第三章处理机调度

P1 P2 P3 P1 P2 P1 P1 P1 P1
04
8 11 15 17 21 25
29 30
第三章 处理机调度
进程Ｐ１首先执行一个时间片并被剥夺，其ＣＰＵ周期 所剩余的１７ ｍｓ放到以后执行；Ｐ２执行一个时间片后也 被剥夺；Ｐ３的ＣＰＵ时值为３ ｍｓ，不足一个时间片。第 二轮开始，又由Ｐ１先执行一个时间片后被剥夺； 这次Ｐ２ 只执行２ ｍｓ。至此，Ｐ３和Ｐ２的ＣＰＵ周期已先后完成， 故随后连续４个时间片都分给了Ｐ１，直至Ｐ１完成，在最 后一个时间片里，Ｐ１只执行了１ ｍｓ。容易算出，该例的 平均等待时间和平均周转时间分别为：
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图３-２ 多级反馈队列
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§５ 调 度 的 实 现
进程调度程序是内核原语，当发生了引起调度的某种 事件时，由有关的内核程序转入。例如：当发生时间片 中断后，由时钟中断处理程序转入；当现行进程 因等待 某个事件而进入等待队列时，由阻塞原语ｂｌｏｃｋ转 入；当现行进程崐执行完毕自我停止后，由停止原语ｈ ａｌｔ转入；当一进程被唤醒后，由唤醒 原语ｗａｋｅ ｕｐ转入。
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图３-１ 处理机的三级调度
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§２ 调度的功能、时机及方式
２.１ 作业调度的功能与时机
（１）按照某种调度算法（即调度策略），根据系统资 源的当前使用情况和后备作业对资源的需求，挑选一个或
（２）为选中的作业分配基本的内存和设备资源，这通
（３）为选中的作业建立进程，将进程实体装入内存， 这通过调用建立进程原语来实现。
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进程调度方式包括剥夺式与非剥夺式。在剥夺方式下， 当现行进程正在执行它的一个ＣＰＵ周期期间，系统有权 强行分割该进程的当前ＣＰＵ时值，即强行剥夺现行进程 正占用的ＣＰＵ，并把ＣＰＵ分配给另一进程，换言之， 如果一个进程的一个ＣＰＵ周期可能被分割成两个或更多 个ＣＰＵ周期，则系统采用的是剥夺式调度。反之，在非 剥夺方式下，一个进程一旦获得ＣＰＵ便一直执行下去， 直到完成它的当前ＣＰＵ周期，系统才重新调度，换言之， 系统无权分割进程的任一ＣＰＵ周期。
（１）静态设置方式 （２）动态设置方式
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设有五个就绪进程，它们各自的本次ＣＰＵ周期的长度、 初始优先数及进入就绪队列的相对时刻如下所示：
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在非剥夺的静态设置方式下，执行情况如下：
P2
P1
P5
P3
P4
0
4
36
52
60
62
在进程Ｐ１执行完时，Ｐ５已进入就绪队列，因其优先级较高， 故先于Ｐ３和Ｐ４之前执行。可算得这些进程的平均等待时间
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２.３ 调度方式
一进程在ＣＰＵ上的一次连续执行过程称为该进程的一个ＣＰＵ周 期。一个ＣＰＵ周期由进程自我终止。当进程需等待某个事件而进入等 待态时，便终止了它的当前ＣＰＵ周期。待等待事件发生后，进程将开 始下一个ＣＰＵ周期。进程执行完毕进入停止状态则终止了它的最后一 个ＣＰＵ周期。一个进程在其并发运行过程中通常有若干个离散的且长 短不等的ＣＰＵ周期。例如，一进程需要在ＣＰＵ上执行的总时间为１ ｓ，在１００ ｍｓ、４５０ ｍｓ、６００ ｍｓ的执行点处它分别要等 待三个事件而暂停执行，即该进程有四个分别为１００ ｍｓ、３５０ ｍｓ、１５０ ｍｓ以及４０ ｍｓ的ＣＰＵ周期时值。当现行进程执行 完它的一个ＣＰＵ周期时，系统应及时把ＣＰＵ转交给另一个进程去执 行它的ＣＰＵ周期，这是导致进程调度的基本原因，也是实现多部件并 行和多进程并发的基本要求。
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§３ 调度原则与评估标准
（１）尽量提高系统的吞吐量，系统吞吐量是指在单位时
（２）均衡利用资源，使ＣＰＵ与外设尽量都保持“忙” 状态；
（３）对所有的作业都应公平，任何一个作业的完成都不
（４）如果支持优先级，应对优先级高的作业或进程给予 优先服务。
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（１） 平均周转时间 作业ｉ从提交时刻ｔis到完成时 刻ｔic所经历的时间称为该作业的周转时间Ｔｉ，即Ｔｉ＝ ｔic－ｔis；进程ｉ从进入就绪队列的时刻ｔir到执行完本次
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２.２ 进程调度的功能与时机
（１）现行进程执行完它的当前ＣＰＵ时值时，这包括 现行进程执行完毕而终止或现行进程因等待某个事件而 自行阻塞，此时需要将ＣＰＵ分配给一个新的就绪进程；
（２）在采用剥夺调度方式的系统中，当发生了某种 剥夺事件，例如，当发生了时间片中断或有比现行进程 具有更高优先级的进程进入了就绪队列时，此时系统要 回收现行进程占用的ＣＰＵ并进行重新调度。
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§1 §2 §3 调度原则与评估标准 §4 §5 调度的实现
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即进程调度。它决定哪个进程可获得物理ＣＰＵ， 从状态观点，就是将某个进程从就绪态变为执行态。被 低级调度选中的进程将实际获得ＣＰＵ，并可立即在物 理ＣＰＵ上执行它的程序。因此，低级调度是处理机三 级调度中的终结调度，亦称ＣＰＵ的微观调度。
于是，ｎ个作业或ｎ个进程的平均带权周转时间Ｔ′为：
T'
1 n
n i1
Ti'
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（３）平均等待时间 进程ｉ从进入就绪队列那一时刻
ｔir到获得ＣＰＵ的那一时刻ｔip 所经历的时间称为它的
等待时间Ｗi，即Ｗi＝ｔip－ｔir，那么ｎ个进程的平均等待
时间Ｗ为：
W
1 n
n i1
Wi
Ｗ、平均周转时间Ｔ以 及平均带权周转时间Ｔ′ 分别为：
W 2.2 7 (m )T s 3.9 9 (m 6)T s' 8 .5(7 m )5s
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４.６ 多级反馈队列
多级反馈队列就是综合了ＦＣＦＳ、ＲＲ和ＨＰＦ的 一
（１）系统按优先级别设置ｎ个就绪进程队列，第一级队
列的优先级最高，以下逐级降低，第ｎ级队列的优先级最低； （２）每个就绪队列对应有一个时间片Si（i＝１，2, …，
４.２ 最短者优先
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４.３ 最高响应比者优先
HRN（Highest-Response-ratio-next)）算法是为了克服 ＦＣＦＳ算法和ＳＦ算法的缺点而提出的，是这两种算法
一个作业或进程的响应比Ｒ定义为： Ｒ＝响应时间／需运行时间
＝１＋已等待时间／需运行时间
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W(048)/34(m)s
T(30171)1/319 .3(3m)s
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S RT N
其中，ＲＴ为系统的响应时间上限，Ｎ为系统中的进 程数目上限。例如，设Ｒ Ｔ＝３ｓ，Ｎ＝３０，则Ｓ＝
0.1 ｓ。
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４ .５ 最高优先级法
优先级通常是用一个整型数来表示，称为优先数。对于 不同的系统，既可以用较大的数也可以用较小的数来表示较 高的优先级，这并无统一的规定。例如，ＵＮＩＸ中的优先 数的取值范围为－１２８～＋１２７，且规定优先数愈小其
ｔic称为该进程的周转时间Ｔi，即Ｔi ＝ｔic－ｔir。于是，ｎ个作业的平均周转时间或ｎ个进程 的平均周转时间Ｔ为：
T
1 n
n i1
Ti
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（２） 平均带权周转时间 作业ｉ的周转时间Ti与其实
际运行时间ｔi之比 T i' 称为该作业的带权周转时间， 即 Ti' Ti /ti ，同样，进程ｉ的周转时间Ｔｉ ＣＰＵ周期的时值之比 T i ' 称为该进程的带权周转时间。
n），且有Ｓ１＜Ｓ２＜…＜Ｓｎ，一般有Ｓｉ＋１＝2Si （３）除对第ｎ级队列按ＲＲ调度外，对其余各级队列均
按ＦＣＦＳ调度；
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（４）系统每次总是调度级别较高的队列中的进程，仅 当该队列为空时，才去
（５）当现行进程正在执行它的ＣＰＵ周期时，如果发 生了时间片中断或有进 程进入更高级的就绪队列时将引起 剥夺，对前一种情况，现行进程将进入下一 级队列，对后 一种情况，现行进程则进入本级队列末尾。当一进程被唤 醒时，它进入的是原先离开的那个队列，即与其当前优先 级对应的就绪队列。可见，一个进程的优先级被降低，仅 发生在因时间片中断而被剥夺的时候。
通常，用Ｔ来衡量不同调度算法对同一作业流或同 一进程集的调度性能，用Ｗ来衡量不同进程调度算法对 同一进程集的调度性能，而用Ｔ′来衡量同一调度算法对
不同作业流或不同进程集的调度性能。
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§４ 调 度 算 法
４.１ 先来先服务ＦＣＦＳ
假定有四个作业，它们的进入、估计运行和完成时间以 及平均周转时间和平均带权周转时间如表３-１所示。
ＨＲＮ调度程序开始调度时，首先计算各个后备作业或 各个就绪进程的响应比 Ｒ，然后选择Ｒ值最大的作业或进 程。响应比Ｒ既是需运行时间的函数，也是等待时间的函 数。由于Ｒ与需运行时间成反比，故短作业或短进程可获 得较 高的响应比；另一方面，因Ｒ与等待时间成正比，故 长作业或长进程随着其等待时间的增长，也可获得较高的 响应比。这就是说，ＨＲＮ算法既优待了短作业或短进程， 又照顾了先来者。
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考虑三个进程Ｐ１、Ｐ２和Ｐ３，它们的本次ＣＰＵ周期 的时值分别为２１ ｍｓ、６ ｍｓ和３ ｍｓ，且以Ｐ１、Ｐ ２Ｐ３的次序处于就绪队列中，不妨认为它们进入就绪队列 的相对时刻均为０。于是，在ＦＣＦＳ调度下，其执行过 程可表示如下：
P1
0
P2
21
P3
27 30
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Ｐ１、Ｐ２和Ｐ３的等待时间分别为０、２１和２７， 周转时间分别为２１、２７和３０，故它们的平均等待时 间和平均周转时间分别为：
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一般来说，