进程调度采用的技术是（作业调度器和cpu调度器有何区别）

本文目录

• 作业调度器和cpu调度器有何区别
• 为了支持多任务处理,操作系统的处理器调度程序使用( )技术把CPU分配给各个任务,使
• 在操作系统中,什么是进程的作业调度,交换调度和进程调度
• linux的进程调度采用的是
• 有关进程创建和进程调度的原代码，向各位高手求助
• 进程调度算法模拟程序设计

作业调度器和cpu调度器有何区别

　　作业调度器（job
scheduler）是一个使公司能够调度并且，在某些情况下，能管理计算机“批”作业（执行单位，例如一个职工工资表程序的运行）的程序。
　　作业调度器（job
scheduler）是一个使公司能够调度并且，在某些情况下，能管理计算机“批”作业（执行单位，例如一个职工工资表程序的运行）的程序。作业调度器可以自动地通过处理准备好的作业控制语言语句或通过和一个人类操作者进行同等作用的交互来初始化和管理作业。现在的作业调度器一般都提供一个图形化的用户接口，以及在分布式计算机网络中对所有的操作提供一个单点控制。
　　
　　在作业调度器（job
scheduler）中可以找到的一些特征包括：
　　对作业以及完成通告的持续自动的监控
　　事件驱动的作业的调度
　　性能监控
　　报告调度
　　多处理器调度（Multiple-Processor
Scheduling）：如果多个CPU，则负载分配（load
sharing）。其中主要讨论处理器功能相同（或同构）的系统，可以将任何处理器用于运行队列内的任何进程。
　　多处理器调度方法：在一个多处理器中，CPU调度的一种方法是让一个处理器（主服务器）处理所有的调度决定、I/O处理以及其他系统活动，其他的处理器只执行用户代码。这种非对称处理（asymmetric
multiprocessing）方法更为简单，因为只有一个处理器访问系统数据结构，减轻了数据共享的需要。另一种方法是使用对称多处理（symmetric
multiprocessing，SMP）方法，即每个处理器自我调度。所有进程可能处于一个共同的就绪队列中，或每个处理器都有自己的私有就绪队列。无论如何，调度通过每个处理器检查共同就绪队列并选择一个进程来执行。如果多个处理器试图访问和更新一个共同数据结构，那么每个处理器必须仔编程：必须确保两个处理器不能选择同一进程，且进程不会从队列中丢失。
　　处理器亲和性：进程移到其他处理器上时，被迁移的第一个处理器的缓存中的内容必须为无效，而将要迁移的第二个处理器上的缓存需重新构建。由于使缓存无效或重构的代价高，因而SMP努力的使一个进程在同一个处理器上运行，这被称为处理器亲和性，即一个进程需有一种对其他运行所在的处理器的亲和性。软亲和性（soft
affinity，操作系统具有设法让一个进程保持在同一个处理器上运行的策略，但不能做任何保证）—硬亲和性（hard
affinity，允许进程指定它不允许移至其他处理器）。
　　负载平衡（load
balancing）：设法将工作负载平均地分配到SMP系统中的所有处理器上。通常只是对那些拥有自己私有的可执行的进程的处理器而言是必要的。两种方法：push
migration（一个特定的任务周期性地检查每个处理器上的负载，如果发现不平衡，即通过将进程从超载处理器移到（或推送到）空闲或不太忙的处理器，从而平均地分配负载，当空闲处理器从一个忙的处理器上推送pull一个等待任务时，发生pull
migration）和pull
migration。会抵消处理器亲和性。达到限额。
　　对称多线程：提供多个逻辑（而非物理的）处理器来运行几个线程，称为对称多线程（SMT），或超线程（hyperthreading）技术。即使系统仅有单处理器，每个逻辑处理器都有它自己的架构状态，包括通用目的和机器状态寄存器。每个逻辑处理器负责自己的中断处理，这意味着中断被送到并被逻辑处理器所处理，每个逻辑处理器共享其物理处理器的资源，如缓存或总线。SMT是硬件而非软件提供的。硬件应该提供每个逻辑处理器的架构状态的表示以及中断处理方法。调度程序首先设法把不同线程分别调度到每个物理处理器上，而不是调度到同一个物理处理器的不同逻辑处理器上。
　　
　　线程调度：用户线程---内核线程
　　系统调度的是内核线程，而不是进程。用户线程由线程库管理，内核并不了解它们。用户线程最终必须映射到相应的内核级线程。轻量级线程（LWP）。
　　竞争范围：用户线程和内核线程的区别之一是它们是如何被调度的。在执行多对一模型和多对多模型系统上，线程库调度用户级线程到一个有效的LWP上运行，这被称为进程竞争范围（process-contention
scope，PCS）方法，因为CPU竞争发生在属于相同进程的线程之间。为了决定调度哪个内核线程到CPU，内核采用系统竞争范围（system-contention
scope，SCS）方法来进行，竞争CPU发生在系统所有线程中，采用一对一的模型的系统，调度仅使用SCS方法。
　　PCS是根据优先级完成的。
　　Pthread调度：在线程生成过程中允许指定是PCS或SCS的。
　　

为了支持多任务处理,操作系统的处理器调度程序使用( )技术把CPU分配给各个任务,使

为了支持多任务处理，操作系统的处理器调度程序使用并发技术把CPU分配给各个任务，使多个任务宏观上可 以“同时”执行。

对于多道程序来说，最大的问题是程序之间不区分轻重缓急，对于交互式程序来说，对于 CPU 计算时间的需求并不多，但是对于响应速度却有比较高的要求。

而对于计算类程序来说则正好相反，对于响应速度要求低，但是需要长时间的 CPU 计算。想象一下我们同时在用浏览器上网和听音乐，我们希望浏览器能够快速响应，同时也希望音乐不停掉。这时候多道程序就没法达到我们的要求了。

于是人们改进了多道程序，使得每个程序运行一段时间之后，都主动让出 CPU 资源，这样每个程序在一段时间内都有机会运行一小段时间。这样像浏览器这样的交互式程序就能够快速地被处理，同时计算类程序也不会受到很大影响。

扩展资料：

CPU 资源十分昂贵，如果让 CPU 只能运行一个程序，那么当 CPU 空闲下来（例如等待 I/O 时），CPU 就空闲下来了。为了让 CPU 得到更好的利用，人们编写了一个监控程序，如果发现某个程序暂时无须使用 CPU 时，监控程序就把另外的正在等待 CPU 资源的程序启动起来，以充分利用 CPU 资源。

在操作系统中,什么是进程的作业调度,交换调度和进程调度

高级调度：又称作业调度。其主要功能是根据一定的算法，从输人的一批作业中选出若干个作业，分配必要的资源，如内存、外设等，为它建立相应的用户作业进程和为其服务的系统进程（如输人、输出进程），最后把它们的程序和数据调人内存，等待进程调度程序对其执行调度，并在作业完成后作善后处理工作。
低级调度：又称进程调度。其主要功能是根据一定的算法将CPU分派给就绪队列中的一个进程。执行低级调度功能的程序称做进程调度程序，由它实现CPU在进程间的切换。进程调度的运行频率很高，在分时系统中往往几十毫秒就要运行一次。进程调度是操作系统中最基本的一种调度。在一般类型的操作系统中都必须有进程调度，而且它的策略的优劣直接影响整个系统的计能。
中级调度：又称交换调度。为了使内存中同时存放的进程数目不至于太多，有时就需要把某些进程从内存中移到外存上，以减少多道程序的数目，为此设立了中级调度。特别在采用虚拟存储技术的系统或分时系统中，往往增加中级调度这一级。所以中级调度的功能是在内存使用情况紧张时，将一些暂时不能运行的讲程从内存对换到外存上等待。当以后内存有足够的空闲空间时，再将合适的进程重新换人内存，等待进程调度。引人中级调度的主要目的是为了提高内存的利用率和系统吞吐量。它实际上就是存储器管理中的对换功能

linux的进程调度采用的是

Linux进程调度采用的是抢占式多任务处理，所以进程之间的挂起和继续运行无需彼此之间的协作。
在一个如linux这样的多任务系统中，多个程序可能会竞争使用同一个资源，在这种情况下，我们认为，执行短期的突发性工作并暂停运行以等待输入的程序，要比持续占用处理器以进行计算或不断轮询系统以查看是否有输入到达的程序要更好。我们称表现好的程序为nice程序，而且在某种意义上，这个nice 是可以被计算出来的。操作系统根据进程的nice值来决定它的优先级，一个进程的nice值默认为0并将根据这个程序的表现不断变化。长期不间断运行的程序的优先级一般会比较低。

有关进程创建和进程调度的原代码，向各位高手求助

(国防科工委指挥技术学院北京101407)
(版权归原作者所有)
摘要
文章介绍了作者在过击5年中在微内核技术上所做的工作．由于集成电路、计算机网络、分布式处理、多机并行处理、容错等技术的迅速发展，面向单处理机，采用内核不可抢占技术的Unix操作系统已经很难适应硬件技术的发展．为了适应以上技术的发展，Unix操作系统的内核越做越大，越做越复杂．完全丧失了其初始设计目标：系统短小精悍，容易理解．卡内基梅隆大学在美国国防部、国家科学基金的资助下，于1986年推出了一个基于微内核结构的操作系统Math．口：随后．斯坦福大学等研究机构纷纷发表了他们在这个领域所做的工作， 各个大公司纷纷推出了基于微内核结构的操作系统、D 微内核技术已成为新一代操作系统体系结构的研究热点．
基于微内核结构的操作系统和传统操作系统相}匕，具有以下特点：① 内核精巧．通常内核只由任务管理、虚存管理和进程间通信3个部分组成．传统操作系统内核中的许多部分都被移出内核．采取服务器方式实现；② 面向多处理机和分布式系统．基于微内核的操作系统，在内核中引入了多处理机调度和管理机制，并引入了细粒度并发机制——
线程，使得多个处理机可以在同一个任务中并行地执行；③ 基于客户／服务器体系结构．在微内核结构的操作系统中，任务间通信机制—— 消息机制是系统的基础，操作系统的各种功能都以服务器方式实现，向用户提供服务．用户对服务器的请求是以消息传递的方式传给服务器的．

“八五”期间，耪们在国家“八五攻关项目的支持下，对操作系统微内核技术进行了探入研究，在微内核系统调度技术、存储管理技术、计时模型、微内核系统扩展技术及微内核操作系统原型系统构造方面取得了一些研究成果．本文将介绍这些研究成果.

正文

1 微内核系统调度技术
与传统的操作系统内核相比，微内核调度系统中最突出的特征是增加了处理机和处理机集及线程的管理，并且向用户提供了灵活的手段来控翩自己的程序在处理机上的运行．这{羊，微内核系统就能很好地支持多处理机体系结构．同时，线程为用户提供了细粒度的并行处理机制，使得同一个用户任务中的不同线程可以同时在多个处理机上运行．

与进程相比，线程中所带的资源很少，因此，创建线程和撤消线程的开销就比进程小．线程也称为“轻进程．在系统调度中，线程的切换开销也比进程步，但是不同任务中的线程切换会引起任务的切换，在这种情况下，线程和进程的调度开销就变成一样了．为了优化系统效率，减步由于线程切换而弓I起的任务切换，在调度算法中加入了以下代码：
IF (所选中的线程和当前运行的城程属于同一十任务)
THEN 不做任务切换}
ELSE进行任务切换操作}
显然，这种方法在某种情况下会对系统性能有所帮助，但是这种方法在很大程度上属于一种“被动的，或者说是一种“碰运气”的方法．另外，单纯以线程为主的调度算法对用户任务有失公平性，以线程为主的调度算法是完全参照传统操作系统中的调度算法设计而成的．当线程投入运行时，系统为它分配周定大小的时间片，系统中线程按时间片轮转．这样，就产生了公平性问题：如果一个任务中有两个线程，那么，从理论上讲，它将比只用一个线程实现的任务多获得近1倍的处理机时间．在传统的进程调度系统中，一个用户可以通过创建多个进程来获得更多的处理机调度机会，但是，它是建立在增加了创建进程和进程间通讯的系统开销代价的基础上的相比之下，创建线程的开销非常小，同一任务间的线程之闭通讯开销也很小为了解决上述问题，我们提出并实现了一种将传统的任务和新的线程调度机翩相结合的方法：以任务为单位分配时间片(这样可以保证调度的公平性)，在线程调度时，当一个线程不是由于任务时间片用完的原因而放弃处理机时，只要系统中没有高优先级线程，就从本任务中选取线程，从而使得由线程切换而引起的任务切换操作开销达到最小．

从目前的发展来看，用户任务的并行粒度越来越小，即用户任务中的线程越来越多，而每个线程所执行的操作会越来越步．因此，使用线程+任务的方法可以有效地减少单纯的以线程为主的系统调度所引起的系统开销．

2 微内核虚拟存储管理技术
微内核虚拟存储管理系统弓『入了存储对象(Memory Object)的概念，将物理内存看成外部存储对象的(如磁盘)高速缓存(Cache)，实现了虚拟存储器写时拷贝(Copy onWrite)技术，引入了lazy evaluation技术．定义了虚拟存储器和硬件存储管理机制的接口(Pmap)，实现了与机器无关的虚拟存储系统．

虚拟存储器写时拷贝算法是微内核虚拟存储管理系统的核心算法．它的弓f入使得虚拟存储器管理的效率大大提高了一步．但是，它的实现依赖于硬件存储管理机制的页面保护机制，对于一个具有写时拷贝共享属性的存储区，其页面保护被设置成写保护．多个用户可以共享的方式对它进行读操作，但是，当用户试图对这块区域进行写操作时，将产生写保护故障，页面故障管理程序将为用户进程复制物理页面．从而达到写时拷贝的目的．

在I386体系结构下，只有用户态页面允许写保护，在其他机器状态下，硬件存取机制将绕过页面保护机翩，直接对页面进行写操作．在这种状态下，写时拷贝算法将失效．而在微内核体系结构中，可能有各种状态下的服务器，如在内核态下运行的服务器．为了解决这个问题。我们引入了写时拷贝和访问时拷贝(Copy oil Reference)相结合的算法．

即在用户态上使用写时拷贝算法，在其他状态下使用访问时拷贝算法来替换写时拷贝算法，以解决写时拷周算法失效的问题．访问时拷贝算法的实现依赖于页面保护机制的映页机制．这样，在其他状态下，在设置页面保护时将写保护改成映页即可．新的方法在效率上比写时拷贝算法低，但是比完全拷贝的方法高出许多，特别是与lazy evaluation技术相配合时
效率会更高．由于微内核提供的写时拷贝算法是对用户透明的，即对于用户编写的任何状态下的服务器都将使用写时拷贝算法．因此，在I386体系结构下，在非用户态上运行的用户服务器有可能出错，新的算法解决了这个问题．

3 微内核计时模型
在传统操作系统中，为统计出每个进程的处理机时间使用量的单元．系统计时一般是放在处理机时钟中断服务程序中．系统
IF (当前盎程处于用户态)
增加当前进程的用户奋处理机时间使用量
在每个进程结构中都没有统计进程使用处理机时间
般采用如下代码段来进行用户进程的时间统计．
ELSE
增加当前进程的系统态处理机时闻使用量
由于在传统的操作系统中，操作系统提供的服务完全由操作系统内核来完成。用户通过系统调用进入内核来取得服务．因此，采用上述方法能比较准确地统计出用户所用的处理机时间．但是，这种计时方法是一种比较粗糙的计时方法．每次时钟中断时，它就将一个固定的时间片(时钟中断周期)加入披中断的进程中，而不管该进程是否完全使用了这些处理机对向．由于这种方法实现起来非常简单，系统开销很小，几乎所有的操作系绕都采用了这种方法．在新的操作系统中引入了细粒度的并行执行部件—— 线程。对于线程的计时也采用了和进程相同的方法．为了取得精确的处理机时同统计精度．一些新型操作系统弓『入了新的计时机制．如MACH 3．0中引^了基于时间戳的精确计时机制．在微内核体系结构下．传统的操作系统功能是通过服务器的方式来实现的．服务器和用户任务一样，也作为一个进程运行．当用户进程调用操作系统服务时，微内核通过消息将系统服务的参数传递给操作系统服务器，由操作系统服务器来完成用户请求，并将结果通过消息传递给用户进程．这样，如果采用传统的方法来进行进程的处理机时问统十。就会将操作系统为用户提供服务所用的处理机时间记入服务器中．而不是用户进程中．

为了解决这个问题，我们引^了委托线程的概念，建立了新的用户进程计时模型．在客户／服务器模型中，用户通过消息请求服务器的服务，服务器接收用户的消息完成用户的请求，再通过消息将结果传给用户．在这种体系结构下，可看成用户将自己的一部分工作委托给服务器完成，服务器是在为委托线程服务．当用户线程向服务器发出请求时，将用户线程标识传递给服务器，当服务器中的某个线程处理这个请求时，将用户线程标识记^服务器线程结构中的委托线程域中．在系统时钟中断服务程序中增加为委托线程计时的代码。就可将操作系统服务器为用户进程限务的时同计算到用户进程中．
IF(当前线程结构中有委托线程)
IF(当前线程赴于用户态)
增加委托线程的用户态赴理机时间使用量
ELSE
增加委托线程的系统态处理机时间使用量
在多服务器体系结构下，一个用户请求往往需要多个服务器的协同服务，如一个文件读操作，需要文件服务器的服务，如果文件服务器发现数据存放在磁盘中，它就需要请求设备服务器的眼务，设备服务器实际上是在为用户线程服务．因此，在多服务器情况下，当一个服务器向另一个服务器发出请求时，必须将自己的委托线程标识号传递给目标服务器．这样，操作系统为一个线程提供所有服务所使用的处理机时间都将计算到用户线程中击．为了完成以上功能，必须对微内核的消息传递机制进行扩充，使用户在请求服务时能将线程的标识传递给服务器，服务器在接收消息时能接收到委托线程标识．所有这些操作必须对用户透明．微内核的消息传递机制由消息发送和消息接收两部分组成．通过在这两个原语中加入以下逻辑来实现委托线程标识的发送和接收．
SEND ：
IF(当前线程结构中有委托线程标识)
将委托线程标识传递出去
ELSE
将当前线程的标识传递出击
RECEIVE：
IF(当前线程是服务器)
将委托线程号放凡服务器线程结构
在发送原语中，可将委托线程标识从一个服务器传递到另一个服务器．在接收逻辑中，通过增加服务器标识的判断可以避免非服务器线程之间的偶发通讯而导致的用户线程的计时错误．

4 结论
微内核技术是当今操作系统发展的最新成果．在体系结构方面，它采用了面向对象技术来描述操作系统内核对象，提出并实现了基于客户服务器体系结构的操作系统．在算法方面，提出了许多高教新颖的算法，如线程及处理机调度算法、写时拷贝算法、与硬件无关的存储管理算法以及精确计时算法等等．在国产微内核操作系统COSIX2．0的研制过程中，通过对国外微内核技术的消化和研究，提出并实现了一些新的算法和模型，改进了系统的性能，提高了系统的可靠性，做到了有所继承，有所刨新目前，我们正在进行基于微内核的JAVA虚拟机，支持服务质量(Quality of Services)的调度系统微内核热重启(Hot Restart)技术的研究．以上内容是我们一部分研究工作的总结．

进程调度算法模拟程序设计

public class PrivilegeProcess {
public static void main(String args) {
MyQueue myqueue = new MyQueue();//声明队列
PCB pcb = {new PCB(001,8,1),new PCB(002,7,9),new PCB(003,3,8),new PCB(004,1,7),new PCB(005,7,4)};
PCB para = new PCB();
for(int i=0;i《pcb.length;i++){//初始化后首先执行一次排序，这里使用的是选择排序，优先级高的先入队
for(int j=i;j《pcb.length;j++){
if(pcb[i].privilege 《 pcb[j].privilege){
para = pcb[i];
pcb[i] = pcb[j];
pcb[j] = para;
}
}
}
System.out.println(“初次入队后各进程的顺序：“);
for(int i=0;i《pcb.length;i++){
System.out.println(“初次入队后 # processname : “ + pcb[i].name + “ totaltime : “ + pcb[i].totaltime + “ privilege :“ + pcb[i].privilege);
}
System.out.println();
myqueue.start(pcb);
}
}

class MyQueue {
int index = 0;
PCB pc = new PCB;
PCB pc1 = new PCB;
PCB temp = new PCB();

public void enQueue(PCB process){//入队算法
if(index==5){
System.out.println(“out of bounds !“);
return;
}
pc[index] = process;
index++;
}

public PCB deQueue(){//出队算法
if(index==0)
return null;
for(int i=0;i《pc1.length;i++){
pc1[i] = pc[i+1];
}
index--;
temp = pc;
for(int i=0;i《pc1.length;i++){
pc[i] = pc1[i];
}
return temp;
}

public void start(PCB pc){//显示进程表算法
while(pc.isNotFinish==true||pc.isNotFinish==true||pc.isNotFinish==true||pc.isNotFinish==true||pc.isNotFinish==true){
//*注意：||运算符，所有表达式都为false结果才为false,否则为true
for(int i=0;i《pc.length;i++){
pc[i].run(this);
}
System.out.println();
for(int i=0;i《pc.length;i++){//所有进程每执行完一次时间片长度的运行就重新按优先级排列一次
for(int j=i;j《pc.length;j++){
if(pc[i].privilege 《 pc[j].privilege){
temp = pc[i];
pc[i] = pc[j];
pc[j] = temp;
}
}
}
}
}
}

class PCB {//声明进程类
int name,totaltime,runtime,privilege;
boolean isNotFinish;

public PCB(){

}

public PCB(int name, int totaltime, int privilege){
this.name = name;//进程名
this.totaltime = totaltime;//总时间
this.privilege = privilege;//优先级别
this.runtime = 2;//时间片，这里设值为2
this.isNotFinish = true;//是否执行完毕
System.out.println(“初始值： processname : “ + name + “ totaltime : “ + totaltime + “ privilege :“ + privilege );
System.out.println();
}

public void run (MyQueue mq){//进程的基于时间片的执行算法
if(totaltime》1){
totaltime-=runtime;//在总时间大于1的时候，总时间=总时间-时间片
privilege--;
System.out.println(“ processname : “ + name + “ remaintime : “ + totaltime + “ privilege :“ + privilege );
}else if(totaltime==1){
totaltime--;//在总时间为1时，执行时间为1
privilege--;
System.out.println(“ processname : “ + name + “ remaintime : “ + totaltime + “ privilege :“ + privilege );
}else{
isNotFinish = false;//总时间为0，将isNotFinish标记置为false
}
if(isNotFinish==true){
mq.deQueue();
mq.enQueue(this);
}
}
}