(Linux原理與結構)第五章時鐘管理

第五章 時

鐘

管

理第五章時鐘管理?5.1

時鐘管理系統(tǒng)組成結構?5.2

時鐘設備管理?5.3

計時器管理?5.4

周期性時鐘中斷?5.5

單發(fā)式時鐘中斷?5.6

變頻式周期性時鐘中斷1第五章 時

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管

理在所有的外部中斷中，時鐘中斷是最特別、最重要的一種。時鐘中斷驅動著操作系統(tǒng)中的時間與定時器，是系統(tǒng)中與時間相關的所有操作的基礎，是必須由操作系統(tǒng)內核處理的最基本的外部中斷。時鐘中斷來源于計算機系統(tǒng)中的時鐘設備。時鐘設備是一種特殊的外部設備，其主要作用是產生時鐘中斷。傳統(tǒng)的時鐘設備常用于產生周期性的時鐘中斷，被看作是計算機系統(tǒng)的心跳與脈搏。老版本的Linux在時鐘中斷處理中完成所有與時間相關的管理工作，包括計時與定時，未形成獨立的時鐘管理系統(tǒng)。1第五章 時

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管

理這種嵌入在中斷處理中的時鐘管理方案雖然簡單，但卻存在一些問題，如與時鐘設備硬件綁定過緊，難以維護；增加新的時鐘設備時需重寫管理程序，代碼重復量大；難以提供高精度定時、周期性時鐘中斷暫停等新型服務等，因而有必要對系統(tǒng)中的時鐘管理部分進行重新設計。2005年以后，隨著高精度時鐘設備的引入，出現(xiàn)了多種時鐘管理改進方案，這些方案被逐漸集成到了新的Linux版本中，逐步形成了獨立的時鐘管理系統(tǒng)。以時鐘管理系統(tǒng)為基礎，當前的Linux已可提供多種優(yōu)質的計時與定時服務。1第五章 時

鐘

管

理時鐘管理系統(tǒng)負責管理時鐘設備和計時器，處理系統(tǒng)中與時間相5關.的1

工時作。鐘Li管nux理中的系時統(tǒng)鐘管組理成系統(tǒng)結由構兩大部分組成，其基礎是時鐘設備管理和計時器管理，建立在該基礎上的是基于時間的服務，其組織結構如圖5.1所示。1第五章 時

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理圖5.1時鐘管理系統(tǒng)的組織結構1第五章 時

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管

理時鐘設備管理子系統(tǒng)負責管理系統(tǒng)中的時鐘設備，其中包含一個管理框架和一組通用操作，支持時鐘設備的注冊、選用、模式設置及時鐘中斷的處理。每一個時鐘設備都需要向該子系統(tǒng)注冊一個管理結構。時鐘設備可工作在周期中斷模式、高精度單發(fā)中斷模式或低精度單發(fā)中斷模式。但在一個特定的時間點上，一個時鐘設備只能工作一種中斷模式。計時器管理子系統(tǒng)負責管理系統(tǒng)中的計時器設備。系統(tǒng)中可能同時存在多種計時器設備，每一種計時器都需要注冊一個管理結構。以高精度計時器和時鐘設備為基礎，可為用戶提供更加精確、平滑的時間服務。1第五章 時

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理時鐘管理系統(tǒng)提供的服務包括時間管理(更新墻上時間并為用戶提供時間服務)、定時管理(管理各類定時器并為用戶提供定時服務)、進程賬務管理(統(tǒng)計進程的時間消耗信息并在需要時啟動進程調度)、負載管理(統(tǒng)計系統(tǒng)負載并進行必要的平衡)等。老版本的Linux僅提供了兩種定時器，即核心定時器和時間間隔定時器。新版本的Linux增加了一個管理框架，專門用于管理系統(tǒng)中的高精度定時器。核心定時器和時間間隔定時器可建立在周期性時鐘中斷之上，但高精度定時器只能建立在高精度單發(fā)式時鐘中斷之上。1第五章 時

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理單發(fā)式時鐘中斷僅在需要時產生，不需要時可以暫停。通過暫?？臻e處理器上的周期性時鐘中斷，可極大地減少時鐘中斷的次數(shù)，改善系統(tǒng)的節(jié)能效果。1第五章 時

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管

理PIT(Programmable

Interval

Timer)。目前的系統(tǒng)中通常配置有多種時鐘設備，如Local

APIC

Timer、HPET(HighPrecision

Event

Timer)、ACPI的電源管理定時器(PowerManagement

Timer)等。1早期的系統(tǒng)中5.只2有一時個鐘時鐘設設備備，管即理第五章 時

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管

理其中的PIT和HPET屬于全局時鐘設備，Local

APIC

Timer屬于局部時鐘設備。每類全局時鐘設備的配置量一般不會超過1個，但每個處理器都可能配置有自己的局部時鐘設備。全局時鐘設備所產生的時鐘中斷可以被遞交給系統(tǒng)中任意一個處理器，局部時鐘設備所產生的時鐘中斷僅會遞交給與之相連的處理器。時鐘設備通常支持兩種中斷模式。工作在周期(Period)模式的時鐘設備會產生周期性的時鐘中斷，工作在單發(fā)(One

shot)模式的時鐘設備每啟動一次僅會產生一個時鐘中斷。1第五章 時

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理5.2.1

時鐘設備管理結構1顯然，不同的時鐘設備具有不同的特性、不同的狀態(tài)和不同的操作方法。為了統(tǒng)一管理，Linux定義了結構clock_event_device用來描述時鐘設備，每種時鐘設備一個。結構clock_event_device中包含以下一些屬性域：時鐘設備特性features，如是否支持周期中斷模式、是否支持單發(fā)中斷模式、是否會在處理器睡眠(C3狀態(tài))時停止產生中斷、是否為啞設備等。設備當前中斷模式mode，如未用、已關閉、周期模式、單發(fā)模式等。第五章 時

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理下一次時鐘中斷發(fā)生時間next_event，僅用于單發(fā)中斷模式。next_event的取值范圍在min_delta_ns和max_delta_ns之間，單位為納秒。轉換關系mult和shift，用于時鐘中斷周期(納秒)和輸入脈沖數(shù)之間的相互轉換。通常情況下，時鐘設備在收

到多個輸入脈沖后會產生1個時鐘中斷。時鐘設備優(yōu)先級rating，值越大表示時鐘設備的優(yōu)先級越高。中斷請求號irq，是時鐘設備所產生的IRQ號。1第五章 時

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理(7)處理器位圖cpumask，描述該時鐘設備所服務的處理器集合。結構clock_event_device中還包含四個操作函數(shù)，用于實現(xiàn)時鐘設備的管理操作，其中set_mode用于設置時鐘設備的中斷模式，set_next_event用于設置時鐘設備的下一次中斷時間，broadcast用于將設備產生的時鐘中斷廣播給其它處理器，event_handler用于處理時鐘中斷。1第五章 時

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理Linux提供了兩個全局隊列用于管理時鐘設備，其中隊列clockevent_devices中包含所有已注冊且已被選用的時鐘設備，隊列clockevents_released中包含已注冊但未被選用的時鐘設備。指針global_clock_event指向當前使用的全局時鐘設備。傳統(tǒng)的時鐘設備通常工作在周期中斷模式，用以產生周期性的時鐘中斷。周期性時鐘中斷的頻率是操作系統(tǒng)中的一個重要參數(shù)，稱為HZ。1第五章 時

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理兩次時鐘中斷之間的時間間隔稱為1個滴答(tick)。在早期的版本中，HZ被設為100，即1秒鐘產生100次時鐘中斷，滴答值是10

ms。在新版本中，HZ被設為1000，即1秒鐘產生1000次時鐘中斷，滴答值是1

ms。新式的時鐘設備通常工作在單發(fā)中斷模式，不再依賴于周期性時鐘中斷，因而可以將HZ取消掉。1第五章 時

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理5.2.2

PIT設備1傳統(tǒng)的PIT由三個計數(shù)器組成，各計數(shù)器的初值由操作系統(tǒng)設定，并隨PIT的輸入脈沖而遞減，如圖5.2所示。PIT的三個計數(shù)器可獨立配置、獨立工作，支持周期和單發(fā)兩種中斷模式。若計數(shù)器工作在周期中斷模式，那么每當它的計數(shù)值減到0時，就會輸出一個脈沖，而后計數(shù)器會恢復初值，重新開始計數(shù)，因而會產生周期性的輸出脈沖。缺省情況下，第0號計數(shù)器工作在周期中斷模式，它的輸出脈沖會周期性地中斷處理器，因而常被稱為周期性時鐘中斷。第五章 時

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理圖5.2基于PIT的時鐘中斷1第五章 時

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理在計算機系統(tǒng)中，PIT設備的輸入頻率是1

193

182

Hz，即每秒1

193

182個輸入脈沖。當PIT工作在周期中斷模式時，它產生周期性時鐘中斷的頻率略大于Hz。當PIT工作在單發(fā)中斷模式時，可為它設定的下一次中斷時間應在12

571

ns(0xF個輸入脈沖)到27

461

862

ns(0x7FFF個輸入脈沖)之間。PIT是最基本的時鐘設備，其clock_event_device結構已被注冊到

clockevent_devices隊列中。1第五章 時

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理PIT內部有4個寄存器，分別是計數(shù)器0、計數(shù)器1、計

數(shù)器2和控制寄存器，其I/O端口號分別是0x40、0x41、0x42、0x43。通過操作PIT的I/O端口可以改變其中斷模式，如將PIT設為周期中斷模式并將第0號計數(shù)器的初值設為(1193

182+Hz/2)/Hz、將PIT設為未用或關閉模式以禁止它繼續(xù)產生時鐘中斷等。若PIT工作在單發(fā)中斷模式，通過設置它的第0號計數(shù)器的計數(shù)值可以設定它的下一次中斷時間。PIT的輸入頻率較低，且不夠規(guī)整，滴答值難以算得十分精確(略小)。在目前的計算機系統(tǒng)中，只有當HPET不可用時才會選用PIT。1第五章 時

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管

理5.2.3

HPET設備1HPET是一種高精度時鐘設備，其輸入時鐘的頻率不低于10

MHz。一個HPET由一個主計數(shù)器和最多32個Timer組

成，每個Timer中又包含一個比較器和一個匹配寄存器，如圖5.3所示。HPET的主計數(shù)器單調增長，每個輸入時鐘周期加1。比較器隨時比較主計數(shù)器的當前值與自己匹配寄存器的預定值，當發(fā)現(xiàn)兩者匹配時即請求產生中斷。如果Timer工作在周期中斷模式，那么每次中斷之后其匹配寄存器的值都會自動累加一個周期數(shù)(記錄在周期寄存器中)，因而可產生周期性的時鐘中斷。第五章 時

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理如果Timer工作在單發(fā)中斷模式，在產生中斷之后其匹配器的值不會自動調整，因而僅能產生一次性的時鐘中斷。HPET的每個Timer都可以獨立地產生中斷，其中的第0號Timer可用于替代PIT(連接到PIC的第0號管腳或I/O

APIC的第2號管腳)，第1號Timer可用于替代RTC的定時器(連接到PIC或I/O

APIC的第8號管腳)。1第五章 時

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理圖5.3

HPET組成結構1第五章 時

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理如果系統(tǒng)支持HPET，那么在ACPI的描述表中一定包含著有關HPET的描述信息，如其寄存器的物理基地址等。Linux在初始化時已經對HPET做了如下設置工作：(1)已將HPET的寄存器映射到了內核的線性地址空間。與PIT相比，HPET內部有更多的寄存器，如用于整體管理

的能力與ID寄存器、配置寄存器、中斷狀態(tài)寄存器、主計數(shù)寄存器等，用于各Timer自身管理的配置寄存器、匹配寄存器和中斷路由寄存器等。Linux用內存映射方式訪問

HPET的寄存器。1第五章 時

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理已對HPET的配置信息進行了合法性檢查。讀HPET的寄存器可獲得它的配置信息，如其中的計數(shù)器個數(shù)、主計數(shù)器的計數(shù)周期(以10-15s為單位)等。Linux假定HPET的主計數(shù)周期(輸入時鐘周期)應在0.1

ns～100

ns之間。已注冊了HPET的clock_event_device結構。當HPET工作在單發(fā)中斷模式時，可為它設定的下一次中斷時間應不小于5000

ns且不大于0x7FFFFFFF個主計數(shù)周期。1第五章 時

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理(4)已在數(shù)組hpet_devs中記錄了HPET中所有Timer的配置信息。除第0和第1號Timer之外，HPET的其它Timer可動態(tài)分配，用做其它目的。通過讀寫HPET的寄存器，可以對其進行以下操作：(1)啟/停HPET。整體配置寄存器的第0位是啟/停位，將其清0，可使整個HPET停止工作，將其置1，可使整個

HPET重新工作。(2)讀/寫主計數(shù)器。讀主計數(shù)器可獲得它的當前值，寫主計數(shù)器可以設置它的計數(shù)初值，如0。1第五章 時

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理(3)改變各Timer的中斷模式。如將某個Timer設為周期中斷模式并設置它的計數(shù)周期(頻率也是Hz)、將某Timer設為單發(fā)中斷模式并通過匹配寄存器設定它的下次中斷時間、將某個Timer設為未用或關閉模式以禁止它繼續(xù)產生中斷等。1第五章 時

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理5.2.4 Local

APIC設備1LocalAPIC

Timer位于LocalAPIC內部，是一種局部時鐘設備。與PIT和HPET不同，LocalAPICTimer沒有自己獨立的時鐘源，它的定時依據(jù)是處理器的總線時鐘。每個LocalAPICTimer內部至少包含三個寄存器，其中分頻寄存器用于設置Timer的計數(shù)頻率，實際是對處理器總線頻率的分頻。Local

APIC

Timer的實際計數(shù)頻率為總線頻率的1/2i(i=0～7)，i由分頻寄存器指定。初始計數(shù)器用于設置計數(shù)初值。第五章 時

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理當前計數(shù)器的初值來源于初始計數(shù)器，并按計數(shù)頻率遞減。當當前計數(shù)器的值遞減到0時，LocalAPIC

Timer產生中斷，并被遞交給與之相連的處理器，其中斷向量號為0xef。Local

APIC

Timer可工作在單發(fā)中斷模式和周期中斷模式中。當工作在單發(fā)模式時，當前計數(shù)器從初始計數(shù)器中獲得初值并開始遞減，當遞減到0時產生中斷，而后停止，等待下一次設置。當工作在周期模式時，當前計數(shù)器會自動從初始計數(shù)器重裝初值，反復計數(shù)，從而產生周期性的中斷。1第五章 時

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理Local

APIC

Timer可以被關閉，此時處理器僅能使用全局時鐘設備。Local

APIC

Timer也可以被啟用，此時處理器通常使用自己的局部時鐘設備。每個Local

APIC

Timer都要注冊自己的clock_event_device結構，注冊工作由處理器自己完成。Linux按16分頻設置Local

APICTimer，即每過16個總線時鐘周期Local

APICTimer的當前計數(shù)值才會減1。由于處理器的總線時鐘不是固定的，因而必須預先估算總線時鐘頻率或Local

APIC

Timer的計數(shù)頻率。1第五章 時

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理估算的依據(jù)是全局時鐘中斷，方法是讓系統(tǒng)延時100個滴答(100

ms)，記下其間當前計數(shù)器的計數(shù)差，從而估算出Local

APIC計數(shù)器的計數(shù)頻率和處理器的總線時鐘頻率。當LocalAPICTimer工作在單發(fā)中斷模式時，可為它設定的下一次中斷時間，即LocalAPIC的計數(shù)初值，應在0xF到0x7FFFFF之間。1第五章 時

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理改變Local

APIC

Timer的中斷模式需要設置Local

APIC局部中斷向量表中的LVTT和Timer的初始計數(shù)器，LVTT控制Timer的中斷模式(周期模式、單發(fā)模式)、中斷向量和中斷屏蔽等，初始計數(shù)器控制Timer的中斷頻率(周期模式)或下一次中斷時間(單發(fā)模式)。關閉Local

APIC

Timer的方法十分簡單，屏蔽它的中斷即可。特殊情況下，可以廣播一個Local

APIC

Timer的時鐘中斷，從而將其轉化成全局時鐘設備。方法是在局部時鐘中斷處理中，讓當前處理器通過IPI機制向其它處理器發(fā)送處理器間中斷，中斷向量號也是0xef。1第五章 時

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理15.2.5

當前時鐘設備由于系統(tǒng)中同時存在多種時鐘設備，因而不同的處理器可能選用不同的時鐘設備。Linux在PERCPU數(shù)據(jù)區(qū)中為每個處理器定義了一個結構變量tick_cpu_device(類型為tick_device)，用于記錄處理器當前使用的時鐘設備。每個處理器都需要選用一個時鐘設備，一個時鐘設備只能被一個處理器選用。struct

tick_device

{*evtdev;//mode;//中斷模struct

clock_event_device時鐘設備enum

tick_device_mode式};第五章 時

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理DEFINE_PER_CPU(struct

tick_device,tick_cpu_device);每當有新的時鐘設備注冊時，當前處理器都會進行檢查比對，決定是否需要更新自己的時鐘設備。檢查的范圍包括新注冊的時鐘設備和clockevents_released隊列中的所有空閑的時鐘設備。在下列條件下，處理器將更換時鐘設備：新設備能為本處理器提供時鐘中斷。處理器還未選用時鐘設備，或新時鐘設備的優(yōu)先級比已選用設備的優(yōu)先級高。如果處理器已經選用了時鐘設備，那么在下列情況下不用再進行更換：1第五章 時

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理新設備不能為本處理器提供時鐘中斷。處理器已選用了自己的局部時鐘設備。處理器已選用的時鐘設備支持單發(fā)中斷模式，但新時鐘設備不支持。處理器已選時鐘設備的優(yōu)先級比新設備的優(yōu)先級高。如果處理器決定選用或更換時鐘設備，它要進行如下處理：1第五章 時

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理如果處理器還未選用時鐘設備，則將新注冊的設備選為自己的周期性時鐘設備，即讓tick_cpu_device中的

evtdev指向新設備；如果處理器已選用過時鐘設備，則將老的時鐘設備設為未用模式，將其轉到clockevents_released隊列中，而后將新設備設為自己的時鐘設備，中斷模式與處理函數(shù)保持不變。如果選用的新設備不是當前處理器的局部時鐘設備

(全局時鐘設備)，則需要設置中斷控制器，讓其將新時鐘設備的中斷遞交給當前處理器。事實上，每個時鐘設備的中斷僅會遞交給一個處理器。1第五章 時

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理如果還未為時鐘中斷全局部分的處理工作指定處理器，則指定當前處理器。時鐘中斷的處理工作分成兩部分：全局部分負責處理影響系統(tǒng)全局的工作(如更新系統(tǒng)時間)，本地部分負責處理單個處理器內部的工作(如更新當前進程的時間片)。系統(tǒng)中只能有一個處理器負責全局部分的處理工作。設置時鐘設備的中斷處理函數(shù)。初始情況下，時鐘設備工作在周期中斷模式，其處理函數(shù)是

tick_handle_periodic。1第五章 時

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理如果該時鐘設備同時還是時鐘中斷的廣播設備，它的處理函數(shù)應是tick_handle_periodic_broadcast。(5)啟用新選用的時鐘設備。如果新選用的時鐘設備工作在周期中斷模式，還要設置它的中斷頻率，否則要設置它的下一次中斷時間。在系統(tǒng)初始化時，BSP負責注冊全局時鐘設備PIT和HPET，同時也會注冊自己的Local

APIC

Timer。由于LocalAPIC

Timer的優(yōu)先級比全局設備的優(yōu)先級高，因而只要BSP未禁用Local

APIC，它肯定會選用自己的局部時鐘設備。1第五章 時

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管

理在AP啟動過程中，它們也會注冊自己的Local

APIC

Timer，且會選用自己的局部時鐘設備。所以，正常情況下，處理器都會選用自己的局部時鐘設備，除非它的Local

APIC被禁用。如果處理器選用的是啞時鐘設備(不會產生時鐘中斷)，則要啟用廣播設備(HPET或PIT)。指針tick_broadcast_device指向廣播設備，位圖tick_broadcast_mask記錄需要接收時鐘中斷廣播的處理器。初始情況下，廣播設備也工作在周期中斷模式，其處理函數(shù)是tick_handle_periodic_broadcast。當廣播設備產生中斷時，其處理函數(shù)會將該中斷轉發(fā)給選用啞設備的處理器，所轉發(fā)的中斷號就是啞設備注冊的中斷向量號，如0xef。1第五章 時

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理傳統(tǒng)的計算機系統(tǒng)中僅有一個RTC和一個PIT，因而只1能以滴答為基礎5建.立3其計時間時管理器系統(tǒng)管。在理新的計算機系統(tǒng)中，除PIT之外，還配置有其它的計時設備，如HPET、TSC等，它們可以提供更小的計時單位、更高的計時精度和更新的計時方法。然而，多種共存的計時設備也增加了管理的復雜性。第五章 時

鐘

管

理為了統(tǒng)一起見，Linux將可以用來計時的設備抽象成計時器，并專門定義了結構clocksource(也叫timesource)來描述計時器。每個計時器都有定義自己的clocksource結構，其中包含如下一些屬性域：優(yōu)先級rating，值越大表示計時器的優(yōu)先級越高。轉換關系mult和shift，用于計時單位數(shù)與納秒數(shù)之間的互換，兩者之間的關系是mult=1個計時單位的長度(納秒)*2shift。對jiffies計時器，1個計時單位就是1個滴答。對HPET計時器，1個計時單位就是一個輸入脈沖周期。1第五章 時

鐘

管

理(3)操作函數(shù)，其中read和vread用于獲得計時器的當前

值，resume用于恢復計時器的運行，enable和disable用于開、關計時器等。計時器可動態(tài)地注冊、注銷，并可暫停、恢復。系統(tǒng)中所有已注冊的clocksource結構都被組織在鏈表clocksource_list中，高優(yōu)先級的在前，低優(yōu)先級的在后。指針curr_clocksource指向當前使用的計時器，通常是已注冊且優(yōu)先級最高的計時器。在系統(tǒng)運行過程中，當前計時器可以被改變。1第五章 時

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理在目前的Linux版本中，可用的計時器已有多種，包括基于jiffies的計時器、基于TSC的計時器、基于HPET的計時器等?；趈iffies的計時器是最傳統(tǒng)的計時器，它所計的是相對時間。Jiffies計時器建立在變量jiffies之上，或者說就是jiffies變量，其計時單位是滴答。如果系統(tǒng)使用的時鐘設備是PIT，時鐘中斷的頻率Hz是1000，那么一個滴答的長度約為999

847

ns，略小于106ns(1毫秒的納秒數(shù))。Jiffies計時器的read操作所讀出的是jiffies變量的當前值。1第五章 時

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理基于jiffies的計時器誤差較大，精度較低，而且會受時鐘中斷丟失的影響，因而其優(yōu)先級最低(為1)，通常僅用做備用計時器。如果系統(tǒng)中配置有HPET，系統(tǒng)會在使能它時注冊基于HPET的計時器。HPET的計時頻率是其主計數(shù)器的增長頻率，計時單位即是其輸入時鐘的周期(可以從HPET的寄存器中讀出)，不大于100

ns。因而HPET計時器的精度遠高于jiffies計時器，優(yōu)先級為250，也遠高于jiffies計時器。1第五章 時

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理HPET計時器建立在其主計數(shù)器之上，或者說就是HPET的主計數(shù)器。在啟用HPET時，其主計數(shù)器被清0，所以HPET計時器所計的也是相對時間。HPET計時器的read操作所讀出的是主計數(shù)器的當前值。TSC(Time

Stamp

Counter)是Intel處理器提供的一個時間戳計數(shù)器，該計數(shù)器在開機或RESET時清0，在處理器運行過程中單調增長。在較老的處理器上，每個內部處理器時鐘周期都會使TSC遞增；在新的處理器上，TSC可按固

定速率遞增。Intel提供了專門的指令RDTSC用于讀取TSC的當前值。1第五章 時

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理TSC的計時單位取決于處理器的時鐘周期，需要估算。Linux初始化時已利用PIT的第2個計數(shù)器(用于揚聲器)估算出了TSC的計數(shù)頻率，估算的方法很直觀，如下：讀出TSC的當前計數(shù)值tsc1。等待PIT第2個計數(shù)器的值減少i個，即延時(i×1000/1

193

182)ms。再讀出TSC的當前計數(shù)值tsc2。TSC的計數(shù)頻率tsc_khz=((tsc2-tsc1)×1

193182)/(i×1000)kHz。當然，當處理器調整時鐘頻率時，其TSC的計數(shù)頻率還需要重新估算。1第五章 時

鐘

管

理TSC計時器的read操作所讀出的是TSC計數(shù)器的當前值。

由于目前處理器的時鐘頻率都比較高(1

GHz以上)，因而TSC的計時精度很高。TSC計時器的優(yōu)先級為300，是最佳的計時器。1第五章 時

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理初始情況下，時鐘設備也被設定在周期中斷模式，用于產生周期性時鐘中斷。操作系統(tǒng)在周期性時鐘中斷處理中完成與時間相關的所有管理工作，如時間管理(更新當前時間)、定時管理(處理各類到期的定時器)、進程時間片管理、系統(tǒng)負載統(tǒng)計等。1時鐘設備的5.原4始設周計期目標性是時產生鐘周中期性斷的時鐘中斷。第五章 時

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理5.4.1

周期性時鐘中斷處理1在早期的版本中，Linux將周期性時鐘中斷的處理過程分成上下兩部分。上部處理在關中斷狀態(tài)下執(zhí)行，僅僅累計變量jiffies。底半處理在開中斷狀態(tài)下執(zhí)行，完成與時間相關的管理工作。由于時鐘中斷可能丟失、底半處理可能被推遲，因而上述處理過程可能導致較大的時間誤差。在新的Linux版本中，時鐘中斷的大部分處理工作被移到了硬處理部分，其處理流程依賴于處理器當前選用的時鐘設備。第五章 時

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理處理器可能選用全局時鐘設備。全局時鐘設備產生的中斷屬于設備中斷，使用的IRQ號是0，中斷控制器為它遞交的中斷向量號是0x30。在系統(tǒng)初始化時，已在IRQ0對應的irq_desc結構中注冊了處理程序timer_interrupt。每當全局時鐘設備產生中斷時，按照正常的設備中斷處理流程，函數(shù)timer_interrupt都會被執(zhí)行一次，該函數(shù)直接調用全局時鐘設備的處理函數(shù)global_clock_event->event_handler完成中斷處理。初始情況下，全局時鐘設備的處理函數(shù)是tick_handle_periodic。1第五章 時

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理然而在目前的計算機系統(tǒng)中，處理器通常都會選用自己的LocalAPIC

Timer作為時鐘設備。LocalAPIC

Timer產生的時鐘中斷屬于局部中斷，中斷向量號是0xef，中斷處理函數(shù)是apic_timer_interrupt。局部時鐘中斷的處理流程如下：向Local

APIC的EOI寄存器寫0，應答此次時鐘中斷。增加preempt_count中的硬處理計數(shù)，表示進入硬中斷處理程序。累計當前處理器的統(tǒng)計信息，表示新收到一次局部時鐘中斷。1第五章 時

鐘

管

理執(zhí)行本地clock_event_device結構中的event_handler操作，處理中斷。減少preempt_count中的硬處理計數(shù)，表示已退出硬中斷處理程序。由此可見，局部時鐘中斷實際是由局部時鐘設備的event_handler操作處理的。處理器在選用局部時鐘設備時為它指定的event_handler操作也是tick_handle_periodic。因此，不管處理器選用的是全局時鐘設備還是局部時鐘設備，最終完成周期性時鐘中斷處理的都是函數(shù)tick_handle_periodic，該函數(shù)完成的主要處理工作如下：1第五章 時

鐘

管

理如果當前處理器負責全局部分的處理工作，則更新系統(tǒng)時間、統(tǒng)計系統(tǒng)負載。統(tǒng)計當前進程的賬務信息，如累計進程消耗的時間等。處理高精度定時器隊列，執(zhí)行其中已到期的各高精度定時器上的處理函數(shù)。激活軟中斷TIMER_SOFTIRQ，請求處理核心定時器，并試圖將時鐘設備切換到單發(fā)中斷模式。如果當前處理器上有待處理器的RCU工作，則激活軟中斷RCU_SOFTIRQ。1第五章 時

鐘

管

理如果有待處理的日志寫操作，則處理它們。更新當前進程的調度信息(參見7.3.5)，如更新當前進程的虛擬計時器或時間片，觸發(fā)處理器間的負載平衡等。處理符合POSIX標準的時間間隔定時器。統(tǒng)計系統(tǒng)的Profile數(shù)據(jù)，以便進行性能分析。注意：在切換到單發(fā)中斷模式之后，時鐘設備即不再產生周期性的時鐘中斷，其處理程序也就不會再被執(zhí)行，周期性時鐘中斷的處理工作將被設法仿真。1第五章 時

鐘

管

理5.4.2

時間管理1時間管理子系統(tǒng)的主要工作是向用戶提供單調且平滑增長的、符合人類閱讀習慣的墻上時間(Wall

Time

or

Timeof

Day)，并能自動對時鐘的漂移進行微調。傳統(tǒng)的時間管理機制建立在周期性時鐘中斷之上，簡單但不準確，且可能違犯單調增長的原則。新的時間管理機制建立在高精度計時器之上，能夠提供單調、平滑、精確的時間服務。在早期的版本中，Linux定義了兩個時間變量，其中jiffies的單位為滴答，內容是從開機到當前時刻所過去的滴答總數(shù)，稱為相對時間；第五章 時

鐘

管

理xtime的單位是微秒，內容是從1970-01-01

00:00:00到當前時刻所過去的微秒數(shù)，稱為墻上時間。變量jiffies的類型是32位的無符號整數(shù)，變量xtime的類型是一個結構，其中包含兩個32位的整數(shù)，分別表示秒和微秒數(shù)，兩者之和為真正的墻上時間。在隨后的發(fā)展中，時鐘中斷的頻率(Hz)提高了(jiffies更易溢出)，對時間精度的要求也提高了(納秒)，因而Linux調整了上述兩個變量的定義，如下：1第五章 時

鐘

管

理u641jiffies_64_

_/view6/M05/3B/04/wKh2Cl1DyB第五章 時

鐘

管

理_

_attribute_

_((aligned

(16)));struct

timespec

wall_to_monotonic

__attribute_

_

((aligned

(16)));static

struct

timespec

xtime_/view6/M05/3B/04/wKh2C1第五章 時

鐘

管

理在系統(tǒng)初始化時，已經從RTC中取出了當前時間(分別為year、mon、day、hour、min、sec)，并已將它們轉化成了相當于1970-01-01

00:00:00的秒數(shù)。轉化算法如下：將mon提前2月。將mon減2，如果mon<=0，則將

year減1，mon加12。轉換后的秒數(shù)=

((((year/4

-

year/100

+

year/400

+367

×

mon

/12

+

day)+year

×

365

-

719499

)×24+hour)×60+min)×60+sec。1第五章 時

鐘

管

理在變量xtime中，域tv_sec的初值就是這一轉化后的秒數(shù)，域tv_nsec的初值是0。傳統(tǒng)的計時方法是：每收到一個時鐘中斷就在jiffies上加1，同時在xtime上累加1個滴答的時間量(如1

ms)。變量wall_to_monotonic用于計算開機以來新流逝的時間量(相對時間)，其初值與xtime相反，且在時鐘中斷處理中保持不變。因而wall_to_monotonic與xtime的和就是開機后新流逝是時間量。這種計算方法比jiffies更準確。1第五章 時

鐘

管

理在系統(tǒng)初始化時，Linux還定義了一個timekeeper結構，用于記錄系統(tǒng)當前選用的計時器和一些計時參數(shù)，如

cycle_last是上一次更新墻上時間的時刻，xtime_nsec是累計的計時誤差，cycle_interval是一個時間更新周期(1個滴答或1個NTP校驗周期)所對應的計時單位數(shù)，xtime_interval和raw_interval都是一個時間更新周期的長度(納秒數(shù))，前者經過了NTP(Network

Time

Protocol)校準，后者未經過校準。1第五章 時

鐘

管

理NTP是一種常用的時間校準機制，用于校正墻上時間。負責全局工作的處理器會在自己的周期性時鐘中斷處理中更新系統(tǒng)時間，時間更新的依據(jù)是當前使用的計時器。時間更新的處理流程如下：將jiffies_64加1，因而jiffies也被自動加1。從timekeeper中取出上次進行時間更新的時間cycle_last，從系統(tǒng)當前選用的計時器中取出當前時間，算出兩者之間的時間差offset。根據(jù)offset和時間更新周期(cycle_interval)算出自上次時間更新以來新流逝的滴答數(shù)。由于時鐘中斷可能丟失，因而新流逝的滴答數(shù)可能大于1。1第五章 時

鐘

管

理根據(jù)新流逝的滴答數(shù)調整xtime中的tv_sec和tv_nsec，同時調整timekeeper中的累計誤差，并將cycle_last更新成最近一個時鐘中斷產生的時刻。根據(jù)timekeeper中的累計計時誤差微調它的mult、xtime_interval、xtime_nsec等參數(shù)，從而校準計時器。減去已累加到xtime中的時間量之后，offset中可能還有部分剩余，剩余量肯定小于1個滴答。將剩余的時間量累計到變量xtime_/view6/M05/3B/04/wKh2Cl1DyBeAeBD0AAdzuj51第五章 時

鐘

管

理(6)將xtime中的時間值拷貝到vsyscall頁中。vsyscall頁已被映射到所有進程的虛擬地址空間中，用戶進程可以直接訪問其中的內容，因而可直接獲得當前時間，從而減少系統(tǒng)調用的次數(shù)，加快進程運行速度。由此可見，xtime和xtime_/view6/M05/3B/04/wKh2Cl1DyBeA1第五章 時

鐘

管

理與傳統(tǒng)計時方法相比，上述計時方法已不再依賴于jiffies，因而更加精確。雖然時鐘中斷可能丟失，jiffies可能不準確，但只要收到時鐘中斷，xtime就會被更新成準確的當前時間，因為xtime的更新依據(jù)是高精度計時器，如TSC、HPET等，而高精度計時器的更新是由硬件自動實現(xiàn)的，不會受關中斷的影響，也不會丟失。即使出現(xiàn)xtime被延遲更新的現(xiàn)象，用戶通過gettimeofday獲得的當前時間也是精確的，因為它在xtime上加入了新流逝的時間量，而新流逝的時間量也取自高精度計時器。1第五章 時

鐘

管

理在新的計時方法中，系統(tǒng)開機時間(相對時間)由

wall_to_monotonic和xtime計算得來，也不再依賴于jiffies，因而更加精確且保證會單調增長。事實上，新的時間管理子系統(tǒng)已擺脫了對jiffies的依賴，可以在單發(fā)式時鐘中斷驅動下很好地工作。1第五章 時

鐘

管

理5.4.3

定時管理1以周期性時鐘中斷為基礎，可以提供多種定時器。使用定時器的目的有兩種，一是超時，目的是監(jiān)測某事件是否會在預定的時間內發(fā)生，一旦事件發(fā)生，定時器將被關閉，定時器到期表示事件未發(fā)生；二是定時，目的是預定某項工作的停止或開始時間，一旦到期，工作必須立刻停止或開始。用做超時的定時器幾乎都會在到期前被關閉，且不需要很高的精度。用做定時的定時器通常會運行到預定的時間，且需要較高的精度。早期的Linux提供了兩類定時器，一類是內核自己使用的，稱核心定時器或低精度定時器；第五章 時

鐘

管

理另一類是給用戶進程使用的，稱時間間隔定時器。兩類定時器都建立在jiffies基礎之上，由周期性時鐘中斷驅動，定時精度較低。在新版本中，Linux又提供了第三類定時器，稱為高精度定時器。高精度定時器的基礎是高精度時鐘設備。1第五章 時

鐘

管

理1.核心定時器管理1核心定時器是最基本的一類定時器，它所定的是相對于jiffies的時間，單位為滴答。當jiffies的值達到或超過某核心定時器的到期時間時，該定時器到期，它的處理函數(shù)會被執(zhí)行一次。在高精度定時機制被啟用之前，核心定時器由周期性時鐘中斷驅動；在高精度定時機制被啟用之后，核心定時器由高精度定時器驅動。一個核心定時器由一個結構timer_list描述，其主要內容如下：struct

timer_list

{struct

list_head

entry;第五章 時

鐘

管

理//預定的1unsigned

long

expires;到期時間//到期處void

(*function)(unsigned

long);理函數(shù)data;//給處理*base;//定時器unsigned

long函數(shù)的參數(shù)struct

tvec_base當前所屬的隊列組集合};第五章 時

鐘

管

理Linux定義了512個隊列用于組織單個處理器中的核心定時器，這些隊列被分成5組，其中tv1組中有256個隊列，tv2、tv3、tv4、tv5組中各有64個隊列。struct

tvec

{1vec[TVN_SIZE];//vec[TVR_SIZE];//struct

list_headTVN_SIZE=64};struct

tvec_root

{struct

list_headTVR_SIZE=256};第五章 時

鐘

管

理lock;1//*running_timer;

//struct

tvec_base

{spinlock_t保護隊列組的自旋鎖struct

timer_list正在被處理的定時器unsigned

long

timer_jiffies;

//下一次處理時間struct

tvec_rootstruct

tvectv1;tv2;第五章時鐘管理struct

tvecstruct

tvecstruct

tvectv3;tv4;tv5;}

_/view6/M05/3B/04/wKh2Cl1DyBeAeBD0AAdzuj5sPdA17

141第五章 時

鐘

管

理早期的Linux僅定義了一個核心定時器隊列組集合。新版本的Linux為每個處理器都定義了一個核心定時器隊列組集合。一個定時器僅能加入到一個隊列中，因而僅能屬于一個處理器。指針tvec_bases指向各處理器自己的定時器隊列組集合，如圖5.4所示。1第五章 時

鐘

管

理圖5.4核心定時器的隊列組集合結構1第五章 時

鐘

管

理在一個核心定時器的隊列組集合中，不同隊列組的定時范圍不同，相鄰隊列間的時間差(粒度)也不同。這一組織方式在保證管理效率的前提下有效地減少了定時器隊列的數(shù)量。表5.1列出了各隊列組的定時范圍及隊列組中相鄰隊列間的時間差。1第五章 時

鐘

管

理表5.1隊列組的定時范圍及相鄰隊列間的時間差1第五章 時

鐘

管

理在一個核心定時器定時期間，它所處的隊列組(tvi)會

逐漸變化。定時器當前所處的隊列組取決于它的定時間隔，即與當前時刻的距離，也就是預定的到期時間(expires)與隊列組集合中timer_jiffies的差值，該差值落在哪個隊列組的定時范圍，定時器就應該進入哪個隊列組。隨著時間的流逝，定時器的到期時間越來越近，它所處的隊列組也會越來越小。到期的定時器永遠都在tv1中。核心定時器在一個隊列組中的位置(隊列)僅取決于它

的到期時間(expires)而與它的定時間隔無關。定時器的到期時間是一個32位的無符號整數(shù)，被分成5段，分別對應5個隊列組，如圖5.5所示。1第五章 時

鐘

管

理圖5.5定時器到期時間(expires)的劃分1第五章 時

鐘

管

理如一個核心定時器應進入第i

(i在1到5之間)個隊列組，其expires的tvi段的值是j，那么該定時器應被插入在第i個隊列組的第j個隊列中。由于定時器的expires不會改變，它在隊列組內部的位置就不會隨著時間的流逝而變動。也就是1說，核心定時器僅會在隊列組間移動，不需要在隊列組內移動。最壞情況下，一個定時器會被移動4次，從tv5到tv4、tv4到tv3、tv3到tv2、tv2到tv1，形成了一個逐級下降的瀑布，因而這種管理模型又稱為瀑布模型。瀑布模型極大地減少了核心定時器管理的工作量。第五章 時

鐘

管

理瀑布模型與人類的計時習慣完全吻合。定時距離越近，定時粒度應該越小，對它的管理應越細致；定時距離越遠，定時粒度應該越大，對它的管理可以更粗放。啟動一個核心定時器的工作包括設置好它的處理函數(shù)和到期時間，確定它所在的定時隊列，而后將它的timer_list結構插入到隊列(隊頭或隊尾)中。停止一個核心定時器就是將其timer_list結構從隊列中摘下。在隊列間移動核心定時器的工作包括兩步，即先將其從老隊列中摘下(刪除)，再根據(jù)它的expires將其插入到新隊列中。1第五章 時

鐘

管

理通過刪除和再插入，可以在同一個隊列組集合內移動定時器，也可以在不同隊列組集合間移動定時器，即在不同的處理器間移動定時器，從而實現(xiàn)定時器的負載平衡。當然，移動定時器的過程需要鎖(tvec_base中的lock)的保護。在核心定時器定時期間，可以改變它的到期時間。定時器的到期時間被改變之后，它所在的隊列也應隨之改變。核心定時器由周期性時鐘中斷驅動。處理器每收到一次時鐘中斷，不管它來自全局還是局部時鐘設備，都會在硬處理程序中激活一次軟中斷TIMER_SOFTIRQ。在系統(tǒng)初始化時，為該軟中斷注冊的處理程序是run_timer_softirq。1第五章 時

鐘

管

理因而，只要處理器處理軟中斷TIMER_SOFTIRQ，函數(shù)run_timer_softirq就會被執(zhí)行。只要jiffies的當前值達到或超過了隊列組集合中的timer_jiffies，其上的核心定時器就會被檢查并被處理。早期的Linux為核心定時器的每個隊列組都定義了一個index，用來指示該隊列組中下一個待處理的隊列。當index所指隊列被處理完后，index加1，指向下一個隊列。新版本的Linux去掉了各隊列組中的index，改用隊列組集合中的timer_jiffies統(tǒng)一指示各隊列組中的下一個待處理隊列，如圖5.6所示。1第五章 時

鐘

管

理圖5.6

timer_jiffies與定時器隊列的關系1第五章 時

鐘

管

理與expires一樣，timer_jiffies也被劃分成了5個部分，分別用于指示5個的隊列組中的待處理隊列。域timer_jiffies的初值是隊列組集合初始化時的jiffies，在隨后的處理中，timer_jiffies的值會不斷遞增，與jiffies基本保持一致，從而使各組中的隊列被輪流處理，因此核心定時機制又被稱為時間輪(Timing-Wheel)。核心定時器的處理流程如下：取出timer_jiffies中的tv1部分，暫記在index中。如果index是0，說明tv1的所有隊列已被處理過一遍，時間又過去了256個滴答，tv2的待處理隊列上的定時器距離到期時間已不足256個滴答，應該將它們下移到tv1中。1第五章 時

鐘

管

理如果timer_jiffies中的tv2部分是0，說明tv2的所有隊列已被處理過一遍，時間又過去了256×64個滴答，tv3的待處理隊列上的定時器距離到期時間已不足256×64個滴答，應該將它們下移到tv2中。如果timer_jiffies中的tv3部分是0，說明tv3的所有隊列已被處理過一遍，時間又過去了256×64×64個滴答，tv4的待處理隊列上的定時器距離到期時間已不足256×

64×64個滴答，應該將它們下移到tv3中。1第五章 時

鐘

管

理如果timer_jiffies中的tv4部分是0，說明tv4的所有隊列已被處理過一遍，時間又過去了256×64×64×64個滴答，tv5的待處理隊列上的定時器距離到期時間已不足256×64×64×64個滴答，應該將它們下移到tv4中。將timer_jiffies加1。在tv1中，index所指的是已到期的定時器隊列。摘下該隊列中的所有定時器，將隊列清空，而后逐個執(zhí)行各到期定時器上的處理函數(shù)function。如果timer_jiffies仍然未超過jiffies的當前值，說明還有到期的定時器，轉(1)進行新一輪的處理。1第五章 時

鐘

管

理正常情況下，當處理核心定時器時，隊列組集合中的timer_jiffies應等于jiffies。但由于軟中斷可能被延遲，jiff有可能超過timer_jiffies。這也說明核心定時器的定時不是十分精確。1綜上所述，核心定時器的插入、刪除操作都很快，與系統(tǒng)中的定時器數(shù)量無關，算法的時間復雜度是O(1)。核心定時器下移的平均時間復雜度很好，但最壞時間復雜度較差，為O(n)，可能會增加定時處理的延遲時間。因而，核心定時器比較適合較近的定時(小于256滴答)、在到期或被下移之前就被刪除的定時，如網(wǎng)絡的超時定時等。第五章 時

鐘

管

理2.高精度定時器管理1建立在周期性時鐘中斷基礎上的核心定時器所實現(xiàn)的定時粒度為滴答(毫秒級)，且最壞時間復雜性較差，無法提供更精確的定時服務。1998年以來，人們嘗試了多種方法，試圖在核心定時器的管理框架中集成高精度定時器，但都沒有達到理想的效果。直到2006年，在Linux

2.6.16中，以高精度時鐘設備為基礎，新設計了一種高精度定時器的管理框架，才解決了高精度定時器的管理問題。與核心定時器相似，一個高精度定時器也需要一個描

述結構，用于記錄它的到期時間(_expires)、到期處理函數(shù)(function)、定時器狀態(tài)等，該結構為hrtimer，定義如下：第五章 時

鐘

管

理node;1struct

hrtimer

{struct

rb_nodektime_t_expires;ktime_t

_softexpires;enum

hrtimer_restart

(*function)(struct

hrtimer

*);*base;state;struct

hrtimer_clock_baseunsigned

long};第五章 時

鐘

管

理可以為高精度定時器預定一個到期時間范圍，從1_softexpires到_expires，但定時仍以_expires為準。定時器的狀態(tài)包括未啟動、已入隊、正在處理、正在遷移等。由于系統(tǒng)中可能同時啟動多個高精度定時器，因而需要另外一種結構來組織、管理它們的hrtimer結構。根據(jù)高精度定時器的管理要求，所有的hrtimer結構應該組成一個有序隊列，隊頭的定時器最早到期，隊尾的定時器最遲到期。雖然可以用鏈表實現(xiàn)有序隊列，但有序鏈表的插入時間較長，最壞時間復雜度為O(n)。第五章 時

鐘

管

理為改善有序隊列的管理性能，Linux引入了紅黑樹，將已啟動的高精度定時器組織在紅黑樹中，從而使插入、刪除和查找的時間復雜度都縮減到了O(log(n))。結構hrtimer中的

node用于將高精度定時器鏈接到紅黑樹中。一棵紅黑樹由一個hrtimer_clock_base結構描述，其定義如下：1struct

hrtimer_clock_base

{struct

hrtimer_cpu_baseclockid_t*cpu_base;index;struct

rb_root

active;第五章 時

鐘

管

理struct

rb_nodektime_t1*first;resolution;ktime_t

(*get_time)(void);softirq_time;offset;ktime_tktime_t};第五章 時

鐘

管

理其中的active是紅黑樹的根，first是紅黑樹中最左邊的節(jié)點，也就是最早到期的高精度定時器，resolution是定時精度(未啟用高精度定時機制時的精度是1個滴答、啟用后的精度為1ns)，offset是定時的基準時間，softirq_time是系統(tǒng)當前時間，get_time是從計時器中讀取當前時間的操作函數(shù)。1第五章 時

鐘

管

理高精度定時器對到期時間的表示方法有兩種，一種是絕對時間(指定一個絕對的到期時刻)，即定時到某年某月某日的某時某分某秒某納秒為止；另一種是相對時間(指定一個定時間隔)，即從當前時間開始定時，在某納秒之后到期。采用絕對時間的定時器稱為絕對時間定時器，采用相對時間的定時器稱為相對時間定時器。雖然可以用統(tǒng)一的方式表示它們，但Linux提供了兩棵紅黑樹，分別用于組織兩類不同的高精度定時器。結構hrtimer_cpu_base用于描述這兩棵紅黑樹，其定義如下：1第五章 時

鐘

管

理struct

hrtimer_cpu_base

{1lock;clock_base[2];//spinlock_tstruct

hrtimer_clock_base兩棵紅黑樹ktime_texpires_next;//時鐘設備下次產生中斷的時間intunsignednr_events;hres_active;

//是//累計到期次long};第五章 時

鐘

管

理在實現(xiàn)時，時鐘設備下次產生中斷的時間expires_next被統(tǒng)一成了相對于開機時刻的偏移量，單位為ns。與核心定時器不同，高精度定時機制必須顯式地啟用。域hres_active記錄一個處理器上的高精度定時機制是否已被啟用。與核心定時器相似，為了避免沖突，Linux在PERCPU

數(shù)據(jù)區(qū)中為每個處理器定義了一個紅黑樹管理結構，稱為hrtimer_bases，其中的第0棵樹為絕對時間紅黑樹，讀取當前時間的操作函數(shù)為ktime_get_real；第1棵樹為相對時間紅黑樹，讀取當前時間的操作函數(shù)為ktime_get。兩棵樹中的初始定時精度resolution都是1個滴答。管理結構如圖5.7所示。1第五章 時

鐘

管

理圖5.7高精度定時器的管理結構1第五章 時

鐘

管

理不管是否已啟用高精度定時機制，都可以啟動高精度定時器。在啟動一個高精度定時器之前，需要先初始化它的hrtimer結構，設置好它的到期時間(_expires)、到期處理函數(shù)、類型(絕對或相對)等，而后按到期時間的先后順序將其插入到與定時器類型匹配的紅黑樹中。如果高精度定時機制已被啟用，且新啟動定時器的相對到期時間(_expires與offset的差)比預定的下一次中斷時間expires_next更早，則要對時鐘設備進行重新編程，以調整它的下一次中斷時間。1第五章 時

鐘

管

理如果高精度定時機制未被啟用，則不需要對時鐘設備進行重新編程。如果在此期間新啟動的定時器已經到期，則要激活軟中斷HRTIMER_SOFTIRQ，檢查并處理已到期的高精度定時器。在高精度定時器到期之前可以將其停止。停止一個高精度定時器的主要工作是將其從紅黑樹中摘除。如果高精度定時機制已被啟用，且被停止的定時器位于紅黑樹的最左邊，則要對時鐘設備進行重新編程，以調整它的下一次中斷時間。最左邊的定時器被摘除后，它的下一個定時器會變成最左邊的定時器。1第五章 時

鐘

管

理在一個高精度定時器定時期間，可以改變它的到期時間。定時器的到期時間被改變之后，它在紅黑樹中的位置也要隨之調整(先摘下、再插入)。在一個高精度定時器定時期間，可以將其從一個處理器遷移到另一個處理器(平衡負載)。遷移一個定時器的工作包括將其從老紅黑樹中摘下，再插入到新的紅黑樹中。在初始情況下，高精度定時機制都未被啟用(hres_active是0)，各時鐘設備都工作在周期中斷模式中。在周期性時鐘中斷驅動下，高精度定時器的處理流程如下：1第五章 時

鐘

管

理(1)更新兩棵紅黑樹中的當前時間softirq_time。在絕對

定時器樹中，softirq_time被更新為xtime_/view6/M05/3B/04/w1第五章 時

鐘

管

理由此可見，雖然高精度定時器可以提供更高精度的定時服務，但在真正啟用高精度定時機制之前，其優(yōu)勢并未發(fā)揮出來。在處理之時，有的高精度定時器可能已經過期了較長時間。此時的高精度定時器基本等價于核心定時器，有著較大的定時誤差。1第五章 時

鐘

管

理3.時間間隔定時器管理1用戶進程的運行也需要定時器，內核應該為用戶進程提供這類定時服務。與核心定時器和高精度定時器不同，時間間隔定時器是由用戶進程在用戶空間啟動的(當然需要通過系統(tǒng)調用)，它們運行在內核空間，但需要將到期信息及時地通知用戶進程。通知的手段是信號(Signal)。傳統(tǒng)的Linux提供三類時間間隔定時器，分別是實時(Real)、虛擬(Virtual)和概略(Profile)定時器。三類定時器所定的都是相對時間。第五章 時

鐘

管

理實時定時器根據(jù)系統(tǒng)實際時間定時，定的是流逝的時間量，定時到期時進程會收到SIGALRM信號。虛擬定時器根據(jù)進程消耗的用戶態(tài)時間定時，定的是進程在用戶態(tài)消耗的時間量，定時到期時進程會收到SIGVTALRM信號。概略定時器根據(jù)進程消耗的時間(不管是用戶態(tài)時間還是核心態(tài)時間)定時，定的是進程消耗的時間量，定時到期時進程會收到SIGPROF信號。虛擬與概略定時器的定時單位是滴答。Linux統(tǒng)一管理三類時間間隔定時器。1第五章 時

鐘

管

理用戶進程不會啟動太多的時間間隔定時器。事實上，一個用戶進程最多能夠啟動三個時間間隔定時器，每類定時器一個。由于這一限制，時間間隔定時器的管理結構就不需要特別復雜，僅需要在進程管理結構中為時間間隔定時器增加幾個域變量即可。時間間隔定時器可以工作在單發(fā)模式，也可以工作在周期模式。既然間隔定時器可工作在周期模式，就需要為它們分別準備一個變量來記錄周期長度或時間間隔；既然實時定時器按系統(tǒng)時間定時，就需要為它準備一個高精度定時器或核心定時器；1第五章 時

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理既然虛擬和概略定時器按進程消耗的時間定時，就需要為它們分別準備變量來記錄進程消耗的時間量和到期的時間量。早期的Linux將上述信息直接記錄在task_struct結構中，新版本的Linux將這些信息記錄在信號管理結構signal_struct中。結構signal_struct中包含很多內容，與時間間隔定時器相關的有如下幾個：real_timer是為實時定時器準備的高精度定時器。it_real_incr、it_virt_incr、it_prof_incr是實時、擬、概略定時器的定時間隔。1第五章 時

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理it_virt_expires和it_prof_expires是虛擬和概略定時器的當前值。utime是進程消耗的用戶態(tài)時間，stime是進程消耗的核心態(tài)時間，utime+stime是進程消耗的時間。定時器的當前值與定時間隔可以取不同的值，其組合意義如表5.2所示。1第五章 時

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理表5.2時間間隔定時器各參數(shù)的組合意義1第五章 時

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理三類時間間隔定時器的啟動與處理方式如下：(1)實時定時器。在進程創(chuàng)建時，已設置了它的高精度

定時器real_timer，該定時器將采用相對時間定時，其到期

處理函數(shù)是it_real_fn。在用戶進程請求啟動實時定時器時，請求的時間間隔被記錄在進程的it_real_incr中，定時器

real_timer被同時設置并啟動。當定時器到期時，向進程發(fā)

送信號SIGALRM。如果it_real_incr非0，則real_timer的到

期時間會被加上it_real_incr，該定時器也會被重新啟動。1第五章 時

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理(2)虛擬定時器。在進程創(chuàng)建時，虛擬定時器的當前值與定時間隔都是0。在用戶進程請求啟動虛擬定時器時，

it_virt_expires被設為初始定時間隔與進程已消耗的用戶態(tài)時間之和，it_virt_incr被設為定時間隔。在時鐘中斷處理中，當前進程消耗的用戶態(tài)時間量被累計在utime中。如果utime大于或等于it_virt_expires，則向進程發(fā)送信號SIGVTALRM。如果it_virt_incr為0，則將it_virt_expires清0，停止定時，否則將it_virt_expires設為utime+it_virt_incr，重新啟動定時器，如圖5.8所示。1第五章 時

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理圖5.8周期性虛擬定時器1第五章 時

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理(3)概略定時器。在進程創(chuàng)建時，概略定時器