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到了在操作系统层面，可以依靠硬件产生的定时器中断做很多事情，同时，操作系统的定时器怎么实现呢？我们来分析一下。

1. 硬件定时器

现在的Linux对时间的管理是很复杂的，大体可以分为高精度时钟和低精度时钟。两者互不兼容。
在 Linux 2.6.16 之前，内核只支持低精度时钟。内核围绕着 tick 时钟来实现所有的时间相关功能。tick 是一个定期触发的中断，一般由 PIT 提供，大概 10ms 触发一次 (100HZ)，精度比较低。如果频率设置的太高，就会严重影响系统性能。

（1） tick

以 x86 为例，系统初始化时会配置定时器中断。当硬件设备初始化完成后，便开始定期地产生中断，这便是 tick 了。需要强调的是 tick 中断是由硬件直接产生的真实中断。

那么，这个tick操作系统会拿它来做什么呢？

Linux内核依赖 tick来进行分时，这是分时操作系统的硬件基础，也是多任务实现的基础。
维护系统时间。Linux 系统初始化时，读取 RTC，得到当前时间值。此后直到下次重新启动，Linux 不会再读取硬件 RTC 了。Linux通过tick来更新系统时间。

可以说tick和其他的中断就是Linux内核的驱动力。Linux内核并非是一堆持续运行的程序，内核的各个模块基本都是由中断驱动的。而中断可以包括硬件中断，可以是软件中断。

（2）进程调度

每个时钟中断（timer interrupt）发生时，需要由3个函数协同工作，共同完成进程的选择和切换：schedule()、do_timer()及ret_form_sys_call()。

schedule()：进程调度函数，由它来完成进程的选择（调度）。
do_timer()：暂且称之为时钟函数，该函数在时钟中断服务程序中被调用，是时钟中断服务程序的主要组成部分，该函数被调用的频率就是时钟中断的频率即每秒钟100 次（简称100 赫兹或100Hz）；由这个函数完成系统时间的更新、进程时间片的更新等工作，更新后的进程时间片counter 作为调度的主要依据。
ret_from_sys_call()：系统调用、异常及中断返回函数。当一个系统调用或中断完成时，该函数被调用，用于处理一些收尾工作，例如信号处理、核心任务等。函数检测need_resched 标志，如果此标志为非0，那么就调用调度程序schedule()进行进程的选择。调度程序schedule()会根据具体的标准在运行队列中选择下一个应该运行的进程。当从调度程序返回时，如果发现又有调度标志被设置，则又调用调度程序，直到调度标志为0，这时，从调度程序返回时由RESTORE_ALL恢复被选定进程的环境，返回到被选定进程的用户空间，使之得到运行。

（3）核心代码浅析

我们重点关注：硬件-->硬件控制-->进程控制这部分内容。

Linux是如何控制8259芯片的？

在计算机的定时器章节中，我们知道了计算机有一个8259中断控制芯片，同时内存中会维护一个中断向量表。
硬盘的第一个扇区为主引导扇区，计算机加电后，执行BIOS程序初始化，然后从硬盘启动时，就会读取主引导扇区的程序执行。Linux系统会在主引导扇区写入一个bootsect.s的程序，然后bootsect.s通过调用到setup.s的内容，进行一些系统初始化的设置。在setup.s中会重新初始化8259A芯片，并且在header.s中重新设置一张中断向量表。

bootsect.s

bootsect.s是引导程序，BIOS会把bootsect加载到0x7c00处开始执行。
bootsect首先会把自己搬移到0x90000处，然后继续执行，把setups加载到0x90200处。setups在硬盘中也有固定的位置，它位于第二个扇区开始的4个扇区内。然后利用BIOS中断0x13取磁盘参数表中当前引导盘的参数，并在屏幕上显示“Loading system…”。
bootsect继续执行，会把磁盘上挨着setups的system模块加载到0x10000的地方。随后是确定根文件系统的设备号。
最后长跳转到setup的开始处，开始执行setup程序。

汇编的程序大家读起来都比较费劲，就不全贴了。

! SYS_SIZE是要加载的系统模块长度，单位是节，16个字节为1节。0x3000就是196个字节
SYSSIZE = 0x3000.globl begtext, begdata, begbss, endtext, enddata, endbss
.text
begtext:
.data
begdata:
.bss
begbss:
.textSETUPLEN = 4              ! nr of setup-sectors
BOOTSEG  = 0x07c0          ! 程序本来在这里
INITSEG  = 0x9000          ! 我们把bootloader移到这里
SETUPSEG = 0x9020          ! setup程序从这里开始
SYSSEG   = 0x1000          ! system loaded at 0x10000 (65536).
ENDSEG   = SYSSEG + SYSSIZE       ! where to stop loading! .........省略
! 这句就是段间跳转指令，跳转执行setup程序jmpi 0,SETUPSEG! .........省略sectors:.word 0msg1:.byte 13,10.ascii "Loading system ...".byte 13,10,13,10.org 508
root_dev:.word ROOT_DEV
boot_flag:.word 0xAA55.text
endtext:
.data
enddata:
.bss
endbss:

setup.s

setup顾名思义会做一些系统的初始设置。它会从BIOS的ROM中读取一些设置参数，并保存在对应的内存位置。
会重新设置两个中断控制芯片8259A，重新设置硬件中断号为0x20~0x2f。最后会转到system模块下开头部分的head.s继续执行。

! ...掐头! well, that went ok, I hope. Now we have to reprogram the interrupts :-(
! we put them right after the intel-reserved hardware interrupts, at
! int 0x20-0x2F. There they won't mess up anything. Sadly IBM really
! messed this up with the original PC, and they haven't been able to
! rectify it afterwards. Thus the bios puts interrupts at 0x08-0x0f,
! which is used for the internal hardware interrupts as well. We just
! have to reprogram the 8259's, and it isn't fun.mov  al,#0x11        ! initialization sequenceout    #0x20,al        ! send it to 8259A-1.word   0x00eb,0x00eb       ! jmp $+2, jmp $+2out #0xA0,al        ! and to 8259A-2.word   0x00eb,0x00ebmov    al,#0x20        ! start of hardware int's (0x20)out    #0x21,al.word   0x00eb,0x00ebmov    al,#0x28        ! start of hardware int's 2 (0x28)out  #0xA1,al.word   0x00eb,0x00ebmov    al,#0x04        ! 8259-1 is masterout   #0x21,al.word   0x00eb,0x00ebmov    al,#0x02        ! 8259-2 is slaveout    #0xA1,al.word   0x00eb,0x00ebmov    al,#0x01        ! 8086 mode for bothout #0x21,al.word   0x00eb,0x00ebout    #0xA1,al.word   0x00eb,0x00ebmov    al,#0xFF        ! mask off all interrupts for nowout    #0x21,al.word   0x00eb,0x00ebout    #0xA1,al! ...去尾

header.s

header会和其他程序一起链接成system模块，并位于system的头部。这段程序首先重新设置中段描述符表idt，使各项均指向一个只报错误的哑中断子程序ignore_int。中间还有一些处理，最后head.s程序利用返回指令将预先放置在堆栈中的/init/main.c程序的入口地址弹出，去运行main()程序。

main.c

main程序是整个内核初始化的过程。这里面做了很多工作，大部分都是调用其他的xxx.c程序去处理。我们只关注定时器中断是怎么处理的。在上面headers中，所有的中断向量都是指向了ignore_int。在headers中，陆续的就会在需要的位置重新初始化中断向量。
在main.c的开头，我们可以看到这样一段逻辑：

// 内核初始化主程序。初始化结束后将以任务0（idle任务即空闲任务）的身份运行。
void main(void)
{// ......省略一些代码// 以下是内核进行所有方面的初始化工作mem_init(main_memory_start,memory_end); // 主内存区初始化。mm/memory.ctrap_init();                            // 陷阱门(硬件中断向量)初始化，kernel/traps.cblk_dev_init();                         // 块设备初始化,kernel/blk_drv/ll_rw_blk.cchr_dev_init();                         // 字符设备初始化, kernel/chr_drv/tty_io.ctty_init();                             // tty初始化， kernel/chr_drv/tty_io.ctime_init();                            // 设置开机启动时间 startup_timesched_init();                           // 调度程序初始化(加载任务0的tr,ldtr)(kernel/sched.c)// 缓冲管理初始化，建内存链表等。(fs/buffer.c)buffer_init(buffer_memory_end);hd_init();                              // 硬盘初始化，kernel/blk_drv/hd.cfloppy_init();                          // 软驱初始化，kernel/blk_drv/floppy.csti();                                  // 所有初始化工作都做完了，开启中断// 下面过程通过在堆栈中设置的参数，利用中断返回指令启动任务0执行。move_to_user_mode();                    // 移到用户模式下执行if (!fork()) {     /* we count on this going ok */init();                             // 在新建的子进程(任务1)中执行。}// pause系统调用会把任务0转换成可中断等待状态，再执行调度函数。但是调度函数只要发现系统中// 没有其他任务可以运行是就会切换到任务0，而不依赖于任务0的状态。for(;;) pause();
}

就是各种初始化，其中有一个sched_init()调度器的初始化。

sched.c

直接看调度器初始化的代码：

// 内核调度程序的初始化子程序
void sched_init(void)
{// ......省略部分代码// 下面代码用于初始化8253定时器。通道0，选择工作方式3，二进制计数方式。通道0的// 输出引脚接在中断控制主芯片的IRQ0上，它每10毫秒发出一个IRQ0请求。LATCH是初始// 定时计数值。outb_p(0x36,0x43);        /* binary, mode 3, LSB/MSB, ch 0 */outb_p(LATCH & 0xff , 0x40); /* LSB */outb(LATCH >> 8 , 0x40); /* MSB */// 设置时钟中断处理程序句柄(设置时钟中断门)。修改中断控制器屏蔽码，允许时钟中断。// 然后设置系统调用中断门。这两个设置中断描述符表IDT中描述符在宏定义在文件// include/asm/system.h中。set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);outb(inb_p(0x21)&~0x01,0x21);set_system_gate(0x80,&system_call);
}

set_intr_gate(0x20,&timer_interrupt);这一句，就是我们要找的关键，现在是把timer_interrupt作为了中断处理程序了。timer_interrupt是一段汇编代码，我们一起来看看：

### int32 - (int 0x20)时钟中断处理程序。中断频率被设置为100Hz。
# 定时芯片8253/8254是在kernel/sched.c中初始化的。因此这里jiffies每10 ms加1.
# 这段代码将jiffies增1，发送结束中断指令给8259控制器，然后用当前特权级作为
# 参数调用C函数do_timer(long CPL).当调用返回时转去检测并处理信号。
.align 2
timer_interrupt:push %ds        # save ds,es and put kernel data spacepush %es      # into them. %fs is used by _system_callpush %fspushl %edx      # we save %eax,%ecx,%edx as gcc doesn'tpushl %ecx      # save those across function calls. %ebxpushl %ebx      # is saved as we use that in ret_sys_callpushl %eaxmovl $0x10,%eaxmov %ax,%dsmov %ax,%esmovl $0x17,%eaxmov %ax,%fsincl jiffies
# 由于初始化中断控制芯片时没有采用自动EOI，所以这里需要发指令结束该硬件中断。movb $0x20,%al      # EOI to interrupt controller #1outb %al,$0x20      # 操作命令字OCW2送0x20端口
# 下面从堆栈镇南关取出执行系统调用代码的选择符(CS段寄存器值)中的当前特权级别(0或3)
# 并压入堆栈，作为do_timer的参数。do_timer函数执行任务切换、计时等工作。movl CS(%esp),%eaxandl $3,%eax      # %eax is CPL (0 or 3, 0=supervisor)pushl %eaxcall do_timer        # 'do_timer(long CPL)' does everything fromaddl $4,%esp       # task switching to accounting ...jmp ret_from_sys_call

do_timer又做了什么呢：

/// 时钟中断C函数处理程序，在system_call.s中timer_interrupt被调用。
// 参数cpl是当前特权级0或3，是时钟中断发生时正在被执行的代码选择符中的特权级。
// cpl=0时表示中断发生时正在执行内核代码；cpl=3表示中断发生时正在执行用户代码。
// 对于一个进程由于执行时间片用完时，则进城任务切换。并执行一个计时更新工作。
void do_timer(long cpl)
{extern int beepcount;               // 扬声器发声滴答数extern void sysbeepstop(void);      // 关闭扬声器。// 如果发声计数次数到，则关闭发声。(向0x61口发送命令，复位位0和1，位0// 控制8253计数器2的工作，位1控制扬声器)if (beepcount)if (!--beepcount)sysbeepstop();// 如果当前特权级(cpl)为0，则将内核代码运行时间stime递增；if (cpl)current->utime++;elsecurrent->stime++;// 如果有定时器存在，则将链表第1个定时器的值减1.如果已等于0，则调用相应的// 处理程序，并将该处理程序指针置空。然后去掉该项定时器。next_timer是定时器// 链表的头指针。if (next_timer) {next_timer->jiffies--;while (next_timer && next_timer->jiffies <= 0) {void (*fn)(void);       // 这里插入了一个函数指针定义!!!! o(︶︿︶)o fn = next_timer->fn;next_timer->fn = NULL;next_timer = next_timer->next;(fn)();                 // 调用处理函数}}// 如果当前软盘控制器FDC的数字输出寄存器中马达启动位有置位的，则执行软盘定时程序if (current_DOR & 0xf0)do_floppy_timer();// 如果进程运行时间还没完，则退出。否则置当前任务计数值为0.并且若发生时钟中断// 正在内核代码中运行则返回，否则调用执行调度函数。if ((--current->counter)>0) return;current->counter=0;if (!cpl) return;                       // 内核态程序不依赖counter值进行调度schedule();
}

所以，所谓的时间片轮转法，知道是怎么回事了吧。所以，可以说操作系统的进程调度是时间驱动力的第三层体现。

2. 软件定时器

能够提供可编程定时中断的硬件电路都有一个缺点，即同时可以配置的定时器个数有限。但现代 Linux 系统中需要大量的定时器：内核自己需要使用 timer，比如内核驱动的某些操作需要等待一段给定的时间，或者 TCP 网络协议栈代码会需要大量 timer；内核还需要提供系统调用来支持 setitimer 和 POSIX timer。这意味着软件定时器的需求数量将大于硬件能够提供的 timer 个数，内核必须依靠软件 timer。

timer的软件实现：

通过timer链表实现，早起Linux就是这种方式。每次tick来临时，遍历链表，触发所有到期timer即可。但是遍历链表需要花费的时间不可控。
时间轮算法，Linux从2.4开始采用这种算法，时间负责度恒为O(1)。

3. 参考资料

Linux内核时钟系统和定时器实现，by Walker
浅析 Linux 中的时间编程和实现原理，by kyle
Linux下定时器的设计与实现，by Baixiangcpp
试谈Linux下的线程调度，by Gunjianpan
时间系统、进程的调度与切换，by s1mba
《Linux内核完全注释》，by 赵炯

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