⑴ linux系统怎么设置时间同步
命令行界面操作
1、对于linux系统大多数是命令行界面，所以先介绍字符界面同步时间方法。 首选安装ntpdate 时间同步服务, 利用yum install ntpdate
2、接着把linux系统时间同步到windows time公共时间服务器， ntpdate time.windows.com
3、设置时间同步脚本，虽然以上已经同步了时间，但是如果连不上网或者关机就不一样的时间了。可以通过设置计划任务，每天0点同步一下。
添加到crontab任务文件添加：00 0 1 * * root ntpate -s time.windows.com
4、除此之外，我们还可以通过用date命令查看 和手动设置系统时间（必须管理员账号权限。
图形界面设置
1、如果对命令行不熟悉，也可以通过图形界面设置来实现系统时间同步。 找到系统工具----管理员功能选项--- date\时间 和日期
2、启用网络时间，并且与之同步找到date\time 时间菜单之后，勾选“synchronize date and time over the network ”
3、设置正确的当地时区，除此之外，centos系统会根据当期语言来设置默认的时间和时区。对于咗嚛所在的china时间，是北京时间（下面那个UTC时间不要勾）
⑵ linux 下进程间的同步机制有哪些
感觉你提问的应该是进程间的通信。而通讯主要有以下6中方式：
1.管道（Pipe）及有名管道（named pipe）：管道可用于具有亲缘关系进程间的通信，有名管道克服了管道没有名字的限制，因此，除具有管道所具有的功能外，它还允许无亲缘关系进程间的通信；
2.信号（Signal）：信号是比较复杂的通信方式，用于通知接受进程有某种事件生，除了用于进程间通信外，进程还可以发送信号给进程本身；linux除了支持Unix早期 信号语义函数sigal外，还支持语义符合Posix.1标准的信号函数sigaction（实际上， 该函数是基于BSD的，BSD为了实现可靠信号机制，又能够统一对外接口，sigaction函数重新实现了signal函数）；
3.报文（Message）队列（消息队列）：消息队列是消息的链接表，包括Posix消息队列system V消息队列。有足够权限的进程可以向队列中添加消息，被赋予读权限的进程则可以读走队列中的消息。消息队列克服了信号承载信息量少，管道只能承载无格式字节流以及缓冲区大小受限等缺点。
4.共享内存：使得多个进程可以访问同一块内存空间，是最快的可用IPC形式。是针其他通信机制运行效率较低设计的。往往与其它通信机制，如信号量结合使用， 来达到进程间的同步及互斥。
5.信号量（semaphore）：主要作为进程间以及同一进程不同线程之间的同步手段。
6.套接字（Socket）：更为一般的进程间通信机制，可用于不同机器之间的进程间通信。起初是由Unix系统的BSD分支开发出来的，但现在一般可以移植到其它类Unix 系统上：Linux和System V的变种都支持套接字。
⑶ linux内核同步问题
Linux内核设计与实现 十、内核同步方法
手把手教Linux驱动5-自旋锁、信号量、互斥体概述
== 基础概念： ==
并发 ：多个执行单元同时进行或多个执行单元微观串行执行，宏观并行执行
竞态 ：并发的执行单元对共享资源（硬件资源和软件上的全局变量）的访问而导致的竟态状态。
临界资源 ：多个进程访问的资源
临界区 ：多个进程访问的代码段
== 并发场合： ==
1、单CPU之间进程间的并发 :时间片轮转，调度进程。 A进程访问打印机，时间片用完，OS调度B进程访问打印机。
2、单cpu上进程和中断之间并发 ：CPU必须停止当前进程的执行中断;
3、多cpu之间
4、单CPU上中断之间的并发
== 使用偏向： ==
==信号量用于进程之间的同步，进程在信号量保护的临界区代码里面是可以睡眠的（需要进行进程调度），这是与自旋锁最大的区别。==
信号量又称为信号灯，它是用来协调不同进程间的数据对象的，而最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。本质上，信号量是一个计数器，它用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。它负责协调各个进程，以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。它和spin lock最大的不同之处就是：无法获取信号量的进程可以睡眠，因此会导致系统调度。
1、==用于进程与进程之间的同步==
2、==允许多个进程进入临界区代码执行，临界区代码允许睡眠；==
3、信号量本质是==基于调度器的==，在UP和SMP下没有区别；进程获取不到信号量将陷入休眠，并让出CPU；
4、不支持进程和中断之间的同步
5、==进程调度也是会消耗系统资源的，如果一个int型共享变量就需要使用信号量，将极大的浪费系统资源==
6、信号量可以用于多个线程，用于资源的计数（有多种状态）
==信号量加锁以及解锁过程：==
sema_init(&sp->dead_sem, 0); / 初始化 /
down(&sema);
临界区代码
up(&sema);
==信号量定义：==
==信号量初始化：==
==dowm函数实现：==
==up函数实现：==
信号量一般可以用来标记可用资源的个数。
举2个生活中的例子：
==dowm函数实现原理解析：==
（1）down
判断sem->count是否 > 0，大于0则说明系统资源够用，分配一个给该进程，否则进入__down(sem);
（2）__down
调用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表进入睡眠，且不可以打断；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最长LONG_MAX时间；
（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
把当前进程加入到sem->wait_list中；
（3）先解锁后加锁;
进入__down_common前已经加锁了，先把解锁，调用schele_timeout(timeout)，当waiter.up=1后跳出for循环；退出函数之前再加锁；
Linux内核ARM构架中原子变量的底层实现研究
rk3288 原子操作和原子位操作
原子变量适用于只共享一个int型变量；
1、原子操作是指不被打断的操作，即它是最小的执行单位。
2、最简单的原子操作就是一条条的汇编指令(不包括一些伪指令，伪指令会被汇编器解释成多条汇编指令)
==常见函数：==
==以atomic_inc为例介绍实现过程==
在Linux内核文件archarmincludeasmatomic.h中。 执行atomic_read、atomic_set这些操作都只需要一条汇编指令，所以它们本身就是不可打断的。 需要特别研究的是atomic_inc、atomic_dec这类读出、修改、写回的函数。
所以atomic_add的原型是下面这个宏：
atomic_add等效于：
result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）
注意：根据内联汇编的语法，result、tmp、&v->counter对应的数据都放在了寄存器中操作。如果出现上下文切换，切换机制会做寄存器上下文保护。
（1）ldrex %0, [%3]
意思是将&v->counter指向的数据放入result中，并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
（2）add %0, %0, %4
result = result + i
（3）strex %1, %0, [%3]
意思是将result保存到&v->counter指向的内存中， 此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
（4） teq %1, #0
测试strex是否成功（tmp == 0 ？？）
（5）bne 1b
如果发现strex失败，从（1）再次执行。
Spinlock 是内核中提供的一种比较常见的锁机制，==自旋锁是“原地等待”的方式解决资源冲突的==，即，一个线程获取了一个自旋锁后，另外一个线程期望获取该自旋锁，获取不到，只能够原地“打转”（忙等待）。由于自旋锁的这个忙等待的特性，注定了它使用场景上的限制 —— 自旋锁不应该被长时间的持有（消耗 CPU 资源），一般应用在==中断上下文==。
1、spinlock是一种死等机制
2、信号量可以允许多个执行单元进入，spinlock不行，一次只能允许一个执行单元获取锁，并且进入临界区，其他执行单元都是在门口不断的死等
3、由于不休眠，因此spinlock可以应用在中断上下文中；
4、由于spinlock死等的特性，因此临界区执行代码尽可能的短；
==spinlock加锁以及解锁过程：==
spin_lock(&devices_lock);
临界区代码
spin_unlock(&devices_lock);
==spinlock初始化==
==进程和进程之间同步==
==本地软中断之间同步==
==本地硬中断之间同步==
==本地硬中断之间同步并且保存本地中断状态==
==尝试获取锁==
== arch_spinlock_t结构体定义如下： ==
== arch_spin_lock的实现如下： ==
lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 << TICKET_SHIFT（%4）
（1）ldrex %0, [%3]
把lock->slock的值赋值给lockval；并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
（2）add %1, %0, %4
newval =lockval +（1<<16）; 相当于next+1；
（3）strex %2, %1, [%3]
newval =lockval +（1<<16）; 相当于next+1；
意思是将newval保存到 &lock->slock指向的内存中， 此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
（4） teq %2, #0
测试strex是否成功
（5）bne 1b
如果发现strex失败，从（1）再次执行。
通过上面的分析，可知关键在于strex的操作是否成功的判断上。而这个就归功于ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的机制。
（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)
如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同则跳出while循环，否则在循环内等待判断；
* （7）wfe()和smp_mb() 最终调用#define barrier() asm volatile ("": : :"memory") *
阻止编译器重排，保证编译程序时在优化屏障之前的指令不会在优化屏障之后执行。
== arch_spin_unlock的实现如下： ==
退出锁时：tickets.owner++
== 出现死锁的情况： ==
1、拥有自旋锁的进程A在内核态阻塞了，内核调度B进程，碰巧B进程也要获得自旋锁，此时B只能自旋转。 而此时抢占已经关闭，（单核）不会调度A进程了，B永远自旋，产生死锁。
2、进程A拥有自旋锁，中断到来，CPU执行中断函数，中断处理函数，中断处理函数需要获得自旋锁，访问共享资源，此时无法获得锁，只能自旋，产生死锁。
== 如何避免死锁： ==
1、如果中断处理函数中也要获得自旋锁，那么驱动程序需要在拥有自旋锁时禁止中断；
2、自旋锁必须在可能的最短时间内拥有
3、避免某个获得锁的函数调用其他同样试图获取这个锁的函数，否则代码就会死锁；不论是信号量还是自旋锁，都不允许锁拥有者第二次获得这个锁，如果试图这么做，系统将挂起；
4、锁的顺序规则（a) 按同样的顺序获得锁；b) 如果必须获得一个局部锁和一个属于内核更中心位置的锁，则应该首先获取自己的局部锁 ;c) 如果我们拥有信号量和自旋锁的组合，则必须首先获得信号量；在拥有自旋锁时调用down(可导致休眠)是个严重的错误的；）
== rw（read/write）spinlock： ==
加锁逻辑：
1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
2、假设临界区内有一个读线程，这时候信赖的read线程可以任意进入，但是写线程不能进入；
3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
4、假设临界区内有一个或者多个读线程，写线程不可以进入临界区，但是写线程也无法阻止后续的读线程继续进去，要等到临界区所有的读线程都结束了，才可以进入，可见：==rw（read/write）spinlock更加有利于读线程；==
== seqlock（顺序锁）： ==
加锁逻辑：
1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
2、假设临界区内没有写线程的情况下，read线程可以任意进入；
3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
4、假设临界区内只有read线程的情况下，写线程可以理解执行，不会等待，可见：==seqlock（顺序锁）更加有利于写线程；==
读写速度 ： CPU > 一级缓存 > 二级缓存 > 内存 ，因此某一个CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就会失效；那么其他CPU就会依次去L1 L2和主存中读取lock值，一旦其他CPU去读取了主存，就存在系统性能降低的风险；
mutex用于互斥操作。
互斥体只能用于一个线程，资源只有两种状态（占用或者空闲）
1、mutex的语义相对于信号量要简单轻便一些，在锁争用激烈的测试场景下，mutex比信号量执行速度更快，可扩展
性更好，
2、另外mutex数据结构的定义比信号量小;、
3、同一时刻只有一个线程可以持有mutex
4、不允许递归地加锁和解锁
5、当进程持有mutex时，进程不可以退出。
• mutex必须使用官方API来初始化。
• mutex可以睡眠，所以不允许在中断处理程序或者中断下半部中使用，例如tasklet、定时器等
==常见操作：==
struct mutex mutex_1;
mutex_init(&mutex_1);
mutex_lock(&mutex_1)
临界区代码；
mutex_unlock(&mutex_1)
==常见函数：==
=
⑷ 一文搞懂 ， Linux内核—— 同步管理（下）
上面讲的自旋锁，信号量和互斥锁的实现，都是使用了原子操作指令。由于原子操作会 lock，当线程在多个 CPU 上争抢进入临界区的时候，都会操作那个在多个 CPU 之间共享的数据 lock。CPU 0 操作了 lock，为了数据的一致性，CPU 0 的操作会导致其他 CPU 的 L1 中的 lock 变成 invalid，在随后的来自其他 CPU 对 lock 的访问会导致 L1 cache miss（更准确的说是communication cache miss），必须从下一个 level 的 cache 中获取。
这就会使缓存一致性变得很糟，导致性能下降。所以内核提供一种新的同步方式：RCU（读-复制-更新）。
RCU 解决了什么
RCU 是读写锁的高性能版本，它的核心理念是读者访问的同时，写者可以更新访问对象的副本，但写者需要等待所有读者完成访问之后，才能删除老对象。读者没有任何同步开销，而写者的同步开销则取决于使用的写者间同步机制。
RCU 适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是 RCU 发挥作用的最佳场景。
RCU 例子
RCU 常用的接口如下图所示：
为了更好的理解，在剖析 RCU 之前先看一个例子：
#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)//读者线程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)//读者线程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)//回收处理操作{structfoo*p=container_of(rh,structfoo,rcu);printk("%s: a=%d\n",__func__,p->a);kfree(p);}staticintmyrcu_writer_thread(void*p)//写者线程{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);
执行结果是：
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
可以用下面一张图来总结，当写线程 myrcu_writer_thread 写完后，会更新到另外两个读线程 myrcu_reader_thread1 和 myrcu_reader_thread2。读线程像是订阅者，一旦写线程对临界区有更新，写线程就像发布者一样通知到订阅者那里，如下图所示。
写者在拷贝副本修改后进行 update 时，首先把旧的临界资源数据移除（Removal）；然后把旧的数据进行回收（Reclamation）。结合 API 实现就是，首先使用 rcu_assign_pointer 来移除旧的指针指向，指向更新后的临界资源；然后使用 synchronize_rcu 或 call_rcu 来启动 Reclaimer，对旧的临界资源进行回收（其中 synchronize_rcu 表示同步等待回收，call_rcu 表示异步回收）。
为了确保没有读者正在访问要回收的临界资源，Reclaimer 需要等待所有的读者退出临界区，这个等待的时间叫做宽限期（Grace Period）。
Grace Period
中间的黄色部分代表的就是 Grace Period，中文叫做宽限期，从 Removal 到 Reclamation，中间就隔了一个宽限期，只有当宽限期结束后，才会触发回收的工作。宽限期的结束代表着 Reader 都已经退出了临界区，因此回收工作也就是安全的操作了。
宽限期是否结束，与 CPU 的执行状态检测有关，也就是检测静止状态 Quiescent Status。
Quiescent Status
Quiescent Status，用于描述 CPU 的执行状态。当某个 CPU 正在访问 RCU 保护的临界区时，认为是活动的状态，而当它离开了临界区后，则认为它是静止的状态。当所有的 CPU 都至少经历过一次 Quiescent Status 后，宽限期将结束并触发回收工作。
因为 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 分别是关闭抢占和打开抢占，如下所示：
staticinlinevoid__rcu_read_lock(void){preempt_disable();}
staticinlinevoid__rcu_read_unlock(void){preempt_enable();}
所以发生抢占，就说明不在 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 之间，即已经完成访问或者还未开始访问。
Linux 同步方式的总结
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学习直通车
⑸ 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。
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推荐阅读：
⑹ Linux 时间同步
在Linux系统中存在两个时钟时间，分别是
硬件时钟是指的在主板上的时钟设备，也就是通常可以在BIOS画面设置的时钟，即使关机状态也可以计算时间。
而系统时钟则是指Kernel中的时钟，其值是由1970年1月1日00:00:00 UTC时间至当前时间所经历的秒数总和。当Linux启动的时候，系统时钟会读取硬件时钟的设定，之后系统时钟独立运作。长时间运行两者可能将会产生误差。另外所有的Linux相关指令都是读取系统时钟指定的，如date。
我们这里讨论的是系统时间。
NTP，网络时间协议，使用 123/udp 端口进行网络时钟同步；NTP 是仍在使用中的最古老的网络传输协议之一（1985 年前开始）。
以前Linux时间同步基本是使用 ntpdate 和 ntpd 这两个工具实现的，但是这两个工具已经很古老了。
【注】ntpdate和ntpd是互斥的，两者不能同时使用。ntpd是步进式平滑的逐渐调整时间，而ntpdate是断点式更新时间。
RHEL/CentOS 7.x 已经将 chrony 作为默认时间同步工具了。
其他Linux (如 ubuntu) 使用 systemd-timesyncd 服务。
chrony 是 RedHat 开发的，它是网络时间协议（NTP）的另一种实现；
RHEL/CentOS 7.x 的默认时间同步工具；
chrony 可以同时做为 ntp 服务的客户端和服务端；安装完后有两个程序 chronyd、chronyc：
chronyd 是一个 daemon 守护进程，chronyc 是用来监控 chronyd 性能和配置参数的命令行工具。
系统版本：CentOS 7.5
chrony_server(relay)：10.0.0.4
chrony_client：10.0.0.5
Edit file /etc/chrony.conf
默认已经启动，不需要调整
example:
配置 chrony
edit file: /etc/chrony.conf
再次用chronyc 命令检查，比较它与chronyd server的差异
systemd-timesyncd 是一个用于跨网络同步系统时钟的守护服务。它实现了一个 SNTP 客户端，但更轻量级，更集成systemd。
systemd-timesyncd 启动时会读取 /etc/systemd/timesyncd.conf 配置文件,内容如下:
你可以输入你希望使用的其它时间服务器，比如你自己的本地 NTP 服务器，在 NTP= 行上输入一个以空格分隔的服务器列表。
如果服务器可以直接连接internet，不用修改默认配置；如果在内网，需要单独指定。
在最新的 Ubuntu 版本中，timedatectl 替代了老旧的 ntpdate。默认情况下，timedatectl 在系统启动的时候会立刻同步时间，并在稍后网络连接激活后通过 socket 再次检查一次。
timesyncd 替代了 ntpd 的客户端的部分。默认情况下 timesyncd 会定期检测并同步时间。它还会在本地存储更新的时间，以便在系统重启时做时间单步调整。
通过 timedatectl 和 timesyncd 设置的当前时间状态和时间配置，可以使用 timedatectl status 命令来进行确认。
由于 timedatectl 的存在，各发行版已经弃用了 ntpdate，默认不再进行安装。
timedatectl
timedatectl status ，查看时间同步状态；
timedatectl set-ntp true ，开启网络时间同步；
timedatectl set-timezone ZONE ，设置时区。
NTP synchronized: yes 表示时间是同步状态。
查看服务状态以及从哪个ntp server同步时间。
NTP：软件层面实现，成本低。同步精度10ms左右。
PTP：需要网络接口具备在物理层提供时间戳的功能，同步精度优于100ns，局域网的节点需要使用支持PTP功能的交换机。局域网网络接点不支持PTP的话，只能同不到us，而且受网络背景流量影响。
⑺ Linux集群系统时间同步
环境准备：
要做到服务器集群的时间同步，集群中各台机器的时区必须相同的，我们在国内就使用中国时区，如果你的机器的时区不是"Asia/Shanghai"，需要修改时区
CentOS 中时区是以文件形式存在，当前正在使用的时区文件位于
/etc/localtime ，其他时区文件则位于 /usr/share/zoneinfo 下，中国时区的文件全路径是 /usr/share/zoneinfo/Asia/Shanghai
要更改时区，直接使用如下命令就OK
需要使用 tzselect 命令去生成时区文件，生成好的时区文件就在/usr/share/zoneinfo 目录下，具体步骤去下：
使用 date -s 命令来修改系统时间
让集群所有的服务器的时间同步，就用远程连接工具连接所有服务器，然后在所有的服务器中同时执行 date -s 命令设置时间，然后在所有的服务器中执行 hwclock -w 命令即可
美国标准技术院时间服务器：time.nist.gov（192.43.244.18）
上海交通大学网络中心NTP服务器地址：ntp.sjtu.e.cn（202.120.2.101）
中国国家授时中心服务器地址：cn.pool.ntp.org（210.72.145.44）
若以上提供的网络时间服务器不可用，请自行上网寻找可用的网络时间服务器
<1> 使用命令： crontab -e
<2> 然后往里加入一行内容
上面的配置表示，每隔十分钟从 202.120.2.101 该时间服务器同步一次时间。
<3> 保存退出
以上两步操作可以让node01这个服务器每隔10分钟去指定的服务器同步时间，如果需要让集群中的所有服务器(hadoop01-hadoop04)时间同步，那么每台服务器都要做以上两步操作。
node01的IP为192.168.21.101，让它作为时间服务器，192.168.21.0局域网内的所有服务器都向它同步时间，而node01这台时间服务器本身，向外网时间服务器同步时间(比如中国国家授时中心服务器)
我用node01
我去掉了所有的默认注释，对其中的修改写了自己的注释，没有写注释的是默认配置
因为ntpd服务开启之后，就不能手动同步时间了，那么为什么要先手动同步时间呢？
当server(中国国家授时中心服务器)与client(node01)之间的时间误差过大时（可能是1000秒），node01去同步时间可能对系统和应用带来不可预知的问题，node01将停止时间同步！所以如果发现node01启动之后时间并不进行同步时，应该考虑到可能是时间差过大引起的，此时需要先手动进行时间同步！
看到红色框中的内容，表示连接和监听已正确
这里的前4行就是我们配置的4个中国国家授时中心的服务器的信息
最后一行就是本地时间服务的信息
下面对每个列的意义进行说明：
同样，服务启动后需要等待5-10分钟才能看到这个正常的信息
到这里，我们局域网内的时间服务器node01就已经配置完毕了
文件内容如下：
同样，没有写注释的都是默认的配置
原因同(5)
到这里，利用局域网内一台时间服务器来同步整个集群时间的全部配置就已经完成
说明：若以上提供的网络时间服务器不可用，请自行上网寻找可用的网络时间服务器，另外需要关闭各服务器的防火墙，才能进行时间同步
参考文章：
内网环境NTP服务及时间同步(CentOS6.x)配置和部署
配置NTP服务ntpd/ntp.conf（搭建Hadoop集群可参考）
⑻ Linux下使用ntpdate进行时间同步
如题，我们可以使用ntpdate进行时间同步，来确保我们的时间和北京时间一致。
若上面的时间服务器不可用，也可以选择以下服务器同步时间