操作系统并配置系统内核；根据所述IGH主站中的从站Sync0信号启动时间原理设置启动时间机制数据；根据预设周期参数修改所述启动时间机制数据中的时间偏移量START_OFFSET，并根据所述时间机制数据获取并以预置防丢包逻辑处理Sync0启动时间及SM2‑sync0间隔，据以获取防丢包时间数据，以预置从站同步逻辑处理所有所述从站，以使不同所述从站的所述Sync0启动时间相差整数倍DC周期时间；在构建好的所述Linux实时操作系统上重新编译所述IGH主站；功能扩展所述IGH主站并对所述IGH主站进行双实时周期切换。

解决了通信稳定性不足、主站同步时间和用户控制周期正相关的技术问题。

权利要求书3页说明书8页附图2页CN 114666185 A 2022.06.24C N 114666185A1.一种基于IGH开源框架改进的EtherCAT通信主站方法，其特征在于，所述方法包括：S1、以预设版本的内核数据实时扩展Linux实时操作系统并配置系统内核；S2、IGH主站修改编译，包括：S21、根据所述IGH主站中的从站Sync0信号启动时间原理设置启动时间机制数据；S22、根据预设周期参数修改所述启动时间机制数据中的时间偏移量START_OFFSET，并根据所述时间机制数据获取并以预置防丢包逻辑处理Sync0启动时间及SM2‑sync0间隔，据以获取防丢包时间数据，以预置从站同步逻辑处理所有所述从站，以使不同所述从站的所述Sync0启动时间相差整数倍DC周期时间；S3、在构建好的所述Linux实时操作系统上重新编译所述IGH主站；S4、功能扩展所述IGH主站并对所述IGH主站进行双实时周期切换，包括：S41、初始化所述IGH主站并配置从站，启动所述IGH主站；S42、开启双实时周期,调用xenomai中实时接口，并开启1ms周期线程rt_task_thread_ op和用户自定义的控制周期线程rt_task_thread；S43、根据所述1ms周期线程rt_task_thread_op和所述用户自定义的控制周期线程rt_ task_thread进行双实时周期下的数据交互操作、功能开发操作及周期切换。

【原创】xenomai内核解析--xenomai与普通linux进程之间通讯XDDP（三）。。。

【原创】xenomai内核解析--xenomai与普通linux进程之间通讯XDDP（三）。

前⾯两篇⽂章我们看了xddp在xenomai内核⾥涉及的数据结构、RTDM对于协议类实时设备的管理⽅式，以及实时端创建⼀个XDDP通道后（xddp必须由实时端来创建），实时端与⾮实时端是如何联系起来的，本⽂从linux端打开创建好的xddp通道开始，来详细看整个通讯过程。

⽬录1.概述前⾯两篇⽂章我们看了xddp在xenomai内核⾥涉及的数据结构、RTDM对于协议类实时设备的管理⽅式，以及实时端创建⼀个XDDP通道后（xddp必须由实时端来创建），实时端与⾮实时端是如何联系起来的。

以上⼯作做好后，下⾯可以进⾏数据交互了，本⽂从linux端打开创建好的xddp通道开始，来详细看整个通讯过程。

1. 实时端创建xddp socket，通过bind指定socket使⽤的端⼝号，或者给socket设置⼀个label，端⼝号⾃动分配。

实时与⾮实时通过socke使⽤的端⼝号来关联，在linux端，端⼝号即xnpip设备的次设备号。

2. 通过指定端⼝通讯时，linux通过直接读写xnpipe设备(/dev/rtpN,N为端⼝号)来通讯。

使⽤label时，由于实时端端⼝号为⾃动分配，所以只能linux端只能通过读写⽂件/proc/xenomai/registry/rtipc/xddp/%s来通讯，%s为通讯使⽤的label。

3. ⾮实时向实时端发送数据：通讯过程中，由于xnpipe可看做⼀个全双⼯设备，有两个数据链表，命名以实时端为主，inq表⽰接收数据报链表(NRT->RT)，outq为发送数据报链表(RT->NRT)。

对于linux端，每次发送的数据都作为⼀个数据报节点插⼊到链表inq尾,实时端读取时从链表头取数据，符合FIFO。

4. 实时向⾮实时发送数据，分三种数据：不带标识的数据包会作为⼀个单独的数据报节点插⼊链表outq尾。

Nucleus操作系统-实时内核介绍

Nucleus操作系统－实时内核介绍第二章Nucleus PLUS内核介绍2．1 Nucleus PLUS应用开发综述2．1．1 开发调试环境嵌入式实时应用程序的开发基于宿主机系统。

IBM PC 和UNIX 工作站都是典型的宿主机系统。

一般来说，应用程序都是运行在分离的计算机系统上被目标系统调用。

然而，IBM PC系统并不遵循上述规则，因为它既可以作为Nucleus PLUS 应用程序的主机，也可为目标机为其服务。

运行在IBM PC系统上的应用程序以EXE 文件的形式存在。

针对目标系统的调试软件通常包括ICE 仿真工具和TRM（目标仿真）工具。

ICE仿真工具给工程师提供了完全控制和了解目标系统硬件状况的工具，特别是在校验新硬件时尤为有用。

但是，考虑到开发工具成本问题和ICE时有的使用局限性，许多项目采用TRM调试。

TRM 就是一个运行在目标系统（通常为ROM）上的小型的软件组件。

TR M 提供包括下载、下断点和内存入口服务。

ICE 和TRM 都有宿主系统控制。

这通常由串口来完成。

2．1．2使用Nucleus PLUSNucleus PLUS被设计成C库的形式使用。

使用内部应用程序软件的服务从Nucleu s PLUS 库文件取出并且组合成应用程序目标文件来生成最终的映像文件。

此映像文件可以下载到目标系统或是存放到目标系统ROM 中。

使用Nucleus PLUS 的步骤被描述成下列通用的方式：1) 如果有必要，修改低级系统初始化文件，INT.S。

注：这些文件通常以汇编语言形式交货并且它的的扩展是指定的开发工具。

2) 定义Application_Initialize 函数，Nucleus PLUS 启动系统时它优先运行。

注意NUCLEUS.H 文件必须包含以至于能被Nucleus PLUS 服务调用。

3) 定义应用程序任务。

如果用到Nucleus PLUS 服务，文件NULCUES.H 必须被包含。

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基于内核2.6和xenomai构建实时linux操作系统摘要：Linux是一类Unix计算机操作系统的统称。

Linux操作系统的内核的名字也是“Linux”。

Linux操作系统也是自由软件和开放源代码发展中最著名的例子。

本文主要论述在linux操作系统下安装XENOMAI实时软件。

要在已安装的linux 操作系统上重新编译内核并且把XENOMAI的安装文件打到内核补丁上去。

最后能够在新编译的内核中运行XENOMAI这个软件，得到实时性的数据。

关键词：linux；xenomai；编译内核；实时系统第一章嵌入式实时操作系统1.1嵌入式实时操作系统的简介嵌入式操作系统是以应用为中心、以计算机技术为基础、软件硬件可剪裁、功能、可靠性、成本、体积、功耗严格要求的专用计算机系统。

而嵌入式实时操作系统是当外界事件或数据产生时，能够接受并以足够快的速度予以处理，其处理的结果又能在规定的时间之内来控制生产过程或对处理系统做出快速响应，并控制所有实时任务协调一致运行的嵌入式操作系统。

随着计算机技术的迅速发展和芯片制造工艺的不断进步，嵌入式系统的应用日益广泛：从民用的电视、手机等电路设备到军用的飞机、坦克等武器系统，到处都有嵌入式系统的身影。

在嵌入式系统的应用开发中，采用嵌入式实时操作系统（简称RTOS）能够支持多任务，使得程序开发更加容易，便于维护，同时能够提高系统的稳定性和可靠性。

这已逐渐成为嵌入式系统开发的一个发展方向。

1.2 嵌入式实时操作系统发展历史从1981年Ready System发展了世界上第1个商业嵌入式实时内核（VRTX32），到今天已经有近20年的历史。

20世纪80年代的产品还只支持一些16位的微处理器，如68k,8086等。

这时候的RTOS还只有内核，以销售二进制代码为主。

当时的产品除VRTX外，还有IPI公司的MTOS和80年代末ISI 公司的PSOS。

产品主要用于军事和电信设备。

进入20世纪90年代，现代操作系统的设计思想，如微内核设计技术和模块化设计思想，开始渗入RTOS领域。

老牌的RTOS厂家如Ready System（在1995年与Microtec Research合并），也推出新一代的VRTXsa实时内核，新一代的RTOS厂家Windriver推出了Vxwork。

另外在这个时期，各家公司都有力求摆脱完全依赖第三方工具的制约，而通过自己收购、授权或使用免费工具链的方式，组成1套完整的开发环境。

例如，ISI公司的Prismt、著名的Tornado(Windriver)和老牌的Spectra(VRTX开发系统)等。

1.3 Linux内核Linux是最受欢迎的自由电脑操作系统内核。

它是一个用C语言和汇编语言写成，符合POSIX标准的类Unix操作系统。

Linux最早是由芬兰黑客林纳斯.托瓦兹（Linus B. Torvalds）为尝试在英特尔x86架构上提供自由免费的类Unix 操作系统而开发的。

该计划开始于1991年，林纳斯·托瓦兹当时在Usenet新闻组comp.os.minix登载帖子，这份著名的帖子标示着Linux计划的正式开始。

在计划的早期有一些Minix黑客提供了协助，而今天全球无数程序员正在为该计划无偿提供帮助。

技术上说Linux是一个内核。

“内核”指的是一个提供硬件抽象层、磁盘及文件系统控制、多任务等功能的系统软件。

一个内核不是一套完整的操作系统。

一套基于Linux内核的完整操作系统叫作Linux操作系统，或是GNU/Linux。

1.4 Ubuntu简介Ubuntu是一个以桌面应用为主的Linux操作系统，其名称来自非洲南部祖鲁语或豪萨语的“ubuntu”一词（译为吾帮托或乌班图），意思是“人性”、“我的存在是因为大家的存在”，是非洲传统的一种价值观，类似华人社会的“仁爱”思想。

Ubuntu基于Debian发行版和GNOME桌面环境，与Debian的不同在于它每6个月会发布一个新版本。

Ubuntu的目标在于为一般用户提供一个最新的、同时又相当稳定的主要由自由软件构建而成的操作系统。

Ubuntu具有庞大的社区力量，用户可以方便地从社区获得帮助。

第二章ubuntu操作系统的安装2.1 虚拟机的安装作为linux的初学者，自己电脑上安装硬件版的ubuntu风险太大，很多硬件配置都不太熟悉，对自己的电脑保护起到不利效果。

所以，本文中的操作系统是在虚拟机上进行安装的，虚拟机可以供初学者尝试之用，运行错误不必担心，让初学者可以迅速掌握基本操作方法。

我们选择网上应用广泛的Vmware软件。

上创建新的虚拟机如图1所示。

点击Create a New Virtual Machine来创建新的虚拟机。

图2-1虚拟机界面1)一次进行如下安装。

图2-2 虚拟机安装虚拟机模式选择custom（advanced），选择要进行安装的系统为ubuntu。

2）设置虚拟机安装位置图2-3虚拟机安装位置这里我取虚拟机器的名字为Ubuntu，安装目录为E:\linux。

3）对虚拟机进行配置图2-4 对虚拟机进行配置这里对虚拟机配置时，选择内存为1G，这个可以根据自己电脑的内存大小来自行配置；选择的磁盘空间为20G，因为这里我进行只是进行内核的编译，不需要那么大的磁盘空间，防止运行虚拟机是计算机太卡；再进行进程配置和网络配置，网络配置选择和主机网络相同，比秒运行时出现网络修改时，虚拟机上操作系统无法连接网络。

配置完的结果如图2-5所示。

图2-5虚拟机配置的结果2.2 操作系统Ubuntu的安装虚拟机的安装毕竟不是本次实验的重点，它只是一个运行条件。

下面重点介绍ubuntu的安装过程。

U buntu可以下载它的镜像文件iso，虚拟机可以提供便捷安装。

我采用的是ubuntu-12.04-desktop-i386.iso中文版。

建议第一次安装选择中文版，可以理解很多基本语句。

如果熟悉系统架构之后再装换英文版。

1）安装界面图2-6 安装初始界面2）对20G硬盘进行分盘操作。

这是自己给自己装系统重要一步，可以对计算机进一步了解。

选择/boot 为100M空间，swap 为2G的交换空间，剩余供以后配置需要。

图2-7 磁盘的分区2）选择系统的语言，这里选择的语言为英语。

3）选择操作系统的时区，这里采用默认的中国（重庆）的时间。

图2-8选择时区4）选择输入法。

这里采用默认的英文输入法。

图2-9 选择输入法5）填写用户名和登入时的密码，如图10所示。

图2-10 填写用户名和密码6）开始进行安装ubuntu，大概30分钟即可。

界面中出现该版本ubuntu的优秀功能介绍。

图2-11 ubuntu安装进行中7）完成上面的设计后，就可以进行系统的安装，上述设计的结果如下图所示。

图2-12 系统界面第三章实时内核的编译和安装3.1 下载linux内核Linux的内核的版本非常多，内核可以在官网上直接下载，都是开源的，官网的地址是。

登录后如/下图所示：图3-1 网站下载实时图对内核进行实时补丁安装时，要特别注意版本的问题。

例如xenomai-2.6.38安装压缩文件，解压之后进入目录/ksrc/arch/x86/patches中可以可到，它所兼容的内核版本主要有linux-2.6.38.8或者linux-2.6.37/6，所以再去衡量下载的linux 内核版本。

经过多方测试失败之后，我选择xenomai-2.5.5.1补丁压缩文件，在可以免费下载。

L inux内核版本为linux-2.6.35.7，在可以免费下载。

3.2 辅助库及开发工具的安装编译内核之前，要对系统编译内核的工具和可能用到的库进行安装。

首先，由于系统本身并没有Xenomai实时内核安装过程的所需的库及开工具，故执行图3-2横线所示的命令的更新系统软件库，接下来安装build-essential 和libncurses5-dev库，如图下所示。

其中build-essential是C语言的开发包，其中包含了gcc，make，gdb和libc库等许多工具。

libncurses5-dev提供字符终端处理库，包括面板和菜单，在此安装的这些库是系统用来在显示器上显示文本的。

例如libncurses5-dev会在内核的“make menuconfig”进程中应用到。

图3-2 下载安装build-essential图3-3 下载安装libnucurses5-dev3.3 linux内核打实时补丁打实时补丁利用xenomai-2.6.1/scripts/prepare_kernel.sh下的脚本进行打补丁的，使用的语句是：cd /usr/src/xenomai-2.6.1$scripts/prepare-kernel.sh但是，在打补丁之前必须安装打补丁工具包，不然运行上述语句会出现错误。

安装打补丁工具包的语句为下面所示：sudo apt-get install kernel-package图3-4 内核打实时补丁语句打上实时软件的补丁后，我们可以看到如何所示图3-5 补丁打完之后效果编译了，但是在编译前需要进行相关的设置，输入下面的命令：#make menuconfig我们就打开内核的配置界面，如下图所示：图3-6 进行编译前的内核设置这里我对内核部分配置主要进行下面部分的修改（1）Processor type and features->中央处理器（CPU）类型及特性，根据自己电脑CPU类型，进行配置。

（2）Power management and ACPI options->电源管理选项，电源启动运行延时很长，这是为了增加实时性，删掉一些不必要选项。

如ACPI、改变CPU主频来达到省电目的。

还可以删除一些选项，但是由于自己对内核还不是很了解，所以其他选项都采用默认形式，在对内核更加了解的情况下，应该还可以配置出更加实时的内核。

3.4 编译内核首先利用cd /usr/src/linux-2.6.38.8进入linux目录下，然后利用命令：Make-kpkg clean 清除以前编译生成的垃圾文件，如果你是第一次编译，可以不用运行这条命令。

运用语句sudo make图3-7 开始编译图3-8 编译进行中图3-8 编译过程出现问题图3-9 编译失败boot空间不足整个编译过程花了三四个小时，由于我的电脑装的是虚拟机比一般双系统的电脑要慢很多，而且在运行过程中经常有警告出现进一步减慢的编译速度。

编译完之后，在文件夹/usr/src/中并没有生成两个deb文件包，但在/usr/src/linux-2.6.35.7文件夹中生成的bz2Image镜像文件。

尽管如此，整个编译过程还是失败的。

图3-10 生成的bz2Image镜像文件经过了很长时间的调试依然没能发现错误，不仅换了ubuntu版本，内核也换了数次，依然有这个问题出现。