CPU调度与死锁.ppt

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1、第三章处理机调度与死锁,31处理机调度的基本概念 分配处理机的任务是由处理机调度程序完成的。 由于处理机是最重要的计算机资源，提高处理机的利用率及改善系统性能（吞吐量、响应时间），在很大程度上取决于处理机调度性能的好坏，,311高级、中级和低级调度,1高级调度 称为作业调度用于决定把外存上处于后备队列中的哪些作业调人内存，并为它们创建进程、分配必要的资源，然后，再将新创建的进程排在就绪队列上，准备执行 。 2低级调度 低级调度用来决定就绪队列中的哪个进程应获得处理机，然后再由分派程序把处理机分配给该进程的具体操作。 3中级调度 引入中级调度的主要目的，是为了提高内存利用率和系统吞吐量。,进程调

2、度可采用下述两种调度方式。 1）非抢占方式 在采用这种调度方式时，一旦把处理机分配给某进程后，便让该进程一直执行，直至该进程完成或发生某事件而被阻塞时，才再把处理机分配给其他进程，决不允许某进程抢占已经分配出去的处理机。 2）抢占方式（Preemptive Mode） 这种调度方式，允许调度程序根据某种原则，去暂停某个正在执行的进程，将已分配给该进程的处理机重新分配给另一进程。,抢占的原则有： （1）优先权原则。 （2）短作业（进程）优先原则。 （3）时间片原则。 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1O请求而暂停执

3、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。,3.1.2 调度队列模型 1仅有进程调度的调度队列模型,2具有高级和低级调度的调度队列模型,3同时具有三级调度的调度队列模型,313选择调度方式和调度算法的若干准则,1.面向用户的准则 :这是为了满足用户的需求所应遵循的一些准则。其中，比较重要的有以下几点。 （1）周转时间短。 所谓周转时间，是指从作业被提交给系统开始，到作业完成为止的这段时间间隔（称为作业周转时间）。,所谓周转时间包括四部分时间： 作业在外存后备队列上等待调度的时间 进程在就绪队列上等待进程调度的时间 进程在CP

4、U上执行的时间 进程等待IO操作完成的时间。,平均周转时间描述为：,平均带权周转时间则可表示为：,（2）响应时间快。 所谓响应时间，是从用户通过键盘提交一个请求开始，直至系统首次产生响应为止的时间。 响应时间包括三部分时间： 从键盘输入的请求信息传送到处理机的时间 处理机对请求信息进行处理的时间 将所形成的响应信息回送到终端显示器的时间。,（3）截止时间的保证。 所谓截止时间，是指某任务必须开始执行的最迟时间，或必须完成的最迟时间。 （4）优先权准则。 基于优先权让某些紧急的作业能得到及时处理。 在要求较严格的场合，往往还须选择抢占式调度方式，才能保证紧急作业得到及时处理。,2面向系统的准则

5、（1）系统吞吐量高。吞吐量是指在单位时间内，系统所完成的作业数。 （2）处理机利用率好。 （3）各类资源的平衡利用。,32 调度算法,调度算法是指：根据系统的资源分配策略所规定的资源分配算法。对于不同的系统和系统目标，通常采用不同的调度算法。 3.2.1 先来先服务和短作业优先调度算法 FCFS算法比较有利于长作业（进程），而不利于短作业（进程）。 举例：下表列出了A、B、C、D四个作业分别到达系统的时间、要求服务的时间、开始执行的时间及各自的完成时间，并计算出各自的周转时间和带权周转时间。,FCFS算法,2短作业优先调度算法,短作业优先调度算法的缺点： (1)该算法对长作业不利. (2)该算

6、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)由于作业（进程）的长短只是根据用户所提供的估计执行时间而定的，而用户又可能会估计不准运行时间，致使该算法不一定能真正做到短作业优先调度。,3.2.2 高优先权优先调度算法,该算法是把处理机分配给就绪队列中优先权最高的进程。 该算法分两种类型： （1）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。,（2）抢占式优先权调度算法 在这种方式下，系统同样是把处理机分配

7、给优先权最高的进程，使之执行。但在其执行期间，只要又出现了另一个其优先权更高的进程，进程调度程序就立即停止当前进程的执行，重新将处理机分配给新到的优先权最高的进程。 2优先权的类型 （1）静态优先权 静态优先权是在创建进程时确定的，且在进程的整个运行期间保持不变。,确定进程优先权的依据有三个方面： （1）进程类型。系统进程的优先权高于一般用户进程的优先权。 （2）进程对资源的需求。对要求少的进程应赋予较高的优先权。 （3）用户要求。 （2）动态优先权 动态优先权是指，在创建进程时所赋予的优先权，是可以随进程的推进或随其等待时间的增加而改变的，以便获得更好的调度性能。,3高响应比优先调度算法,该

8、算法既照顾了短作业，又考虑了作业到达的先后次序，不会使长作业长期得不到服务。 利用该算法时，每次调度之前，都须先做响应比的计算，会增加系统开销。,3.2.3 基于时间片的轮转调度算法,1.时间片轮转法 在时间片轮转法中，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。当执行的时间片用完时，由一个计时器发出时钟中断请求，调度程序便据此信号来停止该进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾；然后，再把处理机分配给就绪队列中新的队首进程，同时也让它执行一个时间片。这样就可以保证就绪队列中的所有进程，在一给定的时间内，均能获得一时间片的处理机执

9、行时间，换言之，系统能在给定的时间内，响应所有用户的请求。,2.多级反馈队列调度算法,多级反馈队列调度算法实施过程如下： （1）应设置多个就绪队列，并为各个队列赋予不同的优先级。 （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，。 （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；,图3-5 多级反馈队列调度算

10、法,3多级反馈队列调度算法的性能 多级反馈队列调度算法具有较好的性能，能较好地满足各种类型用户的需要。 （1）终端型作业用户。 能在第一队列所规定的时间片内完成，可使终端型作业用户都感到满意。 （2）对短作业用户有利。 （3）长批处理作业用户。对于长作业，它将依次在第1，2,，n个队列中运行，然后再按轮转方式运行，用户不必担心其作业长期得不到处理。,3.3 实时调度,由于在实时系统中都存在着若干个实时进程或任务，它们用来反应或控制某个外部事件，往往带有某种程度的紧迫性，因而对实时系统中的调度提出了某些特殊要求，前面所介绍的多种调度算法，并不能很好地满足实时系统对调度的要求，为此，需要引入一种新

11、的调度，即实时调度。,3.3.1实现实时调度的基本条件,1提供必要的信息 （1）就绪时间。这是该任务成为就绪状态的起始时间。 （2）开始截止时间和完成截止时间。 （3）处理时间。这是指一个任务从开始执行直至完成所需的时间。 （4）资源要求。 （5）优先级。,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。 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。,3采用抢占式调度机制 在含有硬实时任务的实时系统

12、中，广泛采用抢占机制。当一个优先权更高的任务到达时，允许将当前任务暂时挂起，而令高优先权任务立即投入运行，这样便可满足该硬实时任务对截止时间的要求。 4具有快速切换机制 （1）对外部中断的快速响应能力。 （2）快速的任务分派能力。,3.3.2 实时调度算法的分类,1非抢占式调度算法 （1）非抢占式轮转调度算法: 调度程序每次选择队列中的第一个任务投入运行。当该任务完成后，便把它挂在轮转队列的末尾，等待下次调度运行。 （2）非抢占式优先调度算法: 如果在系统中存在着实时要求较为严格的任务，则可采用非抢占式优先调度算法，为这些任务赋予较高的优先级。当这些实时任务到达时，把它们安排在就绪队列的队首，

13、等待当前任务自我终止或运行完成后，才能被调度执行。,2抢占式调度算法 （1）基于时钟中断的抢占式优先权调度算法: 某实时任务到达后，如果该任务的优先级高于当前任务的优先级，这时并不立即抢占当前任务的处理机，而是等到时钟中断到来时，调度程序才剥夺当前任务的执行，将处理机分配给新到的高优先权任务。 （2）立即抢占的优先权调度算法: 一旦出现外部中断，只要当前任务未处于临界区，便能立即剥夺当前任务的执行，把处理机分配给请求中断的紧迫任务。,实时进程调度,3.3.3 常用的几种实时调度算法,1最早截止时间优先算法 该算法要求在系统中保持一个实时任务就绪队列，该队列按各任务截止时间的早晚排序；具有最早截

14、止时间的任务排在队列的最前面。调度程序总是选择就绪队列中的第一个任务，为之分配处理机，使之投入运行。,2最低松弛度优先算法 松弛度=必须完成时间一本身的运行时间一当前时间 该算法按松弛度排序实时任务的就绪队列，松弛度值最小的任务排在队列最前面，调度程序总是选择就绪队列中的队首任务执行。 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20ms执行一次，执行时间为10ms；任务B只要求每50ms执行一次，执行时间为25ms。见图3一8。,A和B任务每次必须完成的时间,利用LLF算法进行调度的情况,3.5产生死锁的原因和必要条件,所谓死锁（Deadlock），是指多个进程在运行过程中

15、因争夺资源而造成的一种僵局（Deadly- Embrace），当进程处于这种僵持状态时，若无外力作用，它们都将无法再向前推进。 351产生死锁的原因 产生死锁的原因可归结为如下两点。 （1）竞争资源。 （2）进程间推进顺序非法。,1竞争资源引起进程死锁,1）可剥夺和非剥夺性资源 可剥夺性资源: 是指某进程在获得这类资源后，该资源可以再被其他进程或系统剥夺。 不可剥夺性资源: 当系统把这类资源分配给某进程后，再不能强行收回，只能在进程用完后自行释放。,2）竞争非剥夺性资源 在系统中所配置的非剥夺性资源，由于它们的数量不能满足诸进程运行的需要，会使进程在运行过程中，因争夺这些资源而陷入僵局。 例如

16、，系统中只有一台打印机R1和一台磁带机R2，可供进程P1和P2共享。处理不好，在P1与P2之间会形成僵局，引起死锁。,3）竞争临时性资源 永久性资源：可顺序重复使用型资源称为永久性资源。 临时性资源，是指由一个进程产生，被另一进程使用一暂短时间后便无用的资源，故也称之为消耗性资源，它也可能引起死锁。 例如：S1、S2和S3是临时性资源，由进程P1、P2和P3产生的消息。如果消息通信处理顺序不当也会发生死锁。,2.进程推进顺序不当引起死锁 1）进程推进顺序合法 进程推进顺序是合法不会引起进程死锁的。 2）进程推进顺序非法 若并发进程P1和P2推进顺序不合法，进入不安全状态，于是发生了进程死锁,3

17、52产生死锁的必要条件,死锁的发生必须具备下列四个必要条件： （1）互斥条件：指进程对所分配到的资源进行排它性使用 。 （2）请求和保持条件：指进程已经保持了至少一个资源，但又提出了新的资源请求 （3）不剥夺条件：指进程已获得的资源，在未使用完之前，不能被剥夺，只能在使用完时由自己释放。 （4）环路等待条件：指在发生死锁时，必然存在一个进程资源的环形链,353处理死锁的基本方法,（1）预防死锁：是通过设置某些限 制条件，去破坏产生死锁的四个必要条件中的一个或几个条件，来预防发生死锁。 （2）避免死锁：是在资源的动态分配过程中，用某种方法去防止系统进入不安全状态，从而避免发生死锁。 （3）检测死

18、锁：通过系统所设置的检测机构，及时地检测出死锁的发生，并精确地确定与死锁有关的进程和资源； （4）解除死锁：当检测到系统中已发生死锁时，须将进程从死锁状态中解脱出来。常用的实施方法是撤消或挂起一些进程。,36预防死锁的方法,3.6.1预防死锁 预防死锁的方法是使四个必要条件中的第2、3、4条件之一不能成立，来避免发生死锁。至于必要条件1，因为它是由设备的固有属性所决定的，不仅不能改变，还应加以保证。 1摒弃“请求和保持”条件 系统规定所有进程在开始运行之前，都必须一次性地申请其在整个运行过程所需的全部资源。这样，该进程在整个运行期间：便不会再提出资源要求，从而摒弃了请求和保持条件，从而可以避免

19、发生死锁。,这种预防死锁的方法的优点：简单、易于实现且很安全。其缺点：资源被严重浪费，使进程延迟运行。,2摒弃“不剥夺”条件,进程是逐个地提出对资源的要求的。当一个已经保持了某些资源的进程，再提出新的资源请求而不能立即得到满足时，必须释放它已经保持了的所有资源。待以后需要时再重新申请。从而摒弃了“不剥夺”条件。 这种预防死锁的方法，实现起来比较复杂且要付出很大代价。因为一个资源在使用一段时间后，它的被迫释放可能会造成前段工作的失效。还会使进程前后两次运行的信息不连续,3摒弃“环路等待”条件,这种方法中规定，系统将所有资源按类型进行线性排队，并赋予不同的序号。 所有进程对资源的请求必须严格按照资

20、源序号递增的次序提出，这样，在所形成的资源分配图中，不可能再出现环路，因而摒弃了“环路等待”条件。 存在的问题：首先是为系统中各类资源所分配（确定）的序号，必须相对稳定，这就限制了新类型设备的增加； 作业（进程）使用各类资源的顺序，与系统规定的顺序不同，造成对资源的浪费 。 限制用户简单、自主地编程,362系统安全状态,1安全状态 所谓安全状态，是指系统能按某种进程顺序（P1，P2，Pn），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，称系统处于安全状态，称P1，P2，Pn序列为安全序列 。否则，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

21、状态。,2安全状态之例 假定系统中有三个进程P1、P2和P3，共有12台磁带机。进程P1总共要求10台磁带机，P2和P3分别要求4台和9台。假设在T0 时刻进程P1、P2和P3已分别获得5台、2台和2台磁带机，尚有3台空闲未分配，在T0时刻系统是否安全？ 3由安全状态向不安全状态的转换,363利用银行家算法避免死锁,1. 银行象算法中的数据结构 （1）可利用资源向量Available：这是一个含有m个元素的数组，其中的每一个元素代表一类可利用的资源数目。其数值随该类资源的分配和回收而动态地改变。 （2）最大需求矩阵Max。这是一个nXm的矩阵，它定义了系统中n个进程中的每一个进程对m类资源的最

22、大需求。如果Maxi,j=K，则表示进程i需要Rj类资源的最大数目为K。,（3）分配矩阵Allocation。这是一个nm的矩阵，它定义了系统中每一类资源当前已分配给每一进程的资源数。如果Allocationi,j=K，则表示进程i当前已分得Rj类资源的数目为K。 （4）需求矩阵Need。这也是一个nm的矩阵，用以表示每一个进程尚需的各类资源数。如果Needi,j=K，则表示进程Pi还需要Rj类资源K个，方能完成其任务。 Needi,jMaxi,j一Allocationi,j,2银行家算法,设Requesti，是进程Pi的请求向量，当Pi发出资源请求后，系统按下述步骤进行检查： （1）如果Re

23、questijNeedi,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）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一Requestij； Allocationi,j：Allocationi,jRequestij; Needi,j: =Needi,j一Requestij； （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

24、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。,开始,RequestijNeedi,j,出错,N,RequestijAvailablej,Pi进程等待,Availablej：Availablej一Requestij； Allocationi,j：Allocationi,jRequestij; Needi,j: =Needi,j一Requestij；,系统安全性检查,N,安全,不分配资源,分配资源,N,Y,3安全性算法,系统所执行的安全性算法可描述如下： （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，Work：Available F

25、inish：开始时先做Finishi:=false；当有足够资源分配给进程时，再令Finishi:=true。 （2）从进程集合中找到一个能满足下述条件的进程： Finishi=false； Needi,jwork； 若找到，执行步骤（3),否则，执行步骤（4）。,（3）当进程只获得资源后，可顺利执行，直至完成，并释放出分配给它的资源，故应执行： Work：= Work+Allocationi,j； Finishi ：=true; go to step 2； （4）如果所有进程的Finishitrue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。,Work:=Available F

26、inishI:=false,从进程集合中找能满足下述条件的进程： Finishi=false, Needi,jwork；,Workj:= Work+Allocationi,j; Finishi ：=true;,所有进程都满足: Finishitrue,系统不安全,系统安全,安全检查开始,安全检查结束,N,y,N,Y,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,（1）T0时刻的安全性利用安全性算法对T0时刻的资源分配情况进行分析,（2）P1请求资源：P1发出请求向量Request1(1,0

27、,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下图所示。 再利用安全性算法检查此时系统是否安全。如图3一17所示。,图3一17 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，

28、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3一18所示。,进行安全性检查：可用资源Available（2，1，0）已不能满足任何进程的需要，故系统进入不安全状态，此时系统不分配资源。,图3一18为P0分配资源后的有关资源数据,37死锁的检测与解除,371死锁的检测 当系统为进程分配资源时，若未采取任何限制性措施，则系统必须提供检测和解除死锁的手段。

29、 1资源分配图 该图是由一组结点N和一组边E所组成的一个对偶G（N,E） 其中：,（1）把N分为两个互斥的子集，即一组进程结点P=P1,P2，Pn）和一组资源结点R=r1,r2，rn，NPUR。 （2）凡属于E中的一个边e E都连接着P中的一个结点和R中的一个结点 ePi,rj 它表示进程pi请求一个单位的rj资源。 e=rj，Pi 它表示把一个单位的资源rj分配给进程Pi。,图3一19 示出了一个资源分配图,2死锁定理 资源分配图加以简化的方法,若能消去图中所有的边，使所有的进程结点都成为孤立结点，则称该图是可完全简化的；若不能通过任何过程使该图完全简化，则称该图是不可完全简化的。 S为死锁

30、状态的充分条件是：当且仅当S状态的资源分配图是不可完全简化的。该充分条件被称为死锁定理。 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（Allocation：=0）记入L表中，即LiUL （3）从进程集合中找到一个Requestiwork的进程，做如下处理： Work：work十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。,Work：= Available； L：Li|Allocationi0Requesti0 for all Li L do begin for all RequestiWork do begin Work：=Work十Allocationi； LiL； end end deadlock：= （L=P1，P2，. ，Pn)；,372死锁的解除,当发现有进程死锁时，常采用的两种方法是解除死锁： （1）剥夺资源。从其它进程剥夺足够数量的资源给死锁进程，以解除死锁状态。 （2）撤消进程。最简单的撤消进程的方法，是使全部死锁进程都夭折掉；或者按照某种顺序逐个地撤消进程，直至有足够的资源可用，使死锁状态消除为止。,