⑴ linux系統怎麼設置時間同步
命令行界面操作
1、對於linux系統大多數是命令行界面，所以先介紹字元界面同步時間方法。 首選安裝ntpdate 時間同步服務, 利用yum install ntpdate
2、接著把linux系統時間同步到windows time公共時間伺服器， ntpdate time.windows.com
3、設置時間同步腳本，雖然以上已經同步了時間，但是如果連不上網或者關機就不一樣的時間了。可以通過設置計劃任務，每天0點同步一下。
添加到crontab任務文件添加：00 0 1 * * root ntpate -s time.windows.com
4、除此之外，我們還可以通過用date命令查看 和手動設置系統時間（必須管理員賬號許可權。
圖形界面設置
1、如果對命令行不熟悉，也可以通過圖形界面設置來實現系統時間同步。 找到系統工具----管理員功能選項--- date\時間 和日期
2、啟用網路時間，並且與之同步找到date\time 時間菜單之後，勾選「synchronize date and time over the network 」
3、設置正確的當地時區，除此之外，centos系統會根據當期語言來設置默認的時間和時區。對於咗嚛所在的china時間，是北京時間（下面那個UTC時間不要勾）
⑵ linux 下進程間的同步機制有哪些
感覺你提問的應該是進程間的通信。而通訊主要有以下6中方式：
1.管道（Pipe）及有名管道（named pipe）：管道可用於具有親緣關系進程間的通信，有名管道克服了管道沒有名字的限制，因此，除具有管道所具有的功能外，它還允許無親緣關系進程間的通信；
2.信號（Signal）：信號是比較復雜的通信方式，用於通知接受進程有某種事件生，除了用於進程間通信外，進程還可以發送信號給進程本身；linux除了支持Unix早期 信號語義函數sigal外，還支持語義符合Posix.1標準的信號函數sigaction（實際上， 該函數是基於BSD的，BSD為了實現可靠信號機制，又能夠統一對外介面，sigaction函數重新實現了signal函數）；
3.報文（Message）隊列（消息隊列）：消息隊列是消息的鏈接表，包括Posix消息隊列system V消息隊列。有足夠許可權的進程可以向隊列中添加消息，被賦予讀許可權的進程則可以讀走隊列中的消息。消息隊列克服了信號承載信息量少，管道只能承載無格式位元組流以及緩沖區大小受限等缺點。
4.共享內存：使得多個進程可以訪問同一塊內存空間，是最快的可用IPC形式。是針其他通信機制運行效率較低設計的。往往與其它通信機制，如信號量結合使用， 來達到進程間的同步及互斥。
5.信號量（semaphore）：主要作為進程間以及同一進程不同線程之間的同步手段。
6.套接字（Socket）：更為一般的進程間通信機制，可用於不同機器之間的進程間通信。起初是由Unix系統的BSD分支開發出來的，但現在一般可以移植到其它類Unix 系統上：Linux和System V的變種都支持套接字。
⑶ linux內核同步問題
Linux內核設計與實現 十、內核同步方法
手把手教Linux驅動5-自旋鎖、信號量、互斥體概述
== 基礎概念： ==
並發 ：多個執行單元同時進行或多個執行單元微觀串列執行，宏觀並行執行
競態 ：並發的執行單元對共享資源（硬體資源和軟體上的全局變數）的訪問而導致的竟態狀態。
臨界資源 ：多個進程訪問的資源
臨界區 ：多個進程訪問的代碼段
== 並發場合： ==
1、單CPU之間進程間的並發 :時間片輪轉，調度進程。 A進程訪問列印機，時間片用完，OS調度B進程訪問列印機。
2、單cpu上進程和中斷之間並發 ：CPU必須停止當前進程的執行中斷;
3、多cpu之間
4、單CPU上中斷之間的並發
== 使用偏向： ==
==信號量用於進程之間的同步，進程在信號量保護的臨界區代碼裡面是可以睡眠的（需要進行進程調度），這是與自旋鎖最大的區別。==
信號量又稱為信號燈，它是用來協調不同進程間的數據對象的，而最主要的應用是共享內存方式的進程間通信。本質上，信號量是一個計數器，它用來記錄對某個資源（如共享內存）的存取狀況。它負責協調各個進程，以保證他們能夠正確、合理的使用公共資源。它和spin lock最大的不同之處就是：無法獲取信號量的進程可以睡眠，因此會導致系統調度。
1、==用於進程與進程之間的同步==
2、==允許多個進程進入臨界區代碼執行，臨界區代碼允許睡眠；==
3、信號量本質是==基於調度器的==，在UP和SMP下沒有區別；進程獲取不到信號量將陷入休眠，並讓出CPU；
4、不支持進程和中斷之間的同步
5、==進程調度也是會消耗系統資源的，如果一個int型共享變數就需要使用信號量，將極大的浪費系統資源==
6、信號量可以用於多個線程，用於資源的計數（有多種狀態）
==信號量加鎖以及解鎖過程：==
sema_init(&sp->dead_sem, 0); / 初始化 /
down(&sema);
臨界區代碼
up(&sema);
==信號量定義：==
==信號量初始化：==
==dowm函數實現：==
==up函數實現：==
信號量一般可以用來標記可用資源的個數。
舉2個生活中的例子：
==dowm函數實現原理解析：==
（1）down
判斷sem->count是否 > 0，大於0則說明系統資源夠用，分配一個給該進程，否則進入__down(sem);
（2）__down
調用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表進入睡眠，且不可以打斷；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最長LONG_MAX時間；
（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
把當前進程加入到sem->wait_list中；
（3）先解鎖後加鎖;
進入__down_common前已經加鎖了，先把解鎖，調用schele_timeout(timeout)，當waiter.up=1後跳出for循環；退出函數之前再加鎖；
Linux內核ARM構架中原子變數的底層實現研究
rk3288 原子操作和原子位操作
原子變數適用於只共享一個int型變數；
1、原子操作是指不被打斷的操作，即它是最小的執行單位。
2、最簡單的原子操作就是一條條的匯編指令(不包括一些偽指令，偽指令會被匯編器解釋成多條匯編指令)
==常見函數：==
==以atomic_inc為例介紹實現過程==
在Linux內核文件archarmincludeasmatomic.h中。 執行atomic_read、atomic_set這些操作都只需要一條匯編指令，所以它們本身就是不可打斷的。 需要特別研究的是atomic_inc、atomic_dec這類讀出、修改、寫回的函數。
所以atomic_add的原型是下面這個宏：
atomic_add等效於：
result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）
注意：根據內聯匯編的語法，result、tmp、&v->counter對應的數據都放在了寄存器中操作。如果出現上下文切換，切換機制會做寄存器上下文保護。
（1）ldrex %0, [%3]
意思是將&v->counter指向的數據放入result中，並且（分別在Local monitor和Global monitor中）設置獨占標志。
（2）add %0, %0, %4
result = result + i
（3）strex %1, %0, [%3]
意思是將result保存到&v->counter指向的內存中， 此時 Exclusive monitors會發揮作用，將保存是否成功的標志放入tmp中。
（4） teq %1, #0
測試strex是否成功（tmp == 0 ？？）
（5）bne 1b
如果發現strex失敗，從（1）再次執行。
Spinlock 是內核中提供的一種比較常見的鎖機制，==自旋鎖是「原地等待」的方式解決資源沖突的==，即，一個線程獲取了一個自旋鎖後，另外一個線程期望獲取該自旋鎖，獲取不到，只能夠原地「打轉」（忙等待）。由於自旋鎖的這個忙等待的特性，註定了它使用場景上的限制 —— 自旋鎖不應該被長時間的持有（消耗 CPU 資源），一般應用在==中斷上下文==。
1、spinlock是一種死等機制
2、信號量可以允許多個執行單元進入，spinlock不行，一次只能允許一個執行單元獲取鎖，並且進入臨界區，其他執行單元都是在門口不斷的死等
3、由於不休眠，因此spinlock可以應用在中斷上下文中；
4、由於spinlock死等的特性，因此臨界區執行代碼盡可能的短；
==spinlock加鎖以及解鎖過程：==
spin_lock(&devices_lock);
臨界區代碼
spin_unlock(&devices_lock);
==spinlock初始化==
==進程和進程之間同步==
==本地軟中斷之間同步==
==本地硬中斷之間同步==
==本地硬中斷之間同步並且保存本地中斷狀態==
==嘗試獲取鎖==
== arch_spinlock_t結構體定義如下： ==
== arch_spin_lock的實現如下： ==
lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 << TICKET_SHIFT（%4）
（1）ldrex %0, [%3]
把lock->slock的值賦值給lockval；並且（分別在Local monitor和Global monitor中）設置獨占標志。
（2）add %1, %0, %4
newval =lockval +（1<<16）; 相當於next+1；
（3）strex %2, %1, [%3]
newval =lockval +（1<<16）; 相當於next+1；
意思是將newval保存到 &lock->slock指向的內存中， 此時 Exclusive monitors會發揮作用，將保存是否成功的標志放入tmp中。
（4） teq %2, #0
測試strex是否成功
（5）bne 1b
如果發現strex失敗，從（1）再次執行。
通過上面的分析，可知關鍵在於strex的操作是否成功的判斷上。而這個就歸功於ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的機制。
（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)
如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同則跳出while循環，否則在循環內等待判斷；
* （7）wfe()和smp_mb() 最終調用#define barrier() asm volatile ("": : :"memory") *
阻止編譯器重排，保證編譯程序時在優化屏障之前的指令不會在優化屏障之後執行。
== arch_spin_unlock的實現如下： ==
退出鎖時：tickets.owner++
== 出現死鎖的情況： ==
1、擁有自旋鎖的進程A在內核態阻塞了，內核調度B進程，碰巧B進程也要獲得自旋鎖，此時B只能自旋轉。 而此時搶占已經關閉，（單核）不會調度A進程了，B永遠自旋，產生死鎖。
2、進程A擁有自旋鎖，中斷到來，CPU執行中斷函數，中斷處理函數，中斷處理函數需要獲得自旋鎖，訪問共享資源，此時無法獲得鎖，只能自旋，產生死鎖。
== 如何避免死鎖： ==
1、如果中斷處理函數中也要獲得自旋鎖，那麼驅動程序需要在擁有自旋鎖時禁止中斷；
2、自旋鎖必須在可能的最短時間內擁有
3、避免某個獲得鎖的函數調用其他同樣試圖獲取這個鎖的函數，否則代碼就會死鎖；不論是信號量還是自旋鎖，都不允許鎖擁有者第二次獲得這個鎖，如果試圖這么做，系統將掛起；
4、鎖的順序規則（a) 按同樣的順序獲得鎖；b) 如果必須獲得一個局部鎖和一個屬於內核更中心位置的鎖，則應該首先獲取自己的局部鎖 ;c) 如果我們擁有信號量和自旋鎖的組合，則必須首先獲得信號量；在擁有自旋鎖時調用down(可導致休眠)是個嚴重的錯誤的；）
== rw（read/write）spinlock： ==
加鎖邏輯：
1、假設臨界區內沒有任何的thread，這個時候任何的讀線程和寫線程都可以鍵入
2、假設臨界區內有一個讀線程，這時候信賴的read線程可以任意進入，但是寫線程不能進入；
3、假設臨界區有一個寫線程，這時候任何的讀、寫線程都不可以進入；
4、假設臨界區內有一個或者多個讀線程，寫線程不可以進入臨界區，但是寫線程也無法阻止後續的讀線程繼續進去，要等到臨界區所有的讀線程都結束了，才可以進入，可見：==rw（read/write）spinlock更加有利於讀線程；==
== seqlock（順序鎖）： ==
加鎖邏輯：
1、假設臨界區內沒有任何的thread，這個時候任何的讀線程和寫線程都可以鍵入
2、假設臨界區內沒有寫線程的情況下，read線程可以任意進入；
3、假設臨界區有一個寫線程，這時候任何的讀、寫線程都不可以進入；
4、假設臨界區內只有read線程的情況下，寫線程可以理解執行，不會等待，可見：==seqlock（順序鎖）更加有利於寫線程；==
讀寫速度 ： CPU > 一級緩存 > 二級緩存 > 內存 ，因此某一個CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就會失效；那麼其他CPU就會依次去L1 L2和主存中讀取lock值，一旦其他CPU去讀取了主存，就存在系統性能降低的風險；
mutex用於互斥操作。
互斥體只能用於一個線程，資源只有兩種狀態（佔用或者空閑）
1、mutex的語義相對於信號量要簡單輕便一些，在鎖爭用激烈的測試場景下，mutex比信號量執行速度更快，可擴展
性更好，
2、另外mutex數據結構的定義比信號量小;、
3、同一時刻只有一個線程可以持有mutex
4、不允許遞歸地加鎖和解鎖
5、當進程持有mutex時，進程不可以退出。
• mutex必須使用官方API來初始化。
• mutex可以睡眠，所以不允許在中斷處理程序或者中斷下半部中使用，例如tasklet、定時器等
==常見操作：==
struct mutex mutex_1;
mutex_init(&mutex_1);
mutex_lock(&mutex_1)
臨界區代碼；
mutex_unlock(&mutex_1)
==常見函數：==
=
⑷ 一文搞懂 ， Linux內核—— 同步管理（下）
上面講的自旋鎖，信號量和互斥鎖的實現，都是使用了原子操作指令。由於原子操作會 lock，當線程在多個 CPU 上爭搶進入臨界區的時候，都會操作那個在多個 CPU 之間共享的數據 lock。CPU 0 操作了 lock，為了數據的一致性，CPU 0 的操作會導致其他 CPU 的 L1 中的 lock 變成 invalid，在隨後的來自其他 CPU 對 lock 的訪問會導致 L1 cache miss（更准確的說是communication cache miss），必須從下一個 level 的 cache 中獲取。
這就會使緩存一致性變得很糟，導致性能下降。所以內核提供一種新的同步方式：RCU（讀-復制-更新）。
RCU 解決了什麼
RCU 是讀寫鎖的高性能版本，它的核心理念是讀者訪問的同時，寫者可以更新訪問對象的副本，但寫者需要等待所有讀者完成訪問之後，才能刪除老對象。讀者沒有任何同步開銷，而寫者的同步開銷則取決於使用的寫者間同步機制。
RCU 適用於需要頻繁的讀取數據，而相應修改數據並不多的情景，例如在文件系統中，經常需要查找定位目錄，而對目錄的修改相對來說並不多，這就是 RCU 發揮作用的最佳場景。
RCU 例子
RCU 常用的介面如下圖所示：
為了更好的理解，在剖析 RCU 之前先看一個例子：
#include<linux/kernel.h>#include<linux/mole.h>#include<linux/init.h>#include<linux/slab.h>#include<linux/spinlock.h>#include<linux/rcupdate.h>#include<linux/kthread.h>#include<linux/delay.h>structfoo{inta;structrcu_headrcu;};staticstructfoo*g_ptr;staticintmyrcu_reader_thread1(void*data)//讀者線程1{structfoo*p1=NULL;while(1){if(kthread_should_stop())break;msleep(20);rcu_read_lock();mdelay(200);p1=rcu_dereference(g_ptr);if(p1)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p1->a);rcu_read_unlock();}return0;}staticintmyrcu_reader_thread2(void*data)//讀者線程2{structfoo*p2=NULL;while(1){if(kthread_should_stop())break;msleep(30);rcu_read_lock();mdelay(100);p2=rcu_dereference(g_ptr);if(p2)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p2->a);rcu_read_unlock();}return0;}staticvoidmyrcu_del(structrcu_head*rh)//回收處理操作{structfoo*p=container_of(rh,structfoo,rcu);printk("%s: a=%d\n",__func__,p->a);kfree(p);}staticintmyrcu_writer_thread(void*p)//寫者線程{structfoo*old;structfoo*new_ptr;intvalue=(unsignedlong)p;while(1){if(kthread_should_stop())break;msleep(250);new_ptr=kmalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL);old=g_ptr;*new_ptr=*old;new_ptr->a=value;rcu_assign_pointer(g_ptr,new_ptr);call_rcu(&old->rcu,myrcu_del);printk("%s: write to new %d\n",__func__,value);value++;}return0;}staticstructtask_struct*reader_thread1;staticstructtask_struct*reader_thread2;staticstructtask_struct*writer_thread;staticint__initmy_test_init(void){intvalue=5;printk("figo: my mole init\n");g_ptr=kzalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL);reader_thread1=kthread_run(myrcu_reader_thread1,NULL,"rcu_reader1");reader_thread2=kthread_run(myrcu_reader_thread2,NULL,"rcu_reader2");writer_thread=kthread_run(myrcu_writer_thread,(void*)(unsignedlong)value,"rcu_writer");return0;}staticvoid__exitmy_test_exit(void){printk("goodbye\n");kthread_stop(reader_thread1);kthread_stop(reader_thread2);kthread_stop(writer_thread);if(g_ptr)kfree(g_ptr);}MODULE_LICENSE("GPL");mole_init(my_test_init);mole_exit(my_test_exit);
執行結果是：
myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_reader_thread1:reada=0myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_writer_thread:writetonew5myrcu_reader_thread2:reada=5myrcu_reader_thread1:reada=5myrcu_del:a=0
RCU 原理
可以用下面一張圖來總結，當寫線程 myrcu_writer_thread 寫完後，會更新到另外兩個讀線程 myrcu_reader_thread1 和 myrcu_reader_thread2。讀線程像是訂閱者，一旦寫線程對臨界區有更新，寫線程就像發布者一樣通知到訂閱者那裡，如下圖所示。
寫者在拷貝副本修改後進行 update 時，首先把舊的臨界資源數據移除（Removal）；然後把舊的數據進行回收（Reclamation）。結合 API 實現就是，首先使用 rcu_assign_pointer 來移除舊的指針指向，指向更新後的臨界資源；然後使用 synchronize_rcu 或 call_rcu 來啟動 Reclaimer，對舊的臨界資源進行回收（其中 synchronize_rcu 表示同步等待回收，call_rcu 表示非同步回收）。
為了確保沒有讀者正在訪問要回收的臨界資源，Reclaimer 需要等待所有的讀者退出臨界區，這個等待的時間叫做寬限期（Grace Period）。
Grace Period
中間的黃色部分代表的就是 Grace Period，中文叫做寬限期，從 Removal 到 Reclamation，中間就隔了一個寬限期，只有當寬限期結束後，才會觸發回收的工作。寬限期的結束代表著 Reader 都已經退出了臨界區，因此回收工作也就是安全的操作了。
寬限期是否結束，與 CPU 的執行狀態檢測有關，也就是檢測靜止狀態 Quiescent Status。
Quiescent Status
Quiescent Status，用於描述 CPU 的執行狀態。當某個 CPU 正在訪問 RCU 保護的臨界區時，認為是活動的狀態，而當它離開了臨界區後，則認為它是靜止的狀態。當所有的 CPU 都至少經歷過一次 Quiescent Status 後，寬限期將結束並觸發回收工作。
因為 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 分別是關閉搶占和打開搶占，如下所示：
staticinlinevoid__rcu_read_lock(void){preempt_disable();}
staticinlinevoid__rcu_read_unlock(void){preempt_enable();}
所以發生搶占，就說明不在 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 之間，即已經完成訪問或者還未開始訪問。
Linux 同步方式的總結
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學習直通車
⑸ 配置Linux的時鍾同步
Ubuntu系統默認的時鍾同步伺服器是ntp.ubuntu.com，Debian則是0.debian.pool.ntp.org等， 各Linux發行版都有自己的NTP官方伺服器。身在中國，使用這些都會有高延遲，但對時鍾同步這件事來說影響不大。
在某些環境下，比如公司內網、雲上子網等，是與互聯網隔絕的。這時要想做時鍾同步，就只能自己配置了。
本文介紹如何自己配置時鍾同步，不介紹如何自建NTP伺服器。
一般timesync是預裝的。如果沒有，可以使用以下命令手動安裝。
sudo apt install systemd-timesyncd 它和ntp是沖突的，二者只能安裝一個。
修改/etc/systemd/timesyncd.conf，把NTP設為華為內綠區可達的NTP伺服器。
修改完成後，需要restart後這個配置才生效。
如果以上systemd-timesyncd.service因為什麼原因而不存在，則可通過以下命令修復：
一般查看日期與時間是使用date。使用timedatectl可以查看到更多時鍾同步相關信息。
以下給出一些阿里雲的NTP列表，可以通過ping擇優使用。
以上就是 良許教程網 為各位朋友分享的配置Linux的時鍾同步。
最後，最近很多小夥伴找我要 Linux學習路線圖 ，於是我根據自己的經驗，利用業余時間熬夜肝了一個月，整理了一份電子書。無論你是面試還是自我提升，相信都會對你有幫助！目錄如下：
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電子書 | Linux開發學習路線圖
也希望有小夥伴能加入我，把這份電子書做得更完美！
推薦閱讀：
⑹ Linux 時間同步
在Linux系統中存在兩個時鍾時間，分別是
硬體時鍾是指的在主板上的時鍾設備，也就是通常可以在BIOS畫面設置的時鍾，即使關機狀態也可以計算時間。
而系統時鍾則是指Kernel中的時鍾，其值是由1970年1月1日00:00:00 UTC時間至當前時間所經歷的秒數總和。當Linux啟動的時候，系統時鍾會讀取硬體時鍾的設定，之後系統時鍾獨立運作。長時間運行兩者可能將會產生誤差。另外所有的Linux相關指令都是讀取系統時鍾指定的，如date。
我們這里討論的是系統時間。
NTP，網路時間協議，使用 123/udp 埠進行網路時鍾同步；NTP 是仍在使用中的最古老的網路傳輸協議之一（1985 年前開始）。
以前Linux時間同步基本是使用 ntpdate 和 ntpd 這兩個工具實現的，但是這兩個工具已經很古老了。
【注】ntpdate和ntpd是互斥的，兩者不能同時使用。ntpd是步進式平滑的逐漸調整時間，而ntpdate是斷點式更新時間。
RHEL/CentOS 7.x 已經將 chrony 作為默認時間同步工具了。
其他Linux (如 ubuntu) 使用 systemd-timesyncd 服務。
chrony 是 RedHat 開發的，它是網路時間協議（NTP）的另一種實現；
RHEL/CentOS 7.x 的默認時間同步工具；
chrony 可以同時做為 ntp 服務的客戶端和服務端；安裝完後有兩個程序 chronyd、chronyc：
chronyd 是一個 daemon 守護進程，chronyc 是用來監控 chronyd 性能和配置參數的命令行工具。
系統版本：CentOS 7.5
chrony_server(relay)：10.0.0.4
chrony_client：10.0.0.5
Edit file /etc/chrony.conf
默認已經啟動，不需要調整
example:
配置 chrony
edit file: /etc/chrony.conf
再次用chronyc 命令檢查，比較它與chronyd server的差異
systemd-timesyncd 是一個用於跨網路同步系統時鍾的守護服務。它實現了一個 SNTP 客戶端，但更輕量級，更集成systemd。
systemd-timesyncd 啟動時會讀取 /etc/systemd/timesyncd.conf 配置文件,內容如下:
你可以輸入你希望使用的其它時間伺服器，比如你自己的本地 NTP 伺服器，在 NTP= 行上輸入一個以空格分隔的伺服器列表。
如果伺服器可以直接連接internet，不用修改默認配置；如果在內網，需要單獨指定。
在最新的 Ubuntu 版本中，timedatectl 替代了老舊的 ntpdate。默認情況下，timedatectl 在系統啟動的時候會立刻同步時間，並在稍後網路連接激活後通過 socket 再次檢查一次。
timesyncd 替代了 ntpd 的客戶端的部分。默認情況下 timesyncd 會定期檢測並同步時間。它還會在本地存儲更新的時間，以便在系統重啟時做時間單步調整。
通過 timedatectl 和 timesyncd 設置的當前時間狀態和時間配置，可以使用 timedatectl status 命令來進行確認。
由於 timedatectl 的存在，各發行版已經棄用了 ntpdate，默認不再進行安裝。
timedatectl
timedatectl status ，查看時間同步狀態；
timedatectl set-ntp true ，開啟網路時間同步；
timedatectl set-timezone ZONE ，設置時區。
NTP synchronized: yes 表示時間是同步狀態。
查看服務狀態以及從哪個ntp server同步時間。
NTP：軟體層面實現，成本低。同步精度10ms左右。
PTP：需要網路介面具備在物理層提供時間戳的功能，同步精度優於100ns，區域網的節點需要使用支持PTP功能的交換機。區域網網路接點不支持PTP的話，只能同不到us，而且受網路背景流量影響。
⑺ Linux集群系統時間同步
環境准備：
要做到伺服器集群的時間同步，集群中各台機器的時區必須相同的，我們在國內就使用中國時區，如果你的機器的時區不是"Asia/Shanghai"，需要修改時區
CentOS 中時區是以文件形式存在，當前正在使用的時區文件位於
/etc/localtime ，其他時區文件則位於 /usr/share/zoneinfo 下，中國時區的文件全路徑是 /usr/share/zoneinfo/Asia/Shanghai
要更改時區，直接使用如下命令就OK
需要使用 tzselect 命令去生成時區文件，生成好的時區文件就在/usr/share/zoneinfo 目錄下，具體步驟去下：
使用 date -s 命令來修改系統時間
讓集群所有的伺服器的時間同步，就用遠程連接工具連接所有伺服器，然後在所有的伺服器中同時執行 date -s 命令設置時間，然後在所有的伺服器中執行 hwclock -w 命令即可
美國標准技術院時間伺服器：time.nist.gov（192.43.244.18）
上海交通大學網路中心NTP伺服器地址：ntp.sjtu.e.cn（202.120.2.101）
中國國家授時中心伺服器地址：cn.pool.ntp.org（210.72.145.44）
若以上提供的網路時間伺服器不可用，請自行上網尋找可用的網路時間伺服器
<1> 使用命令： crontab -e
<2> 然後往裡加入一行內容
上面的配置表示，每隔十分鍾從 202.120.2.101 該時間伺服器同步一次時間。
<3> 保存退出
以上兩步操作可以讓node01這個伺服器每隔10分鍾去指定的伺服器同步時間，如果需要讓集群中的所有伺服器(hadoop01-hadoop04)時間同步，那麼每台伺服器都要做以上兩步操作。
node01的IP為192.168.21.101，讓它作為時間伺服器，192.168.21.0區域網內的所有伺服器都向它同步時間，而node01這台時間伺服器本身，向外網時間伺服器同步時間(比如中國國家授時中心伺服器)
我用node01
我去掉了所有的默認注釋，對其中的修改寫了自己的注釋，沒有寫注釋的是默認配置
因為ntpd服務開啟之後，就不能手動同步時間了，那麼為什麼要先手動同步時間呢？
當server(中國國家授時中心伺服器)與client(node01)之間的時間誤差過大時（可能是1000秒），node01去同步時間可能對系統和應用帶來不可預知的問題，node01將停止時間同步！所以如果發現node01啟動之後時間並不進行同步時，應該考慮到可能是時間差過大引起的，此時需要先手動進行時間同步！
看到紅色框中的內容，表示連接和監聽已正確
這里的前4行就是我們配置的4個中國國家授時中心的伺服器的信息
最後一行就是本地時間服務的信息
下面對每個列的意義進行說明：
同樣，服務啟動後需要等待5-10分鍾才能看到這個正常的信息
到這里，我們區域網內的時間伺服器node01就已經配置完畢了
文件內容如下：
同樣，沒有寫注釋的都是默認的配置
原因同(5)
到這里，利用區域網內一台時間伺服器來同步整個集群時間的全部配置就已經完成
說明：若以上提供的網路時間伺服器不可用，請自行上網尋找可用的網路時間伺服器，另外需要關閉各伺服器的防火牆，才能進行時間同步
參考文章：
內網環境NTP服務及時間同步(CentOS6.x)配置和部署
配置NTP服務ntpd/ntp.conf（搭建Hadoop集群可參考）
⑻ Linux下使用ntpdate進行時間同步
如題，我們可以使用ntpdate進行時間同步，來確保我們的時間和北京時間一致。
若上面的時間伺服器不可用，也可以選擇以下伺服器同步時間