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7．6 内核定时器机制
Linux内核2.4版中去掉了老版本内核中的静态定时器机制，而只留下动态定时器。相应地在timer_bh()函数中也不再通过run_old_timers()函数来运行老式的静态定时器。动态定时器与静态定时器这二个概念是相对于Linux内核定时器机制的可扩展功能而言的，动态定时器是指内核的定时器队列是可以动态变化的，然而就定时器本身而言，二者并无本质的区别。考虑到静态定时器机制的能力有限，因此Linux内核2.4版中完全去掉了以前的静态定时器机制。

7．6．1 Linux内核对定时器的描述
Linux在include/linux/timer.h头文件中定义了数据结构timer_list来描述一个内核定时器：
struct timer_list {
struct list_head list;
unsigned long expires;
unsigned long data;
void (*function)(unsigned long);
};
各数据成员的含义如下：
（1）双向链表元素list：用来将多个定时器连接成一条双向循环队列。
（2）expires：指定定时器到期的时间，这个时间被表示成自系统启动以来的时钟滴答计数（也即时钟节拍数）。当一个定时器的expires值小于或等于jiffies变量时，我们就说这个定时器已经超时或到期了。在初始化一个定时器后，通常把它的expires域设置成当前expires变量的当前值加上某个时间间隔值（以时钟滴答次数计）。
（3）函数指针function：指向一个可执行函数。当定时器到期时，内核就执行function所指定的函数。而data域则被内核用作function函数的调用参数。

内核函数init_timer()用来初始化一个定时器。实际上，这个初始化函数仅仅将结构中的list成员初始化为空。如下所示（include/linux/timer.h）：
static inline void init_timer(struct timer_list * timer)
{
timer->list.next = timer->list.prev = NULL;
}
由于定时器通常被连接在一个双向循环队列中等待执行（此时我们说定时器处于pending状态）。因此函数time_pending()就可以用list成员是否为空来判断一个定时器是否处于pending状态。如下所示（include/linux/timer.h）：
static inline int timer_pending (const struct timer_list * timer)
{
return timer->list.next != NULL;
}

l 时间比较操作
在定时器应用中经常需要比较两个时间值，以确定timer是否超时，所以Linux内核在timer.h头文件中定义了4个时间关系比较操作宏。这里我们说时刻a在时刻b之后，就意味着时间值a≥b。Linux强烈推荐用户使用它所定义的下列4个时间比较操作宏（include/linux/timer.h）：
#define time_after(a,b) ((long)(b) - (long)(a) < 0)
#define time_before(a,b) time_after(b,a)

#define time_after_eq(a,b) ((long)(a) - (long)(b) >= 0)
#define time_before_eq(a,b) time_after_eq(b,a)

7．6．2 动态内核定时器机制的原理
Linux是怎样为其内核定时器机制提供动态扩展能力的呢？其关键就在于“定时器向量”的概念。所谓“定时器向量”就是指这样一条双向循环定时器队列（对列中的每一个元素都是一个timer_list结构）：对列中的所有定时器都在同一个时刻到期，也即对列中的每一个timer_list结构都具有相同的expires值。显然，可以用一个timer_list结构类型的指针来表示一个定时器向量。
显然，定时器expires成员的值与jiffies变量的差值决定了一个定时器将在多长时间后到期。在32位系统中，这个时间差值的最大值应该是0xffffffff。因此如果是基于“定时器向量”基本定义，内核将至少要维护0xffffffff个timer_list结构类型的指针，这显然是不现实的。
另一方面，从内核本身这个角度看，它所关心的定时器显然不是那些已经过期而被执行过的定时器（这些定时器完全可以被丢弃），也不是那些要经过很长时间才会到期的定时器，而是那些当前已经到期或者马上就要到期的定时器（注意！时间间隔是以滴答次数为计数单位的）。
基于上述考虑，并假定一个定时器要经过interval个时钟滴答后才到期（interval＝expires－jiffies），则Linux采用了下列思想来实现其动态内核定时器机制：对于那些0≤interval≤255的定时器，Linux严格按照定时器向量的基本语义来组织这些定时器，也即Linux内核最关心那些在接下来的255个时钟节拍内就要到期的定时器，因此将它们按照各自不同的expires值组织成256个定时器向量。而对于那些256≤interval≤0xffffffff的定时器，由于他们离到期还有一段时间，因此内核并不关心他们，而是将它们以一种扩展的定时器向量语义（或称为“松散的定时器向量语义”）进行组织。所谓“松散的定时器向量语义”就是指：各定时器的expires值可以互不相同的一个定时器队列。
具体的组织方案可以分为两大部分：
（1）对于内核最关心的、interval值在［0，255］之间的前256个定时器向量，内核是这样组织它们的：这256个定时器向量被组织在一起组成一个定时器向量数组，并作为数据结构timer_vec_root的一部分，该数据结构定义在kernel/timer.c文件中，如下述代码段所示：
/*
* Event timer code
*/
#define TVN_BITS 6
#define TVR_BITS 8
#define TVN_SIZE (1 << TVN_BITS)
#define TVR_SIZE (1 << TVR_BITS)
#define TVN_MASK (TVN_SIZE - 1)
#define TVR_MASK (TVR_SIZE - 1)

struct timer_vec {
int index;
struct list_head vec[TVN_SIZE];
};

struct timer_vec_root {
int index;
struct list_head vec[TVR_SIZE];
};

static struct timer_vec tv5;
static struct timer_vec tv4;
static struct timer_vec tv3;
static struct timer_vec tv2;
static struct timer_vec_root tv1;

static struct timer_vec * const tvecs[] = {
(struct timer_vec *)&tv1, &tv2, &tv3, &tv4, &tv5
};

#define NOOF_TVECS (sizeof(tvecs) / sizeof(tvecs[0]))
基于数据结构timer_vec_root，Linux定义了一个全局变量tv1，以表示内核所关心的前256个定时器向量。这样内核在处理是否有到期定时器时，它就只从定时器向量数组tv1.vec［256］中的某个定时器向量内进行扫描。而tv1的index字段则指定当前正在扫描定时器向量数组tv1.vec［256］中的哪一个定时器向量，也即该数组的索引，其初值为0，最大值为255（以256为模）。每个时钟节拍时index字段都会加1。显然，index字段所指定的定时器向量tv1.vec［index］中包含了当前时钟节拍内已经到期的所有动态定时器。而定时器向量tv1.vec［index＋k］则包含了接下来第k个时钟节拍时刻将到期的所有动态定时器。当index值又重新变为0时，就意味着内核已经扫描了tv1变量中的所有256个定时器向量。在这种情况下就必须将那些以松散定时器向量语义来组织的定时器向量补充到tv1中来。
（2）而对于内核不关心的、interval值在［0xff，0xffffffff］之间的定时器，它们的到期紧迫程度也随其interval值的不同而不同。显然interval值越小，定时器紧迫程度也越高。因此在将它们以松散定时器向量进行组织时也应该区别对待。通常，定时器的interval值越小，它所处的定时器向量的松散度也就越低（也即向量中的各定时器的expires值相差越小）；而interval值越大，它所处的定时器向量的松散度也就越大（也即向量中的各定时器的expires值相差越大）。
内核规定，对于那些满足条件：0x100≤interval≤0x3fff的定时器，只要表达式（interval>>8）具有相同值的定时器都将被组织在同一个松散定时器向量中。因此，为组织所有满足条件0x100≤interval≤0x3fff的定时器，就需要26＝64个松散定时器向量。同样地，为方便起见，这64个松散定时器向量也放在一起形成数组，并作为数据结构timer_vec的一部分。基于数据结构timer_vec，Linux定义了全局变量tv2，来表示这64条松散定时器向量。如上述代码段所示。
对于那些满足条件0x4000≤interval≤0xfffff的定时器，只要表达式（interval>>8＋6）的值相同的定时器都将被放在同一个松散定时器向量中。同样，要组织所有满足条件0x4000≤interval≤0xfffff的定时器，也需要26＝64个松散定时器向量。类似地，这64个松散定时器向量也可以用一个timer_vec结构来描述，相应地Linux定义了tv3全局变量来表示这64个松散定时器向量。
对于那些满足条件0x100000≤interval≤0x3ffffff的定时器，只要表达式（interval>>8＋6＋6）的值相同的定时器都将被放在同一个松散定时器向量中。同样，要组织所有满足条件0x100000≤interval≤0x3ffffff的定时器，也需要26＝64个松散定时器向量。类似地，这64个松散定时器向量也可以用一个timer_vec结构来描述，相应地Linux定义了tv4全局变量来表示这64个松散定时器向量。
对于那些满足条件0x4000000≤interval≤0xffffffff的定时器，只要表达式（interval>>8＋6＋6＋6）的值相同的定时器都将被放在同一个松散定时器向量中。同样，要组织所有满足条件0x4000000≤interval≤0xffffffff的定时器，也需要26＝64个松散定时器向量。类似地，这64个松散定时器向量也可以用一个timer_vec结构来描述，相应地Linux定义了tv5全局变量来表示这64个松散定时器向量。

最后，为了引用方便，Linux定义了一个指针数组tvecs［］，来分别指向tv1、tv2、…、tv5结构变量。如上述代码所示。
整个内核定时器机制的总体结构如下图7－8所示：

7．6．3 内核动态定时器机制的实现
在内核动态定时器机制的实现中，有三个操作时非常重要的：（1）将一个定时器插入到它应该所处的定时器向量中。（2）定时器的迁移，也即将一个定时器从它原来所处的定时器向量迁移到另一个定时器向量中。（3）扫描并执行当前已经到期的定时器。

7．6．3．1 动态定时器机制的初始化
函数init_timervecs()实现对动态定时器机制的初始化。该函数仅被sched_init()初始化例程所调用。动态定时器机制初始化过程的主要任务就是将tv1、tv2、…、tv5这5个结构变量中的定时器向量指针数组vec［］初始化为NULL。如下所示（kernel/timer.c）：
void init_timervecs (void)
{
int i;

for (i = 0; i < TVN_SIZE; i++) {
INIT_LIST_HEAD(tv5.vec + i);
INIT_LIST_HEAD(tv4.vec + i);
INIT_LIST_HEAD(tv3.vec + i);
INIT_LIST_HEAD(tv2.vec + i);
}
for (i = 0; i < TVR_SIZE; i++)
INIT_LIST_HEAD(tv1.vec + i);
}
上述函数中的宏TVN_SIZE是指timer_vec结构类型中的定时器向量指针数组vec［］的大小，值为64。宏TVR_SIZE是指timer_vec_root结构类型中的定时器向量数组vec［］的大小，值为256。

7．6．3．2 动态定时器的时钟滴答基准timer_jiffies
由于动态定时器是在时钟中断的Bottom Half中被执行的，而从TIMER_BH向量被激活到其timer_bh()函数真正执行这段时间内可能会有几次时钟中断发生。因此内核必须记住上一次运行定时器机制是什么时候，也即内核必须保存上一次运行定时器机制时的jiffies值。为此，Linux在kernel/timer.c文件中定义了全局变量timer_jiffies来表示上一次运行定时器机制时的jiffies值。该变量的定义如下所示：
static unsigned long timer_jiffies;

7．6．3．3 对内核动态定时器链表的保护
由于内核动态定时器链表是一种系统全局共享资源，为了实现对它的互斥访问，Linux定义了专门的自旋锁timerlist_lock来保护。任何想要访问动态定时器链表的代码段都首先必须先持有该自旋锁，并且在访问结束后释放该自旋锁。其定义如下（kernel/timer.c）：
/* Initialize both explicitly - let's try to have them in the same cache line */
spinlock_t timerlist_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

7．6．3．4 将一个定时器插入到链表中
函数add_timer()用来将参数timer指针所指向的定时器插入到一个合适的定时器链表中。它首先调用timer_pending()函数判断所指定的定时器是否已经位于在某个定时器向量中等待执行。如果是，则不进行任何操作，只是打印一条内核告警信息就返回了；如果不是，则调用internal_add_timer()函数完成实际的插入操作。其源码如下（kernel/timer.c）：
void add_timer(struct timer_list *timer)
{
unsigned long flags;

spin_lock_irqsave(&timerlist_lock, flags);
if (timer_pending(timer))
goto bug;
internal_add_timer(timer);
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
return;
bug:
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
printk("bug: kernel timer added twice at %p.\n",
__builtin_return_address(0));
}

函数internal_add_timer()用于将一个不处于任何定时器向量中的定时器插入到它应该所处的定时器向量中去（根据定时器的expires值来决定）。如下所示（kernel/timer.c）：
static inline void internal_add_timer(struct timer_list *timer)
{
/*
* must be cli-ed when calling this
*/
unsigned long expires = timer->expires;
unsigned long idx = expires - timer_jiffies;
struct list_head * vec;

if (idx < TVR_SIZE) {
int i = expires & TVR_MASK;
vec = tv1.vec + i;
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + TVN_BITS)) {
int i = (expires >> TVR_BITS) & TVN_MASK;
vec = tv2.vec + i;
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + 2 * TVN_BITS)) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + TVN_BITS)) & TVN_MASK;
vec = tv3.vec + i;
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + 3 * TVN_BITS)) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + 2 * TVN_BITS)) & TVN_MASK;
vec = tv4.vec + i;
} else if ((signed long) idx < 0) {
/* can happen if you add a timer with expires == jiffies,
* or you set a timer to go off in the past
*/
vec = tv1.vec + tv1.index;
} else if (idx <= 0xffffffffUL) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + 3 * TVN_BITS)) & TVN_MASK;
vec = tv5.vec + i;
} else {
/* Can only get here on architectures with 64-bit jiffies */
INIT_LIST_HEAD(&timer->list);
return;
}
/*
* Timers are FIFO!
*/
list_add(&timer->list, vec->prev);
}
对该函数的注释如下：
（1）首先，计算定时器的expires值与timer_jiffies的插值（注意！这里应该使用动态定时器自己的时间基准），这个差值就表示这个定时器相对于上一次运行定时器机制的那个时刻还需要多长时间间隔才到期。局部变量idx保存这个差值。
（2）根据idx的值确定这个定时器应被插入到哪一个定时器向量中。其具体的确定方法我们在7.6.2节已经说过了，这里不再详述。最后，定时器向量的头部指针vec表示这个定时器应该所处的定时器向量链表头部。
（3）最后，调用list_add()函数将定时器插入到vec指针所指向的定时器队列的尾部。

7．6．3．5 修改一个定时器的expires值
当一个定时器已经被插入到内核动态定时器链表中后，我们还可以修改该定时器的expires值。函数mod_timer()实现这一点。如下所示（kernel/timer.c）：
int mod_timer(struct timer_list *timer, unsigned long expires)
{
int ret;
unsigned long flags;

spin_lock_irqsave(&timerlist_lock, flags);
timer->expires = expires;
ret = detach_timer(timer);
internal_add_timer(timer);
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
return ret;
}
该函数首先根据参数expires值更新定时器的expires成员。然后调用detach_timer()函数将该定时器从它原来所属的链表中删除。最后调用internal_add_timer()函数将该定时器根据它新的expires值重新插入到相应的链表中。

函数detach_timer()首先调用timer_pending()来判断指定的定时器是否已经处于某个链表中，如果定时器原来就不处于任何链表中，则detach_timer()函数什么也不做，直接返回0值，表示失败。否则，就调用list_del()函数将定时器从它原来所处的链表中摘除。如下所示（kernel/timer.c）：
static inline int detach_timer (struct timer_list *timer)
{
if (!timer_pending(timer))
return 0;
list_del(&timer->list);
return 1;
}

7．6．3．6 删除一个定时器
函数del_timer()用来将一个定时器从相应的内核定时器队列中删除。该函数实际上是对detach_timer()函数的高层封装。如下所示（kernel/timer.c）：
int del_timer(struct timer_list * timer)
{
int ret;
unsigned long flags;

spin_lock_irqsave(&timerlist_lock, flags);
ret = detach_timer(timer);
timer->list.next = timer->list.prev = NULL;
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
return ret;
}

7．6．3．7 定时器迁移操作
由于一个定时器的interval值会随着时间的不断流逝（即jiffies值的不断增大）而不断变小，因此那些原本到期紧迫程度较低的定时器会随着jiffies值的不断增大而成为既将马上到期的定时器。比如定时器向量tv2.vec[0]中的定时器在经过256个时钟滴答后会成为未来256个时钟滴答内会到期的定时器。因此，定时器在内核动态定时器链表中的位置也应相应地随着改变。改变的规则是：当tv1.index重新变为0时（意味着tv1中的256个定时器向量都已被内核扫描一遍了，从而使tv1中的256个定时器向量变为空），则用tv2.vec［index］定时器向量中的定时器去填充tv1，同时使tv2.index加1（它以64为模）。当tv2.index重新变为0（意味着tv2中的64个定时器向量都已经被全部填充到tv1中去了，从而使得tv2变为空），则用tv3.vec［index］定时器向量中的定时器去填充tv2。如此一直类推下去，直到tv5。
函数cascade_timers()完成这种定时器迁移操作，该函数只有一个timer_vec结构类型指针的参数tv。这个函数将把定时器向量tv->vec［tv->index］中的所有定时器重新填充到上一层定时器向量中去。如下所示（kernel/timer.c）：
static inline void cascade_timers(struct timer_vec *tv)
{
/* cascade all the timers from tv up one level */
struct list_head *head, *curr, *next;

head = tv->vec + tv->index;
curr = head->next;
/*
* We are removing _all_ timers from the list, so we don't have to
* detach them individually, just clear the list afterwards.
*/
while (curr != head) {
struct timer_list *tmp;

tmp = list_entry(curr, struct timer_list, list);
next = curr->next;
list_del(curr); // not needed
internal_add_timer(tmp);
curr = next;
}
INIT_LIST_HEAD(head);
tv->index = (tv->index + 1) & TVN_MASK;
}
对该函数的注释如下：
（1）首先，用指针head指向定时器头部向量头部的list_head结构。指针curr指向定时器向量中的第一个定时器。
（2）然后，用一个while{}循环来遍历定时器向量tv->vec［tv->index］。由于定时器向量是一个双向循环队列，因此循环的终止条件是curr=head。对于每一个被扫描的定时器，循环体都先调用list_del()函数将当前定时器从链表中摘除，然后调用internal_add_timer()函数重新确定该定时器应该被放到哪个定时器向量中去。
（3）当从while{}循环退出后，定时器向量tv->vec［tv->index］中所有的定时器都已被迁移到其它地方（到它们该呆的地方：－），因此它本身就成为一个空队列。这里我们显示地调用INIT_LIST_HEAD()宏来将定时器向量的表头结构初始化为空。
（4）最后，将tv->index值加1，当然它是以64为模。

7．6．4．8 扫描并执行当前已经到期的定时器
函数run_timer_list()完成这个功能。如前所述，该函数是被timer_bh()函数所调用的，因此内核定时器是在时钟中断的Bottom Half中被执行的。记住这一点非常重要。全局变量timer_jiffies表示了内核上一次执行run_timer_list()函数的时间，因此jiffies与timer_jiffies的差值就表示了自从上一次处理定时器以来，期间一共发生了多少次时钟中断，显然run_timer_list()函数必须为期间所发生的每一次时钟中断补上定时器服务。该函数的源码如下（kernel/timer.c）：
static inline void run_timer_list(void)
{
spin_lock_irq(&timerlist_lock);
while ((long)(jiffies - timer_jiffies) >= 0) {
struct list_head *head, *curr;
if (!tv1.index) {
int n = 1;
do {
cascade_timers(tvecs[n]);
} while (tvecs[n]->index == 1 && ++n < NOOF_TVECS);
}
repeat:
head = tv1.vec + tv1.index;
curr = head->next;
if (curr != head) {
struct timer_list *timer;
void (*fn)(unsigned long);
unsigned long data;

timer = list_entry(curr, struct timer_list, list);
fn = timer->function;
data= timer->data;

detach_timer(timer);
timer->list.next = timer->list.prev = NULL;
timer_enter(timer);
spin_unlock_irq(&timerlist_lock);
fn(data);
spin_lock_irq(&timerlist_lock);
timer_exit();
goto repeat;
}
++timer_jiffies;
tv1.index = (tv1.index + 1) & TVR_MASK;
}
spin_unlock_irq(&timerlist_lock);
}
函数run_timer_list()的执行过程主要就是用一个大while{}循环来为时钟中断执行定时器服务，每一次循环服务一次时钟中断。因此一共要执行（jiffies－timer_jiffies＋1）次循环。循环体所执行的服务步骤如下：
（1）首先，判断tv1.index是否为0，如果为0则需要从tv2中补充定时器到tv1中来。但tv2也可能为空而需要从tv3中补充定时器，因此用一个do{}while循环来调用cascade_timer()函数来依次视需要从tv2中补充tv1，从tv3中补充tv2、…、从tv5中补充tv4。显然如果tvi.index=0（2≤i≤5），则对于tvi执行cascade_timers()函数后，tvi.index肯定为1。反过来讲，如果对tvi执行过cascade_timers()函数后tvi.index不等于1，那么可以肯定在未对tvi执行cascade_timers()函数之前，tvi.index值肯定不为0，因此这时tvi不需要从tv(i+1)中补充定时器，这时就可以终止do{}while循环。
（2）接下来，就要执行定时器向量tv1.vec［tv1.index］中的所有到期定时器。因此这里用一个goto repeat循环从头到尾依次扫描整个定时器对列。由于在执行定时器的关联函数时并不需要关CPU中断，所以在用detach_timer()函数将当前定时器从对列中摘除后，就可以调用spin_unlock_irq()函数进行解锁和开中断，然后在执行完当前定时器的关联函数后重新用spin_lock_irq（）函数加锁和关中断。
（3）当执行完定时器向量tv1.vec[tv1.index]中的所有到期定时器后，tv1.vec［tv1.index］应该是个空队列。至此这一次定时器服务也就宣告结束。
（4）最后，将timer_jiffies值加1，将tv1.index值加1，当然它的模是256。然后，回到while循环开始下一次定时器服务。

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7．7 进程间隔定时器itimer
所谓“间隔定时器（Interval Timer，简称itimer）就是指定时器采用“间隔”值（interval）来作为计时方式，当定时器启动后，间隔值interval将不断减小。当interval值减到0时，我们就说该间隔定时器到期。与上一节所说的内核动态定时器相比，二者最大的区别在于定时器的计时方式不同。内核定时器是通过它的到期时刻expires值来计时的，当全局变量jiffies值大于或等于内核动态定时器的expires值时，我们说内核内核定时器到期。而间隔定时器则实际上是通过一个不断减小的计数器来计时的。虽然这两种定时器并不相同，但却也是相互联系的。假如我们每个时钟节拍都使间隔定时器的间隔计数器减1，那么在这种情形下间隔定时器实际上就是内核动态定时器（下面我们会看到进程的真实间隔定时器就是这样通过内核定时器来实现的）。
间隔定时器主要被应用在用户进程上。每个Linux进程都有三个相互关联的间隔定时器。其各自的间隔计数器都定义在进程的task_struct结构中，如下所示（include/linux/sched.h）：
struct task_struct｛
……
unsigned long it_real_value, it_prof_value, it_virt_value;
unsigned long it_real_incr, it_prof_incr, it_virt_incr;
struct timer_list real_timer;
……
}
（1）真实间隔定时器（ITIMER_REAL）：这种间隔定时器在启动后，不管进程是否运行，每个时钟滴答都将其间隔计数器减1。当减到0值时，内核向进程发送SIGALRM信号。结构类型task_struct中的成员it_real_incr则表示真实间隔定时器的间隔计数器的初始值，而成员it_real_value则表示真实间隔定时器的间隔计数器的当前值。由于这种间隔定时器本质上与上一节的内核定时器时一样的，因此Linux实际上是通过real_timer这个内嵌在task_struct结构中的内核动态定时器来实现真实间隔定时器ITIMER_REAL的。
（2）虚拟间隔定时器ITIMER_VIRT：也称为进程的用户态间隔定时器。结构类型task_struct中成员it_virt_incr和it_virt_value分别表示虚拟间隔定时器的间隔计数器的初始值和当前值，二者均以时钟滴答次数位计数单位。当虚拟间隔定时器启动后，只有当进程在用户态下运行时，一次时钟滴答才能使间隔计数器当前值it_virt_value减1。当减到0值时，内核向进程发送SIGVTALRM信号（虚拟闹钟信号），并将it_virt_value重置为初值it_virt_incr。具体请见7.4.3节中的do_it_virt()函数的实现。
（3）PROF间隔定时器ITIMER_PROF：进程的task_struct结构中的it_prof_value和it_prof_incr成员分别表示PROF间隔定时器的间隔计数器的当前值和初始值（均以时钟滴答为单位）。当一个进程的PROF间隔定时器启动后，则只要该进程处于运行中，而不管是在用户态或核心态下执行，每个时钟滴答都使间隔计数器it_prof_value值减1。当减到0值时，内核向进程发送SIGPROF信号，并将it_prof_value重置为初值it_prof_incr。具体请见7.4.3节的do_it_prof()函数。
Linux在include/linux/time.h头文件中为上述三种进程间隔定时器定义了索引标识，如下所示：
#define ITIMER_REAL 0
#define ITIMER_VIRTUAL 1
#define ITIMER_PROF 2

7．7．1 数据结构itimerval
虽然，在内核中间隔定时器的间隔计数器是以时钟滴答次数为单位，但是让用户以时钟滴答为单位来指定间隔定时器的间隔计数器的初值显然是不太方便的，因为用户习惯的时间单位是秒、毫秒或微秒等。所以Linux定义了数据结构itimerval来让用户以秒或微秒为单位指定间隔定时器的时间间隔值。其定义如下（include/linux/time.h）：
struct itimerval {
struct timeval it_interval; /* timer interval */
struct timeval it_value; /* current value */
};
其中，it_interval成员表示间隔计数器的初始值，而it_value成员表示间隔计数器的当前值。这两个成员都是timeval结构类型的变量，因此其精度可以达到微秒级。

l timeval与jiffies之间的相互转换
由于间隔定时器的间隔计数器的内部表示方式与外部表现方式互不相同，因此有必要实现以微秒为单位的timeval结构和为时钟滴答次数单位的jiffies之间的相互转换。为此，Linux在kernel/itimer.c中实现了两个函数实现二者的互相转换——tvtojiffies()函数和jiffiestotv()函数。它们的源码如下：
static unsigned long tvtojiffies(struct timeval *value)
{
unsigned long sec = (unsigned) value->tv_sec;
unsigned long usec = (unsigned) value->tv_usec;

if (sec > (ULONG_MAX / HZ))
return ULONG_MAX;
usec += 1000000 / HZ - 1;
usec /= 1000000 / HZ;
return HZ*sec+usec;
}

static void jiffiestotv(unsigned long jiffies, struct timeval *value)
{
value->tv_usec = (jiffies % HZ) * (1000000 / HZ);
value->tv_sec = jiffies / HZ;
}

7．7．2 真实间隔定时器ITIMER_REAL的底层运行机制
间隔定时器ITIMER_VIRT和ITIMER_PROF的底层运行机制是分别通过函数do_it_virt（）函数和do_it_prof（）函数来实现的，这里就不再重述（可以参见7.4.3节）。
由于间隔定时器ITIMER_REAL本质上与内核动态定时器并无区别。因此内核实际上是通过内核动态定时器来实现进程的ITIMER_REAL间隔定时器的。为此，task_struct结构中专门设立一个timer_list结构类型的成员变量real_timer。动态定时器real_timer的函数指针function总是被task_struct结构的初始化宏INIT_TASK设置为指向函数it_real_fn()。如下所示（include/linux/sched.h）：
#define INIT_TASK(tsk) \
……
real_timer： {
function： it_real_fn \
} \
……
}
而real_timer链表元素list和data成员总是被进程创建时分别初始化为空和进程task_struct结构的地址，如下所示（kernel/fork.c）：
int do_fork(……)
{
……
p->it_real_value = p->it_virt_value = p->it_prof_value = 0;
p->it_real_incr = p->it_virt_incr = p->it_prof_incr = 0;
init_timer(&p->real_timer);
p->real_timer.data = (unsigned long)p;
……
}
当用户通过setitimer()系统调用来设置进程的ITIMER_REAL间隔定时器时，it_real_incr被设置成非零值，于是该系统调用相应地设置好real_timer.expires值，然后进程的real_timer定时器就被加入到内核动态定时器链表中，这样该进程的ITIMER_REAL间隔定时器就被启动了。当real_timer定时器到期时，它的关联函数it_real_fn()将被执行。注意！所有进程的real_timer定时器的function函数指针都指向it_real_fn()这同一个函数，因此it_real_fn()函数必须通过其参数来识别是哪一个进程，为此它将unsigned long类型的参数p解释为进程task_struct结构的地址。该函数的源码如下（kernel/itimer.c）：
void it_real_fn(unsigned long __data)
{
struct task_struct * p = (struct task_struct *) __data;
unsigned long interval;

send_sig(SIGALRM, p, 1);
interval = p->it_real_incr;
if (interval) {
if (interval > (unsigned long) LONG_MAX)
interval = LONG_MAX;
p->real_timer.expires = jiffies + interval;
add_timer(&p->real_timer);
}
}
函数it_real_fn()的执行过程大致如下：
（1）首先将参数p通过强制类型转换解释为进程的task_struct结构类型的指针。
（2）向进程发送SIGALRM信号。
（3）在进程的it_real_incr非0的情况下继续启动real_timer定时器。首先，计算real_timer定时器的expires值为（jiffies＋it_real_incr）。然后，调用add_timer()函数将real_timer加入到内核动态定时器链表中。

7．7．3 itimer定时器的系统调用
与itimer定时器相关的syscall有两个：getitimer()和setitimer()。其中，getitimer()用于查询调用进程的三个间隔定时器的信息，而setitimer()则用来设置调用进程的三个间隔定时器。这两个syscall都是现在kernel/itimer.c文件中。

7．7．3．1 getitimer()系统调用的实现
函数sys_getitimer()有两个参数：（1）which，指定查询调用进程的哪一个间隔定时器，其取值可以是ITIMER_REAL、ITIMER_VIRT和ITIMER_PROF三者之一。（2）value指针，指向用户空间中的一个itimerval结构，用于接收查询结果。该函数的源码如下：
/* SMP: Only we modify our itimer values. */
asmlinkage long sys_getitimer(int which, struct itimerval *value)
{
int error = -EFAULT;
struct itimerval get_buffer;

if (value) {
error = do_getitimer(which, &get_buffer);
if (!error &&
copy_to_user(value, &get_buffer, sizeof(get_buffer)))
error = -EFAULT;
}
return error;
}
显然，sys_getitimer()函数主要通过do_getitimer()函数来查询当前进程的间隔定时器信息，并将查询结果保存在内核空间的结构变量get_buffer中。然后，调用copy_to_usr()宏将get_buffer中结果拷贝到用户空间缓冲区中。
函数do_getitimer()的源码如下（kernel/itimer.c）：
int do_getitimer(int which, struct itimerval *value)
{
register unsigned long val, interval;

switch (which) {
case ITIMER_REAL:
interval = current->it_real_incr;
val = 0;
/*
* FIXME! This needs to be atomic, in case the kernel timer happens!
*/
if (timer_pending(&current->real_timer)) {
val = current->real_timer.expires - jiffies;

/* look out for negative/zero itimer.. */
if ((long) val <= 0)
val = 1;
}
break;
case ITIMER_VIRTUAL:
val = current->it_virt_value;
interval = current->it_virt_incr;
break;
case ITIMER_PROF:
val = current->it_prof_value;
interval = current->it_prof_incr;
break;
default:
return(-EINVAL);
}
jiffiestotv(val, &value->it_value);
jiffiestotv(interval, &value->it_interval);
return 0;
}
查询的过程如下：
（1）首先，用局部变量val和interval分别表示待查询间隔定时器的间隔计数器的当前值和初始值。
（2）如果which＝ITIMER_REAL，则查询当前进程的ITIMER_REAL间隔定时器。于是从current->it_real_incr中得到ITIMER_REAL间隔定时器的间隔计数器的初始值，并将其保存到interval局部变量中。而对于间隔计数器的当前值，由于ITITMER_REAL间隔定时器是通过real_timer这个内核动态定时器来实现的，因此不能通过current->it_real_value来获得ITIMER_REAL间隔定时器的间隔计数器的当前值，而必须通过real_timer来得到这个值。为此先用timer_pending()函数来判断current->real_timer是否已被起动。如果未启动，则说明ITIMER_REAL间隔定时器也未启动，因此其间隔计数器的当前值肯定是0。因此将val变量简单地置0就可以了。如果已经启动，则间隔计数器的当前值应该等于（timer_real.expires－jiffies）。
（3）如果which＝ITIMER_VIRT，则查询当前进程的ITIMER_VIRT间隔定时器。于是简单地将计数器初值it_virt_incr和当前值it_virt_value分别保存到局部变量interval和val中。
（4）如果which＝ITIMER_PROF，则查询当前进程的ITIMER_PROF间隔定时器。于是简单地将计数器初值it_prof_incr和当前值it_prof_value分别保存到局部变量interval和val中。
（5）最后，通过转换函数jiffiestotv()将val和interval转换成timeval格式的时间值，并保存到value->it_value和value->it_interval中，作为查询结果返回。

7．7．3．2 setitimer()系统调用的实现
函数sys_setitimer()不仅设置调用进程的指定间隔定时器，而且还返回该间隔定时器的原有信息。它有三个参数：（1）which，含义与sys_getitimer()中的参数相同。（2）输入参数value，指向用户空间中的一个itimerval结构，含有待设置的新值。（3）输出参数ovalue，指向用户空间中的一个itimerval结构，用于接收间隔定时器的原有信息。
该函数的源码如下（kernel/itimer.c）：
/* SMP: Again, only we play with our itimers, and signals are SMP safe
* now so that is not an issue at all anymore.
*/
asmlinkage long sys_setitimer(int which, struct itimerval *value,
struct itimerval *ovalue)
{
struct itimerval set_buffer, get_buffer;
int error;

if (value) {
if(copy_from_user(&set_buffer, value, sizeof(set_buffer)))
return -EFAULT;
} else
memset((char *) &set_buffer, 0, sizeof(set_buffer));

error = do_setitimer(which, &set_buffer, ovalue ? &get_buffer : 0);
if (error || !ovalue)
return error;

if (copy_to_user(ovalue, &get_buffer, sizeof(get_buffer)))
return -EFAULT;
return 0;
}
对该函数的注释如下：
（1）在输入参数指针value非空的情况下，调用copy_from_user()宏将用户空间中的待设置信息拷贝到内核空间中的set_buffer结构变量中。如果value指针为空，则简单地将set_buffer结构变量全部置0。
（2）调用do_setitimer()函数完成实际的设置操作。如果输出参数ovalue指针有效，则以内核变量get_buffer的地址作为do_setitimer()函数的第三那个调用参数，这样当do_setitimer()函数返回时，get_buffer结构变量中就将含有当前进程的指定间隔定时器的原来信息。Do_setitimer()函数返回0值表示成功，非0值表示失败。
（3）在do_setitimer()函数返回非0值的情况下，或者ovalue指针为空的情况下（不需要输出间隔定时器的原有信息），函数就可以直接返回了。
（4）如果ovalue指针非空，调用copy_to_user()宏将get_buffer()结构变量中值拷贝到ovalue所指向的用户空间中去，以便让用户得到指定间隔定时器的原有信息值。

函数do_setitimer()的源码如下（kernel/itimer.c）：
int do_setitimer(int which, struct itimerval *value, struct itimerval *ovalue)
{
register unsigned long i, j;
int k;

i = tvtojiffies(&value->it_interval);
j = tvtojiffies(&value->it_value);
if (ovalue && (k = do_getitimer(which, ovalue)) < 0)
return k;
switch (which) {
case ITIMER_REAL:
del_timer_sync(&current->real_timer);
current->it_real_value = j;
current->it_real_incr = i;
if (!j)
break;
if (j > (unsigned long) LONG_MAX)
j = LONG_MAX;
i = j + jiffies;
current->real_timer.expires = i;
add_timer(&current->real_timer);
break;
case ITIMER_VIRTUAL:
if (j)
j++;
current->it_virt_value = j;
current->it_virt_incr = i;
break;
case ITIMER_PROF:
if (j)
j++;
current->it_prof_value = j;
current->it_prof_incr = i;
break;
default:
return -EINVAL;
}
return 0;
}
对该函数的注释如下：
（1）首先调用tvtojiffies（）函数将timeval格式的初始值和当前值转换成以时钟滴答为单位的时间值。并分别保存在局部变量i和j中。
（2）如果ovalue指针非空，则调用do_getitimer()函数查询指定间隔定时器的原来信息。如果do_getitimer()函数返回负值，说明出错。因此就要直接返回错误值。否则继续向下执行开始真正地设置指定的间隔定时器。
（3）如果which=ITITMER_REAL，表示设置ITIMER_REAL间隔定时器。（a）调用del_timer_sync()函数（该函数在单CPU系统中就是del_timer()函数）将当前进程的real_timer定时器从内核动态定时器链表中删除。（b）将it_real_incr和it_real_value分别设置为局部变量i和j。（c）如果j=0，说明不必启动real_timer定时器，因此执行break语句退出switch…case控制结构，而直接返回。（d）将real_timer的expires成员设置成（jiffies＋当前值j），然后调用add_timer()函数将当前进程的real_timer定时器加入到内核动态定时器链表中，从而启动该定时器。
（4）如果which=ITIMER_VIRT，则简单地用局部变量i和j的值分别更新it_virt_incr和it_virt_value就可以了。
（5）如果which=ITIMER_PROF，则简单地用局部变量i和j的值分别更新it_prof_incr和it_prof_value就可以了。
（6）最后，返回0值表示成功。

7．7．3．3 alarm系统调用
系统调用alarm可以让调用进程在指定的秒数间隔后收到一个SIGALRM信号。它只有一个参数seconds，指定以秒数计的定时间隔。函数sys_alarm()的源码如下（kernel/timer.c）：
/*
* For backwards compatibility? This can be done in libc so Alpha
* and all newer ports shouldn't need it.
*/
asmlinkage unsigned long sys_alarm(unsigned int seconds)
{
struct itimerval it_new, it_old;
unsigned int oldalarm;

it_new.it_interval.tv_sec = it_new.it_interval.tv_usec = 0;
it_new.it_value.tv_sec = seconds;
it_new.it_value.tv_usec = 0;
do_setitimer(ITIMER_REAL, &it_new, &it_old);
oldalarm = it_old.it_value.tv_sec;
/* ehhh.. We can't return 0 if we have an alarm pending.. */
/* And we'd better return too much than too little anyway */
if (it_old.it_value.tv_usec)
oldalarm++;
return oldalarm;
}
这个系统调用实际上就是启动进程的ITIMER_REAL间隔定时器。因此它完全可放到用户空间的C函数库（比如libc和glibc）中来实现。但是为了保此内核的向后兼容性，2.4.0版的内核仍然将这个syscall放在内核空间中来实现。函数sys_alarm（）的实现过程如下：
（1）根据参数seconds的值构造一个itimerval结构变量it_new。注意！由于alarm启动的ITIMER_REAL间隔定时器是一次性而不是循环重复的，因此it_new变量中的it_interval成员一定要设置为0。
（2）调用函数do_setitimer()函数以新构造的定时器it_new来启动当前进程的ITIMER_REAL定时器，同时将该间隔定时器的原定时间隔保存到局部变量it_old中。
（3）返回值oldalarm表示以秒数计的ITIMER_REAL间隔定时器的原定时间隔值。因此先把it_old.it_value.tv_sec赋给oldalarm，并且在it_old.it_value.tv_usec非0的情况下，将oldalarm的值加1（也即不足1秒补足1秒）。

dreamice

7．8 时间系统调用的实现
本节讲述与时间相关的syscall，这些系统调用主要用来供用户进程向内核检索当前时间与日期，因此他们是内核的时间服务接口。主要的时间系统调用共有5个：time、stime和gettimeofday、settimeofday，以及与网络时间协议NTP相关的adjtimex系统调用。这里我们不关心NTP，因此仅分析前4个时间系统调用。前4个时间系统调用可以分为两组：（1）time和stime是一组；（2）gettimeofday和settimeofday是一组。

7．8．1 系统调用time和stime
系统调用time（）用于获取以秒数表示的系统当前时间（即内核全局时间变量xtime中的tv_sec成员的值）。它只有一个参数——整型指针tloc，指向用户空间中的一个整数，用来接收返回的当前时间值。函数sys_time（）的源码如下（kernel/time.c）：
asmlinkage long sys_time(int * tloc)
{
int i;

/* SMP: This is fairly trivial. We grab CURRENT_TIME and
stuff it to user space. No side effects */
i = CURRENT_TIME;
if (tloc) {
if (put_user(i,tloc))
i = -EFAULT;
}
return i;
}
注释如下：
（1）首先，函数调用CURRENT_TIME宏来得到以秒数表示的内核当前时间值，并将该值保存在局部变量i中。宏CURRENT_TIME定义在include/linux/sched.h头文件中，它实际上就是内核全局时间变量xtime中的tv_sec成员。如下所示：
#define CURRENT_TIME (xtime.tv_sec)
（2）然后，在参数指针tloc非空的情况下将i的值通过put_user()宏传递到有tloc所指向的用户空间中去，以作为函数的输出结果。
（3）最后，将局部变量I的值——也即也秒数表示的系统当前时间值作为返回值返回。

系统调用stime()与系统调用time()刚好相反，它可以让用户设置系统的当前时间（以秒数为单位）。它同样也只有一个参数——整型指针tptr，指向用户空间中待设置的时间秒数值。函数sys_stime()的源码如下（kernel/time.c）：
asmlinkage long sys_stime(int * tptr)
{
int value;

if (!capable(CAP_SYS_TIME))
return -EPERM;
if (get_user(value, tptr))
return -EFAULT;
write_lock_irq(&xtime_lock);
xtime.tv_sec = value;
xtime.tv_usec = 0;
time_adjust = 0; /* stop active adjtime() */
time_status |= STA_UNSYNC;
time_maxerror = NTP_PHASE_LIMIT;
time_esterror = NTP_PHASE_LIMIT;
write_unlock_irq(&xtime_lock);
return 0;
}
注释如下：
（1）首先检查调用进程的权限，显然，只有root用户才能有权限修改系统时间。
（2）调用get_user()宏将tptr指针所指向的用户空间中的时间秒数值拷贝到内核空间中来，并保存到局部变量value中。
（3）将局部变量value的值更新到全局时间变量xtime的tv_sec成员中，并将xtime的tv_usec成员清零。
（4）在相应地重置其它状态变量后，函数就可以返回了（返回值0表示成功）。

7．8．2 系统调用gettimeofday
这个syscall用来供用户获取timeval格式的当前时间信息（精确度为微秒级），以及系统的当前时区信息（timezone）。结构类型timeval的指针参数tv指向接受时间信息的用户空间缓冲区，参数tz是一个timezone结构类型的指针，指向接收时区信息的用户空间缓冲区。这两个参数均为输出参数，返回值0表示成功，返回负值表示出错。函数sys_gettimeofday()的源码如下（kernel/time.c）：
asmlinkage long sys_gettimeofday(struct timeval *tv, struct timezone *tz)
{
if (tv) {
struct timeval ktv;
do_gettimeofday(&ktv);
if (copy_to_user(tv, &ktv, sizeof(ktv)))
return -EFAULT;
}
if (tz) {
if (copy_to_user(tz, &sys_tz, sizeof(sys_tz)))
return -EFAULT;
}
return 0;
}
显然，函数的实现主要分成两个大的方面：
（1）如果tv指针有效，则说明用户要以timeval格式来检索系统当前时间。为此，先调用do_gettimeofday()函数来检索系统当前时间并保存到局部变量ktv中。然后再调用copy_to_user（）宏将保存在内核空间中的当前时间信息拷贝到由参数指针tv所指向的用户空间缓冲区中。
（2）如果tz指针有效，则说明用户要检索当前时区信息，因此调用copy_to_user()宏将全局变量sys_tz中的时区信息拷贝到参数指针tz所指向的用户空间缓冲区中。
（3）最后，返回0表示成功。

函数do_gettimeofday()的源码如下（arch/i386/kernel/time.c）：
/*
* This version of gettimeofday has microsecond resolution
* and better than microsecond precision on fast x86 machines with TSC.
*/
void do_gettimeofday(struct timeval *tv)
{
unsigned long flags;
unsigned long usec, sec;

read_lock_irqsave(&xtime_lock, flags);
usec = do_gettimeoffset();
{
unsigned long lost = jiffies - wall_jiffies;
if (lost)
usec += lost * (1000000 / HZ);
}
sec = xtime.tv_sec;
usec += xtime.tv_usec;
read_unlock_irqrestore(&xtime_lock, flags);

while (usec >= 1000000) {
usec -= 1000000;
sec++;
}

tv->tv_sec = sec;
tv->tv_usec = usec;
}
该函数的完成实际的当前时间检索工作。由于gettimeofday()系统调用要求时间精度要达到微秒级，因此do_gettimeofday()函数不能简单地返回xtime中的值即可，而必须精确地确定自从时钟驱动的Bottom Half上一次更新xtime的那个时刻（由wall_jiffies变量表示，参见7.3节）到do_gettimeofday()函数的当前执行时刻之间的具体时间间隔长度,以便精确地修正xtime的值.如下图7-9所示：
假定被do_gettimeofday()用来修正xtime的时间间隔为fixed_usec，而从wall_jiffies到jiffies之间的时间间隔是lost_usec，而从jiffies到do_gettimeofday()函数的执行时刻的时间间隔是offset_usec。则下列三个等式成立：
fixed_usec＝（lost_usec＋offset_usec）
lost_usec＝（jiffies－wall_jiffies）＊TICK_SIZE＝（jiffies－wall_jiffies）＊（1000000／HZ）
由于全局变量last_tsc_low表示上一次时钟中断服务函数timer_interrupt()执行时刻的CPU TSC寄存器的值，因此我们可以用X86 CPU的TSC寄存器来计算offset_usec的值。也即：
offset_usec=delay_at_last_interrupt＋（current_tsc_low－last_tsc_low）＊fast_gettimeoffset_quotient
其中，delay_at_last_interrupt是从上一次发生时钟中断到timer_interrupt()服务函数真正执行时刻之间的时间延迟间隔。每一次timer_interrupt()被执行时都会计算这一间隔，并利用TSC的当前值更新last_tsc_low变量（可以参见7.4节）。假定current_tsc_low是do_gettimeofday()函数执行时刻TSC的当前值，全局变量fast_gettimeoffset_quotient则表示TSC寄存器每增加1所代表的时间间隔值，它是由time_init()函数所计算的。
根据上述原理分析，do_gettimeofday()函数的执行步骤如下：
（1）调用函数do_gettimeoffset()计算从上一次时钟中断发生到执行do_gettimeofday()函数的当前时刻之间的时间间隔offset_usec。
（2）通过wall_jiffies和jiffies计算lost_usec的值。
（3）然后，令sec=xtime.tv_sec，usec=xtime.tv_usec+lost_usec+offset_usec。显然，sec表示系统当前时间在秒数量级上的值，而usec表示系统当前时间在微秒量级上的值。
（4）用一个while{}循环来判断usec是否已经溢出而超过106us＝1秒。如果溢出，则将usec减去106us并相应地将sec增加1，直到usec不溢出为止。
（5）最后，用sec和usec分别更新参数指针所指向的timeval结构变量。至此，整个查询过程结束。

函数do_gettimeoffset()根据CPU是否配置有TSC寄存器这一条件分别有不同的实现。其定义如下（arch/i386/kernel/time.c）：
#ifndef CONFIG_X86_TSC
static unsigned long do_slow_gettimeoffset(void)
{
……
}
static unsigned long (*do_gettimeoffset)(void) = do_slow_gettimeoffset;
#else
#define do_gettimeoffset() do_fast_gettimeoffset()
#endif
显然，在配置有TSC寄存器的i386平台上，do_gettimeoffset（）函数实际上就是do_fast_gettimeoffset()函数。它通过TSC寄存器来计算do_fast_gettimeoffset()函数被执行的时刻到上一次时钟中断发生时的时间间隔值。其源码如下（arch/i386/kernel/time.c）：
static inline unsigned long do_fast_gettimeoffset(void)
{
register unsigned long eax, edx;

/* Read the Time Stamp Counter */

rdtsc(eax,edx);

/* .. relative to previous jiffy (32 bits is enough) */
eax -= last_tsc_low; /* tsc_low delta */

/*
* Time offset = (tsc_low delta) * fast_gettimeoffset_quotient
* = (tsc_low delta) * (usecs_per_clock)
* = (tsc_low delta) * (usecs_per_jiffy / clocks_per_jiffy)
*
* Using a mull instead of a divl saves up to 31 clock cycles
* in the critical path.
*/

__asm__("mull %2"
:"=a" (eax), "=d" (edx)
:"rm" (fast_gettimeoffset_quotient),
"0" (eax));

/* our adjusted time offset in microseconds */
return delay_at_last_interrupt + edx;
}
对该函数的注释如下：
（1）先调用rdtsc()函数读取当前时刻TSC寄存器的值，并将其高32位保存在edx局部变量中，低32位保存在局部变量eax中。
（2）让局部变量eax＝Δtsc_low＝eax－last_tsc_low；也即计算当前时刻的TSC值与上一次时钟中断服务函数timer_interrupt()执行时的TSC值之间的差值。
（3）显然，从上一次timer_interrupt()到当前时刻的时间间隔就是（Δtsc_low＊fast_gettimeoffset_quotient）。因此用一条mul指令来计算这个乘法表达式的值。
（4）返回值delay_at_last_interrupt＋（Δtsc_low＊fast_gettimeoffset_quotient）就是从上一次时钟中断发生时到当前时刻之间的时间偏移间隔值。

7．8．3 系统调用settimeofday
这个系统调用与gettimeofday（）刚好相反，它供用户设置当前时间以及当前时间信息。它也有两个参数：（1）参数指针tv，指向含有待设置时间信息的用户空间缓冲区；（2）参数指针tz，指向含有待设置时区信息的用户空间缓冲区。函数sys_settimeofday()的源码如下（kernel/time.c）：
asmlinkage long sys_settimeofday(struct timeval *tv, struct timezone *tz)
{
struct timeval new_tv;
struct timezone new_tz;

if (tv) {
if (copy_from_user(&new_tv, tv, sizeof(*tv)))
return -EFAULT;
}
if (tz) {
if (copy_from_user(&new_tz, tz, sizeof(*tz)))
return -EFAULT;
}

return do_sys_settimeofday(tv ? &new_tv : NULL, tz ? &new_tz : NULL);
}
函数首先调用copy_from_user（）宏将保存在用户空间中的待设置时间信息和时区信息拷贝到内核空间中来，并保存到局部变量new_tv和new_tz中。然后，调用do_sys_settimeofday()函数完成实际的时间设置和时区设置操作。
函数do_sys_settimeofday()的源码如下（kernel/time.c）：
int do_sys_settimeofday(struct timeval *tv, struct timezone *tz)
{
static int firsttime = 1;

if (!capable(CAP_SYS_TIME))
return -EPERM;

if (tz) {
/* SMP safe, global irq locking makes it work. */
sys_tz = *tz;
if (firsttime) {
firsttime = 0;
if (!tv)
warp_clock();
}
}
if (tv)
{
/* SMP safe, again the code in arch/foo/time.c should
* globally block out interrupts when it runs.
*/
do_settimeofday(tv);
}
return 0;
}
该函数的执行过程如下：
（1）首先，检查调用进程是否有相应的权限。如果没有，则返回错误值－EPERM。
（2）如果执政tz有效，则用tz所指向的新时区信息更新全局变量sys_tz。并且如果是第一次设置时区信息，则在tv指针不为空的情况下调用wrap_clock()函数来调整xtime中的秒数值。函数wrap_clock()的源码如下（kernel/time.c）：
inline static void warp_clock(void)
{
write_lock_irq(&xtime_lock);
xtime.tv_sec += sys_tz.tz_minuteswest * 60;
write_unlock_irq(&xtime_lock);
}
（3）如果参数tv指针有效，则根据tv所指向的新时间信息调用do_settimeofday()函数来更新内核的当前时间xtime。
（4）最后，返回0值表示成功。
函数do_settimeofday()执行刚好与do_gettimeofday()相反的操作。这是因为全局变量xtime所表示的时间是与wall_jiffies相对应的那一个时刻。因此，必须从参数指针tv所指向的新时间中减去时间间隔fixed_usec（其含义见7.8.2节）。函数源码如下（arch/i386/kernel/time.c）：
void do_settimeofday(struct timeval *tv)
{
write_lock_irq(&xtime_lock);
/*
* This is revolting. We need to set "xtime" correctly. However, the
* value in this location is the value at the most recent update of
* wall time. Discover what correction gettimeofday() would have
* made, and then undo it!
*/
tv->tv_usec -= do_gettimeoffset();
tv->tv_usec -= (jiffies - wall_jiffies) * (1000000 / HZ);

while (tv->tv_usec < 0) {
tv->tv_usec += 1000000;
tv->tv_sec--;
}

xtime = *tv;
time_adjust = 0; /* stop active adjtime() */
time_status |= STA_UNSYNC;
time_maxerror = NTP_PHASE_LIMIT;
time_esterror = NTP_PHASE_LIMIT;
write_unlock_irq(&xtime_lock);
}
该函数的执行步骤如下：
（1）调用do_gettimeoffset()函数计算上一次时钟中断发生时刻到当前时刻之间的时间间隔值。
（2）通过wall_jiffies与jiffies计算二者之间的时间间隔lost_usec。
（3）从tv->tv_usec中减去fixed_usec，即：tv->tv_usec－＝（lost_usec＋offset_usec）。
（4）用一个while{}循环根据tv->tv_usec是否小于0来调整tv结构变量。如果tv->tv_usec小于0，则将tv->tv_usec加上106us，并相应地将tv->tv_sec减1。直到tv->tv_usec不小于0为止。
（5）用修正后的时间tv来更新内核全局时间变量xtime。
（6）最后，重置其它时间状态变量。

至此，我们已经完全分析了整个Linux内核的时钟机制！

eRicBIN

汗…… 詹荣开 系列 ……

不知道 Mark 来不来CU

dreamice

原帖由 eRicBIN 于 2008-11-6 19:55 发表
汗…… 詹荣开 系列 ……

不知道 Mark 来不来CU

Mark在linuxforum，不知道他会不会有意见这样转载他的文档。
eRicBIN你是windriver的吧？

new_learner

小声问一下，LZ就是詹荣开？

dreamice

原帖由 new_learner 于 2008-11-6 20:52 发表
小声问一下，LZ就是詹荣开？

显然不是了，我倒是希望是他那样的牛人

MagicBSD

不是说有PDF的啊？

Zcanoe

版主太帅了，啥也不说了，拼命顶了

fly6

谢谢,我也正在学习这些