linuxtick

❶ linux 时钟中断 哪个定时器

一． Linux的硬件时间
PC机中的时间有三种硬件时钟实现，这三种都是基于晶振产生的方波信号输入。这三种时钟为：（1）实时时钟RTC ( Real Time Clock) （2）可编程间隔器PIT(Programmable Interval Timer )（3）时间戳计数器TSC(Time Stamp Clock)
1. 实时时钟 RTC
用于长时间存放系统时间的设备，即时关机后也可依靠主板CMOS电池继续保持系统的计时，原理图如下：

Note: Linux与RTC的关系是,当Linux启动时从RTC读取时间和日期的基准值，然后在Kernel运行期间便抛开RTC，以软件的形式维护系统的时间日期，并在适当时机由Kernel将时间写回RTC Register.
1.1 RTC Register
(1). 时钟与日历Register
共10个，地址：0x00-0x09,分别用于保存时间日历的具体信息，详情如下：
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(1=Sunday)
07 Current Date of Month
08 Current Month
09 Current Year
(2).状态和控制Register
共四个，地址：0x0a-0x0d,控制RTC芯片的工作方式，并表示当前状态。
l 状态RegisterA , 0x0A 格式如下：
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）。
bit［6：4］——这三位是用来定义RTC的操作频率。各种可能的值如下：

DV2 DV1 DV0
0 0 0 4.194304 MHZ
0 0 1 1.048576 MHZ
0 1 0 32.769 KHZ
1 1 0/1 任何
PC机通常设置成“010”。
bit［3：0］——速率选择位（Rate Selection bits），用于周期性或方波信号输出。
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”
l 状态Register B , 0x0B 格式如下：
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。
bit［6］——PIE标志，周期性中断enable标志。
bit［5］——AIE标志，告警中断enable标志。
bit［4］——UIE标志，更新结束中断enable标志。
bit［3］——SQWE标志，方波信号enable标志。
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。
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。
bit［0］——DSE标志。BIOS总是将它设置为0。
l 状态Register C，0x0C 格式如下：
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。
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。
bit［5］——AF标志，告警中断标志，为1表示发生告警中断请求。
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。
l 状态Register D，0x0D 格式如下：
bit［7］——VRT标志（Valid RAM and Time），为1表示OK，为0表示RTC 已经掉电。
bit［6：0］——总是为0，未定义。
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,作为系统定时器 system timer。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1.193181MHZ，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。计数 器为16bit,因此所能表示的最大值是65536，一秒内发生的滴答数是：1193181/65536=18.206482.
PIT的I/O端口：
0x40 通道0 计数器 Read/Write
0X41 通道1计数器 Read/Write
0X42 通道2计数器 Read/Write
0X43 控制字 Write Only
Note: 因PIT I/O端口是8位，而PIT相应计数器是16位，因此必须对PIT计数器进行两次读写。
8254 PIT的控制寄存器（0X43）的格式如下：
bit[7:6] — 通道选择位：00 ，通道0；01，通道1；10，通道2；11，read-back command,仅8254。
bit[5:4] – Read/Write/Latch锁定位，00,锁定当前计数器以便读取计数值；01，只读高字节；10，只读低字节；11，先高后低。
bit[3:1] – 设定各通道的工作模式。
000 mode0 当通道处于count out 时产生中断信号,可用于系统定时
001 mode1 Hardware retriggerable one-shot
010 mode2 Rate Generator。产生实时时钟中断,通道0通常工作在这个模式下
011 mode3 方波信号发生器
100 mode4 Software triggered strobe
101 mode5 Hardware triggered strobe
3. 时间戳计数器 TSC
从Pentium开始，所有的Intel 80x86 CPU就都包含一个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。
二． Linux时钟中断处理程序
1． 几个概念
（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 kernel=2.4 &2.6

（2）时钟滴答（clock tick）：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）：1秒时间内PIT所产生的时钟滴答次数。 这个值也由PIT通道0的计数器初值决定的.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）：
#define HZ 100 kernel=2.4
#define HZ CONFIG_HZ kernel=2.6

（4）宏LATCH：定义要写到PIT通道0的计数器中的值，它表示PIT将隔多少个时钟周期产生一次时钟中断。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）
定义在<include/linux/timex.h>
#define LATCH ((CLOCK_TICK_RATE + HZ/2) / HZ)
(5)全局变量jiffies:用于记录系统自启动以来产生的滴答总数。启动时，kernel将该变量初始为0，每次时钟中断处理程序timer_interrupt()将该变量加1。因为一秒钟内增加的时钟中断次数等于Hz，所以jiffies一秒内增加的值也是Hz。由此可得系统运行时间是jiffies/Hz 秒。
jiffies定义于<linux/jiffies.h>中：
extern unsigned long volatile jiffies;
Note:在kernel 2.4，jiffies是32位无符号数；kernel 2.6，jiffies是64位无符号数。
（6）全局变量xtime: 结构类型变量，用于表示当前时间距UNIX基准时间1970-01-01 00：00：00的相对秒数值。当系统启动时，Kernel通过读取RTC Register中的数据来初始化系统时间（wall_time）,该时间存放在xtime中。
void __init time_init (void) {
... ...
xtime.tv_sec = get_cmos_time ();
xtime.tv_usec = 0;
... ... }
Note：实时时钟RTC的最主要作用便是在系统启动时用来初始化xtime变量。
2.Linux的时钟中断处理程序
Linux下时钟中断处理由time_interrupt() 函数实现，主要完成以下任务：
l 获得xtime_lock锁，以便对访问的jiffies_64 (kernel2.6)和 xtime进行保护
l 需要时应答或重新设置系统时钟。
l 周期性的使用系统时间（wall_time）更新实时时钟RTC
l 调用体系结构无关的时钟例程：do_timer()。
do_timer()主要完成以下任务：
l 更新jiffies；
l 更新系统时间（wall_time）,该时间存放在xtime变量中
l 执行已经到期的动态定时器
l 计算平均负载值
void do_timer(unsigned long ticks)
{
jiffies_64 += ticks;
update_process_times(user_mode(regs));
update_times (ticks);
}
static inline void update_times(unsigned long ticks)
{
update_wall_time ();
calc_load (ticks);
}
time_interrupt ()：

static void timer_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs) {
int count;
write_lock (&xtime_lock); //获得xtime_lock锁

if(use_cyclone)
mark_timeoffset_cyclone();
else if (use_tsc) {
rdtscl(last_tsc_low); //读TSC register到last_tsc_low
spin_lock (&i8253_lock); //对自旋锁i8253_lock加锁，对8254PIT访问
outb_p (0x00, 0x43);

count = inb_p(0x40);
count |= inb(0x40) << 8;
if (count > LATCH) {
printk (KERN_WARNING "i8253 count too high! resetting../n");
outb_p (0x34, 0x43);
outb_p (LATCH & 0xff, 0x40);
outb(LATCH >> 8, 0x40);
count = LATCH - 1;
}
spin_unlock (&i8253_lock);

if (count = = LATCH) {
count- -;
}

count = ((LATCH-1) - count) * TICK_SIZE;
delay_at_last_interrupt = (count + LATCH/2) / LATCH;
} //end use_tsc
do_timer_interrupt (irq, NULL, regs);
write_unlock(&xtime_lock);
}//end time_interrupt

do_timer_interrupt():
static inline void do_timer_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
{
……
do_timer(regs);
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_timer_interrupt()主要完成：调用do_timer()和判断是否需要更新CMOS时钟。更新CMOS时钟的条件如下：三个须同时成立
1.系统全局时间状态变量time_status中没有设置STA_UNSYNC标志，即Linux没有设置外部同步时钟（如NTP）
2.自从上次CMOS时钟更新已经过去11分钟。全局变量last_rtc_update保存上次更新CMOS时钟的时间.
3.由于RTC存在Update Cycle，因此应在一秒钟间隔的中间500ms左右调用set_rtc_mmss()函数，将当前时间xtime.tv_sec写回RTC中。
Note. Linux kernel 中定义了一个类似jiffies的变量wall_jiffies，用于记录kernel上一次更新xtime时，jiffies的值。

Summary： Linux kernel在启动时，通过读取RTC里的时间日期初始化xtime，此后由kernel通过初始PIT来提供软时钟。
时钟中断处理过程可归纳为：系统时钟system timer在IRQ0上产生中断；kernel调用time_interrupt()；time_interrupt()判断系统是否使用TSC，若使用 则读取TSC register;然后读取PIT 通道0的计数值；调用do_time_interrupt(),实现系统时间更新.

❷ 怎么查 linux 当前cpu tick

如果是获取 cpu 时钟 的 tick:
clock_t tick1,tick2;
tick1=clock(); // 开机到执行这句时的毫秒数 ms
等待一会
tick2=clock(); // 开机到执行这句时的毫秒数 ms
dt = (double) (tick2 - tick1); // 或得时间差。
===============
如果是 获取 CPU cycle count
#include <stdint.h>
// Windows
#ifdef _WIN32
#include <intrin.h>
uint64_t rdtsc(){
return __rdtsc();
}
// Linux/GCC
#else

uint64_t rdtsc(){
unsigned int lo,hi;
__asm__ __volatile__ ("rdtsc" : "=a" (lo), "=d" (hi));

return ((uint64_t)hi << 32) | lo;
}
#endif
===================
获取高精度时间(MS VC++ 6.0编译器）：
// Pentium instruction "Read Time Stamp Counter".
__forceinline unsigned _int64 My_clock(void)
{
_asm _emit 0x0F
_asm _emit 0x31
}
unsigned _int64 Start(void) { return My_clock();}
unsigned _int64 Stop(unsigned _int64 m_start, unsigned _int64 m_overhead)
{return My_clock()-m_start - m_overhead; }
==========
获取cpu 速度(MS VC++ 6.0编译器）：
void get_CPU_speed()
{
unsigned _int64 m_start=0, m_overhead=0;
unsigned int CPUSpeedMHz;
m_start = My_clock();
m_overhead = My_clock() - m_start - m_overhead;
printf("overhead for calling My_clock=%I64d\n", m_overhead);
m_start = My_clock();
wait_ms(2000);
CPUSpeedMHz=(unsigned int) ( (My_clock()- m_start - m_overhead) / );
printf("CPU_Speed_MHz: %u\n",CPUSpeedMHz);
}

❸ linux下如何定期自动更新时间

Can use ntpdate or rdate command to sync the datetime with remote server.

i.e.:
# ntpdate remote_server
or
# rdate -s remote_server
Also, sync the remote server periodically is a good idea!
# crontab -e

# auto sync with time server at 0:00 everyday
0 0 * * * rdate -t 60 -s stdtime.gov.hk记住，更新完后要用 clock -w 或 hwclock -w 实时间写入到BIOS中，这样下次启动机子时，时间就会自动更新了。1.在虚拟终端中使用date命令来查看和设置系统时间查看系统时钟的操作：# date设置系统时钟的操作：# date 091713272003.30通用的设置格式：# date 月日时分年.秒2.使用hwclock或clock命令查看和设置硬件时钟查看硬件时钟的操作：# hwclock --show 或# clock --show2003年09月17日 星期三 13时24分11秒 -0.482735 seconds设置硬件时钟的操作：# hwclock --set --date="09/17/2003 13:26:00"或者# clock --set --date="09/17/2003 13:26:00"通用的设置格式：hwclock/clock --set --date=“月/日/年 时：分：秒”。3.同步系统时钟和硬件时钟Linux系统(笔者使用的是Red Hat 8.0，其它系统没有做过实验)默认重启后，硬件时钟和系统时钟同步。如果不大方便重新启动的话(服务器通常很少重启)，使用clock或hwclock命令来同步系统时钟和硬件时钟。硬件时钟与系统时钟同步：# hwclock --hctosys或者# clock --hctosys上面命令中，--hctosys表示Hardware Clock to SYStem clock。系统时钟和硬件时钟同步：# hwclock --systohc或者# clock --systohc使用图形化系统设置工具设置时间对于初学者来，笔者推荐使用图形化的时钟设置工具，如Red Hat 8.0中的日期与时间设置工具，可以在虚拟终端中键“redhat-config-time”命令，或者选择“K选单/系统设置/日期与时间”来启动日期时间设置工具。使用该工具不必考虑系统时间和硬件时间，只需从该对话框中设置日期时间，可同时设置、修改系统时钟和硬件时钟。

❹ linux系统时间越走越慢

系统时间慢是正常的，不然Linux也不会出现ntpd了，把ntpd服务启动起来它就会自动同步时间了

❺ 如何在CentOS 7上使用TICK监视系统指标

Kernel 4.0 已经在上周发布，带来了重大的变化，驱动程序更新，支持新的设备和增强文件系统功能；另外就是带来用户期待已久的功能就是：用户更新内核时，不再需要重启系统，当然对于普通用户来说这个功能不太重要，但对于Linux服务器来说就太重要了。

❻ linux 当前进程是时钟中断怎么更新的进程调度时间

时钟中断对于调度系统来说就是一种驱动力。在时钟中断中，调度相关的一些时间计数量会被更新。同时会检查一下目前运行的进程运行时间是不是超过了一个slice，如果超过了这个间隔，就会设置重新调度标记。会在schele函数中完成调度并完成进程切换。如果没有小于这个slice量，那就不会触发重新调度。为什么这么做呢？因为时钟中断触发频率是很高的，每秒有1000个tick，如果一个tick就重新调度一次，那么cpu将忙于进程切换，将大量的cpu白白浪费掉了，所以进程切换的频率必须掌握一个度。

❼ linux 用户进程 可以抢占内核进程吗

1.2.1 调度过程中关闭内核抢占
我们在上一篇linux内核主调度器schele(文章链接, CSDN, Github)中在分析主调度器的时候, 我们会发现内核在进行调度之前都会通过preempt_disable关闭内核抢占, 而在完成调度工作后, 又会重新开启内核抢占
参见主调度器函数schele
do {
preempt_disable(); /* 关闭内核抢占 */
__schele(false); /* 完成调度 */
sched_preempt_enable_no_resched(); /* 开启内核抢占 */

} while (need_resched()); /* 如果该进程被其他进程设置了TIF_NEED_RESCHED标志，则函数重新执行进行调度 */123456123456

这个很容易理解, 我们在内核完成调度器过程中, 这时候如果发生了内核抢占, 我们的调度会被中断, 而调度却还没有完成, 这样会丢失我们调度的信息.
1.2.2 调度完成检查need_resched看是否需要重新调度
而同样我们可以看到, 在调度完成后, 内核会去判断need_resched条件, 如果这个时候为真, 内核会重新进程一次调度.
这个的原因, 我们在前一篇博客中, 也已经说的很明白了,
内核在thread_info的flag中设置了一个标识来标志进程是否需要重新调度, 即重新调度need_resched标识TIF_NEED_RESCHED, 内核在即将返回用户空间时会检查标识TIF_NEED_RESCHED标志进程是否需要重新调度，如果设置了，就会发生调度, 这被称为用户抢占
2 非抢占式和可抢占式内核
为了简化问题，我使用嵌入式实时系统uC/OS作为例子
首先要指出的是，uC/OS只有内核态，没有用户态，这和Linux不一样
多任务系统中, 内核负责管理各个任务, 或者说为每个任务分配CPU时间, 并且负责任务之间的通讯.
内核提供的基本服务是任务切换. 调度（Scheler）,英文还有一词叫dispatcher, 也是调度的意思.
这是内核的主要职责之一, 就是要决定该轮到哪个任务运行了. 多数实时内核是基于优先级调度法的, 每个任务根据其重要程度的不同被赋予一定的优先级. 基于优先级的调度法指，CPU总是让处在就绪态的优先级最高的任务先运行. 然而, 究竟何时让高优先级任务掌握CPU的使用权, 有两种不同的情况, 这要看用的是什么类型的内核, 是不可剥夺型的还是可剥夺型内核
2.1 非抢占式内核
非抢占式内核是由任务主动放弃CPU的使用权
非抢占式调度法也称作合作型多任务, 各个任务彼此合作共享一个CPU. 异步事件还是由中断服务来处理. 中断服务可以使一个高优先级的任务由挂起状态变为就绪状态.
但中断服务以后控制权还是回到原来被中断了的那个任务, 直到该任务主动放弃CPU的使用权时，那个高优先级的任务才能获得CPU的使用权。非抢占式内核如下图所示.

非抢占式内核的优点有
中断响应快(与抢占式内核比较)；
允许使用不可重入函数；
几乎不需要使用信号量保护共享数据, 运行的任务占有CPU，不必担心被别的任务抢占。这不是绝对的，在打印机的使用上，仍需要满足互斥条件。
非抢占式内核的缺点有
任务响应时间慢。高优先级的任务已经进入就绪态，但还不能运行，要等到当前运行着的任务释放CPU
非抢占式内核的任务级响应时间是不确定的，不知道什么时候最高优先级的任务才能拿到CPU的控制权，完全取决于应用程序什么时候释放CPU
2.2 抢占式内核
使用抢占式内核可以保证系统响应时间. 最高优先级的任务一旦就绪, 总能得到CPU的使用权。当一个运行着的任务使一个比它优先级高的任务进入了就绪态, 当前任务的CPU使用权就会被剥夺，或者说被挂起了，那个高优先级的任务立刻得到了CPU的控制权。如果是中断服务子程序使一个高优先级的任务进入就绪态，中断完成时，中断了的任务被挂起，优先级高的那个任务开始运行。
抢占式内核如下图所示

抢占式内核的优点有
使用抢占式内核，最高优先级的任务什么时候可以执行，可以得到CPU的使用权是可知的。使用抢占式内核使得任务级响应时间得以最优化。
抢占式内核的缺点有：
不能直接使用不可重入型函数。调用不可重入函数时，要满足互斥条件，这点可以使用互斥型信号量来实现。如果调用不可重入型函数时，低优先级的任务CPU的使用权被高优先级任务剥夺，不可重入型函数中的数据有可能被破坏。
3 linux用户抢占
3.1 linux用户抢占
当内核即将返回用户空间时, 内核会检查need_resched是否设置, 如果设置, 则调用schele()，此时，发生用户抢占.
3.2 need_resched标识
内核如何检查一个进程是否需要被调度呢?
内核在即将返回用户空间时检查进程是否需要重新调度，如果设置了，就会发生调度, 这被称为用户抢占, 因此内核在thread_info的flag中设置了一个标识来标志进程是否需要重新调度, 即重新调度need_resched标识TIF_NEED_RESCHED
并提供了一些设置可检测的函数

函数
描述
定义

set_tsk_need_resched 设置指定进程中的need_resched标志 include/linux/sched.h, L2920
clear_tsk_need_resched 清除指定进程中的need_resched标志 include/linux/sched.h, L2926
test_tsk_need_resched 检查指定进程need_resched标志 include/linux/sched.h, L2931
而我们内核中调度时常用的need_resched()函数检查进程是否需要被重新调度其实就是通过test_tsk_need_resched实现的, 其定义如下所示
// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/sched.h?v=4.6#L3093
static __always_inline bool need_resched(void)
{
return unlikely(tif_need_resched());
}

// http://lxr.free-electrons.com/source/include/linux/thread_info.h?v=4.6#L106
#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)1234567812345678

3.3 用户抢占的发生时机(什么时候需要重新调度need_resched)
一般来说，用户抢占发生几下情况：
从系统调用返回用户空间；
从中断(异常)处理程序返回用户空间
从这里我们可以看到, 用户抢占是发生在用户空间的抢占现象.
更详细的触发条件如下所示, 其实不外乎就是前面所说的两种情况: 从系统调用或者中断返回用户空间
时钟中断处理例程检查当前任务的时间片，当任务的时间片消耗完时，scheler_tick()函数就会设置need_resched标志；
信号量、等到队列、completion等机制唤醒时都是基于waitqueue的，而waitqueue的唤醒函数为default_wake_function，其调用try_to_wake_up将被唤醒的任务更改为就绪状态并设置need_resched标志。
设置用户进程的nice值时，可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
改变任务的优先级时，可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
新建一个任务时，可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
对CPU(SMP)进行负载均衡时，当前任务可能需要放到另外一个CPU上运行
4 linux内核抢占
4.1 内核抢占的概念
对比用户抢占, 顾名思义, 内核抢占就是指一个在内核态运行的进程, 可能在执行内核函数期间被另一个进程取代.
4.2 为什么linux需要内核抢占
linux系统中, 进程在系统调用后返回用户态之前, 或者是内核中某些特定的点上, 都会调用调度器. 这确保除了一些明确指定的情况之外, 内核是无法中断的, 这不同于用户进程.
如果内核处于相对耗时的操作中, 比如文件系统或者内存管理相关的任务, 这种行为可能会带来问题. 这种情况下, 内核代替特定的进程执行相当长的时间, 而其他进程无法执行, 无法调度, 这就造成了系统的延迟增加, 用户体验到”缓慢”的响应. 比如如果多媒体应用长时间无法得到CPU, 则可能发生视频和音频漏失现象.
在编译内核时如果启用了对内核抢占的支持, 则可以解决这些问题. 如果高优先级进程有事情需要完成, 那么在启用了内核抢占的情况下, 不仅用户空间应用程序可以被中断, 内核也可以被中断,
linux内核抢占是在Linux2.5.4版本发布时加入的, 尽管使内核可抢占需要的改动特别少, 但是该机制不像抢占用户空间进程那样容易实现. 如果内核无法一次性完成某些操作(例如, 对数据结构的操作), 那么可能出现静态条件而使得系统不一致.
内核抢占和用户层进程被其他进程抢占是两个不同的概念, 内核抢占主要是从实时系统中引入的, 在非实时系统中的确也能提高系统的响应速度, 但也不是在所有情况下都是最优的，因为抢占也需要调度和同步开销，在某些情况下甚至要关闭内核抢占, 比如前面我们将主调度器的时候, linux内核在完成调度的过程中是关闭了内核抢占的.
内核不能再任意点被中断, 幸运的是, 大多数不能中断的点已经被SMP实现标识出来了. 并且在实现内核抢占时可以重用这些信息. 如果内核可以被抢占, 那么单处理器系统也会像是一个SMP系统
4.3 内核抢占的发生时机
要满足什么条件，kernel才可以抢占一个任务的内核态呢?
没持有锁。锁是用于保护临界区的，不能被抢占。
Kernel code可重入(reentrant)。因为kernel是SMP-safe的，所以满足可重入性。
内核抢占发生的时机，一般发生在：
当从中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前。当一个中断处理例程退出，在返回到内核态时(kernel-space)。这是隐式的调用schele()函数，当前任务没有主动放弃CPU使用权，而是被剥夺了CPU使用权。
当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁（spin_unlock_bh）及使能软中断(local_bh_enable)等, 此时当kernel code从不可抢占状态变为可抢占状态时(preemptible again)。也就是preempt_count从正整数变为0时。这也是隐式的调用schele()函数
如果内核中的任务显式的调用schele(), 任务主动放弃CPU使用权
如果内核中的任务阻塞(这同样也会导致调用schele()), 导致需要调用schele()函数。任务主动放弃CPU使用权
内核抢占，并不是在任何一个地方都可以发生，以下情况不能发生
内核正进行中断处理。在Linux内核中进程不能抢占中断(中断只能被其他中断中止、抢占，进程不能中止、抢占中断)，在中断例程中不允许进行进程调度。进程调度函数schele()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息。
内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断下半部，即软中断)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。如果此时正在执行其它软中断，则不再执行该软中断。
内核的代码段正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等锁，处干这些锁的保护状态中。内核中的这些锁是为了在SMP系统中短时间内保证不同CPU上运行的进程并发执行的正确性。当持有这些锁时，内核不应该被抢占。
内核正在执行调度程序Scheler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。
内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，对于per-CPU数据结构未用spinlocks保护，因为这些数据结构隐含地被保护了(不同的CPU有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运行的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据)。但是如果允许抢占，但一个进程被抢占后重新调度，有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。

❽ linux配置ntp时钟源

（一）确认ntp的安装
1）确认是否已安装ntp

【命令】rpm –qa | grep ntp
若只有ntpdate而未见ntp，则需删除原有ntpdate。如：
ntpdate-4.2.6p5-22.el7_0.x86_64
fontpackages-filesystem-1.44-8.el7.noarch
python-ntplib-0.3.2-1.el7.noarch

2）删除已安装ntp

【命令】yum –y remove ntpdate-4.2.6p5-22.el7.x86_64

3）重新安装ntp

【命令】yum –y install ntp

（二）配置ntp服务
1）修改所有节点的/etc/ntp.conf

【命令】vi /etc/ntp.conf
【内容】

restrict 192.168.6.3 nomodify notrap nopeer noquery //当前节点IP地址
restrict 192.168.6.2 mask 255.255.255.0 nomodify notrap //集群所在网段的网关（Gateway），子网掩码（Genmask）

2）选择一个主节点，修改其/etc/ntp.conf

【命令】vi /etc/ntp.conf
【内容】在server部分添加一下部分，并注释掉server 0 ~ n
server 127.127.1.0
Fudge 127.127.1.0 stratum 10

3）主节点以外，继续修改/etc/ntp.conf

【命令】vi /etc/ntp.conf
【内容】在server部分添加如下语句，将server指向主节点。
server 192.168.6.3
Fudge 192.168.6.3 stratum 10

===修改前===

image
===修改后===
节点1（192.168.6.3）：

image
节点2（192.168.6.4）：

image
节点3（192.168.6.5）：

image
（三）启动ntp服务、查看状态
1）启动ntp服务

【命令】service ntpd start

2）查看ntp服务器有无和上层ntp连通

【命令】ntpstat

image
查看ntp状态时，可能会出现如下所示情况
① unsynchronised time server re-starting polling server every 8 s

image
② unsynchronised polling server every 8 s

image
这种情况属于正常，ntp服务器配置完毕后，需要等待5-10分钟才能与/etc/ntp.conf中配置的标准时间进行同步。
等一段时间之后，再次使用ntpstat命令查看状态，就会变成如下正常结果：

image
3）查看ntp服务器与上层ntp的状态

【命令】ntpq -p

image
remote：本机和上层ntp的ip或主机名，“+”表示优先，“*”表示次优先
refid：参考上一层ntp主机地址
st：stratum阶层
when：多少秒前曾经同步过时间
poll：下次更新在多少秒后
reach：已经向上层ntp服务器要求更新的次数
delay：网络延迟
offset：时间补偿
jitter：系统时间与bios时间差
4）查看ntpd进程的状态
【命令】watch "ntpq -p"
【终止】按 Ctrl+C 停止查看进程。

image
第一列中的字符指示源的质量。星号 ( * ) 表示该源是当前引用。
remote：列出源的 IP 地址或主机名。
when：指出从轮询源开始已过去的时间（秒）。
poll：指出轮询间隔时间。该值会根据本地时钟的精度相应增加。
reach：是一个八进制数字，指出源的可存取性。值 377 表示源已应答了前八个连续轮询。
offset：是源时钟与本地时钟的时间差（毫秒）。
（四）设置开机启动
【命令】chkconfig ntpd on
（五）从其他博客的一些参考摘录
===/etc/ntp.conf 配置内容===

[

复制代码
](javascript:void(0); "复制代码")
<pre style="margin: 0px; padding: 0px; white-space: pre-wrap; word-wrap: break-word; font-family: "Courier New" !important; font-size: 12px !important;"># 1. 先处理权限方面的问题，包括放行上层服务器以及开放局域网用户来源：
restrict default kod nomodify notrap nopeer noquery <==拒绝 IPv4 的用户
restrict -6 default kod nomodify notrap nopeer noquery <==拒绝 IPv6 的用户
restrict 220.130.158.71 <==放行 tock.stdtime.gov.tw 进入本 NTP 的服务器
restrict 59.124.196.83 <==放行 tick.stdtime.gov.tw 进入本 NTP 的服务器
restrict 59.124.196.84 <==放行 time.stdtime.gov.tw 进入本 NTP 的服务器
restrict 127.0.0.1 <==底下两个是默认值，放行本机来源
restrict -6 ::1 restrict 192.168.100.0 mask 255.255.255.0 nomodify <==放行局域网用户来源，或者列出单独IP
2. 设定主机来源，请先将原本的 [0|1|2].centos.pool.ntp.org 的设定批注掉：
server 220.130.158.71 prefer <==以这部主机为最优先的server
server 59.124.196.83 server 59.124.196.84 # 3.默认的一个内部时钟数据，用在没有外部 NTP 服务器时，使用它为局域网用户提供服务：
server 127.127.1.0 # local clock
fudge 127.127.1.0 stratum 10 # 4.预设时间差异分析档案与暂不用到的 keys 等，不需要更动它：
driftfile /var/lib/ntp/drift
keys /etc/ntp/keys </pre>

[

复制代码
](javascript:void(0); "复制代码")
===restrict选项格式===
restrict [ 客户端IP ] mask [ IP掩码 ] [参数]
“客户端IP” 和 “IP掩码” 指定了对网络中哪些范围的计算机进行控制，如果使用default关键字，则表示对所有的计算机进行控制，参数指定了具体的限制内容，常见的参数如下：
◆ ignore：拒绝连接到NTP服务器
◆ nomodiy： 客户端不能更改服务端的时间参数，但是客户端可以通过服务端进行网络校时。
◆ noquery： 不提供客户端的时间查询
◆ notrap： 不提供trap远程登录功能，trap服务是一种远程时间日志服务。
◆ notrust： 客户端除非通过认证，否则该客户端来源将被视为不信任子网 。
◆ nopeer： 提供时间服务，但不作为对等体。
◆ kod： 向不安全的访问者发送Kiss-Of-Death报文。
===server选项格式===
server host [ key n ] [ version n ] [ prefer ] [ mode n ] [ minpoll n ] [ maxpoll n ] [ iburst ]
其中host是上层NTP服务器的IP地址或域名，随后所跟的参数解释如下所示：
◆ key： 表示所有发往服务器的报文包含有秘钥加密的认证信息，n是32位的整数，表示秘钥号。
◆ version： 表示发往上层服务器的报文使用的版本号，n默认是3，可以是1或者2。
◆ prefer： 如果有多个server选项，具有该参数的服务器有限使用。
◆ mode： 指定数据报文mode字段的值。
◆ minpoll： 指定与查询该服务器的最小时间间隔为2的n次方秒，n默认为6，范围为4-14。
◆ maxpoll： 指定与查询该服务器的最大时间间隔为2的n次方秒，n默认为10，范围为4-14。
◆ iburst： 当初始同步请求时，采用突发方式接连发送8个报文，时间间隔为2秒。
===查看网关方法===
【命令1】route -n
【命令2】ip route show
【命令3】netstat -r
===层次（stratum）===
stratum根据上层server的层次而设定（+1）。
对于提供network time service provider的主机来说，stratum的设定要尽可能准确。
而作为局域网的time service provider，通常将stratum设置为10

image
0层的服务器采用的是原子钟、GPS钟等物理设备，stratum 1与stratum 0 是直接相连的，
往后的stratum与上一层stratum通过网络相连，同一层的server也可以交互。
ntpd对下层client来说是service server，对于上层server来说它是client。
ntpd根据配置文件的参数决定是要为其他服务器提供时钟服务或者是从其他服务器同步时钟。所有的配置都在/etc/ntp.conf文件中。
[图片上传失败...(image-f2dcb9-1561634142658)]
===注意防火墙屏蔽ntp端口===
ntp服务器默认端口是123，如果防火墙是开启状态，在一些操作可能会出现错误，所以要记住关闭防火墙。ntp采用的时udp协议

sudo firewall-cmd --zone=public --add-port=123/udp --permanent

===同步硬件时钟===
ntp服务，默认只会同步系统时间。
如果想要让ntp同时同步硬件时间，可以设置/etc/sysconfig/ntpd文件，
在/etc/sysconfig/ntpd文件中，添加【SYNC_HWCLOCK=yes】这样，就可以让硬件时间与系统时间一起同步。
允许BIOS与系统时间同步，也可以通过hwclock -w 命令。
===ntpd、ntpdate的区别===
下面是网上关于ntpd与ntpdate区别的相关资料。如下所示所示：
使用之前得弄清楚一个问题，ntpd与ntpdate在更新时间时有什么区别。
ntpd不仅仅是时间同步服务器，它还可以做客户端与标准时间服务器进行同步时间，而且是平滑同步，
并非ntpdate立即同步，在生产环境中慎用ntpdate，也正如此两者不可同时运行。
时钟的跃变，对于某些程序会导致很严重的问题。
许多应用程序依赖连续的时钟——毕竟，这是一项常见的假定，即，取得的时间是线性的，
一些操作，例如数据库事务，通常会地依赖这样的事实：时间不会往回跳跃。
不幸的是，ntpdate调整时间的方式就是我们所说的”跃变“：在获得一个时间之后，ntpdate使用settimeofday(2)设置系统时间，
这有几个非常明显的问题：
【一】这样做不安全。
ntpdate的设置依赖于ntp服务器的安全性，攻击者可以利用一些软件设计上的缺陷，拿下ntp服务器并令与其同步的服务器执行某些消耗性的任务。
由于ntpdate采用的方式是跳变，跟随它的服务器无法知道是否发生了异常（时间不一样的时候，唯一的办法是以服务器为准）。
【二】这样做不精确。
一旦ntp服务器宕机，跟随它的服务器也就会无法同步时间。
与此不同，ntpd不仅能够校准计算机的时间，而且能够校准计算机的时钟。
【三】这样做不够优雅。
由于是跳变，而不是使时间变快或变慢，依赖时序的程序会出错
（例如，如果ntpdate发现你的时间快了，则可能会经历两个相同的时刻，对某些应用而言，这是致命的）。
因而，唯一一个可以令时间发生跳变的点，是计算机刚刚启动，但还没有启动很多服务的那个时候。
其余的时候，理想的做法是使用ntpd来校准时钟，而不是调整计算机时钟上的时间。
NTPD在和时间服务器的同步过程中，会把BIOS计时器的振荡频率偏差——或者说Local Clock的自然漂移(drift)——记录下来。
这样即使网络有问题，本机仍然能维持一个相当精确的走时。
===国内常用NTP服务器地址及IP===
210.72.145.44 (国家授时中心服务器IP地址)
133.100.11.8 日本 福冈大学
time-a.nist.gov 129.6.15.28 NIST, Gaithersburg, Maryland
time-b.nist.gov 129.6.15.29 NIST, Gaithersburg, Maryland
time-a.timefreq.bldrdoc.gov 132.163.4.101 NIST, Boulder, Colorado
time-b.timefreq.bldrdoc.gov 132.163.4.102 NIST, Boulder, Colorado
time-c.timefreq.bldrdoc.gov 132.163.4.103 NIST, Boulder, Colorado
utcnist.colorado.e 128.138.140.44 University of Colorado, Boulder
time.nist.gov 192.43.244.18 NCAR, Boulder, Colorado
time-nw.nist.gov 131.107.1.10 Microsoft, Redmond, Washington
nist1.symmetricom.com 69.25.96.13 Symmetricom, San Jose, California
nist1-dc.glassey.com 216.200.93.8 Abovenet, Virginia
nist1-ny.glassey.com 208.184.49.9 Abovenet, New York City
nist1-sj.glassey.com 207.126.98.204 Abovenet, San Jose, California
nist1.aol-ca.truetime.com 207.200.81.113 TrueTime, AOL facility, Sunnyvale, California
nist1.aol-va.truetime.com 64.236.96.53 TrueTime, AOL facility, Virginia
————————————————————————————————————
ntp.sjtu.e.cn 202.120.2.101 (上海交通大学网络中心NTP服务器地址）
s1a.time.e.cn 北京邮电大学
s1b.time.e.cn 清华大学
s1c.time.e.cn 北京大学
s1d.time.e.cn 东南大学
s1e.time.e.cn 清华大学
s2a.time.e.cn 清华大学
s2b.time.e.cn 清华大学
s2c.time.e.cn 北京邮电大学
s2d.time.e.cn 西南地区网络中心
s2e.time.e.cn 西北地区网络中心
s2f.time.e.cn 东北地区网络中心
s2g.time.e.cn 华东南地区网络中心
s2h.time.e.cn 四川大学网络管理中心
s2j.time.e.cn 大连理工大学网络中心
s2k.time.e.cn CERNET桂林主节点
s2m.time.e.cn 北京大学</pre>

❾ 如何armlinux输出时钟信息

1、相关数据结构
include/linux/notifier.h
struct notifier_block {
int (*notifier_call)(struct notifier_block *, unsigned long, void *);
struct notifier_block *next;
int priority;
};
通知链中的元素，记录了当发出通知时，应该执行的操作（即回调函数）
链头中保存着指向元素链表的指针。通知链元素结构则保存着回调函数的类型以及优先级

2、时钟初始化
2.1 内核初始化部分（ start_kernel 函数）和时钟相关的过程主要有以下几个：
tick_init()
init_timers()
hrtimers_init()
time_init()
其中函数 hrtimers_init() 和高精度时钟相关，下面将详细介绍这几个函数。
2.2.1 tick_init 函数
kernel/time/tick-common.c
void __init tick_init(void)
{
clockevents_register_notifier(&tick_notifier);
}
static struct notifier_block tick_notifier = {
.notifier_call = tick_notify,
};
函数 tick_init() 很简单，调用 clockevents_register_notifier 函数向 clockevents_chain 通知链注册元素： tick_notifier。这个元素的回调函数指明了当时钟事件设备信息发生变化（例如新加入一个时钟事件设备等等）时，应该执行的操作，该回调函数为 tick_notify
kernel/time/tick-common.c
static int tick_notify(struct notifier_block *nb, unsigned long reason,
void *dev)
{
switch (reason) {
case CLOCK_EVT_NOTIFY_ADD:
return tick_check_new_device(dev);
case CLOCK_EVT_NOTIFY_BROADCAST_ON:
case CLOCK_EVT_NOTIFY_BROADCAST_OFF:
case CLOCK_EVT_NOTIFY_BROADCAST_FORCE:
tick_broadcast_on_off(reason, dev);
break;
case CLOCK_EVT_NOTIFY_BROADCAST_ENTER:
case CLOCK_EVT_NOTIFY_BROADCAST_EXIT:
tick_broadcast_oneshot_control(reason);
break;
case CLOCK_EVT_NOTIFY_CPU_DYING:
tick_handover_do_timer(dev);
break;
case CLOCK_EVT_NOTIFY_CPU_DEAD:
tick_shutdown_broadcast_oneshot(dev);
tick_shutdown_broadcast(dev);
tick_shutdown(dev);
break;
case CLOCK_EVT_NOTIFY_SUSPEND:
tick_suspend();
tick_suspend_broadcast();
break;
case CLOCK_EVT_NOTIFY_RESUME:
tick_resume();
break;
default:
break;
}
return NOTIFY_OK;
}

2.2.2 init_timers 函数

函数 init_timers() 的实现如清单2-1（省略了部分和
主要功能无关的内容，以后代码同样方式处理）

❿ linux内核线程死锁或死循环之后如何让系统宕机重启

在开发内核模块或驱动时，如果处理失误，导致内核线程中出现死锁或者死循环，你会发现，除了重启之外，你没有任何可以做的。这时你的输入不起任何作用，终端（不是指远程的ssh工具）只会在那重复的输出类似“BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 67s! [fclustertool:2043]”，更无奈的是你重启之后导致系统挂起的堆栈信息也看不到，你所能做的就是一遍遍的加调试信息，一遍遍的重启机器（这是我的经历，现在想想很傻）。 这种情况你肯定不是第一个遇到的，所以内核肯定会提供处理这种情况的一些机制。但是如何来找到这些机制在哪个地方，或者说根据什么信息去google呢？最有用的就是这句话“BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 67s! [fclustertool:2043]”，因为这句话提供你的信息量很大。首先，这条信息可以输出，说明即使发生死锁或者死循环，还是有代码可以执行。第二，可以通过这个日志信息，找到对应的处理函数，这个函数所在的模块就是用来处理CPU被过度使用时用到的。所以通过这个事情，可以看到内核打印出的只言片语都有可能成为你解决问题的关键，一定要从重视这些信息，从中找出有用的东西。 我经常看的内核版本是官方的2.6.32内核，这个版本中我找到的函数是softlockup_tick()，这个函数在时钟中断的处理函数run_local_timers()中调用。这个函数会首先检查watchdog线程是否被挂起，如果不是watchdog线程，会检查当前占有CPU的线程占有的时间是否超过系统配置的阈值，即softlockup_thresh。如果当前占有CPU的时间过长，则会在系统日志中输出我们上面看到的那条日志。接下来才是最关键的，就是输出模块信息、寄存器信息和堆栈信息，检查softlockup_panic的值是否为1。如果softlockup_panic为1，则调用panic()让内核挂起，输出OOPS信息。代码如下所示：/** This callback runs from the timer interrupt, and checks * whether the watchdog thread has hung or not:*/void softlockup_tick(void){int this_cpu = smp_processor_id(); unsigned long touch_timestamp = per_cpu(touch_timestamp, this_cpu); unsigned long print_timestamp; struct pt_regs *regs = get_irq_regs(); unsigned long now; /* Warn about unreasonable delays: */ if (now <= (touch_timestamp + softlockup_thresh))return; per_cpu(print_timestamp, this_cpu) = touch_timestamp; spin_lock(&print_lock); printk(KERN_ERR BUG: soft lockup - CPU#%d stuck for %lus! [%s:%d]\n, this_cpu, now - touch_timestamp, current-comm, task_pid_nr(current)); print_moles(); print_irqtrace_events(current);if (regs)show_regs(regs);elsemp_stack(); spin_unlock(&print_lock); if (softlockup_panic) panic(softlockup: hung tasks);} 但是softlockup_panic的值默认竟然是0，所以在出现死锁或者死循环的时候，会一直只输出日志信息，而不会宕机，这个真是好坑啊！所以你得手动修改/proc/sys/kernel/softlockup_panic的值，让内核可以在死锁或者死循环的时候可以宕机。如果你的机器中安装了kmp，在重启之后，你会得到一份内核的core文件，这时从core文件中查找问题就方便很多了，而且再也不用手动重启机器了。如果你的内核是标准内核的话，可以通过修改/proc/sys/kernel/softlockup_thresh来修改超时的阈值，如果是CentOS内核的话，对应的文件是/proc/sys/kernel/watchdog_thresh。CentOS内核和标准内核还有一个地方不一样，就是处理CPU占用时间过长的函数，CentOS下是watchdog_timer_fn()函数。 这里介绍下lockup的概念。lockup分为soft lockup和hard lockup。 soft lockup是指内核中有BUG导致在内核模式下一直循环的时间超过10s（根据实现和配置有所不同），而其他进程得不到运行的机会。hard softlockup是指内核已经挂起，可以通过watchdog这样的机制来获取详细信息。这两个概念比较类似。如果你想了解更多关于lockup的信息，可以参考这篇文档： 注意上面说的这些，都是在内核线程中有效，对用户态的死循环没用。如果要监视用户态的死循环，或者内存不足等资源的情况，强烈推荐软件层面的watchdog。具体的操作可以参考下面的文章，都写的非常好，非常实用：