第三章 处理机调度与死锁.ppt

第三章 处理机调度与死锁,第三章 处理机调度与死锁,3.1 处理机调度的基本概念 3.2 调度算法 3.3 实时调度 3.4 产生死锁的原因和必要条件 3.5 预防死锁的方法 3.6 死锁的检测与解除,3.1 处理机调度的基本概念,3.1 高、中、低三级调度 1、高级调度（作业调度、长程调度、接纳调度） 将外存作业调入内存，创建PCB等，插入就绪队列。 一般用于批处理系统，分/实时系统一般直接入内存，无此环节。,3.1 处理机调度的基本概念,3.1 高、中、低三级调度 1、高级调度（作业调度、长程调度、接纳调度） 在每次执行作业调度时，都须做出以下两个决定。 1) 接纳多少个作业 2) 接纳哪些作业,3.1 处理机调度的基本概念,3.1高、中、低三级调度 1、高级调度（作业调度、长程调度、接纳调度） 调度特性 1.接纳作业数（内存驻留数） 太多 周转时间T长 太少 系统效率低 2.接纳策略：即采用何种调度算法：FCFS、短作业优先等,2. 低级调度(Low Level Scheduling),1) 非抢占方式(Non-preemptive Mode) 可能引起进程调度的因素可归结为这样几个： 正在执行的进程执行完毕，或因发生某事件而不能再继续执行； 执行中的进程因提出I/O请求而暂停执行； 在进程通信或同步过程中执行了某种原语操作，如P操作(wait操作)、Block原语、Wakeup原语等。,处理机调度的基本概念（2）,2. 低级调度(Low Level Scheduling),1) 非抢占方式(Non-preemptive Mode) 这种调度方式的优点是实现简单、系统开销小，适用于大多数的批处理系统环境。 但它难以满足紧急任务的要求立即执行，因而可能造成难以预料的后果。 显然，在要求比较严格的实时系统中，不宜采用这种调度方式。,处理机调度的基本概念（2）,处理机调度的基本概念（2）,2、低级调度（进程调度，短程调度） 主要是由分派程序（Dispatcher）分派处理机。 2.抢占方式 （1）时间片原则 （2）优先权原则 （3）短作业优先原则。,处理机调度的基本概念（2）,3、中级调度（中程调度） 为提高系统吞吐量和内存利用率而引入的一内-外存对换功能（换出时，进程为挂起或就绪驻外状态） 运行频率：低中高。,3.1.2调度的队列模型,一、仅有进程调度的队列模型,就绪队列,CPU,阻塞队列,交互用户,时间片完,进程调度,进程完成,等待事件,事件出现,图 3 - 1 仅具有进程调度的调度队列模型,3.1.2调度的队列模型,二、具有高/低级模型,就绪队列,CPU,阻塞队列,时间片完,进程调度,进程完成,等待事件1,事件1出现,后备队列,阻塞队列,等待事件2,事件2出现,作业调度,图 3-2 具有高、低两级调度的调度队列模型,(1)就绪队列的形式。 (2) 设置多个阻塞队列。,图 3-2 示出了具有高、低两级调度的调度队列模型。该模型与上一模型的主要区别在于如下两个方面。,三. 同时具有三级调度的调度队列模型,图 3-3 具有三级调度时的调度队列模型,3.1.3 选择调度方式和算法的若干准则,一、面向用户的准则 1周转时间短（常用于批处理系统） 概念：作业从提交 完成的时间.分为： （1）驻外等待调度时间 （2）驻内等待调度时间 （3）执行时间 （4）阻塞时间,一、面向用户的准则 1周转时间短 平均周转时间: 平均带权周转时间: Ts为实际服务时间，作业的周转时间Ti 。 可见带权w越小越好。,3.1.3选择调度方式和算法的若干准则,一、面向用户的准则 2响应时间快：（对交互性作业） 概念：键盘提交请求到首次响应时间 （1）输入传送时间 （2）处理时间 （3）响应传送时间 3截止时间的保证（特别于实时系统） 4优先权准则：（即需要抢占调度）,3.1.3选择调度方式和算法的若干准则,二、面向系统的准则 1吞吐量高（特别于批处理）：单位时间完成作业数 2处理机利用率好：（因CPU贵，特别于大中型多用户系统） 3各类资源的平衡利用。,3.1.3选择调度方式和算法的若干准则,3.2调度算法是一个资源分配问题,3.2.1先来先服务和短作业（进程）优先调度算法 1.FCFS 特点：简单，有利于长作业,即CPU繁忙性作业 可以分别用于作业调度和进程调度,先来先服务调度算法例,先来先服务调度算法例,2. 短作业(进程)优先调度算法,短作业(进程)优先调度算法SJ(P)F，是指对短作业或短进程优先调度的算法。 它们可以分别用于作业调度和进程调度。,3.2 调度算法,2. 短作业(进程)优先调度算法,短作业优先(SJF)的调度算法，是从后备队列中选择一个或若干个估计运行时间最短的作业，将它们调入内存运行。 而短进程优先(SPF)调度算法，则是从就绪队列中选出一估计运行时间最短的进程，将处理机分配给它，使它立即执行并一直执行到完成，或发生某事件而被阻塞放弃处理机时，再重新调度。,3.2 调度算法,图3.4 FCFS和SJF比较,图3.4 FCFS和SJF比较,3.2调度算法是一个资源分配问题,2.短作业进程优先调度算法：SJ(P)F 提高了平均周转时间和平均带权周转时间（从而提高了系统吞吐量） 特点： 对长作业不利，有可能得不到服务（饥饿） 估计时间不易确定 该算法完全未考虑作业的紧迫程度，因而不能保证紧迫性作业(进程)会被及时处理。,3.2.2 高优先权优先调度算法,1.优先权调度算法类型 非抢占式优先权算法: 在这种方式下，系统一旦把处理机分配给就绪队列中优先权最高的进程后，该进程便一直执行下去，直至完成； 或因发生某事件使该进程放弃处理机时，系统方可再将处理机重新分配给另一优先权最高的进程。 主要用于批处理系统中；也可用于某些对实时性要求不严的实时系统中。,3.2.2 高优先权优先调度算法,1.优先权调度算法类型 抢占式优先权算法 系统同样是把处理机分配给优先权最高的进程，使之执行。当出现了另一个其优先权更高的进程，会发生抢占 实时性更好。 常用于要求比较严格的实时系统中， 以及对性能要求较高的批处理和分时系统中。,3.2.2 高优先权优先调度算法,2.优先权类型： 1)静态优先权： 进程优先权(一般地，利用某一范围内的一个整数来表示)在整个运行期不变。 确定优先权依据 （1）进程类型 （2）进程对资源的需求； （3）根据用户需求。 特点：简单，但低优先权作业可能长期不被调度。,3.2.2高优先权优先调度算法,2.优先权类型： 2)动态优先权： 如：优先权随执行时间而下降，随等待时间而升高。 响应比 Rp=（等待时间服务时间）/服务时间 响应比作为优先权。 优点：长短兼顾 缺点：需计算Rp,3. 高响应比优先调度算法 Highest Response Ratio Next (HRRN),优先权的变化规律可描述为：,由于等待时间与服务时间之和，就是系统对该作业的响应时间，故该优先权又相当于响应比RP。据此，又可表示为：,3.2.2高优先权优先调度算法,(1) 如果作业的等待时间相同，则要求服务的时间愈短，其优先权愈高，因而该算法有利于短作业。 (2) 当要求服务的时间相同时，作业的优先权决定于其等待时间，等待时间愈长，其优先权愈高，因而它实现的是先来先服务。,3.2.2高优先权优先调度算法,(3) 对于长作业，作业的优先级可以随等待时间的增加而提高，当其等待时间足够长时，其优先级便可升到很高， 从而也可获得处理机。,3.2.2高优先权优先调度算法,高响应比优先调度算法 (HRRN),高响应比优先调度算法 (HRRN),3.2.3 基于时间片的轮转调度算法,1. 时间片轮转法(Round Robin,RR) 在早期的时间片轮转法中，系统将所有的就绪进程按先来先服务的原则，排成一个队列，每次调度时，把CPU分配给队首进程，并令其执行一个时间片。 时间片的大小从几ms到几百ms。 计时器发出时钟中断请求,3.2.3基于时间片的轮转调度算法,1.时间片轮转 时间片大小的确定 太大：退化为FCFS； 太小：系统开销过大 系统对响应时间的要求；T=nq （q时间片，n进程个数） 就绪队列中进程的数目； 系统的处理能力：（应保证一个时间片处理完常用命令）,基于时间片的轮转调度算法,基于时间片的轮转调度算法,进程,基于时间片的轮转调度算法,2. 多级反馈队列调度算法,(1) 应设置多个就绪队列，并为各个队列赋予不同的优先级。 第一个队列的优先级最高，第二个队列次之，其余各队列的优先权逐个降低。该算法赋予各个队列中进程执行时间片的大小也各不相同，在优先权愈高的队列中，为每个进程所规定的执行时间片就愈小。例如，第二个队列的时间片要比第一个队列的时间片长一倍，第i+1个队列的时间片要比第i个队列的时间片长一倍。 图 3-5 是多级反馈队列算法的示意。,图 3-5 多级反馈队列调度算法,(2) 当一个新进程进入内存后，首先将它放入第一队列的末尾，按FCFS原则排队等待调度。当轮到该进程执行时，如它能在该时间片内完成，便可准备撤离系统；如果它在一个时间片结束时尚未完成，调度程序便将该进程转入第二队列的末尾，再同样地按FCFS原则等待调度执行；如果它在第二队列中运行一个时间片后仍未完成，再依次将它放入第三队列，如此下去，当一个长作业(进程)从第一队列依次降到第n队列后，在第n队列中便采取按时间片轮转的方式运行。,2. 多级反馈队列调度算法,(3) 仅当第一队列空闲时，调度程序才调度第二队列中的进程运行； 仅当第1(i-1) 队列均空时，才会调度第i队列中的进程运行。如果处理机正在第i队列中为某进程服务时，又有新进程进入优先权较高的队列(第1(i-1)中的任何一个队列)，则此时新进程将抢占正在运行进程的处理机，即由调度程序把正在运行的进程放回到第i队列的末尾，把处理机分配给新到的高优先权进程。,3.2.3 多级反馈队列调度算法,2.多级反馈队列调度 特点：长、短作业兼顾，有较好的响应时间 （1）短作业一次完成； （2）中型作业周转时间不长； （3）大型作业不会长期不处理。,3. 多级反馈队列调度算法的性能,终端型作业用户。 (2) 短批处理作业用户。 (3) 长批处理作业用户。,3.3.1 实现实时调度的基本条件 1提供必要的调度信息 （1）就绪时间； （2）开始/完成截止时间； （3）处理时间； （4）资源要求； （5）优先级；,3.3实时调度,3.3.1 实现实时调度的基本条件,2. 系统处理能力强 在实时系统中，通常都有着多个实时任务。若处理机的处理能力不够强，则有可能因处理机忙不过来而使某些实时任务不能得到及时处理， 从而导致发生难以预料的后果。假定系统中有m个周期性的硬实时任务，它们的处理时间可表示为Ci，周期时间表示为Pi，则在单处理机情况下，必须满足下面的限制条件： 系统才是可调度的。,3.3实时调度,假如系统中有6个硬实时任务，它们的周期时间都是 50 ms，而每次的处理时间为 10 ms，则不难算出，此时是不能满足上式的，因而系统是不可调度的。,解决的方法是提高系统的处理能力，其途径有二：其一仍是采用单处理机系统， 但须增强其处理能力， 以显著地减少对每一个任务的处理时间；其二是采用多处理机系统。假定系统中的处理机数为N，则应将上述的限制条件改为：,3.3.1实现实时调度的基本条件 3.采用抢占调度方式 剥夺方式：一般都采用此 非剥夺方式（实现简单）：一般应使所有的实时任务较小，以及时放弃CPU。 4.具有快速切换机制 具有快速响应外部中断能力。 快速任务分派,3.3实时调度,3.3.2实时调度算法的分类,1 非抢占式调度算法 时间片轮转 秒级 非抢占优先权（协同） 秒毫秒级 2 抢占式调度算法 时钟中断抢占优先权 毫秒级 基于抢占点抢占 立即抢占immediate preemption 毫秒微秒级 只要不在临界区即抢占（中断引发）,图 3-6 实时进程调度,3.3实时调度,3.3.3 常用的几种实时调度算法,1.最早截止时间优先EDF（earliest deadline first)算法 根据任务的开始截止时间来确定任务的优先级 截止时间越早，优先级越高 可以是抢占式或非抢占式,3.3.3 常用的几种实时调度算法,1. 最早截止时间优先即EDF(Earliest Deadline First)算法,图 3-7 EDF算法用于非抢占调度方式,2. 最低松弛度优先LLF算法,松弛度：任务紧急(或松弛)的程度。 若A进程需在200ms时完成，其本身运行需要100ms，当前时刻是10ms，则A的松弛度为：2001001090 任务的紧急程度愈高，为该任务所赋予的优先级就愈高， 以使之优先执行 主要用于可抢占的调度方式中 例：,A1,A2,A3,A4,A5,A6,A7,A8,B1,B2,B3,0,20,40,60,80,100,120,140,160,t,图38 A/B任务每次必须完成的时间,2. 最低松弛度优先即LLF(Least Laxity First)算法,假如: 在一个实时系统中，有两个周期性实时任务A和B，任务A要求每 20 ms执行一次，执行时间为 10 ms；任务B只要求每50 ms执行一次，执行时间为 25 ms。,3.3.3 常用的几种实时调度算法,图 3-8 A和B任务每次必须完成的时间,2. 最低松弛度优先即LLF(Least Laxity First)算法,3.3.3 常用的几种实时调度算法,图 3-9 利用ELLF算法进行调度的情况,2. 最低松弛度优先即LLF(Least Laxity First)算法,3.3.3 常用的几种实时调度算法,死锁deadlock,3.4 产生死锁的原因和必要条件,3.4.1 产生死锁的原因。 1、竞争资源引起死锁。 2、进程推进顺序不当引起死锁。,3.4.1 产生死锁的原因,1、竞争资源引起死锁。 (1)可剥夺（CPU、内存，）和非剥夺性（打印机，磁带机）资源 (2)竞争非剥夺性资源可造成死锁 (3)竞争临时性资源,图 3-12 I/O设备共享时的死锁情况,图 3-13 进程之间通信时的死锁,2、进程推进顺序不当引起死锁。,3.4 产生死锁的原因,图 3-14 进程推进顺序对死锁的影响,3.4.2 产生死锁的必要条件,1互斥条件（资源的临界性） 2请求和保持条件 3不剥夺条件 4环路等待条件,3.4.3 处理死锁的基本方法,1预防死锁:破坏4个条件之一：有效，使资源利用率低。 2避免死锁：防止进入不安全态。 3检测死锁：检测到死锁再清除。 4解除死锁：与“检”配套。,3.5 死锁预防和避免,3.5.1 预防死锁 1、互斥条件是资源固有属性，不能避免。 2、摒弃请求和保持条件 全分配，全释放（AND） 缺点：（1）延迟进程运行 （2）资源严重浪费 3、摒弃“不剥夺”条件 增加系统开销，且进程前段工作可能失效。,3.5 死锁预防和避免,3.5.1 预防死锁 4、摒弃“环路等待”条件 有序资源分配法：为资源编号，申请时需按编号进行。 缺点： （1）新增资源不便，（原序号已排定） （2）用户不自由 （3）资源与进程使用顺序不同造成浪费,3.5.2 系统的安全状态,在“避免死锁”方法中的判断条件 1. 安全状态 是指系统能按某种进程顺序(P1, P2, ，Pn)(称P1, P2, , Pn序列为安全序列)，来为每个进程Pi分配其所需资源，直至满足每个进程对资源的最大需求，使每个进程都可顺利地完成。 能找到安全序列的状态为安全状态。 如果系统无法找到这样一个安全序列，则称系统处于不安全状态。,3.5.2 系统的安全状态（2）,2.安全状态例 假定系统中有三个进程P1、 P2和P3，共有12台磁带机。假设在T0时刻，各进程资源分配情况如下表所示：,安全序列：p2p1p3,3.5.2 系统的安全状态（3）,3 安全不安全的转换 上例中，若P3再申请一台，则不安全,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,1数据结构 availablej=k: 系统现有Rj类资源k个； maxi,j=k: 进程i需要Rj的最大数k个； alloci,j=k: 进程i已得到Rj类资源k个； needi,j=k: 进程i需要Rj类资源k个 有：needi,j= maxi,jalloci,j requesti 进程i请求资源数 worki：进程i执行完后系统应有资源数（也即可用数） finishi：布尔量，表进程i能否顺序完成。,3.5.3利用银行家算法避免死锁,2银行家算法,reqi=needi,error,reqi=availi,block,3.5.3利用银行家算法避免死锁,avail=avail-reqi alloci=alloci+reqi needi=needi-reqi,finishi=.F. needi=work,work=work+alloci finishi=.T.,2. 银行家算法 当Pi发出资源请求后，系统按下述步骤进行检查： (1) 如果RequestijNeedi,j，便转向步骤(2)；否则认为出错，因为它所需要的资源数已超过它所宣布的最大值。 (2) 如果RequestijAvailablej，便转向步骤(3)；否则， 表示尚无足够资源，Pi须等待。,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,2 银行家算法 (3) 系统试探着把资源分配给进程Pi，并修改下面数据结构中的数值： Availablej=Availablej-Requestij;Allocationi,j=Allocationi,j+Requestij; Needi,j=Needi,j-Requestij;,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,2 银行家算法 (4) 系统执行安全性算法，检查此次资源分配后，系统是否处于安全状态。 若安全，才正式将资源分配给进程Pi，以完成本次分配；否则， 将本次的试探分配作废，恢复原来的资源分配状态，让进程Pi等待。,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,3. 安全性算法,(1) 设置两个向量： 工作向量Work: 它表示系统可提供给进程继续运行所需的各类资源数目，它含有m个元素，在执行安全算法开始时，Work=Available; Finish: 它表示系统是否有足够的资源分配给进程，使之运行完成。开始时先做Finishi=false; 当有足够资源分配给进程时， 再令Finishi=true。,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,(2) 从进程集合中找到一个能满足下述条件的进程： Finishi=false; Needi,jWorkj； 若找到， 执行步骤(3)， 否则，执行步骤(4)。,3. 安全性算法,3.5.3 利用银行家算法避免死锁, (3) 当进程Pi获得资源后，可顺利执行，直至完成，并释放出分配给它的资源，故应执行： Workj=Worki+Allocationi,j; Finishi=true; go to step 2;,3. 安全性算法,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,(4) 如果所有进程的Finishi=true都满足， 则表示系统处于安全状态；否则，系统处于不安全状态。,3. 安全性算法,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,例1：只有一种资源的银行家算法 银行家有10个单位的资金，共有四个客户需要申请贷款，每个客户均提供了一个贷款额度，如下图所示： 银行家对资金申请的判断依据是，如果满足该申请，是否存在一个安全状态序列使所有客户均能得到所有的贷款（所有进程得到其所需的全部资源并执行终止）,可用：2,是否可满足李四请求1个单位资金？,是否可满足王五请求1个单位资金？,可用：1,判断是否可以满足李四一个单位的资金申请,如果分配1个单位的资金给李四，则资金分配状态如下：,在该状态下，可用资金无法满足任何一个客户的最大贷款额度，因此该状态是不安全的，应拒绝李四的贷款申请，让李四等待。,可用：1,判断是否可以满足王五一个单位的资金申请,如果分配1个单位的资金给王五，则资金分配状态如下：,在该状态下，存在一个安全序列，“王五、李四、张三、赵六”。因此该状态是安全的，可以满足王五的资金申请。,例 初始时：Available=(6,3,4,2)，4类资源向量：资源1有6个、资源2有3个、。,4 1 1 1 0 2 1 2 4 2 1 0 1 1 1 1 2 1 1 0,Allocation =,Max =,3 0 1 1 0 1 0 0 1 1 1 0 1 1 0 1 0 0 0 0,Need =,1 1 0 0 0 1 1 2 3 1 0 0 0 0 1 0 2 1 1 0,Available = (1 0 2 0),P1 P2 P3 P4 P5,Resource = (6 3 4 2),发现进程P4的请求向量 Request4=(0 0 1 0) Available 试探分配：,Available=Available-Request4=(1 0 1 0),Allocation4= Allocation4 + Request4 =(1 1 1 1),Need4 =Need4-Request4 =(0 0 1 0)-(0 0 1 0)=(0 0 0 0),进程4的资源得到满足，很快执行完，并释放资源，可见系统安全。,又发现P1的请求能得到满足，把资源分给P1， P1完成，并释放资源。 Available = (3 0 1 1) + (2 1 2 1) = (5 1 3 2) ,Available =Available +Allocation4 = (1 0 1 0) + (1 1 1 1) = (2 1 2 1),正式将资源（0 0 1 0）分给P4 。,4. 银行家算法之例,假定系统中有五个进程P0, P1, P2, P3, P4和三类资源A, B, C，各种资源的数量分别为10、5、7，在T0时刻的资源分配情况如图 3-15 所示。,图 3-15 T0时刻的资源分配表,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,(1) T0时刻的安全性：,图 3-16 T0时刻的安全序列,(2) P1请求资源：P1发出请求向量Request1(1，0，2)，系统按银行家算法进行检查： Request1(1, 0, 2)Need1(1, 2, 2) Request1(1, 0, 2)Available1(3, 3, 2) 系统先假定可为P1分配资源，并修改Available, Allocation1和Need1向量，由此形成的资源变化情况如图 3-15 中的圆括号所示。 再利用安全性算法检查此时系统是否安全。,4. 银行家算法之例,图 3-15 T0时刻的资源分配表,3.5.3 利用银行家算法避免死锁,图 3-17 P1申请资源时的安全性检查,(3) P4请求资源：P4发出请求向量Request4(3，3，0)，系统按银行家算法进行检查： Request4(3, 3, 0)Need4(4, 3, 1); Request4(3, 3, 0) Available(2, 3, 0)，让P4等待。, (4) P0请求资源：P0发出请求向量Requst0(0，2，0)，系统按银行家算法进行检查： Request0(0, 2, 0)Need0(7, 4, 3); Request0(0, 2, 0)Available(2, 3, 0); 系统暂时先假定可为P0分配资源，并修改有关数据，如图 3-18 所示。,图 3-18 为P0分配资源后的有关资源数据,进行安全性检查，此时系统进入不安全状态，故系统不分配资源给P0 。,3.6 死锁的检测和解除,3.6.1 死锁的检测 1.资源分配图,p1,p2,凡属于E中的一个边eE，都连接着P中的一个结点和R中的一个结点，e=pi, rj是资源请求边，由进程pi指向资源rj， 它表示进程pi请求一个单位的rj资源。e=rj, pi是资源分配边，由资源rj指向进程pi, 它表示把一个单位的资源rj分配给进程pi。,3.6 死锁的检测和解除,2.死锁定理 简化资源分配图 若能完全简化则消去所有的边。 定理：死锁状态的充分条件，资源分配图不可完全简化,2. 死锁定理,图 3-20 资源分配图的简化,3.6 死锁的检测和解除,3. 死锁检测中的数据结构,(1) 可利用资源向量Available，它表示了m类资源中每一类资源的可用数目。 (2) 把不占用资源的进程(向量Allocation=0)记入L表中， 即LiL。,3.6 死锁的检测和解除,(3) 从进程集合中找到一个RequestiWork的进程，做如下处理： 将其资源分配图简化，释放出资源，增加工作向量Work=Work+Allocationi。 将它记入L表中。 (4) 若不能把所有进程都记入L表中， 便表明系统状态S的资源分配图是不可完全简化的。 因此，该系统状态将发生死锁。,3.6 死锁的检测和解除,Work =Available; L=Li|Allocationi=0Requesti=0 for all Li L do begin for all RequestiWork do begin Work=Work+Allocationi; LiL; end end deadlock = (L=p1, p2, , pn);,3.6 死锁的检测和解除,检测死锁的算法：,3.6.2 死锁的解除,剥夺资源。 (2) 撤消进程。,解 除,检测到死锁后，回退到上一状态（要进行资源剥夺，且需保存以前状态的分配信息），重新分配，若不行，继续回退，,