2.2_6 调度算法(2)
时间片轮转(RR,Round-Robin)
各进程到达就绪队列的时间、需要的运行时间如下表所示。使用时间片轮转调度算法，分析时间片大小分别是2、5时的进程运行情况。
| 进程 | 到达时间 | 运行时间 |
|---|---|---|
| P1 | 0 | 5 |
| P2 | 2 | 4 |
| P3 | 4 | 1 |
| P4 | 5 | 6 |
时间片大小为2
以下括号内表示当前时刻就绪队列中的进程、进程剩余的时间
0时刻(P1(5))：0时刻只有P1到达就绪队列,让P1上处理机运行一个时间片
2时刻(P2(4)→P1(3))：2时刻P2到达就绪队列,P1运行完一个时间片,被剥夺处理机,重新放到队尾。此时P2排在队头,因此让P2上处理机。(注意：2时刻,P1下处理机,同一时刻新进程P2到达,如果在题目中遇到这种情况,默认新到达的进程先进入就绪队列)
4时刻(P1(3)→P3(1)→P2(2))：4时刻,P3到达,先插到就绪队尾,紧接着,P2下处理机也插到队尾
5时刻(P3(1)→P2(2)→P4(6))：5时刻,P4到达插到就绪队尾(注意:由于P1的时间片还没用完,因此暂时不调度。另外,此时P1处于运行态,并不在就绪队列中)
6时刻(P3(1)→P2(2)→P4(6)→P1(1)):6时刻,P1时间片用完,下处理机,重新放回就绪队尾,发生调度
7时刻(P2(2)→P4(6)→P1(1)):虽然P3的时间片没用完,但是由于P3只需运行1个单位的时间,运行完了会主动放弃处理机,因此也会发生调度。队头进程P2上处理机。
9时刻(P4(6)→P1(1)):进程P2时间片用完,并刚好运行完,发生调度,P4上处理机
11时刻(P1(1)→P4(4)):P4时间片用完,重新回到就绪队列。P1上处理机
12时刻(P4(4)):P1运行完,主动放弃处理机,此时就绪队列中只剩P4,P4上处理机
14时刻():就绪队列为空,因此让P4接着运行一个时间片。
16时刻:所有进程运行结束
时间片大小为5
0时刻(P1(5)):只有P1到达,P1上处理机。
2时刻(P2(4)):P2到达,但P1时间片尚未结束,因此暂不调度
4时刻(P2(4)→P3(1)):P3到达,但P1时间片尚未结束,因此暂不调度
5时刻(P2(4)→P3(1)→P4(6)):P4到达,同时,P1运行结束。发生调度,P2上处理机。
9时刻(P3(1)→P4(6)):P2运行结束,虽然时间片没用完,但是会主动放弃处理机。发生调度。
10时刻(P4(6)):P3运行结束,虽然时间片没用完,但是会主动放弃处理机。发生调度。
15时刻():P4时间片用完,但就绪队列为空,因此会让P4继续执行一个时间片。
16时刻():P4运行完,主动放弃处理机。所有进程运行完。
注意：
-
如果时间片太大,使得每个进程都可以在一个时间片内就完成,则时间片轮转调度算法退化为先来先服务调度算法,并且会增大进程响应时间。因此时间片不能太大。
-
另一方面,进程调度、切换是有时间代价的(保存、恢复运行环境),因此如果时间片太小,会导致进程切换过于频繁,系统会花大量的时间来处理进程切换,从而导致实际用于进程执行的时间比例减少。可见时间片也不能太小。
-
一般，设计时间片时让切换进程的开销占比不超过1%
| 算法思想 | 公平地、轮流地为各个进程服务,让每个进程在一定时间间隔内都可以得到响应 |
|---|---|
| 算法规则 | 按照各进程到达就绪队列的顺序,轮流让各个进程执行一个时间片(如100ms)。若进程未在一个时间片内执行完,则剥夺处理机,将进程重新放到就绪队列队尾重新排队。 |
| 用于作业/进程调度 | 用于进程调度(只有作业放入内存建立了相应的进程后,才能被分配处理机时间片) |
| 是否可抢占？ | 若进程未能在时间片内运行完,将被强行剥夺处理机使用权,因此时间片轮转调度算法属于抢占式的算法。由时钟装置发出时钟中断来通知CPU时间片已到 |
| 优缺点 | **优点:**公平;响应快,适用于分时操作系统; **缺点:**由于高频率的进程切换,因此有一定开销;不区分任务的紧急程度。 |
| 是否会导致饥饿 | 不会 |
| 补充 | 时间片太大或太小分别有什么影响? |
优先级调度算法
| 进程 | 到达时间 | 运行时间 | 优先数 |
|---|---|---|---|
| P1 | 0 | 7 | 1 |
| P2 | 2 | 4 | 2 |
| P3 | 4 | 1 | 3 |
| P4 | 5 | 4 | 2 |
(注：优先数越大，优先级越高)
非抢占式：
每次调度时选择当前已到达且优先级最高的进程。当前进程主动放弃处理机时发生调度。注：以下括号内表示当前处于就绪队列的进程
0时刻(P1):只有P1到达,P1上处理机。
7时刻(P2、P3、P4):P1运行完成主动放弃处理机,其余进程都已到达,P3优先级最高,P3上处理机。
8时刻(P2、P4):P3完成,P2、P4优先级相同,由于P2先到达,因此P2优先上处理机
12时刻(P4):P2完成,就绪队列只剩P4,P4上处理机。
16时刻():P4完成,所有进程都结束
抢占式：
每次调度时选择当前已到达且优先级最高的进程。当前进程主动放弃处理机时发生调度。另外,当就绪队列发生改变时也需要检查是会发生抢占。注：以下括号内表示当前处于就绪队列的进程
0时刻(P1):只有P1到达,P1上处理机。
2时刻(P2):P2到达就绪队列,优先级比P1更高,发生抢占。P1回到就绪队列,P2上处理机。
4时刻(P1、P3):P3到达,优先级比P2更高,P2回到就绪队列,P3抢占处理机。
5时刻(P1、P2、P4):P3完成,主动释放处理机,同时,P4也到达,由于P2比P4更先进入就绪队列,因此选择P2上处理机
7时刻(P1、P4):P2完成,就绪队列只剩P1、P4,P4上处理机。
11时刻(P1):P4完成,P1上处理机
16时刻():P1完成,所有进程均完成
| 算法思想 | 随着计算机的发展,特别是实时操作系统的出现,越来越多的应用场景需要根据任务的紧急程度来决定处理顺序 |
|---|---|
| 算法规则 | 调度时选择优先级最高的作业/进程 |
| 用于作业/进程调度 | 既可用于作业调度,也可用于进程调度。甚至,还会用于在之后会学习的I/O调度中 |
| 是否可抢占? | 抢占式、非抢占式都有。做题时的区别在于:非抢占式只需在进程主动放弃处理机时进行调度即可,而抢占式还需在就绪队列变化时,检查是否会发生抢占。 |
| 优缺点 | 优点:用优先级区分紧急程度、重要程度,适用于实时操作系统。可灵活地调整对各种作业/进程的偏好程度。缺点:若源源不断地有高优先级进程到来,则可能导致饥饿 |
| 是否会导致饥饿 | 会 |
多级反馈队列调度算法
| 进程 | 到达时间 | 运行时间 |
|---|---|---|
| P1 | 0 | 8 |
| P2 | 1 | 4 |
| P3 | 5 | 1 |
P1(1)一>P2(1)一>P1(2)一>P2(1)一>P3(1)一>P2(2)一>P1(4)一>P1(1)
设置多级就绪队列,各级队列优先级从高到低，时间片从小到大
新进程到达时先进入第1级队列,按FCFS原则排队等待被分配时间片。若用完时间片进程还未结束,则进程进入下一级队列队尾。如果此时已经在最下级的队列,则重新放回最下级队列队尾
只有第k级队列为空时,才会为k+1级队头的进程分配时间片
被抢占处理机的进程重新放回原队列队尾
| 算法思想 | 对其他调度算法的折中权衡 |
|---|---|
| 算法规则 | 1. 设置多级就绪队列,各级队列优先级从高到低,时间片从小到大 2. 新进程到达时先进入第1级队列,按FCFS原则排队等待被分配时间片,若用完时间片进程还未结束,则进程进入下一级队列队尾。如果此时已经是在最下级的队列,则重新放回该队列队尾 3. 只有第k级队列为空时,才会为k+1级队头的进程分配时间片 |
| 用于作业/进程调度 | 用于进程调度 |
| 是否可抢占? | 抢占式的算法。在k级队列的进程运行过程中,若更上级的队列(1~k-1级)中进入了一个新进程,则由于新进程处于优先级更高的队列中,因此新进程会抢占处理机,原来运行的进程放回k级队列队尾。 |
| 优缺点 | 对各类型进程相对公平(FCFS的优点);每个新到达的进程都可以很快就得到响应(RR的优点);短进程只用较少的时间就可完成(SPF的优点);不必实现估计进程的运行时间(避免用户作假);可灵活地调整对各类进程的偏好程度,比如CPU密集型进程、I/O密集型进程(拓展:可以将因I/O而阻塞的进程重新放回原队列,这样l/O型进程就可以保持较高优先级) |
| 是否会导致饥饿 | 会 |
知识回顾与重要考点
| 算法 | 思想&规则 | 可抢占? | 优点 | 缺点 | 会导致饥饿？ | 补充 |
|---|---|---|---|---|---|---|
| 时间片轮转 | 略 | 抢占式 | 公平,适用于分时系统 | 频繁切换有开销,不区分优先级 | 不会 | 时间片太大或太小有何影响? |
| 时间片轮转 | 略 | 有抢占式的,也有非抢占式的。 | 区分优先级，适用于实时系统 | 可能导致饥饿 | 会 | 动态/静态优先级。各类型进程如何设置优先级?如何调整优先级? |
| 多级反馈队列 | 较复杂 | 抢占式 | 平衡优秀 | 一般不说它有缺点,不过可能导致饥饿 | 会 |
