網(wǎng)絡時鐘同步漫談：
　　分布式網(wǎng)絡系統(tǒng)使用分布式算法，它的同步機制比集中式系統(tǒng)的復雜。在分布式網(wǎng)絡系統(tǒng)中，在某一位置上不可能在收集到系統(tǒng)的所有信息后，再做出同步?jīng)Q策，而這在集中式系統(tǒng)中是能做到的。一般地，分布式時鐘同步算法有以下特點：首先，相關的信息分布在多臺網(wǎng)絡時鐘機器上；其次，進程只根據(jù)本地可用的信息做出決策；第三，應避免系統(tǒng)中單個網(wǎng)絡時鐘失效；第四，系統(tǒng)中不存在公共時鐘或其他精確的全局時間源。前三點都是說明，在處理過程中單個點上無法收集到系統(tǒng)的所有信息。理想情況下，分布式系統(tǒng)應該比單機更可靠。如果在分布式系統(tǒng)中有某臺時鐘停止了工作，剩余的時鐘應該能夠繼續(xù)完成系統(tǒng)的功能。為了在沒有集中控制的情況下實現(xiàn)網(wǎng)絡同步，需要采取與傳統(tǒng)操作系統(tǒng)不同的工作方式。第四點也很重要。在集中式系統(tǒng)中，時間是很明確的。一個進程如果要知道當前的時間，只要執(zhí)行一個系統(tǒng)調(diào)用，時鐘操作系統(tǒng)內(nèi)核就會返回當前的系統(tǒng)時間給發(fā)出詢間的時鐘進程。如時鐘果進程A查詢了系統(tǒng)時間，稍后時鐘進程B也去查詢系統(tǒng)時間，那么時鐘進程B得到的時間將在時鐘進程A得到的時間值之后(也可能相同)，但肯定不會在此之前。然而，分布式系統(tǒng)中，要達到這種時間的一致性卻不是件簡單的事。舉一個簡單例子，讓我們考慮一下在缺乏全局一致的時間的情況下，對UNIX中make程序的意義。通常make程序檢查源文件及與它相應的目標文件的最后修改時間。如果make程序確定在創(chuàng)建input. o后，源文件input. C被修改了，那就要重新編譯源文件input. C。make程序遍歷所有的源文件，找出需要重新編譯的文件，調(diào)用編譯器編譯這些文件。
現(xiàn)在，想象在沒有全局一致時間的分布式系統(tǒng)中執(zhí)行make程序。假設ouput. o的最后修改時間是2000，并且在創(chuàng)建output.o后隨即修改了源文件output. c，但是由于編輯output. c的機器的時鐘慢，所以修改后output.o的最后時間被為1999。這時，make程序就不會重新編譯。utput. c。這樣，就出現(xiàn)了在一件事后發(fā)生的事反而可能被賦予更早的發(fā)生時間這樣的怪事，程序的運行就會出現(xiàn)問題。時間是處理問題的基礎之一，不同步的時鐘會產(chǎn)生不可預計的結果。那么如何解決分布系統(tǒng)中的時鐘同步就很重要 了?？梢姇r鐘同步對于人們生活、工作以及機器的運轉(zhuǎn)是多么的重要。
網(wǎng)絡時鐘同步算法：
　　1978年Lamport在他的一篇經(jīng)典論文中說明了時鐘同步的可能性，并給出了它的同步算法。Lamport指出，系統(tǒng)中的時鐘并不需要的同步。如果兩個進程間不發(fā)生交互，就不必要保持時鐘的同步。重要的不是所有進程有一致的時間，而是事件發(fā)生的先后次序要一致。比如，在上面的make例子中，重要的是，修改文件output.o的時間是在文件output.o的創(chuàng)建時間之前還是在它之后，而不是創(chuàng)建它們的準確時間。某一類同步算法，只關心時鐘的內(nèi)部一致性，而不關心其時鐘是否與實際時間一致。在這些算法中，將時鐘稱為邏輯時鐘。使所有的時鐘不僅時間一致，而且與實際時間的偏差不超出某個確定的范圍時，這樣的時鐘稱為物理時鐘。定義一種稱為發(fā)生之前(happens-before)的關系。表達式a-b讀作“a發(fā)生在b前"，即所有進程都認為事件a先發(fā)生，然后才發(fā)生事件b。為事件a一個所有進程都能接受的時間值C (a)。這時間值必須滿足以下屬性:如果a->b，則C(a)　　(1)如果a和b是同一進程中的事件，而且a發(fā)生在b前，那么a->b為true, C(a)　　(2)如果a事件是某個進程發(fā)送消息，而b事件是另一進程接收該消息，那么a-b為true。為事件a、b所的時間值C (a)和C (b)應滿足條件C(a)　　Happens-before關系具有傳遞性，如果a->b和b->c都成立，則a->c也成立。
如果兩個事件x和y發(fā)生在不同的進程中，而且這兩個進程之間不交換信息(也不通過第三方間接交換信息)，那么x->y和y->x都不成立。這兩個事件就稱為并發(fā)事件，并發(fā)意味著兩個事件發(fā)生時，無法確定哪個事件先發(fā)生，或者說不需要考慮此事。
另外，時鐘時間C必須向前(不斷增加)，不能后退(減小)。對時間的更新，只能是在時鐘上加一個正數(shù)，不能減正數(shù)。
　　下圖中給出的三個進程為例，分析Lamport算法。這三個進程運行在不同的有自己時鐘的機器上，每個時鐘按自己的速度運行。圖中可以看到，進程。中時鐘有6次嘀嗒時，進程1已經(jīng)有了8次，而進程2已經(jīng)有了10次。(設計時器每秒生成60次中斷，每次中斷稱為一個時鐘嘀嗒。)從進程2發(fā)送該進程 1的消息C，其發(fā)送時刻為60，到達時刻為56。同樣，從進程1到進程0的消息D，其發(fā)送時刻為64，到達時刻為54。這顯然是不可能的，也是必須避免出現(xiàn)的情況。
Lamport的解決方法直接來自于happens-before關系。由于消息c的發(fā)送時間為60，它的到達時間一定在時刻61或61之后。因此讓每條消息都攜帶其發(fā)送者的時鐘所確定的發(fā)送時刻。當消息被接收時，如果接收者的時鐘指示值先于發(fā)送消息的時間，接受者的時鐘值就應快于消息發(fā)送時刻加1之后時間值。圖中可以看到，C的到達時刻為61，D的到達時刻
為70。如果再加一個小的附加條件，上面的算法就可以滿足全局時間的要求了。所加的條件就是：兩個事件之間，時鐘至少應間隔一個嘀嗒。如果一個進程依次快速發(fā)送或接收兩條消息，它就必須調(diào)整時鐘，使這兩個事件之間(至少)間隔一個時鐘嘀嗒。如果進程快速運行，那么兩個消息之間也至少得有一個時鐘滴嗒。如果把附加條件改成以下條件可能更合適，即沒有兩個事件是精確地在同一時刻發(fā)生的。這樣，在分布式系統(tǒng)中，所有事件的時間給定原則就很明確了:
　　(1)在同一進程中，如果a在b前面發(fā)生，那么C(a)　　(2)如果a與b分別代表消息的發(fā)送和接收，那么C(a)　　(3)對于所有的事件a與b而言，C(a) C (b)。

　　這一算法給出了在系統(tǒng)中所有事件的一個整體定序方法。由于分布式系統(tǒng)中需要一種機制以避免不確定性，所以該算法在學術界中得到了廣泛的認同。我們在網(wǎng)絡同步時鐘系統(tǒng)中正是采用了這種算法時行時鐘時間同步。
LED時鐘頻率穩(wěn)定度：
　　頻率穩(wěn)定度是指在一定時間間隔內(nèi)，晶體振蕩器頻率準確度的變化。 頻率穩(wěn)定度也是晶體振蕩器性能的最重要指標之一，它表征振蕩器維持其工作于恒定頻率上的工作能力。還反映頻率的偶然變化和這種變化的波動情況，此變化可以說明外界條件變化和內(nèi)部參數(shù)變化時，振蕩器所能達到的精度界限。對穩(wěn)定度的描述應該引入時間概念，因此，有長期、短期和瞬間穩(wěn)定度之分，但其間沒有嚴格的界限。長期穩(wěn)定度指年或月范圍內(nèi)的LED時鐘振蕩電路頻率準確度的變化，指長時間的頻移。在晶體振蕩器中，長時間的頻移主要是由晶體的老化引起的，其值與頻率的瞬間無規(guī)則變化無關，而且，短時間的頻率變化與一天以上的頻移比較，常?？梢院雎圆挥嫛?/p>