第七章 Linux内核的时钟中断 (下1)

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 < -tickadj)
time_adjust_step = -tickadj;

/* Reduce by this step the amount of time left */
time_adjust -= time_adjust_step;
}
xtime.tv_usec += tick + time_adjust_step;
/*
* Advance the phase, once it gets to one microsecond, then
* advance the tick more.
*/
time_phase += time_adj;
if (time_phase <= -FINEUSEC) {
long ltemp = -time_phase >> SHIFT_SCALE;
time_phase += ltemp << SHIFT_SCALE;
xtime.tv_usec -= ltemp;
}
else if (time_phase >= FINEUSEC) {
long ltemp = time_phase >> SHIFT_SCALE;
time_phase -= ltemp << SHIFT_SCALE;
xtime.tv_usec += ltemp;
}
}




7．6 内核定时器机制
Linux内核2.4版中去掉了老版本内核中的静态定时器机制，而只留下动态定时器。相应地在timer_bh()函数中也不再通过 run_old_timers()函数来运行老式的静态定时器。动态定时器与静态定时器这二个概念是相对于Linux内核定时器机制的可扩展功能而言的， 动态定时器是指内核的定时器队列是可以动态变化的，然而就定时器本身而言，二者并无本质的区别。考虑到静态定时器机制的能力有限，因此Linux内核 2.4版中完全去掉了以前的静态定时器机制。

7．6．1 Linux内核对定时器的描述
Linux在include/linux/timer.h头文件中定义了数据结构timer_list来描述一个内核定时器：
struct timer_list {
struct list_head list;
unsigned long expires;
unsigned long data;
void (*function)(unsigned long);
};
各数据成员的含义如下：
（1）双向链表元素list：用来将多个定时器连接成一条双向循环队列。
（2）expires：指定定时器到期的时间，这个时间被表示成自系统启动以来的时钟滴答计数（也即时钟节拍数）。当一个定时器的expires 值小于或等于jiffies变量时，我们就说这个定时器已经超时或到期了。在初始化一个定时器后，通常把它的expires域设置成当前expires变 量的当前值加上某个时间间隔值（以时钟滴答次数计）。
（3）函数指针function：指向一个可执行函数。当定时器到期时，内核就执行function所指定的函数。而data域则被内核用作function函数的调用参数。

内核函数init_timer()用来初始化一个定时器。实际上，这个初始化函数仅仅将结构中的list成员初始化为空。如下所示（include/linux/timer.h）：
static inline void init_timer(struct timer_list * timer)
{
timer->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(a,b) time_after(b,a)

#define time_after_eq(a,b) ((long)(a) - (long)(b) >= 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。而对 于那些256≤interval≤0xffffffff的定时器，由于他们离到期还有一段时间，因此内核并不关心他们，而是将它们以一种扩展的定时器向量 语义（或称为“松散的定时器向量语义”）进行组织。所谓“松散的定时器向量语义”就是指：各定时器的expires值可以互不相同的一个定时器队列。
具体的组织方案可以分为两大部分：
（1）对于内核最关心的、interval值在［0，255］之间的前256个定时器向量，内核是这样组织它们的：这256个定时器向量被组织在 一起组成一个定时器向量数组，并作为数据结构timer_vec_root的一部分，该数据结构定义在kernel/timer.c文件中，如下述代码段 所示：
/*
* Event timer code
*/
#define TVN_BITS 6
#define TVR_BITS 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 timer_vec {
int index;
struct list_head vec[TVN_SIZE];
};

struct timer_vec_root {
int index;
struct list_head vec[TVR_SIZE];
};

static struct timer_vec tv5;
static struct timer_vec tv4;
static struct timer_vec tv3;
static struct timer_vec tv2;
static struct timer_vec_root tv1;

static struct timer_vec * const tvecs[] = {
(struct timer_vec *)&tv1, &tv2, &tv3, &tv4, &tv5
};

#define NOOF_TVECS (sizeof(tvecs) / sizeof(tvecs[0]))
基于数据结构timer_vec_root，Linux定义了一个全局变量tv1，以表示内核所关心的前256个定时器向量。这样内核在处理是否 有到期定时器时，它就只从定时器向量数组tv1.vec［256］中的某个定时器向量内进行扫描。而tv1的index字段则指定当前正在扫描定时器向量 数组tv1.vec［256］中的哪一个定时器向量，也即该数组的索引，其初值为0，最大值为255（以256为模）。每个时钟节拍时index字段都会 加1。显然，index字段所指定的定时器向量tv1.vec［index］中包含了当前时钟节拍内已经到期的所有动态定时器。而定时器向量 tv1.vec［index＋k］则包含了接下来第k个时钟节拍时刻将到期的所有动态定时器。当index值又重新变为0时，就意味着内核已经扫描了 tv1变量中的所有256个定时器向量。在这种情况下就必须将那些以松散定时器向量语义来组织的定时器向量补充到tv1中来。
（2）而对于内核不关心的、interval值在［0xff，0xffffffff］之间的定时器，它们的到期紧迫程度也随其interval 值的不同而不同。显然interval值越小，定时器紧迫程度也越高。因此在将它们以松散定时器向量进行组织时也应该区别对待。通常，定时器的 interval值越小，它所处的定时器向量的松散度也就越低（也即向量中的各定时器的expires值相差越小）；而interval值越大，它所处的 定时器向量的松散度也就越大（也即向量中的各定时器的expires值相差越大）。
内核规定，对于那些满足条件：0x100≤interval≤0x3fff的定时器，只要表达式（interval>>8）具有相 同值的定时器都将被组织在同一个松散定时器向量中。因此，为组织所有满足条件0x100≤interval≤0x3fff的定时器，就需要26＝64个松 散定时器向量。同样地，为方便起见，这64个松散定时器向量也放在一起形成数组，并作为数据结构timer_vec的一部分。基于数据结构 timer_vec，Linux定义了全局变量tv2，来表示这64条松散定时器向量。如上述代码段所示。
对于那些满足条件0x4000≤interval≤0xfffff的定时器，只要表达式（interval>>8＋6）的值相同的 定时器都将被放在同一个松散定时器向量中。同样，要组织所有满足条件0x4000≤interval≤0xfffff的定时器，也需要26＝64个松散定 时器向量。类似地，这64个松散定时器向量也可以用一个timer_vec结构来描述，相应地Linux定义了tv3全局变量来表示这64个松散定时器向 量。
对于那些满足条件0x100000≤interval≤0x3ffffff的定时器，只要表达式（interval>>8＋6＋ 6）的值相同的定时器都将被放在同一个松散定时器向量中。同样，要组织所有满足条件0x100000≤interval≤0x3ffffff的定时器，也 需要26＝64个松散定时器向量。类似地，这64个松散定时器向量也可以用一个timer_vec结构来描述，相应地Linux定义了tv4全局变量来表 示这64个松散定时器向量。
对于那些满足条件0x4000000≤interval≤0xffffffff的定时器，只要表达式（interval>>8＋6 ＋6＋6）的值相同的定时器都将被放在同一个松散定时器向量中。同样，要组织所有满足条件0x4000000≤interval≤0xffffffff的 定时器，也需要26＝64个松散定时器向量。类似地，这64个松散定时器向量也可以用一个timer_vec结构来描述，相应地Linux定义了tv5全 局变量来表示这64个松散定时器向量。

最后，为了引用方便，Linux定义了一个指针数组tvecs［］，来分别指向tv1、tv2、…、tv5结构变量。如上述代码所示。
整个内核定时器机制的总体结构如下图7－8所示：

7．6．3 内核动态定时器机制的实现
在内核动态定时器机制的实现中，有三个操作时非常重要的：（1）将一个定时器插入到它应该所处的定时器向量中。（2）定时器的迁移，也即将一个定时器从它原来所处的定时器向量迁移到另一个定时器向量中。（3）扫描并执行当前已经到期的定时器。

7．6．3．1 动态定时器机制的初始化
函数init_timervecs()实现对动态定时器机制的初始化。该函数仅被sched_init()初始化例程所调用。动态定时器机制初始 化过程的主要任务就是将tv1、tv2、…、tv5这5个结构变量中的定时器向量指针数组vec［］初始化为NULL。如下所示 （kernel/timer.c）：
void init_timervecs (void)
{
int i;

for (i = 0; i < TVN_SIZE; i++) {
INIT_LIST_HEAD(tv5.vec + i);
INIT_LIST_HEAD(tv4.vec + i);
INIT_LIST_HEAD(tv3.vec + i);
INIT_LIST_HEAD(tv2.vec + i);
}
for (i = 0; i < TVR_SIZE; i++)
INIT_LIST_HEAD(tv1.vec + i);
}
上述函数中的宏TVN_SIZE是指timer_vec结构类型中的定时器向量指针数组vec［］的大小，值为64。宏TVR_SIZE是指timer_vec_root结构类型中的定时器向量数组vec［］的大小，值为256。

7．6．3．2 动态定时器的时钟滴答基准timer_jiffies
由于动态定时器是在时钟中断的Bottom Half中被执行的，而从TIMER_BH向量被激活到其timer_bh()函数真正执行这段时间内可能会有几次时钟中断发生。因此内核必须记住上一次 运行定时器机制是什么时候，也即内核必须保存上一次运行定时器机制时的jiffies值。为此，Linux在kernel/timer.c文件中定义了全 局变量timer_jiffies来表示上一次运行定时器机制时的jiffies值。该变量的定义如下所示：
static unsigned long timer_jiffies;

7．6．3．3 对内核动态定时器链表的保护
由于内核动态定时器链表是一种系统全局共享资源，为了实现对它的互斥访问，Linux定义了专门的自旋锁timerlist_lock来保护。任 何想要访问动态定时器链表的代码段都首先必须先持有该自旋锁，并且在访问结束后释放该自旋锁。其定义如下（kernel/timer.c）：
/* Initialize both explicitly - let's try to have them in the same cache line */
spinlock_t timerlist_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

7．6．3．4 将一个定时器插入到链表中
函数add_timer()用来将参数timer指针所指向的定时器插入到一个合适的定时器链表中。它首先调用timer_pending()函 数判断所指定的定时器是否已经位于在某个定时器向量中等待执行。如果是，则不进行任何操作，只是打印一条内核告警信息就返回了；如果不是，则调用 internal_add_timer()函数完成实际的插入操作。其源码如下（kernel/timer.c）：
void add_timer(struct timer_list *timer)
{
unsigned long flags;

spin_lock_irqsave(&timerlist_lock, flags);
if (timer_pending(timer))
goto bug;
internal_add_timer(timer);
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
return;
bug:
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
printk("bug: kernel timer added twice at %p.\n",
__builtin_return_address(0));
}

函数internal_add_timer()用于将一个不处于任何定时器向量中的定时器插入到它应该所处的定时器向量中去（根据定时器的expires值来决定）。如下所示（kernel/timer.c）：
static inline void internal_add_timer(struct timer_list *timer)
{
/*
* must be cli-ed when calling this
*/
unsigned long expires = timer->expires;
unsigned long idx = expires - timer_jiffies;
struct list_head * vec;

if (idx < TVR_SIZE) {
int i = expires & TVR_MASK;
vec = tv1.vec + i;
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + TVN_BITS)) {
int i = (expires >> TVR_BITS) & TVN_MASK;
vec = tv2.vec + i;
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + 2 * TVN_BITS)) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + TVN_BITS)) & TVN_MASK;
vec = tv3.vec + i;
} else if (idx < 1 << (TVR_BITS + 3 * TVN_BITS)) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + 2 * TVN_BITS)) & TVN_MASK;
vec = tv4.vec + i;
} else if ((signed long) idx < 0) {
/* can happen if you add a timer with expires == jiffies,
* or you set a timer to go off in the past
*/
vec = tv1.vec + tv1.index;
} else if (idx <= 0xffffffffUL) {
int i = (expires >> (TVR_BITS + 3 * TVN_BITS)) & TVN_MASK;
vec = tv5.vec + i;
} else {
/* Can only get here on architectures with 64-bit jiffies */
INIT_LIST_HEAD(&timer->list);
return;
}
/*
* Timers are FIFO!
*/
list_add(&timer->list, vec->prev);
}
对该函数的注释如下：
（1）首先，计算定时器的expires值与timer_jiffies的插值（注意！这里应该使用动态定时器自己的时间基准），这个差值就表示这个定时器相对于上一次运行定时器机制的那个时刻还需要多长时间间隔才到期。局部变量idx保存这个差值。
（2）根据idx的值确定这个定时器应被插入到哪一个定时器向量中。其具体的确定方法我们在7.6.2节已经说过了，这里不再详述。最后，定时器向量的头部指针vec表示这个定时器应该所处的定时器向量链表头部。
（3）最后，调用list_add()函数将定时器插入到vec指针所指向的定时器队列的尾部。

7．6．3．5 修改一个定时器的expires值
当一个定时器已经被插入到内核动态定时器链表中后，我们还可以修改该定时器的expires值。函数mod_timer()实现这一点。如下所示（kernel/timer.c）：
int mod_timer(struct timer_list *timer, unsigned long expires)
{
int ret;
unsigned long flags;

spin_lock_irqsave(&timerlist_lock, flags);
timer->expires = expires;
ret = detach_timer(timer);
internal_add_timer(timer);
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
return ret;
}
该函数首先根据参数expires值更新定时器的expires成员。然后调用detach_timer()函数将该定时器从它原来所属的链表中删除。最后调用internal_add_timer()函数将该定时器根据它新的expires值重新插入到相应的链表中。

函数detach_timer()首先调用timer_pending()来判断指定的定时器是否已经处于某个链表中，如果定时器原来就不处于任 何链表中，则detach_timer()函数什么也不做，直接返回0值，表示失败。否则，就调用list_del()函数将定时器从它原来所处的链表中 摘除。如下所示（kernel/timer.c）：
static inline int detach_timer (struct timer_list *timer)
{
if (!timer_pending(timer))
return 0;
list_del(&timer->list);
return 1;
}

7．6．3．6 删除一个定时器
函数del_timer()用来将一个定时器从相应的内核定时器队列中删除。该函数实际上是对detach_timer()函数的高层封装。如下所示（kernel/timer.c）：
int del_timer(struct timer_list * timer)
{
int ret;
unsigned long flags;

spin_lock_irqsave(&timerlist_lock, flags);
ret = detach_timer(timer);
timer->list.next = timer->list.prev = NULL;
spin_unlock_irqrestore(&timerlist_lock, flags);
return ret;
}

7．6．3．7 定时器迁移操作
由于一个定时器的interval值会随着时间的不断流逝（即jiffies值的不断增大）而不断变小，因此那些原本到期紧迫程度较低的定时器会 随着jiffies值的不断增大而成为既将马上到期的定时器。比如定时器向量tv2.vec[0]中的定时器在经过256个时钟滴答后会成为未来256个 时钟滴答内会到期的定时器。因此，定时器在内核动态定时器链表中的位置也应相应地随着改变。改变的规则是：当tv1.index重新变为0时（意味着 tv1中的256个定时器向量都已被内核扫描一遍了，从而使tv1中的256个定时器向量变为空），则用tv2.vec［index］定时器向量中的定时 器去填充tv1，同时使tv2.index加1（它以64为模）。当tv2.index重新变为0（意味着tv2中的64个定时器向量都已经被全部填充到 tv1中去了，从而使得tv2变为空），则用tv3.vec［index］定时器向量中的定时器去填充tv2。如此一直类推下去，直到tv5。
函数cascade_timers()完成这种定时器迁移操作，该函数只有一个timer_vec结构类型指针的参数tv。这个函数将把定时器 向量tv->vec［tv->index］中的所有定时器重新填充到上一层定时器向量中去。如下所示（kernel/timer.c）：
static inline void cascade_timers(struct timer_vec *tv)
{
/* cascade all the timers from tv up one level */
struct list_head *head, *curr, *next;

head = tv->vec + tv->index;
curr = head->next;
/*
* We are removing _all_ timers from the list, so we don't have to
* detach them individually, just clear the list afterwards.
*/
while (curr != head) {
struct timer_list *tmp;

tmp = list_entry(curr, struct timer_list, list);
next = curr->next;
list_del(curr); // not needed
internal_add_timer(tmp);
curr = next;
}
INIT_LIST_HEAD(head);
tv->index = (tv->index + 1) & TVN_MASK;
}
对该函数的注释如下：
（1）首先，用指针head指向定时器头部向量头部的list_head结构。指针curr指向定时器向量中的第一个定时器。
（2）然后，用一个while{}循环来遍历定时器向量tv->vec［tv->index］。由于定时器向量是一个双向循环队列， 因此循环的终止条件是curr=head。对于每一个被扫描的定时器，循环体都先调用list_del()函数将当前定时器从链表中摘除，然后调用 internal_add_timer()函数重新确定该定时器应该被放到哪个定时器向量中去。
（3）当从while{}循环退出后，定时器向量tv->vec［tv->index］中所有的定时器都已被迁移到其它地方（到它 们该呆的地方：－），因此它本身就成为一个空队列。这里我们显示地调用INIT_LIST_HEAD()宏来将定时器向量的表头结构初始化为空。
（4）最后，将tv->index值加1，当然它是以64为模。

7．6．4．8 扫描并执行当前已经到期的定时器
函数run_timer_list()完成这个功能。如前所述，该函数是被timer_bh()函数所调用的，因此内核定时器是在时钟中断的 Bottom Half中被执行的。记住这一点非常重要。全局变量timer_jiffies表示了内核上一次执行run_timer_list()函数的时间，因此 jiffies与timer_jiffies的差值就表示了自从上一次处理定时器以来，期间一共发生了多少次时钟中断，显然run_timer_list ()函数必须为期间所发生的每一次时钟中断补上定时器服务。该函数的源码如下（kernel/timer.c）：
static inline void run_timer_list(void)
{
spin_lock_irq(&timerlist_lock);
while ((long)(jiffies - timer_jiffies) >= 0) {
struct list_head *head, *curr;
if (!tv1.index) {
int n = 1;
do {
cascade_timers(tvecs[n]);
} while (tvecs[n]->index == 1 && ++n < NOOF_TVECS);
}
repeat:
head = tv1.vec + tv1.index;
curr = head->next;
if (curr != head) {
struct timer_list *timer;
void (*fn)(unsigned long);
unsigned long data;

timer = list_entry(curr, struct timer_list, list);
fn = timer->function;
data= timer->data;

detach_timer(timer);
timer->list.next = timer->list.prev = NULL;
timer_enter(timer);
spin_unlock_irq(&timerlist_lock);
fn(data);
spin_lock_irq(&timerlist_lock);
timer_exit();
goto repeat;
}
++timer_jiffies;
tv1.index = (tv1.index + 1) & TVR_MASK;
}
spin_unlock_irq(&timerlist_lock);
}
函数run_timer_list()的执行过程主要就是用一个大while{}循环来为时钟中断执行定时器服务，每一次循环服务一次时钟中断。因此一共要执行（jiffies－timer_jiffies＋1）次循环。循环体所执行的服务步骤如下：
（1）首先，判断tv1.index是否为0，如果为0则需要从tv2中补充定时器到tv1中来。但tv2也可能为空而需要从tv3中补充定时 器，因此用一个do{}while循环来调用cascade_timer()函数来依次视需要从tv2中补充tv1，从tv3中补充tv2、…、从tv5 中补充tv4。显然如果tvi.index=0（2≤i≤5），则对于tvi执行cascade_timers()函数后，tvi.index肯定为1。 反过来讲，如果对tvi执行过cascade_timers()函数后tvi.index不等于1，那么可以肯定在未对tvi执行 cascade_timers()函数之前，tvi.index值肯定不为0，因此这时tvi不需要从tv(i+1)中补充定时器，这时就可以终止do {}while循环。
（2）接下来，就要执行定时器向量tv1.vec［tv1.index］中的所有到期定时器。因此这里用一个goto repeat循环从头到尾依次扫描整个定时器对列。由于在执行定时器的关联函数时并不需要关CPU中断，所以在用detach_timer()函数将当前 定时器从对列中摘除后，就可以调用spin_unlock_irq()函数进行解锁和开中断，然后在执行完当前定时器的关联函数后重新用 spin_lock_irq（）函数加锁和关中断。
（3）当执行完定时器向量tv1.vec[tv1.index]中的所有到期定时器后，tv1.vec［tv1.index］应该是个空队列。至此这一次定时器服务也就宣告结束。
（4）最后，将timer_jiffies值加1，将tv1.index值加1，当然它的模是256。然后，回到while循环开始下一次定时器服务。

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