OS课设之CPU调度算法的模拟实现.doc
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CPU调度算法的模拟实现
一、设计目的
利用C++编写CPU调度算法，实现先来先服务调度算法FCFS、优先级调度算法PS、短作业优先调度算法SJF、时间片轮转调度算法RR的运行过程和实现的结果，针对模拟进程，利用编写的CPU调度算法对需要运行的进程进行调度。
进行算法评价，计算平均周转时间和平均等待时间。
二、设计要求
针对模拟进程，利用CPU调度算法进行调度，最后要进行算法评价，计算平均周转时间和平均等待时间，并且输出调度结果和输出算法评价指标。
调度所需的进程参数由输入产生（手工输入或者随机数产生）。
三、设计说明?
CPU调度决策可在如下4种情况环境下发生：
（1）当一个进程从运行切换到等待状态（如：
I/O请求，或者调用wait等待一个子进程的终止）
（2）当一个进程从运行状态切换到就绪状态（如：
出现中断）
（3）当一个进程从等待状态切换到就绪状态（如：
I/O完成）
（4）当一个进程终止时
对于第1和4两种情况，没有选择而只有调度。
一个新进程（如果就绪队列中已有一个进程存在）必须被选择执行。
对于第２和第３两种情况，可以进行选择。
当调度只能发生在第1和4两种情况下时，称调度是非抢占的（nonpreemptive）或协作的（cooperative）；否则，称调度方案为抢占的（preemptive）。
采用非抢占调度，一旦CPU分配给一个进程，那么该进程会一直使用CPU直到进程终止或切换到等待状态。
抢占调度对访问共享数据是有代价（如加锁）的，有可能产生错误，需要新的机制（如，同步）来协调对共享数据的访问。
抢占对于操作系统内核的设计也有影响。
在处理系统调用时，内核可能忙于进程活动。
这些活动可能涉及要改变重要内核数据（如I/O队列）。
因为根据定义中断能随时发生，而且不能总是被内核所忽视，所以受中断影响的代码段必须加以保护以避免同时访问。
操作系统需要在任何时候都能够接收中断，否则输入会丢失或输出会被改写。
为了这些代码段不被多个进程同时访问，在进入时就要禁止中断，而在退出时要重新允许中断。
调度准则
为了比较CPU调度算法所提出的准则：
CPU使用率:
需要使CPU尽可能忙
吞吐量:
指一个时间单元内所完成进程的数量
周转时间:
从进程提交到进程完成的时间段称为周转时间，周转时间是所有时间段之和，包括等待进入内存、在就绪队列中等待、在CPU上执行和I/O执行
平均周转时间:
即周转时间的算数平均值
等待时间:
在就绪队列中等待所花费时间之和
平均等待时间:
即等待时间的算数平均值
响应时间:
从提交请求到产生第一响应的时间。
需要使CPU使用率和吞吐量最大化，而使周转时间、等待时间和响应时间最小化。
绝大多数情况下需要优化平均值，有时需要优化最大值或最小值，而不是平均值
四、详细设计
4.1先到先服务调度（First-Come，First-Servedscheduling）
最简单的CPU调度算法是先到先服务算法（First-Come，First-Servedscheduling）：
先请求CPU的进程先分配到CPU。
FCFS策略可以用FIFO队列来容易实现。
当一个进程进入就绪队列，其PCB链接到队列的尾部。
当CPU空闲时，CPU分配给位于队列头的进程，接着运行进程从队列中删除。
FCFS策略的代码编写简单且容易理解，不过采用FCFS策略的平均等待时间通常比较长。
当进程CPU区间时间变化很大，平均等待时间会变化很大。
算法原理：
假设有n个进程分别在T1,?
Tn时刻到达系统，它们需要的服务时间分别为S1,?
Sn。
分别采用先来先服务FCFS调度算法进行调度，计算每个进程的完成时间，周转时间和带权周转时间，并且统计n个进程的平均周转时间和平均带权周转时间。
程序要求如下：
1）进程个数n；每个进程的到达时间T1,?
Tn和服务时间S1,?
Sn。
2）要求采用先来先服务FCFS调度进程运行，计算每个进程的周转时间，带权周转时间，并且计算所有进程的平均周转时间，带权平均周转时间；
3）输出：
要求模拟整个调度过程，输出每个时刻的进程运行状态，如“时刻3：
进程B开始运行”等等；
4）输出：
要求输出计算出来的每个进程的周转时间，带权周转时间，所有进程的平均周转时间，带权平均周转时间。
实现简要过程：
1）变量初始化；
2）接收用户输入n，T1,?
Tn，S1,?
Sn；
3）按照选择算法进行进程调度，计算进程的完成时间、周转时间和带权周转时间；
4）按格式输出调度结果。
测试结果：
案例分析：
进程
区间时间
P1
24
P2
3
P3
3
如果按照P1P2P3顺序到达，Gantt图如下：
P1
P2
P3
0242730
平均等待时间：
（0+24+27）÷3=17
平均周转时间：
（24+27+30）÷3=27
如果按照P2P3P1顺序到达，
平均等待时间：
（0+3+6）÷3=3
平均周转时间：
（3+6+30）÷3=13
另外考虑在动态情况下的性能，假设有一个CPU约束进程和许多I/O约束进程，CPU约束进程会移回到就绪队列并被分配到CPU。
再次所有I/O进程会在就绪队列中等待CPU进程的完成。
由于所有其他进程都等待一个大进程释放CPU，这称之为护航效果（convoyeffect）。
与让较短进程最先执行相比，这样会导致CPU和设备使用率变的很低。
FCFS调度算法是非抢占的。
对于分时系统（每个用户需要定时的等待一定的CPU时间）是特别麻烦。
允许一个进程保持CPU时间过长是个严重错误。
4.2优先级调度（priorityschedulingalgorithm）
算法：
每个进程有一个进程控制块（PCB）表示。
进程控制块可以包含如下信息：
进程名、优先数、到达时间、需要运行时间、已用CPU时间、进程状态等等。
进程的优先数及需要的运行时间可以事先人为地指定（也可以由随机数产生）。
进程的到达时间为进程输入的时间。
进程的运行时间以时间片为单位进行计算。
每个进程的状态可以是就绪W（Wait）、运行R（Run）、或完成F（Finish）三种状态之一。
就绪进程获得CPU后都只能运行一个时间片。
用已占用CPU时间加1来表示。
如果运行一个时间片后，进程的已占用CPU时间已达到所需要的运行时间，则撤消该进程，如果运行一个时间片后进程的已占用CPU时间还未达所需要的运行时间，也就是进程还需要继续运行，此时应将进程的优先数减1（即降低一级），然后把它插入就绪队列等待CPU。
每进行一次调度程序都打印一次运行进程、就绪队列、以及各个进程的PCB，以便进行检查。
重复以上过程，直到所要进程都完成为止。
SJF算法可作为通用的优先级调度算法的一个特例。
每个进程都有一个优先级与其关联，具有最高优先级的进程会分配到CPU。
具有相同优先级的进程按FCFS顺序调度。
SJF，其优先级（p）为下一个CPU区间的倒数。
CPU区间越大，则优先级越小，反之亦然。
优先级通常是固定区间的数字，如０～７，但是数字大小与优先级的高低没有定论。
测试结果：
案例分析：
（假设数字越小优先级越高）
进程
区间时间
优先级
P1
10
3
P2
1
1
P3
2
4
P4
1
5
P5
5
2
画出Gantt图：
P2
P5
P1
P3
P4
016161819
平均等待时间：
（0+1+6+16+18）÷5=8.2
平均周转时间：
（1+6+16+18+19）÷5=12
优先级可通过内部或外部方式来定义。
内部定义优先级使用一些测量数据以计算进程优先级。
外部优先级是通过操作系统之外的准则来定义，如进程重要性等。
优先级调度可以是抢占的或非抢占的。
优先级调度算法的一个重要问题是无限阻塞（indefiniteblocking）或饥饿（starvation）。
可以运行但缺乏CPU的进程可认为是阻塞的，它在等待CPU。
优先级调度算法会使某个有低优先级无穷等待CPU。
低优先级进程务求等待问题的解决之一是老化（aging）。
老化是一种技术，以逐渐增加在系统中等待很长时间的进程的优先级。
4.3时间片轮转调度算法（round-robin,RR）
专门为分时系统设计。
它类似于FCFS调度，但是增加了抢占以切换进程。
定义一个较小的时间单元，称为时间片（timequantum，ortimeslice）。
将就绪队列作为循环队列。
CPU调度程序循环就绪队列，为每个进程分配不超过一个时间片段的CPU。
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。
时间片的大小从几ms到几百ms。
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。
如果在时间片结束时进程还在运行，则CPU将被剥夺并分配给另一个进程。
如果进程在时间片结束前阻塞或结束，则CPU当即进行切换。
调度程序所要做的就是维护一张就绪进程列表，当进程用完它的时间片后,它被移到队列的末尾。
RR策略的平均等待时间通常较长
测试结果：
案例分析：
（使用4ms时间片）
进程
区间时间
P1
24
P2
3
P3
3
画出Gantt图：
P1
P2
P3
P1
P1
P1
P1
P1
047101418222630
平均等待时间：
[0+4+7+（10-4）]÷3=5.66
平均周转时间：
（7+10+30）÷3=15.67
如果就绪，那么每个进程会得到1n的CPU时间，其长度不超过q时间单元。
每个进程必须等待CPU时间不会超过（n?
1）×q个时间单元，直到它的下一个时间片为止。
RR算法的性能很大程度上依赖于时间片的大小。
在极端情况下，如果时间片非常大，那么RR算法与FCFS算法一样。
如果时间片很小，那么RR算法称为处理器共享，n个进程对于用户都有它自己的处理器，速度为真正处理器速度的1/n。
小的时间片会增加上下文切换的次数，因此，希望时间片比上下文切换时间长，事实上，绝大多数现代操作系统，上下文切换的时间仅占时间片的一小部分。
周转时间也依赖于时间片的大小。
4.4最短作业优先调度（shortest-job-firstscheduling,SJF）
将每个进程与下一个CPU区间段相关联。
当CPU为空闲时，它会赋给具有最短CPU区间的进程。
如果两个进程具有同样长度，那么可以使用FCFS调度来处理。
注意，一个更为适当地表示是最短下一个CPU区间的算法，这是因为调度检查进程的下一个CPU区间的长度，而不是其总长度。
?
这种策略是下一次选择所需处理时间最短的进程。
是非抢占策略，目的也是为减少FCFS策略对长进程的偏向。
测试结果：
案例分析：
进程
区间时间
P1
6
P2
8
P3
7
P4
3
画出Gantt图：
P4
P1
P3
P2
0391624
SJF平均等待时间：
（0+3+9+16）÷4=7
SJF平均周转时间：
（3+9+16+24）÷4=13
FCFS平均等待时间：
（0+6+14+21）÷4=10.25
FCFS平均周转时间：
（6+14+21+24）÷4=16.25
SJF算法的平均等待时间最小。
SJF算法的真正困难是如何知道下一个CPU区间的长度。
对于批处理系统的长期（作业）调度，可以将用户提交作业时间所制定的进程时间极限作为长度。
SJF调度经常用于长期调度。
它不能在短期CPU调度层次上加以实现。
我们可以预测下一个CPU区间。
认为下一个CPU区间的长度与以前的相似。
因此通过计算下一个CPU区间长度的近似值，能选择具有最短预测CPU区间的进程来运行。
下一个CPU区间通常可预测为以前CPU去剪的测量长度的指数平均（exponentialaverage）。
4.5最短剩余时间优
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