静态优先级算法

A. linux中父子进程有没有优先级问题啊

可以吧，

linux内核的三种调度方法：

1，SCHED_OTHER 分时调度策略，

2，SCHED_FIFO实时调度策略，先到先服务

3，SCHED_RR实时调度策略，时间片轮转

实时进程将得到优先调用，实时进程根据实时优先级决定调度权值，分时进程则通过nice和counter值决定权值，nice越小，counter越大，被调度的概率越大，也就是曾经使用了cpu最少的进程将会得到优先调度。

SHCED_RR和SCHED_FIFO的不同：

当采用SHCED_RR策略的进程的时间片用完，系统将重新分配时间片，并置于就绪队列尾。放在队列尾保证了所有具有相同优先级的RR任务的调度公平。

SCHED_FIFO一旦占用cpu则一直运行。一直运行直到有更高优先级任务到达或自己放弃。

如果有相同优先级的实时进程（根据优先级计算的调度权值是一样的）已经准备好，FIFO时必须等待该进程主动放弃后才可以运行这个优先级相同的任务。而RR可以让每个任务都执行一段时间。

相同点：

RR和FIFO都只用于实时任务。

创建时优先级大于0(1-99)。

按照可抢占优先级调度算法进行。

就绪态的实时任务立即抢占非实时任务。
请参考

B. linux调度算法的核心思想是什么

第一部分：实时调度算法

什么是实时系统，POSIX 1003.b作了这样的定义：是指系统可以在有限响应时间内提供所需的服务级别。较可取被定义为由Donald乔利士的的：一个实时系统的程序的逻辑正确性不仅取决于计算的准确度，而且还对结果，如果系统时间的限制不能满足将是一个系统错误发生。

基于实时系统的实时性要求的不同，可分为软实时和硬实时两种。硬实时系统是指系统必须确保，在最坏情况下的服务时间，截止日期为事件的响应时间是在任何情况下，必须满足。如航天飞船的控制是这样一个系统的现实。所有其他实时系统的特点，可以称为软实时系统。如果清除，软实时系统是那些从统计学的角度来看，一个任务（在下面的讨论中，我们将有任务和过程不作出区分），以确保系统的处理时间，可以得到事件可以处理的最后期限到来之前，违反的最后期限，并不会带来一个致命的错误，如实时多媒体系统是一种软实时系统。

一台电脑系统的CPU和其他资源进行有效的调度和管理，以提供实时操作系统的支持。的多任务的实时系统中，资源的调度和管理更复杂的。下面讨论本文将从各种实时任务调度算法的分类的角度来看，普通的Linux操作系统进程调度和各种实时Linux系统，然后研究，以支持实时特点，普通的Linux系统的改进。实时领域的一些问题，并总结了各种实时Linux的Linux操作系统，归根到底是如何解决这些问题。

CPU的实时调度算法的分类

多种实时操作系统的实时调度算法可以分为以下三类Wang99] [Gopalan01]：基于优先级调度算法（优先级驱动调度PD），基于在共享的CPU使用率调度算法（分享驱动调度SD）的比例，以及基于时间的进程调度算法（时间驱动调度TD），下面这三种调度算法逐一介绍。

1.1

/>基于优先级的调度算法，基于优先级的调度算法，每个进程被分配一个优先级，每次的进程调度程序，调度程序总是具有最高的调度优先级的任务执行。根据不同的优先级分配方法，基于优先级的调度算法可以分为以下两种类型的Krishna01] [Wang99]：静态优先级调度算法

该算法得到这些系统中运行的所有进程都静态分配一个优先级。静态优先级分配的属性的应用程序，如任务循环中的用户优先级，或其他预先确定的政策。 RM（速率单调）的调度算法是一个典型的静态优先级的调度算法，根据执行的任务的调度优先级的周期的长度确定，那些具有小的执行周期的任务的优先级较高。

动态优先级调度算法：

该算法基于任务的资源需求动态地分配任务的优先级，资源分配和调度的目的更大的灵活性。非实时系统，这种算法有很多，如短作业优先级调度算法。任务的实时调度算法，EDF算法是使用最广泛的动态优先级调度算法，该算法根据他们的截止日期（截止日期）分配优先级的就绪队列中的每个任务，最近期限具有最高的优先级。

1.2

基于优先级调度算法的调度算法是简单而有效的，但这种算法的基础上按比例份额是一个硬实时调度，许多的情况下，不适合使用此算法：例如，软实时应用，如实时多媒体会议系统。对于软实时应用程序，共享资源调度算法（SD算法）的比例使用是更合适的。

比例共享调度算法是指对CPU使用率的比例共享调度算法，其基本思路是按照一定的权重（比率），需要一组调度安排任务，以使它们的权重成比例的执行时间。

要实现比例共享调度算法[Nieh01]有两种方法：第一种方法是调整的准备过程中出现的调度队列队第一频率，并安排一线队的过程中，执行第二种方法是连续调度进程就绪队列中投产，但根据调整分配一个进程的运行时间片分配的权重。

比例共享调度算法可以分为以下类别：循环赛，公平份额，公平排队，的彩票调度方法，（彩票）。

比例共享调度算法的一个问题是，它并没有定义任何优先的概念，所有的任务都根据其应用的CPU资源的比例共享系统过载时，执行的所有任务将较慢比例。因此，为了确保该系统的实时过程中获得一定量的CPU处理时间，一般采用的是动态权重的调整过程。

1.3。基于时间进程调度算法的调度算法

对于那些具有稳定，简单的系统已知输入，您可以使用时间驱动（驱动时间时间：TD）数据处理，它可以提供一个良好的预测。这种调度算法本质上是一个设计定型的离线静态调度方法。在系统的设计阶段，所有处理的情况下，在明确的制度，每个任务切换的开始和结束的时间提前做出了明确的安排和设计。该算法是适用于小型嵌入式系统，自动化控制系统，传感器和其他应用环境。

该算法的优势是良好的可预测性任务的执行，但最大的缺点是缺乏灵活性，而且会有一个任务需要执行，而CPU保持空闲。

一般的Linux系统CPU调度

一般的Linux系统支持实时和非实时两种进程，实时进程与普通进程方面具有绝对的优先权。相应地，实时进程调度策略SCHED_FIFO或SCHED_RR，普通进程SCHED_OTHER调度策略。

每个任务调度算法的实现在Linux四种调度参数，它们是rt_priority优先政策（尼斯），计数器。调度进程调度的基础上，这四个参数。

SCHED_OTHER调度策略，调度程序总是会选择优先级+计数器的值进程调度的执行。从逻辑分析存在SCHED_OTHER调度策略调度处理来执行，其特征在于，所述优先级是一个固定的调度周期（历元），在每个调度周期内的过程中的优先级，计数器的值的大小的影响这一刻已经确定变量值的过程中被创建时，它代表了进程的优先级，也代表数量的时间片，通过该方法可以得到在每个调度周期内，计数器是一个动态值，它反映了当前调度周期的过程中，剩余的时间片。在每个调度周期的开始，分配给优先级值计数器，那么每一次进程被调度运行计数器的值？减少。当计数器的值是零，这个过程已经运行的时间片调度期内，不再参与调度周期进程调度。当所有的进程都用完了时间片调度期结束，然后一遍又一遍。此外，可以看出在Linux系统中的调度周期是不固定的，它的量是动态变化的，例如，在运行的进程的数目和它们的优先级值？可以影响一个划时代的长度。有一点值得注意的是，在2.4内核中，首要任务是不错的替换两个类似的作用。

按比例分担的调度策略调度策略SCHED_OTHER可见的性质，它的这种设计方法，以确保进程调度的公平性 - 一个低优先级进程，在每个时代也将得到他们的份额那些CPU的执行时间，此外，它也提供了不同的进程的优先级，进程执行时间可以得到更多的具有高优先级值。

对于实时的过程中，他们使用基于实时优先级rt_priority的优先级调度策略，但相同的实时优先级的进程调度方法是根据不同的调度策略，

BR /> SCHED_FIFO：不同的进程，根据静态优先级排队，然后在相同的优先级队列，先准备好运行的第一谁调度和运行的进程不会被终止，直到发生以下情况：1。高优先级的进程篡夺了CPU;自己的资源请求受阻;自己主动放弃CPU（呼叫SCHED_YIELD）;

SCHED_RR是这样的：这个调度策略SCHED_FIFO与上述完全相同，除了时间片分配给每个进程，正在实施的过程中，给执行时间片，时间片的长度可以通过sched_rr_get_interval调用

由于Linux系统本身是一个桌面导向的系统，因此，它是用于在实时应用中的一些问题：/> /> Linux系统调度单位是10ms，所以它不能提供精确的定时中断; p>当一个进程调用系统调用进入内核模式运行，它不能被抢占;

Linux内核实现大量采用了封闭中断操作损失;

由于使用虚拟内存技术，当发生页面错误时，从硬盘中读取的数据交换的需要，但硬盘读取和写入的存储位置的随机性，将导致随机读取和写入时间，这在某些情况下，会影响实时任务期限;

虽然Linux的进程调度器还支持实时优先级，但由于缺乏有效的实时任务调度机制和调度算法;其网络子协议处理和其它设备的中断处理，调度伴有相应的过程和自己的有没有明确的调度机制;

各种实时Linux系统
Home>的的

3.1 RT-Linux和RTAI

RT-Linux是新墨西哥大学的研究（新墨西哥州技术学院）[RTLinuxWeb] [Barabanov97。其基本思路是，在Linux系统上的硬实时支持，它实现了一个微内核实时操作系统（也被称为RT-Linux的实时子系统），而普通的Linux系统作为一个低优先级任务在操作系统中运行。在正常的Linux系统的另一个任务可以沟通，通过FIFO和实时任务。 RT-Linux的框架如图1所示：

图1 RT-Linux的结构

RT-Linux的关键技术是软件模拟硬件中断控制器。当Linux系统不时阻止CPU中断，实时定量RT-Linux的子系统的请求拦截，爱不释手，而事实上并没有真正阻止硬件中断，从而避免了由于中断造成的封由系统在一段时间内没有响应，从而在改进的实时。当传递给Linux内核的RT-Linux的一个硬件中断到达截取的中断，并确定是否有一个实时子系统中断例程来处理或处理。此外，的最小定时的精度在正常的Linux系统是确定系统的实时时钟的频率，Linux的系统时钟被设置到时钟中断每秒100，所以在Linux的系统定时的精度10毫秒，即时钟周期10ms时，RT-Linux的实时时钟设置为单触发状态，可以提供更多的十几微秒调度粒度。

RT-Linux实时子系统的任务调度优先级驱动算法，RM，EDF等，也可用于其他调度算法。

RT-Linux的专有系统，重型工作，的确是一个不错的选择，但他只提供了CPU资源的调度和实时系统和Linux系统的关系不是非常密切，因此开发人员可以充分利用已在Linux系统中，如协议栈实现的功能。 RT-Linux的工业控制等实时任务简单和硬实时要求的环境，但大量的工作需要做，如果你想应用的多媒体处理。

意大利实时应用程序接口（RTAI）来自RT-Linux的，它是在设计和RT-Linux的思想相同。这是原来的设计中，为了解决问题，RT-Linux的不同版本的Linux之间很难很难移植，RTAI在Linux上定义的实时硬件抽象层，这个抽象层接口提供实时任务Linux系统的相互作用，这可以增加一点可以Linux内核源代码到Linux内核的实时支持。

3.2。 KURT-Linux的

KURT-Linux的堪萨斯大学开发的，它可以提供实时微秒精度[KurtWeb] [斯里尼瓦桑]。与RT-Linux的单独实现一个实时内核，KURT-Linux是常用的Linux系统的基础上实现的，这也是第一个基于Linux的实时系统可以使用普通的Linux系统调用。

KURT-Linux系统分为三种状态：正常状态，实时状态和混合状态，在正常状态下，它使用普通的Linux实时运行状态实时调度策略任务，实时和非实时任务的混合状态，可以执行实时状态可以被用来为实时的要求更加严格。

为了提高Linux系统的实时特性，有必要提高精度的时钟系统的支持。但是，如果只是简单地增加时钟频率将导致调度负载的增加，从而严重降低系统的性能。为了解决这个矛盾，KURT-Linux中使用的时钟精度的方法[UTIMEWeb]提高Linux系统UTIME，时钟芯片设置为单次触发状态（单拍模式），也就是每个时钟芯片设置超时，然后再次超时事件发生时，在时钟中断的处理程序所需的时钟芯片设置一个超时。其基本思想是一个精确的时间意味着我们需要的时钟中断发生时，我们需要一个更精确的时间，以达到这样的精度，但并不一定需要系统时钟频率。它采用了CPU时钟计数器时间戳计数器（TSC）提供准确的CPU频率精度的时间。

KURT-Linux的实时任务调度，使用静态CPU的实时调度算法，基于时间（TD）。实时任务需要实时事件发生在设计阶段就必须清楚列明。该算法可以实现更好的调度任务，对于那些谁周期。

KURT-Linux的相RT-Linux的优势之一是，你可以使用系统调用的Linux系统，它最初是专为硬实时支持，但因为它是简单的实现将使用一个简单的时间驱动调度取代Linux的调度，实时进程调度的影响等非实时任务，在某些情况下会发生实时任务的截止日期是脆弱的不符合的，也被称为严格的实时系统（快地实时）。基于KURT-Linux的应用程序：艺术（ATM参考交通系统），多媒体播放软件。 KURT-Linux的另一种方法，需要频繁的时钟芯片编程。

3.3。 RED-Linux的

RED-Linux是加州大学尔湾，实时Linux系统的发展[REDWeb] [Wang99]，它将支持实时调度和Linux实现相同的操作系统内核。它支持三种类型的调度算法，即：时间驱动优先Dirven，分享驱动。

为了提高系统的调度粒度，RED-Linux的学习RT-Linux的软件模拟中断的管理机制，并增加频率的时钟中断。 RED-Linux的中断仿真程序只是简单地中断会在队列中排队一个硬件中断到来时，并没有进行实际的中断处理程序。

另外，为了解决Linux的内核模式的过程中不能被中断，RED-Linux的插入Linux内核抢占点原语的众多功能，使这一进程在内核模式下，也在一定程度上被抢占。通过这种方法提高了内核的实时特性。

RED-Linux的设计目标是提供常规调度框架可以支持多种调度算法，系统为每个任务增加几个属性，进程调度的基础上：

优先级：作业的优先级;

开始时间：工作的开始时间;

完成时间：工作的结束时间; BR p>预算：资源的数量在操作过程中要使用的工作;

调整值？这些属性和调度根据什么优先使用的这些属性值几乎所有的调度算法。在这种情况下，三种不同的调度算法无缝地一起耦合到一个统一的。

C. 作业调度算法的优先级法

优先级算法（Priority Scheling）是多级队列算法的改进，平衡各进程对响应时间的要求。适用于作业调度和进程调度，可分成抢先式和非抢先式。 作业调度中的静态优先级大多按以下原则确定：
由用户自己根据作业的紧急程度输入一个适当的优先级。
由系统或操作员根据作业类型指定优先级。
系统根据作业要求资源情况确定优先级。
进程的静态优先级的确定原则：
按进程的类型给予不同的优先级。
将作业的情态优先级作为它所属进程的优先级。 进程的动态优先级一般根据以下原则确定：
根据进程占用有CPU时间的长短来决定。
根据就绪进程等待CPU的时间长短来决定。

D. 以下五个作业，fcfs sjf hrrn三种调度算法平均周转时间，高响应比怎么算

作业调度算法 .

1. 先来先服务（FCFS, First Come First Serve）是最简单的调度算法，按先后顺序进行调度。

定义：

按照作业提交或进程变为就绪状态的先后次序，分派CPU；

当前作业或进程占用CPU，直到执行完或阻塞，才出让CPU（非抢占方式）。

在作业或进程唤醒后（如I/O完成），并不立即恢复执行，通常等到当前作业或进程出让CPU。

适用场景：

比较有利于长作业，而不利于短作业。因为长作业会长时间占据处理机。

有利于CPU繁忙的作业，而不利于I/O繁忙的作业。

算法实现原理图：

2. 轮转法(Round Robin)

轮转法是让每个进程在就绪队列中的等待时间与享受服务的时间成正比例。

定义：

将系统中所有的就绪进程按照FCFS原则，排成一个队列。

每次调度时将CPU分派给队首进程，让其执行一个时间片。时间片的长度从几个ms到几百ms。

在一个时间片结束时，发生时钟中断。

调度程序据此暂停当前进程的执行，将其送到就绪队列的末尾，并通过上下文切换执行当前的队首进程。

进程可以未使用完一个时间片，就出让CPU（如阻塞）。

时间片长度的确定：

时间片长度变化的影响

过长－>退化为FCFS算法，进程在一个时间片内都执行完，响应时间长。

过短－>用户的一次请求需要多个时间片才能处理完，上下文切换次数增加，响应时间长。

对响应时间的要求：T(响应时间)=N(进程数目)*q(时间片)

就绪进程的数目：数目越多，时间片越小

系统的处理能力：应当使用户输入通常在一个时间片内能处理完，否则使响应时间，平均周转时间和平均带权周转时间延长。

算法实现原理图：

3. 多级反馈队列算法(Round Robin with Multiple Feedback)

多级反馈队列算法是轮转算法和优先级算法的综合和发展。

定义：

设置多个就绪队列，分别赋予不同的优先级，如逐级降低，队列1的优先级最高。每个队列执行时间片的长度也不同，规定优先级越低则时间片越长，如逐级加倍。

新进程进入内存后，先投入队列1的末尾，按FCFS算法调度；若按队列1一个时间片未能执行完，则降低投入到队列2的末尾，同样按FCFS算法调度；如此下去，降低到最后的队列，则按“时间片轮转”算法调度直到完成。

仅当较高优先级的队列为空，才调度较低优先级的队列中的进程执行。如果进程执行时有新进程进入较高优先级的队列，则抢先执行新进程，并把被抢先的进程投入原队列的末尾。

优点：

为提高系统吞吐量和缩短平均周转时间而照顾短进程。

为获得较好的I/O设备利用率和缩短响应时间而照顾I/O型进程。

不必估计进程的执行时间，动态调节

几点说明：

I/O型进程：让其进入最高优先级队列，以及时响应I/O交互。通常执行一个小时间片，要求可处理完一次I/O请求的数据，然后转入到阻塞队列。

计算型进程：每次都执行完时间片，进入更低级队列。最终采用最大时间片来执行，减少调度次数。

I/O次数不多，而主要是CPU处理的进程。在I/O完成后，放回优先I/O请求时离开的队列，以免每次都回到最高优先级队列后再逐次下降。

为适应一个进程在不同时间段的运行特点，I/O完成时，提高优先级；时间片用完时，降低优先级。

算法实现原理图：

4. 优先级法（Priority Scheling）

优先级算法是多级队列算法的改进，平衡各进程对响应时间的要求。适用于作业调度和进程调度，可分成抢先式和非抢先式。

静态优先级：

作业调度中的静态优先级大多按以下原则确定：

由用户自己根据作业的紧急程度输入一个适当的优先级。

由系统或操作员根据作业类型指定优先级。

系统根据作业要求资源情况确定优先级。

进程的静态优先级的确定原则：

按进程的类型给予不同的优先级。

将作业的情态优先级作为它所属进程的优先级。

动态优先级：

进程的动态优先级一般根据以下原则确定：

根据进程占用有CPU时间的长短来决定。

根据就绪进程等待CPU的时间长短来决定。

5．短作业优先法（SJF, Shortest Job First）

短作业优先又称为“短进程优先”SPN(Shortest Process Next)；这是对FCFS算法的改进，其目标是减少平均周转时间。

定义：

对预计执行时间短的作业（进程）优先分派处理机。通常后来的短作业不抢先正在执行的作业。

SJF的特点：

(1) 优点：

比FCFS改善平均周转时间和平均带权周转时间，缩短作业的等待时间；

提高系统的吞吐量；

(2) 缺点：

对长作业非常不利，可能长时间得不到执行；

未能依据作业的紧迫程度来划分执行的优先级；

难以准确估计作业（进程）的执行时间，从而影响调度性能。

SJF的变型：

“最短剩余时间优先”SRT(Shortest Remaining Time)（允许比当前进程剩余时间更短的进程来抢占）

“最高响应比优先”HRRN(Highest Response Ratio Next)（响应比R = (等待时间 + 要求执行时间) / 要求执行时间，是FCFS和SJF的折衷）

6. 最高响应比优先法(HRN，Highest Response_ratio Next)

最高响应比优先法是对FCFS方式和SJF方式的一种综合平衡。FCFS方式只考虑每个作业的等待时间而未考虑执行时间的长短，而SJF方式只考虑执行时间而未考虑等待时间的长短。因此，这两种调度算法在某些极端情况下会带来某些不便。HRN调度策略同时考虑每个作业的等待时间长短和估计需要的执行时间长短，从中选出响应比最高的作业投入执行。

响应比R定义如下： R =(W+T)/T = 1+W/T

其中T为该作业估计需要的执行时间，W为作业在后备状态队列中的等待时间。每当要进行作业调度时，系统计算每个作业的响应比，选择其中R最大者投入执行。这样，即使是长作业，随着它等待时间的增加，W / T也就随着增加，也就有机会获得调度执行。这种算法是介于FCFS和SJF之间的一种折中算法。由于长作业也有机会投入运行，在同一时间内处理的作业数显然要少于SJF法，从而采用HRN方式时其吞吐量将小于采用SJF 法时的吞吐量。另外，由于每次调度前要计算响应比，系统开销也要相应增加。

E. rms是什么意思

RMS是单调速率调度算法。

RMS（单调速率调度算法）是一种静态优先级调度算法，是经典的周期性任务调度算法。RMS的基本思路是任务的优先级与它的周期表现为单调函数的关系，任务的周期越短，优先级越高；任务的周期越长，优先级越低。

如果存在一种基于静态优先级的调度顺序，使得每个任务都能在其期限时间内完成，那么RMS算法总能找到这样的一种可行的统调度方案。

定理：

1、一个任务的临界时间就是比这个任务优先级高的所有任务同时发出请求的时刻。

2、如果一个任务集能够被静态调度，那么RMS算法就能够调度这个任务集。从这个意义上说，RMS是最优的静态调度算法。

F. 静态路由优先级顺序

实际的应用中，路由器选择路由协议的依据就是路由优先级。给不同的路由协议赋予不同的路由优先级，数值小的优先级高。当有到达同一个目的地址的多条路由时，可以根据优先级的大小，选择其中一个优先级数值最小的作为最优路由，并将这条路由写进路由表中。

赋值原则

路由优先级赋值原则为：

• 直连路由具有最高优先级。

• 人工设置的路由条目优先级高于动态学习到的路由条目。

• 度量值算法复杂的路由协议优先级高于度量值算法简单的路由协议。

例如，在思科设备中OSPF路由协议和RIP路由协议都发现了一条去往同一个目的地的路由，因为OSPF的优先级110比RIP的优先级120高，路由器将会优先选择由OSPF协议发现的路由，并将其放入路由表中。但在华为设备中，OSPF和RIP优先级赋值和思科的不同。

需要注意的是，不同厂商之间的定义可能不太一样，但是各种路由协议的优先级都可由用户通过特定的命令手工进行修改（直连路由的优先级一般不能修改）。

G. 静态抢占式优先级调度算法是如何进行的

按照优先级值的大小进行调度，选择优先级值大的作业优先调度。抢占式是指如果进入的作业的优先级数大于当前正在执行的作业的优先级数，就执行进入的作业，抢占了当前正在执行的作业的资源。
按照到达时间将作业放入就绪队列，当前作业执行过程中有作业进入，根据作业的优先级值进行判断，如果进入的作业的优先级值小于或等于当前执行的作业的优先级值，继续执行当前作业；如果进入的作业的优先级值大于当前执行的作业的优先级值，将资源给进入的作业，当前的作业就放入就绪队列队尾，此时还需要的服务时间为原服务时间-进入的作业的到达时间。之后，每到达一个作业就与当前执行的作业进行优先级值比较，优先级值大的优先执行。当当前执行的作业执行结束后，比较就绪队列中的作业的优先级值，优先级值大的优先执行。如此执行，直到就绪队列为空，结束调度。