Продолжительность очередного CPU burst

↑

⇐ ПредыдущаяСтр 5 из 10Следующая ⇒

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. 3.4.). Пока процесс находится рядом с процессором, он получает процессор в свое распоряжение и может исполняться.

Рис. 3.4. 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 p₀, p₁, p₂ и величиной кванта времени равной 4. Выполнение этих процессов иллюстрируется таблицей 3.2. 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 3.2.

Время

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 p₀. 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 p₁, p₂, p₀. Следующим начинает выполняться процесс p₁. Время его исполнения совпадает с величиной выделенного кванта, поэтому процесс работает до своего завершения. Теперь очередь процессов в состоянии готовность состоит из двух процессов, p₂ и p₀. Процессор выделяется процессу p₂. Он завершается до истечения отпущенного ему процессорного времени, и очередные кванты отмеряются процессу p₀ – единственному не закончившему к этому моменту свою работу. Время ожидания для процесса p₀ (количество символов "Г" в соответствующей строке) составляет 5 единиц времени, для процесса p₁ – 4 единицы времени, для процесса p₂ – 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 p₀ (количество непустых столбцов в соответствующей строке) составляет 18 единиц времени, для процесса p₁ – 8 единиц, для процесса p₂ – 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 8 единиц времени соответственно.

На производительность алгоритма RR сильно влияет величина кванта времени. Рассмотрим тот же самый пример с порядком процессов p₀, p₁, p₂ для величины кванта времени, равной 1 (см. табл. 3.3.). Время ожидания для процесса p₀ составит 5 единиц времени, для процесса p₁ – тоже 5 единиц, для процесса p₂ – 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 3.3.

Время

p₀

И

Г

Г

И

Г

И

Г

И

Г

И

И

И

И

И

И

И

И

И

p₁

Г

И

Г

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.

Shortest-Job-First (SJF)

При рассмотрении алгоритмов FCFS и RR мы видели, насколько существенным для них является порядок расположения процессов в очереди процессов, готовых к исполнению. Если короткие задачи расположены в очереди ближе к ее началу, то общая производительность этих алгоритмов значительно возрастает. Если бы мы знали время следующих CPU burst для процессов, находящихся в состоянии готовность, то могли бы выбрать для исполнения не процесс из начала очереди, а процесс с минимальной длительностью CPU burst. Если же таких процессов два или больше, то для выбора одного из них можно использовать уже известный нам алгоритм FCFS. Квантование времени при этом не применяется. Описанный алгоритм получил название "кратчайшая работа первой" или Shortest Job First (SJF).

SJF-алгоритм краткосрочного планирования может быть как вытесняющим, так и невытесняющим. При невытесняющем SJF-планировании процессор предоставляется избранному процессу на все необходимое ему время, независимо от событий, происходящих в вычислительной системе. При вытесняющем SJF-планировании учитывается появление новых процессов в очереди готовых к исполнению (из числа вновь родившихся или разблокированных) во время работы выбранного процесса. Если CPU burst нового процесса меньше, чем остаток CPU burst у исполняющегося, то исполняющийся процесс вытесняется новым.

Рассмотрим пример работы невытесняющего алгоритма SJF. Пусть в состоянии готовность находятся четыре процесса, p₀, p₁, p₂ и p₃, для которых известны времена их очередных CPU burst. Эти времена приведены в таблице 3.4. Как и прежде, будем полагать, что вся деятельность процессов ограничивается использованием только одного промежутка CPU burst, что процессы не совершают операций ввода-вывода и что временем переключения контекста можно пренебречь.

Таблица 3.4.

Процесс

p₀

p₁

p₂

p₃

При использовании невытесняющего алгоритма SJF первым для исполнения будет выбран процесс p₃, имеющий наименьшее значение продолжительности очередного CPU burst. После его завершения для исполнения выбирается процесс p₁, затем p₀ и, наконец, p₂. Эта картина отражена в таблице 3.5.

Познавательные статьи:



Техника прыжка в длину с разбега

Организация работы процедурного кабинета

Области применения синхронных машин

Оптимизация по Винеру и Калману