分类： LINUX
2008-04-13 00:02:55
摘要：本文主要从内核实现的角度分析了Linux 2.4.0内核的时钟中断、内核对时间的表示等。本文是为那些想要了解Linux I/O子系统的读者和Linux驱动程序开发人员而写的。
关键词：Linux、时钟、定时器
申明：这份文档是按照自由软件开放源代码的精神发布的，任何人可以免费获得、使用和重新发布，但是你没有限制别人重新发布你发布内容的权利。发布本文的目的是希望它能对读者有用，但没有任何担保，甚至没有适合特定目的的隐含的担保。更详细的情况请参阅GNU通用公共许可证(GPL)，以及GNU自由文档协议(GFDL)。
你应该已经和文档一起收到一份GNU通用公共许可证(GPL)的副本。如果还没有，写信给：
The Free Software Foundation, Inc., 675 Mass Ave, Cambridge,MA02139, USA
欢迎各位指出文档中的错误与疑问。
前言
时间在一个操作系统内核中占据着重要的地位，它是驱动一个OS内核运行的“起博器”。一般说来，内核主要需要两种类型的时间：
1. 在内核运行期间持续记录当前的时间与日期，以便内核对某些对象和事件作时间标记（timestamp，也称为“时间戳”），或供用户通过时间syscall进行检索。
2. 维持一个固定周期的定时器，以提醒内核或用户一段时间已经过去了。
PC机中的时间是有三种时钟硬件提供的，而这些时钟硬件又都基于固定频率的晶体振荡器来提供时钟方波信号输入。这三种时钟硬件是：（1）实时时钟（Real Time Clock，RTC）；（2）可编程间隔定时器（Programmable Interval Timer，PIT）；（3）时间戳计数器（Time Stamp Counter，TSC）。
7．1 时钟硬件
7．1．1 实时时钟RTC
自从IBM PC AT起，所有的PC机就都包含了一个叫做实时时钟（RTC）的时钟芯片，以便在PC机断电后仍然能够继续保持时间。显然，RTC是通过主板上的电池来供电的，而不是通过PC机电源来供电的，因此当PC机关掉电源后，RTC仍然会继续工作。通常，CMOS RAM和RTC被集成到一块芯片上，因此RTC也称作“CMOS Timer”。最常见的RTC芯片是MC146818（Motorola）和DS12887（maxim），DS12887完全兼容于MC146818，并有一定的扩展。本节内容主要基于MC146818这一标准的RTC芯片。具体内容可以参考MC146818的Datasheet。
7．1．1．1 RTC寄存器
MC146818 RTC芯片一共有64个寄存器。它们的芯片内部地址编号为0x00～0x3F（不是I/O端口地址），这些寄存器一共可以分为三组：
（1）时钟与日历寄存器组：共有10个（0x00~0x09），表示时间、日历的具体信息。在PC机中，这些寄存器中的值都是以BCD格式来存储的（比如23dec＝0x23BCD）。
（2）状态和控制寄存器组：共有4个（0x0A~0x0D），控制RTC芯片的工作方式，并表示当前的状态。
（3）CMOS配置数据：通用的CMOS RAM，它们与时间无关，因此我们不关心它。
时钟与日历寄存器组的详细解释如下：
Address Function
00 Current second for RTC
01 Alarm second
02 Current minute
03 Alarm minute
04 Current hour
05 Alarm hour
06 Current day of week（01＝Sunday）
07 Current date of month
08 Current month
09 Current year（final two digits，eg：93）
状态寄存器A（地址0x0A）的格式如下：
其中：
（1）bit［7］——UIP标志（Update in Progress），为1表示RTC正在更新日历寄存器组中的值，此时日历寄存器组是不可访问的（此时访问它们将得到一个无意义的渐变值）。
（2）bit［6：4］——这三位是“除法器控制位”（divider-control bits），用来定义RTC的操作频率。各种可能的值如下：
Divider bits Time-base frequency Divider Reset Operation Mode
DV2 DV1 DV0
0 0 0 4.194304 MHZ NO YES
0 0 1 1.048576 MHZ NO YES
0 1 0 32.769 KHZ NO YES
1 1 0/1 任何 YES NO
PC机通常将Divider bits设置成“010”。
（3）bit［3：0］——速率选择位（Rate Selection bits），用于周期性或方波信号输出。
RS bits 4.194304或1.048578 MHZ 32.768 KHZ
RS3 RS2 RS1 RS0 周期性中断 方波 周期性中断 方波
0 0 0 0 None None None None
0 0 0 1 30.517μs 32.768 KHZ 3.90625ms 256 HZ
0 0 1 0 61.035μs 16.384 KHZ
0 0 1 1 122.070μs 8.192KHZ
0 1 0 0 244.141μs 4.096KHZ
0 1 0 1 488.281μs 2.048KHZ
0 1 1 0 976.562μs 1.024KHZ
0 1 1 1 1.953125ms 512HZ
1 0 0 0 3.90625ms 256HZ
1 0 0 1 7.8125ms 128HZ
1 0 1 0 15.625ms 64HZ
1 0 1 1 31.25ms 32HZ
1 1 0 0 62.5ms 16HZ
1 1 0 1 125ms 8HZ
1 1 1 0 250ms 4HZ
1 1 1 1 500ms 2HZ
PC机BIOS对其默认的设置值是“0110”。
状态寄存器B的格式如下所示：
各位的含义如下：
（1）bit［7］——SET标志。为1表示RTC的所有更新过程都将终止，用户程序随后马上对日历寄存器组中的值进行初始化设置。为0表示将允许更新过程继续。
（2）bit［6］——PIE标志，周期性中断使能标志。
（3）bit［5］——AIE标志，告警中断使能标志。
（4）bit［4］——UIE标志，更新结束中断使能标志。
（5）bit［3］——SQWE标志，方波信号使能标志。
（6）bit［2］——DM标志，用来控制日历寄存器组的数据模式，0＝BCD，1＝BINARY。BIOS总是将它设置为0。
（7）bit［1］——24／12标志，用来控制hour寄存器，0表示12小时制，1表示24小时制。PC机BIOS总是将它设置为1。
（8）bit［0］——DSE标志。BIOS总是将它设置为0。
状态寄存器C的格式如下：
（1）bit［7］——IRQF标志，中断请求标志，当该位为1时，说明寄存器B中断请求发生。
（2）bit［6］——PF标志，周期性中断标志，为1表示发生周期性中断请求。
（3）bit［5］——AF标志，告警中断标志，为1表示发生告警中断请求。
（4）bit［4］——UF标志，更新结束中断标志，为1表示发生更新结束中断请求。
状态寄存器D的格式如下：
（1）bit［7］——VRT标志（Valid RAM and Time），为1表示OK，为0表示RTC已经掉电。
（2）bit［6：0］——总是为0，未定义。
7．1．1．2 通过I/O端口访问RTC
在PC机中可以通过I/O端口0x70和0x71来读写RTC芯片中的寄存器。其中，端口0x70是RTC的寄存器地址索引端口，0x71是数据端口。
读RTC芯片寄存器的步骤是：
mov al, addr
out 70h, al ; Select reg_addr in RTC chip
jmp $+2 ; a slight delay to settle thing
in al, 71h ;
写RTC寄存器的步骤如下：
mov al, addr
out 70h, al ; Select reg_addr in RTC chip
jmp $+2 ; a slight delay to settle thing
mov al, value
out 71h, al
7．1．2 可编程间隔定时器PIT
每个PC机中都有一个PIT，以通过IRQ0产生周期性的时钟中断信号。当前使用最普遍的是Intel 8254 PIT芯片，它的I/O端口地址是0x40~0x43。
Intel 8254 PIT有3个计时通道，每个通道都有其不同的用途：
（1） 通道0用来负责更新系统时钟。每当一个时钟滴答过去时，它就会通过IRQ0向系统产生一次时钟中断。
（2） 通道1通常用于控制DMAC对RAM的刷新。
（3） 通道2被连接到PC机的扬声器，以产生方波信号。
每个通道都有一个向下减小的计数器，8254 PIT的输入时钟信号的频率是1193181HZ，也即一秒钟输入1193181个clock-cycle。每输入一个clock-cycle其时间通道的计数器就向下减1，一直减到0值。因此对于通道0而言，当他的计数器减到0时，PIT就向系统产生一次时钟中断，表示一个时钟滴答已经过去了。当各通道的计数器减到0时，我们就说该通道处于“Terminal count”状态。
通道计数器的最大值是10000h，所对应的时钟中断频率是1193181／（65536）＝18.2HZ，也就是说，此时一秒钟之内将产生18.2次时钟中断。
7．1．2．1 PIT的I/O端口
在i386平台上，8254芯片的各寄存器的I/O端口地址如下：
Port Description
40h Channel 0 counter（read/write）
41h Channel 1 counter（read/write）
42h Channel 2 counter（read/write）
43h PIT control word（write only）
其中，由于通道0、1、2的计数器是一个16位寄存器，而相应的端口却都是8位的，因此读写通道计数器必须进行进行两次I/O端口读写操作，分别对应于计数器的高字节和低字节，至于是先读写高字节再读写低字节，还是先读写低字节再读写高字节，则由PIT的控制寄存器来决定。8254 PIT的控制寄存器的格式如下：
（1）bit［7：6］——Select Counter，选择对那个计数器进行操作。“00”表示选择Counter 0，“01”表示选择Counter 1，“10”表示选择Counter 2，“11”表示Read-Back Command（仅对于8254，对于8253无效）。
（2）bit［5：4］——Read/Write/Latch格式位。“00”表示锁存（Latch）当前计数器的值；“01”只读写计数器的高字节（MSB）；“10”只读写计数器的低字节（LSB）；“11”表示先读写计数器的LSB，再读写MSB。
（3）bit［3：1］——Mode bits，控制各通道的工作模式。“000”对应Mode 0；“001”对应Mode 1；“010”对应Mode 2；“011”对应Mode 3；“100”对应Mode 4；“101”对应Mode 5。
（4）bit［0］——控制计数器的存储模式。0表示以二进制格式存储，1表示计数器中的值以BCD格式存储。
7．1．2．2 PIT通道的工作模式
PIT各通道可以工作在下列6种模式下：
1. Mode 0：当通道处于“Terminal count”状态时产生中断信号。
2. Mode 1：Hardware retriggerable one-shot。
3. Mode 2：Rate Generator。这种模式典型地被用来产生实时时钟中断。此时通道的信号输出管脚OUT初始时被设置为高电平，并以此持续到计数器的值减到1。然后在接下来的这个clock-cycle期间，OUT管脚将变为低电平，直到计数器的值减到0。当计数器的值被自动地重新加载后，OUT管脚又变成高电平，然后重复上述过程。通道0通常工作在这个模式下。
4. Mode 3：方波信号发生器。
5. Mode 4：Software triggered strobe。
6. Mode 5：Hardware triggered strobe。
7．1．2．3 锁存计数器（Latch Counter）
当控制寄存器中的bit［5：4］设置成0时，将把当前通道的计数器值锁存。此时通过I/O端口可以读到一个稳定的计数器值，因为计数器表面上已经停止向下计数（PIT芯片内部并没有停止向下计数）。NOTE！一旦发出了锁存命令，就要马上读计数器的值。
7．1．3 时间戳记数器TSC
从Pentium开始，所有的Intel 80x86 CPU就都又包含一个64位的时间戳记数器（TSC）的寄存器。该寄存器实际上是一个不断增加的计数器，它在CPU的每个时钟信号到来时加1（也即每一个clock-cycle输入CPU时，该计数器的值就加1）。
汇编指令rdtsc可以用于读取TSC的值。利用CPU的TSC，操作系统通常可以得到更为精准的时间度量。假如clock-cycle的频率是400MHZ，那么TSC就将每2.5纳秒增加一次。
7．2 Linux内核对RTC的编程
MC146818 RTC芯片（或其他兼容芯片，如DS12887）可以在IRQ8上产生周期性的中断，中断的频率在2HZ～8192HZ之间。与MC146818 RTC对应的设备驱动程序实现在include/linux/rtc.h和drivers／char/rtc.c文件中，对应的设备文件是／dev/rtc（major=10,minor=135，只读字符设备）。因此用户进程可以通过对她进行编程以使得当RTC到达某个特定的时间值时激活IRQ8线，从而将RTC当作一个闹钟来用。
而Linux内核对RTC的唯一用途就是把RTC用作“离线”或“后台”的时间与日期维护器。当Linux内核启动时，它从RTC中读取时间与日期的基准值。然后再运行期间内核就完全抛开RTC，从而以软件的形式维护系统的当前时间与日期，并在需要时将时间回写到RTC芯片中。
Linux在include/linux/mc146818rtc.h和include/asm-i386/mc146818rtc.h头文件中分别定义了mc146818 RTC芯片各寄存器的含义以及RTC芯片在i386平台上的I/O端口操作。而通用的RTC接口则声明在include/linux/rtc.h头文件中。
7．2．1 RTC芯片的I/O端口操作
Linux在include/asm-i386/mc146818rtc.h头文件中定义了RTC芯片的I/O端口操作。端口0x70被称为“RTC端口0”，端口0x71被称为“RTC端口1”，如下所示：
#ifndef RTC_PORT
#define RTC_PORT(x) (0x70 + (x))
#define RTC_ALWAYS_BCD 1 /* RTC operates in binary mode */
#endif
显然，RTC_PORT(0)就是指端口0x70，RTC_PORT(1)就是指I/O端口0x71。
端口0x70被用作RTC芯片内部寄存器的地址索引端口，而端口0x71则被用作RTC芯片内部寄存器的数据端口。再读写一个RTC寄存器之前，必须先把该寄存器在RTC芯片内部的地址索引值写到端口0x70中。根据这一点，读写一个RTC寄存器的宏定义CMOS_READ()和CMOS_WRITE()如下：
#define CMOS_READ(addr) ({ \
outb_p((addr),RTC_PORT(0)); \
inb_p(RTC_PORT(1)); \
})
#define CMOS_WRITE(val, addr) ({ \
outb_p((addr),RTC_PORT(0)); \
outb_p((val),RTC_PORT(1)); \
})
#define RTC_IRQ 8
在上述宏定义中，参数addr是RTC寄存器在芯片内部的地址值，取值范围是0x00~0x3F，参数val是待写入寄存器的值。宏RTC_IRQ是指RTC芯片所连接的中断请求输入线号，通常是8。
7．2．2 对RTC寄存器的定义
Linux在include/linux/mc146818rtc.h这个头文件中定义了RTC各寄存器的含义。
（1）寄存器内部地址索引的定义
Linux内核仅使用RTC芯片的时间与日期寄存器组和控制寄存器组，地址为0x00~0x09之间的10个时间与日期寄存器的定义如下：
#define RTC_SECONDS 0
#define RTC_SECONDS_ALARM 1
#define RTC_MINUTES 2
#define RTC_MINUTES_ALARM 3
#define RTC_HOURS 4
#define RTC_HOURS_ALARM 5
/* RTC_*_alarm is always true if 2 MSBs are set */
# define RTC_ALARM_DONT_CARE 0xC0
#define RTC_DAY_OF_WEEK 6
#define RTC_DAY_OF_MONTH 7
#define RTC_MONTH 8
#define RTC_YEAR 9
四个控制寄存器的地址定义如下：
#define RTC_REG_A 10
#define RTC_REG_B 11
#define RTC_REG_C 12
#define RTC_REG_D 13
（2）各控制寄存器的状态位的详细定义
控制寄存器A（0x0A）主要用于选择RTC芯片的工作频率，因此也称为RTC频率选择寄存器。因此Linux用一个宏别名RTC_FREQ_SELECT来表示控制寄存器A，如下：
#define RTC_FREQ_SELECT RTC_REG_A
RTC频率寄存器中的位被分为三组：①bit［7］表示UIP标志；②bit［6：4］用于除法器的频率选择；③bit［3：0］用于速率选择。它们的定义如下：
# define RTC_UIP 0x80
# define RTC_DIV_CTL 0x70
/* Periodic intr. / Square wave rate select. 0=none, 1=32.8kHz,... 15=2Hz */
# define RTC_RATE_SELECT 0x0F
正如7.1.1.1节所介绍的那样，bit［6：4］有5中可能的取值，分别为除法器选择不同的工作频率或用于重置除法器，各种可能的取值如下定义所示：
/* divider control: refclock values 4.194 / 1.049 MHz / 32.768 kHz */
# define RTC_REF_CLCK_4MHZ 0x00
# define RTC_REF_CLCK_1MHZ 0x10
# define RTC_REF_CLCK_32KHZ 0x20
/* 2 values for divider stage reset, others for "testing purposes only" */
# define RTC_DIV_RESET1 0x60
# define RTC_DIV_RESET2 0x70
寄存器B中的各位用于使能／禁止RTC的各种特性，因此控制寄存器B（0x0B）也称为“控制寄存器”，Linux用宏别名RTC_CONTROL来表示控制寄存器B，它与其中的各标志位的定义如下所示：
#define RTC_CONTROL RTC_REG_B
# define RTC_SET 0x80 /* disable updates for clock setting */
# define RTC_PIE 0x40 /* periodic interrupt enable */
# define RTC_AIE 0x20 /* alarm interrupt enable */
# define RTC_UIE 0x10 /* update-finished interrupt enable */
# define RTC_SQWE 0x08 /* enable square-wave output */
# define RTC_DM_BINARY 0x04 /* all time/date values are BCD if clear */
# define RTC_24H 0x02 /* 24 hour mode - else hours bit 7 means pm */
# define RTC_DST_EN 0x01 /* auto switch DST - works f. USA only */
寄存器C是RTC芯片的中断请求状态寄存器，Linux用宏别名RTC_INTR_FLAGS来表示寄存器C，它与其中的各标志位的定义如下所示：
#define RTC_INTR_FLAGS RTC_REG_C
/* caution - cleared by read */
# define RTC_IRQF 0x80 /* any of the following 3 is active */
# define RTC_PF 0x40
# define RTC_AF 0x20
# define RTC_UF 0x10
寄存器D仅定义了其最高位bit［7］，以表示RTC芯片是否有效。因此寄存器D也称为RTC的有效寄存器。Linux用宏别名RTC_VALID来表示寄存器D，如下：
#define RTC_VALID RTC_REG_D
# define RTC_VRT 0x80 /* valid RAM and time */
（3）二进制格式与BCD格式的相互转换
由于时间与日期寄存器中的值可能以BCD格式存储，也可能以二进制格式存储，因此需要定义二进制格式与BCD格式之间的相互转换宏，以方便编程。如下：
#ifndef BCD_TO_BIN
#define BCD_TO_BIN(val) ((val)=((val)&15) + ((val)>>4)*10)
#endif
#ifndef BIN_TO_BCD
#define BIN_TO_BCD(val) ((val)=(((val)/10)<<4) + (val)%10)
#endif
7．2．3 内核对RTC的操作
如前所述，Linux内核与RTC进行互操作的时机只有两个：（1）内核在启动时从RTC中读取启动时的时间与日期；（2）内核在需要时将时间与日期回写到RTC中。为此，Linux内核在arch/i386/kernel/time.c文件中实现了函数get_cmos_time()来进行对RTC的第一种操作。显然，get_cmos_time()函数仅仅在内核启动时被调用一次。而对于第二种操作，Linux则同样在arch/i386/kernel/time.c文件中实现了函数set_rtc_mmss()，以支持向RTC中回写当前时间与日期。下面我们将来分析这二个函数的实现。
在分析get_cmos_time()函数之前，我们先来看看RTC芯片对其时间与日期寄存器组的更新原理。
（1）Update In Progress
当控制寄存器B中的SET标志位为0时，MC146818芯片每秒都会在芯片内部执行一个“更新周期”（Update Cycle），其作用是增加秒寄存器的值，并检查秒寄存器是否溢出。如果溢出，则增加分钟寄存器的值，如此一致下去直到年寄存器。在“更新周期”期间，时间与日期寄存器组（0x00~0x09）是不可用的，此时如果读取它们的值将得到未定义的值，因为MC146818在整个更新周期期间会把时间与日期寄存器组从CPU总线上脱离，从而防止软件程序读到一个渐变的数据。
在MC146818的输入时钟频率（也即晶体增荡器的频率）为4.194304MHZ或1.048576MHZ的情况下，“更新周期”需要花费248us，而对于输入时钟频率为32.768KHZ的情况，“更新周期”需要花费1984us＝1.984ms。控制寄存器A中的UIP标志位用来表示MC146818是否正处于更新周期中，当UIP从0变为1的那个时刻，就表示MC146818将在稍后马上就开更新周期。在UIP从0变到1的那个时刻与MC146818真正开始Update Cycle的那个时刻之间时有一段时间间隔的，通常是244us。也就是说，在UIP从0变到1的244us之后，时间与日期寄存器组中的值才会真正开始改变，而在这之间的244us间隔内，它们的值并不会真正改变。如下图所示：
（2）get_cmos_time()函数
该函数只被内核的初始化例程time_init()和内核的APM模块所调用。其源码如下：
/* not static: needed by APM */
unsigned long get_cmos_time(void)
{
unsigned int year, mon, day, hour, min, sec;
int i;
/* The Linux interpretation of the CMOS clock register contents:
* When the Update-In-Progress (UIP) flag goes from 1 to 0, the
* RTC registers show the second which has precisely just started.
* Let's hope other operating systems interpret the RTC the same way.
*/
/* read RTC exactly on falling edge of update flag */
for (i = 0 ; i < 1000000 ; i++) /* may take up to 1 second... */
if (CMOS_READ(RTC_FREQ_SELECT) & RTC_UIP)
break;
for (i = 0 ; i < 1000000 ; i++) /* must try at least 2.228 ms */
if (!(CMOS_READ(RTC_FREQ_SELECT) & RTC_UIP))
break;
do { /* Isn't this overkill ? UIP above should guarantee consistency */
sec = CMOS_READ(RTC_SECONDS);
min = CMOS_READ(RTC_MINUTES);
hour = CMOS_READ(RTC_HOURS);
day = CMOS_READ(RTC_DAY_OF_MONTH);
mon = CMOS_READ(RTC_MONTH);
year = CMOS_READ(RTC_YEAR);
} while (sec != CMOS_READ(RTC_SECONDS));
if (!(CMOS_READ(RTC_CONTROL) & RTC_DM_BINARY) || RTC_ALWAYS_BCD)
{
BCD_TO_BIN(sec);
BCD_TO_BIN(min);
BCD_TO_BIN(hour);
BCD_TO_BIN(day);
BCD_TO_BIN(mon);
BCD_TO_BIN(year);
}
if ((year += 1900) < 1970)
year += 100;
return mktime(year, mon, day, hour, min, sec);
}
对该函数的注释如下：
（1）在从RTC中读取时间时，由于RTC存在Update Cycle，因此软件发出读操作的时机是很重要的。对此，get_cmos_time()函数通过UIP标志位来解决这个问题：第一个for循环不停地读取RTC频率选择寄存器中的UIP标志位，并且只要读到UIP的值为1就马上退出这个for循环。第二个for循环同样不停地读取UIP标志位，但他只要一读到UIP的值为0就马上退出这个for循环。这两个for循环的目的就是要在软件逻辑上同步RTC的Update Cycle，显然第二个for循环最大可能需要2.228ms(TBUC+max(TUC)=244us+1984us=2.228ms)
(2)从第二个for循环退出后，RTC的Update Cycle已经结束。此时我们就已经把当前时间逻辑定准在RTC的当前一秒时间间隔内。也就是说，这是我们就可以开始从RTC寄存器中读取当前时间值。但是要注意，读操作应该保证在244us内完成（准确地说，读操作要在RTC的下一个更新周期开始之前完成，244us的限制是过分偏执的：－）。所以，get_cmos_time()函数接下来通过CMOS_READ()宏从RTC中依次读取秒、分钟、小时、日期、月份和年分。这里的do{}while(sec!=CMOS_READ(RTC_SECOND))循环就是用来确保上述6个读操作必须在下一个Update Cycle开始之前完成。
（3）接下来判定时间的数据格式，PC机中一般总是使用BCD格式的时间，因此需要通过BCD_TO_BIN()宏把BCD格式转换为二进制格式。
（4）接下来对年分进行修正，以将年份转换为“19XX”的格式，如果是1970以前的年份，则将其加上100。
（5）最后调用mktime()函数将当前时间与日期转换为相对于1970－01－01 00：00：00的秒数值，并将其作为函数返回值返回。
函数mktime()定义在include/linux/time.h头文件中，它用来根据Gauss算法将以year/mon/day/hour/min/sec（如1980－12－31 23：59：59）格式表示的时间转换为相对于1970－01－01 00：00：00这个UNIX时间基准以来的相对秒数。其源码如下：
static inline unsigned long
mktime (unsigned int year, unsigned int mon,
unsigned int day, unsigned int hour,
unsigned int min, unsigned int sec)
{
if (0 >= (int) (mon -= 2)) { /* 1..12 -> 11,12,1..10 */
mon += 12; /* Puts Feb last since it has leap day */
year -= 1;
}
return (((
(unsigned long) (year/4 - year/100 + year/400 + 367*mon/12 + day) +
year*365 - 719499
)*24 + hour /* now have hours */
)*60 + min /* now have minutes */
)*60 + sec; /* finally seconds */
}
（3）set_rtc_mmss()函数
该函数用来更新RTC中的时间，它仅有一个参数nowtime，是以秒数表示的当前时间，其源码如下：
static int set_rtc_mmss(unsigned long nowtime)
{
int retval = 0;
int real_seconds, real_minutes, cmos_minutes;
unsigned char save_control, save_freq_select;
/* gets recalled with irq locally disabled */
spin_lock(&rtc_lock);
save_control = CMOS_READ(RTC_CONTROL); /* tell the clock it's being set */
CMOS_WRITE((save_control|RTC_SET), RTC_CONTROL);
save_freq_select = CMOS_READ(RTC_FREQ_SELECT); /* stop and reset prescaler */
CMOS_WRITE((save_freq_select|RTC_DIV_RESET2), RTC_FREQ_SELECT);
cmos_minutes = CMOS_READ(RTC_MINUTES);
if (!(save_control & RTC_DM_BINARY) || RTC_ALWAYS_BCD)
BCD_TO_BIN(cmos_minutes);
/*
* since we're only adjusting minutes and seconds,
* don't interfere with hour overflow. This avoids
* messing with unknown time zones but requires your
* RTC not to be off by more than 15 minutes
*/
real_seconds = nowtime % 60;
real_minutes = nowtime / 60;
if (((abs(real_minutes - cmos_minutes) + 15)/30) & 1)
real_minutes += 30; /* correct for half hour time zone */
real_minutes %= 60;
if (abs(real_minutes - cmos_minutes) < 30) {
if (!(save_control & RTC_DM_BINARY) || RTC_ALWAYS_BCD) {
BIN_TO_BCD(real_seconds);
BIN_TO_BCD(real_minutes);
}
CMOS_WRITE(real_seconds,RTC_SECONDS);
CMOS_WRITE(real_minutes,RTC_MINUTES);
} else {
printk(KERN_WARNING
"set_rtc_mmss: can't update from %d to %d\n",
cmos_minutes, real_minutes);
retval = -1;
}
/* The following flags have to be released exactly in this order,
* otherwise the DS12887 (popular MC146818A clone with integrated
* battery and quartz) will not reset the oscillator and will not
* update precisely 500 ms later. You won't find this mentioned in
* the Dallas Semiconductor data sheets, but who believes data
* sheets anyway ... -- Markus Kuhn
*/
CMOS_WRITE(save_control, RTC_CONTROL);
CMOS_WRITE(save_freq_select, RTC_FREQ_SELECT);
spin_unlock(&rtc_lock);
return retval;
}
对该函数的注释如下：
（1）首先对自旋锁rtc_lock进行加锁。定义在arch/i386/kernel/time.c文件中的全局自旋锁rtc_lock用来串行化所有CPU对RTC的操作。
（2）接下来，在RTC控制寄存器中设置SET标志位，以便通知RTC软件程序随后马上将要更新它的时间与日期。为此先把RTC_CONTROL寄存器的当前值读到变量save_control中，然后再把值（save_control | RTC_SET）回写到寄存器RTC_CONTROL中。
（3）然后，通过RTC_FREQ_SELECT寄存器中bit［6：4］重启RTC芯片内部的除法器。为此，类似地先把RTC_FREQ_SELECT寄存器的当前值读到变量save_freq_select中，然后再把值（save_freq_select ｜ RTC_DIV_RESET2）回写到RTC_FREQ_SELECT寄存器中。
（4）接着将RTC_MINUTES寄存器的当前值读到变量cmos_minutes中，并根据需要将它从BCD格式转化为二进制格式。
（5）从nowtime参数中得到当前时间的秒数和分钟数。分别保存到real_seconds和real_minutes变量。注意，这里对于半小时区的情况要修正分钟数real_minutes的值。
（6）然后，在real_minutes与RTC_MINUTES寄存器的原值cmos_minutes二者相差不超过30分钟的情况下，将real_seconds和real_minutes所表示的时间值写到RTC的秒寄存器和分钟寄存器中。当然，在回写之前要记得把二进制转换为BCD格式。
（7）最后，恢复RTC_CONTROL寄存器和RTC_FREQ_SELECT寄存器原来的值。这二者的先后次序是：先恢复RTC_CONTROL寄存器，再恢复RTC_FREQ_SELECT寄存器。然后在解除自旋锁rtc_lock后就可以返回了。
最后，需要说明的一点是，set_rtc_mmss()函数尽可能在靠近一秒时间间隔的中间位置（也即500ms处）左右被调用。此外，Linux内核对每一次成功的更新RTC时间都留下时间轨迹，它用一个系统全局变量last_rtc_update来表示内核最近一次成功地对RTC进行更新的时间（单位是秒数）。该变量定义在arch/i386/kernel/time.c文件中：
/* last time the cmos clock got updated */
static long last_rtc_update;
每一次成功地调用set_rtc_mmss()函数后，内核都会马上将last_rtc_update更新为当前时间（具体请见7.4.3节）。
7．3 Linux对时间的表示
通常，操作系统可以使用三种方法来表示系统的当前时间与日期：①最简单的一种方法就是直接用一个64位的计数器来对时钟滴答进行计数。②第二种方法就是用一个32位计数器来对秒进行计数，同时还用一个32位的辅助计数器对时钟滴答计数，之子累积到一秒为止。因为232超过136年，因此这种方法直至22世纪都可以让系统工作得很好。③第三种方法也是按时钟滴答进行计数，但是是相对于系统启动以来的滴答次数，而不是相对于相对于某个确定的外部时刻；当读外部后备时钟（如RTC）或用户输入实际时间时，根据当前的滴答次数计算系统当前时间。
UNIX类操作系统通常都采用第三种方法来维护系统的时间与日期。
7．3．1 基本概念
首先，有必要明确一些Linux内核时钟驱动中的基本概念。
（1）时钟周期（clock cycle）的频率：8253／8254 PIT的本质就是对由晶体振荡器产生的时钟周期进行计数，晶体振荡器在1秒时间内产生的时钟脉冲个数就是时钟周期的频率。Linux用宏CLOCK_TICK_RATE来表示8254 PIT的输入时钟脉冲的频率（在PC机中这个值通常是1193180HZ），该宏定义在include/asm-i386/timex.h头文件中：
#define CLOCK_TICK_RATE 1193180 /* Underlying HZ */
（2）时钟滴答（clock tick）：我们知道，当PIT通道0的计数器减到0值时，它就在IRQ0上产生一次时钟中断，也即一次时钟滴答。PIT通道0的计数器的初始值决定了要过多少时钟周期才产生一次时钟中断，因此也就决定了一次时钟滴答的时间间隔长度。
（3）时钟滴答的频率（HZ）：也即1秒时间内PIT所产生的时钟滴答次数。类似地，这个值也是由PIT通道0的计数器初值决定的（反过来说，确定了时钟滴答的频率值后也就可以确定8254 PIT通道0的计数器初值）。Linux内核用宏HZ来表示时钟滴答的频率，而且在不同的平台上HZ有不同的定义值。对于ALPHA和IA62平台HZ的值是1024，对于SPARC、MIPS、ARM和i386等平台HZ的值都是100。该宏在i386平台上的定义如下（include/asm-i386/param.h）：
#ifndef HZ
#define HZ 100
#endif
根据HZ的值，我们也可以知道一次时钟滴答的具体时间间隔应该是（1000ms／HZ）＝10ms。
（4）时钟滴答的时间间隔：Linux用全局变量tick来表示时钟滴答的时间间隔长度，该变量定义在kernel/timer.c文件中，如下：
long tick = (1000000 + HZ/2) / HZ; /* timer interrupt period */
tick变量的单位是微妙（μs），由于在不同平台上宏HZ的值会有所不同，因此方程式tick＝1000000÷HZ的结果可能会是个小数，因此将其进行四舍五入成一个整数，所以Linux将tick定义成（1000000＋HZ／2）／HZ，其中被除数表达式中的HZ／2的作用就是用来将tick值向上圆整成一个整型数。
另外，Linux还用宏TICK_SIZE来作为tick变量的引用别名（alias），其定义如下（arch／i386/kernel/time.c）：
#define TICK_SIZE tick
（5）宏LATCH：Linux用宏LATCH来定义要写到PIT通道0的计数器中的值，它表示PIT将没隔多少个时钟周期产生一次时钟中断。显然LATCH应该由下列公式计算：
LATCH＝（1秒之内的时钟周期个数）÷（1秒之内的时钟中断次数）＝（CLOCK_TICK_RATE）÷（HZ）
类似地，上述公式的结果可能会是个小数，应该对其进行四舍五入。所以，Linux将LATCH定义为（include/linux/timex.h）：
/* LATCH is used in the interval timer and ftape setup. */
#define LATCH ((CLOCK_TICK_RATE + HZ/2) / HZ) /* For divider */
类似地，被除数表达式中的HZ／2也是用来将LATCH向上圆整成一个整数。
7．3．2 表示系统当前时间的内核数据结构
作为一种UNIX类操作系统，Linux内核显然采用本节一开始所述的第三种方法来表示系统的当前时间。Linux内核在表示系统当前时间时用到了三个重要的数据结构：
①全局变量jiffies：这是一个32位的无符号整数，用来表示自内核上一次启动以来的时钟滴答次数。每发生一次时钟滴答，内核的时钟中断处理函数timer_interrupt（）都要将该全局变量jiffies加1。该变量定义在kernel/timer.c源文件中，如下所示：
unsigned long volatile jiffies;
C语言限定符volatile表示jiffies是一个易该变的变量，因此编译器将使对该变量的访问从不通过CPU内部cache来进行。
②全局变量xtime：它是一个timeval结构类型的变量，用来表示当前时间距UNIX时间基准1970－01－01 00：00：00的相对秒数值。结构timeval是Linux内核表示时间的一种格式（Linux内核对时间的表示有多种格式，每种格式都有不同的时间精度），其时间精度是微秒。该结构是内核表示时间时最常用的一种格式，它定义在头文件include/linux/time.h中，如下所示：
struct timeval {
time_t tv_sec; /* seconds */
suseconds_t tv_usec; /* microseconds */
};
其中，成员tv_sec表示当前时间距UNIX时间基准的秒数值，而成员tv_usec则表示一秒之内的微秒值，且1000000>tv_usec>＝0。
Linux内核通过timeval结构类型的全局变量xtime来维持当前时间，该变量定义在kernel/timer.c文件中，如下所示：
/* The current time */
volatile struct timeval xtime __attribute__ ((aligned (16)));
但是，全局变量xtime所维持的当前时间通常是供用户来检索和设置的，而其他内核模块通常很少使用它（其他内核模块用得最多的是jiffies），因此对xtime的更新并不是一项紧迫的任务，所以这一工作通常被延迟到时钟中断的底半部分（bottom half）中来进行。由于bottom half的执行时间带有不确定性，因此为了记住内核上一次更新xtime是什么时候，Linux内核定义了一个类似于jiffies的全局变量wall_jiffies，来保存内核上一次更新xtime时的jiffies值。时钟中断的底半部分每一次更新xtime的时侯都会将wall_jiffies更新为当时的jiffies值。全局变量wall_jiffies定义在kernel/timer.c文件中：
/* jiffies at the most recent update of wall time */
unsigned long wall_jiffies;
③全局变量sys_tz：它是一个timezone结构类型的全局变量，表示系统当前的时区信息。结构类型timezone定义在include/linux/time.h头文件中，如下所示：
struct timezone {
int tz_minuteswest; /* minutes west of Greenwich */
int tz_dsttime; /* type of dst correction */
};
基于上述结构，Linux在kernel/time.c文件中定义了全局变量sys_tz表示系统当前所处的时区信息，如下所示：
struct timezone sys_tz;
7．3．3 Linux对TSC的编程实现
Linux用定义在arch/i386/kernel/time.c文件中的全局变量use_tsc来表示内核是否使用CPU的TSC寄存器，use_tsc＝1表示使用TSC，use_tsc＝0表示不使用TSC。该变量的值是在time_init()初始化函数中被初始化的（详见下一节）。该变量的定义如下：
static int use_tsc;
宏cpu_has_tsc可以确定当前系统的CPU是否配置有TSC寄存器。此外，宏CONFIG_X86_TSC也表示是否存在TSC寄存器。
7．3．3．1 读TSC寄存器的宏操作
x86 CPU的rdtsc指令将TSC寄存器的高32位值读到EDX寄存器中、低32位读到EAX寄存器中。Linux根据不同的需要，在rdtsc指令的基础上封装几个高层宏操作，以读取TSC寄存器的值。它们均定义在include/asm-i386/msr.h头文件中，如下：
#define rdtsc(low,high) \
__asm__ __volatile__("rdtsc" : "=a" (low), "=d" (high))
#define rdtscl(low) \
__asm__ __volatile__ ("rdtsc" : "=a" (low) : : "edx")
#define rdtscll(val) \
__asm__ __volatile__ ("rdtsc" : "=A" (val))
宏rdtsc（）同时读取TSC的LSB与MSB，并分别保存到宏参数low和high中。宏rdtscl则只读取TSC寄存器的LSB，并保存到宏参数low中。宏rdtscll读取TSC的当前64位值，并将其保存到宏参数val这个64位变量中。
7．3．3．2 校准TSC
与可编程定时器PIT相比，用TSC寄存器可以获得更精确的时间度量。但是在可以使用TSC之前，它必须精确地确定1个TSC计数值到底代表多长的时间间隔，也即到底要过多长时间间隔TSC寄存器才会加1。Linux内核用全局变量fast_gettimeoffset_quotient来表示这个值，其定义如下（arch/i386/kernel/time.c）：
/* Cached *multiplier* to convert TSC counts to microseconds.
* (see the equation below).
* Equal to 2^32 * (1 / (clocks per usec) ).
* Initialized in time_init.
*/
unsigned long fast_gettimeoffset_quotient;
根据上述定义的注释我们可以看出，这个变量的值是通过下述公式来计算的：
fast_gettimeoffset_quotient ＝ (2^32) / (每微秒内的时钟周期个数)
定义在arch/i386/kernel/time.c文件中的函数calibrate_tsc()就是根据上述公式来计算fast_gettimeoffset_quotient的值的。显然这个计算过程必须在内核启动时完成，因此，函数calibrate_tsc()只被初始化函数time_init()所调用。
用TSC实现高精度的时间服务
在拥有TSC（TimeStamp Counter）的x86 CPU上，Linux内核可以实现微秒级的高精度定时服务，也即可以确定两次时钟中断之间的某个时刻的微秒级时间值。如下图所示：
图7－7 TSC时间关系
从上图中可以看出，要确定时刻x的微秒级时间值，就必须确定时刻x距上一次时钟中断产生时刻的时间间隔偏移offset_usec的值（以微秒为单位）。为此，内核定义了以下两个变量：
（1）中断服务执行延迟delay_at_last_interrupt：由于从产生时钟中断的那个时刻到内核时钟中断服务函数timer_interrupt真正在CPU上执行的那个时刻之间是有一段延迟间隔的，因此，Linux内核用变量delay_at_last_interrupt来表示这一段时间延迟间隔，其定义如下（arch/i386/kernel/time.c）：
/* Number of usecs that the last interrupt was delayed */
static int delay_at_last_interrupt;
关于delay_at_last_interrupt的计算步骤我们将在分析timer_interrupt（）函数时讨论。
（2）全局变量last_tsc_low：它表示中断服务timer_interrupt真正在CPU上执行时刻的TSC寄存器值的低32位（LSB）。
显然，通过delay_at_last_interrupt、last_tsc_low和时刻x处的TSC寄存器值，我们就可以完全确定时刻x距上一次时钟中断产生时刻的时间间隔偏移offset_usec的值。实现在arch/i386/kernel/time.c中的函数do_fast_gettimeoffset()就是这样计算时间间隔偏移的，当然它仅在CPU配置有TSC寄存器时才被使用，后面我们会详细分析这个函数。
7．4 时钟中断的驱动
如前所述，8253／8254 PIT的通道0通常被用来在IRQ0上产生周期性的时钟中断。对时钟中断的驱动是绝大数操作系统内核实现time-keeping的关键所在。不同的OS对时钟驱动的要求也不同，但是一般都包含下列要求内容：
1. 维护系统的当前时间与日期。
2. 防止进程运行时间超出其允许的时间。
3. 对CPU的使用情况进行记帐统计。
4. 处理用户进程发出的时间系统调用。
5. 对系统某些部分提供监视定时器。
其中，第一项功能是所有OS都必须实现的基础功能，它是OS内核的运行基础。通常有三种方法可用来维护系统的时间与日期：（1）最简单的一种方法就是用一个64位的计数器来对时钟滴答进行计数。（2）第二种方法就是用一个32位计数器来对秒进行计数。用一个32位的辅助计数器来对时钟滴答计数直至累计一秒为止。因为232超过136年，因此这种方法直至22世纪都可以工作得很好。（3）第三种方法也是按滴答进行计数，但却是相对于系统启动以来的滴答次数，而不是相对于一个确定的外部时刻。当读后备时钟（如RTC）或用户输入实际时间时，根据当前的滴答次数计算系统当前时间。
UNIX类的OS通常都采用第三种方法来维护系统的时间与日期。
7．4．1 Linux对时钟中断的初始化
Linux对时钟中断的初始化是分为几个步骤来进行的：（1）首先，由init_IRQ()函数通过调用init_ISA_IRQ()函数对中断向量32～256所对应的中断向量描述符进行初始化设置。显然，这其中也就把IRQ0（也即中断向量32）的中断向量描述符初始化了。（2）然后，init_IRQ()函数设置中断向量32～256相对应的中断门。（3）init_IRQ()函数对PIT进行初始化编程；（4）sched_init()函数对计数器、时间中断的Bottom Half进行初始化。（5）最后，由time_init()函数对Linux内核的时钟中断机制进行初始化。这三个初始化函数都是由init/main.c文件中的start_kernel()函数调用的，如下：
asmlinkage void __init start_kernel()
{
…
trap_init();
init_IRQ();
sched_init();
time_init();
softirq_init();
…
}
(1)init_IRQ()函数对8254 PIT的初始化编程
函数init_IRQ()函数在完成中断门的初始化后，就对8254 PIT进行初始化编程设置，设置的步骤如下：（1）设置8254 PIT的控制寄存器（端口0x43）的值为“01100100”，也即选择通道0、先读写LSB再读写MSB、工作模式2、二进制存储格式。（2）将宏LATCH的值写入通道0的计数器中（端口0x40），注意要先写LATCH的LSB，再写LATCH的高字节。其源码如下所示（arch/i386/kernel/i8259.c）：
void __init init_IRQ(void)
{
……
/*
* Set the clock to HZ Hz, we already have a valid
* vector now:
*/
outb_p(0x34,0x43); /* binary, mode 2, LSB/MSB, ch 0 */
outb_p(LATCH & 0xff , 0x40); /* LSB */
outb(LATCH >> 8 , 0x40); /* MSB */
……
}
（2）sched_init()对定时器机制和时钟中断的Bottom Half的初始化
函数sched_init()中与时间相关的初始化过程主要有两步：（1）调用init_timervecs()函数初始化内核定时器机制；（2）调用init_bh()函数将BH向量TIMER_BH、TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH所对应的BH函数分别设置成timer_bh()、tqueue_bh()和immediate_bh()函数。如下所示（kernel/sched.c）：
void __init sched_init(void)
{
……
init_timervecs();
init_bh(TIMER_BH, timer_bh);
init_bh(TQUEUE_BH, tqueue_bh);
init_bh(IMMEDIATE_BH, immediate_bh);
……
}
（3）time_init()函数对内核时钟中断机制的初始化
前面两个函数所进行的初始化步骤都是为时间中断机制做好准备而已。在执行完init_IRQ()函数和sched_init()函数后，CPU已经可以为IRQ0上的时钟中断进行服务了，因为IRQ0所对应的中断门已经被设置好指向中断服务函数IRQ0x20_interrupt()。但是由于此时中断向量0x20的中断向量描述符irq_desc［0］还是处于初始状态（其status成员的值为IRQ_DISABLED），并未挂接任何具体的中断服务描述符，因此这时CPU对IRQ0的中断服务并没有任何具体意义，而只是按照规定的流程空跑一趟。但是当CPU执行完time_init()函数后，情形就大不一样了。
函数time_init()主要做三件事：（1）从RTC中获取内核启动时的时间与日期；（2）在CPU有TSC的情况下校准TSC，以便为后面使用TSC做好准备；（3）在IRQ0的中断请求描述符中挂接具体的中断服务描述符。其源码如下所示（arch/i386/kernel/time.c）：
void __init time_init(void)
{
extern int x86_udelay_tsc;
xtime.tv_sec = get_cmos_time();
xtime.tv_usec = 0;
/*
* If we have APM enabled or the CPU clock speed is variable
* (CPU stops clock on HLT or slows clock to save power)
* then the TSC timestamps may diverge by up to 1 jiffy from
* 'real time' but nothing will break.
* The most frequent case is that the CPU is "woken" from a halt
* state by the timer interrupt itself, so we get 0 error. In the
* rare cases where a driver would "wake" the CPU and request a
* timestamp, the maximum error is < 1 jiffy. But timestamps are
* still perfectly ordered.
* Note that the TSC counter will be reset if APM suspends
* to disk; this won't break the kernel, though, 'cuz we're
* smart. See arch/i386/kernel/apm.c.
*/
/*
* Firstly we have to do a CPU check for chips with
* a potentially buggy TSC. At this point we haven't run
* the ident/bugs checks so we must run this hook as it
* may turn off the TSC flag.
*
* NOTE: this doesnt yet handle SMP 486 machines where only
* some CPU's have a TSC. Thats never worked and nobody has
* moaned if you have the only one in the world - you fix it!
*/
dodgy_tsc();
if (cpu_has_tsc) {
unsigned long tsc_quotient = calibrate_tsc();
if (tsc_quotient) {
fast_gettimeoffset_quotient = tsc_quotient;
use_tsc = 1;
/*
* We could be more selective here I suspect
* and just enable this for the next intel chips ?
*/
x86_udelay_tsc = 1;
#ifndef do_gettimeoffset
do_gettimeoffset = do_fast_gettimeoffset;
#endif
do_get_fast_time = do_gettimeofday;
/* report CPU clock rate in Hz.
* The formula is (10^6 * 2^32) / (2^32 * 1 / (clocks/us)) =
* clock/second. Our precision is about 100 ppm.
*/
{ unsigned long eax=0, edx=1000;
__asm__("divl %2"
:"=a" (cpu_khz), "=d" (edx)
:"r" (tsc_quotient),
"0" (eax), "1" (edx));
printk("Detected %lu.%03lu MHz processor.\n", cpu_khz / 1000, cpu_khz % 1000);
}
}
}
#ifdef CONFIG_VISWS
printk("Starting Cobalt Timer system clock\n");
/* Set the countdown value */
co_cpu_write(CO_CPU_TIMEVAL, CO_TIME_HZ/HZ);
/* Start the timer */
co_cpu_write(CO_CPU_CTRL, co_cpu_read(CO_CPU_CTRL) | CO_CTRL_TIMERUN);
/* Enable (unmask) the timer interrupt */
co_cpu_write(CO_CPU_CTRL, co_cpu_read(CO_CPU_CTRL) & ~CO_CTRL_TIMEMASK);
/* Wire cpu IDT entry to s/w handler (and Cobalt APIC to IDT) */
setup_irq(CO_IRQ_TIMER, &irq0);
#else
setup_irq(0, &irq0);
#endif
}
对该函数的注解如下：
（1）调用函数get_cmos_time()从RTC中得到系统启动时的时间与日期，它返回的是当前时间相对于1970－01－01 00：00：00这个UNIX时间基准的秒数值。因此这个秒数值就被保存在系统全局变量xtime的tv_sec成员中。而xtime的另一个成员tv_usec则被初始化为0。
（2）通过dodgy_tsc()函数检测CPU是否存在时间戳记数器BUG（I know nothing about it：－）
（3）通过宏cpu_has_tsc来确定系统中CPU是否存在TSC计数器。如果存在TSC，那么内核就可以用TSC来获得更为精确的时间。为了能够用TSC来修正内核时间。这里必须作一些初始化工作：①调用calibrate_tsc()来确定TSC的每一次计数真正代表多长的时间间隔（单位为us），也即一个时钟周期的真正时间间隔长度。②将calibrate_tsc()函数所返回的值保存在全局变量fast_gettimeoffset_quotient中，该变量被用来快速地计算时间偏差；同时还将另一个全局变量use_tsc设置为1，表示内核可以使用TSC。这两个变量都定义在arch/i386/kernel/time.c文件中，如下：
/* Cached *multiplier* to convert TSC counts to microseconds.
* (see the equation below).
* Equal to 2^32 * (1 / (clocks per usec) ).
* Initialized in time_init.
*/
unsigned long fast_gettimeoffset_quotient;
……
static int use_tsc;
③接下来，将系统全局变量x86_udelay_tsc设置为1，表示可以通过TSC来实现微妙级的精确延时。该变量定义在arch/i386/lib/delay.c文件中。④将函数指针do_gettimeoffset强制性地指向函数do_fast_gettimeoffset()（与之对应的是do_slow_gettimeoffset()函数），从而使内核在计算时间偏差时可以用TSC这种快速的方法来进行。⑤将函数指针do_get_fast_time指向函数do_gettimeofday()，从而可以让其他内核模块通过do_gettimeofday()函数来获得更精准的当前时间。⑥计算并报告根据TSC所算得的CPU时钟频率。
（4）不考虑CONFIG_VISWS的情况，因此time_init()的最后一个步骤就是调用setup_irq()函数来为IRQ0挂接具体的中断服务描述符irq0。全局变量irq0是时钟中断请求的中断服务描述符，其定义如下（arch/i386/kernel/time.c）：
static struct irqaction irq0 = { timer_interrupt, SA_INTERRUPT, 0, "timer", NULL, NULL};
显然，函数timer_interrupt()将成为时钟中断的服务程序（ISR），而SA_INTERRUPT标志也指定了timer_interrupt()函数将是在CPU关中断的条件下执行的。结构irq0中的next指针被设置为NULL，因此IRQ0所对应的中断服务队列中只有irq0这唯一的一个元素，且IRQ0不允许中断共享。
7．4．2 时钟中断服务例程timer_interrupt()
中断服务描述符irq0一旦被钩挂到IRQ0的中断服务队列中去后，Linux内核就可以通过irq0->handler函数指针所指向的timer_interrupt()函数对时钟中断请求进行真正的服务，而不是向前面所说的那样只是让CPU“空跑”一趟。此时，Linux内核可以说是真正的“跳动”起来了。
在本节一开始所述的对时钟中断驱动的5项要求中，通常只有第一项（即timekeeping）是最为迫切的，因此必须在时钟中断服务例程中完成。而其余的几个要求可以稍缓，因此可以放在时钟中断的Bottom Half中去执行。这样，Linux内核就是timer_interrupt()函数的执行时间尽可能的短，因为它是在CPU关中断的条件下执行的。
函数timer_interrupt()的源码如下（arch/i386/kernel/time.c）：
/*
* This is the same as the above, except we _also_ save the current
* Time Stamp Counter value at the time of the timer interrupt, so that
* we later on can estimate the time of day more exactly.
*/
static void timer_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
{
int count;
/*
* Here we are in the timer irq handler. We just have irqs locally
* disabled but we don't know if the timer_bh is running on the other
* CPU. We need to avoid to SMP race with it. NOTE: we don' t need
* the irq version of write_lock because as just said we have irq
* locally disabled. -arca
*/
write_lock(&xtime_lock);
if (use_tsc)
{
/*
* It is important that these two operations happen almost at
* the same time. We do the RDTSC stuff first, since it's
* faster. To avoid any inconsistencies, we need interrupts
* disabled locally.
*/
/*
* Interrupts are just disabled locally since the timer irq
* has the SA_INTERRUPT flag set. -arca
*/
/* read Pentium cycle counter */
rdtscl(last_tsc_low);
spin_lock(&i8253_lock);
outb_p(0x00, 0x43); /* latch the count ASAP */
count = inb_p(0x40); /* read the latched count */
count |= inb(0x40) << 8;
spin_unlock(&i8253_lock);
count = ((LATCH-1) - count) * TICK_SIZE;
delay_at_last_interrupt = (count + LATCH/2) / LATCH;
}
do_timer_interrupt(irq, NULL, regs);
write_unlock(&xtime_lock);
}
对该函数的注释如下：
（1）由于函数执行期间要访问全局时间变量xtime，因此一开就对自旋锁xtime_lock进行加锁。
（2）如果内核使用CPU的TSC寄存器（use_tsc变量非0），那么通过TSC寄存器来计算从时间中断的产生到timer_interrupt（）函数真正在CPU上执行这之间的时间延迟：
l 调用宏rdtscl()将64位的TSC寄存器值中的低32位（LSB）读到变量last_tsc_low中，以供do_fast_gettimeoffset()函数计算时间偏差之用。这一步的实质就是将CPU TSC寄存器的值更新到内核对TSC的缓存变量last_tsc_low中。
l 通过读8254 PIT的通道0的计数器的当前值来计算时间延迟，为此：首先，对自旋锁i8253_lock进行加锁。自旋锁i8253_lock的作用就是用来串行化对8254 PIT的读写访问。其次，向8254的控制寄存器（端口0x43）中写入值0x00，以便对通道0的计数器进行锁存。最后，通过端口0x40将通道0的计数器的当前值读到局部变量count中，并解锁i8253_lock。
l 显然，从时间中断的产生到timer_interrupt()函数真正执行这段时间内，以一共流逝了（（LATCH-1）-count）个时钟周期，因此这个延时长度可以用如下公式计算：
delay_at_last_interrupt＝（（（LATCH-1）－count）÷LATCH）﹡TICK_SIZE
显然，上述公式的结果是个小数，应对其进行四舍五入，为此，Linux用下述表达式来计算delay_at_last_interrupt变量的值：
（（（LATCH-1）-count）＊TICK_SIZE＋LATCH/2）／LATCH
上述被除数表达式中的LATCH／2就是用来将结果向上圆整成整数的。
（3）在计算出时间延迟后，最后调用函数do_timer_interrupt()执行真正的时钟服务。
函数do_timer_interrupt()的源码如下（arch/i386/kernel/time.c）：
/*
* timer_interrupt() needs to keep up the real-time clock,
* as well as call the "do_timer()" routine every clocktick
*/
static inline void do_timer_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
{
。。。。。。
do_timer(regs);
。。。。。。。
/*
* If we have an externally synchronized Linux clock, then update
* CMOS clock accordingly every ~11 minutes. Set_rtc_mmss() has to be
* called as close as possible to 500 ms before the new second starts.
*/
if ((time_status & STA_UNSYNC) == 0 &&
xtime.tv_sec > last_rtc_update + 660 &&
xtime.tv_usec >= 500000 - ((unsigned) tick) / 2 &&
xtime.tv_usec <= 500000 + ((unsigned) tick) / 2) {
if (set_rtc_mmss(xtime.tv_sec) == 0)
last_rtc_update = xtime.tv_sec;
else
last_rtc_update = xtime.tv_sec - 600; /* do it again in 60 s */
}
……
}
上述代码中省略了许多与SMP相关的代码，因为我们不关心SMP。从上述代码我们可以看出，do_timer_interrupt()函数主要作两件事：
（1）调用do_timer()函数。
（2）判断是否需要更新CMOS时钟（即RTC）中的时间。Linux仅在下列三个条件同时成立时才更新CMOS时钟：①系统全局时间状态变量time_status中没有设置STA_UNSYNC标志，也即说明Linux有一个外部同步时钟。实际上全局时间状态变量time_status仅在一种情况下会被清除STA_SYNC标志，那就是执行adjtimex()系统调用时（这个syscall与NTP有关）。②自从上次CMOS时钟更新已经过去了11分钟。全局变量last_rtc_update保存着上次更新CMOS时钟的时间。③由于RTC存在Update Cycle，因此最好在一秒时间间隔的中间位置500ms左右调用set_rtc_mmss()函数来更新CMOS时钟。因此Linux规定仅当全局变量xtime的微秒数tv_usec在500000±（tick/2）微秒范围范围之内时，才调用set_rtc_mmss()函数。如果上述条件均成立，那就调用set_rtc_mmss()将当前时间xtime.tv_sec更新回写到RTC中。
如果上面是的set_rtc_mmss()函数返回0值，则表明更新成功。于是就将“最近一次RTC更新时间”变量last_rtc_update更新为当前时间xtime.tv_sec。如果返回非0值，说明更新失败，于是就让last_rtc_update＝xtime.tv_sec-600（相当于last_rtc_update+=60），以便在在60秒之后再次对RTC进行更新。
函数do_timer()实现在kernel/timer.c文件中，其源码如下：
void do_timer(struct pt_regs *regs)
{
(*(unsigned long *)&jiffies)++;
#ifndef CONFIG_SMP
/* SMP process accounting uses the local APIC timer */
update_process_times(user_mode(regs));
#endif
mark_bh(TIMER_BH);
if (TQ_ACTIVE(tq_timer))
mark_bh(TQUEUE_BH);
}
该函数的核心是完成三个任务：
（1）将表示自系统启动以来的时钟滴答计数变量jiffies加1。
（2）调用update_process_times()函数更新当前进程的时间统计信息。注意，该函数的参数原型是“int user_tick”，如果本次时钟中断（即时钟滴答）发生时CPU正处于用户态下执行，则user_tick参数应该为1；否则如果本次时钟中断发生时CPU正处于核心态下执行时，则user_tick参数应改为0。所以这里我们以宏user_mode(regs)来作为update_process_times()函数的调用参数。该宏定义在include/asm-i386/ptrace.h头文件中，它根据regs指针所指向的核心堆栈寄存器结构来判断CPU进入中断服务之前是处于用户态下还是处于核心态下。如下所示：
#ifdef __KERNEL__
#define user_mode(regs) ((VM_MASK & (regs)->eflags) || (3 & (regs)->xcs))
……
#endif
（3）调用mark_bh()函数激活时钟中断的Bottom Half向量TIMER_BH和TQUEUE_BH（注意，TQUEUE_BH仅在任务队列tq_timer不为空的情况下才会被激活）。
至此，内核对时钟中断的服务流程宣告结束，下面我们详细分析一下update_process_times()函数的实现。
7．4．3 更新时间记帐信息——CPU分时的实现
函数update_process_times()被用来在发生时钟中断时更新当前进程以及内核中与时间相关的统计信息，并根据这些信息作出相应的动作，比如：重新进行调度，向当前进程发出信号等。该函数仅有一个参数user_tick，取值为1或0，其含义在前面已经叙述过。
该函数的源代码如下（kernel/timer.c）：
/*
* Called from the timer interrupt handler to charge one tick to the current
* process. user_tick is 1 if the tick is user time, 0 for system.
*/
void update_process_times(int user_tick)
{
struct task_struct *p = current;
int cpu = smp_processor_id(), system = user_tick ^ 1;
update_one_process(p, user_tick, system, cpu);
if (p->pid) {
if (--p->counter <= 0) {
p->counter = 0;
p->need_resched = 1;
}
if (p->nice > 0)
kstat.per_cpu_nice[cpu] += user_tick;
else
kstat.per_cpu_user[cpu] += user_tick;
kstat.per_cpu_system[cpu] += system;
} else if (local_bh_count(cpu) || local_irq_count(cpu) > 1)
kstat.per_cpu_system[cpu] += system;
}
（1）首先，用smp_processor_id()宏得到当前进程的CPU ID。
（2）然后，让局部变量system＝user_tick^1，表示当发生时钟中断时CPU是否正处于核心态下。因此，如果user_tick=1，则system=0；如果user_tick＝0，则system=1。
（3）调用update_one_process()函数来更新当前进程的task_struct结构中的所有与时间相关的统计信息以及成员变量。该函数还会视需要向当前进程发送相应的信号（signal）。
（4）如果当前进程的PID非0，则执行下列步骤来决定是否重新进行调度，并更新内核时间统计信息：
l 将当前进程的可运行时间片长度（由task_struct结构中的counter成员表示，其单位是时钟滴答次数）减1。如果减到0值，则说明当前进程已经用完了系统分配给它的的运行时间片，因此必须重新进行调度。于是将当前进程的task_struct结构中的need_resched成员变量设置为1，表示需要重新执行调度。
l 如果当前进程的task_struct结构中的nice成员值大于0，那么将内核全局统计信息变量kstat中的per_cpu_nice［cpu］值将上user_tick。否则就将user_tick值加到内核全局统计信息变量kstat中的per_cpu_user［cpu］成员上。
l 将system变量值加到内核全局统计信息kstat.per_cpu_system［cpu］上。
（5）否则，就判断当前CPU在服务时钟中断前是否处于softirq软中断服务的执行中，或则正在服务一次低优先级别的硬件中断中。如果是这样的话，则将system变量的值加到内核全局统计信息kstat.per_cpu.system［cpu］上。
l update_one_process()函数
实现在kernel/timer.c文件中的update_one_process()函数用来在时钟中断发生时更新一个进程的task_struc结构中的时间统计信息。其源码如下（kernel/timer.c）：
void update_one_process(struct task_struct *p, unsigned long user,
unsigned long system, int cpu)
{
p->per_cpu_utime[cpu] += user;
p->per_cpu_stime[cpu] += system;
do_process_times(p, user, system);
do_it_virt(p, user);
do_it_prof(p);
}
注释如下：
（1）由于在一个进程的整个生命期（Lifetime）中，它可能会在不同的CPU上执行，也即一个进程可能一开始在CPU1上执行，当它用完在CPU1上的运行时间片后，它可能又会被调度到CPU2上去执行。另外，当进程在某个CPU上执行时，它可能又会在用户态和内核态下分别各执行一段时间。所以为了统计这些事件信息，进程task_struct结构中的per_cpu_utime［NR_CPUS］数组就表示该进程在各CPU的用户台下执行的累计时间长度，per_cpu_stime［NR_CPUS］数组就表示该进程在各CPU的核心态下执行的累计时间长度；它们都以时钟滴答次数为单位。
所以，update_one_process()函数的第一个步骤就是更新进程在当前CPU上的用户态执行时间统计per_cpu_utime［cpu］和核心态执行时间统计per_cpu_stime［cpu］。
（2）调用do_process_times()函数更新当前进程的总时间统计信息。
（3）调用do_it_virt()函数为当前进程的ITIMER_VIRTUAL软件定时器更新时间间隔。
（4）调用do_it_prof（）函数为当前进程的ITIMER_PROF软件定时器更新时间间隔。
l do_process_times()函数
函数do_process_times()将更新指定进程的总时间统计信息。每个进程task_struct结构中都有一个成员times，它是一个tms结构类型（include/linux/times.h）：
struct tms {
clock_t tms_utime; ／＊ 本进程在用户台下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_stime; ／＊ 本进程在核心态下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_cutime; ／＊ 所有子进程在用户态下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_cstime; ／＊ 所有子进程在核心态下的执行时间总和 ＊／
};
上述结构的所有成员都以时钟滴答次数为单位。
函数do_process_times()的源码如下（kernel/timer.c）：
static inline void do_process_times(struct task_struct *p,
unsigned long user, unsigned long system)
{
unsigned long psecs;
psecs = (p->times.tms_utime += user);
psecs += (p->times.tms_stime += system);
if (psecs / HZ > p->rlim[RLIMIT_CPU].rlim_cur) {
/* Send SIGXCPU every second.. */
if (!(psecs % HZ))
send_sig(SIGXCPU, p, 1);
/* and SIGKILL when we go over max.. */
if (psecs / HZ > p->rlim[RLIMIT_CPU].rlim_max)
send_sig(SIGKILL, p, 1);
}
}
注释如下：
（1）根据参数user更新指定进程task_struct结构中的times.tms_utime值。根据参数system更新指定进程task_struct结构中的times.tms_stime值。
（2）将更新后的times.tms_utime值与times.tms_stime值的和保存到局部变量psecs中，因此psecs就表示了指定进程p到目前为止已经运行的总时间长度（以时钟滴答次数计）。如果这一总运行时间长超过进程P的资源限额，那就每隔1秒给进程发送一个信号SIGXCPU；如果运行时间长度超过了进程资源限额的最大值，那就发送一个SIGKILL信号杀死该进程。
l do_it_virt()函数
每个进程都有一个用户态执行时间的itimer软件定时器。进程任务结构task_struct中的it_virt_value成员是这个软件定时器的时间计数器。当进程在用户态下执行时，每一次时钟滴答都使计数器it_virt_value减1，当减到0时内核向进程发送SIGVTALRM信号，并重置初值。初值保存在进程的task_struct结构的it_virt_incr成员中。
函数do_it_virt()的源码如下（kernel/timer.c）：
static inline void do_it_virt(struct task_struct * p, unsigned long ticks)
{
unsigned long it_virt = p->it_virt_value;
if (it_virt) {
it_virt -= ticks;
if (!it_virt) {
it_virt = p->it_virt_incr;
send_sig(SIGVTALRM, p, 1);
}
p->it_virt_value = it_virt;
}
}
l do_it_prof（）函数
类似地，每个进程也都有一个itimer软件定时器ITIMER_PROF。进程task_struct中的it_prof_value成员就是这个定时器的时间计数器。不管进程是在用户态下还是在内核态下运行，每个时钟滴答都使it_prof_value减1。当减到0时内核就向进程发送SIGPROF信号，并重置初值。初值保存在进程task_struct结构中的it_prof_incr成员中。
函数do_it_prof()就是用来完成上述功能的，其源码如下（kernel/timer.c）：
static inline void do_it_prof(struct task_struct *p)
{
unsigned long it_prof = p->it_prof_value;
if (it_prof) {
if (--it_prof == 0) {
it_prof = p->it_prof_incr;
send_sig(SIGPROF, p, 1);
}
p->it_prof_value = it_prof;
}
}
7．5 时钟中断的Bottom Half
与时钟中断相关的Bottom Half向两主要有两个：TIMER_BH和TQUEUE_BH。与TIMER_BH相对应的BH函数是timer_bh()，与TQUEUE_BH对应的函数是tqueue_bh()。它们均实现在kernel/timer.c文件中。
7．5．1 TQUEUE_BH向量
TQUEUE_BH的作用是用来运行tq_timer这个任务队列中的任务。因此do_timer()函数仅仅在tq_timer任务队列不为空的情况才激活TQUEUE_BH向量。函数tqueue_bh()的实现非常简单，它只是简单地调用run_task_queue()函数来运行任务队列tq_timer。如下所示：
void tqueue_bh(void)
{
run_task_queue(&tq_timer);
}
任务对列tq_timer也是定义在kernel/timer.c文件中，如下所示：
DECLARE_TASK_QUEUE(tq_timer);
7．5．2 TIMER_BH向量
TIMER_BH这个Bottom Half向量是Linux内核时钟中断驱动的一个重要辅助部分。内核在每一次对时钟中断的服务快要结束时，都会无条件地激活一个TIMER_BH向量，以使得内核在稍后一段延迟后执行相应的BH函数——timer_bh()。该任务的源码如下：
void timer_bh(void)
{
update_times();
run_timer_list();
}
从上述源码可以看出，内核在时钟中断驱动的底半部分主要有两个任务：（1）调用update_times()函数来更新系统全局时间xtime；（2）调用run_timer_list()函数来执行定时器。关于定时器我们将在下一节讨论。本节我们主要讨论TIMER_BH的第一个任务——对内核时间xtime的更新。
我们都知道，内核局部时间xtime是用来供用户程序通过时间syscall来检索或设置当前系统时间的，而内核代码在大多数情况下都引用jiffies变量，而很少使用xtime（偶尔也会有引用xtime的情况，比如更新inode的时间标记）。因此，对于时钟中断服务程序timer_interrupt（）而言，jiffies变量的更新是最紧迫的，而xtime的更新则可以延迟到中断服务的底半部分来进行。
由于Bottom Half机制在执行时间具有某些不确定性，因此在timer_bh()函数得到真正执行之前，期间可能又会有几次时钟中断发生。这样就会造成时钟滴答的丢失现象。为了处理这种情况，Linux内核使用了一个辅助全局变量wall_jiffies，来表示上一次更新xtime时的jiffies值。其定义如下（kernel/timer.c）：
/* jiffies at the most recent update of wall time */
unsigned long wall_jiffies;
而timer_bh()函数真正执行时的jiffies值与wall_jiffies的差就是在timer_bh()真正执行之前所发生的时钟中断次数。
函数update_times()的源码如下（kernel/timer.c）：
static inline void update_times(void)
{
unsigned long ticks;
/*
* update_times() is run from the raw timer_bh handler so we
* just know that the irqs are locally enabled and so we don't
* need to save/restore the flags of the local CPU here. -arca
*/
write_lock_irq(&xtime_lock);
ticks = jiffies - wall_jiffies;
if (ticks) {
wall_jiffies += ticks;
update_wall_time(ticks);
}
write_unlock_irq(&xtime_lock);
calc_load(ticks);
}
（1）首先，根据jiffies和wall_jiffies的差值计算在此之前一共发生了几次时钟滴答，并将这个值保存到局部变量ticks中。并在ticks值大于0的情况下（ticks大于等于1，一般情况下为1）：①更新wall_jiffies为jiffies变量的当前值（wall_jiffies＋＝ticks等价于wall_jiffies＝jiffies）。②以参数ticks调用update_wall_time()函数去真正地更新全局时间xtime。
（2）调用calc_load()函数去计算系统负载情况。这里我们不去深究它。
函数update_wall_time()函数根据参数ticks所指定的时钟滴答次数相应地更新内核全局时间变量xtime。其源码如下（kernel/timer.c）：
/*
* Using a loop looks inefficient, but "ticks" is
* usually just one (we shouldn't be losing ticks,
* we're doing this this way mainly for interrupt
* latency reasons, not because we think we'll
* have lots of lost timer ticks
*/
static void update_wall_time(unsigned long ticks)
{
do {
ticks--;
update_wall_time_one_tick();
} while (ticks);
if (xtime.tv_usec >= 1000000) {
xtime.tv_usec -= 1000000;
xtime.tv_sec++;
second_overflow();
}
}
对该函数的注释如下：
（1）首先，用一个do{}循环来根据参数ticks的值一次一次调用update_wall_time_one_tick()函数来为一次时钟滴答更新xtime中的tv_usec成员。
（2）根据需要调整xtime中的秒数成员tv_usec和微秒数成员tv_usec。如果微秒数成员tv_usec的值超过106，则说明已经过了一秒钟。因此将tv_usec的值减去1000000，并将秒数成员tv_sec的值加1，然后调用second_overflow（）函数来处理微秒数成员溢出的情况。
函数update_wall_time_one_tick（）用来更新一次时钟滴答对系统全局时间xtime的影响。由于tick全局变量表示了一次时钟滴答的时间间隔长度（以us为单位），因此该函数的实现中最核心的代码就是将xtime的tv_usec成员增加tick微秒。这里我们不去关心函数实现中与NTP（Network Time Protocol）和系统调用adjtimex（）的相关部分。其源码如下（kernel/timer.c）：
/* in the NTP reference this is called "hardclock()" */
static void update_wall_time_one_tick(void)
{
if ( (time_adjust_step = time_adjust) != 0 ) {
/* We are doing an adjtime thing.
*
* Prepare time_adjust_step to be within bounds.
* Note that a positive time_adjust means we want the clock
* to run faster.
*
* Limit the amount of the step to be in the range
* -tickadj .. +tickadj
*/
if (time_adjust > tickadj)
time_adjust_step = tickadj;
else if (time_adjust < -tickadj)
time_adjust_step = -tickadj;
/* Reduce by this step the amount of time left */
time_adjust -= time_adjust_step;
}
xtime.tv_usec += tick + time_adjust_step;
/*
* Advance the phase, once it gets to one microsecond, then
* advance the tick more.
*/
time_phase += time_adj;
if (time_phase <= -FINEUSEC) {
long ltemp = -time_phase >> SHIFT_SCALE;
time_phase += ltemp << SHIFT_SCALE;
xtime.tv_usec -= ltemp;
}
else if (time_phase >= FINEUSEC) {
long ltemp = time_phase >> SHIFT_SCALE;
time_phase -= ltemp << SHIFT_SCALE;
xtime.tv_usec += ltemp;
}
}
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。
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(¤t->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(¤t->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(¤t->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）。
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！
