PC机上的定时器
定时器核主要需要两种类型的时间：
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
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
（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：
（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..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
读RTC芯片寄存器的步骤是：
mov al, addr
out 70h, Select reg_addr in RTC chip
jmp $+2 ; a slight delay to settle thing
写RTC寄存器的步骤如下：
mov al, addr
out 70h, 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
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
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
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
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
# 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
# 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：
# define RTC_REF_CLCK_4MHZ 0x00
# define RTC_REF_CLCK_1MHZ 0x10
# define RTC_REF_CLCK_32KHZ 0x20
# 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
# define RTC_PIE 0x40
# define RTC_AIE 0x20
# define RTC_UIE 0x10
# define RTC_SQWE 0x08
# define RTC_DM_BINARY 0x04
# define RTC_24H 0x02
# define RTC_DST_EN 0x01
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
#define RTC_INTR_FLAGS RTC_REG_C
# define RTC_IRQF 0x80
# 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
（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)
#ifndef BIN_TO_BCD
#define BIN_TO_BCD(val) ((val)=(((val)/10)= (int) (mon -= 2))
mon += 12;
year -= 1;
return (((
(unsigned long) (year/4 - year/100 + year/400 + 367*mon/12 + day)
year*365 - 719499
)*24 + hour
)*60 + min
（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_
unsigned char save_control, save_freq_
spin_lock(&rtc_lock);
save_control = CMOS_READ(RTC_CONTROL);
CMOS_WRITE((save_control|RTC_SET), RTC_CONTROL);
save_freq_select = CMOS_READ(RTC_FREQ_SELECT);
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);
real_seconds = nowtime % 60;
real_minutes = nowtime / 60;
if (((abs(real_minutes - cmos_minutes) + 15)/30) &
real_minutes += 30;
real_minutes %= 60;
if (abs(real_minutes - cmos_minutes) tv_usec&＝
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：
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
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：
unsigned long wall_
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 {
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_
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
static int use_
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
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）：
unsigned long fast_gettimeoffset_
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）：
static int delay_at_last_
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，
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
制寄存器（端口0x43）的值为“”，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)
outb_p(0x34,0x43);
outb_p(LATCH & 0xff , 0x40);
outb(LATCH && 8 , 0x40);
（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_
xtime.tv_sec = get_cmos_time();
xtime.tv_usec = 0;
static void timer_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs
write_lock(&xtime_lock);
if (use_tsc)
rdtscl(last_tsc_low);
spin_lock(&i8253_lock);
outb_p(0x00, 0x43);
count = inb_p(0x40);
count |= inb(0x40) last_rtc_update + 660
xtime.tv_usec &= 500000 - ((unsigned) tick) / 2
xtime.tv_usec eflags) || (3 &
(regs)-&xcs))
（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
该函数的源代码如下（kernel/timer.c）：
void update_process_times(int user_tick)
struct task_struct *p =
int cpu = smp_processor_id(), system = user_tick ^ 1;
update_one_process(p, user_tick, system, cpu);
if (p-&pid) {
if (--p-&counter counter = 0;
p-&need_resched = 1;
if (p-&nice & 0)
kstat.per_cpu_nice[cpu] += user_
kstat.per_cpu_user[cpu] += user_
kstat.per_cpu_system[cpu] +=
} else if (local_bh_count(cpu) || local_irq_count(cpu)
kstat.per_cpu_system[cpu] +=
（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：
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。
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
unsigned long system, int cpu)
p-&per_cpu_utime[cpu] +=
p-&per_cpu_stime[cpu] +=
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_ ／＊ 本进程在用户台下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_ ／＊ 本进程在核心态下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_ ／＊ 所有子进程在用户态下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_ ／＊ 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)
psecs = (p-&times.tms_utime += user);
psecs += (p-&times.tms_stime += system);
if (psecs / HZ &
p-&rlim[RLIMIT_CPU].rlim_cur) {
if (!(psecs % HZ))
send_sig(SIGXCPU, p, 1);
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
unsigned long it_virt = p-&it_virt_
if (it_virt) {
it_virt -=
if (!it_virt) {
it_virt = p-&it_virt_
send_sig(SIGVTALRM, p, 1);
p-&it_virt_value = it_
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_
if (it_prof) {
if (--it_prof == 0) {
it_prof = p-&it_prof_
send_sig(SIGPROF, p, 1);
p-&it_prof_value = it_
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）：
unsigned long wall_
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)
write_lock_irq(&xtime_lock);
ticks = jiffies - wall_
if (ticks) {
wall_jiffies +=
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）：
static void update_wall_time(unsigned long ticks)
update_wall_time_one_tick();
} while (ticks);
if (xtime.tv_usec &= 1000000) {
xtime.tv_usec -= 1000000;
xtime.tv_sec++;
second_overflow();
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