1 背景

1.1 上下文切换:

切换CPU的当前任务, 从一个进程/线程到另一个
保存当前进程/线程在PCB/TCB中的执行上下文(CPU状态)
读取下一个进程/线程的上下文

1.2 CPU调度:

从就绪队列中挑选一个进程/线程作为CPU将要运行的下一个进程/线程
调度程序: 挑选进程/线程的内核函数(通过一些调度策略)
什么时候进行调度?

1.3 内核运行调度程序的条件(满足一条即可):

一个进程从运行状态切换到等待状态
一个进程被终结了

1.4 抢占式调度

大部分时候应用程序在运行的过程中是以用户态进程的形式存在的, 一旦启动了一个进程之后, 就会存在两种情况, 可抢占和不可抢占:

不可抢占:

调度程序必须等待事件结束

可以抢占:

调度程序在中断被相应后执行
当前的进程从运行切换到就绪, 或者一个进程从等待切换到就绪
当前运行的进程可以被换出

是否可以抢占: 当一个用户进程执行系统调用, 如果系统调用在内核中不会导致这个进程处于等待状态, 这个调用正常返回会返回到发起这个系统调用的进程继续执行, 即不会在内核中发生抢占现象, 称为内核的不可抢占. 如果系统调用期间, 内核切换到了别的进程执行, 那么返回到用户态会返回到另一个用户进程, 称为内核的可抢占.

2 调度原则

2.1 调度策略

2.2 程序执行模型

程序在CPU突发和I/O中交替:

每个调度决定都是关于在下一个CPU突发时将哪个工作交给CPU
在时间分片机制下, 线程可能在结束当前CPU突发前被迫放弃CPU

2.3 比较调度算法的准则

CPU使用率: CPU处于忙状态所占时间的百分比
吞吐量: 在单位时间内完成的进程数量
周转时间: 一个进程从初始化到结束
等待时间: 进程在就绪队列中的总时间
响应时间: 从一个请求被提交到产生第一次响应所花费的总时间

评价快慢的一些指标:

传输文件时的高带宽
玩游戏时的低延迟
这两个因素是独立的

2.4 吞吐量VS延迟

调度算法的目标:

减少响应时间: 从而及时处理用户的输出并且尽快将输出提供给用户
减少平均响应时间的波动: 在交互系统中, 可预测性比高差异低平均更重要
增加吞吐量, 体现在两个方面: 1. 减少开销(操作系统开销, 上下文切换). 2. 系统资源的高效利用(CPU, I/O设备)
减少等待时间: 减少每个进程的等待时间.

低延迟调度增加了交互式表现, 如果移动了鼠标, 但是屏幕中的光标却没动, 体验就会很差. 但是操作系统需要保证吞吐量不受影响, 想要结束长时间的编程, 所以操作系统必须不时进行调整, 即使存在许多交互任务. 吞吐量是操作系统的计算带宽, 响应时间是操作系统的计算延迟.

2.5 公平的目标

调度算法需要确立一个公平的目标, 不过这个怎么定义呢? 比如保证每个进程占用相同的CPU时间, 但是这样的话一个用户比其他用户运行更多进程怎么办. 比如保证每个进程都等待相同的时间, 公平通常会增加平均响应时间.

3 调度算法

3.1 FCFS

FCFS: 先来先服务, 即如果进程在执行中阻塞, 队列中的下一个进程会得到CPU

举例:

假设有三个任务P1, P2, P3, 执行时间分别是12, 3, 3.

首先, 当任务到达顺序为P1, P2, P3时, 如图:

当任务到达顺序为P2, P3, P1时, 如图:

FCFS特点:

优点:

简单

缺点:

平均等待时间波动较大
花费时间少的任务可能排在花费时间长的任务后面
可能导致I/O和CPU之间的重叠处理(CPU密集型进程会导致I/O设备闲置时, I/O密集型进程也在等待)

3.2 SPN(SJF) SRT

SPN(SJF) SRT: 短进程优先(短作业优先), 短剩余时间优先, 选择下一个最短的进程, 按照预测的完成时间来将任务入队.

可以是可抢占的或者不可抢占的:

可抢占, 又叫Shortest-Remaining-Time(SRT: 最短剩余时间), 执行程序可打断, 并根据剩余执行时间重新确定优先级
不可抢占, 执行程序不可打断

这种方法的平均等待时间是最小的.

缺点:

可能导致饥饿

连续的短任务流会使长任务饥饿
短任务可用时的任何长任务的CPU时间都会增加平均等待时间

需要预知未来(预测等待时间算法)

怎么预估下一个CPU突发的持续时间
简单的解决方法: 询问用户
如果用户欺骗就杀死进程
如果用户不知道怎么办

3.3 HRRN

HRRN: 最高响应比优先, 在SPN调度的基础上改进, 不可抢占, 关注进程等待了多长时间, 防止无限期推迟

相应比:

R = (w + s) / s

w: waiting time: 等待时间
s: service time: 执行时间

3.4 Round Robin

Round Robin: 轮循, 使用时间切片和抢占来轮流执行任务, 在叫作量子, 或者时间切片的离散单元中分配处理器, 时间片结束时, 切换到下一个准备好的进程.

特点:

花销: 额外的上下文切换
时间量子太大的话: 等待时间就会过长, 极限情况退化成FCFS
时间量子太小的话: 反映迅速, 但是...吞吐量由于大量的上下文切换开销受到影响

目标:

选择一个合适的时间量子
经验规则: 维持上下文切换开销处于1%以内

3.5 Multilevel Feedback Queue

Multilevel Feedback Queue: 多级反馈队列, 优先级队列中的轮循

就绪队列被划分成独立的队列(比如: 前台/交互, 后台/批处理)
每个队列拥有自己的调度策略(比如: 前台RR, 后台FCFS),
调度必须在队列间进行

但是进程的执行过程进程的特点会发生变化, 根据这个问题可以有如下设计:

一个进程可以在不同的队列中移动
例如: n级优先级 - 优先级调度在所有级别中, RR在每个级别中:

时间量子大小随优先级级别增加而增加
如果任务在当前的时间量子中没有完成, 则降到下一个优先级

3.6 Fair Share Scheduling

Fair Share Scheduling: 公平共享调度

FSS控制用户对系统资源的访问

一些用户组比其他用户组更重要
保证不重要的组无法垄断资源
未使用的资源按照每个组所分配的资源的比例来分配
没有打到资源使用率目标的组获得更高的优先级

3.7 调度算法评价

确定性建模: 确定一个工作量, 然后计算每个算法的表现
队列模型: 用来处理随机工作负责的数学方法
实现/模拟:

建立一个允许算法运行实际数据的系统
最灵活/具有一般性

4 实时调度

4.1 实时系统

定义:

正确性依赖于其时间和功能两方面的一种操作系统.

性能指标:

时间约束的及时性(deadlines)
速度和平均性能相对不重要

主要特性:

时间约束的可预测性

分类:

强实时系统: 需要在保证的时间内完成重要的任务, 必须完成
弱实时系统: 要求重要的进程优先级更高, 尽量完成, 并非必须

一些术语:

任务(工作单元): 一次计算, 一次文件读取, 一次信息传递等等
属性: 取得进展所需要的资源, 实时参数
周期任务

任务有规律的重复
周期p = inter-release time (0 < p)
执行周期e = 最大执行时间(0 < e < p)
使用率U = e / p

硬时限

如果错过了最后期限, 可能会发生灾难性或非常严重的后果
必须验证: 在最坏的情况下是否也能满足时限
保证确定性

软时限

理想情况下, 时限应该被最大满足. 如果有时限没有被满足, 那么就相应地降低要求
尽最大努力去满足

满足实时性要求的调度算法设计:

决定实时任务执行的顺序
静态优先级调度
动态优先级调度

4.2 可调度性

4.3 单调速率(RM)调度

最佳静态优先级调度
通过周期安排优先级
周期越短优先级越高
执行周期最短的任务

4.4 截止日期最早优先(EDF)

最佳的动态优先级调度
Deadline越早优先级越高
执行Deadline最早的任务

5 多处理器调度

多处理器的CPU调度更加复杂

多个相同的单处理器组成一个多处理器
优点: 负载共享

对称多处理器(SMP)

每个处理器运行自己的调度程序
需要在调度程序中同步

6 优先级反转

可以发生在任何基于优先级的可抢占的调度机制中, 当系统内的环境强制使高优先级任务等待低优先级任务时发生.

发生原因(图示):

假设此时操作系统中有三个优先级不同的进程, 低优先级进程 $P_{low}$ , 高优先级进程 $P_{high}$ 和中优先级进程 $P_{mid}$ . 在 $t_{1}$ 时刻 $P_{low}$ 先开始运行(此时优先级较高的另外两个进程还没开始运行):
$P_{low}$ 在 $t_{2}$ 时刻开始访问某个共享资源 $R$ :
在 $t_{3}$ 时刻, $P_{low}$ 未对 $R$ 访问完毕时, $P_{high}$ 开始跑了, 于是 $P_{low}$ 被抢占:
在 $t_{4}$ 时刻 $P_{high}$ 需要访问此时被 $P_{low}$ 占用的 $R$ , 由于 $P_{low}$ 被抢占, 所以其占用的 $R$ 还没有释放, 所以 $P_{high}$ 开始等待 $R$ 的释放而被挂起, 从而 $P_{low}$ 继续执行(此时正在使用 $R$ ):
在 $t_{5}$ 时刻 $P_{low}$ 还未使用完 $R$ 之前, $P_{mid}$ 开始执行, 这样 $P_{low}$ 又被抢占, 于是开始执行 $P_{mid}$ :
直到 $t_{6}$ 时刻 $P_{mid}$ 执行完毕, 然后继续执行 $P_{low}$ , $P_{low}$ 继续访问 $R$ :
$t_{7}$ 时刻 $P_{low}$ 使用完 $R$ 之后, 释放了 $R$ , 然后 $P_{high}$ 开始使用 $R$ , 直至 $P_{high}$ 执行完毕:

优先级反转的持续时间取决于其他不相关任务的不可预测的行为, 如以上例子, $P_{high}$ 的执行时间被 $P_{low}$ 以及 $P_{mid}$ 影响.

解决办法:

低优先级任务继承高优先级任务的优先级依赖于他们共享的资源. 如以上例子, $P_{high}$ 在访问 $R$ 时由于此时 $R$ 正在被 $P_{low}$ 所占用, 所以 $P_{low}$ 的优先级会动态得到提升至和 $P_{high}$ 相同(因为 $R$ 被 $P_{low}$ 占用的原因), 使得 $P_{low}$ 不被 $P_{mid}$ 抢占.
优先级天花板

优先级天花板: "资源"的优先级和"所有可以锁定该资源的任务中优先级最高的那个任务"的优先级相同, 如以上例子, $R$ 的优先级跟 $P_{high}$ 的优先级相同.
除非优先级高于系统中所有被锁定的资源的优先级上线, 否则任务尝试执行临界区的时候会被阻塞. 如以上例子, $P_{low}$ 占用 $R$ 执行时, 除非再来一个进程的优先级高于此时资源的优先级, 也就是 $R$ 的优先级, 也就是 $P_{high}$ 的优先级, 其可以抢占CPU执行, 否则就会被阻塞, 也就是 $P_{mid}$ 过来时会被阻塞.
持有最高优先级上限信号量的任务, 会继承被该锁所阻塞的任务的优先级.