|
Часть 8
ГЛАВА 8
EДИСПЕТЧЕРИЗАЦИЯ ПРОЦЕССОВ И ЕЕ ВРЕМЕННЫЕ ХАРАКТЕРИСТИКИF
В системе разделения времени ядро предоставляет процессу ресурсы цент-
рального процессора (ЦП) на интервал времени, называемый квантом, по истече-
нии которого выгружает этот процесс и запускает другой, периодически переу-
порядочивая очередь процессов. Алгоритм планирования процессов в системе
UNIX использует время выполнения в качестве параметра. Каждый активный про-
цесс имеет приоритет планирования; ядро переключает контекст на процесс с
наивысшим приоритетом. При переходе выполняющегося процесса из режима ядра в
режим задачи ядро пересчитывает его приоритет, периодически и в режиме зада-
чи переустанавливая приоритет каждого процесса, готового к выполнению.
Информация о времени, связанном с выполнением, нужна также и некоторым
из пользовательских процессов: используемая ими, например, команда time поз-
воляет узнать, сколько времени занимает выполнение другой команды, команда
date выводит текущую дату и время суток. С помощью различных системных функ-
ций процессы могут устанавливать или получать временные характеристики вы-
полнения в режиме ядра, а также степень загруженности центрального процессо-
ра. Время в системе поддерживается с помощью аппаратных часов, которые посы-
лают ЦП прерывания с фиксированной, аппаратно-зависимой частотой, обычно
50-100 раз в секунду. Каждое поступление прерывания по таймеру (часам) име-
нуется таймерным тиком. В настоящей главе рассматриваются особенности реали-
зации процессов во времени, включая планирование процессов в системе UNIX,
описание связанных со временем системных функций, а также функций, выполняе-
мых программой обработки прерываний по таймеру.
E8.1 ПЛАНИРОВАНИЕ ВЫПОЛНЕНИЯ ПРОЦЕССОВF
Планировщик процессов в системе UNIX принадлежит к общему классу плани-
ровщиков, работающих по принципу "карусели с многоуровневой обратной
связью". В соответствии с этим принципом ядро предоставляет процессу ресурсы
ЦП на квант времени, по истечении которого выгружает этот процесс и возвра-
щает его в одну из нескольких очередей, регулируемых приоритетами. Прежде
чем процесс завершится, ему может потребоваться множество раз пройти через
цикл с обратной связью. Когда ядро выполняет переключение контекста и восс-
танавливает контекст процесса, процесс возобновляет выполнение с точки при-
останова.
E8.1.1 АлгоритмF
Сразу после переключения контекста ядро запускает алгоритм планирования
выполнения процессов (Рисунок 8.1), выбирая на выполнение процесс с наивыс-
шим приоритетом среди процессов, находящихся в состояниях "резервирования" и
"готовности к выполнению, будучи загруженным в память". Рассматривать про-
цессы, не загруженные в память, не имеет смысла, поскольку не будучи загру-
жен, процесс не может выполняться. Если наивысший приоритет имеют сразу нес-
колько процессов, ядро, используя принцип кольцевого списка (карусели), вы-
бирает среди них тот процесс, который находится в состоянии "готовности к
выполнению" дольше остальных. Если ни один из процессов не может быть выбран
для выполнения, ЦП простаивает до момента получения следующего прерывания,
которое произойдет не позже чем через один таймерный тик; после обработки
этого прерывания ядро снова запустит алгоритм планирования.
232
ЪДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДї
і алгоритм schedule_process і
і входная информация: отсутствует і
і выходная информация: отсутствует і
і { і
і выполнять пока (для запуска не будет выбран один из про-і
і цессов) і
і { і
і для (каждого процесса в очереди готовых к выполнению)і
і выбрать процесс с наивысшим приоритетом из загру-і
і женных в память; і
і если (ни один из процессов не может быть избран для і
і выполнения) і
і приостановить машину; і
і /* машина выходит из состояния простоя по преры- і
і /* ванию і
і */ і
і } і
і удалить выбранный процесс из очереди готовых к выполне- і
і нию; і
і переключиться на контекст выбранного процесса, возобно- і
і вить его выполнение; і
і } і
АДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДЩ
Рисунок 8.1. Алгоритм планирования выполнения процессов
E8.1.2 Параметры диспетчеризацииF
В каждой записи таблицы процессов есть поле приоритета, используемое
планировщиком процессов. Приоритет процесса в режиме задачи зависит от того,
как этот процесс перед этим использовал ресурсы ЦП. Можно выделить два клас-
са приоритетов процесса (Рисунок 8.2): приоритеты выполнения в режиме ядра и
приоритеты выполнения в режиме задачи. Каждый класс включает в себя ряд зна-
чений, с каждым значением логически ассоциирована некоторая очередь процес-
сов. Приоритеты выполнения в режиме задачи оцениваются для процессов, выгру-
женных по возвращении из режима ядра в режим задачи, приоритеты выполнения в
режиме ядра имеют смысл только в контексте алгоритма sleep. Приоритеты вы-
полнения в режиме задачи имеют верхнее пороговое значение, приоритеты выпол-
нения в режиме ядра имеют нижнее пороговое значение. Среди приоритетов вы-
полнения в режиме ядра далее можно выделить высокие и низкие приоритеты:
процессы с низким приоритетом возобновляются по получении сигнала, а процес-
сы с высоким приоритетом продолжают оставаться в состоянии приостанова (см.
раздел 7.2.1).
Пороговое значение между приоритетами выполнения в режимах ядра и задачи
на Рисунке 8.2 отмечено двойной линией, проходящей между приоритетом ожида-
ния завершения потомка (в режиме ядра) и нулевым приоритетом выполнения в
режиме задачи. Приоритеты процесса подкачки, ожидания ввода-вывода, связан-
ного с диском, ожидания буфера и индекса являются высокими, не допускающими
прерывания системными приоритетами, с каждым из которых связана очередь из
1, 3, 2 и 1 процесса, соответственно, в то время как приоритеты ожидания
ввода с терминала, вывода на терминал и завершения потомка являются низкими,
допускающими прерывания системными приоритетами, с каждым из которых связана
очередь из 4, 0 и 2 процессов, соответственно. На рисунке представлены также
уровни приоритетов выполнения в режиме задачи (*).
Ядро вычисляет приоритет процесса в следующих случаях:
233
ДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДД
(*) Наивысшим значением приоритета в системе является нулевое значение. Та-
ким образом, нулевой приоритет выполнения в режиме задачи выше приорите-
та, имеющего значение, равное 1, и т.д.
* Непосредственно перед переходом процесса в состояние приостанова ядро
назначает ему приоритет исходя из причины приостанова. Приоритет не за-
висит от динамических характеристик процесса (продолжительности вво-
да-вывода или времени счета), напротив, это постоянная величина, жестко
устанавливаемая в момент приостанова и зависящая только от причины пере-
хода процесса в данное состояние. Процессы, приостановленные алгоритмами
низкого уровня, имеют тенденцию порождать тем больше узких мест в систе-
ме, чем дольше они находятся в этом состоянии; поэтому им назначается
более высокий приоритет по сравнению с остальными процессами. Например,
процесс, приостановленный в ожидании завершения ввода-вывода, связанного
с диском, имеет более высокий приоритет по сравнению с процессом, ожида-
ющим освобождения буфера, по нескольким причинам. Прежде всего, у перво-
го процесса уже есть буфер, поэтому не исключена возможность, что когда
он возобновится, он успеет освободить и буфер, и другие ресурсы. Чем
больше ресурсов свободно, тем меньше шансов для возникновения взаимной
блокировки процессов. Системе не придется часто переключать
Приоритеты выполнения Уровни приоритетов Процессы
в режиме ядра
і ЪДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДї
і і Процесс і ЪДДї
і і подкачки іДґ і
і Не допускающие ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ
і іОжидание ввода-вывода,і ЪДДї ЪДДї ЪДДї
і прерывания і связанного с диском іДґ ГДґ ГДґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ АДДЩ
і і Ожидание і ЪДДї ЪДДї
і і буфера іДґ ГДґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ
і і Ожидание і ЪДДї
і і индекса іДґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ
і і Ожидание ввода с тер-і ЪДДї ЪДДї ЪДДї ЪДДї
і і минала іДґ ГДґ ГДґ ГДґ і
і Допускающие ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ АДДЩ АДДЩ
і і Ожидание вывода на і
і прерывания і терминал і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ
і і Ожидание завершения і ЪДДї ЪДДї
і і потомка іДґ ГДґ і
v ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ
Пороговый приоритет ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ
^ і Уровень задачи 0 і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ ЪДДї ЪДДї ЪДДї ЪДДї
і і Уровень задачи 1 іДґ ГДґ ГДґ ГДґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ АДДЩ АДДЩ
і і щ і
і і щ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ ЪДДї
Приоритеты выполнения і Уровень задачи n іДґ і
в режиме задачи АДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДЩ АДДЩ
Рисунок 8.2. Диапазон приоритетов процесса
234
контекст, благодаря чему сократится время реакции процесса и увеличится
производительность системы. Во-вторых, буфер, освобождения которого ожи-
дает процесс, может быть занят процессом, ожидающим в свою очередь за-
вершения ввода-вывода. По завершении ввода-вывода будут возобновлены оба
процесса, поскольку они были приостановлены по одному и тому же адресу.
Если первым запустить на выполнение процесс, ожидающий освобождения бу-
фера, он в любом случае снова приостановится до тех пор, пока буфер не
будет освобожден; следовательно, его приоритет должен быть ниже.
* По возвращении процесса из режима ядра в режим задачи ядро вновь вычис-
ляет приоритет процесса. Процесс мог до этого находиться в состоянии
приостанова, изменив свой приоритет на приоритет выполнения в режиме яд-
ра, поэтому при переходе процесса из режима ядра в режим задачи ему дол-
жен быть возвращен приоритет выполнения в режиме задачи. Кроме того, яд-
ро "штрафует" выполняющийся процесс в пользу остальных процессов, отби-
рая используемые им ценные системные ресурсы.
* Приоритеты всех процессов в режиме задачи с интервалом в 1 секунду (в
версии V) пересчитывает программа обработки прерываний по таймеру, по-
буждая тем самым ядро выполнять алгоритм планирования, чтобы не допус-
тить монопольного использования ресурсов ЦП одним процессом.
В течение кванта времени таймер может послать процессу несколько преры-
ваний; при каждом прерывании программа обработки прерываний по таймеру уве-
личивает значение, хранящееся в поле таблицы процессов, которое описывает
продолжительность использования ресурсов центрального процессора (ИЦП). В
версии V каждую секунду программа обработки прерываний переустанавливает
значение этого поля, используя функцию полураспада (decay):
decay(ИЦП) = ИЦП/2;
После этого программа пересчитывает приоритет каждого процесса, находящегося
в состоянии "зарезервирован, но готов к выполнению", по формуле
приоритет = (ИЦП/2) + (базовый уровень приоритета задачи)
где под "базовым уровнем приоритета задачи" понимается пороговое значение,
расположенное между приоритетами выполнения в режимах ядра и задачи. Высоко-
му приоритету планирования соответствует количественно низкое значение. Ана-
лиз функций пересчета продолжительности использования ресурсов ЦП и приори-
тета процесса показывает: чем ниже скорость полураспада значения ИЦП, тем
медленнее приоритет процесса достигает значение базового уровня; поэтому
процессы в состоянии "готовности к выполнению" имеют тенденцию занимать
большое число уровней приоритетов.
Результатом ежесекундного пересчета приоритетов является перемещение
процессов, находящихся в режиме задачи, от одной очереди к другой, как пока-
зано на Рисунке 8.3. По сравнению с Рисунком 8.2 один процесс перешел из
очереди, соответствующей уровню 1, в очередь, соответствующую нулевому уров-
ню. В реальной системе все процессы, имеющие приоритеты выполнения в режиме
задачи, поменяли бы свое местоположение в очередях. При этом следует указать
на невозможность изменения приоритета процесса в режиме ядра, а также на не-
возможность пересечения пороговой черты процессами, выполняющимися в режиме
задачи, до тех пор, пока они не обратятся к операционной системе и не перей-
дут в состояние приостанова.
Ядро стремится производить пересчет приоритетов всех активных процессов
ежесекундно, однако интервал между моментами пересчета может слегка варьиро-
ваться. Если прерывание по таймеру поступило тогда, когда ядро исполняло
критический отрезок программы (другими словами, в то время, когда приоритет
работы ЦП был повышен, но, очевидно, не настолько, чтобы воспрепятствовать
235
прерыванию данного типа), ядро не пересчитывает приоритеты, иначе ему приш-
лось бы надолго задержаться на критическом отрезке. Вместо этого ядро запо-
минает то, что ему следует произвести пересчет приоритетов, и делает это при
первом же прерывании по таймеру, поступающем после снижения приоритета рабо-
ты ЦП. Периодический пересчет приоритета процессов гарантирует проведение
стратегии планирования, основанной на использовании кольцевого списка про-
цессов, выполняющихся в режиме задачи. При этом конечно же ядро откликается
на интерактивные запросы таких программ, как текстовые редакторы или прог-
раммы форматного ввода: процессы, их реализующие, имеют высокий коэффициент
простоя (отношение времени простоя к продолжительности использования ЦП) и
поэтому естественно было бы повышать их приоритет, когда они готовы для вы-
полнения (см. [Thompson 78], стр.1937). В других механизмах планирования
квант времени, выделяемый процессу на работу с ресурсами ЦП, динамически из-
меняется в интервале между 0 и 1 сек. в зависимости от степени загрузки сис-
темы. При этом время реакции на запросы процессов может
Приоритеты выполнения Уровни приоритетов Процессы
в режиме ядра
і ЪДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДї
і і Процесс і ЪДДї
і і подкачки іДґ і
і Не допускающие ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ
і іОжидание ввода-вывода,і ЪДДї ЪДДї ЪДДї
і прерывания і связанного с диском іДґ ГДґ ГДґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ АДДЩ
і і Ожидание і ЪДДї ЪДДї
і і буфера іДґ ГДґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ
і і Ожидание і ЪДДї
і і индекса іДґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ
і і Ожидание ввода с тер-і ЪДДї ЪДДї ЪДДї ЪДДї
і і минала іДґ ГДґ ГДґ ГДґ і
і Допускающие ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ АДДЩ АДДЩ
і і Ожидание вывода на і
і прерывания і терминал і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ
і і Ожидание завершения і ЪДДї ЪДДї
і і потомка іДґ ГДґ і
v ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ
Пороговый приоритет ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ ЪДДї
^ і Уровень задачи 0 іДґ і<Д Д Д Д Д Дї
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ щ
і і і ЪДДї ЪДДї ЪДДї ЪБДї
і і Уровень задачи 1 іДґ ГДґ ГДґ Г ґ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ АДДЩ АДДЩ АДДЩ АДДЩ
і і щ і
і і щ і
і ГДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДґ ЪДДї
Приоритеты выполнения і Уровень задачи n іДґ і
в режиме задачи АДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДЩ АДДЩ
Рисунок 8.2. Переход процесса из одной очереди в другую
сократиться за счет того, что на ожидание момента запуска процессам уже не
нужно отводить по целой секунде; однако, с другой стороны, ядру приходится
чаще прибегать к переключению контекстов.
236
E8.1.3 Примеры диспетчеризации процессовF
На Рисунке 8.4 показана динамика изменений приоритетов процессов A, B и
C в версии V при следующих допущениях: все эти процессы были созданы с пер-
воначальным приоритетом 60, который является наивысшим приоритетом выполне-
ния в режиме задачи, прерывания по таймеру поступают 60 раз в секунду, про-
цессы не используют вызов системных функций, в системе нет других процессов,
готовых к выполнению. Ядро вычисляет полураспад показателя ИЦП по формуле:
Время Процесс A Процесс B Процесс C
і Приоритет ИЦП щ Приоритет ИЦП щ Приоритет ИЦП
0 ДДЕДД щ щ
і 60 0 щ 60 0 щ 60 0
і 1 щ щ
і 2 щ щ
і ъ щ щ
і ъ щ щ
1 ДДЕДД 60 щ щ
і 75 30 щ 60 0 щ 60 0
і щ 1 щ
і щ 2 щ
і щ ъ щ
і щ ъ щ
2 ДДЕДД щ 60 щ
і 67 15 щ 75 30 щ 60 0
і щ щ 1
і щ щ 2
і щ щ ъ
і щ щ ъ
3 ДДЕДД щ щ 60
і 63 7 щ 67 15 щ 75 30
і 8 щ щ
і 9 щ щ
і ъ щ щ
і ъ щ щ
4 ДДЕДД 67 щ щ
і 76 33 щ 63 7 щ 67 15
і щ 8 щ
і щ 9 щ
і щ ъ щ
і щ ъ щ
5 ДДЕДД щ 67 щ
і 68 16 щ 76 33 щ 63 7
і щ щ
і щ щ
Рисунок 8.4. Пример диспетчеризации процессов
ИЦП = decay(ИЦП) = ИЦП/2;
а приоритет процесса по формуле:
приоритет = (ИЦП/2) + 60;
Если предположить, что первым запускается процесс A и ему выделяется квант
времени, он выполняется в течение 1 секунды: за это время таймер посылает
системе 60 прерываний и столько же раз программа обработки прерываний увели-
чивает для процесса A значение поля, содержащего показатель ИЦП (с 0 до 60).
237
По прошествии секунды ядро переключает контекст и, произведя пересчет прио-
ритетов для всех процессов, выбирает для выполнения процесс B. В течение
следующей секунды программа обработки прерываний по таймеру 60 раз повышает
значение поля ИЦП для процесса B, после чего ядро пересчитывает параметры
диспетчеризации для всех процессов и вновь переключает контекст. Процедура
повторяется многократно, сопровождаясь поочередным запуском процессов на вы-
полнение.
Теперь рассмотрим процессы с приоритетами, приведенными на Рисунке 8.5,
и предположим, что в системе имеются и другие процессы. Ядро может выгрузить
процесс A, оставив его в состоянии "готовности к выполнению", после того,
как он получит подряд несколько квантов времени для работы с ЦП и снизит та-
ким образом свой приоритет выполнения в режиме задачи (Рисунок 8.5а). Через
некоторое время после запуска процесса A в состояние "готовности к выполне-
нию" может перейти процесс B, приоритет которого в тот момент окажется выше
приоритета процесса A (Рисунок 8.5б). Если ядро за это время не запланирова-
ло к выполнению любой другой процесс (из тех, что не показаны на рисунке),
оба процесса (A и B) при известных обстоятельствах могут на некоторое время
оказаться на одном уровне приоритетности, хотя процесс B попадет на этот
уровень первым из-за того, что его первоначальный приоритет был ближе (Рису-
нок 8.5в и 8.5г). Тем не менее, ядро запустит процесс A впереди процесса B,
поскольку процесс A находился в состоянии "готовности к выполнению" более
длительное время (Рисунок 8.5д) - это решающее условие, если выбор произво-
дится из процессов с одинаковыми приоритетами.
В разделе 6.4.3 уже говорилось о том, что ядро запускает процесс на вы-
полнение после переключения контекста: прежде чем перейти в состояние приос-
танова или завершить свое выполнение процесс должен переключить контекст,
кроме того он имеет возможность переключать контекст в момент перехода из
режима ядра в режим задачи. Ядро выгружает процесс, который собирается пе-
рейти в режим задачи, если имеется готовый к выполнению процесс с более вы-
соким приоритетом. Такая ситуация возникает, если ядро вывело из состояния
приостанова процесс с приоритетом, превышающим приоритет текущего процесса,
или если в результате обработки прерывания по таймеру изменились приоритеты
всех готовых к выполнению процессов. В первом случае текущий процесс не мо-
жет выполняться в режиме задачи, поскольку имеется процесс с более высоким
приоритетом выполнения в режиме ядра. Во втором случае программа обработки
прерываний по таймеру решает, что процесс использовал выделенный ему квант
времени, и поскольку множество процессов при этом меняют свои приоритеты,
ядро выполняет переключение контекста.
E8.1.4 Управление приоритетамиF
Процессы могут управлять своими приоритетами с помощью системной функции
nice:
nice(value);
где value - значение, в процессе пересчета прибавляемое к приори-
тету процесса:
приоритет = (ИЦП/константа) + (базовый приоритет) + (значение nice)
Системная функция nice увеличивает или уменьшает значение поля nice в табли-
це процессов на величину параметра функции, при этом только суперпользовате-
лю дозволено указывать значения, увеличивающие приоритет процесса. Кроме то-
го, только суперпользователь может указывать значения, лежащие ниже опреде-
ленного порога. Пользователи, вызывающие системную функцию nice для того,
чтобы понизить приоритет во время выполнения интенсивных вычислительных ра-
бот, "удобны, приятны" (nice) для остальных пользователей сис-
238
ЪДДДДДДДДДї ЪДДДДДДДДДї ЪДДДДДДДДДї
^ 60 ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДBДДДДґ
і ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
і ГДДДДДДДДДґ ГДДДДBДДДДґ ГДДДДAДДДДґ
Более ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
высокий ГДДДДДДДДДґ ГДДДДAДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
приори- ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
тет ГДДДДAДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
і АДДДДДДДДДЩ АДДДДДДДДДЩ АДДДДДДДДДЩ
і (а) (б) (в)
ЪДДДДBДДДДї ЪДAДДДДДBДї ЪДДДДBДДДДї
60 ГДДДДAДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ(процесс
ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ ГДДДДДДДДДґ
АДДДДДДДДДЩ АДДДДДДДДДЩ АДДДДДДДДДЩ
(г) (д) (е)
Рисунок 8.5. Планирование на основе кольцевого списка и прио-
ритеты процессов
темы, отсюда название функции. Процессы наследуют значение nice у своего ро-
дителя при выполнении системной функции fork. Функция nice действует только
для выполняющихся процессов; процесс не может сбросить значение nice у дру-
гого процесса. С практической точки зрения это означает, что если админист-
ратору системы понадобилось понизить приоритеты различных процессов, требую-
щих для своего выполнения слишком много времени, у него не будет другого
способа сделать это быстро, кроме как вызвать функцию удаления (kill) для
всех них сразу.
E8.1.5 Планирование на основе справедливого разделаF
Вышеописанный алгоритм планирования не видит никакой разницы между поль-
зователями различных классов (категорий). Другими словами, невозможно выде-
лить определенной совокупности процессов, например, половину сеанса работы с
ЦП. Тем не менее, такая возможность имеет важное значение для организации
работы в условиях вычислительного центра, где группа пользователей может по-
желать купить только половину машинного времени на гарантированной основе и
с гарантированным уровнем реакции. Здесь мы рассмотрим схему, именуемую
"Планированием на основе справедливого раздела" (Fair Share Scheduler) и ре-
ализованную на вычислительном центре Indian Hill фирмы AT&T Bell
Laboratories [Henry 84].
Принцип "планирования на основе справедливого раздела" состоит в делении
совокупности пользователей на группы, являющиеся объектами ограничений, нак-
ладываемых обычным планировщиком на обработку процессов из каждой группы.
При этом система выделяет время ЦП пропорционально числу групп, вне зависи-
мости от того, сколько процессов выполняется в группе. Пусть, например, в
системе имеются четыре планируемые группы, каждая из которых загружает ЦП на
25% и содержит, соответственно, 1, 2, 3 и 4 процесса, реализующих счетные
задачи, которые никогда по своей воле не уступят ЦП. При условии, что в сис-
теме больше нет никаких других процессов, каждый процесс при использовании
традиционного алгоритма планирования получил бы 10% времени ЦП (поскольку
239
всего процессов 10 и между ними не делается никаких различий). При использо-
вании алгоритма планирования на основе справедливого раздела процесс из пер-
вой группы получит в два раза больше времени ЦП по сравнению с каждым про-
цессом из второй группы, в 3 раза больше по сравнению с каждым процессом из
третьей группы и в 4 раза больше по сравнению с каждым процессом из четвер-
той. В этом примере всем процессам в группе выделяется равное время, пос-
кольку продолжительность цикла, реализуемого каждым процессом, заранее не
установлена.
Реализация этой схемы довольно проста, что и делает ее привлекательной.
В формуле расчета приоритета процесса появляется еще один термин - "приори-
тет группы справедливого раздела". В пространстве процесса также появляется
новое поле, описывающее продолжительность ИЦП на основе справедливого разде-
ла, общую для всех процессов из группы. Программа обработки прерываний по
таймеру увеличивает значение этого поля для текущего процесса и ежесекундно
пересчитывает значения соответствующих полей для всех процессов в системе.
Новая компонента формулы вычисления приоритета процесса представляет собой
нормализованное значение ИЦП для каждой группы. Чем больше процессорного
времени выделяется процессам группы, тем выше значение этого показателя и
ниже приоритет.
В качестве примера рассмотрим две группы процессов (Рисунок 8.6), в од-
ной из которых один процесс (A), в другой - два (B и C). Предположим, что
ядро первым запустило на выполнение процесс A, в течение секунды увеличивая
соответствующие этому процессу значения полей, описывающих индивидуальное и
групповое ИЦП. В результате пересчета приоритетов по истечении секунды про-
цессы B и C будут иметь наивысшие приоритеты. Допустим, что ядро выбирает на
выполнение процесс B. В течение следующей секунды значение поля ИЦП для про-
цесса B поднимается до 60, точно такое же значение принимает поле группового
ИЦП для процессов B и C. Таким образом, по истечении второй секунды процесс
C получит приоритет, равный 75 (сравните с Рисунком 8.4), и ядро запустит на
выполнение процесс A с приоритетом 74. Дальнейшие действия можно проследить
на рисунке: ядро по очереди запускает процессы A, B, A, C, A, B и т.д.
E8.1.6 Работа в режиме реального времениF
Режим реального времени подразумевает возможность обеспечения достаточ-
ной скорости реакции на внешние прерывания и выполнения отдельных процессов
в темпе, соизмеримом с частотой возникновения вызывающих прерывания событий.
Примером системы, работающей в режиме реального времени, может служить сис-
тема управления жизнеобеспечением пациентов больниц, мгновенно реагирующая
на изменение состояния пациента. Процессы, подобные текстовым редакторам, не
считаются процессами реального времени: в них быстрая реакция на действия
пользователя является желательной, но не необходимой (ничего страшного не
произойдет, если пользователь, выполняющий редактирование текста, подождет
ответа несколько лишних секунд, хотя у пользователя на этот счет могут быть
и свои соображения). Вышеописанные алгоритмы планирования выполнения процес-
сов предназначены специально для использования в системах разделения времени
и не годятся для условий работы в режиме реального времени, поскольку не га-
рантируют запуск ядром каждого процесса в течение фиксированного интервала
времени, позволяющего говорить о взаимодействии вычислительной системы с
процессами в темпе, соизмеримом со скоростью протекания этих процессов. Дру-
гой помехой в поддержке работы в режиме реального времени является невыгру-
жаемость ядра; ядро не может планировать выполнение процесса реального вре-
мени в режиме задачи, если оно уже исполняет другой процесс в режиме ядра,
без внесения в работу существенных изменений. В настоящее время системным
программистам приходится переводить процессы реального времени в режим ядра,
чтобы обеспечить достаточную скорость реакции. Правильное решение этой проб-
лемы - дать таким процессам возможность динамического протекания (другими
словами, они не должны быть встроены в ядро) с предоставлением соответствую-
240
Время Процесс A Процесс B Процесс C
і Прио- Ин- Груп-щ Прио- Ин- Груп-щ Прио- Ин- Груп-
і ритет диви- по- щ ритет диви- по- щ ритет диви- по-
і дуал. вое щ дуал. вое щ дуал. вое
і ИЦП ИЦП щ ИЦП ИЦП щ ИЦП ИЦП
0 ДДЕДД щ щ
і 60 0 0 щ 60 0 0 щ 60 0 0
і 1 1 щ щ
і 2 2 щ щ
і ъ ъ щ щ
і ъ ъ щ щ
1 ДДЕДД 60 60 щ щ
і 90 30 30 щ 60 0 0 щ 60 0 0
і щ 1 1 щ 1
і щ 2 2 щ 2
і щ ъ ъ щ ъ
і щ ъ ъ щ ъ
2 ДДЕДД щ 60 60 щ 60
і 74 15 15 щ 90 30 30 щ 75 0 30
і 16 16 щ щ
і 17 17 щ щ
і ъ ъ щ щ
і ъ ъ щ щ
3 ДДЕДД 75 75 щ щ
і 96 37 37 щ 74 15 15 щ 67 0 15
і щ 16 щ 1 16
і щ 17 щ 2 17
і щ ъ щ ъ ъ
і щ ъ щ ъ ъ
4 ДДЕДД щ 75 щ 60 75
і 78 18 18 щ 81 7 37 щ 93 30 37
і 19 19 щ щ
і 20 20 щ щ
і ъ ъ щ щ
і ъ ъ щ щ
5 ДДЕДД 78 78 щ щ
і 98 39 39 щ 70 3 18 щ 76 15 18
і щ щ
і щ щ
Рисунок 8.6. Пример планирования на основе справедливого раздела, в ко-
тором используются две группы с тремя процессами
щего механизма, с помощью которого они могли бы сообщать ядру о своих нуж-
дах, вытекающих из особенностей работы в режиме реального времени. На сегод-
няшний день в стандартной системе UNIX такая возможность отсутствует.
E8.2 СИСТЕМНЫЕ ОПЕРАЦИИ, СВЯЗАННЫЕ СО ВРЕМЕНЕМF
Существует несколько системных функций, имеющих отношение к времени про-
текания процесса: stime, time, times и alarm. Первые две имеют дело с гло-
бальным системным временем, последние две - с временем выполнения отдельных
процессов.
Функция stime дает суперпользователю возможность заносить в глобальную
ние глобальной переменной. Выбирается время из этой переменной с помощью
функции time:
241
time(tloc);
где tloc - указатель на переменную, принадлежащую процессу, в которую зано-
сится возвращаемое функцией значение. Функция возвращает это значение и из
самой себя, например, команде date, которая вызывает эту функцию, чтобы оп-
ределить текущее время.
Функция times возвращает суммарное время выполнения процесса и всех его
потомков, прекративших существование, в режимах ядра и задачи. Синтаксис вы-
ЪДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДДї
і #include
|