你可以使用mod_timer()修改my_timer的到期时间，使用del_timer()取消定时器，或使用timer_pending()以查看my_timer当前是否处于pending状态。查看kernel/timer.c源代码，你会发现schedule_timeout()内部就使用了这些API。
用户空间的clock_settime()和clock_gettime()函数可用于获得内核定时器服务。用户应用程序可以使用setitimer()和getitimer()来控制一个alarm信号在特定的超时后发生。
短延时
在内核中，小于jiffy的延时被认为是短延时。这种延时在进程或中断上下文都可能发生。由于不可能使用基于jiffy的方法实现短延时，之前讨论的睡眠等待将不再能用于小的超时。这种情况下，唯一的解决途径就是忙等待。
实现短延时的内核API包括mdelay()、udelay()和ndelay()，分别支持毫秒、微妙和纳秒级的延时。这些函数的实际实现依赖于体系结构，而且也并非在所有平台上都被完整实现。忙等待的实现方法是测量CPU执行一条指令的时间，为了延时，执行一定数量的指令。从前文可知，内核会在启动过程中进行测量出一个loops_per_jiffy值。短延时API就使用了loops_per_jiffy值来决定它们需要进行循环的数量。为了实现握手进程中1微妙的延时，USB主机控制器驱动（drivers/usb/host/ehci-hcd.c）会调用udelay()，而udelay()的内部会调用loops_per_jiffy：
do {
result = ehci_readl(ehci, ptr);
/* ... */
if (result == done) return 0;
udelay(1); /* Internally uses loops_per_jiffy */
usec--;
} while (usec > 0);
Pentium时间戳计数器
时间戳计数器（TSC）是Pentium兼容处理器中的一个计数器，它记录自启动以来CPU消耗的时钟周期数。由于TSC睡着处理器周期速率的比例正常，它提供了非常高的精确度。TSC通常被用于剖析和监测代码。使用rdtsc指令可测量某段代码的执行时间，其精度达到微妙级。TSC的节拍可以被转化为秒，方法是将其除以CPU时钟速率（包含在内核变量cpu_khz中）。
在如下的代码片段中。low_tsc_ticks和high_tsc_ticks分别包含了TSC的低32位和高32位。低32位可能在数秒内溢出（具体时间依赖于处理器速度），但是这已经用于许多代码的剖析了：
unsigned long low_tsc_ticks0, high_tsc_ticks0;
unsigned long low_tsc_ticks1, high_tsc_ticks1;
unsigned long exec_time;
rdtsc(low_tsc_ticks0, high_tsc_ticks0); /* Timestamp
before */
printk("Hello World\n"); /* Code to be
profiled */
rdtsc(low_tsc_ticks1, high_tsc_ticks1); /* Timestamp after */
exec_time = low_tsc_ticks1 - low_tsc_ticks0;
在1.8GHz Pentium 处理器上，exec_time的结果为871（或半微妙）。
在2.6.21内核中，针对高精度定时器的支持(CONFIG_HIGH_RES_TIMERS)已经被融入了内核。它使用了硬件特定的高速定时器来提供对nanosleep()等API高精度的支持。在基于Pentium的机器上，内核借助的是TSC。
实时钟
RTC在非易失性存储器上记录绝对时间。在x86 PC上，RTC位于由电池供电[4]的互补金属氧化物半导体（CMOS）存储器的顶部。从第5章《字符设备驱动》的图5.1可以看出传统PC体系结构中CMOS的位置。在嵌入式系统中，RTC可能被集成到处理器中，也可能通过I2C或SPI总线在外部连接，见第8章。
[4]RTC的电池能够持续使用很多年，通过会超过电脑的使用寿命，因此，你从来都不需要替换它。
使用RTC，你可以完成如下工作：
（1）读取、设置绝对时间，在时钟更新时产生中断；
（2）产生频率从2HZ到8192HZ之间的周期性中断；
（3）设置alarm
许多应用程序需要使用绝对时间或称墙上时间（wall time）。jiffies是相对于系统启动后的时间，它不包含墙上时间。内核将墙上时间记录在xtime变量中，在启动过程中，会根据从RTC读取到的目前的墙上时间初始化xtime，在系统停机后，墙上时间会被写回RTC。你可以使用do_gettimeofday()读取墙上时间，其最高精度由硬件决定：
#include
static struct timeval curr_time;
do_gettimeofday(&curr_time);
my_timestamp = cpu_to_le32(curr_time.tv_sec); /* Record timestamp */
用户空间也包含一系列可以访问墙上时间的函数，包括：
（1） time()，该函数返回日历时间，或从Epoch（1970年1月1日00:00:00）以来经历的秒数；
（2） localtime()，以分散的形式返回日历时间；
（3） mktime()， 进行localtime()的反向工作；
（4） gettimeofday()，如果你的平台支持的话，该函数将以微妙精度返回日历时间。
用户空间使用RTC的另一种途径是通过字符设备/dev/rtc来进行，同一时刻只有一个进程允许返回该字符设备。
在第5章和第8章，本书将对RTC驱动进行更深入的讨论。另外，在第19章给出了一个使用/dev/rtc以微妙级精度执行周期性工作的应用程序例子。
内核中的并发
随着多核笔记本电脑时代的到来，对称多处理器（SMP）的使用不再被限于高科技用户。SMP和内核抢占是多线程执行的2种场景。多个线程能够同时操作共享的内核数据结构，因此，对这些数据结构的访问必须被串行化。
接下来，我们会讨论并发访问情况下保护共享内核资源的基本概念。我们以一个简单的例子开始，并逐步引入中断、内核抢占和SMP等复杂概念。
自旋锁和互斥体
访问共享资源的代码区域称作临界区。自选锁（spinlock）和互斥体（mutex，mutual exclusion的缩写）是保护内核临界区的2种基本机制。我们一个一个分析。
自选锁可以确保在同时只有一个线程进入临界区。其他想进入临界区的线程必须不停地原地打转，知道第1个线程释放自选锁。
注意：这里所说的线程不仅限于内核线程，还包含用户线程进入内核后的代表。
下面的例子演示了自选锁的基本用法：
#include
spinlock_t mylock = SPIN_LOCK_UNLOCKED; /* Initialize */
/* Acquire the spinlock. This is inexpensive if there
* is no one inside the critical section. In the face of
* contention, spinlock() has to busy-wait.
*/
spin_lock(&mylock);
/* ... Critical Section code ... */
spin_unlock(&mylock); /* Release the lock */
与自选锁不同的是，互斥体在进入一个被占用的临界区之前，不会原地打转而是使当前线程进入睡眠状态。如果要等待的时间较长，互斥体比自选锁会更合适，因为自选锁会消耗CPU资源。在使用互斥体的场合，多于2次进程切换时间都可被认为是长时间，因此一个互斥体会引起本线程睡眠，而当其被唤醒时，它需要被切换回来。
因此，在很多情况下，决定使用自选锁还是互斥体相对来说很容易：
（1）如果临界区需要睡眠，只能使用互斥体，因为在获得自选锁后进行调度、抢占以及在等待队列上睡眠都是非法的；
（2）由于互斥体会在面临竞争的情况下将当前线程置于睡眠状态，因此，在中断处理函数中，只能使用自选锁。（在第4章中，你将学习到更多的关于中断上下文的限制。）
下面的例子演示了互斥体使用的基本方法：
#include
/* Statically declare a mutex. To dynamically
create a mutex, use mutex_init() */
static DEFINE_MUTEX(mymutex);
/* Acquire the mutex. This is inexpensive if there
* is no one inside the critical section. In the face of
* contention, mutex_lock() puts the calling thread to sleep.
*/
mutex_lock(&mymutex);
/* ... Critical Section code ... */
mutex_unlock(&mymutex); /* Release the mutex */
为了论证并发保护的用法，我们首先以一个仅存在于进程上下文的临界区开始，并以下面的顺序逐步引入复杂性：
（1）非抢占内核，单CPU情况下存在于进程上下文的临界区；
（2）非抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区；
（3）可抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区；
（4）可抢占内核，SMP情况下存在于进程和中断上下文的临界区。
| 老的信号量接口 互斥体接口代替了老的信号量接口（semaphore），它互斥体诞生于-rt树，在2.6.16内核中被融入主线内核。 尽管如此，但是老的信号量仍然在内核和驱动中被广泛使用。信号量接口的基本用法如下： #include /* Architecture dependent header */ /* Statically declare a semaphore. To dynamically create a semaphore, use init_MUTEX() */ static DECLARE_MUTEX(mysem); down(&mysem); /* Acquire the semaphore */ /* ... Critical Section code ... */ up(&mysem); /* Release the semaphore */ 信号量可以被配置为允许多个预定数量的线程同时进入临界区，但是，这种用法非常罕见。 |
案例1：进程上下文，单CPU，非抢占内核
这种情况最为简单，不需要加锁，因此不再赘述。
案例2：进程和上下文，单CPU，非抢占内核
在这种情况下，为了保护临界区，仅仅需要禁止中断。如图2.4，假定进程上下文的执行单元A、B以及中断上下文的执行单元C都企图进入相同的临界区。
图2.4 进程和中断上下文进入临界区
由于执行单元C总是在中断上下文执行，它会优先于执行单元A和B，因此，它不要担心保护的问题。执行单元A和B也不必关心彼此会被互相打断，因为内核是非抢占的。因此，执行单元A和B仅仅需要担心C会在它们进入临界区的时候横行进入。为了实现此目的，它们会在进入临界区之前禁止中断：
Point A：
local_irq_disable(); /* Disable Interrupts in local CPU */
/* ... Critical Section ... */
local_irq_enable(); /* Enable Interrupts in local CPU */
但是，如果当执行到Point A的时候已经被禁止，local_irq_enable()将产生副作用，它会重新使能中断，而不是恢复之前的中断状态。可以这样修复它：
Point A:
local_irq_save(flags); /* Disable Interrupts */
/* ... Critical Section ... */
local_irq_restore(flags); /* Restore state to what
it was at Point A */
不论Point A的中断处于什么状态，上述工作都将正确执行。
案例3：进程和中断上下文，单CPU，抢占内核
如果内核使能了抢占，仅仅禁止中断将不再能确保对临界区的保护，因为另一个处于进程上下文的执行单元可能会进入临界区。重新回到图2.4，现在，除了C以外，执行单元A和B必须提防彼此。显而易见，解决该问题的方法是在进入临界区之前禁止内核抢占、中断，并在退出临界区的时候恢复内核抢占和中断。因此，执行单元A和B使用了自选锁API附带irq的变体：
unsigned long flags;
Point A:
/* Save interrupt state.
* Disable interrupts - this implicitly disables preemption */
spin_lock_irqsave(&mylock, flags);
/* ... Critical Section ... */
/* Restore interrupt state to what it was at Point A */
spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);
我们不需要在最后显示地恢复Point A的抢占状态，因为内核自身会通过一个名叫抢占计数器的变量维护它。在抢占被禁止时（通过调用preempt_disable()），计数器会增加；在抢占被使能时（通过调用preempt_enable()），计数器被减少。只有在计数器为0的时候，抢占才发挥作用。
案例4：进程和中断上下文，SMP机器，抢占内核
现在临界区执行于SMP机器上，而且你的内核配置了CONFIG_SMP和CONFIG_PREEMPT。到目前为止讨论的场景中，自旋锁原语发挥的作用仅限于使能和禁止抢占和中断，时间的锁功能并未被完全编译进来。在SMP机器内，锁逻辑被编译进来，而且自旋锁原语确保了SMP安全性。SMP使能的含义如下：
unsigned long flags;
Point A:
/*
- Save interrupt state on the local CPU
- Disable interrupts on the local CPU. This implicitly disables
preemption.
- Lock the section to regulate access by other CPUs
*/
spin_lock_irqsave(&mylock, flags);
/* ... Critical Section ... */
/*
- Restore interrupt state and preemption to what it
was at Point A for the local CPU
- Release the lock
*/
spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);
在SMP系统上，获取自旋锁时，仅仅本CPU上的中断被禁止。因此，一个进程上下文的执行单元（图2.4中的执行单元A）在一个CPU上运行的同时，一个中断处理函数（图2.4中的执行单元C）可能运行在另一个CPU上。非本CPU上的中断处理函数必须自旋等待本CPU上的进程上下文代码退出临界区。中断上下文需要调用spin_lock()/spin_unlock()：
spin_lock(&mylock);
/* ... Critical Section ... */
spin_unlock(&mylock);
除了有irq变体以外，自旋锁也有底半部（BH）变体。在锁被获取的时候，spin_lock_bh()会禁止底半部，而spin_unlock_bh()则会在锁被释放时重新使能底半部。我们将在第4章讨论底半部。
| -rt树 实时（-rt）树，也被称作CONFIG_PREEMPT_RT补丁集，实现了内核中一些针对低延时的修改。该补丁集可以从 |
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