Критерии планирования и требования к алгоритмам
Для каждого уровня планирования процессов можно предложить много различных алгоритмов. Выбор конкретного алгоритма определяется классом задач, решаемых вычислительной системой, и целями, которых мы хотим достичь, используя планирование.
К числу таких целей можно отнести следующие:
Справедливость – гарантировать каждому заданию или процессу определенную часть времени использования процессора в компьютерной системе, стараясь не допустить возникновения ситуации, когда процесс одного пользователя постоянно занимает процессор, в то время как процесс другого пользователя фактически не начинал выполняться.
Эффективность – постараться занять процессор на все 100% рабочего времени, не позволяя ему простаивать в ожидании процессов, готовых к исполнению. В реальных вычислительных системах загрузка процессора колеблется от 40 до 90%.
Сокращение полного времени выполнения (turnaround time) – обеспечить минимальное время между стартом процесса или постановкой задания в очередь для загрузки и его завершением.
Сокращение времени ожидания (waiting time) – сократить время, которое проводят процессы в состоянии готовность и задания в очереди для загрузки.
Сокращение времени отклика (response time) – минимизировать время, которое требуется процессу в интерактивных системах для ответа на запрос пользователя.
Независимо от поставленных целей планирования желательно также, чтобы алгоритмы обладали следующими свойствами.
Были предсказуемыми. Одно и то же задание должно выполняться приблизительно за одно и то же время. Применение алгоритма планирования не должно приводить, к примеру, к извлечению корня квадратного из 4 за сотые доли секунды при одном запуске и за несколько суток – при втором запуске.
Были связаны с минимальными накладными расходами. Если на каждые 100 миллисекунд, выделенные процессу для использования процессора, будет приходиться 200 миллисекунд на определение того, какой именно процесс получит процессор в свое распоряжение, и на переключение контекста, то такой алгоритм, очевидно, применять не стоит.
Равномерно загружали ресурсы вычислительной системы, отдавая предпочтение тем процессам, которые будут занимать малоиспользуемые ресурсы.
Обладали масштабируемостью, т. е. не сразу теряли работоспособность при увеличении нагрузки. Например, рост количества процессов в системе в два раза не должен приводить к увеличению полного времени выполнения процессов на порядок.
Многие из приведенных выше целей и свойств являются противоречивыми. Улучшая работу алгоритма с точки зрения одного критерия, мы ухудшаем ее с точки зрения другого. Приспосабливая алгоритм под один класс задач, мы тем самым дискриминируем задачи другого класса. «В одну телегу впрячь не можно коня и трепетную лань». Ничего не поделаешь. Такова жизнь.
Параметры планирования Для осуществления поставленных целей разумные алгоритмы планирования должны опираться на какие-либо характеристики процессов в системе, заданий в очереди на загрузку, состояния самой вычислительной системы, иными словами, на параметры планирования. В этом разделе мы опишем ряд таких параметров, не претендуя на полноту изложения.
Все параметры планирования можно разбить на две большие группы: статические параметры и динамические параметры. Статические параметры не изменяются в ходе функционирования вычислительной системы, динамические же, напротив, подвержены постоянным изменениям.
К статическим параметрам вычислительной системы можно отнести предельные значения ее ресурсов (размер оперативной памяти, максимальное количество памяти на диске для осуществления свопинга, количество подключенных устройств ввода-вывода и т. п.).
Динамические параметры системы описывают количество свободных ресурсов на данный момент.
К статическим параметрам процессов относятся характеристики, как правило присущие заданиям уже на этапе загрузки.
Каким пользователем запущен процесс или сформировано задание.
Насколько важной является поставленная задача, т. е. каков приоритет ее выполнения.
Сколько процессорного времени запрошено пользователем для решения задачи.
Каково
соотношение процессорного времени и времени, необходимого для осуществления операций ввода-вывода.
Какие ресурсы вычислительной системы (оперативная память, устройства ввода- вывода, специальные библиотеки и системные программы и т. д.) и в каком количестве необходимы заданию.
Алгоритмы долгосрочного планирования используют в своей работе статические и динамические параметры вычислительной системы и статические параметры процессов
(динамические параметры процессов на этапе загрузки заданий еще не известны).
Алгоритмы краткосрочного и среднесрочного планирования дополнительно учитывают и динамические характеристики процессов. Для среднесрочного планирования в качестве таких характеристик может использоваться следующая информация:
сколько времени прошло с момента выгрузки процесса на диск или его загрузки в оперативную память;
сколько оперативной памяти занимает процесс;
сколько процессорного времени уже предоставлено процессу.
Рис. 1.1 Фрагмент деятельности процесса с выделением промежутков непрерывного использования процессора и ожидания ввода-вывода
Для краткосрочного планирования нам понадобится ввести еще два динамических параметра. Деятельность любого процесса можно представить как последовательность циклов использования процессора и ожидания завершения операций ввода-вывода.
Промежуток времени непрерывного использования процессора носит название CPU burst, а промежуток времени непрерывного ожидания ввода-вывода – I/O burst. На Рис. 1.1 показан фрагмент деятельности некоторого процесса на псевдоязыке программирования с выделением указанных промежутков. Для краткости мы будем использовать термины CPU burst и I/O burst без перевода. Значения продолжительности последних и очередных CPU burst и I/O burst являются важными динамическими параметрами процесса.
Вытесняющее и невытесняющее планирование Процесс планирования осуществляется частью операционной системы, называемой планировщиком. Планировщик может принимать решения о выборе для исполнения нового процесса из числа находящихся в состоянии готовность в следующих четырех случаях.
1.
Когда процесс переводится из состояния исполнение в состояние завершил исполнение.
2.
Когда процесс переводится из состояния исполнение в состояние ожидание.
3.
Когда процесс переводится из состояния исполнение в состояние готовность
(например, после прерывания от таймера).
4.
Когда процесс переводится из состояния ожидание в состояние готовность
(завершилась операция ввода-вывода или произошло другое событие). Подробно процедура такого перевода рассматривалась в лекции 2 (раздел «Переключение контекста»), где мы показали, почему при этом возникает возможность смены процесса, находящегося в состоянии исполнение.
В случаях 1 и 2 процесс, находившийся в состоянии исполнение, не может дальше исполняться, и для выполнения необходимо выбрать новый процесс. В случаях 3 и 4
планирование может не проводиться, процесс, который исполнялся до прерывания, может продолжать свое выполнение после обработки прерывания. Если планирование осуществляется только в случаях 1 и 2, говорят, что имеет место невытесняющее
(nonpreemptive) планирование. В противном случае говорят о вытесняющем (preemptive) планировании. Термин «вытесняющее планирование» возник потому, что исполняющийся процесс помимо своей воли может быть вытеснен из состояния исполнение другим процессом.
Невытесняющее планирование используется, например, в MS Windows 3.1 и ОС Apple
Macintosh. При таком режиме планирования процесс занимает столько процессорного времени, сколько ему необходимо. При этом переключение процессов возникает только
при желании самого исполняющегося процесса передать управление (для ожидания завершения операции ввода-вывода или по окончании работы). Этот метод планирования относительно просто реализуем и достаточно эффективен, так как позволяет выделить большую часть процессорного времени для работы самих процессов и до минимума сократить затраты на переключение контекста. Однако при невытесняющем планировании возникает проблема возможности полного захвата процессора одним процессом, который вследствие каких-либо причин (например, из-за ошибки в программе) зацикливается и не может передать управление другому процессу. В такой ситуации спасает только перезагрузка всей вычислительной системы.
Вытесняющее планирование обычно используется в системах разделения времени. В этом режиме планирования процесс может быть приостановлен в любой момент исполнения.
Операционная система устанавливает специальный таймер для генерации сигнала прерывания по истечении некоторого интервала времени – кванта. После прерывания процессор передается в распоряжение следующего процесса. Временные прерывания помогают гарантировать приемлемое время отклика процессов для пользователей, работающих в диалоговом режиме, и предотвращают «зависание» компьютерной системы из-за зацикливания какой-либо программы.
1.2 Алгоритмы планирования Существует достаточно большой набор разнообразных алгоритмов планирования, которые предназначены для достижения различных целей и эффективны для разных классов задач. Многие из них могут использоваться на нескольких уровнях планирования. В этом разделе мы рассмотрим некоторые наиболее употребительные алгоритмы применительно к процессу кратковременного планирования.
First-Come, First-Served (FCFS) Простейшим алгоритмом планирования является алгоритм, который принято обозначать аббревиатурой FCFS по первым буквам его английского названия – First Come, First Served
(первым пришел, первым обслужен). Представим себе, что процессы, находящиеся в состоянии готовность, выстроены в очередь.
Когда процесс переходит в состояние готовность, он, а точнее, ссылка на его PCB помещается в конец этой очереди. Выбор нового процесса для исполнения осуществляется из начала очереди с удалением оттуда ссылки на его PCB. Очередь подобного типа имеет в программировании специальное наименование – FIFO
1)
, сокращение от First In, First Out (первым вошел, первым вышел).
Такой алгоритм выбора процесса осуществляет невытесняющее планирование. Процесс, получивший в свое распоряжение процессор, занимает его до истечения текущего CPU burst. После этого для выполнения выбирается новый процесс из начала очереди.
Таблица 1.1
Процесс
P0
P1
P2
Продолжительность очередного CPU burst
13 4
4
Преимуществом алгоритма FCFS является легкость его реализации, но в то же время он имеет и много недостатков. Рассмотрим следующий пример. Пусть в состоянии готовность находятся три процесса p
0
, p
1
и p
2
, для которых известны времена их очередных CPU burst. Эти времена приведены в Таблица 1.1
в некоторых условных единицах. Для простоты будем полагать, что вся деятельность процессов ограничивается использованием только одного промежутка CPU burst, что процессы не совершают операций ввода-вывода и что время переключения контекста так мало, что им можно пренебречь.
Если процессы расположены в очереди процессов, готовых к исполнению, в порядке p
0
, p
1
, p
2
, то картина их выполнения выглядит так, как показано на Рис. 1.2. Первым для выполнения выбирается процесс p
0
, который получает процессор на все время своего CPU burst, т. е. на 13 единиц времени. После его окончания в состояние исполнение переводится процесс p
1
, он занимает процессор на 4 единицы времени. И, наконец, возможность работать получает процесс p
2
. Время ожидания для процесса p
0
составляет 0 единиц времени, для процесса p
1
– 13 единиц, для процесса p
2
– 13 + 4 = 17 единиц.
Таким образом, среднее время ожидания в этом случае – (0 + 13 + 17)/3 = 10 единиц времени. Полное время выполнения для процесса p
0
составляет 13 единиц времени, для процесса p
1
– 13 + 4 = 17 единиц, для процесса p
2
– 13 + 4 + 1 = 18 единиц. Среднее полное время выполнения оказывается равным (13 + 17 + 18)/3 = 16 единицам времени.
Рис. 1.2 Выполнение процессов при порядке p0,p1,p2
Если те же самые процессы расположены в порядке p
2
, p
1
, p
0
, то картина их выполнения будет соответствовать Рис. 1.3. Время ожидания для процесса p
0
равняется 5 единицам времени, для процесса p
1
– 1 единице, для процесса p
2
– 0 единиц. Среднее время ожидания составит (5 + 1 + 0)/3 = 2 единицы времени. Это в 5 (!) раз меньше, чем в предыдущем случае. Полное время выполнения для процесса p
0
получается равным 18 единицам времени, для процесса p
1
– 5 единицам, для процесса p
2
– 1 единице. Среднее полное время выполнения составляет (18 + 5 + 1)/3 = 6 единиц времени, что почти в 2,7 раза меньше, чем при первой расстановке процессов.
Рис. 1.3 Выполнение процессов при порядке p2, p1, p0
Как мы видим, среднее время ожидания и среднее полное время выполнения для этого алгоритма существенно зависят от порядка расположения процессов в очереди. Если у нас есть процесс с длительным CPU burst, то короткие процессы, перешедшие в состояние готовность после длительного процесса, будут очень долго ждать начала выполнения.
Поэтому алгоритм FCFS практически неприменим для систем разделения времени – слишком большим получается среднее время отклика в интерактивных процессах.
Round Robin (RR)
Модификацией алгоритма FCFS является алгоритм, получивший название Round Robin
(Round Robin – это вид детской карусели в США) или сокращенно RR. По сути дела, это тот же самый алгоритм, только реализованный в режиме вытесняющего планирования.
Можно представить себе все множество готовых процессов организованным циклически – процессы сидят на карусели. Карусель вращается так, что каждый процесс находится около процессора небольшой фиксированный квант времени, обычно 10 – 100 миллисекунд (см. Рис. 1.4). Пока процесс находится рядом с процессором, он получает процессор в свое распоряжение и может исполняться.
Рис. 1.4 Процессы на карусели
Реализуется такой алгоритм так же, как и предыдущий, с
помощью организации процессов, находящихся в состоянии готовность, в очередь FIFO. Планировщик выбирает для очередного исполнения процесс, расположенный в начале очереди, и устанавливает таймер для генерации прерывания по истечении определенного кванта времени. При выполнении процесса возможны два варианта.
Время непрерывного использования процессора, необходимое процессу (остаток текущего CPU burst), меньше или равно продолжительности кванта времени. Тогда процесс по своей воле освобождает процессор до истечения кванта времени, на исполнение поступает новый процесс из начала очереди, и таймер начинает отсчет кванта заново.
Продолжительность остатка текущего CPU burst процесса больше, чем квант времени.
Тогда по истечении этого кванта процесс прерывается таймером и помещается в конец очереди процессов, готовых к исполнению, а процессор выделяется для использования процессу, находящемуся в ее начале.
Рассмотрим предыдущий пример с порядком процессов p
0
, p
1
, p
2
и величиной кванта времени, равной 4. Выполнение этих процессов иллюстрируется Таблица 1.2.
Обозначение «И» используется в ней для процесса, находящегося в состоянии исполнение, обозначение «Г» – для
процессов в состоянии готовность, пустые ячейки соответствуют завершившимся процессам. Состояния процессов показаны на протяжении соответствующей единицы времени, т. е. колонка с номером 1 соответствует промежутку времени от 0 до 1.
Таблица 1.2
Время
1 2
3 4
5 6
7 8
9 10 11 12 13 14 15 16 17 18
P0
И И И И Г Г Г Г Г И И И И И И И И И
P1
Г Г Г Г И И И И
P2
Г Г Г Г Г Г Г Г И
Первым для исполнения выбирается процесс p
0
. Продолжительность его CPU burst больше, чем величина кванта времени, и поэтому процесс исполняется до истечения кванта, т. е. в течение 4 единиц времени. После этого он помещается в конец очереди готовых к исполнению процессов, которая принимает вид p
1
, p
2
, p
0
. Следующим начинает
выполняться процесс p
1
. Время его исполнения совпадает с величиной выделенного кванта, поэтому процесс работает до своего завершения. Теперь очередь процессов в состоянии готовность состоит из двух процессов, p
2
и p
0
. Процессор выделяется процессу p
2
. Он завершается до истечения отпущенного ему процессорного времени, и очередные кванты отмеряются процессу p
0
– единственному не закончившему к этому моменту свою работу. Время ожидания для процесса p
0
(количество символов «Г» в соответствующей строке) составляет 5 единиц времени, для процесса p
1
– 4 единицы времени, для процесса p
2
– 8 единиц времени. Таким образом, среднее время ожидания для этого алгоритма получается равным (5 + 4 + 8)/3 = 5,6(6) единицы времени. Полное время выполнения для процесса p
0
(количество непустых столбцов в соответствующей строке) составляет 18 единиц времени, для процесса p
1
– 8 единиц, для процесса p
2
– 9 единиц. Среднее полное время выполнения оказывается равным (18 + 8 + 9)/3 = 11,6(6) единицы времени.
Легко увидеть, что среднее время ожидания и среднее полное время выполнения для обратного порядка процессов не отличаются от соответствующих времен для алгоритма
FCFS и составляют 2 и 6 единиц времени соответственно.
На производительность алгоритма RR сильно влияет величина кванта времени.
Рассмотрим тот же самый пример с порядком процессов p
0
, p
1
, p
2
для величины кванта времени, равной 1 (см. Таблица 1.3). Время ожидания для процесса p
0
составит 5 единиц времени, для процесса p
1
– тоже 5 единиц, для процесса p
2
– 2 единицы. В этом случае среднее время ожидания получается равным (5 + 5 + 2)/3 = 4 единицам времени.
Среднее полное время исполнения составит (18 + 9 + 3)/3 = 10 единиц времени.
Таблица 1.3
Время
1 2
3 4
5 6
7 8
9 10 11 12 13 14 15 16 17 18
P0
И Г Г И Г И Г И Г И И И И И И И И И
P1
Г И Г И Г И Г И
P2
Г Г И
При очень больших величинах кванта времени, когда каждый процесс успевает завершить свой CPU burst до возникновения прерывания по времени, алгоритм RR вырождается в алгоритм FCFS. При очень малых величинах создается иллюзия того, что каждый из n процессов работает на собственном виртуальном процессоре с производительностью 1/n от производительности реального процессора. Правда, это справедливо лишь при теоретическом анализе при условии пренебрежения временами переключения контекста процессов. В реальных условиях при слишком малой величине кванта времени и, соответственно, слишком частом переключении контекста накладные расходы на переключение резко снижают производительность системы.
Скачать 1.95 Mb.