計算機操作系統(tǒng)（第二版）課件：中斷和時鐘

中斷和時鐘1.中斷的基本概念中斷是指計算機運行過程中，出現(xiàn)某些意外情況需主機干預(yù)時，機器能自動暫停正在運行的程序并轉(zhuǎn)入處理新情況的程序，處理完畢后又返回原被暫停的程序繼續(xù)運行。程序運行過程中，如果系統(tǒng)外部、系統(tǒng)內(nèi)部或者當前運行程序本身出現(xiàn)緊急事件，處理機將立即暫停當前程序的運行，自動轉(zhuǎn)入相應(yīng)的處理程序(中斷服務(wù)程序)，待處理完后，再返回原來的程序運行，這整個過程稱為程序中斷。2.現(xiàn)代計算機中采用中斷系統(tǒng)的主要目的①提高計算機系統(tǒng)效率②維持系統(tǒng)可靠正常工作③滿足實時處理要求④提供故障現(xiàn)場處理手段3.中斷的分類中斷會改變處理器執(zhí)行指令的順序，通常與CPU芯片內(nèi)部或外部硬件電路產(chǎn)生的電信號相對應(yīng)。中斷可以分為中斷和異常兩類：中斷一般是異步的，由硬件隨機產(chǎn)生，在程序執(zhí)行的任何時候可能出現(xiàn)；異常一般是同步的，在（特殊的或出錯的）指令執(zhí)行時由CPU控制單元產(chǎn)生。在Intel系列CPU中把中斷和異常分為以下幾類：（1）中斷

（2）異常（1）中斷又進一步分為可屏蔽中斷和非屏蔽中斷：①可屏蔽中斷：可由程序控制其屏蔽性的中斷稱為可屏蔽中斷，處于屏蔽狀態(tài)時，處理機將忽略該中斷信號。I/O設(shè)備發(fā)出的所有中斷請求都屬于可屏蔽中斷。②非屏蔽中斷：與可屏蔽中斷相對應(yīng)，不能由程序控制其屏蔽性，處理機一定要立即處理的中斷稱為非屏蔽中斷或不可屏蔽中斷。非屏蔽中斷數(shù)量較少，通常是由一些緊急事件引發(fā)的中斷，如斷電、電源故障等情況，需要處理器立即處理。（2）異常：異常又可進一步分為以下幾類：1）處理器探測異常：當處理器執(zhí)行指令時探測到的一個反常條件所產(chǎn)生的異常?？梢赃M一步分為三類，這取決于處理器控制單元產(chǎn)生異常時保存在內(nèi)核態(tài)堆棧eip寄存器中的值。①故障：保存在eip中的值是引起故障的指令地址，因此，當異常處理程序終止時，那條指令會被重新執(zhí)行。②陷阱：保存在eip中的值是一個隨后要執(zhí)行的指令地址。只有當沒有必要重新執(zhí)行已終止的指令時，才觸發(fā)陷阱。陷阱的主要用途是為了調(diào)試程序。在這種情況下，中斷信號的作用是通知調(diào)試程序一條特殊指令已被執(zhí)行（例如到了一個程序內(nèi)的斷點）。一旦用戶檢查到調(diào)試程序所提供的數(shù)據(jù)，它就可能要求被調(diào)試程序從下一條執(zhí)行重新開始執(zhí)行。③異常中止：發(fā)生一個嚴重的錯誤，控制單元出了問題，不能在eip寄存器中保存引起異常的指令所在的確切位置。異常中止用于報告嚴重的錯誤，如硬件故障或系統(tǒng)表中無效的值或不一致的值。由控制單元發(fā)生的這個中斷信號是緊急信號，用來把控制權(quán)切換到相應(yīng)的異常中止處理程序，這個異常中止處理程序除了強制受影響的進程終止外，沒有別的選擇。（2）異常：異常又可進一步分為以下幾類：2）編程異常由編程者發(fā)出請求產(chǎn)生的異常。是由int或int3指令觸發(fā)的；當into(檢查溢出)和bound(檢查地址出界)指令檢查的條件不為真時，也引起編程異常?？刂茊卧丫幊坍惓Ｗ鳛橄葳鍋硖幚?。編程異常通常也叫做軟中斷。這樣的異常有兩種常用的用途：執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用及給調(diào)試程序通報一個特定的事件。4.中斷向量為了方便異常和中斷的處理，系統(tǒng)為每個異常和中斷都賦予了一個唯一的標識號，稱為向量（vector），將其用作中斷描述符表IDT（InterruptDescriptorTable）中的一個索引號，以快速定位一個異?；蛑袛嗟奶幚沓绦虻娜肟诘刂?。系統(tǒng)允許的向量號范圍是0～255，其中0～31保留用作80x86處理器定義的異常和中斷，32～255用于用戶定義的中斷。這些中斷通常用于外部I/O設(shè)備，使得這些設(shè)備可以通過外部硬件中斷機制向處理器發(fā)送中斷。表2-3以linux系統(tǒng)為例，給出了為80x86定義的異常和非屏蔽中斷分配的向量。向量范圍用途0~19(0x0~0x13)非屏蔽中斷和異常20~31(0x14~0x1f)Intel保留32~127(0x20~0x7f)外部中斷（IRQ）128(0x80)用于系統(tǒng)調(diào)用的可編程異常（參見第十章）129~238(0x81~0xee)外部中斷（IRQ）239(0xef)本地APIC時鐘中斷（參見第六章）240(0xf0)本地APIC高溫中斷（在Pentium4模型中引入）241~250(0xf0~0xfa)由Linux留作將來使用251~253(0xfb~0xff)處理器間中斷（參見本章后面“處理器間中斷處理”一節(jié)）254(0xfe)本地APIC錯誤中斷（當本地APIC檢測到一個錯誤條件是產(chǎn)生）255(0xff)本地APIC偽中斷（CPU屏蔽某個中斷時產(chǎn)生）表2-4給出了中斷請求與硬件設(shè)備的對應(yīng)表。IRQINT硬件設(shè)備032時鐘133鍵盤234PIC級聯(lián)335第二串口436第一串口638軟盤840系統(tǒng)時鐘1042網(wǎng)絡(luò)端口1143USB端口、聲卡1244PS/2鼠標1345數(shù)學(xué)協(xié)處理器1446EIDE磁盤控制器的一級鏈接1547EIDE磁盤控制器的二級鏈接5.中斷描述符表（InterruptDescriptorTable，IDT）中斷描述符表（實模式中稱為中斷向量表）的作用是將每個異?；蛑袛嘞蛄糠謩e與它們的處理程序聯(lián)系起來。由于系統(tǒng)中最多只有256個中斷或異常向量，因此IDT中的描述符個數(shù)不會超出256個，不過IDT中所有空描述符項應(yīng)該設(shè)置其存在位（標志）為0。、在實地址模式中，CPU把內(nèi)存的從0開始的1K字節(jié)用于存放中斷向量表，表中每個表項占四個字節(jié)，由兩個字節(jié)的段地址和兩個字節(jié)的偏移量組成，這樣構(gòu)成的地址便是相應(yīng)中斷處理程序的入口地址。但是，在保護模式下，中斷處理程序入口地址的偏移量需要4個字節(jié)，另外還要有反映模式切換的信息，因此表項長度擴展為8個字節(jié)，此時中斷向量表也改稱為中斷描述符表IDT，其中的每個表項叫做一個門描述符（gatedescriptor），“門”的含義是當中斷發(fā)生時必須先通過這些門，然后才能進入相應(yīng)的處理程序。保護模式下IDT可以駐留在內(nèi)存空間的任何地方，處理器使用IDTR寄存器來定位IDT的位置，該寄存器是一個48位的寄存器，其低16位保存中斷描述符表的大小，高32位保存IDT的基址。由于每個描述符的長度是8字節(jié)，因此IDT的基地址應(yīng)對齊在8字節(jié)邊界上以提高訪問效率。限長值是以字節(jié)為單位的IDT的長度。與IDTR寄存器相關(guān)的指令有LIDT和SIDT。LIDT指令用于把內(nèi)存中的IDT的限長值和基地址加載到IDTR寄存器中，該指令僅能由當前特權(quán)級CPL是0的代碼執(zhí)行，通常在操作系統(tǒng)初始創(chuàng)建IDT時執(zhí)行。SIDT指令用于把IDTR中的基地址和限長值復(fù)制到內(nèi)存中，該指令可在任何特權(quán)級上執(zhí)行。下面介紹保護模式下主要的門描述符：介紹保護模式下主要的門描述符：（1）中斷門（Interruptgate）中斷門的類型碼為110，其中包含了一個中斷或異常處理程序所在段的選擇符和段內(nèi)偏移量，如圖2-7上所示。當控制權(quán)通過中斷門進入中斷處理程序時，處理器清除IF標志，即關(guān)中斷，以避免嵌套中斷的發(fā)生。中斷門中的DPL（DescriptorPrivilegeLevel）為0，因此，用戶態(tài)的進程不能訪問中斷門。所有的中斷處理程序都由中斷門激活，并全部限制在內(nèi)核態(tài)中執(zhí)行。（2）陷阱門（Trapgate）陷阱門的類型碼為111，與中斷門類似，兩者唯一的區(qū)別是，控制權(quán)通過陷阱門進入處理程序時維持IF標志位不變，即不關(guān)中斷，其結(jié)構(gòu)如圖2-7中所示。（3）系統(tǒng)門（Systemgate）這是Linux內(nèi)核特別設(shè)置的，用來讓用戶態(tài)的進程訪問陷阱門，因此，其門描述符的DPL為3。通過系統(tǒng)門來激活4個Linux異常處理程序，它們的向量是3、4、5及128，即在用戶態(tài)下可以執(zhí)行int3、into、bound及int0x80四條匯編指令。其結(jié)構(gòu)如圖2-7下所示。6.傳統(tǒng)的中斷控制器：8259A傳統(tǒng)的中斷控制器使用兩片8259A以“級聯(lián)”的方式連接在一起，如圖2-8所示。每個芯片可以處理最多8個不同的IRQ線，為了增加IRQ線，使用2個8259A芯片以級聯(lián)的方式進行鏈接，從8259的輸出引角連接主8259的IRQ輸入引腳，因此，一共可以處理最多15個不同的IRQ線。圖2-8基于8259的中斷控制器簡要說明下CPU的中斷處理過程假設(shè)內(nèi)核已完成初始化，CPU在保護模式下運行。當CPU正常執(zhí)行完一條指令后，cs和eip這對寄存器包含了下一條將要執(zhí)行的指令的邏輯地址。在執(zhí)行這條指令之前，CPU控制單元會檢查在運行前一條指令時是否發(fā)生了一個中斷或者異常。如果確定發(fā)生了一個中斷或異常，那么CPU控制單元將依次執(zhí)行下列操作：（1）確定與中斷或者異常關(guān)聯(lián)的向量i（0~255）；（2）讀idtr寄存器指向的IDT表中的第i項；（3）從gdtr寄存器獲得GDT的基地址，并查找GDT，以讀取IDT表項中的段選擇符所標識的段描述符；（4）確定中斷是由授權(quán)的發(fā)生源發(fā)出的：（5）檢查是否發(fā)生了特權(quán)級的變化，一般指是否由用戶態(tài)陷入了內(nèi)核態(tài)，如果是，則控制單元必須開始使用與新的特權(quán)級相關(guān)的堆棧：讀tr寄存器，訪問運行進程的tss段，找到與新特權(quán)級相關(guān)的棧段和棧指針的值；然后用這些值裝載CPU的ss和esp寄存器；最后在新的棧中保存ss和esp以前的值，這些值指明了與舊特權(quán)級相關(guān)的棧的地址。（6）若發(fā)生的是故障，用引起異常的指令地址修改cs和eip寄存器的值，以使得這條指令在異常處理結(jié)束后能被再次執(zhí)行；（7）在棧中保存eflags、cs和eip的內(nèi)容；（8）如果異常產(chǎn)生一個硬件出錯碼，則將它保存在棧中；（9）裝載cs和eip寄存器，其值分別是IDT表中第i項門描述符的段選擇符和偏移量字段。這對寄存器值給出中斷或者異常處理程序的第一條指令的地址。之后CPU就將去執(zhí)行中斷或異常處理程序了。當中斷或異常處理程序執(zhí)行完成后，相應(yīng)的處理程序會執(zhí)行一條iret匯編指令，實現(xiàn)從中斷或異常的返回。iret指令將完成如下工作：（1）用保存在棧中的值裝載cs、eip和eflags寄存器。如果一個硬件出錯碼曾被壓入棧中，那么彈出這個硬件出錯碼；（2）檢查處理程序的特權(quán)級是否等于cs中最低兩位的值(即判斷進程在被中斷時是否運行在內(nèi)核態(tài))。若是，iret終止執(zhí)行；否則，轉(zhuǎn)入（3）；（3）從棧中裝載ss和esp寄存器，即返回到與舊特權(quán)級相關(guān)的棧；（4）檢查ds、es、fs和gs段寄存器的內(nèi)容，如果其中一個寄存器包含的選擇符是一個段描述符，并且特權(quán)級比當前特權(quán)級高，則清除相應(yīng)的寄存器，以防止懷有惡意的用戶程序利用這些寄存器訪問內(nèi)核空間。中斷舉例，如圖2-9。分析A,B,C,D在互相搶占上的關(guān)系假設(shè):2個interrupt，記為A和B2個process，記為C和D1、假設(shè)某個時刻C占用CPU運行，此時A中斷發(fā)生，C被A搶占，A得以在CPU上執(zhí)行。由于Linux不為中斷處理程序設(shè)置獨立堆棧，A只能使用C的kernelstack作為自己的運行棧。2、無論如何，Linux的interruptA絕對不會被某個進程C或者D搶占！這是由于所有已經(jīng)啟動的interrupt，不管是interrupt之間切換，還是在某個interrupt中執(zhí)行代碼的過程，決不可能插入scheduler調(diào)度例程的調(diào)用。除非interrupt主動或者被動阻塞進入睡眠，喚起scheduler，但這是必須避免的，危險性見第3點說明。3、關(guān)于第2點的解釋：首先，interrupt沒有堆棧，A中斷是“借”了C的堆棧運行的，若允許A“阻塞”或“睡眠”，則C將被迫阻塞或睡眠，僅當A被“喚醒”C才被喚醒；而“喚醒”后，A將按照C在就緒隊列中的順序被調(diào)度。這既損害了A的利益也污染了C的kernelstack。其次，如果interruptA由于阻塞或是其他原因睡眠，外界對系統(tǒng)的響應(yīng)能力將變得不可忍受4、那么interruptA和B的關(guān)系又如何呢？由于可能在中斷的某個步驟打開了CPU的IFflag標志，這使得在A過程中，B的irqline已經(jīng)觸發(fā)了PIC，進而觸發(fā)了CPUIRQpin，使得CPU執(zhí)行中斷B，這是中斷上下文的嵌套過程。5、通常Linux不對不同的interrupt設(shè)置優(yōu)先級，這種任意的嵌套是允許的圖2-9中斷舉例2.3.2系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）系統(tǒng)調(diào)用概念系統(tǒng)功能調(diào)用是用戶在程序一級請求操作系統(tǒng)服務(wù)的一種手段，它是帶有一定功能號的“訪管指令”。其功能是由操作系統(tǒng)中的程序完成的。INT指令Dos：INT21HLinux：INT80Htrap指令┇fork()┇在應(yīng)用程序中調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用fork(){┇int0x80┇}在libc庫中的封裝例程用戶態(tài)system_call:┇sys_fork()

┇ret_from_sys_calliretsys_fork(){┇}內(nèi)核態(tài)系統(tǒng)調(diào)用處理程序系統(tǒng)調(diào)用服務(wù)例程2.系統(tǒng)調(diào)用執(zhí)行流程系統(tǒng)調(diào)用與API有什么區(qū)別？2.3.2

系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）4.系統(tǒng)調(diào)用號（以Linux/openEuler為例）操作系統(tǒng)為每個系統(tǒng)調(diào)用都賦予一個唯一的系統(tǒng)調(diào)用號比如Linux

4.12中：系統(tǒng)調(diào)用號系統(tǒng)調(diào)用名0Read1Write2Open3Close60exit2.3.2

系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）2.3.2系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）5.系統(tǒng)調(diào)用服務(wù)例程與系統(tǒng)調(diào)用入口表①系統(tǒng)調(diào)用服務(wù)例程：完成某個系統(tǒng)調(diào)用功能的內(nèi)核函數(shù)②系統(tǒng)調(diào)用入口表：記錄了內(nèi)核中所有已注冊過的系統(tǒng)調(diào)用，是系統(tǒng)調(diào)用的跳轉(zhuǎn)表。③Linux系統(tǒng)調(diào)用表保存在linux-4.12/arch/x86/entyr/syscalls/syscall_32.tbl或syscall_64.tbl中

<number><abi><name><entrypoint>3.系統(tǒng)調(diào)用處理程序：

system_call()

int$0x80異常的處理程序，是所有系統(tǒng)調(diào)用的入口點內(nèi)核初始化時調(diào)用trap_init()函數(shù)：設(shè)置中斷描述符相應(yīng)字段

2.3.2系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）3.系統(tǒng)調(diào)用處理程序：

system_call()

segmentselector：內(nèi)核代碼段__KERNEL_CS的段選擇符

offset：指向system_call()異常處理程序的入口地址

type：置為15，表示該異常是一個陷阱，相應(yīng)處理程序不禁止可屏蔽中斷

DPL(特權(quán)級)：置為3，允許用戶程序中執(zhí)行int$0x80存放系統(tǒng)調(diào)用號主要工作：pushl%eax宏SAVE_ALL保護現(xiàn)場；正確性檢查；依eax中所包含的系統(tǒng)調(diào)用號，調(diào)用其對應(yīng)的服務(wù)例程；系統(tǒng)服務(wù)例程結(jié)束時，通過宏RESTORE_ALL恢復(fù)寄存器；通過iret指令返回。call*SYMBOL_NAME(sys_call_table)(0,%eax,4)#defineSAVE_ALL\cld;\pushl%es;\pushl%ds;\pushl%eax;\pushl%ebp;\pushl%edi;\pushl%esi;\pushl%edx;\pushl%ecx;\pushl%ebx;\movl$(__KERNEL_DS),%edx;\movl%edx,%ds;\movl%edx,%es;3.系統(tǒng)調(diào)用處理程序：

system_call()2.3.2系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）ENTRY(system_call) pushl%eax //保存EAX寄存器的內(nèi)容

SAVE_ALL//保存各通用寄存器的內(nèi)容

GET_CURRENT(%ebx)//獲取調(diào)用進程的task_struct結(jié)構(gòu)的指針 ┇cmpl$(NR_syscalls),%eax//檢測系統(tǒng)調(diào)用是否合法系統(tǒng)調(diào)用。

jaebadsys//如果該系統(tǒng)調(diào)用號越界則跳轉(zhuǎn)到標號badsys處

testb$0x20,flags(%ebx) //檢測是否設(shè)置了PF_TRACESYS標志

jnetracesys//如果設(shè)置了PF_TRACESYS標志則跳轉(zhuǎn)到標號tracesys處

call*SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4)//執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用服務(wù)例程

movl%eax,EAX(%esp) //系統(tǒng)調(diào)用返回值進棧保存。ret_from_sys_call://系統(tǒng)調(diào)用返回system_call()的源代碼：2.3.2

系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）4.系統(tǒng)調(diào)用參數(shù)傳遞寄存器傳遞：eax：系統(tǒng)調(diào)用號ebx,ecx,edx,esi和edi按照順序存放前五個參數(shù)對參數(shù)的要求：每個參數(shù)長度不能超過寄存器長度，即32位；參數(shù)個數(shù)實際不能超過5個；5.系統(tǒng)調(diào)用返回值：所有系統(tǒng)調(diào)用返回一個整數(shù)值：正數(shù)或0表示系統(tǒng)調(diào)用成功結(jié)束負數(shù)表示出錯，返回的負值由封裝例程存放在errno變量中返回給應(yīng)用程序如果系統(tǒng)調(diào)用參數(shù)超出5個怎么辦？2.3.2

系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）fork(){┇int0x80┇}在執(zhí)行int$0x80之前l(fā)ibc庫中的封裝例程設(shè)置16

6.系統(tǒng)調(diào)用執(zhí)行過程intmain(){…getuid();

…}intgetuid(void)

{long_res;…int$0x80;

…}ENTRY(system_call)pushl%eaxSAVE_ALLGET_CURRENT(%ebx)

…callsys_getuid16

…RESTORE_ALLiretasmlinkagelongsys_getuid16(void){return(current_uid);}用戶程序系統(tǒng)調(diào)用處理程序標準C庫內(nèi)核服務(wù)例程getuid()：返回調(diào)用進程的用戶ID哪個小組積極來回答？2.3.2

系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）6.系統(tǒng)調(diào)用執(zhí)行流程在封裝例程中含有int$0x80匯編指令代碼int$0x80使該調(diào)用進入內(nèi)核：system_call()該系統(tǒng)調(diào)用被執(zhí)行，并返回執(zhí)行結(jié)果該系統(tǒng)調(diào)用由標準C庫的封裝例程（宏）來引導(dǎo)

用戶發(fā)出一個系統(tǒng)調(diào)用的請求由system_call找到指定的系統(tǒng)調(diào)用服務(wù)例程2.3.2系統(tǒng)調(diào)用（以Linux/openEuler為例）2.3.3計算機系統(tǒng)時鐘計算機中很多活動都是由定時測量來驅(qū)動的，這對用戶常常是不可見的。例如，當你停止使用計算機的控制臺以后，屏幕會自動關(guān)閉，這得歸因于定時器，它允許內(nèi)核跟蹤你按鍵或移動鼠標后到現(xiàn)在過了多少時間；如果你收到了一個來自系統(tǒng)的警告信息，建議你刪除一組不用的文件，這是由于有一個程序能識別長時間未被訪問的所有用戶文件。為了進行這些操作，程序必須能從每個設(shè)備或文件中檢索到它們最后被訪問的時間，即時間戳，而這些時間標記必須由內(nèi)核自動地設(shè)置。Linux內(nèi)核提供了兩種主要的定時測量手段：一是獲得當前的時間和日期，包括time()，ftime()以及gettimeofday()等系統(tǒng)調(diào)用；二是維持定時器，包括settimer()，alarm()等系統(tǒng)調(diào)用。定時測量是由基于固定頻率振蕩器和計數(shù)器的幾個硬件電路完成的。在x86體系結(jié)構(gòu)上，內(nèi)核必須顯式的與以下幾種時鐘打交道：（1）實時時鐘（RTC）實時時鐘芯片是日常生活中應(yīng)用最為廣泛的消費類電子產(chǎn)品之一，它為人們提供精確的實時時間，或者為電子系統(tǒng)提供精確的時間基準，目前實時時鐘芯片大多采用精度較高的晶體振蕩器作為時鐘源。有些時鐘芯片為了在主電源掉電時還可以工作，需要外加電池供電。為實現(xiàn)實時時鐘，需要硬件結(jié)構(gòu)晶振的支持。Linux內(nèi)核只使用RTC獲得時間和日期信息，其對應(yīng)的設(shè)備文件為/dev/rtc，可以通過設(shè)備文件對其編程，內(nèi)核通過0x70和0x71兩個端口訪問RTC，系統(tǒng)管理員可以通過執(zhí)行時鐘程序設(shè)置時鐘。（2）時間戳計數(shù)器TSC時間戳計數(shù)器記錄自啟動以來處理器消耗的時鐘周期數(shù)。由于時間戳計數(shù)器（TSC）隨著處理器周期速率的比例的變化而變化，因此提供了非常高的精度。TSC通常被用于剖析和監(jiān)測代碼。使用rdtsc指令可測量某段代碼的執(zhí)行時間，其精度達到微秒級，TSC的節(jié)拍可以被轉(zhuǎn)化為秒，方法是將其除以CPU時鐘速率（在linux中，可以從內(nèi)核變量cpu_khz讀?。?。（3）可編程間隔定時器PIT每個PC機中都有一個PIT，通過IRQ產(chǎn)生周期性的時鐘中斷信號來充當系統(tǒng)定時器。i386中使用的通常是Intel8254PIT芯片，它的I/O端口地址范圍是40h～43h。8254PIT有3個計時通道，每個通道都有其不同的用途：通道0用來負責更新系統(tǒng)時鐘。它在每一個時鐘滴答會通過IRQ0向系統(tǒng)發(fā)出一次時鐘中斷信號。通道1通常用于控制DMAC對RAM的刷新。通道2被連接到PC機的揚聲器，以產(chǎn)生方波信號。下面我們重點關(guān)心通道0。每個通道都有一個遞減的計數(shù)器，8254PIT的輸入時鐘信號的頻率是1.193181MHZ，也即一秒鐘輸入1193181個時鐘周期。該數(shù)字在Linux內(nèi)核中被定義為：include/asm-i386/timex.h#defineCLOCK_TICK_RATE1193180每輸入一個時鐘周期其時間通道的計數(shù)器就自減1，一直減到0。因此對于通道0而言，當他的計數(shù)器減到0時，PIT就向系統(tǒng)產(chǎn)生一次時鐘中斷，表示一個時鐘滴答已經(jīng)過去了。該計數(shù)器為16bit，因此所能表示的最大值是65536，可以算出該定時器最慢一秒內(nèi)能發(fā)生的滴答數(shù)是：1193181/65536=18.206482。

PIT的I/O端口：40h通道0計數(shù)器可讀寫41h通道1計數(shù)器可讀寫42h通道2計數(shù)器可讀寫43h控制字只寫注意，因為PITI/O端口是8位的，而PIT相應(yīng)計數(shù)器是16位的，因此必須對PIT計數(shù)器進行兩次讀寫才能得到完整的計數(shù)值。8254PIT的控制寄存器43h的格式如下：bit[7:6]為通道選擇位：