(王道408考研操作系统)第二章进程管理-第二节6、7：调度算法详解2(RR、HPF和MFQ)
文章目录
- 一：时间片轮转调度算法（RR）
- 二：优先级调度算法（HPF）
- 三：多级反馈队列调度算法（MFQ）
- 总结
进程调度算法也称为CPU调度算法，操作系统内存在着多种调度算法，有的调度算法适用于作业调度，有的调度算法适用于进程调度，有的两者都适用。常见的调度算法有（本节介绍适合于分时系统、交互式系统的调度算法）：
- 时间片轮转调度算法（RR）
- 最高优先级调度算法（HPF）
- 多级反馈队列调度算法（MFQ）
一：时间片轮转调度算法（RR）
时间片轮转调度算法（RR）：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。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(Quantum)，若进程未在一个时间片内执行完毕，则剥夺处理机，然后将其放入就绪队列重新排队
- 用于进程调度（因为只有作业放入内存建立了相应进程后，才能被分配处理机时间片）
- 若进程未能在时间片内运行完毕，则会被强行剥夺，属于抢占式算法，由时钟装置发出时钟中断通知CPU时间片已到
例如，下面有4个进程P1P_{1}P1、P2P_{2}P2、P3P_{3}P3和P4P_{4}P4，他们到达就绪队列的到达时间和运行时间如下表所示，使用Pn(m)P_{n}(m)Pn(m)表示当前进程的剩余运行时间为mmm
| 进程 | 到达时间 | 运行时间 |
|---|---|---|
| P1P_{1}P1 | 0 | 5 |
| P2P_{2}P2 | 2 | 4 |
| P3P_{3}P3 | 4 | 1 |
| P4P_{4}P4 | 5 | 6 |
假设时间片大小为2，其变化过程如下
在0时刻，P1(5)P_{1}(5)P1(5)。P1P_{1}P1到达，让P1P_{1}P1上处理机运行一个时间片
在2时刻，有P2(4)P_{2}(4)P2(4)，P1(3)P_{1}(3)P1(3)。P2P_{2}P2到达就绪队列，同时此时 P1P_{1}P1的时间片用完，被剥夺处理机，重新放回就绪队列队尾 （需要注意这种情况中默认新到达的进程先进入就绪队列）
此时P2P_{2}P2处于就绪队列队头，因此它上处理机
在4时刻，P1(3)P_{1}(3)P1(3)，P3(1)P_{3}(1)P3(1)，P2(2)P_{2}(2)P2(2)。P3P_{3}P3到达就绪队列，P3P_{3}P3插入到就绪队列队尾，而此时P2P_{2}P2时间片也已经到了，因此P2P_{2}P2下处理机插入到队尾。此时P1P_{1}P1处于队头，因此P1P_{1}P1处理机
在5时刻，P3(1)P_{3}(1)P3(1)，P2(2)P_{2}(2)P2(2)，P4(6)P_{4}(6)P4(6)。P4P_{4}P4到达就绪队列，P4P_{4}P4插入到就绪队列队尾。此时不进行调度，因为P1P_{1}P1还处于运行态，它的时间片还没有用完
在6时刻，P3(1)P_{3}(1)P3(1)，P2(2)P_{2}(2)P2(2)，P4(6)P_{4}(6)P4(6)，P1(1)P_{1}(1)P1(1)。P1P_{1}P1的时间片用完，下处理机，重新放回队尾，然后P3P_{3}P3开始运行
在7时刻，P2(2)P_{2}(2)P2(2)，P4(6)P_{4}(6)P4(6)，P1(1)P_{1}(1)P1(1)。虽然P3P_{3}P3的时间片还没用完，但是它已经结束了，所以P3P_{3}P3主动放弃处理机，P2P_{2}P2上处理机
在9时刻，P4(6)P_{4}(6)P4(6)，P1(1)P_{1}(1)P1(1)。P2P_{2}P2时间片用完，而恰好P2P_{2}P2也已经结束，此时P4P_{4}P4上处理机
在11时刻，P1(1)P_{1}(1)P1(1)，P4(4)P_{4}(4)P4(4)。P1P_{1}P1时间片用完，放回队尾，P1上处理机
在12时刻，P4(4)P_{4}(4)P4(4)。P1P_{1}P1运行完毕主动放弃处理机，P4P_{4}P4上处理机
在14时刻，就绪队列为空，P4P_{4}P4会继续再运行1个时间片
在16时刻，所有进程运行完毕
假设时间片大小为5，其变化过程如下
- 在0时刻，P1(5)P_{1}(5)P1(5)。P1P_{1}P1到达，让P1P_{1}P1上处理机运行一个时间片
- 在2时刻，P2(4)P_{2}(4)P2(4)。P2P_{2}P2到达，但是P1P_{1}P1的时间片还未结束，暂不调度
- 在4时刻，P2(4)P_{2}(4)P2(4)，P3(1)P_{3}(1)P3(1)。P3P_{3}P3到达，但是P1P_{1}P1的时间片还未结束，暂不调度
- 在5时刻，P2(4)P_{2}(4)P2(4)，P3(1)P_{3}(1)P3(1)，P4(6)P_{4}(6)P4(6)。P4P_{4}P4到达，同时P1P_{1}P1运行结束，接着让P2P_{2}P2上处理机
- 在9时刻，P3(1)P_{3}(1)P3(1)，P4(6)P_{4}(6)P4(6)。P4P_{4}P4运行结束，主动放弃处理机发生调度。让P3P_{3}P3上处理机
- 在10时刻，P4(6)P_{4}(6)P4(6)。P3P_{3}P3运行结束，主动放弃处理机，发生调度。让P4P_{4}P4上处理机
- 在15时刻。P4P_{4}P4时间片用光，且就绪队队列为空，故让P4P_{4}P4继续下一个时间片
- 在16时刻。所有进程运行结束
时间片大小的影响
- 时间片太大：使得每个进程都可以在一个时间片内完成，此时RR算法就退化为了FCFS算法，并且会增大进程响应时间
- 时间片太小：由于进程调度、切换是有时间代价的，因此如果时间片太小，会导致进程切换过于频繁，系统会花大量时间来处理进程切换
优缺点
- 优点： 公平、响应快
- 缺点： 由于高频率的进程切换，因此会有一定开销，且不能区分任务的紧急程度
是否会导致饥饿现象：不会
二：优先级调度算法（HPF）
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（优先级） 来决定处理顺序。进程的优先级可以被划分为
- 静态优先级：创建进程的时候，就已经确定好了优先级，整个运行过程优先级都不会发生变化
- 动态优先级：根据进程的动态变化调整优先级（比如当进程的运行时间增加则降低其优先级、进程等待时间增加则提高其优先级等等）
优先级调度算法（HPF） ：每个作业/进程都有各自的优先级，调度时选择优先级最高的作业/进程
- 可用于作业调度、进程调度，甚至I/O调度
- 有抢占式（当就绪队列中出现优先级高的进程，当前进程被挂起，调度优先级高的进程）和非抢占（当就绪队列中出现优先级高的进程，运行完当前进程，再选择优先级高的进程）两种
比如，下面有4个进程P1P_{1}P1、P2P_{2}P2、P3P_{3}P3和P4P_{4}P4，他们到达就绪队列的到达时间、运行时间及进程优先数，如下表所示
- 一般来说，优先数越大，优先级越高
| 进程 | 到达时间 | 运行时间 | 优先数 |
|---|---|---|---|
| P1P_{1}P1 | 0 | 7 | 1 |
| P2P_{2}P2 | 2 | 4 | 2 |
| P3P_{3}P3 | 4 | 1 | 3 |
| P4P_{4}P4 | 5 | 4 | 2 |
采用非抢占式优先级调度算法，意味着只有进程主动放弃处理机时才发生调度，因此其过程也显而易见
采用抢占式优先级调度算法，除了进程主动放弃处理机时会发生调度之外，当新进程到达时（就绪队列改变）也要考虑是否会发生调度，其变化过程如下
- 在0时刻，P1P_{1}P1到达，P1P_{1}P1上处理机
- 在2时刻，P2P_{2}P2到达，使就绪队列发生改变，同时由于P2P_{2}P2的优先级要高于P1P_{1}P1，因此P1P_{1}P1被剥夺回到就绪队列，P2P_{2}P2上处理机
- 在4时刻，P3P_{3}P3到达，其优先级高于P2P_{2}P2，因此P2P_{2}P2回到就绪队列，P3P_{3}P3上处理机
- 在5时刻，P3P_{3}P3结束运行，主动放弃处理机，同时恰好P4P_{4}P4到达，这里P2P_{2}P2和P4P_{4}P4优先级是一样的，但是P2P_{2}P2要比P4P_{4}P4更早进入就绪队列，所以P2P_{2}P2上处理机
- 在7时刻，P2P_{2}P2完成，P4P_{4}P4上处理机
- 在11时刻，P4P_{4}P4完成，P1P_{1}P1上处理机
- 在16时刻，所有进程结束运行
进程优先级的设置原则
- 系统进程大于用户进程：系统进程作为系统的管理者，理应拥有更高的优先级
- 交互型进程大于非交互型进程（前台进程大于后台进程）：类比使用手机时的前台应用程序和后台应用程序
- I/O密集型进程大于计算密集型进程：I/O密集型进程是指那些会频繁使用I/O设备的进程；计算密集型进程是指那些频繁使用CPU的进程。如果将I/O密集型进程设置得更高，就更有可能让I/O设备尽早开始投入工作，进而提升系统的整体效率
优缺点
- 优点： 使用优先级区分紧急程度、重要程度、适用于实时操作系统，可以灵活调整对各种作业/进程的偏好程度
- 缺点： 有可能导致低优先级进程得不到运行
是否会导致饥饿：会
三：多级反馈队列调度算法（MFQ）
多级反馈队列调度算法（MFQ）：MFQ算法其实是RR算法和HPF算法的综合和发展
- 多级：表示有多个队列，每个队列优先级从高到低，同时优先级越高时间片越短
- 反馈：表示如果有新的进程加入优先级高的队列时，立刻停止当前正在运行的进程，转而去运行优先级高的队列
算法具体规则
- 设置了多个队列，赋予每个队列不同的优先级，每个队列优先级从高到低，同时优先级越高时间片越短
- 新的进程会被放入到第一级队列的末尾，按FCFS算法的原则排队等待被调度，如果在第一级队列规定的时间片内没有运行完毕，则将其转入第二级队列的末尾，依次类推，直至完成
- 当较高优先级的队列为空时，才调度较低优先级队列中的进程。如果进程运行时，有新的进程进入较高优先级队列时，则停止当前运行的进程并将其移入原队列的末尾，接着让较高优先级的进程运行
比如，下面有3个进程P1P_{1}P1、P2P_{2}P2和P3P_{3}P3，他们到达就绪队列的到达时间和运行时间，如下表所示
| 进程 | 到达时间 | 运行时间 |
|---|---|---|
| P1P_{1}P1 | 0 | 8 |
| P2P_{2}P2 | 1 | 4 |
| P3P_{3}P3 | 5 | 1 |
根据“算法规则”中的叙述，建立优先级队列，其优先级和时间片分配如下
整个变化过程如下
P1P_{1}P1到达，进入第1级队列，按FCFS算法分配时间片
第1级队列其时间片只有1，因此1个时刻后，P1P_{1}P1时间片用完。但是其剩余时间还有7，还未运行完毕，所以会进入第2级队列
同时在1时刻，P2P_{2}P2到达并进入第1级队列，对于P1P_{1}P1来说，它处在第2级队列，由于此时第1级队列不为空，所以它不会被调度，此时先调度第1级队列中的P2P_{2}P2
P2P_{2}P2的一个时间片用完之后继续放到第2级队列
在2时刻没有新的进程到来，同时对于 P1P_{1}P1和 P2P_{2}P2来说相对于它们所在的更高一级的优先级队列，也就是第1级队列是空的，因此为它们分配时间片，按照FCFS原则， P1P_{1}P1被调度，时间片为2
P1P_{1}P1时间片到后还没有完成运行，因此会被放入第3级队列
接着 P2P_{2}P2被调度
在 P2P_{2}P2运行1个时间片后，也即在5时刻 P3P_{3}P3到达并进入第1级队列，此时更高优先级队列中有进程存在，所以处在处理机上的 P2P_{2}P2会被剥夺下来，仍然回到其所在的队列队尾，接着让 P3P_{3}P3上处理机
P3P_{3}P3运行1个时间片后结束运行
然后P2P_{2}P2继续被调度，其剩余时间为2，所以正好运行2个时间片后结束运行
此时第1级、第2级队列为空，因此处在第3级队列P1P_{1}P1此时可以被调度，因此分配4个时间片
4个时间片结束之后，P1P_{1}P1剩余时间还有1，而此时它已经处在了最下级的队列了，因此重新放回最下级队列队尾即可，然后结束运行
从以上的叙述中大家可以感受到：
- 短作业可能可以在第一级队列很快地被处理完
- 长作业如果第一级处理不完，可以移入下一级等待。等待时间虽然变长了，但是运行时间也会变长
多级反馈队列的优点
- 终端型作业用户：短作业优先（例如命令行输入命令）
- 短批处理作业用户：周转时间较短
- 长批处理作业用户：经过前面几个队列得到部分执行，不会长期得不到处理
是否会导致饥饿：会
总结
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