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1、第三章 处置机调度和死锁 shuoshuowo/c/299.html.处置机调度进程数目处置机数目动态分配由处置机调度程序完成作业提交处置机调度获得处置机,执行.3.1 处置机调度的根本概念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。普通用于批处置系统，分/实时系统普通直接入内存，无此环节。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.接纳战略：即采用何种调度算法：FCFS、短作业优先等. 处置机调度的根本概念22、低级调度进程调度，短程调度主要是由分派程序Dispatcher分派处置机。1.非抢占方式：

2、简单，实时性差 (如win31)2.抢占方式1优先权原那么2短作业优先原那么3时间片原那么。3、中级调度中程为提高系统吞吐量和内存利用率而引入的内-外存对换功能换出时，进程为挂起或就绪驻外形状 运转频率：低中高。 .一、仅有进程调度的调度队列模型就绪队列CPU阻塞队列交互用户时间片完进程调度等待事件事件出现3.1.2调度的队列模型进程完成.3.1.2调度的队列模型二、具有高/低级调度的调度队列模型就绪队列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出现阻塞队列等待事件2事件2出现作业调度后备队列N.三、具有三级调度的调度队列模型就绪队列CPU就绪、挂起队列时间片完进程调度进程完成后备

3、队列阻塞、挂起队列事件出现作业调度阻塞队列等待事件挂起事件出现中级调度交互型作业.3.1.3选择调度方式和算法的假设干准那么 一、面向用户的准那么1周转时间短常用于批处置系统概念：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、面向用户的准那么平均周转时间平均带权周转时间 可见带权W越小越好,Ts为实践效力时间。3.1.3选择调度方式和算法的假设干准那么 .一、面向用户的准那么2呼应时间快：对交互性作业概念：键盘提交恳求到初次呼应的时间1输入传送时间2处置时间3呼应传送时间3截止时间的保证特别于实时系统4优先权准那么：即需求抢占调度3.1.3选择调度

4、方式和算法的假设干准那么 .二、面向系统的准那么1吞吐量高特别于批处置：单位时间完成作业数2处置机利用率好：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假设干准那么 . 3.2调度算法 是一个资源分配问题 3.2.1先来先效力和短作业进程优先调度算法 1.先来先效力调度算法FCFS特点：简单，有利于长作业 即CPU忙碌性作业进程名到达时间服务时间开始执行时间完成时间周转时间带权周转时间A010111B110011011001C21101102100100D31001022021991.99.3.2.1先来先效力和短作业进程优先调度算法2.短作业进程优先

5、调度算法：SJ(P)F 选出估计运转时间最短的作业进程 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 对长作业不利，有能够得不到效力饥饿 未思索作业的紧迫性 估计时间不易确定.图3.4 FCFS和SJF比较进程名 A B C D E平均到达时间 0 1 2 3 4服务时间 4 3 5 2 4FCFS完成时间 4 7 12 14 18周转时间 4 6 10 11 149带权周转时间 1 2 2 5.5 3.52.8SJF完成时间 4 9 18 6 13周转时间 4 8 16 3 98带权周转时间 1 2.67 3.1 1.5 2.252.10417231241418ABCDEFCFS

6、041923184613ABCDESJF.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抢占式优先权算法，实时性更好。2.优先权类型：1静态优先权：进程优先权在整个运转期不变。确定优先权根据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，但低优先权作业能够长期不被调度。.3.2.2高优先权优先调度算法(2)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。呼应比Rp=等待时间效力时间/效力时间 作为优先权优点：长短兼顾 缺陷：需计算Rp3.高呼应比优先算法：特点：呼应比Rp=tw+ts/ts1短作业RP大。2ts要求效力时间一样的进程间相当于FCFS

7、。3长作业等待一段时间仍能得到效力。.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确实定太大：退化为FCFS；太小：系统开销过大系统对呼应时间的要求；T=nq就绪队列中进程的数目；系统的处置才干：应保证一个时间片处置完常用命令.2.多级反响队列调度 多个就绪队列，不同优先级 新进程首先进入第一队列尾，FCFS；时间片终了后未完成的进入第二队列尾 第一队列空闲时才调度第二队列，抢占式3.2.3基于时间片的轮转调度算法2特点：长、短作业兼顾，有较好的呼应时间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置。就绪队列1至CPUS1就绪队列2S2至CPU就绪队列3S3至

8、CPU就绪队列nSn至CPU时间片：S1S2Available(2,3,0)，让P4等待。4 P0恳求资源 P0发出恳求向量Request0(0,2,0),系统按银行家算法进展检查： (1)Request0(0,2,0)Need0(7,4,3); (2)Request0(0,2,0)Available(2,3,0)， (3)进展平安性检查 可用资源Available2,1,0已不能满足任何进程的需求，故系统进入不平安形状，此时系统不分配资源。 .3.7死锁的检测和解除3.7.1、 死锁的检测系统必需须提供检测和解除死锁的手段：1保管有关资源的恳求和分配信息；2提供算法以利用这些信息来检测系统能

9、否进入死锁。1、资源分配图Resource Ailocation Graph 系统死锁可利用资源分配图来描画。G=N，E：1N分为两个互斥的子集，进程结点P=P1，P2,Pn,资源结点R=r1,r2,rn,N=PR。2E中的边eE,都衔接着P中的一个结点和R中的一个结点，e=pi,rj是资源恳求边，由进程pi指向资源rj,它表示进程pi恳求一个单位的rj资源。.p1p2R2R1分配恳求3.7.1死锁的检测.2、死锁定理简化资源分配图来检测系统处于S形状时，能否为死锁形状。简化方法如下：1在资源分配图中，找出一个既不阻塞又非独立的进程结点pi。在顺利情况下，pi可获得所需资源而继续执行，直至运转

10、终了，再释放其所占有的全部资源。这相当于消去pi一切的恳求边和分配边，使之成为孤立的结点。p1p2R2R1p1p2R2R1.2p1释放资源后，便可使p2获得资源而继续运转，直到p2完成又释放出它所占有的全部资源，而构成图c所示的情况。3在进展一系列的简化中，假设能消去图中一切的边，使一切进程都成为孤立结点，那么称该图是可完全简化的，假设不能经过任何过程使该图完全简化，那么称该图是不可完全简化的。p1p2R1.2、死锁定理S为死锁形状的充分条件是：当且仅当形状S的资源分配图是不可完全简化的。.3.7.1死锁的检测3、死锁检测中的数据构造死锁检测中的数据构造，类似于银行家算法中的数据构造： 可利用

11、资源向量Available。它表示了m类资源中的每一类资源的可用数目。 把不占用资源的进程向量Allocation：=0记入表L中，即LiL。 从进程集合中找到一个RequestiWork的进程，做如下处置： 将其资源分配图简化，释放出资源，添加任务向量Work ：=Work+Allocation。 将它记入L表中。.3.7.1死锁的检测假设不能把一切的进程都记入L表中，那么阐明系统形状S的资源分配图是不完全简化的，因此，该系统形状将发生死锁。Work:=Available;L:=Li Allocationi=0Requesti=0For all Li!L doBeginFor all RequestiWork doBeginWork:=Work+Allocation;LiL;EndEndDeadlock:= (L=P1,P2, ,Pn);.3.7.2死锁的解除当发现有进程死锁时，便应立刻把它们从死锁形状中解脱出来，常采用的方法：1剥