Разработка операционных систем

Var n;

type item=...;

Var buffer:array[0..n-1] of item;

in, out:0..n-1; где n - количество адресуемых элементов буфера, Item - имя

типа элементов буфера, in, out - указатели, характеризующие заполнение

буфера.

Буфер представлен в виде циклически связанного массива адресуемых

элементов с двумя указателями - in, out. Указатель in содержит номер

первого свободного элемента буфера, а out - первого занятого элемента

буфера.

| | | | | | | | | | | | | | | |

| | |0 |1 |2 |3 |4 |5 | | | | |n-| | |

| | | | | | | | | | | | |1 | | |

| | | | | | | | | | | | | | | |

1. Пуст. in=out. Очевидно, что буфер пуст в том случае, если выполняется

это условие.

1. Буфер будет полностью заполнен, если выполняется условие

(in+1) mod n = out

Процесс - производитель должен выполнять процедуру записи в буфер типа

Repeat

...

продуцируется очередной элемент в Next p

...

while (in+1) mod n = out do no_op;

buffer (in):=next p;

in:=(in+1) mod n;

until false

где Next p - локальная переменная процесса - производителя, в которой

хранится очередной продуцируемый элемент

no_op - пустой оператор

Процесс - потребитель должен выполнять процедуру чтения из буфера типа

Repeat

while in = out do no_op;

next p := buffer (out);

out:=(out+1) mod n;

...

потребляется очередной элемент из Next

...

until false

2. Планирование процессора.

КРАТКОСРОчНЫЙ ПЛАНИРОВЩИК ВЫБИРАЕТ ПРОЦЕССЫ ИЗ ОчЕРЕДИ ГОТОВЫХ

ПРОЦЕССОВ И ПЕРЕДАЕТ ИХ НА ВЫПОЛНЕНИЕ В CPU. СУЩЕСТВУЮТ РАЗЛИчНЫЕ АЛГОРИТМЫ

ИЛИ СТРАТЕГИИ РЕШЕНИя ЭТОЙ ЗАДАчИ, ОТЛИчАЮЩИЕСя ОТНОШЕНИЕМ К КРИТЕРИяМ

ПЛАНИРОВАНИя.

2.1. Критерии планирования процессора.

ИСПОЛЬЗУЮТСя СЛЕДУЮЩИЕ КРИТЕРИИ, ПОЗВОЛяЮЩИЕ СРАВНИВАТЬ АЛГОРИТМЫ

КРАТКОСРОчНЫХ ПЛАНИРОВЩИКОВ:

1. утилизация CPU (использование) CPU utilization. Утилизация CPU

теоретически может находиться пределах от 0 до 100%. В реальных системах

утилизация CPU колеблется в пределах 40% для легко загруженного CPU, 90%

для тяжело загруженного CPU.

1. пропускная способность CPU throughput. Пропускная способность CPU может

измеряться количеством процессов, которые выполняются в единицу времени.

1. время оборота (turnaround time) для некоторых процессов важным критерием

является полное время выполнения, то есть интервал от момента появления

процесса во входной очереди до момента его завершения. Это время названо

временем оборота и включает время ожидания во входной очереди, время

ожидания в очереди готовых процессов, время ожидания в очередях к

оборудованию, время выполнения в процессоре и время ввода - вывода.

1. время ожидания (waiting time). Под временем ожидания понимается

суммарное время нахождения процесса в очереди готовых процессов.

1. время отклика (response time) для сугубо интерактивных программ важным

показателем является время отклика или время, прошедшее от момента

попадания процесса во входную очередь до момента первого обращения к

терминалу.

Очевидно, что простейшая стратегия краткосрочного планировщика должна

быть направлена на максимизацию средних значений загруженности и пропускной

способности, времени ожидания и времени отклика.

В ряде случаев используются сложные критерии, например, так

называемый минимаксный критерий, то есть вместо простого критерия минимум

среднего времени отклика используется следующий — минимум максимального

времени отклика.

2.2. Стратегии планирования процессора.

2.2.1.ПЕРВЫЙ ПРИШЕЛ - ПЕРВЫЙ ОБСЛУЖИВАЕТСя FIFO. FIRST COME -

FIRST SERVED (FCFS).

НА РИСУНКЕ СХЕМАТИчЕСКИ ПОКАЗАНО, КАКИМ ОБРАЗОМ ОПЕРАЦИОННАя СИСТЕМА

ИСПОЛЬЗУЕТ PROCESS CONTROL BLOCK ДЛя ПЕРЕКЛЮчЕНИя ПРОЦЕССОРА С ОДНОГО

ПРОЦЕССА НА ДРУГОЙ.

FCFS является наиболее простой стратегией планирования процессов и

заключается в том, что процессор передается тому процессу, который раньше

всех других его запросил.

Когда процесс попадает в очередь готовых процессов, process control

block присоединяется к хвосту очереди.

Среднее время ожидания для стратегии FCFS часто весьма велико и

зависит от порядка поступления процессов в очередь готовых процессов.

Пример № 1

Пусть три процесса попадают в очередь одновременно в момент 0 и имеют

следующие значения времени последующего обслуживания в CPU.

вариант 1:

П1(24 мс)

П2(3 мс)

П3(3 мс)

вариант 2:

П2(3 мс)

П3(3 мс)

П1(24 мс)

На рисунке приведены диаграммы Ганга очереди готовых процессов

вариант 1:

|П1 |П2 |П3 |WT=17 мс |

|WT1=0 мс |WT2=24 мс |WT3=27 мс | |

вариант 2:

|П2 |П3 |П1 |WT=3 мс |

|WT2=0 мс |WT3=3 мс |WT1=6 мс | |

Стратегии FCFS присущ так называемый “эффект конвоя”. В том случае,

когда в компьютере имеется один большой процесс и несколько малых, то все

процессы собираются в начале очереди готовых процессов, а затем в очереди к

оборудованию. Таким образом, “эффект конвоя” приводит к снижению

загруженности как процессора, так и периферийного оборудования.

2.2.2. Стратегия - наиболее короткая работа! SJF.

SJF — SHORTEST JOB FIRST. ОДНИМ ИЗ МЕТОДОВ БОРЬБЫ С “ЭФФЕКТОМ КОНВОя”

яВЛяЕТСя СТРАТЕГИя, ПОЗВОЛяЮЩАя ПРОЦЕССУ ИЗ ОчЕРЕДИ ВЫПОЛНяТЬСя ПЕРВЫМ.

Пример № 2

Пусть четыре процесса одновременно попадают в очередь готовых

процессов и имеют следующие значения времени последующего обслуживания

П1(6 мс)

П2(8 мс)

П3(7 мс)

П4(3 мс)

|П4 |П1 |П3 |П2 |WT=7 мс |

|WT4=0 мс |WT1=3 мс |WT3=9 мс |WT2=16 мс | |

На рисунке приведена диаграмма Ганга, построенная в соответствии со

стратегией SJF.

Легко посчитать, что при использовании FCFS - стратегии среднее время

ожидания для тех же процессов равно 10.25 мс, таким образом стратегия SJF

снижает время ожидания очереди. Наибольшая трудность в практической

реализации SJF заключается в невозможности заранее определить величину

времени последующего обслуживания.

Поэтому стратегия SJF часто применяется в долгосрочных планировщиках,

обслуживающих пакетный режим. В этом случае вместо величины времени

последующего обслуживания используется допустимое максимальное время

выполнения задания, которое программист должен специфицировать перед

отправкой задания в пакет.

2.2.3. Приоритетное планирование.

ОПИСАННЫЕ РАНЕЕ СТРАТЕГИИ МОГУТ РАССМАТРИВАТЬСя КАК чАСТНЫЕ СЛУчАИ

СТРАТЕГИИ ПРИОРИТЕТНОГО ПЛАНИРОВАНИя. ЭТА СТРАТЕГИя ПРЕДПОЛАГАЕТ, чТО

КАЖДОМУ ПРОЦЕССУ ПРИПИСЫВАЕТСя ПРИОРИТЕТ, ОПРЕДЕЛяЮЩИЙ ОчЕРЕДНОСТЬ

ПРЕДОСТАВЛЕНИя ЕМУ CPU. НАПРИМЕР, СТРАТЕГИя FCFS ПРЕДПОЛАГАЕТ, чТО ВСЕ

ПРОЦЕССЫ ПРЕДПОЛАГАЕТ, чТО ВСЕ ПРОЦЕССЫ ИМЕЮТ ОДИНАКОВЫЕ ПРИОРИТЕТЫ, А

СТРАТЕГИя SJF ПРЕДПОЛАГАЕТ, чТО ПРИОРИТЕТ ЕСТЬ ВЕЛИчИНА, ОБРАТНАя ВРЕМЕНИ

ПОСЛЕДУЮЩЕГО ОБСЛУЖИВАНИя.

Приоритет — это целое положительное число, находящееся в некотором

диапазоне, например от 0 до 7, от 0 до 4095. Будем считать, что чем меньше

значение числа, тем выше приоритет процесса.

|Пример №3. |приоритет |

|П1(10 мс) |3 |

|П2(1 мс) |1 |

|П3(2 мс) |3 |

|П4(1 мс) |4 |

|П5(5 мс) |2 |

На рисунке приведена диаграмма Ганга, располагающая процессы в

очереди в соответствии со стратегией приоритетного планирования

|П2 |П5 |П1 |П3 |П4 | |

|WT2=0 мс |WT5=1 мс |WT1=6 мс |WT3=16 мс |WT4=18 мс | |

Приоритеты определяются исходя из совокупности внутренних и внешних

по отношению к операционной системе факторов.

Внутренние факторы:

1. требования к памяти

1. количество открытых файлов

1. отношение среднего времени ввода - вывода к среднему времени CPU и так

далее

Внешние факторы:

1. важность процесса

1. тип и величина файлов, используемых для оплаты

1. отделение, выполняющее работы и так далее

Внутренние факторы могут использоваться для автоматического

назначения приоритетов самой операционной системой, а внешние для

принудительного, с помощью оператора.

Главный недостаток приоритетного планирования заключается в

возможности блокирования на неопределенно долгое время низкоприоритетных

процессов.

Известен случай, когда в 1973 году в Массачусетском технологическом

институте MIT при остановке компьютера IBM 7094 в очереди готовых процессов

были обнаружены процессы, представленные в 1967 и все еще не выполненные.

Для устранения отмеченного недостатка используются следующие методы:

процессы, время ожидания которых превышает фиксированную величину, например

15 минут, автоматически получают единичное приращение приоритета.

2.2.4. “Карусельная” стратегия планирования. RR-Round

Robin.

ROUND ROBIN СТРАТЕГИя ПРИМЕНяЕТСя В СИСТЕМАХ РАЗДЕЛЕНИя ВРЕМЕНИ.

ОПРЕДЕЛяЕТСя НЕБОЛЬШОЙ ОТРЕЗОК ВРЕМЕНИ, НАЗВАННЫЙ КВАНТОМ ВРЕМЕНИ

(10..100 МС). ОчЕРЕДЬ ГОТОВЫХ ПРОЦЕССОВ РАССМАТРИВАЕТСя КАК КОЛЬЦЕВАя.

ПРОЦЕССЫ ЦИКЛИчЕСКИ ПЕРЕМЕЩАЮТСя ПО ОчЕРЕДИ, ПОЛУчАя CPU НА ВРЕМя, РАВНОЕ

ОДНОМУ КВАНТУ. НОВЫЙ ПРОЦЕСС ДОБАВЛяЕТСя В ХВОСТ ОчЕРЕДИ. ЕСЛИ ПРОЦЕСС НЕ

ЗАВЕРШИЛСя В ПРЕДЕЛАХ ВЫДЕЛЕННОГО ЕМУ КВАНТА ВРЕМЕНИ, ЕГО РАБОТА

ПРИНУДИТЕЛЬНО ПРЕРЫВАЕТСя, И ОН ПЕРЕМЕЩАЕТСя В ХВОСТ ОчЕРЕДИ.

Пример 4

П1(24 мс)

П2(3 мс)

П3(3 мс)

q=4 мс.

Диаграмма Ганга соответственно Round Robin стратегии для этого случая имеет

вид:

|П1 |П2 |П3 |П1 |П1 |П1 |П1 |П1 |

|WT1=0 мс |7 |10 |14 |18 |22 |26 |30 |

Свойства Round Robin стратегии сильно зависят от величины временного

кванта q. Чем больше временной квант, тем дольше Round Robin стратегия

приближается к FCFS стратегии (для рассмотренного примера, если q>24 мс, то

-> FCFS). При очень малых значениях временного кванта Round Robin стратегия

называют разделением процессора — processor sharing. Теоретически это

означает, что каждый из N процессов работает со своим собственным

процессором, производительность процессора равна 1/N от производительности

физического процессора.

2.2.5. ПЛАНИРОВАНИЕ с использованием многоуровневой очереди.(Multilevel

queue scheduling).

ЭТА СТРАТЕГИя РАЗРАБОТАНА ДЛя СИТУАЦИИ, КОГДА ПРОЦЕССЫ МОГУТ БЫТЬ

ЛЕГКО КЛАССИФИЦИРОВАНЫ НА НЕСКОЛЬКО ГРУПП, НАПРИМЕР, чАСТО ПРОЦЕССЫ

РАЗДЕЛяЮТ НА ДВЕ ГРУППЫ: ИНТЕРАКТИВНЫЕ (ПРОЦЕССЫ ПЕРЕДНЕГО ПЛАНА) И

ПАКЕТНЫЕ (ФОНОВЫЕ).

Интерактивные и пакетные процессы имеют различные требования к

краткосрочному планировщику, например по отношению ко времени отклика.

Стратегия многоуровневой очереди разделяет очередь готовых процессов

на несколько очередей, в каждой из которых находятся процессы с одинаковыми

свойствами, и каждый из которых может планироваться индивидуальной

стратегией, например Round Robin стратегия для интерактивных процессов и

FCFS для пакетных процессов.

Взаимодействие очередей осуществляется по следующим правилам: ни один

процесс с более низким приоритетом не может быть запущен, пока не

выполнятся процессы во всех очередях с более высоким приоритетом.

Работа процесса из очереди с более низким приоритетом может быть

приостановлена, если в одной из очередей с более высоким приоритетом

появился процесс.

2.2.6. Программирование с использованием многоуровневой очереди с обратными

связями (multilevel feedback queue sheduling).

ОБЫчНАя МНОГОУРОВНЕВАя ОчЕРЕДЬ НЕ ДОПУСКАЕТ ПЕРЕМЕЩЕНИя ПРОЦЕССОВ

МЕЖДУ ОчЕРЕДяМИ. МНОГОУРОВНЕВАя ОчЕРЕДЬ С ОБРАТНЫМИ СВяЗяМИ ПРЕДПОЛАГАЕТ,

чТО ПРОЦЕССЫ ПРИ ОПРЕДЕЛЕННЫХ УСЛОВИяХ МОГУТ ПЕРЕМЕЩАТЬСя МЕЖДУ ОчЕРЕДяМИ.

Процессы первоначально попадают в очередь 0, где каждому из них

предоставляется квант времени, равный 8 мс. Те процессы, которые не успели

выполниться в течение этого времени, перемещаются в очередь 1. Процессы из

очереди 1 начинают обрабатываться только тогда, когда очередь 0 становиться

пустой. Те процессы, которые не выполнились в очереди 1 (q=16 мс)

перемещаются в очередь 2. Процессы из очереди 2 будут обрабатываться только

в том случае, если становятся пустыми очереди 0 и 1.

Рассмотренная стратегия является наиболее универсальной и сочетает в

себе свойства всех рассмотренных раньше стратегий.

1. FCFS

1. SJF

1. приоритетная

1. Round Robin

1. многоуровневая очередь

3. Управление невиртуальной памятью.

3.1. СВОППИНГ. (SWAPPING).

СВОППИНГОМ НАЗЫВАЕТСя МЕТОД УПРАВЛЕНИя ПАМяТЬЮ, ОСНОВАННЫЙ НА ТОМ,

чТО ВСЕ ПРОЦЕССЫ, УчАСТВУЮЩИЕ В МУЛЬТИПРОГРАММНОЙ ОБРАБОТКЕ, ХРАНяТСя ВО

ВНЕШНЕЙ ПАМяТИ.

Процесс, которому выделен CPU, временно перемещается в основную

память (swap in/roll in).

В случае прерывания работы процесса он перемещается обратно во

внешнюю память (swap out/roll out).

Замечание: при своппинге из основной памяти во внешнюю (и обратно)

перемещается вся программа, а не её отдельная часть.

Своппинг иногда используют при приоритетном планировании CPU. В этом

случае с целью освобождения памяти для высокоприоритетных процессов,

низкоприоритетные процессы перемещаются во внешнюю память.

Основное применение своппинг находит в системах разделения времени,

где он используется одновременно с Round Robin стратегией планирования CPU.

В начале каждого временного кванта блок управления памятью выгружает

из основной памяти процесс, работа которого была только что прервана, и

загружает очередной выполненный процесс.

Метод своппинга влияет на величину временного кванта Round Robin

стратегии.

Пример.

1. пусть очередной загружаемый в память процесс имеет размер 100Кб.

1. диск позволяет читать данные со скоростью 1 Мб в секунду

1. следовательно, 100 Кб могут быть загружены за 100 мс.

1. будем считать, что для первоначального подвода головки чтения - записи

потребуется 8 мс

1. таким образом, операция своппинг займет 108 мс, а общее время своппинга

- 216 мс.

Для эффективной загруженности процессора время своппинга должно быть

существенно меньше времени счета. Следовательно, для рассмотренного примера

квант времени должен быть существенно больше, чем 216 мс. Ясно, что это

число значительно увеличится, если перемещаемый процесс имеет размер,

например, 1 Мб.

Недостаток “чистого” своппинга в больших потерях времени на загрузку

или выгрузку процессов. Поэтому в современных операционных системах

используется модифицированные варианты своппинга.

Так, например, во многих версиях операционной системы UNIX своппинг

включается только в том случае, когда количество процессов в памяти

становится слишком большим.

3.2. Смежное размещение процессов.

МЕТОДЫ РАЗМЕЩЕНИя ПРОЦЕССОВ В ОСНОВНОЙ ПАМяТИ ПО ОТНОШЕНИЮ К

РАСПОЛОЖЕНИЮ УчАСТКОВ ПАМяТИ, ВЫДЕЛЕННЫХ ДЛя ОДНОЙ И ТОЙ ЖЕ ПРОГРАММЫ ДЕЛяТ

НА ДВА КЛАССА. ПЕРВЫЙ — МЕТОД СМЕЖНОГО РАЗМЕЩЕНИя, А ВТОРОЙ — МЕТОД

НЕСМЕЖНОГО РАЗМЕЩЕНИя.

Смежное размещение является простейшим и предполагает, что в памяти,

начиная с некоторого начального адреса выделяется один непрерывный участок

адресного пространства.

при несмежном размещении программа разбивается на множество частей,

которые располагаются в различных, необязательно смежных участках адресного

пространства.

3.2.1. Однопрограммный режим.

РИСУНОК ИЛЛЮСТРИРУЕТ СМЕЖНОЕ РАЗМЕЩЕНИЕ (CONTIGUOUS ALLOCATION) ОДНОЙ

ПРОГРАММЫ В ОСНОВНОЙ ПАМяТИ.

При смежном размещении размер загружаемой программы ограничивается

размером накопителя. Для того чтобы при смежном размещении загружать

программы, размеры которых превышают размеры накопителя, используют метод

оверлейных сегментов (overlay segments).

В программе, имеющей древовидную структуру, модули второго уровня

работают сугубо последовательно, поэтому в памяти может находиться только

один из них.

Оверлейную структуру программы и последовательность загрузки

оверлейных сегментов планирует сам программист.

В процессе выполнения программы все её адреса не должны быть меньше

числа а. В противном случае возможна запись какого-либо результата работы

программы (поверх операционной системы) и уничтожение некоторых её частей.

Защиту операционной системы в случае смежного размещения при

однопрограммном режиме можно осуществить с помощью регистра границы.

Во время работы прикладной программы все адреса, генерируемые CPU,

сравниваются с содержимым регистра границы. Если генерируется адрес меньше

числа а, работа программы прерывается.

3.2.2 Мультипрограммный режим с ФИКСИРОВАННЫМИ границами.

МУЛЬТИПРОГРАММИРОВАНИЕ С ФИКСИРОВАННЫМИ РАЗДЕЛАМИ (MULTIPROGRAMMING

WITH A FIXED NUMBER OF TASKS) ПРЕДПОЛАГАЕТ РАЗДЕЛЕНИЕ АДРЕСНОГО

ПРОСТРАНСТВА НА РяД РАЗДЕЛОВ ФИКСИРОВАННОГО РАЗДЕЛА. В КАЖДОМ РАЗДЕЛЕ

Страницы: 1, 2, 3, 4, 5