Proses
  
Növbəti CPU burst-in növbədə

Proses
|
Növbəti CPU burst-in növbədə
əmələ gəlmə vaxtı
|
Vaxt müddəti
|
p0
|
0
|
6
|
p1
|
2
|
2
|
p2
|
6
|
7
|
p3
|
0
|
5
|
Vaxtın başlanğıc anında “hazır olma” vəziyyətində p0 və p3 kimi yalnız 2 proses yerləşmişlər. Növbəti CPU burst-in az vaxtı p3 prosesindədir, buna görə də o, icra olunmaq üçün seçilmişdir (cədvəl 3.7). 2 vahid vaxt keçdikdən sonra, sistemə p1 prosesi daxil olur. Onun CPU burst vaxtı “icra olunma” vəziyətindən çıxarılıb və “hazır olma” vəziyyətinə sıxışdırılan p3 prosesinin CPU burst qalığından kiçikdir.
Cədvəl 3.7
|
Vaxt
|
1
|
2
|
3
|
4
|
5
|
6
|
7
|
8
|
9
|
10
|
11
|
12
|
13
|
14
|
15
|
16
|
17
|
18
|
19
|
20
|
p0
|
H
|
H
|
H
|
H
|
H
|
H
|
H
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
|
|
|
|
|
|
|
p1
|
|
|
İ
|
İ
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
p2
|
|
|
|
|
|
|
H
|
H
|
H
|
H
|
H
|
H
|
H
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
p3
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
İ
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Daha 2 vahid vaxtdan sonra p1 prosesi bitir və icra olunmaq üçün yenidən p3 prosesi seçilir. t=6 vaxt anında icra olunmaq üçün hazır olan proseslər növbəsində p2 prosesi əmələ gəlir, amma işləmək üçün ona 7 vaxt vahidi lazım olacaq, p3 prosesi üçün isə cəmisi 1 vaxt vahidi işləmək qalmış olduğuna görə, prosessor icra vəziyyətində qalacaqdır. Onun bitməsindən sonra t=7 vaxt anında növbədə p0 və p2 prosesləri yerləşirlər, onlardan p0 prosesi seçilir. Həhayət, sonuncu olaraq, p2 prosesi yerinə yetirilmək imkanı əldə edəcəkdir.
SJF alqoritminin həyata keçirilməsində əsas mürək-kəblik, icra olunan proseslər üçün növbəti CPU burst vaxt müddəti barəsində dəqiq biliyinin olmaması təşkil edir. Paket sistemlərində yerinə yetirilmək üçün tapşırığa lazım olan prosessor vaxtının miqdarını tapşırığı formalaşdıran zaman istifadəçi verir. Uzun müddətli SJF-planlaşdırmanın həyata keçirilməsi üçün biz bu kəmiyyəti götürə bilərik. Əgər istifadəçi ona lazım olandan daha çox vaxt göstərmiş olarsa, o, nəticəni daha uzun müddət gözləməli olacaqdır, çünki, tapşırıq sistemə gec yüklənmiş olacaqdır. Əgərsə, o, daha az vaxt miqdarını göstərərsə, o zaman məsələ axıra qədər həll olunmayacaqdır. Beləliklə, paket sistemlərində prosessordan istifadə vaxtının qiymətləndirmə məsələsinin həlli istifadəçinin boynuna düşür.
. Zəmanətli planlaşdırma
Hesablama sistemində N istifadəçilər interaktiv işlə-dikdə, elə bir planlaşdırma alqoritmini tətbiq etmək olar ki, o, zəmanət versin ki, istifadəçilərdən hər biri öz sərəncamında prosessor vaxtının 1/N hissəsini əldə edəcəkdir. Bütün istifadəçiləri 1-dən N-ə qədər nömrələyik. I nömrəli hər bir istifadəçi üçün iki kəmiyyət daxil edək: Ti – sistemdə istifadəçinin olma vaxtıdır, digər sözlərlə, onun maşınla ünsiyyətdə olduğu seansın uzunluğudur və Tj– seans müddətində onun bütün proseslərinə artıq ayrılmış prossesor vaxtının cəmidir. İstifadəçi üçün prosessor vaxtının Ti/N hissəsinin əldə edilməsi yaxşı olardı. Əgər
Ti << Ti/N
olarsa, onda i-ci istifadəçi prosessor vaxtından narazı qalacaqdır. Əgərsə
Ti >> Ti/N
olarsa, o zaman aşkar şəkildə, sistem, nömrəsi i olan istifadəçi tərəfdə olacaqdır. Hər bir istifadəçinin prosesləri üçün ədalət əmsalını hesablayaq
Ti N /Ti
Və növbəti kvant vaxtını hazır prosesə bu münasibətin ən kiçik qiyməti ilə təqdim edək. Təklif olunan alqoritm zəmanətli planlaşdırma adlanır. Bu alqoritmin mənfi cəhəti odur ki, burada istifadəçilər davranışını qabaqcadan bilmək mümkün olmur. Əgər hər hansı bir istifadəçi seansa ara vermədən, bir iki saat nahara və ya yatmağa getmiş olsa, o zaman o, geri qayıdanda onun prosesləri əsassız olaraq, çox prosessor vaxtını əldə etmiş olacaqlar.
Üstünlüyüə görə planlaşdırma
SJF və zəmanətli planlaşdırma alqoritmləri üstünlük planlaşdırmanın xüsusi halını təşkil edirlər. Üstünlük planlaş-dırmada hər bir prosesə müəyyən ədəd qiyməti-üstünlük mənimsədilir və ona uyğun olaraq, onun üçün prosessor ayrılır. Eyni üstünlyə malik olan proseslər FCFS qaydasında planlaş-dırılırlar. SJF alqoritmi üçün bu cür üstünlük kimi növbəti CPU burst vaxt müddətinin qiymətləndirilməsi çıxış edir. Bu qiy-mətləndirmə nə qədər kiçik olarsa, o qədər böyük üstünlüyə proses malik olur. Zəmanətli planlaşdırma alqoritmində üstünlük kimi hesablanmış ədalət əmsalından istifadə olunur. O, nə qədər kiçik olarsa, o qədər böyük üstünlük prosesdə olacaqdır.
Proseslər üstünlüklərinin təyin olunma alqoritmləri həm, hesablama sistemi daxilində baş verənlərlə əlaqəli olan daxili parametrlərə, həm də, ona görə xarici olan parametrlərə söykənə bilərlər. Daxili parametrlərə prosesin aşağıda göstərilmiş müxtəlif miqdar və keyfiyyət xarakteristikaları aid edilə bilərlər: prosessordan istifadə olunmanın vaxta görə məhdudiyyətləri, yaddaşın ölçüsünə olan tələblər, açıq faylların və istifadə olunan giriş-çıxış qurğularının sayı, giriş-çıxış burst-ləri orta vaxt müddətinin CPU burst-ə olan nisbəti və i.a. SJF və zəmanətli planlaşdırma alqoritmləri daxili parametrlərdən istifadə edirlər. Xarici parametrlər kimi hər hansı bir məqsəd-lərə nail olmaq üçün prosesin vacibliyi, ödənilmiş prosessor vaxtının dəyəri və digər siyasi amillər çıxış edə bilərlər. Yüksək xarici üstünlük lektoriyada çıxış edən mühazirəçi məsələsinə və ya bir saat işə görə 100 dollar ödəyən şəxsə verilə bilər.
Üstünlüklərdən istifadə etməklə, planlaşdırma həm sıxışdırılıb çıxarılan, həm də sıxışdırılıb çıxarılmayan kimi ola bilər. Sıxışdırılıb çıxarılan planlaşdırmada hazır proseslər növbəsində daha yüksək üstünlüyə malik olan proses daha aşağı səviyyəli icra olunan prosesi sıxışdırır. Sıxışdırılıb çıxarılmayan planlaşdırma halında o, sadəcə olaraq, hazır proseslər növbəsinin başlanğıcına qoyulur.
İndi də üstünlük planlaşdırmanın müxtəlif rejimlərindən istifadə olunmaya aid misalları nəzərdən keçirək.
Tutaq ki, “hazır olma” vəziyyətində olan proseslər növbəsinə, SJF sıxışdırılıb çıxarılan alqoritm üçün misaldakı kimi həmin proseslər daxil olurlar və onlara əlavə olaraq, üstünlüklər də mənimsədilmişdir (cədvəl 3.8).
|