知识点归纳
第五章讨论了定时器和定时器服务；介绍了硬件定时器的原理和基于Intel x86的PC中的 硬件定时器；讲解了 CPU操作和中断处理；描述了 Linux中与定时器相关的系统调用、库 函数和定时器服务命令；探讨了进程冋隔定时器、定时器生成的信号，并通过示例演示了进 程间隔定时器。，编程项目的目的是要在一个多任务处理系统中实现定时器、定时器中断和间 隔定时器。多任务处理系统作为一个Linux进程运行，该系统是Linux进程内并发任务的一 个虚拟CPU, Linux进程的实时模式间隔定时器被设计为定期生成S1GALRM信号，充当虚 拟CPU的定时器中断，虚拟CPU使用SIGALRM信号捕捉器作为定时器的中断处理程序。 该项目可让读进程通过定时器队列实现任务间隔定时器，还可让读进程使用Linux信号掩码 来实现临界区，以防止各项任务和中断处理程序之间出现竞态条件。
硬件定时器
定时器是由时钟源和可编程计数器组成的硬件设备。时钟源通常是一个晶体振荡 器，会产生周期性电信号，以精确的频率驱动计数器。使用一个倒计时值对计数器进行编 程，每个时钟信号减1。当计数减为。时，计数器向CPU生成一个定时器中断，将计数 值重新加载到计数器
个人计算机定时器
基于Intel x86的个人计算机有数个定时器(Bovet和Cesati 2005 )。
(1 )实时时钟(RTC) : RTC由一个小型备用电池供电。即使在个人计算机关机时，它 也能连续运行。它用于实时提供时间和日期信息。当Linux启动时，它使用RTC更新系统 时间变量.以与当前时间保持一致。在所有类Unix系统中，时间变量是一个长整数，包含 从1970年1月1日起经过的秒数。 (2) 可编程间隔定时器(PIT)(Wang2015)： PIT是与CPU分离的一个硬件定时器。可 对它进行编程，以提供以毫秒为单位的定时器刻度。在所有I/O设备中，PIT可以最高优先 级IRQ0中断。PIT定时器中断由Linux内核的定时器中断处理程序来处理，为系统操作提 供基本的定时单元，例如进程调度、进程间隔定时器和其他许多定时事件。 (3) 多核CPU中的本地定时器(Intel 1997 ; Wang 2015)：在多核CPU中，每个核都 是一个独立的处理器，它有自己的本地定时器，由CPU时钟驱动。 (4) 高分辨率定时器：大多数电脑都有一个时间戳定时器(TSC),由系统时钟驱动。它 的内容可通过64位TSC寄存器读取。由于不同系统主板的时钟频率可能不同，TSC不适合 作为实时设备，但它"提供纳秒级的定时器分辨率。一些高端个人计算机可能还配备有专用 高速定时器，以提供纳秒级定时器分辨率°
CPU操作
每个CPU都有一个程序计数器(PC),也称为指令指针(IP),以及一个标志或状态寄 存器(SR)、一个堆栈指针(SP)和几个通用寄存器，当PC指向内存中要执行的下一条指 令时，SR包含CPU的当前状态，如操作模式、中断掩码和条件码，SP指向当前堆栈栈顶。 堆栈是CPU用于特殊操作(如push、pop调用和返回等)的一个内存区域。CPU操作可通 过无限循环进行建模。
while(power-on)( (1) . fetch instruction: load *PC as instruction, increment PC to point to the next instruction in memory； (2) . decode instruction： interpret the instruction* s operation code and generate operands; (3) . execute instruction： perform operation on operands/ write results to memory if needed; execution may use the stack, implicitly change PC, etc. (4) . check for pending interzmpts; may handle interrupts; }
在以上各步骤中，由于无效地址、非法指令、越权等原因，可能会出现一个错误状态，称为 异常或陷阱=当CPU遇到异常时，它会根据内存中预先安装的指针来执行软件中的异常处 理程序。在每条指令执行结束时，CPU会检查挂起的中断。中断是I/O设备或协处理器发送 给CPU的外部信号，请求CPU服务。如果有挂起的中断请求，但是CPU未处于接受中断 的状态，即它的状态寄存器已经屏蔽了中断，CPU会忽略中断请求，继续执行下一条指令。 否则，它将直接执行中断处理。在中断处理结束时，它将恢复指令的正常执行。中断处理和 异常处理都在操作系统内核中进行。在大多数情况下，用户级程序无法访问它们，但它们是 理解操作系统(如Linux)定时器服务和信号的关键
中断处理
外部设备(如定时器)的中断被馈送到中断控制器的预定义输入行(Intel 1990 ； Wang 2015),按优先级对中断输入排序，并将具有最高优先级的中断作为中断请求(IRQ)路由 到CPU。在每条指令执行结束时，如果CPU未处于接受中断的状态，即在CPU的状态寄 存器中屏蔽了中断.它将忽略中断请求.使其处于挂起状态,并继续执行下-条指令。如果 CPU处于接受中断状态，即中断未被屏蔽.那么CPU将会转移它正常的执行顺序来进行中 断处理对于每个中断，可以编程中断控制器以生成一个唯一编号，叫作中断向量，标识中 断源。在获取中断向量号后，CPU用它作为内存中中断向量表(AMD64 2011 )中的条目索 引，条目包含一个指向中断处理程序入口地址的指针来实际处理中断。当中断处理结束时， CPU恢复指令的正常执行。
时钟服务函数
在几乎所有的操作系统(os)中，操作系统内核都会提供与时钟相关的各种服务，时钟 服务可通过系统调用、库函数和用户级命令调用。在本节中，我们将介绍Linux的一些基本 时钟服务函数：
gettimeofday-settimeofday #include <sys/time.h> int gettimeofday(struct timeval *tv, struct timezone *tz); int settimeofday(const struct timeval *tv, const struct timezone *tz);
第二个参数timezone已过期，应设置为NULL。gettimeofday()函数用于返回当前时间(当 前秒的秒和微秒)。settimeofday()函数用于设置当前时间。在U nix/Linux中，时间表示自 1970年1月1 0 00:00:00起经过的秒数。它可以通过库函数ctime(&time)转换为日历形式。 下面给出了 gettimeofday()函数和settimeofday()函数的示例。
1. gettimeofday 系统调用
示例5.1:通过gettimeofday()获取系统时间。
/********* gettimeofday.c £ile #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <sys/time.h> stiruct timeval t; int main() { gettimeofday(&tff NULL); printf("sec=%ld usec=%d ", t.tv_sec, t.tv_usec)； printf((char *)ctime(&t.tv_sec)); )
程序应以秒、微秒显示当前时间，并以日历形式显示当前日期和时间，如:
sec=1515624303 usec=860772 Wed Jan 10 14:45:03 2018
2. settimeofday 系统调用
示例5.2:通过settimeofday()设置系统时间。
/********* settimeofday.c file #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <sys/time.h> #include <time.h> struct timeval t; int main() int r; t.tv_sec = 123456789; t.tv_usec= 0; r = set t: imeof day (&t, NULL); if (!r){ printf (''settimeofday () failed z,); exit(1); } gettimeofday(&t, NULL); printf("sec=%ld usec=%ld "z t.tv_sec, t.tv_usec)； printfctime (&t.tv_sec)) ; // show time in calendar form }
sec=123456789 usec=862 Thu Nov 29 13:33s09 1973
根据打印日期和年份(1973 )来看，settimeofday ()操作似乎已经成功。但是，在某 些Linux系统中，如在Ubuntu 15.10中，产生的结果可能只是暂时的。如果读进程再次运 行gettimeofday程序，结果将会显示Linux已经将系统时间更改回正确的实时时间。这表明 Linux内核能够使用实时时钟(和其他时间同步协议)来纠正系统时间与实时时间之间的任 何偏差。
time系统调用
示例5.3： time系统调用。
time_t time(time_t *t)
以秒为单位返回当前时间。如果参数t不是NULL,还会将时间存储在t指向的内存中。 time系统调用具有一定的局限性，只提供以秒为单位的分辨率，而不是以微秒为单位。该示 例说明了如何获取以秒为单位的系统时间。
/************ time.c file ***********/ #include <stdio.h> #include <time.h> time_t start, end; int main() ( int i; start = time(NULL); printf (''start=%ld w , start)； for (i=0; i<123456789; i++)； // delay to simulate computation end = time (NULL); printf (''end =%ld time=%ld w , end, end-start);
输出应打印开始时间、结束时间以及从开始到结束的秒数
times系统调用
clock_t times(struct tms *b
可用于获取某进程的具体执行时间。它将进程时间存储在struct tms buf中，即:
以时钟计时单元报告所有时间。这可以为分析某个正在执行的进程提供信息，包括其子进程 的
time 和 date 命令
・date：打印或设置系统日期和时间。 ・time：报告进程在用户模式和系统模式下的执行时间和总时间。 ・hwclock：查询并设置硬件时钟(RTC),也可以通过BIOS来完成。
间隔定时器
Linux为每个进程提供了三种不同类型的间隔计时器，可用作进程计时的虚拟时钟。间 隔定时器由setitimer()系统调用创建。getitimer()系统调用返回间隔定时器的状态。
int getitimer(int which, struct itimerval *curr_value); int setitimer(int which, const struct itimeirval *new_value, struct itimerval *old_value);
各间隔定时器在参数which指定的不同时间域中工作。当间隔定时器定时到期时，会向 进程发送一个信号，并将定时器重置为指定的间隔值(如果是非零数)。一个信号就是发送 给某个进程进行处理的一个数字(1到31 )。信号和信号处理将在第6章中讨论。有3类间 隔定时器，分别是：
(1 ) ITIMER_REAL：实时减少，在到期时生成一个SIGALRM ( 14)信号。 (2 ) IT1MER_V1RTUAL;仅当进程在用户模式下执行时减少，在到期时生成一个 SIGVTALRM ( 26 )信号。 (3 ) ITIMER_PROF:当进程正在用户模式和系统(内核)模式下执行时减少。这类间隔 定时器与IT1MER_VIRTUAL结合使用，通常用于分析应用程序在用户模式和内核模式下花 费的时间。它在到期时生成一个SIGPROF (27 )信号。
struct itimerval { struct timeval it_inteirval; /* interval for periodic timer */ struct timeval it_value; /* time until next expiration ♦/ }； struct timeval ( time_t tv_sec；/* seconds */ suseconds_t tv_usec;/* microseconds */ )；
函数getitimer()用当前值填充cuiT value指向的结构体，即参数which (ITIMER REAL, ITIMER_VIRTUAL或ITIMER_PROF三者之一)指定的定时器在下次到期之前剩余的时间 将it_value字段的子字段设置为定时器上的剩余时间，如果定时器被禁用，则设置为0。将 it_interval字段设置为定时器间隔(周期)；如果该字段中的返回值(两个子字段)为0,则 表明这是singleshot定时器。
函数setitimer()将指定定时器设置为new_value中的值，如果old_value为非NULL,定 时器的原来值，即getitimerO返回的信息，会存储在那里：
周期定时器从it.vahie逐渐减小到0,生成一个信号，并重置为it_interval -设置为。的 定时器(it_value为0或定时器到期以及it interval为0 )可将定时器停tv_sec和tv_usec 对确定定时器的持续时间都有重要影响。卜一面我们通过示例来演示进程间隔定时器。
示例5.4：该示例展示了如何设置VIRTUAL模式的间隔定时器，垓定时器仅在进程以 用户模式执行时才减少计时。该定时器设置为完成最初100毫秒计时后开始计时：然后，它 以1秒为周期运行。当定时器计时减少为0时，它会向进程发出一个SIGVTALRM ( 26 )信 号。如果进程未安装该信号的捕捉器，将会对该信号进行默认处理，即终止:在这种情况 下，进程将以信号数26终止。如果进程安装了信号捕捉器.Linux内核会让进程执行信号 捕捉器，以用户模式处理信号、在间隔时间开始之前，程序通过以下代码安装SIGVTALRM 信号的信号捕捉器；
void timer_handler(int sig)( . . • .} signal(SIGALRMZ timer_handler)
安装信号捕捉器后，程序启动定时器，然后在while(l)循环中执行-当在循环中执行时，每 个硬件中断(例如来自硬件定时器的中断)都会导致CPU以及在CPU上执行的进程进入 Linux内核来处理中断，当进程处于内核模式时，会检查待处理信号。如有待处理信号，它 会试图先处理信号再返回用户模式。在这种情况下，SIGVTALRM信号将导致进程在用户模 式下执行信号捕捉器,由于信号定时器程程序设计为每秒生成一个信号，进程将每秒执行一 次timer_handler(),使打印消息像脉冲星一样每秒显示一次。信号捕捉函数timer_handler() 可计算定时器的时间结束次数 当计数达到规定值(例如8)时，它用定时器值0来取消 setitimerO设置的间隔定时器。虽然定时器已经停止，但进程仍在无限while(l)循环中执行。 在这种情况下，从键盘按下"Ctrl+C”组合键，可以使进程以SIGINT(2)信号终止。信号 和信号处理的具体内容将在第6章中讨论。下面列出了示例5.5的setitimer程序代码。
/*********** setitimer.c file *********/ #include <signal.h> #include <Btdia.h> #include <sys/time.h> int count = 0; struct it interval t; void tizner_handler(int sig) printf("timer_handler: signal=%d count=%d ", sig, ++count)； if (count>=8)( printf(■cancel timer ")； t.it_value.tv_sec = 0; t.it_value.tv_usec = 0; setitimer(ITIMER_VIRTUAL, &t, NULL); int main() ( struct itimerval timer; // Install timer_handler as SIGVTALRM signal handler signal(SIGVTALRM, timer_handler); // Configure the timer to expire after 100 msec timer.it_value.tv_sec = 0； timer.it_value.tv_usec = 100000; // 100000 nsec // and every 1 sec afterward timer.it_interval.tv_sec = 1； timer.it_interval.tv_usec = 0; // Start a VIRTUAL itimer setitimer(ITIMER_VIRTUALr NULL); printf("looping: enter Control-C to terminate ")； while(1);
理程序只需要访问当前运行进程的PROC结构体, 就可以减少定时器计时，在定时结束时重新加载 定时器计时，并向进程生成一个信号。操作系统内核不必使用额外的数据结构来处理进程的 VIRTUAL和PROF定时器。但是，REAL模式冋隔定时器各不相同，因为无论进程是否正
在执行，它们都必须由定时器中断处理程序来更新一因此，操作系统内核必须使用额外的数 据结构来处理进程的REAL模式定时器，并在定时器到期或被取消时采取措施。在大多数 操作系统内核中，使用的数据结构都是定时器队列 我们将在本章末尾解释编程项目中的定 时器队列。
编程项目
本编程项目将在-个有并发执行任务的多任务处理系统中实现定时器、定时器中断和间 隔定时器。编程项目包含四个步骤c第1步（5.8.1节）是提供多任务系统的基本代码以启动 读进程。第2步（5.8.2节）是向基本系统添加定时器和定时器中断。第3步（5.8.3节）是实 现任务间隔定时器。第4步（5.8.4节）是通过时间片在系统和任务调度中实现临界区。该项
目的目的是不仅让读者学习如何使用定时器，还要学习如何在操作系统内核中实现定时器。
系统基本代码
多任务处理系统的基本代码与第4章的用户级线程编程项目大致相同。为便于参考完整 代码，我们在这里再次列出基本代码。下面列出了多任务处理系统的基本代码。它由32位 汇编中的ts.s文件和C语言中的t.c文件组成。读者可查看第4章中的create。函数，该函数可创建一个新任务来执行指定函数。若要 在Linux T编译并运行基本系统，可输入：
gcc -m32 t.c ts.s # assembly code ts.s is for 32-bit Linux
然后运行a.outo当任务运行时，它会显示一个命令菜单，其中的命令有：
create:创建新任务。
switch：切换任务。
exit：任务退出。
ps：显示任务状态。
定时器中断
整个基本系统在一个虚拟CPU上运行，它是一个Linux进程。定时器向Linux进程发 出的信号可看作是对基本系统虚拟CPU的中断。为Linux进程创建一个REAL模式间隔定 时器。编写间隔定时器程序，每10毫秒生成一个SIGALRM信号。安装一个SIGALRM信 号捕捉器，作为虚拟CPU的定时器中断处理程序。在定时器中断处理程序中，记录经过的
秒数、分钟数和小时数。下面给出了所需的扩展代码段C
void thandler(int sig) ( // count the number of timer ticks; update sb, mm, hh // print a message every second signal(SIGALRM, thandler)/ struct itimerval t; t.it_value.tv_sec = 0; t.it_value.tv_usec = 10000; t.it_interval.tv_sec = 0; t.it_interval.tv_usec = 10000; aetitimer(ITIMER_REAL, &t, NULL)：
第2步的输出应与图5.2类似，不同的是它每秒钟显示一条消息。
定时器队列
在基本系统中为任务添加间隔定时器支持。添加命令：
• pause t：任务暂停t秒。
-timer t：任务设置一个间隔为t秒的（REAL模式）间隔定时器。
pause命令会让一个任务休眠指定的秒数，在暂停时间到期时再唤醒该任务：设置间隔定时 器后，任务可以继续执行，当它的定时器到期时，信号将通知该任务。由于多任务处理系统 还不能生成和发送信号，我们假设任务在执行定时器命令后将进人休眠状态，当定时器过期 时，该任务将被唤醒，
正如5.7节中所指出，系统必须使用定时器队列来记录任务的REAL模式定时器状态. 定时器队列由定时器队列元素（TQE）的条目组成，格式为：
typedef struct tqe( struct tqe *next; PROC *proc; int time;
void (action)() )TQE;
TQE *timerQueue ■ 0;
定时器队列元素可从定时器队列元素池中分配和取消分配-由于毎个进程只能有一个REAL 模式定时器，所以定时器队列元素的最大数量等十进程数量。必要时，可以把它们包含到 PROC结构体中:这里，我们假设定时器队列元素是从一个空闲定时器队列元素池中动态 分配或取消分配的。当某进程请求REAL模式间隔定时器时，分配一个定时器队列元素来 记录请求的进程、到期时间和定时器到期时所釆取的操作，然后，它会将定时器队列元素 输入timerQueue中。最简单的timerQueue是按到期时间从小到大排序的链表。如果有多个 REAL模式定时器请求，则该timerQueue会如下图所示，其中的数字表示定时器队列元素 的到期时间。
timerQueue ■ TQE1 ->TQE2 ->TQK3
（硬件）定时器中断处理程序每秒减少1个定时器队列元素。当定时器队列元素的 时间减为0时，将会从timerQueue中删除，并调用动作函数 默认操作是向进程生成 SIGALRM （14）信号，但也可能是其他类型的操作。通常，一个（硬件）中断处理程序应 尽快运行完。上述timerQueue组织方式的缺点是定时器中断处理程序每次只能减少1个定 时器队列元素，非常耗时.更好的方法是将定时器队列元素保存在一个累积队列中，其中， 每个定时器队列元素的到期时冋都与前面所有定时器队列元素的到期时间累积和有关。下面 给出了一个累积timerQueue,和原来的timerQueue相同：，
timerQueue = TQE1 ->TQE2 ->TQE3
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使用这种tiemrQueue组织方式.定时器中断处理程序只需要减少第一个定时器队列元素并 处理所有时间到期的定时器队列元素，这大大加快了定时器中断处理速度。
该项目第3步是为Linux进程添加一个REAL模式间隔定时器，为多任务处理系统中 的任务实现间隔定时器。
图5.3所示为运行该这类系统的样本输岀。如图所示，task 1请求一个间隔6秒的定时 器a Task 2请求一个间隔2秒的定时器，比task 1晚4秒；此时，累积timerQueue的内容 如下所示：
timerQueue = [2, 2] =>| 1, 2]
在每个定时器队列元素中，第-个数字是任务P1D,第二个数字是到期时间。定时器中断处 理程序每秒只减少task 2的第一个定时器队列元素，当task 2的定时器队列元素到期时，它 会从timerQueue中删除该定时器队列元素，并唤醒task 2。之后，task 1的定时器队列元素 成为timerQueue中的第一个元素。下一秒，它会减少task I的定时器队列元素。同样地. pause命令会让一个任务休眠t秒.在暂停时间到期时再唤醒该任务。
welcone to the multitasking systen freeLtst ■ 1 ■> 2 •> 3 ■> 4 -> 5 •> 6 -> 7 •> 8 -> NULL PB creates tasks readyQueue « 1 •> 2 •> 3 -> 4 •> NULL task 1 running ***************** menu ******************* * create switch exit pause ps ttner * enter a conmand line: timer 6 ttnerQueue = [1, 6] «> task 2 running • create switch exit pause ps timer • enter a comand line: ttnerQueue = [1, S] ■> ttner ttnerQueue = [1, 4J => 2 ttnerQueue = (2, 2] «> [1, 2]=> task 3 running • create switch exit pause ps timer * enter a connand line: ttnerQueue = [2, 1] ■> [1, 2]=> ttnerQueue « [2, 0] => [1, 2]=> ttner wakeup task 2 ttnerQueue = [1, 1]=> ttnerQueue ■ [1, 0]=> ttner wakeup task 1
临界区
在基本代码系统中，只有一种执行实体，即任务，一次只执行一个任务。某任务在收 到切换命令、进入休眠或退出之前，会一直执行F去-此外.任务切换只会发生在操作结束 时，而不会发生在任何操作过程中。因此，任务之间没有竞争，因此在基本代码系统中没有 临界区..但是，一旦我们将中断引人系统，情况就会改变。有两种类型的实体来执行中断， 分别是任务和中断处理程序，它们可能会争夺系统中的同一(共享)数据对象。例如，当某 任务请求间隔定时器时，必须将请求作为定时器队列元素输入timcrQueue中。当某任务修 改timerQueue时，如果出现定时器中断，它将转移任务以执行中断处理程序，可能会改动 同一timerQueue,造成竞态条件。因此，timerQueue是临界区，必须对它进行保护，以确 保它一次只能由一个执行实体访问。同样，当某进程在sleep。函数过程中执行时，可能被 转移到执行中断处理程序，即可执行wakeupO,以试图在进程完成休眠操作之前唤醒它，从 而导致另一个竞态条件匚所以，问题是如何防止任务和中断处理程序相互干扰。
下面是临界区的实现。
当某中断处理程序执行时，任务在逻辑上不能执行，这样任务就无法干扰中断处理程 序，但反之则不然-当某任务执行时，可能会发生定时器中断，将该任务转移到执行中断处 理程序，这可能会干扰任务。为了防止出现这种情况，执行任务只需屏蔽临界区中的中断即 可，如前文所述，多任务处理系统在一个虚拟CPU上运行，该CPU是一个Linux进程。对 于多任务处理系统而言，定时器中断是发送给Linux进程的SIGALRM信号。在Linux中， 除S1GK1LL ( 9 )和S1GSTOP ( 19 )之外的信号都可通过以下方法进行阻塞或解锁。
(1) . sigset_t sigmask, oldmask; // define signal mask sets (2) . sigemptyset(&sigmask); // initialize signal mask set to empty (3) . sigaddset(&sigmask. S1GALRM); // add signal numbers to the set (4) . To block signals specified in the mask sei, issue the system call sigprocmask(SlG_BLOCK, &sigmask, &oldmask); (5) . To unblock signals specified in the mask set, issue the system call sigprocmask(S!G_UNBLOCK, &sigmask, &oldmask); (6) . For convenience, the reader may use the following functions to block/unblock signals int_otT(){ sigprocmask(SIG_BLOC?K, &sigmask? &oldmask); } int_on()( sigprocmask(SIG_UNBLOCK, &oldmask, &sigmask); }
该编程项目的第4步是使用Linux的sigprocmaskO在多任务处理系统临界区阻塞或取 消阻塞定时器中断，以确保任务和定时器中断处理程序之间不存在竞态条件，
高级主题
作为高级硏究的一个主题，读者可尝试通过时间片来实现任务调度，并讨论其影响。在 基于时间片的任务调度中，每个任务都要运行有一个固定数的定时器刻度，称为时间片。当 任务运行时，它的时间片由定时器中断处理程序减小。当运行任务的时■间片减为0时，系统 将切换任务，以运行另一个任务。这些听起来简单轻松，但却关系重大。鼓励读者们思考问 题并找到可能的解决方案。
实践练习
示例5.1
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/time.h>
struct timeval t;
int main ()
{
gettimeofday(&t, NULL);
printf("sec=%ld usec=%ld
", t.tv_sec, t.tv_usec);
printf((char *)ctime(&t.tv_sec));
}
加上头文件time.h
得到结果：
遇到的问题：Linux有哪些定时器?有什么异同？
解决：通过查询资料可知：1. RTC(Real Time Clock)
所有PC都有RTC. 它和CPU和其他芯片独立。它在电脑关机之后还可以正常运行。RTC可以在IRQ8上产生周期性中断. 频率在2Hz--8192HZ.
Linux只是把RTC用来获取时间和日期. 当然它允许进程通过对/dev/rtc设备来对它进行编程。Kernel通过0x70和0x71 I/O端口来访问RTC。
2. TSC(Time Stamp Counter)
80x86上的微处理器都有CLK输入针脚.
从奔腾系列开始. 微处理器支持一个计数器. 每当一个时钟信号来的时候. 计数器加1.
可以通过汇编指令rdtsc来得到计数器的值。通过calibrate_tsc可以获得CPU的频率.
它是通过计算大约5毫秒里tsc寄存器里面的增加值来确认的。或者可以通过cat
/proc/cpuinfo来获取cpu频率。tsc可以提供比PIT更精确的时间度量。
3. PIT(Programmable internval timer)
除了RTC和TSC.
IBM兼容机提供了PIT。PIT类似微波炉的闹钟机制. 当时间到的时候. 提供铃声. PIT不是产生铃声. 而是产生一种特殊中断.
叫定时器中断或者时钟中断。它用来告诉内核一个间隔过去了。这个时间间隔也叫做一个滴答数。可以通过编译内核是选择内核频率来确定。如内核频率设为1000HZ,则时间间隔或滴答为1/1000=1微秒。滴答月短.
定时精度更高. 但是用户模式的时间更短.
也就是说用户模式下程序执行会越慢。滴答的长度以纳秒形式存在tick_nsec变量里面。PIT通过8254的0x40--0x43端口来访问。它产生中断号为IRQ
0.
