操作系统第3章

1、第三章处理机调度与死锁 第三章 处理机调度与死锁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 进程调度算法3.3 实时调度3.4 多处理机系统中的调度3.5 产生死锁的原因和必要条件3.6 预防死锁的方法和死锁避免3.7 死锁的检测和解除第三章处理机调度与死锁 3.1 处理机调度的基本概念 在多道程环境下，进程数目往往多于处理机数目，致使它们争用处理机。这就要求系统能按某种算法，动态地把处理机分配给就绪队列中的一个进程，使之执行。分配处理机的任务是由进程调度程序完成的。它是操作系统设计的中心问题之一。第三章处理机调度与死锁 进程调度要解决的问题WHAT：按

2、什么原则分配CPU 进程调度算法WHEN：何时分配CPU 进程调度的时机HOW： 如何分配CPU CPU调度过程（进程的上下文切换）第三章处理机调度与死锁 1. 高级、中级和低级调度l处理机是计算机系统中的重要资源l处理机调度算法对整个计算机系统的综合性能指标有重要影响l可把处理机调度分成三个层次： 高级调度高级调度 中级调度中级调度 低级调度低级调度第三章处理机调度与死锁 高级调度也称为作业调度或宏观调度 高级调度的时间尺度通常是分钟、小时或天 中级调度涉及进程在内外存间的交换，从存储器资源管理的角度来看，把进程的部分或全部换出到外存上，可为当前运行进程的执行提供所需内存空间，将当前进程所需

3、部分换入到内存。指令和数据必须在内存里才能被处理机直接访问 低级调度也称微观调度，从处理机资源分配的角度来看，处理机需要经常选择就绪进程或线程进入运行状态，低级调度的时间尺度通常是毫秒级的。由于低级调度算法的频繁使用，要求在实现时做到高效第三章处理机调度与死锁 2.进程调度的任务 进程调度的任务是控制协调进程对CPU的竞争,即按一定的调度算法从就绪队列中选中一个进程，把CPU的使用权交给被选中的进程第三章处理机调度与死锁 3.确定算法的原则 具有公平性 资源利用率高（特别是CPU利用率） 在交互式系统情况下要追求响应时间（越短越好） 在批处理系统情况下要追求系统吞吐量第三章处理机调度与死锁 4

4、.进程调度方式 非剥夺方式：分派程序一旦把处理机分配给某进程后便让它一直运行下去，直到进程完成或发生某事件而阻塞时，才把处理机分配给另一个进程。 剥夺方式：当一个进程正在运行时，系统可以基于某种原则，剥夺已分配给它的处理机，将之分配给其它进程。剥夺原则有：优先权原则、短进程优先原则、时间片原则。第三章处理机调度与死锁 5.进程调度性能衡量的指标 周转时间 响应时间 CPU-I/O执行期第三章处理机调度与死锁 6.进程调度模型 1) 1)只有进程调度的调度队列模型只有进程调度的调度队列模型图 3 - 1 仅具有进程调度的调度队列模型第三章处理机调度与死锁 2)具有高低级调度的调度队列模型图 3-

5、2 具有高、低两级调度的调度队列模型第三章处理机调度与死锁 3)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第三章处理机调度与死锁 7.选择进程调度方式的准则 面向用户的准则：周转时间短；响应时间快；截止时间的保证；优先权准则 面向系统的准则：系统吞吐量高；处理机利用率好；各类资源的平衡利用第三章处理机调度与死锁 3.2 3.2 进程调度算法 先进先出(FIFO)算法 最短CPU运行期优先调度算法 最高优先权优先调度算法 轮转法 多级反馈队列 第三章处理机调度与死锁 1.先进先出(FIFO)算法 该算法总是把处理机分配给最先进入就绪队列的进程，一个进程一旦分得处理机，便执

6、行下去，直到该进程完成或阻塞时，才释放处理机。 优点:实现简单. 缺点:没考虑进程的优先级第三章处理机调度与死锁 2.最短CPU运行期优先调度算法 该算法从就绪队列中选出“下一个CPU执行期”最短的进程，为之分配处理机。 该算法虽可获得较好的调度性能，但难以准确地知道下一个CPU执行期，而只能根据每一个进行的执行历史来预测。第三章处理机调度与死锁 图 3-4 FCFS和SJF调度算法的性能 3. FCFS和SJF的性能比较第三章处理机调度与死锁 4.最高优先权优先调度算法 该算法总是把处理机分配给就绪队列中具有最高优先权的进程。常用以下两种方法来确定进程的优先权(优先级根据优先数来决定) 静态

7、优先数法：静态优先权是在创建进程时确定的，在整个运行期间不再改变。依据有：进程类型、进程对资源的要求、用户要求的优先权。 动态优先数法：在进程创建时创立一个优先数，但在其生命周期内优先数可以动态变化。如等待时间长优先数可改变第三章处理机调度与死锁 5.高响应比优先调度算法 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： 第三章处理机调度与死锁 6. 轮转法 把CPU划分成若干时间片,并且按顺序赋给就绪队列中的每一个进程，进程轮流占有CPU，当时间片用完时，即使进程未执行完毕，系统也剥夺该进程的CPU，将该进程

8、排在就绪队列末尾。同时系统选择另一个进程运行 简单轮转法：系统将所有就绪进程按FIFO规则排队，按一定的时间间隔把处理机分配给队列中的进程。这样，就绪队列中所有进程均可获得一个时间片的处理机而运行。 多级队列方法：将系统中所有进程分成若干类，每类为一级。 第三章处理机调度与死锁 7.分时系统中常用时间片轮转法时间片选择问题时间片选择问题： 固定时间片 可变时间片与时间片大小有关的因素：与时间片大小有关的因素： 系统响应时间 就绪进程个数 CPU能力 第三章处理机调度与死锁 1)简单轮转法的调度模型第三章处理机调度与死锁 2)多队列反馈调度算法 将就绪队列分为N级，每个就绪队列分配给不同的时间片

9、，队列级别越高，时间越长，级别越小，时间片越小，最后一级采用时间片轮转，其他队列采用先进先出； 系统从第一级调度，当第一级为空时，系统转向第二个队列，.当运行进程用完一个时间片，放弃CPU时，进入下一级队列；等待进程被唤醒时，进入原来的就绪队列；当进程第一次就绪时，进入第一级队列 第三章处理机调度与死锁 * 首先系统中设置多个就绪队列* 每个就绪队列分配给不同时间片，优先级高的为第一级队列，时间片最小，随着队列级别的降低，时间片加大* 各个队列按照先进先出调度算法* 一个新进程就绪后进入第一级队列* 进程由于等待而放弃CPU后，进入等待队列，一旦等待的事件发生，则回到原来的就绪队列* 当有一个

10、优先级更高的进程就绪时，可以抢占CPU，被抢占进程回到原来一级就绪队列末尾* 当第一级队列空时，就去调度第二级队列，如此类推* 当时间片到后，进程放弃CPU，回到下一级队列第三章处理机调度与死锁 3)多队列反馈调度算法第三章处理机调度与死锁 8.进程调度的时机当一个进程运行完毕，或由于某种错误而终止运行当一个进程在运行中处于等待状态（等待I/O）分时系统中时间片到当有一个优先级更高的进程就绪（可抢占式） 例如：新创建一个进程，一个等待进程变成就绪在进程通信中，执行中的进程执行了某种原语操作（P操作，阻塞原语，唤醒原语）第三章处理机调度与死锁 何时切换进程 只要OS取得对CPU的控制，进程切换就

11、可能发生，如:超级用户调用 来自程序的显式请求来自程序的显式请求 ( (如：打开文件如：打开文件) )，该，该进程通常会被阻塞进程通常会被阻塞陷阱 最末一条指令导致出错，会引起进程移至退最末一条指令导致出错，会引起进程移至退出状态出状态中断 外部因素影响当前指令的执行，控制被转移外部因素影响当前指令的执行，控制被转移至至IHIH（中断处理程序）（中断处理程序）第三章处理机调度与死锁 9.引起进程调度的原因 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、阻塞、挂起原语等； 在可剥夺式调度中，有比

12、当前进程优先权更高的进程进入就绪队列； 在时间片轮转法中，时间片完。 通常系统是按先来先服务或优先权形式来组织调度队列。 第三章处理机调度与死锁 10.进程调度算法 其中，RQ为就绪队列指针，EP为运行队列指针。第三章处理机调度与死锁 3.3 3.3 实实 时时 调调 度度 1.实现实时调度的基本条件实现实时调度的基本条件 提供必要的信息(就绪时间、截止时间、处理时间、资源优先级) 系统处理能力强 采用抢占式调度机制 具有快速切换机制第三章处理机调度与死锁 2.实时调度算法的分类 1)非抢占式调度算法非抢占式调度算法 : 非抢占式轮转调度算法 非抢占式优先调度算法2)2)抢占式调度算法抢占式调

13、度算法: : 基于时钟中断的抢占优先调度算法 立即抢占优先权调度算法。 第三章处理机调度与死锁 图 3-5 实时进程调度 第三章处理机调度与死锁 3.常用的几种实时调度算法 1）最早截止时间优先即）最早截止时间优先即EDF(Earliest Deadline First)算法算法 图 3-6 EDF算法用于非抢占调度方式 第三章处理机调度与死锁 2）最低松弛度优先(LLF)算法 该算法是根据任务紧急(或松弛)的程度，来确定任务的优先级。该算法主要用于可抢占调度方式中。 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

14、 ms执行一次，执行时间为 25 ms。 图 3-7 A和B任务每次必须完成的时间第三章处理机调度与死锁 在刚开始时(t1=0)，A1必须在20ms时完成，而它本身运行又需 10 ms，可算出A1的松弛度为10ms；B1必须在50ms时完成， 而它本身运行就需25 ms，可算出B1的松弛度为25 ms，故调度程序应先调度A1执行。在t2=10 ms时，A2的松弛度可按下式算出： A2的松弛度=必须完成时间-其本身的运行时间-当前时间 =40 ms-10 ms-10 ms=20 ms 类似地，可算出B1的松弛度为15ms，调度程序应选择B2运行。t3=30 ms时，A2的松弛度已减为0，B1的松

15、弛度为15 ms，于是调度程序应抢占B1的处理机而调度A2运行.图 3-8 利用ELLF算法进行调度的情况第三章处理机调度与死锁 3.4 多处理机系统中的调度 1.1.多处理器系统的类型多处理器系统的类型 (1) 紧密耦合(Tightly Coupted)MPS。 (2) 松散耦合(Loosely Coupled)MPS。2.2.对称对称多处理器系统和非对称多处理器系统3.进程分配方式 (1)对称多处理器系统中的进程分配方式 静态分配(Static Assigenment)方式 动态分配(Dynamic Assgement)方式 (2)非对称MPS中的进程分配方式4. 进程(线程)调度方式 (

16、1）自调度(Self-Scheduling)方式 （2）成组调度(Gang Scheduling)方式第三章处理机调度与死锁 第三章第三章 处理机调度与死锁处理机调度与死锁 3.5 产生死锁的原因和必要条件产生死锁的原因和必要条件第三章处理机调度与死锁 3.5.1 死锁的概念死锁的概念1.1.死锁例子死锁例子: : 一个由于一个由于申请不同类型资源申请不同类型资源而产生死锁而产生死锁的例子的例子 设系统有一台打印机设系统有一台打印机(R1)(R1)一台扫描仪一台扫描仪(R2)(R2)，两进程共享这两台设备。，两进程共享这两台设备。 用信号量用信号量S1S1表示表示R1R1是否可用，用信号量是否

17、可用，用信号量S2S2表示表示R2R2是否可用，是否可用， S1S1、 S2S2初值为初值为1 1。 第三章处理机调度与死锁 死锁例子死锁例子 这两个进程在并发执行过程中，可这两个进程在并发执行过程中，可能会发生死锁。大家可以思考一下，如能会发生死锁。大家可以思考一下，如何修改，进程才不会发生死锁。何修改，进程才不会发生死锁。第三章处理机调度与死锁 2.死锁概念 指多个进程因竞争共享资源而造成的指多个进程因竞争共享资源而造成的一种僵局，若无外力作用，这些进程一种僵局，若无外力作用，这些进程都将永远不能再向前推进。都将永远不能再向前推进。 即：一组进程中，每个进程都无限等即：一组进程中，每个进程

18、都无限等待被该组进程中另一进程所占有的资待被该组进程中另一进程所占有的资源，因而永远无法得到的资源，这种源，因而永远无法得到的资源，这种现象称为进程死锁，这一组进程就称现象称为进程死锁，这一组进程就称为死锁进程。为死锁进程。第三章处理机调度与死锁 3.关于死锁的一些结论关于死锁的一些结论 参与死锁的进程最少是两个 参与死锁的进程至少有两个已经占有资源 参与死锁的所有进程都在等待资源 参与死锁的进程是当前系统中所有进程的子集注：如果死锁发生，会浪费大量系统资源，甚至导致系统崩溃。第三章处理机调度与死锁 4.永久性资源和临时性资源永久性资源：可以被多个进程多次永久性资源：可以被多个进程多次使用（可

19、再用资源）使用（可再用资源） 可抢占资源可抢占资源 不可抢占资源不可抢占资源临时性资源：只可使用一次的资源；临时性资源：只可使用一次的资源；如信号量如信号量, ,中断信号，同步信号中断信号，同步信号等（可消耗性资源）等（可消耗性资源）“申请申请-分配分配-使用使用-释放释放”模式模式第三章处理机调度与死锁 3.5.2 产生死锁的原因1.1.竞争系统资源竞争系统资源2.2.进程的推进顺序不当进程的推进顺序不当 第三章处理机调度与死锁 1. 1. 竞争系统资源 若系统中只有一台打印机若系统中只有一台打印机R1R1和一台和一台读卡读卡机机R2R2，可供进程，可供进程P1P1和和P2P2共享。若共享。

20、若形形成环路成环路，这样会产生死锁，这样会产生死锁。第三章处理机调度与死锁 2.2.进程的推进顺序不当 在进程在进程P1P1和和P2P2并发执行时，按照左图曲并发执行时，按照左图曲线线所示顺序推进时，两进程会顺所示顺序推进时，两进程会顺利完成，我们称这种推进顺序是合法的。利完成，我们称这种推进顺序是合法的。若按曲线若按曲线的顺序推进时，进入不安全的顺序推进时，进入不安全区区D D内，两进程再推进会产生死锁。内，两进程再推进会产生死锁。第三章处理机调度与死锁 3.5.3 产生死锁的必要条件 互斥条件互斥条件（资源独占）（资源独占） 请求和保持条件请求和保持条件（部分分配，（部分分配，占有申请）占

21、有申请） 不剥夺条件（不剥夺条件（不可强占）不可强占） 环路等待条件。环路等待条件。第三章处理机调度与死锁 解决死锁的基本办法 预防死锁预防死锁 避免死锁避免死锁 检测死锁检测死锁 解除死锁解除死锁第三章处理机调度与死锁 3.6 预防死锁的方法和避免死锁 1.预防死锁的方法 在系统设计时确定资源分配算法，保证不发生死锁。具体的做法是破坏产生死锁的四个必要条件之一。 1)1)资源一次性分配；资源一次性分配；(破坏请求和保持条件) 2)2)可剥夺资源；可剥夺资源；即当某进程新的资源未满足时，释放已占有的资源(破坏不可剥夺条件) 3)3)资源有序分配法资源有序分配法；做法：系统给每类资源赋予一个编号

22、，每一个进程按编号递增的顺序请求资源，释放则相反(破坏环路等待条件)第三章处理机调度与死锁 2. 死锁避免 死锁避免定义死锁避免定义:在系统运行过程中，对进程发出的每一个系统能够满足的资源申请进行动态检查，并根据检查结果决定是否分配资源，若分配后系统可能发生死锁，则不予分配，否则予以分配。 预防死锁的几种策略，会严重地损害了系统性能。因此要施加较弱的限制，从而获得较满意得系统性能来避免死锁。 由于在避免死锁的策略中，允许进程动态地申请资源。因而，系统在进行资源分配之前预先计算资源分配的安全性。若此次分配不会导致系统进入不安全状态，则将资源分配给进程；否则，进程等待。其中最具有代表性的避免死锁算

23、法是银行家算法。第三章处理机调度与死锁 3. 安全状态与不安全状态 安全状态指系统能按某种进程安全状态指系统能按某种进程顺序来为每个进程分配其所需资顺序来为每个进程分配其所需资源，直至最大需求，使每个进程源，直至最大需求，使每个进程都可顺序完成。若系统不存在这都可顺序完成。若系统不存在这样一个序列，则称系统处于不安样一个序列，则称系统处于不安全状态。全状态。 第三章处理机调度与死锁 1)安全序列 一个进程序列一个进程序列PP1 1，P Pn n 是安是安全的，如果对于每一个进程全的，如果对于每一个进程P Pi i(1(1i in n），它以后尚需要的资源），它以后尚需要的资源量不超过系统当前剩

24、余资源量与所有量不超过系统当前剩余资源量与所有进程进程P Pj j (j i ) (j i )当前占有资源量之和，当前占有资源量之和，系统处于安全状态。系统处于安全状态。 ( (安全状态一定是没有死锁发生的安全状态一定是没有死锁发生的) )第三章处理机调度与死锁 2) 安全状态之例安全状态之例 我们通过一个例子来说明安全性。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，如下表所示： 进 程 最 大 需 求 已 分 配 可 用 P1P2

25、P310495223第三章处理机调度与死锁 3) 由安全状态向不安全状态的转换由安全状态向不安全状态的转换 如果不按照安全序分配资源，则系统可能会由安全状态进入不安全状态。例如，在T0时刻以后，P3又请求1台磁带机，若此时系统把剩余3台中的1台分配给P3，则系统便进入不安全状态。 因为，此时也无法再找到一个安全序列， 例如，把其余的2台分配给P2，这样，在P2完成后只能释放出4台，既不能满足P1尚需5台的要求，也不能满足P3尚需6台的要求，致使它们都无法推进到完成，彼此都在等待对方释放资源，即陷入僵局，结果导致死锁。 第三章处理机调度与死锁 安全状态与不安全状态 不安全状态:不存在一个安全序列

26、，不安全状态一定导致死锁第三章处理机调度与死锁 4.利用银行家算法避免死锁 1)银行家算法中的数据结构银行家算法中的数据结构 (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，其初始值是系统中所配置的该类全部可用资源的数目，其数值随该类资源的分配和回收而动态地改变。如果Availablej=K，则表示系统中现有Rj类资源K个。 第三章处理机调度与死锁 (2) 最大需求矩阵Max。这是一个nm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

27、矩阵Allocation。这也是一个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i还需要Rj类资源K个，方能完成其任务。 Needi,j=Maxi,j-Allocationi,j 第三章处理机调度与死锁 2)银行家算法银行家算法 设Requesti是进程Pi的请求向量，如果Requestij=K，表示进程Pi需要K个Rj类型的资源。当Pi发出资源请求后，系统按下述步骤进行检查

28、： (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。 第三章处理机调度与死锁 (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; (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

29、。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。 第三章处理机调度与死锁 3)安全性算法安全性算法 (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。 第三章处理机调度与死锁 (2) 从进程集合中找到一个能满足下述条件的进程： Finis

30、hi=false; Needi,jWorkj； 若找到， 执行步骤(3)， 否则，执行步骤(4)。 (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; (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。 第三章处理机调度与死锁 4) 银行家算法之例银行家算法之例 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

31、源分配情况如图 3-15 所示。 图 3-8 T0时刻的资源分配表 第三章处理机调度与死锁 (1) T0时刻的安全性： 图 3-9 T0时刻的安全序列 第三章处理机调度与死锁 (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

32、。 第三章处理机调度与死锁 图 3-10 P1申请资源时的安全性检查 第三章处理机调度与死锁 (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

33、P0分配资源，并修改有关数据，如图 3-18 所示。 第三章处理机调度与死锁 图 3-11 为P0分配资源后的有关资源数据 第三章处理机调度与死锁 允许死锁发生，操作系统不断监视系统进展情况，判断死锁是否发生 一旦死锁发生则采取专门的措施，解除死锁并以最小的代价恢复操作系统运行3.7 死锁的检测和解除第三章处理机调度与死锁 1.检测时机 当进程等待时检测死锁 （其缺点是系统的开销大） 定时检测 系统资源利用率下降时检测死锁第三章处理机调度与死锁 2.死锁检测算法 每个进程和资源指定唯一编号 设置一张资源分配表 记录各进程与其占用资源之间的关系 设置一张进程等待表 记录各进程与要申请资源之间的关系第三章处理机调度与死锁 1) 资源分配表和进程等待表资源分配表 进程等待表r1 p2 p