Ｃ扛鼋蘴ask_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_utime; ／＊ 本进程在用户台下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_stime; ／＊ 本进程在核心态下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_cutime; ／＊ 所有子进程在用户态下的执行时间总和 ＊／
clock_t tms_cstime; ／＊ 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)
{
unsigned long psecs;
psecs = (p->times.tms_utime += user);
psecs += (p->times.tms_stime += system);
if (psecs / HZ > p->rlim[RLIMIT_CPU].rlim_cur) {
/* Send SIGXCPU every second.. */
if (!(psecs % HZ))
send_sig(SIGXCPU, p, 1);
/* and SIGKILL when we go over max.. */
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 ticks)
{
unsigned long it_virt = p->it_virt_value;
if (it_virt) {
it_virt -= ticks;
if (!it_virt) {
it_virt = p->it_virt_incr;
send_sig(SIGVTALRM, p, 1);
}
p->it_virt_value = it_virt;
}
}
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_value;
if (it_prof) {
if (--it_prof == 0) {
it_prof = p->it_prof_incr;
send_sig(SIGPROF, p, 1);
}
p->it_prof_value = it_prof;
}
}
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）：
/* jiffies at the most recent update of wall time */
unsigned long wall_jiffies;
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)
{
unsigned long ticks;
/*
* update_times() is run from the raw timer_bh handler so we
* just know that the irqs are locally enabled and so we don't
* need to save/restore the flags of the local CPU here. -arca
*/
write_lock_irq(&xtime_lock);
ticks = jiffies - wall_jiffies;
if (ticks) {
wall_jiffies += ticks;
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）：
/*
* Using a loop looks inefficient, but "ticks" is
* usually just one (we shouldn't be losing ticks,
* we're doing this this way mainly for interrupt
* latency reasons, not because we think we'll
* have lots of lost timer ticks
*/
static void update_wall_time(unsigned long ticks)
{
do {
ticks--;
update_wall_time_one_tick();
} while (ticks);
if (xtime.tv_usec >= 1000000) {
xtime.tv_usec -= 1000000;
xtime.tv_sec++;
second_overflow();
}
}
对该函数的注释如下：
（1）首先，用一个do{}循环来根据参数ticks的值一次一次调用update_wall_time_one_tick()函数来为一次时钟滴答更新
xtime中的tv_usec成员。
（2）根据需要调整xtime中的秒数成员tv_usec和微秒数成员tv_usec。如果微秒数成员tv_usec的值超过106，则说明已经过了
一秒钟。因此将tv_usec的值减去1000000，并将秒数成员tv_sec的值加1，然后调用second_overflow（）函数来处理微秒数成
员溢出的情况。
函数update_wall_time_one_tick（）用来更新一次时钟滴答对系统全局时间xtime的影响。由于tick全局变量表示了一次时钟
滴答的时间间隔长度（以us为单位），因此该函数的实现中最核心的代码就是将xtime的tv_usec成员增加tick微秒。这里我们不
去关心函数实现中与NTP（Network Time Protocol）和系统调用adjtimex（）的相关部分。其源码如下（kernel/
timer.c）：
/* in the NTP reference this is called "hardclock()" */
static void update_wall_time_one_tick(void)
{
if ( (time_adjust_step = time_adjust) != 0 ) {
/* We are doing an adjtime thing.
*
* Prepare time_adjust_step to be within bounds.
* Note that a positive time_adjust means we want the clock
* to run faster.
*
* Limit the amount of the step to be in the range
* -tickadj .. +tickadj
*/
if (time_adjust > tickadj)
time_adjust_step = tickadj;
else if (time_adjust > SHIFT_SCALE;
time_phase += ltemp = FINEUSEC) {
long ltemp = time_phase >> SHIFT_SCALE;
time_phase -= ltemp list.next = timer->list.prev = NULL;
}
由于定时器通常被连接在一个双向循环队列中等待执行（此时我们说定时器处于pending状态）。因此函数time_pending()就可以
用list成员是否为空来判断一个定时器是否处于pending状态。如下所示（include/linux/timer.h）：
static inline int timer_pending (const struct timer_list * timer)
{
return timer->list.next != NULL;
}
l 时间比较操作
在定时器应用中经常需要比较两个时间值，以确定timer是否超时，所以Linux内核在timer.h头文件中定义了4个时间关系比较操
作宏。这里我们说时刻a在时刻b之后，就意味着时间值a≥b。Linux强烈推荐用户使用它所定义的下列4个时间比较操作宏
（include/linux/timer.h）：
#define time_after(a,b) ((long)(b) - (long)(a) = 0)
#define time_before_eq(a,b) time_after_eq(b,a)
7．6．2 动态内核定时器机制的原理
Linux是怎样为其内核定时器机制提供动态扩展能力的呢？其关键就在于“定时器向量”的概念。所谓“定时器向量”就是指这样一条双
向循环定时器队列（对列中的每一个元素都是一个timer_list结构）：对列中的所有定时器都在同一个时刻到期，也即对列中的每
一个timer_list结构都具有相同的expires值。显然，可以用一个timer_list结构类型的指针来表示一个定时器向量。
显然，定时器expires成员的值与jiffies变量的差值决定了一个定时器将在多长时间后到期。在32位系统中，这个时间差值的最
大值应该是0xffffffff。因此如果是基于“定时器向量”基本定义，内核将至少要维护0xffffffff个timer_list结构类型的指
针，这显然是不现实的。
另一方面，从内核本身这个角度看，它所关心的定时器显然不是那些已经过期而被执行过的定时器（这些定时器完全可以被丢弃），
也不是那些要经过很长时间才会到期的定时器，而是那些当前已经到期或者马上就要到期的定时器（注意！时间间隔是以滴答次数为
计数单位的）。
基于上述考虑，并假定一个定时器要经过interval个时钟滴答后才到期（interval＝expires－jiffies），则Linux采用了下
列思想来实现其动态内核定时器机制：对于那些0≤interval≤255的定时器，Linux严格按照定时器向量的基本语义来组织这些定时
器，也即Linux内核最关心那些在接下来的255个时钟节拍内就要到期的定时器，因此将它们按照各自不同的expires值组织成256
个定时器向量�
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