时钟滴答linux

『壹』 linux系统的最小时间间隔是多少

默认间隔1分钟；因为linux中的timeval 的tv_usec时间极小，因此用微秒级的

『贰』 进程调度的Linux 原理

1，SCHED_OTHER 分时调度策略，
2，SCHED_FIFO实时调度策略，先到先服务
3，SCHED_RR实时调度策略，时间片轮转
实时进程将得到优先调用，实时进程根据实时优先级决定调度权值，分时进程则通过nice和counter值决定权值，nice越小，counter越大，被调度的概率越大，也就是曾经使用了cpu最少的进程将会得到优先调度。
SHCED_RR和SCHED_FIFO的不同：
当采用SHCED_RR策略的进程的时间片用完，系统将重新分配时间片，并置于就绪队列尾。放在队列尾保证了所有具有相同优先级的RR任务的调度公平。
SCHED_FIFO一旦占用cpu则一直运行。一直运行直到有更高优先级任务到达或自己放弃。
如果有相同优先级的实时进程（根据优先级计算的调度权值是一样的）已经准备好，FIFO时必须等待该进程主动放弃后才可以运行这个优先级相同的任务。而RR可以让每个任务都执行一段时间。
相同点：
RR和FIFO都只用于实时任务。
创建时优先级大于0(1-99)。
按照可抢占优先级调度算法进行。
就绪态的实时任务立即抢占非实时任务。
所有任务都采用linux分时调度策略时。
1，创建任务指定采用分时调度策略，并指定优先级nice值(-20~19)。
2，将根据每个任务的nice值确定在cpu上的执行时间(counter)。
3，如果没有等待资源，则将该任务加入到就绪队列中。
4，调度程序遍历就绪队列中的任务，通过对每个任务动态优先级的计算(counter+20-nice)结果，选择计算结果最大的一个去运行，当这个时间片用完后(counter减至0)或者主动放弃cpu时，该任务将被放在就绪队列末尾(时间片用完)或等待队列(因等待资源而放弃cpu)中。
5，此时调度程序重复上面计算过程，转到第4步。
6，当调度程序发现所有就绪任务计算所得的权值都为不大于0时，重复第2步。
所有任务都采用FIFO时，
1，创建进程时指定采用FIFO，并设置实时优先级rt_priority(1-99)。
2，如果没有等待资源，则将该任务加入到就绪队列中。
3，调度程序遍历就绪队列，根据实时优先级计算调度权值(1000+rt_priority)，选择权值最高的任务使用cpu，该FIFO任务将一直占有cpu直到有优先级更高的任务就绪(即使优先级相同也不行)或者主动放弃(等待资源)。
4，调度程序发现有优先级更高的任务到达(高优先级任务可能被中断或定时器任务唤醒，再或被当前运行的任务唤醒，等等)，则调度程序立即在当前任务堆栈中保存当前cpu寄存器的所有数据，重新从高优先级任务的堆栈中加载寄存器数据到cpu，此时高优先级的任务开始运行。重复第3步。
5，如果当前任务因等待资源而主动放弃cpu使用权，则该任务将从就绪队列中删除，加入等待队列，此时重复第3步。
所有任务都采用RR调度策略时
1，创建任务时指定调度参数为RR，并设置任务的实时优先级和nice值(nice值将会转换为该任务的时间片的长度)。
2，如果没有等待资源，则将该任务加入到就绪队列中。
3，调度程序遍历就绪队列，根据实时优先级计算调度权值(1000+rt_priority)，选择权值最高的任务使用cpu。
4，如果就绪队列中的RR任务时间片为0，则会根据nice值设置该任务的时间片，同时将该任务放入就绪队列的末尾。重复步骤3。
5，当前任务由于等待资源而主动退出cpu，则其加入等待队列中。重复步骤3。
系统中既有分时调度，又有时间片轮转调度和先进先出调度
1，RR调度和FIFO调度的进程属于实时进程，以分时调度的进程是非实时进程。
2，当实时进程准备就绪后，如果当前cpu正在运行非实时进程，则实时进程立即抢占非实时进程。
3，RR进程和FIFO进程都采用实时优先级做为调度的权值标准，RR是FIFO的一个延伸。FIFO时，如果两个进程的优先级一样，则这两个优先级一样的进程具体执行哪一个是由其在队列中的未知决定的，这样导致一些不公正性(优先级是一样的，为什么要让你一直运行？)，如果将两个优先级一样的任务的调度策略都设为RR，则保证了这两个任务可以循环执行，保证了公平。 调度程序运行时，要在所有处于可运行状态的进程之中选择最值得运行的进程投入运行。选择进程的依据是什么呢？在每个进程的task_struct 结构中有这么四项：
policy， priority ， counter， rt_priority
这四项就是调度程序选择进程的依据.其中，policy是进程的调度策略，用来区分两种进程-实时和普通；priority是进程(实时和普通)的优先级；counter 是进程剩余的时间片，它的大小完全由priority决定；rt_priority是实时优先级，这是实时进程所特有的，用于实时进程间的选择。
首先，Linux 根据policy从整体上区分实时进程和普通进程，因为实时进程和普通进程度调度是不同的，它们两者之间，实时进程应该先于普通进程而运行，然后，对于同一类型的不同进程，采用不同的标准来选择进程：
对于普通进程，Linux采用动态优先调度，选择进程的依据就是进程counter的大小。进程创建时，优先级priority被赋一个初值，一般为0～70之间的数字，这个数字同时也是计数器counter的初值，就是说进程创建时两者是相等的。字面上看，priority是“优先级”、counter是“计数器”的意思，然而实际上，它们表达的是同一个意思-进程的“时间片”。Priority代表分配给该进程的时间片，counter表示该进程剩余的时间片。在进程运行过程中，counter不断减少，而priority保持不变，以便在counter变为0的时候（该进程用完了所分配的时间片）对counter重新赋值。当一个普通进程的时间片用完以后，并不马上用priority对counter进行赋值，只有所有处于可运行状态的普通进程的时间片(p->；；counter==0)都用完了以后，才用priority对counter重新赋值，这个普通进程才有了再次被调度的机会。这说明，普通进程运行过程中，counter的减小给了其它进程得以运行的机会，直至counter减为0时才完全放弃对CPU的使用，这就相对于优先级在动态变化，所以称之为动态优先调度。至于时间片这个概念，和其他不同操作系统一样的，Linux的时间单位也是“时钟滴答”，只是不同操作系统对一个时钟滴答的定义不同而已（Linux为10ms）。进程的时间片就是指多少个时钟滴答，比如，若priority为20，则分配给该进程的时间片就为20个时钟滴答，也就是20*10ms=200ms。Linux中某个进程的调度策略(policy)、优先级(priority)等可以作为参数由用户自己决定，具有相当的灵活性。内核创建新进程时分配给进程的时间片缺省为200ms(更准确的，应为210ms)，用户可以通过系统调用改变它。
对于实时进程，Linux采用了两种调度策略，即FIFO(先来先服务调度)和RR（时间片轮转调度）。因为实时进程具有一定程度的紧迫性，所以衡量一个实时进程是否应该运行，Linux采用了一个比较固定的标准。实时进程的counter只是用来表示该进程的剩余时间片，并不作为衡量它是否值得运行的标准，这和普通进程是有区别的。上面已经看到，每个进程有两个优先级，实时优先级就是用来衡量实时进程是否值得运行的。
这一切看来比较麻烦，但实际上Linux中的实现相当简单。Linux用函数goodness()来衡量一个处于可运行状态的进程值得运行的程度。该函数综合了上面提到的各个方面，给每个处于可运行状态的进程赋予一个权值(weight)，调度程序以这个权值作为选择进程的唯一依据。
Linux根据policy的值将进程总体上分为实时进程和普通进程，提供了三种调度算法：一种传统的Unix调度程序和两个由POSIX.1b(原名为POSIX.4)操作系统标准所规定的“实时”调度程序。但这种实时只是软实时，不满足诸如中断等待时间等硬实时要求，只是保证了当实时进程需要时一定只把CPU分配给实时进程。
非实时进程有两种优先级，一种是静态优先级，另一种是动态优先级。实时进程又增加了第三种优先级，实时优先级。优先级是一些简单的整数，为了决定应该允许哪一个进程使用CPU的资源，用优先级代表相对权值-优先级越高，它得到CPU时间的机会也就越大。
？ 静态优先级(priority)-不随时间而改变，只能由用户进行修改。它指明了在被迫和其他进程竞争CPU之前，该进程所应该被允许的时间片的最大值（但很可能的，在该时间片耗尽之前，进程就被迫交出了CPU）。
？ 动态优先级(counter)-只要进程拥有CPU，它就随着时间不断减小；当它小于0时，标记进程重新调度。它指明了在这个时间片中所剩余的时间量。
？ 实时优先级(rt_priority)-指明这个进程自动把CPU交给哪一个其他进程；较高权值的进程总是优先于较低权值的进程。如果一个进程不是实时进程，其优先级就是0，所以实时进程总是优先于非实时进程的（但实际上，实时进程也会主动放弃CPU）。
当policy分别为以下值时：
1) SCHED_OTHER：这是普通的用户进程，进程的缺省类型，采用动态优先调度策略，选择进程的依据主要是根据进程goodness值的大小。这种进程在运行时，可以被高goodness值的进程抢先。
2) SCHED_FIFO：这是一种实时进程，遵守POSIX1.b标准的FIFO(先入先出)调度规则。它会一直运行，直到有一个进程因I/O阻塞，或者主动释放CPU，或者是CPU被另一个具有更高rt_priority的实时进程抢先。在Linux实现中，SCHED_FIFO进程仍然拥有时间片-只有当时间片用完时它们才被迫释放CPU。因此，如同POSIX1.b一样，这样的进程就象没有时间片(不是采用分时)一样运行。Linux中进程仍然保持对其时间片的记录（不修改counter）主要是为了实现的方便，同时避免在调度代码的关键路径上出现条件判断语句 if (！(current->；；policy&；；SCHED_FIFO)){...}-要知道，其他大量非FIFO进程都需要记录时间片，这种多余的检测只会浪费CPU资源。（一种优化措施，不该将执行时间占10%的代码的运行时间减少到50%；而是将执行时间占90%的代码的运行时间减少到95%。0.9+0.1*0.5=0.95>；；0.1+0.9*0.9=0.91）
3) SCHED_RR：这也是一种实时进程，遵守POSIX1.b标准的RR(循环round-robin)调度规则。除了时间片有些不同外，这种策略与SCHED_FIFO类似。当SCHED_RR进程的时间片用完后，就被放到SCHED_FIFO和SCHED_RR队列的末尾。
只要系统中有一个实时进程在运行，则任何SCHED_OTHER进程都不能在任何CPU运行。每个实时进程有一个rt_priority，因此，可以按照rt_priority在所有SCHED_RR进程之间分配CPU。其作用与SCHED_OTHER进程的priority作用一样。只有root用户能够用系统调用sched_setscheler，来改变当前进程的类型(sys_nice，sys_setpriority)。
此外，内核还定义了SCHED_YIELD，这并不是一种调度策略，而是截取调度策略的一个附加位。如同前面说明的一样，如果有其他进程需要CPU，它就提示调度程序释放CPU。特别要注意的就是这甚至会引起实时进程把CPU释放给非实时进程。 真正执行调度的函数是schele(void)，它选择一个最合适的进程执行，并且真正进行上下文切换，使得选中的进程得以执行。而reschele_idle(struct task_struct *p)的作用是为进程选择一个合适的CPU来执行，如果它选中了某个CPU，则将该CPU上当前运行进程的need_resched标志置为1，然后向它发出一个重新调度的处理机间中断，使得选中的CPU能够在中断处理返回时执行schele函数，真正调度进程p在CPU上执行。在schele()和reschele_idle()中调用了goodness()函数。goodness()函数用来衡量一个处于可运行状态的进程值得运行的程度。此外，在schele()函数中还调用了schele_tail()函数；在reschele_idle()函数中还调用了reschele_idle_slow()。这些函数的实现对理解SMP的调度非常重要，下面一一分析这些函数。先给出每个函数的主要流程图，然后给出源代码，并加注释。
goodness()函数分析
goodness()函数计算一个处于可运行状态的进程值得运行的程度。一个任务的goodness是以下因素的函数：正在运行的任务、想要运行的任务、当前的CPU。goodness返回下面两类值中的一个：1000以下或者1000以上。1000或者1000以上的值只能赋给“实时”进程，从0到999的值只能赋给普通进程。实际上，在单处理器情况下，普通进程的goodness值只使用这个范围底部的一部分，从0到41。在SMP情况下，SMP模式会优先照顾等待同一个处理器的进程。不过，不管是UP还是SMP，实时进程的goodness值的范围是从1001到1099。
goodness()函数其实是不会返回-1000的，也不会返回其他负值。由于idle进程的counter值为负，所以如果使用idle进程作为参数调用goodness，就会返回负值，但这是不会发生的。
goodness()是个简单的函数，但是它是linux调度程序不可缺少的部分。运行队列中的每个进程每次执行schele时都要调度它，因此它的执行速度必须很快。
//在/kernel/sched.c中
static inline int goodness(struct task_struct * p， int this_cpu， struct mm_struct *this_mm)
{ int weight；
if (p->；；policy ！= SCHED_OTHER) {/*如果是实时进程，则*/
weight = 1000 + p->；；rt_priority；
goto out；
}
/* 将counter的值赋给weight，这就给了进程一个大概的权值，counter中的值表示进程在一个时间片内，剩下要运行的时间.*/
weight = p->；；counter；
if (！weight) /* weight==0，表示该进程的时间片已经用完，则直接转到标号out*/
goto out；
#ifdef __SMP__
/*在SMP情况下，如果进程将要运行的CPU与进程上次运行的CPU是一样的，则最有利，因此，假如进程上次运行的CPU与当前CPU一致的话，权值加上PROC_CHANGE_PENALTY，这个宏定义为20。*/
if (p->；；processor == this_cpu)
weight += PROC_CHANGE_PENALTY；
#endif
if (p->；；mm == this_mm) /*进程p与当前运行进程，是同一个进程的不同线程，或者是共享地址空间的不同进程，优先选择，权值加1*/
weight += 1；
weight += p->；；priority； /* 权值加上进程的优先级*/
out：
return weight； /* 返回值作为进程调度的唯一依据，谁的权值大，就调度谁运行*/
}
schele()函数分析
schele()函数的作用是，选择一个合适的进程在CPU上执行，它仅仅根据'goodness'来工作。对于SMP情况，除了计算每个进程的加权平均运行时间外，其他与SMP相关的部分主要由goodness()函数来体现。
流程：
①将prev和next设置为schele最感兴趣的两个进程：其中一个是在调用schele时正在运行的进程(prev)，另外一个应该是接着就给予CPU的进程（next）。注意：prev和next可能是相同的-schele可以重新调度已经获得cpu的进程.
②中断处理程序运行“下半部分”.
③内核实时系统部分的实现，循环调度程序（SCHED_RR）通过移动“耗尽的”RR进程-已经用完其时间片的进程-到队列末尾，这样具有相同优先级的其他RR进程就可以获得CPU了。同时，这补充了耗尽进程的时间片。
④由于代码的其他部分已经决定了进程必须被移进或移出TASK_RUNNING状态，所以会经常使用schele，例如，如果进程正在等待的硬件条件已经发生，所以如果必要，这个switch会改变进程的状态。如果进程已经处于TASK_RUNNING状态，它就无需处理了。如果它是可以中断的（等待信号），并且信号已经到达了进程，就返回TASK_RUNNING状态。在所以其他情况下（例如，进程已经处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态了），应该从运行队列中将进程移走。
⑤将p初始化为运行队列的第一个任务；p会遍历队列中的所有任务。
⑥c记录了运行队列中所有进程最好的“goodness”-具有最好“goodness”的进程是最易获得CPU的进程。goodness的值越高越好。
⑦遍历执行任务链表，跟踪具有最好goodness的进程。
⑧这个循环中只考虑了唯一一个可以调度的进程。在SMP模式下，只有任务不在cpu上运行时，即can_schele宏返回为真时，才会考虑该任务。在UP情况下，can_schele宏返回恒为真.
⑨如果循环结束后，得到c的值为0。说明运行队列中的所有进程的goodness值都为0。goodness的值为0，意味着进程已经用完它的时间片，或者它已经明确说明要释放CPU。在这种情况下，schele要重新计算进程的counter；新counter的值是原来值的一半加上进程的静态优先级（priortiy），除非进程已经释放CPU，否则原来counter的值为0。因此，schele通常只是把counter初始化为静态优先级。（中断处理程序和由另一个处理器引起的分支在schele搜寻goodness最大值时都将增加此循环中的计数器，因此由于这个原因计数器可能不会为0。显然，这很罕见。）在counter的值计算完成后，重新开始执行这个循环，找具有最大goodness的任务。
⑩如果schele已经选择了一个不同于前面正在执行的进程来调度，那么就必须挂起原来的进程并允许新的进程运行。这时调用switch_to来进行切换。

『叁』 配置Linux的时钟同步

Ubuntu系统默认的时钟同步服务器是ntp.ubuntu.com，Debian则是谨州0.debian.pool.ntp.org等， 各Linux发行版都有自己的NTP官方服务器。身在中国，使用这些都会有高延迟，但对时钟同步这件事来说影响不大。

在某些环境下，比如公司内网、云上子网等，是与互联网隔绝的。这时要想做时钟同步，就只能自己配置了。

本文介绍如何自己配置时钟同步，不介绍如何自建NTP服务器。

一般timesync是预装的。如果没有，可以使用以下命令手动安装。

sudo apt install systemd-timesyncd 它和ntp是冲突的，二者只能安装一个。

修改/etc/systemd/timesyncd.conf，把NTP设为华为内绿区可达的NTP服务器。

修改完成后，需要restart后这个配置才生效。

如果以上systemd-timesyncd.service因为什么原因而不存在，则可通过以下命令修复：

一般查看日期与时间是使用date。使用timedatectl可以查看到更多时钟同步相关信息。

以下给出一些阿里云的NTP列表，可以通过ping择优使用。

以上就是 良许教程网 为各位朋友分享的配置Linux的时钟同步。

最后，最近很多小伙伴找我要 Linux学习路线图 ，于是胡首我根据自己的经验，利用业余时间熬夜肝了一个月，整理了一份电子书。无论你是面试还是自我提升，相信都会对你有帮助！目录如下：

免费送给大家，只求大家金指给我点祥做蔽个赞！

电子书 | Linux开发学习路线图

也希望有小伙伴能加入我，把这份电子书做得更完美！

推荐阅读：

『肆』 在Linux操作系统下用Shell编写一时钟提示程序，要求能显示出上午好、中午好、下午好！！急待高手解决

脚本我懒得写。 一分都没有。
我给你个提示就行了。 你自己写。

编写一个脚本，液码数 内容如下：
#!/bin/bash
if 当前时间 < 11:00 -a 当前时间 >=6:00 ; then
wall <<EOF
上午好
EOF
elif 当前时间 >=11:00 -a 当前时间 <13:00 ; then
wall <<EOF
中午好
EOF
elif 当前时间 >=13:00 -a 当前时间模陪 <18:00 ; then
wall <<EOF
下午好
EOF
fi
------------------------分割线-------------------------

然后用闹首 crontab 定时 执行上面的脚本文件。

『伍』 linux下的几种时钟和定时器机制

1. RTC(Real Time Clock)

所有PC都有RTC. 它和CPU和其他芯片独立。它在电脑关机之后还可以正常运行。RTC可以在IRQ8上产生周期性中断. 频率在2Hz--8192HZ.

Linux只是把RTC用来获取时间和日期. 当然它允许进程通过对/dev/rtc设备来对它进行编程。Kernel通过0x70和0x71 I/O端口来访问RTC。

 

2. TSC(Time Stamp Counter)

80x86上的微处理器都有CLK输入针脚. 从奔腾系列开始. 微处理器支持一个计数器. 每当一个时钟信号来的时候. 计数器加1. 可以通过汇编指令rdtsc来得到计数器的值。通过calibrate_tsc可以获得CPU的频率. 它是通过计算大约5毫秒里tsc寄存器里面的增加值来确认的。或者可以通过cat /proc/cpuinfo来获取cpu频率。tsc可以提供比PIT更精确的时间度量。

 

3. PIT(Programmable internval timer)

除了RTC和TSC. IBM兼容机提供了PIT。PIT类似微波炉的闹钟机制. 当时间到的时候. 提供铃声. PIT不是产生铃声. 而是产生一种特殊中断. 叫定时器中断或者时钟中断。它用来告诉内核一个间隔过去了。这个时间间隔也叫做一个滴答数。可以通过编译内核是选择内核频率来确定。如内核频率设为1000HZ,则时间间隔或滴答为1/1000=1微秒。滴答月短. 定时精度更高. 但是用户模式的时间更短. 也就是说用户模式下程序执行会越慢。滴答的长度以纳秒形式存在tick_nsec变量里面。PIT通过8254的0x40--0x43端口来访问。它产生中断号为IRQ 0.

下面是关于pIT里面的一些宏定义：

HZ：每秒中断数。

CLOCK_TICK_RATE:值是1,193,182. 它是8254芯片内部振荡器频率。

LATCH：代表CLOCK_TICK_RATE和HZ的比率. 被用来编程PIT。

setup_pit_timer()如下：

spin_lock_irqsave(&i8253_lock, flags);

outb_p(0x34,0x43);

udelay(10);

outb_p(LATCH & 0xff, 0x40);

udelay(10);

outb (LATCH >> 8, 0x40);

spin_unlock_irqrestore(&i8253_lock, flags);

 

 

4. CPU Local Timer

最近的80x86架构的微处理器上的local apic提供了cpu local timer.他和pit区别在于它提供了one-shot和periodic中断。它可以使中断发送到特定cpu。one-shot中断常用在实时系统里面。

『陆』 如何在Linux下调整系统时钟

# ln -sf /usr/share/zoneinfo/Asia/Shanghai /etc/localtime
//修改时区 //f删除复现有的目标文件 //s 做象征制性的链接，而不是硬链接
# date -s ‘2016-12-14 11:45:00’ //设置时间
# clock -w //将时间写入CMOS
# cat /etc/sysconfig/clock //查看所属时区和是否使用UTC时间
备注： 时区需要修改 并且 需要修改CMOS
然后只是用date -s 修改时间的话重启系统后时间会还原

『柒』 linux修改时间

修改linux的系统时间的方法如下：

1、利用date命令设定系统的日期与时间，语法“date -s "年月橡销改日 时:分秒"”。在Linux中，可以利用date命令修改系统时间。date命斗腔令可以用来显示或设定系统的日期与时间。例如把date -s “2003-04-14 cst”，cst指时区，时间设定用date -s 18:10。

2、执行“hwclock --systohc”命令保存设置，关机重启。当我们进行完 Linux 时间的校时后，还需要以 hwclock 来更新 BIOS 的时间，因为每次重新启动的时梁判候，系统会重新由 BIOS 将时间读出来，所以， BIOS 才是重要的时间依据呐。

Linux系统时间有两种

日历时间。该值是自协调世界时(UTC)1970年1月1日00:00:00这个特定时间以来所经过的秒数累计值。基本数据类型用time_t保存。最后通过转换才能得到我们平时所看到的24小时制或者12小时间制的时间。

进程时间。也被称为CPU时间，用以度量进程使用的中央处理器资源。进程时间以时钟滴答计算。

『捌』 时间嘀嗒的设定原理和更改方法是什么

延时函数会涉及到系统滴答时钟，所以有必要介绍下系统滴答时钟的原理。系统里有一个计数变量OSTickCtr。系统滴答时钟是由滴答定时器产生的，其实也就是通过一个定时器来产生特定时间间隔的中断，每产生一个系统时钟中断这个森缺桐变量就自加1。而延时函数就是用这个OSTickCtr来产生延时的，比如OSTimeDly()函数在相对延时模式下延时20个时钟节拍，当前OSTickCtr=100，那么当OSTickCtr==120的时候延时结束。当然，通过与OSTickCtr挂钩来延时是不准确的，比如滴答定时器每5ms产生一个中断，然后OSTickCtr++。比如当前OSTickCtr==100开始延时，因为不知道过1毫秒还是4毫秒OSTickCtr会加到101。所以这个延时精度取决于系统心跳时扮辩钟的频率。
系统时钟是在os_cfg_app.h文件里面设置的，OS_CFG_TICK_RATE_HZ代表系统心跳的频率，注意这个是频率，此坦不是周期。本工程用的系统心跳频率为200HZ，也就是5ms一个心跳。
当程序调用OSTimeDly()或者OSTimeDlyHMSM()这两个延时函数时，系统会把当前任务挂起来，然后去运行别的任务，等到延时结束后程序才会回到当前任务运行。这个和不带系统的软件延时有点区别，不带系统的软件延时程序会卡在当前位置一直等待延时结束，但是带系统的延时函数在延时期间系统会去运行别的任务，而不会让系统傻傻地等啥都不干。

『玖』 为什么Linux CFS调度器没有带来惊艳的碾压效果| CSDN博文精选

任何领域，革命性的碾压式推陈出新并不是没有，但是概率极低，人们普遍的狂妄在于，总是认为自己所置身的环境正在发生着某种碾压式的变革，但其实，最终大概率不过是一场平庸。

作者 | dog250

责编 | 刘静

出品 | CSDN博客

但凡懂Linux内核的，都知道Linux内核的CFS进程调度算法，无论是从2.6.23将其初引入时的论文，还是各类源码分析，文章，以及Linux内核专门的图书，都给人这样一种感觉，即 CFS调度器是革命性的，它将彻底改变进程调度算法。 预期中，人们期待它会带来令人惊艳的效果。

然而这是错觉。

人们希望CFS速胜，但是分析来分析去， 却只是在某些方面比O(1)调度器稍微好一点点 。甚至在某些方面比不上古老的4.4BSD调度器。可是人们却依然对其趋之若鹜，特别是源码分析，汗牛塞屋！

为什么CFS对别的调度算法没有带来碾压的效果呢？

首先，在真实世界，碾压是不存在的，人与人，事与事既然被放在了同一个重量级梯队比较，其之间的差别没有想象的那么大，根本就不在谁碾压谁。不能被小说电视剧电影蒙蔽了，此外，徐晓冬大摆拳暴打雷雷也不算数，因为他们本就不是一个梯队。

任何领域，革命性的碾压式推陈出新并不是没有，但是概率极低，人们普遍的狂妄在于，总是认为自己所置身的环境正在发生着某种碾压式的变革，但其实，最终大概率不过是一场平庸。

最终就出现了角力，僵持。

其次，我们应该看到，CFS调度器声称它会给交互式进程带来福音，在这方面CFS确实比O(1)做得好，但是惊艳的效果来自于粉丝的认同。Linux系统交互进程本来就不多，Linux更多地被装在服务器，而在服务器看来，吞吐是要比交互响应更加重要的。

那么以交互为主的Android系统呢？我们知道，Android也是采用了CFS调度器，也有一些事BFS，为什么同样没有带来惊艳的效果呢？

我承认，2008年前后出现CFS时厅陆兆还没有Android，等到Android出现时，其采用的Linux内核已经默认了CFS调度器，我们看下Android版本，Linux内核版本以及发行时间的关系：

Linux内核在2.6.23就采用了CFS调度器。所以一个原因就是没有比较。Android系统上，CFS没有机会和O(1)做比较。

另悉槐外，即便回移一个O(1)调度器到Android系统去和CFS做AB，在我看来，CFS同样不会惊艳，原因很简单，Android系统几乎都是交互进程，却前台进程永远只有一个，你几乎感受不到进程的切换卡顿，换句话说，即便CFS对待交互式进程比O(1)好太多，你也感受不到，因为对于手机，平板而言，你切换 APP 的时间远远大于进程切换的时间粒度。

那么，CFS到底好在哪里？

简单点说，CFS的意义在于， 在一个混杂着大量计算型进程和IO交互进程的系统中，CFS调度器对待IO交扮租互进程要比O(1)调度器更加友善和公平 。理解这一点至关重要。

其实，CFS调度器的理念非常古老，就说在业界，CFS的思想早就被应用在了磁盘IO调度，数据包调度等领域，甚至最最古老的SRV3以及4.3BSD UNIX系统的进程调度中早就有了CFS的身影，可以说，Linux只是 使用CFS调度器 ，而不是 设计了CFS调度器 ！

就以4.3BSD调度器为例，我们看一下其调度原理。

4.3BSD采用了1秒抢占制，每间隔1秒，会对整个系统进程进行优先级排序，然后找到优先级最高的投入运行，非常简单的一个思想，现在看看它是如何计算优先级的。

首先，每一个进程j均拥有一个CPU滴答的度量值Cj，每一个时钟滴答，当前在运行的进程的CPU度量值C会递增：

当一个1秒的时间区间ii过去之后，Cj被重置，该进程jj的优先级采用下面的公式计算：

可以计算，在一个足够长的时间段内，两个进程运行的总时间比例，将和它们的Base_PrioBase_Prio优先级的比例相等。

4.3BSD的优先级公平调度是CPU滴答驱动的。

现在看Linux的CFS，CFS采用随时抢占制。每一个进程j均携带一个 虚拟时钟VCj ，每一个时钟滴答，当前进程k的VCk会重新计算，同时调度器选择VC最小的进程运行，计算方法非常简单：

可见， Linux的CFS简直就是4.3BSD进程调度的自驱无级变速版本！

如果你想了解CFS的精髓，上面的就是了。换成语言描述，CFS的精髓就是 “ n个进程的系统，任意长的时间周期TT，每一个进程运行T/n的时间！ ”

当然，在现实和实现中，会有80%的代码处理20%的剩余问题，比如如何奖励睡眠太久的进程等等，但是这些都不是精髓。

综上，我们总结了：

所以无论从概念还是从效果，Linux CFS调度器均没有带来令人眼前一亮的哇塞效果。但是还缺点什么。嗯，技术上的解释。

分析和解释任何一个机制之前，必然要先问，这个机制的目标是什么，它要解决什么问题，这样才有意义。而不能仅仅是明白了它是怎么工作的。

那么Linux CFS调度器被采用，它的目标是解决什么问题的呢？它肯定是针对O(1)算法的一个问题而被引入并取代O(1)，该问题也许并非什么臭名昭著，但是确实是一枚钉子，必须拔除。

O(1)调度器的本质问题在于 进程的优先级和进程可运行的时间片进行了强映射！

也就是说，给定一个进程优先级，就会计算出一个时间片与之对应，我们忽略奖惩相关的动态优先级，看一下原始O(1)算法中一个进程时间片的计算：

直观点显示：

针对上述问题，2.6内核的O(1)O(1)引入了双斜率来解决：

直观图示如下：

貌似问题解决了，但是如果单单揪住上图的某一个优先级子区间来看，还是会有问题，这就是相对优先级的问题。我们看到，高优先级的时间片是缓慢增减的，而低优先级的时间片却是陡然增减，同样都是相差同样优先级的进程，其优先级分布影响了它们的时间片分配。

本来是治瘸子，结果腿好了，但是胳臂坏了。

本质上来讲，这都源自于下面两个原因：

固定的优先级映射到固定的时间片。

相对优先级和绝对优先级混杂。

那么这个问题如何解决？

优先级和时间片本来就是两个概念，二者中间还得有个变量沟通才可以。优先级高只是说明该进程能运行的久一些，但是到底久多少，并不是仅仅优先级就能决定的，还要综合考虑，换句话距离来说，如果只有一个进程，那么即便它优先级再低，它也可以永久运行，如果系统中有很多的进程，即便再高优先级的进程也要让出一些时间给其它进程。

所以，考虑到系统中总体的进程情况，将优先级转换为权重，将时间片转换为份额，CFS就是了。最终的坐标系应该是 权重占比/时间片 坐标系而不是 权重(或者优先级)/时间片 。应该是这个平滑的样子：

看来，Linux CFS只是为了解决O(1)O(1)中一个 “静态优先级/时间片映射” 问题的，那么可想而知，它又能带来什么惊艳效果呢？这里还有个“但是”，这个O(1)O(1)调度器的问题其实在计算密集型的守护进程看来，并不是问题，反而是好事，毕竟高优先级进程可以 无条件持续运行很久而不切换 。这对于吞吐率的提高，cache利用都是有好处的。无非也就侵扰了交互进程呗，又有何妨。

当然，使用调优CFS的时候，难免也要遇到IO睡眠奖惩等剩余的事情去设计一些trick算法，这破费精力。

对了，还要设置你的内核为HZ1000哦，这样更能体现CFS的平滑性，就像它宣称的那样。我难以想象，出了Ubuntu，Suse等花哨的桌面发行版之外，还有哪个Linux需要打开HZ1000，服务器用HZ250不挺好吗？

关于调度的话题基本就说完了，但是在进入下一步固有的喷子环节之前，还有两点要强调：

在CPU核数越来越多的时代，人们更应该关心 把进程调度到哪里CPU核上 而不是 某个CPU核要运行哪个进程 。

单核时代一路走过来的Linux，发展迅猛，这无可厚非，但是成就一个操作系统内核的并不单单是技术，还有别的。这些当然程序员们很不爱听，程序员最烦非技术方面的东西了，程序员跟谁都比写代码，程序员特别喜欢喷领导不会写代码云云。

Linux在纯技术方面并不优秀，Linux总体上优秀的原因是因为有一群非代码不明志的程序员在让它变得越来越优秀，另一方面还要归功于开源和社区。Linux的学习门槛极低，如果一个公司能不费吹灰之力招聘到一个Linux程序员的话，那它干嘛还要费劲九牛二虎之力去招聘什么高端的BSD程序员呢？最终的结果就是，Linux用的人极多，想换也换不掉了。

但无论如何也没法弥补Linux内核上的一些原则性错误。

Linux内核还是以原始的主线为base，以讲Linux内核的书为例，经典的Robert Love的《Linux内核设计与实现》，以及《深入理解Linux内核》，在讲进程调度的时候，关于多核负载均衡的笔墨都是少之又少甚至没有，如此经典的著作把很多同好引向了那万劫不复的代码深渊。于是乎，铺天盖地的CFS源码分析纷至沓来。

但其实，抛开这么一个再普通不过的Linux内核，现代操作系统进入了多核时代，其核心正是在cache利用上的革新，带来的转变就是进程调度和内存管理的革新。review一下Linux内核源码，这些改变早就已经表现了出来。

可悲的是，关于Linux内核的经典书籍却再也没有更新，所有的从传统学校出来的喜欢看书学习的，依然是抱着10年前的大部头在啃。

http :// www. ece.ubc.ca/~sasha/papers/eurosys16-final29.pdf

浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。

作者：CSDN博主「dog250」，本文首发于作者CSDN博客https://blog.csdn.net/dog250/article/details/957298 30 。

【END】

『拾』 硬件时钟

有几个概率需虚基枯要了解

1.时间周期(Clock Cycle)的频率：晶体振荡器在1秒以内时钟周期的个数=1秒以内时钟脉冲的个数，Linux里面用

#define CLOCK_TICK_RATE 1193180 /* Underlying HZ */

单位为HZ

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锋桥周期才产生一次时钟中断。

3.时钟滴答的频率(HZ)：1秒以内产生时间滴答个数

HZ在arm和i386上定义为100，ALPHA和IA62为1024 ，IBM Power PC为1000

i386 1个时钟滴答时间为1000ms/100=10ms。

4.时钟滴答的时间间隔(tick)

long tick = （1000000 + HZ/2） / HZ; /* timer interrupt period */   单位为us ，tick=10ms，也可以通过HZ来计算

linux中#define TICK_SIZE= tick

1s=1,000,000us

（5）宏LATCH:Linux用宏LATCH来定义要写到PIT通道0的计数器中的值，它表示PIT将没隔多少个时钟周期产生一次时钟中断。

    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）

Linux为取整 #define LATCH=(CLOCK_TICK_RATE + HZ/2) / HZ。

时钟周期理解：时钟脉冲，电平从0到1（或者相反）。

CLOCK_TICK_RATE和HZ都是 频率 ：1秒以内时钟周期 频率 ，1秒以内时钟滴答 频率 。

TSC使用CPU频率，在现代计算机中CPU可能降频也可能超率，TSC时钟不准确。

顺序为HPET > APCI PMT>PIC>TSC

local cpu APIC只在单CPU场景上使用，如进程差洞调度时间.

参考：

http://www.dedecms.com/knowledge/servers/linux-bsd/2012/0913/14187.html