了解 RHEL for Real Time

实时处理器内核是物理中央处理单元(CPU)，它执行机器代码。套接字是处理器和计算机的主板之间的连接。套接字是处理器所放入的主板上的位置。有两组处理器：

在设计实时环境时，请注意可用内核数、内核之间的缓存布局以及核心如何进行物理连接。

当有多个内核可用时，请使用线程或进程。在不使用这些构造的情况下编写程序，一次在单个处理器上运行。多核平台通过将不同的内核用于不同类型的操作来提供优势。

使用 tuna 命令行工具(CLI)，您可以确定缓存布局并将交互的线程绑定到核心，以便它们共享缓存。缓存共享通过确保相互排除原语（mutex、condition 变量或类似数据）来减少内存故障，数据结构使用相同的缓存。

现在，许多硬件厂商在内核和内存（称为非统一内存访问(NUMA)架构）之间提供透明的互连网络。

NUMA 是一个在多处理中使用的系统内存设计，内存访问时间取决于与处理器相关的内存位置。使用 NUMA 时，处理器可以比非本地内存快访问自己的本地内存，如处理器或处理器共享内存或内存。在 NUMA 系统中，了解互连拓扑有助于设置在相邻内核上经常通信的线程。

taskset 和 numactl 实用程序决定 CPU 拓扑。taskset 定义没有 NUMA 资源（如内存节点和 numactl ）的 CPU 关联性，控制进程和共享内存的 NUMA 策略。

需求分页与页面交换的分页系统类似。系统在需要或 CPU 需求时，载入二级内存中存储的页面。程序生成的所有内存地址都通过处理器中的地址转换机制。然后，地址将从进程特定虚拟地址转换为物理内存地址。这称为虚拟内存。转换机制中的两个主要组件是页表和翻译缓冲区(TLBs)

带有分配的物理地址的页表条目被称为常驻工作集。当操作系统需要释放其他进程的内存时，它可以从常驻工作集交换页面。在交换页面时，对此页面内的虚拟地址的任何引用都会产生页面错误，并导致页面重新分配。

当系统在物理内存上极低时，交换进程会启动到thrash，这会持续从进程中传输页面，并且永远不会允许进程完成。您可以通过在 /proc/vmstat 文件中查找 pgfault 值来监控虚拟内存统计信息。

TLB 在参考的本地原则上运行。这意味着，如果代码在很长一段时间内一直保留在一个内存区域（如循环或调用相关功能），则 TLB 引用避免了地址转换的主内存。这可显著加快处理时间。

在编写确定性和快速代码时，请使用可保持参考位置的功能。这意味着使用循环而不是递归。如果 recursion 不可避免，请将递归调用放在函数的末尾。这称为 tail-recursion，这使得代码在相对较小的内存区域工作，并避免从主内存调用表转换。

RHEL for Real Time 通过将物理内存分成多个块，然后将内存映射到虚拟内存。当进程需要未映射或在内存中不再可用的特定页面时，会实时发生故障。因此，当 CPU 需要时，故障这意味着页面不可用。当进程遇到页面错误时，所有线程都会冻结，直到内核处理这个错误。解决此问题的方法有多种，但最好的解决方案可能是调整源代码以避免页面错误。

实时，当应用程序显示性能时，检查 /proc/ 目录中与页面错误相关的进程信息是很有帮助的。对于特定的进程标识符(PID)，您可以使用 cat 命令查看 /proc/PID/stat 文件以了解以下相关条目：

以下示例演示了使用 cat 命令和 管道 功能查看页面错误，以只返回 /proc/PID/stat 文件的第二个、10 和 twelfth 行：

# cat /proc/3366/stat | cut -d\ -f2,10,12
  (bash) 5389 0

在示例输出中，PID 3366 的进程是 bash，它有 5389 次要页面错误，也没有主要页面错误。

RHEL for Real Time memory lock (mlock （)）系统调用可启用调用进程锁定或解锁指定的地址空间。这可防止 Linux 分页锁定的内存以 swap 空间。将物理页面分配给页表条目后，对该页面的引用相对较快。mlock（） 系统调用有两个组： mlock（） 和 munlock（） 调用。

mlock（） 和 munlock（） 系统调用锁定并解锁特定进程地址页面。成功时，指定范围内的页面会保持在内存中常驻，直到 munlock（） 解锁页面。

mlock （） 和 munlock （） 调用以下参数：

成功时，mlock（） 和 munlock（） 返回 0。如果出现错误，则返回 -1 并设置 errno 来指示错误。

mlockall（） 和 munlockall（） 调用锁定或解锁整个程序空间。

内存锁定页面会基于页进行，而不是堆栈。这意味着，如果两个动态分配的内存片段共享相同的页被调用 mlock（） 或 mlockall（） 锁定两次，则由一个调用将其解锁为 munlock（） 或 munlockall（）。因此，务必要了解应用程序解锁的页面，以防止双锁定或单一锁定问题。

减少双锁定或单一锁定问题的两个最常用的方案是：

用于 Real Time 的 RHEL 称为动态共享对象(DSO)，是预编译代码块的集合，称为功能。这些功能可在多个程序中重复使用，并在运行时加载或编译时间。

Linux 支持以下两个库类：

ld.so 动态链路器加载程序所需的共享库，然后执行代码。然后，DSO 功能会通过映射到进程的地址空间来加载内存中的库，多个进程可以引用对象。您可以使用 LD_BIND_NOW 变量，将动态库配置为编译时加载。

在程序初始化前评估符号可以提高性能，因为如果内存页面位于外部磁盘上，则在运行时评估可能会导致延迟。

在 RHEL for Real Time 中，共享内存是在多个进程间共享的内存空间。使用程序线程时，在一个进程上下文中创建的所有线程都可以共享相同的地址空间。这使得所有数据结构都可以被线程访问。通过 POSIX 共享内存调用，您可以将进程配置为共享地址空间的一部分。

您可以使用以下支持的 POSIX 共享内存调用：

在实时中，level-signaled 中断使用提供自愿转换的专用中断行。设备控制器通过断言中断请求行上的信号来引发中断。中断行发送两个标记中的一个来代表二进制 1 或二进制 0。

当中断信号被行发送时，它会一直处于该状态，直到 CPU 重置为止。CPU 执行状态保存、捕获中断并分配中断处理程序。中断处理程序决定了中断的原因，通过执行必要的服务清除中断，同时恢复设备的状态。级别签名的中断更为可靠，并且支持多个设备，尽管它们比较复杂。

在实时中，许多系统都使用消息签名中断(MSI)，它将信号发送为数据包或基于消息的电网上的专用消息。这种总线的常见示例是 Peripheral Component Interconnect Express (PCI Express 或 PCIe)。这些设备传输消息类型，PCIe 主机控制器将解析为中断消息。然后，主机控制器将 上的消息发送到 CPU。

在实时（根据硬件）中，PCIe 系统执行以下操作之一：

在实时中，PCIe 系统还可在传统模式下操作，在实施传统中断行以便支持旧操作系统或引导 Linux 内核时，在内核命令行中使用 pci=nomsi 选项 pci=nomsi。

在实时中，不可屏蔽中断是系统中标准中断的硬件中断无法忽略。NMI 的优先级高于掩码中断。NMI 会出现信号，注意不可恢复的硬件错误。

在实时中，某些系统也使用 NMI 作为硬件监控器。当处理器收到 NMI 时，它会立即调用向中断向量指向的 NMI 处理程序来处理 NMI。如果满足某些条件，如在指定长度后不会触发中断，NMI 处理程序会向警告发出一个警告，并提供有关问题的调试信息。这有助于识别和防止系统锁定。

实时中断是硬件中断，通过在中断掩码注册位设置位来忽略这些中断。CPU 可以在关键处理期间暂时忽略可屏蔽中断。

实时，系统管理中断(SMI)提供扩展功能，如传统的硬件设备仿真，也可用于系统管理任务。smis 与不可屏蔽中断(NMI)相似，它们使用特殊的用电信号处理行，通常不可屏蔽。当发生 SMI 时，CPU 会进入系统管理模式(SMM)。在这个模式中，执行特殊的低级处理程序来处理 SMI。SMM 通常直接从系统管理固件提供，通常是 BIOS 或 EFI。

实时 SMI 最常用于提供传统硬件模拟。常见的例子是减少磁盘驱动器。如果没有附加 diskette 驱动器，操作系统会尝试访问磁盘，并触发 SMI。在这种情况下，处理器通过模拟设备提供操作系统。然后，操作系统将仿真视为旧设备。

在实时中，SMI 可能会对系统造成负面影响，因为它们无需直接参与操作系统。编写较差的 SMI 处理例程可能会消耗大量 CPU 时间，操作系统可能无法抢占处理程序。这可以在其他精心调整后创建定期高延迟，并会响应高度响应的系统。由于供应商可以使用 SMI 处理程序来管理 CPU 温度和 fan 控制，因此可能无法禁用它们。在这种情况下，您必须使用这些中断通知问题的供应商。

在实时中，您可以使用 hwlatdetect 程序隔离 SMI。它包括在 rt-tests 软件包中。这个实用程序测量 SMI 处理期间 CPU 使用的时间周期。

Intel 公司开发的高级可编程中断控制器(APIC)提供以下功能：

实时 APIC 代表一系列设备和技术，它们以可扩展、可管理的方式生成、路由和处理大量硬件中断。它使用内置于每个系统 CPU 中的本地 APIC 的组合，以及多个直接连接到硬件设备的输入/输出 APIC。

在实时时，当硬件设备生成中断时，连接的 I/O APIC 会检测到并路由系统 APIC 总线到特定 CPU 的中断。操作系统知道 IO-APIC 连接到设备，并在该设备中中断行。高级配置和电源接口相关系统描述表(ACPI DSDT)包含有关主机系统的主板和外围程序组件和设备特定连接的信息，以及设备提供有关可用中断源的信息。两组数据一起提供整体中断层次结构的信息。

RHEL for Real Time 支持使用层次结构中连接的系统 APIC 基于 APIC 的中断管理策略，并通过负载均衡的方式向 CPU 提供中断，而不是针对特定 CPU 或一组 CPU。

实时进程在最简单的方面是执行中的程序。术语进程指的是一个独立地址空间，可能包含多个线程。当开发在一个地址空间中运行的多个进程的概念时，Linux 转向了一个与另一个进程共享地址空间的进程结构。这也可以正常工作，只要进程数据结构比较小。

UNIX® 风格的进程构造包含：

实时中，每个进程通过一个线程启动，通常称为父线程。您可以使用 fork（） 系统调用从父线程创建额外的线程。fork （） 创建新的子进程，与父进程相同，但新进程标识符除外。子进程独立于创建进程运行。父进程和子进程可以同时执行。fork （） 和 exec （） 系统调用之间的区别在于，fork （） 启动一个新进程，它是父进程的副本，exec （） 将当前进程替换为新进程镜像。

在实时中，fork （） 系统调用在成功时返回子进程的进程标识符，父进程返回非零值。在错误时，它会返回错误编号。

实时，一个进程中可以存在多个线程。进程的所有线程共享其虚拟地址空间和系统资源。线程是一个可调度的实体，其中包含：

在实时中，以下是创建并行性的潜在机制：

在对实时线程进行分叉前，您必须评估组件交互级别。当组件独立于另一个或交互时，创建新地址空间并将其作为新进程运行是有益的。当组件需要共享数据或经常通信时，在一个地址空间中运行线程会更高效。

实时中，fork （） 系统调用在成功时返回零值。在错误时，它会返回错误编号。

在多处理器系统中发现的时钟源的多个实例，如非统一内存访问(NUMA)和 Symmetric 多进程(SMP)，在其自行交互，以及响应系统事件的方式，如 CPU 频率扩展或进入能源数，决定它们是否适合实时内核的时钟源。

首选时钟源是时间戳计数器(TSC)。如果 TSC 不可用，则高精度事件计时器(HPET)是第二个最佳选择。但是，并非所有系统都有 HPET 时钟，而有些 HPET 时钟可能不可靠。

如果没有 TSC 和 HPET，其他选项包括 ACPI Power Management Timer(ACPI_PM)、Programmable Interval Timer(PIT)和 Real Time Clock(RTC)。最后两个选项对于读取或具有低分辨率（时间粒度）很昂贵，因此与实时内核一起使用是更理想的选择。

POSIX 是用于实施和表示时间源的标准。您可以将 POSIX 时钟分配给应用程序，而不影响系统中的其他应用程序。这与内核选择并在系统中实施的硬件时钟不同。

用于读取给定 POSIX 时钟的功能是 clock_gettime（），它在 < time.h& gt; 中定义。kernel counterpart to clock_gettime（） 是一个系统调用。当用户进程调用 clock_gettime（） 时：

但是，上下文从用户应用程序切换到内核具有 CPU 成本。尽管这种成本很低，但如果操作重复了数以千倍，但成本数量会给应用程序的整体性能造成影响。为了避免上下文切换到内核，因此可以更快地读取时钟，对 CLOCK_MONOTONIC_COARSE 和 CLOCK_REALTIME_COARSE POSIX 时钟的支持。

使用 _COARSE 时钟变体执行的 clock_gettime（） 读取的时间无需内核干预，且完全在用户空间中执行。这会产生显著的性能。对 _COARSE 时钟读取的时间有毫秒(ms)解析，这意味着不会记录小于 1ms 的时间间隔。POSIX 时钟的 _COARSE 变体适合任何可容纳几秒时钟解析的应用程序。

以下代码演示了使用带有 CLOCK_MONOTONIC_COARSE POSIX 时钟的 clock_gettime（） 函数的代码示例：

#include <time.h>
main()
{
	int rc;
	long i;
	struct timespec ts;

	for(i=0; i<10000000; i++) {
		rc = clock_gettime(CLOCK_MONOTONIC_COARSE, &ts);
	}
}

您可以通过添加检查来验证 clock_gettime（） 的值，验证 rc 变量的值，或者确保 ts 结构的内容是可信的。

在实时中，线程的优先级高于正常的线程。策略具有调度优先级值，范围从最小值为 1 到最大 99 值。

以下策略对实时至关重要：

每个 SCHED_DEADLINE 任务都使用 句点、运行时和 期限 参数进行特征。这些参数的值是纳秒的整数。下表列出了这些参数。

默认情况下，进程可以实时运行任意 CPU。但是，您可以通过更改进程的关联性，将进程配置为在预先确定的 CPU 上运行。子进程继承其父进程的 CPU 相关性。

在系统中调优操作的实际情况是确定运行应用程序所需的内核数量，然后隔离这些内核。这可以通过 Tuna 工具或 shell 脚本修改位掩码值来实现。

可以使用 taskset 命令来更改进程的关联性，修改 /proc/ 文件系统条目会更改中断的关联性。使用 taskset 命令和 -p 或 --pid 选项，以及进程的进程标识符(PID)，检查进程的关联性。

-c 或 --cpu-list 选项显示内核的数字列表，而不是以位掩码形式显示。可以通过指定要绑定特定进程的 CPU 数量来设置关联性。例如，对于之前使用 CPU 0 或 CPU 1 的进程，您可以更改关联性，以便它只能在 CPU 1 上运行。除了 taskset 命令外，您还可以使用 sched_setaffinity （） 系统调用来设置处理器关联性。

内核的截止时间调度类(SCHED_DEADLINE)在截止时间前实施第一次调度程序(EDF)，用于有有限期限的任务。它根据作业截止时间排列任务优先级：最早的绝对截止时间。除了 EDF 调度程序外，截止时间调度程序还实施恒定带宽服务器(CBS)。CBS 算法是一个资源保留协议。

CBS 保证每个任务在每个句点 (T) 期间接收其运行时 (Q)。每次激活任务时，CBS 会重新填充任务运行时间。在作业运行过程中，它会消耗 其运行时，如果任务没有 运行时，则任务会被节流和调度。节流机制可防止单个任务运行超过其运行时，有助于避免其他作业的性能问题。

实时，为了避免在 截止时间 任务的情况下过载系统，截止时间调度程序 会实施验收测试，每次任务被配置为 使用截止时间调度程序 运行时运行。接受的测试会保证 SCHED_DEADLINE 任务不使用超过 kernel.sched_rt_runtime_us/kernel.sched_rt_period_us 文件（默认为 950 ms）的 CPU 时间。

mutex 从术语相互排除而出。相互排除对象同步对资源的访问。它是保证一个线程一次只能获取 mutex 的机制。

mutex 算法创建对每个代码的每个部分的串行访问，因此在任何时间点上只能有一个线程执行代码。Mutexes 使用称为 mutex 属性对象的属性对象来创建。它是一个抽象对象，其中包含几个取决于您选择的 POSIX 选项的属性。属性对象通过 pthread_mutex_t 变量定义。对象存储为 mutex 定义的属性。pthread_mutex_init (&my_mutex, &my_mutex_attr), pthread_mutexattr_setrobust （） 和 pthread_mutexattr_getrobust （） 功能返回 0。在错误时，它们会返回错误号。

在实时中，您可以保留属性对象来初始化同一类型的更多 mutexes，也可以清理(destroy)属性对象。mutex 在这两种情况下都不受影响。Mutexes 包括标准和高级 mutexes 类型。

非忙碌 mutext mutex 不会在手动发布前自动发布并保持锁定。

与其他线程同步方法相比，障碍以非常不同的方式运行。障碍定义代码中所有活动线程停止的点，直到所有线程和进程达到这一障碍为止。当运行的应用程序需要确保所有线程在执行前完成特定任务时，可以使用障碍。

barrier mutex 实时使用以下两个变量：

只有指定数量的线程数量达到定义的 barrier 时，barrier 才会设置状态。当 barrier 状态设置为 通过 时，线程和进程将继续进行。pthread_barrier_init （） 函数分配所需的资源以使用定义的 barrier 并使用 attr 属性对象引用的属性进行初始化。

当成功时，pthread_barrier_init （） 和 pthread_barrier_destroy （） 函数返回零值。在错误时，它们会返回错误号。

在实时中，条件变量(condvar)是一个 POSIX 线程构造，在继续前等待执行特定条件。通常，信号化条件与线程共享的数据状态相关。例如，condvar 可用于向处理队列发送数据条目，以及等待队列中处理该数据的线程。使用 pthread_cond_init （） 函数，您可以初始化条件变量。

当成功时，pthread_cond_init （）、pthread_cond_wait （） 和 pthread_cond_signal （） 函数返回零值。在错误时，它会返回错误编号。

下表列出了在编写或移植应用程序时需要考虑的 mutex 类。

下表列出了用于线程同步机制的功能

TCP_NODELAY socket 选项禁用 Nagle 的算法。使用 setsockopt socket API 功能配置 TCP_NODELAY，在各个数据包就绪时立即发送多个小的缓冲区写入。

通过在发送前先构建连续数据包，实现多个逻辑相关缓冲区作为单一数据包发送，从而获得更好的延迟和性能。或者，如果内存缓冲区在逻辑上关联但不连续，您可以创建 I/O 向量，并使用启用了 TCP_NODELAY 的套接字上的 writev 传递给内核。

以下示例演示了通过 setsockopt 套接字 API 启用 TCP_NODELAY。

int one = 1;
setsockopt(descriptor, SOL_TCP, TCP_NODELAY, &one, sizeof(one));

TCP_CORK 选项收集套接字中的所有数据数据包，并防止传输它们，直到缓冲区填充到指定的限值为止。这可让应用程序在内核中构建数据包，并在禁用 TCP_CORK 时发送数据。TCP_CORK 使用 setsocketopt（） 函数在套接字文件描述符上设置。在开发程序时，如果必须从文件中发送批量数据，请考虑使用带有 sendfile（） 函数的 TCP_CORK。

当各种组件在内核中构建逻辑数据包时，使用 setsockopt socket API 将其配置为 1 来启用 TCP_CORK。这称为"展开套接字"。如果相应时间没有删除 cork，则 TCP_CORK 可能会导致错误。

以下示例演示了通过 setockopt 套接字 API 启用 TCP_CORK。

int one = 1;
setsockopt(descriptor, SOL_TCP, TCP_CORK, &one, sizeof(one));

在一些环境中，如果内核无法识别何时删除 cork，您可以按如下方式手动删除它：

int zero = 0;
setsockopt(descriptor, SOL_TCP, TCP_CORK, &zero, sizeof(zero));

TCP_NODELAY 和 TCP_CORK 套接字选项可显著影响网络连接的行为。TCP_NODELAY 禁用在应用程序就绪后立即发送数据数据包来实现的 Nagle 的算法。使用 TCP_CORK，您可以一起传输多个数据数据包，两者之间没有延迟。

示例程序提供影响这些套接字选项的性能信息。

chrt 实用程序检查并调整调度程序策略和优先级。它可以启动具有所需属性的新进程，或更改正在运行的进程的当前属性。

chrt 实用程序采用 --pid 或 -p 选项指定进程 ID(PID)。

chrt 工具采用以下策略选项：

以下示例显示了指定进程的属性。

# chrt -p 468
pid 468’s current scheduling policy: SCHED_FIFO
pid 468’s current scheduling priority: 85

实时抢占是一种临时中断执行任务的机制，希望稍后恢复它。当优先级较高的进程中断 CPU 用量时，会发生它。抢占可以对性能产生负面影响，并且持续抢占可能会导致状态化，称为"垃圾箱"。当进程不断抢占且任何进程需要完全运行时，会出现这个问题。更改任务的优先级有助于减少非自愿抢占功能。

您可以通过查看 /proc/PID/status 文件的内容，其中 PID 是进程标识符，以检查在单个进程上发生的自愿和非自愿抢占。

以下示例显示了 PID 为 1000 的进程的抢占状态。

# grep voluntary /proc/1000/status
voluntary_ctxt_switches: 194529
nonvoluntary_ctxt_switches: 195338

实时进程使用一组不同的库调用来控制策略和优先级。该功能需要包含 sched.h 标头文件。必须在 sched.h 标头文件中定义 SCHED_OTHER、SCH_RR 和 SCHED_FIFO 的符号。

下表列出了为实时调度程序设置策略和优先级的功能。

sched_yield（） 函数专为处理器设计，以选择除运行中的进程以外的进程。当从编写较差的应用程序中发布时，这种类型的请求容易出错。

当在具有实时优先级的进程中使用 sched_yield（） 函数时，它会显示意外行为。调用 sched_yield（） 的进程移动到以相同优先级运行的进程的尾部。如果没有以相同的优先级运行其他进程，名为 sched_yield（） 的进程将继续运行。如果该进程的优先级很高，则可能会创建忙碌循环，从而使机器无法使用。

通常，不要在实时进程中使用 sched_yield（）。

getrusage（） 函数从指定的进程或其线程中检索重要信息。报告信息，例如：

getrusage（） 可让您查询应用程序，以提供与性能调优和调试活动相关的信息。getrusage（） 检索信息，否则需要从 /proc/ 目录中的几个不同文件进行目录，并且难以与应用上的特定操作或事件同步。

mlock （） 和 mlockall （） 实时系统调用锁定指定的端口范围，不允许该内存被分页。有两个 mlock （） 系统调用组：

mlock （） 系统调用在地址范围中调用锁定页面，从 addr 开始并继续获取 len 字节。当调用成功时，包含指定地址范围一部分的所有页面都会保留在内存中，直到稍后解锁。

使用 mlockall（），您可以将所有映射的页面锁定到指定的地址范围中。这些都是代码的页、共享内存、内存映射文件等。内存锁定不堆栈。这意味着，被多个调用锁定的任何页面将解锁指定的地址范围或具有单个 munlock（） 调用的整个区域。通过 munlockall（） 调用，您可以解锁整个程序空间。

特定范围中包含的页面的状态取决于 标志参数中的值。标志 参数可以是 0 或 MLOCK_ONFAULT。

内存锁定不会被通过 fork 继承，并在进程终止时自动删除。

实时 mlock （） 调用使用 addr 参数指定地址范围的开头，并使用 len 定义地址空间长度（以字节为单位）。alloc_workbuf （） 函数动态分配内存缓冲区并锁定它。内存分配由 posix_memalig （） 函数执行，以将内存区域与页面匹配。功能 free_workbuf （） 解锁内存区域。

要使用 mlockall （）和 munlockall （） 锁定和解锁实时内存，请将 标志 参数设置为 0 或恒定s: MCL_CURRENT 或 MCL_FUTURE。使用 MCL_FUTURE 时，将来的系统调用（如 mmap2 （）、sbrk2 （） 或 malloc3 （） ）可能会失败，因为它导致锁定的字节数超过允许的上限。

对于实时系统上的大型内存分配，内存分配(malloc)方法使用 mmap （） 系统调用来查找可寻址的内存空间。您可以通过在 标志 参数中设置 MAP_LOCKED 来分配和锁定内存区域。

作为 mmap（） 根据页分配内存，同一页面中没有两个锁定，这可以防止双锁定或单一锁定问题。

下表列出了 mlock（） 参数。

实时，taskset 命令有助于设置或检索正在运行的进程的 CPU 关联性。taskset 命令采用 -p 和 -c 选项。-p 或 --pid 选项会处理现有的进程，且不会启动新任务。-c 或 --cpu-list 指定了一个处理器数列表，而不是一个位掩码。这个列表可以包含多个项目，用逗号分开，以及一系列处理器。例如： 0,5,7,9-11。

您还可以使用实时 sched_setaffinity （） 系统调用来设置处理器关联性。

通过使用实时 cpusets 机制，您可以为 SCHED_DEADLINE 任务分配一组 CPU 和内存节点。在任务集中，包括使用任务的高和低 CPU，通过隔离 CPU 来运行高利用率任务，并在不同 CPU 集中调度较小的利用率任务，让所有任务能够满足分配的 运行时。