I-02

Рассмотрим пример, представленный на рисунке. Процесс A поступает в систему первым и успевает использовать единицу времени ЦП прежде, чем в систему приходит процесс B. Процесс B требует 3 единицы процессорного времени, а процессу A осталось использовать еще 5 единиц. Процесс A вытесняется, ЦП отдается процессу B. При освобождении ЦП в очереди уже есть и процесс C, но его длительность больше, чем остаток времени процесса A, поэтому процесс C получает ЦП только в момент времени 9, когда процесс A завершится. Процесс C успевает использовать только одну единицу времени ЦП, когда приходит короткий процесс E и вытесняет процесс C из ЦП. Выполнение C вновь откладывается до освобождения ЦП, которое происходит в момент 14. В момент 17 приходит процесс D. Его длительность (6) меньше, чем полная длительность процесса C (7), но к этому времени процесс C уже использовал 4 единицы времени ЦП и для завершения ему необходимо еще только 4 единицы, поэтому процесс D не вытесняет процесс C.

HPRN (highest penalty ratio next – с наибольшим штрафным отношением – следующий) – дисциплина без вытеснения, обеспечивающая наилучшие показатели справедливости. Это достигается за счет динамического переопределения приоритетов. Всякий раз при освобождении ЦП для всех готовых процессов вычисляется текущее штрафное отношение

p[i]=(w[i]+t[i])/t[i]

где i – номер процесса; w[i] – время, затраченное процессом на ожидание; t[i] – длительность процесса, предзаданная или прогнозируемая. Для только что поступившего процесса p[i]=1. ЦП отдается процессу, имеющему наибольшее значение p[i]. Для коротких процессов HPRN обеспечивает примерно те же показатели справедливости, что и SJN, для длинных – более близкие к FCFS. На большом диапазоне средних длительностей процессов показатели, обеспечиваемые HPRN, представляют среднее между SJN и FCFS и слабо зависят от длительности. Еще одно достоинство HPRN в том, что во времени ожидания может учитываться (с некоторыми весовыми коэффициентами) и

ожидание в других очередях и, таким образом, выполняется более комплексный учет загрузки системы. Существенным недостатком метода является необходимость перевычисления штрафного отношения для всех процессов при каждом переключении, что плохо согласуется с общей политикой минимизации накладных расходов в дисциплинах без вытеснения.

В примере, показанном на рисунке, под временной шкалой даны текущие значения штрафного отношения для процессов-претендентов в те моменты времени, когда выполняется переключение. Так, в момент времени 6 два процесса – B и C – претендуют на использование ЦП. Текущее штрафное отношение для процесса B составляет:

p[B]=(5+3)/3=2.33,

а для процесса C: p[C]=(3+7)/7=1.43;

следовательно, ЦП отдается процессу B. Аналогичные вычисления производятся в моменты времени 9 и 16.

SRR (selfish RR – эгоистичный RR) – метод с вытеснением, дающий дополнительные преимущества выполняемым процессам, что позволяет повысить пропускную способность. Все процессы разделяются на две категории: новые и выбранные. Новыми считаются те процессы, которые не получили еще ни одного кванта времени ЦП, все остальные процессы – выбранные. При

поступлении в систему каждому процессу дается некоторый приоритет P0, одинаковый для всех процессов, который в дальнейшем возрастает. В конце каждого кванта времени пересчитываются приоритеты всех процессов, причем приоритеты новых процессов возрастают на величину dA, а выбранных – на величину dB. ЦП отдается процессу с наивысшим приоритетом, а при равенстве приоритетов – тому, который раньше поставлен в очередь. Показатели дисциплины существенно зависят от выбранного соотношения между dA и dB. При dB/dA=0 дисциплина вырождается в обыкновенную RR, при dB/dA>=1 – в FCFS. Собственно дисциплина SRR обеспечивается в диапазоне значений

0<dB/dA<1.

Рассмотрим работу дисциплины на примере, показанном на рисунке Параметры дисциплины в этом примере:

P0=0; dA=2; dB=1; Q=1.

Под временной шкалой здесь показаны текущие значения приоритетов процессов. Процесс A при поступлении получает приоритет 0. Поскольку на этот момент других процессов нет, процесс A начинает выполняться. Получив ЦП, процесс A попадает в категорию выбранных, поэтому при окончании кванта в момент 1 приоритет процесса A возрастает на 1. В момент 1 поступает процесс B, ему присваивается начальный приоритет 0, на текущий момент это ниже, чем приоритет A, поэтому ЦП остается у процесса A. По прошествии еще одного

кванта, к моменту времени 2 приоритет процесса A увеличивается еще на 1 и становится равным 2, но приоритет процесса B как нового увеличивается на 2 и становится равным приоритету A. По принципу RR ЦП отдается процессу B, как дольше ожидающему. Процесс B теперь также становится выбранным, и в дальнейшем его приоритет растет медленнее. Поступающий позже новый процесс C имеет нулевой начальный приоритет и вынужден ждать 3 кванта, пока его приоритет не сравняется с приоритетами выбранных процессов. Аналогичным образом происходит обслуживание и остальных поступающих процессов.

FB (foreground-background – передний-задний планы) – очередь готовых процессов расщепляется на две подочереди – очередь переднего плана и очередь заднего плана. Очереди обслуживаются по дисциплине RR, но очередь переднего плана имеет абсолютный приоритет: пока в ней есть процессы, очередь заднего плана не обслуживается. Новый процесс направляется в очередь переднего плана. Если процесс использовал установленное число N квантов в очереди переднего плана, но не завершился, он переводится в очередь заднего плана.

Обобщение дисциплины FB на n очередей с номерами 0, 1, ..., n-1 и с абсолютными приоритетами, убывающими при возрастании номера очереди,

носит название MLFB (multiplylevel feed back – многоуровневые очереди с обратной связью). Расщепление очереди готовых процессов на две и более подочереди обеспечивает селекцию процессов по длительности: более длинные процессы попадают в очереди с большими номерами и, соответственно, с меньшими приоритетами. Дисциплина MLFB очень эффективна для систем, работающих в интерактивном режиме.

На рисунке показаны примеры работы MLFB для N=1. Под временной шкалой показаны состояния процессов в каждый момент времени: "а" – для активного процесса и номер очереди – для неактивного. Процесс A поступает в очередь 0 и, поскольку ЦП свободен, сразу же выбирается из нее на выполнение. После использования одного кванта времени ЦП процесс A переводится в очередь 1. В этот момент (момент 1) в очередь 0 поступает процесс B. Поскольку очередь 0 имеет более высокий приоритет, чем очередь 1, на выполнение выбирается процесс B. Процесс B после использования кванта (момент 2) попадает также в очередь 1. Поскольку в момент времени 2 очередь 0 пуста, обслуживается очередь 1, из нее выбирается процесс A, который был поставлен в эту очередь раньше, чем процесс B. После этого кванта (момент 3) процесс A переходит в очередь 2, а в очереди 0 появляется новый процесс C, которому и будет отдан следующий квант. После этого кванта (момент 4) процесс C будет направлен в очередь 1. На этот момент времени мы имеем 3 процесса: процесс A – в очереди 2, процесс B – в очереди 1 и процесс C – в очереди 1. Обслуживается очередь 1, процесс B попал в эту очередь раньше, он получает следующий квант и т. д.

В простейшем варианте MLFB очередь с большим номером не обслуживается до тех пор, пока есть процессы в очередях с меньшими

например, такие:

наряду с предпочтительным обслуживанием высокоприоритетной очереди предоставлять (но с меньшей частотой) кванты времени и очередям с низкими приоритетами;

выполнять обратное перемещение процесса в очередь с меньшим номером после того, как процесс прождал установленный интервал времени в низкоприоритетной очереди;

установить размер кванта зависящим от номера очереди, например: Q[n]=q*n или Q[n]=q*2n; поскольку в очереди с большими номерами попадают более длинные процессы, их обслуживание с большим квантом позволит сэкономить расходы на переключение;

обслуживать разные очереди по разным дисциплинам (например: RR – для первой очереди, FCFS – для второй).

Планирование процессов в реальных системах

Как мы отмечали выше, в реальных ОС при планировании процессорного времени применяются модификации и/или комбинации базовых алгоритмов, обеспечивающие большую эффективность и гибкость. Можно утверждать, что в реальных ОС применяются почти исключительно комбинированные методы, учитывающие как внешние приоритеты, так и поведение процесса, и степень загрузки ЦП, и, возможно, других ресурсов системы. Можно также утверждать, что дисциплины планирования без вытеснения в ОС общего назначения бесперспективны.

По-видимому, в ближайшее время наиболее интенсивно будут применяться и развиваться интерактивные ОС и ОС, обеспечивающие режим клиент/сервер, поэтому современные ОС применяют дисциплины, отдающие предпочтение обменным процессам. Для таких ОС достаточно типичной можно считать

следующую макросхему определения приоритетов процессов в очереди к ЦП. Наивысший абсолютный приоритет имеют системные процессы, которые не могут вытесняться. Далее следуют системные процессы, которые могут быть вытеснены. Наконец, низший приоритет имеют пользовательские процессы. Пользовательские процессы в свою очередь могут делиться на классы. Типовое деление включает в себя три класса:

с высоким приоритетом – процессы реального времени;

со средним приоритетом – интерактивные процессы;

с низким приоритетом – счетные (пакетные) процессы.

Внутри каждого класса предусматривается еще несколько градаций приоритета, которые могут назначаться пользователем. Наконец, ОС может формировать еще динамическую добавку к приоритету, зависящую от истории выполнения процесса, текущего состояния ресурсов и т.д. Эта добавка может повышать или снижать приоритет процесса внутри класса, но, как правило, не выводит процесс за пределы назначенного ему класса. Динамическая составляющая совершенно необходима для процессов класса с нормальным приоритетом (интерактивных), так как их поведение во время выполнения наиболее трудно предсказать. Процессы других классов ОС может планировать и по статическим приоритетам.

Общие закономерности в динамическом вычислении приоритетов можно свести к следующим:

приоритет процесса, долгое время находящегося в состоянии ожидания, повышается;

приоритет процесса, часто выполняющего операции ввода-вывода, повышается;

приоритет процесса, чаще получающего внешние сообщения и прерывания, повышается;

если приоритет процесса не повышается, он убывает.

Ниже мы рассматриваем два примера динамического вычисления приоритетов. Еще раз подчеркнем, что рассматриваемые нами алгоритмы

относятся только к пользовательским процессам: системные процессы имеют абсолютный и более высокий приоритет.

ОС Unix [33] – система многопользовательская и многозадачная, ориентированная, прежде всего, на интерактивную работу – дает пример изящного алгоритма динамического вычисления приоритетов, называемого иногда "алгоритмом полураспада" – модификацию дисциплины RR. С каждым i-м процессом связано некоторое приоритетное число P[i]. Чем оно меньше, тем выше приоритет процесса. Каждый новый процесс получает некоторое исходное значение приоритетного числа P0, одинаковое для всех процессов. Кроме того, с каждым процессом связан счетчик процессорного времени U[i] с исходным значением 0. Процесс с наименьшим значением P[i] получает квант времени ЦП (при равенстве приоритетных чисел ЦП отдается процессу, ожидающему дольше). За время кванта интервальный таймер выдает несколько сигналовпрерываний. По каждому такому прерыванию счетчик U[i] активного (только активного!) процесса увеличивается на 1. Использование ЦП процессом заканчивается при истечении кванта или при переходе процесса в ожидание. При этом модифицируются счетчики процессорного времени всех (в том числе и неактивных) процессов:

U[i] = U[i] / 2

и для всех процессов перевычисляются приоритетные числа:

P[i] = P0 + U[i] / 2.

На рисунке 2.9 показан пример работы алгоритма полураспада для случая трех, одновременно поступивших процессов: A, B, C. Для этого примера мы задались начальным значением приоритетного числа P0=16 и размером кванта, равным 16 "тикам" таймера.

Рисунок 2.9 Пример применения алгоритма полураспада (Q=16; P0=16)

Поскольку Unix не накладывает ограничений на количество процессов, порождаемых одним пользователем, для ОС может оказаться более важным справедливое распределение ЦП не между процессами, а между пользователями. Эта задача решается незначительной модификацией алгоритма. С каждым процессом связывается еще и групповой счетчик процессорного времени G[i]. Этот счетчик с каждым "тиком" таймера увеличивается на 1 как в активном процессе, так и во всех процессах, принадлежащих тому же пользователю. В конце кванта G[i] также "полураспадается", а приоритетное число вычисляется как

P[i] = P0 + U[i] / 2 + G[i] / 2.

ОС VM/370 [28] демонстрирует нам значительно более сложный (но и более гибкий) пример планирования, рассчитанный на одновременное выполнение задач разных типов. Этот алгоритм можно рассматривать как некоторую версию дисциплины MLFB. Единицей планирования ЦП в этой ОС является виртуальная машина (ВМ). Планировщик ВМ определяет последовательность использования ЦП виртуальными машинами и длительность этого использования.

Последовательность определяется положением ВМ в очередях планировщика, длительность – величиной кванта и частотой его получения.

Планирование осуществляется, исходя из таких требований:

равномерное (на некотором интервале времени) использование ЦП

всеми ВМ;

обеспечение гарантированного времени ответа при заданной загрузке

системы;

соблюдение нормативов потерь на страничный обмен (о страничном обмене – см. главу 3).

Для выполнения этих требований планировщик периодически вычисляет затраты на страничный обмен и среднее время использования ЦП одной ВМ, а также постоянно ведет для каждой ВМ учет использованного ею процессорного времени и времени пребывания в очередях.

Рисунок 2.10 Состояния виртуальных машин в ОС VM/370

С точки зрения планировщика ВМ может находиться в одном из состояний, показанных на рисунке 2.10.

Непланируемыми называются ВМ, ожидающие завершения операции ввода-вывода на реальном внешнем устройстве или какого-либо другого внешнего события. Непланируемые ВМ исключаются из очередей планировщика.

Планируемые – все остальные ВМ – могут быть активными или неактивными. Активной является ВМ, попавшая в очередь на обслуживание RUNLIST. Размер этой очереди ограничен соображениями эффективности страничного обмена. Все ВМ, не попавшие в эту очередь из-за ее