Linux核心系統定時器TIMER實現過程分析

，謝謝！

linux系統定時器，在核心中扮演著重要角色。核心的許多重要實現如任務排程，工作佇列等均以系統定時器關係密切。系統定時器能以可程式設計的頻率中斷處理，這一中斷叫做軟中斷。此頻率即為每秒的定時器節拍數hz。hz的越大，說明定時器節拍越小，執行緒排程的準確性會越高。但hz設得過大，對乙個系統來說並不好，會導cpu開銷過大，反而造成任務排程效率降低。滴答jiffies 變數記錄系統啟動以來，系統定時器已經觸發的次數。也就是說每過一秒jiffies的增量為hz，一般hz=100，hz是可以配置的，在s3c2440 arm linux中配置為200.

下面基於linux2.6.30.4原始碼來**其實現原理及其過程。

要理解系統定時器實現原理，先來看看關係到系統定時器的各種資料結構，其具體的描述引數。

結構體structtimer_list來描述timer的引數，其資料結構如下：

struct timer_list ;

其中：

list_entry結構：
struct list_head ;
tevc_base的結構：
struct tvec_base  ____cacheline_aligned;
#define tvn_bits (config_base_small ? 4 :6)
#define tvr_bits (config_base_small ? 6 :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 tvec ;                            
struct tvec_root ;

可見涉及到系統定時器的資料結構並不多，那麼：對於乙個linux系統中，定時器個數可能會很多，而且每個定時器的超時事件時間並不相同，所以如何管理和處理定時器超時事件，關係到核心效能的高低。它根據不同的定時事件，按時間間分組，將新增的timer定時器建成雙向鍊錶，然後按照一定方式存放於5組tv1~tv5變數中稱為tec_base。對於對稱式多理器（smp）系統還考慮到了timer從乙個cpu遷移到另乙個cpu的情況，相應的tev_base也跟著更改。那它在系統是怎樣實現的呢？現在先從乙個簡單的系統定時器應用例子來看看它的實現過程：

#include #include #include struct  timer_list   my_timer;
static void my_function(unsigned   long  data)
static int my_timer_init(void)
static void my_timer_exit(void)
module_init(my_timer_init);
module_exit(my_timer_exit);
module_author( "itspy");
module_license( "gpl");
module_description("linux kernel timerprogramming");

上面例子，實現了乙個定時器事件,將在3 hz（秒）發生。my_imer_init函式中呼叫到的定時器api只有：

init_timer(&my_timer); //用於定時器初始化

add_timer(&my_timer); //增加乙個新的定時器到tev_base向量表中

其中init_timer中呼叫了__init_timer()，這個函式才是真正初始化定時器的：

static void __init_timer(struct timer_list*timer,
const char *name,
struct lock_class_key *key)

新增的定時器初始化，就是完成了乙個timer_list結構初始化過程。

add_timer() --> mod_timer() --> __mod_timer()

其中：

static inline int
__mod_timer(struct timer_list *timer,unsigned long expires, bool pending_only)
else  …
new_base= __get_cpu_var(tvec_bases);   //獲取本地cpu中的tevc_bases
if(base != new_base) 
}timer->expires= expires;                
internal_add_timer(base,timer);       //分析timer expires及建表過程
out_unlock:
spin_unlock_irqrestore(&base->lock,flags);
return ret;
}

對於新增的timer最後呼叫internal_add_timer(base, timer)加入到相應的timer_list中以完成初始化過程。，這是乙個建表的過程，表的建立情況，關係到表的管理效率。之前我們說到它共有tv1~tv5 組，tv1是乙個很特別的組。每個tv中有各個組員，每個timer是如何新增的呢，看看internal_add_timer()的實現過程：

static void internal_add_timer(structtvec_base *base, struct timer_list *timer)
else if (idx < 1 << (tvr_bits + tvn_bits)) else if (idx < 1 << (tvr_bits + 2 * tvn_bits)) else if (idx < 1 << (tvr_bits + 3 * tvn_bits)) else if ((signed long) idx < 0) else 
i= (expires >> (tvr_bits + 3 * tvn_bits)) & tvn_mask;
vec= base->tv5.vec + i;}/*
* timers are fifo:
*/list_add_tail(&timer->entry,vec);
}

通過**我們知道它的過程是這樣的：首先它根據每個timer中的超時差值idx來決定timer所處的tev_base組別tv1~tv5.所以超時事件越後發生，那麼它所處的組位置越靠後。對於tv1組，超時插值idx為0~255之間。差值idx即為所屬組tv1中的陣列下標。從中可知tv1組中相鄰定時器的超時事件間隔1 jiffies發生。對於tv2組,超時差值idx為 256~2^14(16386) 之間，組中相鄰定時時器超事件時間隔256^1 = 256 jiffies發生。以此類推,tv3 組超時差值idx為(16387~2^20)之間,組中相鄰定時器超時時間間隔256^2 = 65536 jiffies發生 … 最後，新增的timer加入到當前節點（超時差值相等）的尾部list_add_tail()形成乙個雙向鍊錶。這樣分組timer雙向鍊錶方便了後面對定時器的遷移更新管理過程，以及最終提高了cpu的處理效率，因為在__run_timers()時，我們只需掃瞄tv1組中即將到來的定時器事件就行了。

我們知道啟動過程時start_kernel()對定時器的初始化是這樣的：

init_timers() -> run_timer_softirq() -> __run_timers()…

timer_interrupt() -> update_process_times() ->run_local_timers() -> raise_softirq(timer_softirq);

之前我寫的一篇《核心窺秘之一：start_kernel()執行過程記錄》也有提到過.

__run_timers()是系統定時器超時事件的服務程式。這是run_timer_softirq()中一部分，是通過軟中斷的實現的，它是在軟中斷下半部處理的。

static inline void __run_timers(structtvec_base *base)}…
}

對於cascade()函式它是確保之前定時器建立時internal_add_timer（）定時器佇列以及佇列租得遷移更新工作，為什麼要遷移，因為，系統在處理定時器時，比較的只是tv1組而已,也就是說，原來的tv1執行完之後,那麼剩下的tv2,tv3,tv4,tv5將會先後遷移到tv1組：tv5 -> tv4 -> tv3 -> tv2-> tv1，這樣定時器超時事件服務程式並不需要對每組的tv的超時事件進行檢測,相比而言，也就提高了cpu的處理效率。那麼這樣一來timer 鍊錶將發生變化，所以需要重新計算，重新實現internal_add_timer()，所以cascade ()函式**如下：

tatic int cascade(struct tvec_base *base,struct tvec *tv, int index)
return index;
}

通過以上分析，我們對linux中系統定時器timer實現過程有所了解了。

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