Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Capítulo 5:...
Transcript of Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009 Operating System Concepts – 8 th Edition Capítulo 5:...
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Capítulo 5: Escalonamento de CPU
5.2 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Conceitos básicos
Utilização máxima da CPU obtida com a multiprogramação
Execução de processos consiste de ciclos contendo rajadas de requisições a CPU e tempo de espera por I/O
5.3 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Ciclo de uso da CPU
5.4 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Histograma do tempo da rajada de requisições para a CPU
5.5 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonador de CPU
O escalonador escolhe um processo na fila ready e aloca a CPU para ele
A fila pode ser ordenada de acordo com diferentes critérios
Fila de prontos (ready): Novos processos que ainda não acessaram a CPU, processos em execução que foram retirados da CPU devido a uma interrupção e processos que estavam esperando uma resposta de I/O e receberam essa resposta
5.6 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonador de CPU
Decisões de escalonamento de CPU são tomadas quando um processo:
1. Sai do estado de execução (running) para o estado de espera (waiting)
Ocorre quando existe uma solicitação de I/O
2. Sai do estado de execução (running) para o estado de pronto (ready)
Ocorre quando acontece uma interrupção de clock
3. Sai do estado de espera (waiting) para o estado de pronto (ready)
Ocorre quando acontece uma interrupção avisando o fim de uma operação de I/O
4. Termina
O escalonamento nas condições 1 e 4 é não preemptivo ou colaborativo
O escalonamento nas condições 2 e 3 é preemptivo
5.7 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonador de CPU
Preempção
Interrupção de clock
Interrupção de I/O
Troca de contexto irá depender do escalonador
5.8 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonador de CPU – Acesso a dados compartilhados
Processo 1
Variável A compartilhada
Leia do disco
Escreve resultado em A
Processo 2
Variável A compartilhada
Leia variável A
Escreve resultado na tela
Execução
• SO escolhe P1
• P1 lê do disco e começa a escrever o resultado em A
• SO para P1 e dá a vez a P2
• P2 lê valor inconsistente em A
• P2 escreve valor inconsistente (1 0 1 1 x x x x) na tela
• P2 termina e passa a vez a P1
• P1 acaba de escrever resultado em A
1 0 1 x x
x x x x x
x
x
1 0 1 0 0 0
...
...
...
5.9 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonador de CPU – Preempção no modo kernel
Se o sistema operacional aplicasse preempção sobre o seu próprio funcionamento durante chamadas de sistema:
Processo 1
Leia do disco
Escreve resultado em A
Processo 2
Leia do disco
Escreve resultado na tela
Chamadas de sistema
Controle passa para o kernel
5.10 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonador de CPU – Preempção no modo kernel
Se o sistema operacional aplicasse preempção sobre o seu próprio funcionamento durante chamadas de sistema:
Execução
• SO escolhe P1
• P1 faz chamada de sistema para leitura de disco
• Passagem para o modo kernel e inicio da atualização do ponteiro de leitura de disco
• SO para P1 e dá a vez a P2
• P2 faz chamada de sistema para leitura de disco
• Passagem para o modo kernel e inicio da atualização do ponteiro de leitura de disco, sobrescrevendo dados de P1
• SO para P2 e dá a vez a P1
• Fim da atualização do ponteiro para P1
• (...)
Valor inconsistente no ponteiro
Em geral, SOs não fazem troca de contexto durante chamadas de sistema!
5.11 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Despachante
O despachante dá ao processo selecionado pelo escalonador o acesso a CPU. Para tanto, ele realiza:
Troca de contexto
Comutação para o modo usuário
Direcionamento para a parte adequada do programa do usuário para reiniciar o programa
Latência de despacho– tempo que o despachante gasta entre parar um processo e iniciar outro
5.12 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Critérios de Escalonamento
Utilização de CPU
Manter a CPU utilizada pelo maior tempo possível
Vazão
Aumentar o número de processos que são terminados por unidade de tempo
Tempo de Turnaround
Diminuir o tempo para executar um certo processo (tempo de execução + tempo em filas)
Tempo de espera
Diminuir o tempo que o processo espera na fila de prontos (ready) (tempo em filas)
Tempo de resposta
Diminuir o tempo entre a submissão de um pedido e a obtenção da primeira resposta (não necessariamente a saída do processo) (tempo de execução até primeira resposta + tempo em filas)
5.13 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Algoritmos de escalonamento
First-Come, First-Served (FCFS) Scheduling
Shortest-Job-First (SJF) Scheduling
Shortest-remaining-time-first
Escalonamento por prioridade
Round Robin (RR)
Filas multiníveis
Filas multiníveis com realimentação
5.14 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
First-Come, First-Served (FCFS) Scheduling
Semelhante à fila FIFO, sem preempção
Processo Tempo de Rajada
P1 24
P2 3
P3 3
Assuma que os processos cheguem na ordem: P1 , P2 , P3
Então:
Tempo de espera: P1 = 0; P2 = 24; P3 = 27 Tempo de espera médio: (0 + 24 + 27)/3 = 17
P1 P2 P3
24 27 300
5.15 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
FCFS Scheduling (Cont.)
Agora, assuma que os processo chegam na ordem: P2 , P3 , P1
Então:
Tempo de espera: P1 = 6; P2 = 0; P3 = 3
Tempo de espera médio: (6 + 0 + 3)/3 = 3
Muito melhor que no exemplo anterior
Efeito comboio
Processo pequeno após processos longos pode causar uma baixa utilização da CPU
P1P3P2
63 300
5.16 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
FCFS
Efeito comboio
Desvantagens
Atrasos grandes
Baixa utilização da CPU
P1 P2 P2 P3 P1 P2 P2 P3Ocioso
Espera por I/O de P1
Espera por I/O de P2
Espera por I/O de P3
5.17 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Shortest-Job-First (SJF) Scheduling
Associar cada processo com o comprimento de sua próxima rajada de uso de CPU
O próximo processo a acessar a CPU é aquele que apresentar o menor tempo de uso de CPU
• Não está relacionado ao tamanho do job, mas ao tamanho esperado até o próximo pedido de E/S
• Pode ter ou não preempção
5.18 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Shortest-Job-First (SJF) Scheduling
SJF é um algoritmo ótimo para garantir o tempo médio mínimo
Garante um tempo de espera médio mínimo dado um conjunto de processos
Problema
Descobrir qual o tempo da rajada de uso de CPU
Ideal apenas para garantir o tempo médio mínimo. Um processo orientado a CPU em meio a inúmeros processos orientados a I/O pode nunca conseguir o acesso à CPU
5.19 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Exemplo de SJF
Tempo de chegada do processoTempo de rajada
P1 0.0 6
P2 2.0 8
P3 4.0 7
P4 5.0 3
Então:
Tempo de espera médio = (3 + 16 + 9 + 0) / 4 = 7
P4 P3P1
3 160 9
P2
24
5.20 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Determinando o tempo da próxima rajada de CPU
Pode ser apenas estimado
Portanto, é escolhido o processo com menor tempo previsto
Estimativa pode ser feita utilizando o tempo das rajadas anteriores daquele processo
1. tn = duração da n-ésima rajada de uso de CPU
2. = valor previsto para a próxima rajada de uso de CPU
3. α, 0 ≤ α ≤ 1
4. Defina:
Geralmente, α = ½
1n
1 1 .n n nt
5.21 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Predição do comprimento da próxima rajada de CPU
5.22 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Shortest-remaining-time-first
Exemplo:
Processo Tempo de chegada Tempo de rajada
P1 0 8
P2 1 4
P3 2 9
P4 3 5
Então:
Tempo de espera médio = [(10-1)+(1-1)+(17-2)+5-3)]/4 = 26/4 = 6.5 ms
Sem preempção: Tempo médio = 7,75 ms
P1P1P2
1 170 10
P3
265
P4
Versão do Menor Job Primeiro (SJF) com preempção
Ver no quadro o funcionamento.
5.23 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento por Prioridade
Uma prioridade é associada com cada processo
A CPU é alocada ao processo com maior prioridade (menor inteiro maior prioridade)
Preemptivo
Não-preemptivo
O SJF é um escalonamento por prioridade, no qual a prioridade vale o inverso do tempo previsto para a próxima rajada de CPU
Problema Inanição – Processos com baixa prioridade podem não ser executados nunca
Solução Envelhecimento – Prioridade de um processo aumenta com o passar do tempo
Supondo uma prioridade variando de 0 a N, 0 pode representar a mais alta ou a mais baixa prioridade. Daqui para frente, será
usada a notação de 0 como mais alta prioridade.
5.24 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Exemplo de escalonamento por prioridade
Processo Tempo de rajada Prioridade
P1 10 3
P2 1 1
P3 2 4
P4 1 5
P5 5 2
Então:
Tempo de espera médio = 8.2 ms
P2 P3P5
1 180 16
P4
196
P1
Chegada de todos em T0
Definida internamente ou
externamente
Exemplo sem preempção igual ao
mesmo exemplo com preempção, pois todos chegam ao
mesmo tempo
5.25 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Round Robin (RR)
Cada processo recebe uma unidade de tempo pequena, chamada de quantum de tempo (q), que usualmente vale entre 10-100 milissegundos.
Após o fim de um quantum, o processo é deixa a CPU por preempção e é adicionado ao final da fila de prontos.
Semelhante ao FCFS com preempção.
P1 P2 P3 P4 ... Pn
Fim do quantum ou espera por E/S
5.26 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Exemplo de RR com Quantum = 4
Processo Tempo de rajada
P1 24
P2 3
P3 3
Então:
Tipicamente, apresenta um tempo de turnaround maior que o SJF, mas com melhor tempo de resposta
q deve ser grande, quando comparado ao tempo de troca de contexto (Usualmente, q ~ 10ms a 100ms, troca de contexto < 10 us)
P1 P2 P3 P1 P1 P1 P1 P1
0 4 7 10 14 18 22 26 30
5.27 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Round Robin (RR)
Se existem n processos na fila de prontos e o quantum de tempo vale q, então cada processo recebe 1/n do tempo de CPU dividido em intervalos de tempo com q unidades de tempo. Nenhum processo esperará mais do que (n-1)q unidades de tempo.
O temporizador gera uma interrupção a cada quantum para escalonar o próximo processo
Desempenho
q grande FIFO
q pequeno s q não for grande com relação ao tempo de troca de contexto, então a sobrecarga é muito alta
Ex: 5 processos, quantum = 20 ms-Cada processo recebe 20 ms de CPU a cada 5*20=100 ms
5.28 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Quantum e troca de contexto
5.29 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Variação do tempo de turnaround médio de acordo com o quantum
80% das rajadas de CPU devem ser menores que q
5.30 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Filas Multiníveis
Fila de prontos é particionada em diferentes filas. Ex:
foreground (processos interativos)
background (processos em batch)
Processos permanentemente em uma dada fila
Cada fila tem o seu próprio algoritmo de escalonamento:
Ex:
foreground – RR
background – FCFS
O escalonamento precisa ser realizado entre filas:
Escalonamento com prioridade fixa
Ex: Servir a todos os processos de foreground antes de servir os processos de background (Possibilidade de inanição).
Porção de tempo – cada fila obtém uma certa quantidade de tempo de CPU
Exemplo: 80% para foreground em RR e 20% para background em FCFS
5.31 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento em filas multiníveis
5.32 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Filas multiníveis com realimentação
Um processo pode ser movido entre várias filas
Envelhecimento pode ser implementado dessa forma
Parâmetros do escalonador:
Número de filas
Algoritmo de escalonamento de cada fila
Método para determinar o processo de escalonamento entre filas
Método para rebaixar um processo
Método para determinar a qual fila pertence um novo processo
5.33 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Exemplo de Filas multiníveis com realimentação
Três filas:
Q0 – RR com quantum de 8 ms
Q1 – RR com quantum de 16 ms
Q2 – FCFS
Escalonamento
Rebaixamento de jobs
Novos jobs na fila Q0
– Quando o processo chega a CPU, pode ser processado por no máximo 8 ms
– Se precisar de mais tempo de CPU, o job é movido para a fila Q1
Na fila Q1 , o job recebe um máximo de 16 ms de tempo de CPU
– Se não for suficiente para terminar ou fazer um pedido de I/O, ele é posto em Q2
Entre filas: Q2 só é acessada quando não existem jobs em Q1, que por sua vez só é acessada quando não existem jobs em Q0
5.34 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Filas multiníveis com realimentação
Sujeito a inanição!
5.35 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento de Threads
Distinção entre threads de nível de usuário e de nível de kernel
Usuário – gerenciados por biblioteca, sem interferência do kernel
Biblioteca mapeia os threads de usuário em processos leves
Kernel – gerenciados pelo kernel
5.36 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Relembrando... Modelos multithreads
5.37 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento de Threads
Distinção entre threads de nível de usuário e de nível de kernel
Usuário – gerenciados por biblioteca, sem interferência do kernel
Biblioteca mapeia os threads de usuário em processos leves
Kernel – gerenciados pelo kernel
Quando o sistema tem suporte a thread, threads são escalonados e não processos
Cada processo é mapeado em um ou mais threads
5.38 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Relembrando....Processos e Threads
5.39 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento com múltiplos processadores
Escalonamento de CPU é mais complexo quando múltiplas CPUs estão em uso
Multiprocessadores
Homogêneos
Todos os processadores tem capacidades iguais
Heterogêneos
Multiprocessamento
Assimétrico
Simples
– Um processador (mestre) cuida do escalonamento, processamento de I/O e outras atividades do sistema
– Demais processadores executam código de usuários
Simétrico
Cada processador cuida do seu próprio escalonamento
Fila de prontos pode ser única ou por processador
Usado em praticamente
todos os sistemas
operacionais
5.40 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento com múltiplos processadores
Afinidade do processador
Processo tem afinidade com o seu processador corrente
Leve
– Processo tende a ficar no mesmo processador, mas eventualmente pode ser trocado
Forte
– Processo especifica que não deve migrar para outros processadores
Melhora a eficiência no uso do cache do processador
5.41 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Exemplos de Sistemas Operacionais
Escalonamento no Solaris
Escalonamento no Linux
5.42 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Solaris
Escalonamento baseado em prioridade
Seis classes
Tempo compartilhado (padrão)
Interativo
Tempo real
Sistema
Compartilhamento justo
Prioridade fixa
Um thread só pode pertencer a uma classe de cada vez
Cada classe tem seu próprio algoritmo de escalonamento
A classe tempo compartilhado tem uma fila de múltiplos níveis com realimentação
5.43 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Tabela de despacho para classes padrão e interativa
Alta prioridade
Próxima prioridade
se quantum de tempo chegar ao
fim
Próxima prioridade
de processos que foram suspensos antes de usarem todo o
quantum (ex: pedido
de I/O)
Baixa prioridade
5.44 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento do Solaris
Escalonamento entre filas
Escalonador converte prioridades específicas de cada classe em uma prioridade global por thread
O thread com a maior prioridade é o próximo a ser executado
Threads com mesma prioridade são escolhidos via RR
Thread executa até que:
Seja bloqueado
Use a sua fatia de tempo
Seja movido por preempção por um thread de maior prioridade
5.45 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento do Solaris
5.46 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento do Linux
Escalonador é executado em tempo constante, independente da carga do sistema Melhora com relação à versão original, herdada do Unix
Preemptivo Baseado em prioridade
Duas classes Tempo compartilhado e tempo real
Quanto menor o valor, maior a prioridade Jobs com prioridade maior ganham maior fatia de tempo
Diferentemente do Solaris
5.47 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Prioridades e tamanho da fatia de tempo
5.48 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento do Linux
Tarefas organizadas em fila de execução (uma por processador) Organizadas em dois arrays com prioridade (ativo, expirado)
Uma tarefa pode executar enquanto tiver tempo disponível em sua fatia
Ao terminar de usar sua fatia de tempo, a tarefa não pode ser executada até que todas as outras tenham expirado o seu tempo Movida do array de ativos para array de expirados
Quando o array de ativos fica vazio, os arrays são trocados
5.49 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Arrays de ativos e expirados
5.50 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Escalonamento do Linux
Escalonamento de tempo real de acordo com o POSIX.1b
Tarefas de tempo real tem prioridade estática
Demais tarefas com prioridade dinâmica
Escalonador favorece tarefas interativas
Tarefas interativas tem muito I/O e, consequentemente, grande tempo de suspensão
Atualização de prioridade feita com base no tempo de suspensão (de -5 a +5)
– Tempos de suspensão maiores levam a reduções maiores no valor da prioridade (aumento da prioridade) – Processos limitados por I/O
– Tempos de suspensão menores levam a aumentos maiores no valor da prioridade (redução da prioridade) – Processos limitados por CPU
A atualização da prioridade é feita quando a tarefa expira
Silberschatz, Galvin and Gagne ©2009Operating System Concepts – 8th Edition
Fim do capítulo 5