/****************** * linux内核的时间管理 ******************/
(1)内核中的时间概念
时间管理在linux内核中占有非常重要的作用。
相对于事件驱动而言，内核中有大量函数是基于时间驱动的。
有些函数是周期执行的，比如每10毫秒刷新一次屏幕；
有些函数是推后一定时间执行的，比如内核在500毫秒后执行某项任务。
要区分：
- *绝对时间和相对时间
- *周期性产生的事件和推迟执行的事件
周期性事件是由系统系统定时器驱动的
(2)HZ值
内核必须在硬件定时器的帮助下才能计算和管理时间。
定时器产生中断的频率称为节拍率(tick rate)。
在内核中指定了一个变量HZ，内核初始化的时候会根据这个值确定定时器的节拍率。
HZ定义在<asm/param.h>，在i386平台上，目前采用的HZ值是1000。
也就是时钟中断每秒发生1000次，周期为1毫秒。即：
#define HZ 1000
注意！HZ不是个固定不变的值，它是可以更改的，可以在内核源代码配置的时候输入。
不同的体系结构其HZ值是不一样的，比如arm就采用100。
如果在驱动中要使用系统的中断频率，直接使用HZ，而不要用100或1000
a.理想的HZ值
i386的HZ值一直采用100，直到2.5版后才改为1000。
提高节拍率意味着时钟中断产生的更加频繁，中断处理程序也会更频繁地执行。
带来的好处有：
- *内核定时器能够以更高的频率和更高的准确度运行
- *依赖定时器执行的系统调用，比如poll()和select()，运行的精度更高
- *提高进程抢占的准确度
(缩短了调度延时，如果进程还剩2ms时间片，在10ms的调度周期下，进程会多运行8ms。
由于耽误了抢占，对于一些对时间要求严格的任务会产生影响)
坏处有：
*节拍率要高，系统负担越重。
中断处理程序将占用更多的处理器时间。
(3)jiffies
全局变量jiffies用于记录系统启动以来产生的节拍的总数。
启动时，jiffies初始化为0，此后每次时钟中断处理程序都会增加该变量的值。
这样，系统启动后的运行时间就是jiffies/HZ秒
jiffies定义于<linux/jiffies.h>中：
extern unsigned long volatile jiffies;
jiffies变量总是为unsigned long型。
因此在32位体系结构上是32位，而在64位体系上是64位。对于32位的jiffies，如果HZ为1000，49.7天后会溢出。虽然溢出的情况不常见，但程序在检测超时时仍然可能因为回绕而导致错误。linux提供了4个宏来比较节拍计数，它们能正确地处理节拍计数回绕。
#include <linux/jiffies.h> #define time_after(unknown, known) // unknow > known #define time_before(unknown, known) // unknow < known #define time_after_eq(unknown, known) // unknow >= known #define time_before_eq(unknown, known) // unknow <= known
unknown通常是指jiffies，known是需要对比的值(常常是一个jiffies加减后计算出的相对值)例：
unsigned long timeout = jiffies + HZ/2; /* 0.5秒后超时 */
...
if(time_before(jiffies, timeout)){
/* 没有超时，很好 */
}else{
/* 超时了，发生错误 */
time_before可以理解为如果在超时(timeout)之前(before)完成
*系统中还声明了一个64位的值jiffies_64，在64位系统中jiffies_64和jiffies是一个值。
可以通过get_jiffies_64()获得这个值。
*使用
u64 j2; j2 = get_jiffies_64();
(4)获得当前时间
驱动程序中一般不需要知道墙钟时间(也就是年月日的时间)。但驱动可能需要处理绝对时间。
为此，内核提供了两个结构体，都定义在<linux/time.h>：
struct timeval {
time_t tv_sec; /* seconds */
suseconds_t tv_usec; /* microseconds */
};
//较老，但很流行。采用秒和毫秒值，保存了1970年1月1日0点以来的秒数
struct timespec {
time_t tv_sec; /* seconds */
long tv_nsec; /* nanoseconds */
};
//较新，采用秒和纳秒值保存时间。
do_gettimeofday()该函数用通常的秒或微秒来填充一个指向struct timeval的指针变量，原型如下：
#include <linux/time.h> void do_gettimeofday(struct timeval *tv);
current_kernel_time()该函数可用于获得timespec
#include <linux/time.h> struct timespec current_kernel_time(void);
/******************** *确定时间的延迟执行 *******************/
设备驱动程序经常需要将某些特定代码延迟一段时间后执行，通常是为了让硬件能完成某些任务。
长于定时器周期(也称为时钟嘀嗒)的延迟可以通过使用系统时钟完成，而非常短的延时则通过软件循环的方式完成
(1)短延时
对于那些最多几十个毫秒的延迟，无法借助系统定时器。
系统通过软件循环提供了下面的延迟函数：
#include <linux/delay.h> /* 实际在<asm/delay.h> */ void ndelay(unsigned long nsecs); /*延迟纳秒 */ void udelay(unsigned long usecs); /*延迟微秒 */ void mdelay(unsigned long msecs); /*延迟毫秒 */
这三个延迟函数均是忙等待函数，在延迟过程中无法运行其他任务。
实际上，当前所有平台都无法达到纳秒精度。
(2)长延时
a.在延迟到期前让出处理器
while(time_before(jiffies, j1)) schedule();
在等待期间可以让出处理器，但系统无法进入空闲模式(因为这个进程始终在进行调度)，不利于省电。
b.超时函数
#include <linux/sched.h> signed long schedule_timeout(signed long timeout);
使用方式：
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); schedule_timeout(2*HZ); /* 睡2秒 */
进程经过2秒后会被唤醒。如果不希望被用户空间打断，可以将进程状态设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE。
msleep ssleep // 秒
(3)等待队列
使用等待队列也可以实现长延迟。
在延迟期间，当前进程在等待队列中睡眠。
进程在睡眠时，需要根据所等待的事件链接到某一个等待队列。
a.声明等待队列
等待队列实际上就是一个进程链表，链表中包含了等待某个特定事件的所有进程。
#include <linux/wait.h>
struct __wait_queue_head {
spinlock_t lock;
struct list_head task_list;
};
typedef struct __wait_queue_head wait_queue_head_t;
要想把进程加入等待队列，驱动首先要在模块中声明一个等待队列头，并将它初始化。
静态初始化
DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name);
动态初始化
wait_queue_head_t my_queue; init_waitqueue_head(&my_queue);
b.等待函数
进程通过调用下面函数可以在某个等待队列中休眠固定的时间：
#include <linux/wait.h> long wait_event_timeout(wait_queue_head_t q,condition, long timeout); long wait_event_interruptible_timeout(wait_queue_head_t q, condition, long timeout);
调用这两个函数后，进程会在给定的等待队列q上休眠，但会在超时(timeout)到期时返回。
如果超时到期，则返回0，如果进程被其他事件唤醒，则返回剩余的时间数。
如果没有等待条件，则将condition设为0
使用方式：
wait_queue_head_t wait; init_waitqueue_head(&wait); wait_event_interruptible_timeout(wait, 0, 2*HZ); /*当前进程在等待队列wait中睡2秒 */
(4)内核定时器
还有一种将任务延迟执行的方法是采用内核定时器。与前面几种延迟方法不同，内核定时器并不会阻塞当前进程，启动一个内核定时器只是声明了要在未来的某个时刻执行一项任务，当前进程仍然继续执行。不要用定时器完成硬实时任务
定时器由结构timer_list表示，定义在<linux/timer.h>
struct timer_list{
struct list_head entry; /* 定时器链表 */
unsigned long expires; /* 以jiffies为单位的定时值 */
spinlock_t lock;
void(*function)(unsigned long); /* 定时器处理函数 */
unsigned long data; /* 传给定时器处理函数的参数 */
}
内核在<linux/timer.h>中提供了一系列管理定时器的接口。
a.创建定时器
struct timer_list my_timer;
b.初始化定时器
init_timer(&my_timer); /* 填充数据结构 */ my_timer.expires = jiffies + delay; my_timer.data = 0; my_timer.function = my_function; /*定时器到期时调用的函数*/
c.定时器的执行函数
超时处理函数的原型如下：
void my_timer_function(unsigned long data);
可以利用data参数用一个处理函数处理多个定时器。可以将data设为0
d.激活定时器
add_timer(&my_timer);
定时器一旦激活就开始运行。
e.更改已激活的定时器的超时时间
mod_timer(&my_timer,
jiffies+ney_delay);
可以用于那些已经初始化但还没激活的定时器，如果调用时定时器未被激活则返回0，否则返回1。一旦mod_timer返回，定时器将被激活。
f.删除定时器
del_timer(&my_timer);
被激活或未被激活的定时器都可以使用，如果调用时定时器未被激活则返回0，否则返回1。不需要为已经超时的定时器调用，它们被自动删除
g.同步删除
del_time_sync(&my_timer);
在smp系统中，确保返回时，所有的定时器处理函数都退出。不能在中断上下文使用。
/******************** *不确定时间的延迟执行 *******************/
(1)什么是不确定时间的延迟
前面介绍的是确定时间的延迟执行，但在写驱动的过程中经常遇到这种情况：用户空间程序调用read函数从设备读数据，但设备中当前没有产生数据。此时，驱动的read函数默认的操作是进入休眠，一直等待到设备中有了数据为止。
这种等待就是不定时的延迟，通常采用休眠机制来实现。
(2)休眠
休眠是基于等待队列实现的，前面我们已经介绍过wait_event系列函数，但现在我们将不会有确定的休眠时间。
当进程被置入休眠时，会被标记为特殊状态并从调度器的运行队列中移走。
直到某些事件发生后，如设备接收到数据，则将进程重新设为运行态并进入运行队列进行调度。
休眠函数的头文件是<linux/wait.h>，具体的实现函数在kernel/wait.c中。
a.休眠的规则
- *永远不要在原子上下文中休眠
- *当被唤醒时，我们无法知道睡眠了多少时间，也不知道醒来后是否获得了我们需要的资源
- *除非知道有其他进程会在其他地方唤醒我们，否则进程不能休眠
b.等待队列的初始化
见前文
c.休眠函数
linux最简单的睡眠方式为wait_event宏。该宏在实现休眠的同时，检查进程等待的条件。
1. void wait_event( wait_queue_head_t q, int condition); 2. int wait_event_interruptible( wait_queue_head_t q, int condition);
- q: 是等待队列头，注意是采用值传递。
- condition: 任意一个布尔表达式，在条件为真之前，进程会保持休眠。
- 注意！进程需要通过唤醒函数才可能被唤醒，此时需要检测条件。
- 如果条件满足，则被唤醒的进程真正醒来；
- 如果条件不满足，则进程继续睡眠。
d.唤醒函数
当我们的进程睡眠后，需要由其他的某个执行线程(可能是另一个进程或中断处理例程)唤醒。唤醒函数：
#include <linux/wait.h> 1. void wake_up( wait_queue_head_t *queue); 2. void wake_up_interruptible( wait_queue_head_t *queue);
wake_up会唤醒等待在给定queue上的所有进程。而wake_up_interruptible唤醒那些执行可中断休眠的进程。实践中，约定做法是在使用wait_event时使用wake_up，而使用wait_event_interruptible时使用wake_up_interruptible。
总结
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