{"id":32730,"date":"2019-10-31T21:48:36","date_gmt":"2019-10-31T18:48:36","guid":{"rendered":"https:\/\/prohoster.info\/blog\/operating-systems-three-easy-pieces-part-5-planirovanie-multi-level-feedback-queue-perevod\/"},"modified":"2021-02-08T11:40:35","modified_gmt":"2021-02-08T09:40:35","slug":"operating-systems-three-easy-pieces-part-5-planirovanie-multi-level-feedback-queue-perevod","status":"publish","type":"post","link":"https:\/\/prohoster.info\/it\/blog\/administrirovanie\/operating-systems-three-easy-pieces-part-5-planirovanie-multi-level-feedback-queue-perevod","title":{"rendered":"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)","gt_translate_keys":[{"key":"rendered","format":"text"}]},"content":{"rendered":"<h1>Introduzione ai sistemi operativi<\/h1>\n<p>Ciao, Habr! Vorrei presentarvi una serie di articoli di traduzione su una letteratura che trovo interessante \u2014 OSTEP. In questo materiale vengono esaminati in profondit\u00e0 i funzionamenti dei sistemi operativi Unix-like, in particolare \u2014 il lavoro con i processi, diversi scheduler, memoria e altri componenti simili che costituiscono un moderno sistema operativo. Potete vedere l'originale di tutti i materiali qui <noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"http:\/\/pages.cs.wisc.edu\/~remzi\/OSTEP\/\">qui<\/a><\/noindex>. Si prega di considerare che la traduzione \u00e8 stata eseguita non professionalmente (abbastanza liberamente), ma spero di aver mantenuto il significato generale.<\/p>\n<p>I lavori di laboratorio su questo argomento possono essere trovati qui:<\/p>\n<ul>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"http:\/\/pages.cs.wisc.edu\/~remzi\/OSTEP\/Homework\/homework.html\">originale<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/github.com\/remzi-arpacidusseau\/ostep-code\">originale<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/github.com\/bykvaadm\/OS\/tree\/master\/ostep\">la mia adattazione personale<\/a><\/noindex><\/li>\n<\/ul>\n<p>Altre parti:<\/p>\n<ul>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/habr.com\/en\/post\/446340\/\">Parte 1: Intro<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/habr.com\/en\/post\/446866\/\">Parte 2: Astrazione: processo<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/habr.com\/en\/post\/447182\/\">Parte 3: Introduzione all'API dei processi<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/habr.com\/en\/post\/449026\/\">Parte 4: Introduzione allo scheduler<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/habr.com\/en\/post\/450116\/\">Parte 5: Scheduler MLFQ<\/a><\/noindex><\/li>\n<\/ul>\n<p>E potete anche dare un'occhiata al mio canale su <noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/t.me\/bykvaadm\">telegram<\/a><\/noindex> =)<br \/>\n<noindex><a rel=\"nofollow\" name=\"habracut\"><\/a><\/noindex><\/p>\n<h2>Pianificazione: Coda di Feedback Multi-Livello<\/h2>\n<p>In questa lezione parleremo dei problemi nello sviluppo di uno dei pi\u00f9 noti approcci alla<br \/>\npianificazione, chiamato <b>Coda di Feedback Multi-Livello<\/b> (MLFQ). Per la prima volta, lo scheduler MLFQ \u00e8 stato descritto nel 1962 da Fernando J. Corbat\u00f3 nel sistema chiamato<br \/>\nCompatible Time-Sharing System (CTSS). Questi lavori (inclusi i successivi lavori su<br \/>\nMultics) sono stati successivamente candidati al premio Turing. Lo scheduler \u00e8 stato<br \/>\nsuccessivamente migliorato e ha acquisito una forma che pu\u00f2 essere trovata gi\u00e0 in<br \/>\nalcuni sistemi moderni.<\/p>\n<p>L'algoritmo MLFQ cerca di risolvere 2 problemi fondamentali intersecanti.<br \/>\n<b>Primo<\/b>, cerca di ottimizzare il tempo di turnaround, che come abbiamo visto nella lezione precedente, \u00e8 ottimizzato con il metodo di far partire in cima alla coda le<br \/>\ncompiti pi\u00f9 brevi. Tuttavia, il sistema operativo non sa quanto tempo impiegher\u00e0 un determinato processo, e questa \u00e8<br \/>\nuna conoscenza necessaria per gli algoritmi SJF, STCF. <b>In secondo luogo<\/b>, MLFQ cerca di<br \/>\nrendere il sistema reattivo per gli utenti (ad esempio per coloro che stanno seduti e<br \/>\nfissano lo schermo in attesa del completamento del compito) e in questo modo minimizzare il tempo<br \/>\ndi risposta. Sfortunatamente, algoritmi come RR riducono il tempo di risposta, ma hanno un effetto estremamente<br \/>\nnegativo sulla metrica del tempo di turnaround. Da qui il nostro problema: Come progettare<br \/>\nuno scheduler che soddisfi le nostre esigenze senza sapere nulla sulla<br \/>\nnatura del processo, in generale? Come potr\u00e0 uno scheduler apprendere le caratteristiche dei compiti,<br \/>\nche esegue e quindi prendere decisioni migliori sulla pianificazione?<\/p>\n<p><u>Il nodo del problema: Come pianificare l'assegnazione dei compiti senza conoscenza ideale?<br \/>\nCome sviluppare uno scheduler che minimizzi simultaneamente il tempo di risposta<br \/>\nper i compiti interattivi e riduca anche il tempo di turnaround senza una conoscenza predefinita<br \/>\ndel tempo di esecuzione del compito?<\/u><\/p>\n<p>Nota: apprendiamo dagli eventi precedenti<\/p>\n<p>La coda MLFQ \u00e8 un ottimo esempio di un sistema che apprende dagli<br \/>\neventi passati per prevedere il futuro. Approcci simili si trovano spesso nei sistemi operativi (e in molti altri settori dell'informatica, comprese le branche<br \/>\ndelle previsioni nell'hardware e gli algoritmi di caching). Approcci simili<br \/>\nprevisioni nell'hardware e algoritmi di caching). Escursioni simili<br \/>\nscattano quando i compiti hanno fasi comportamentali e sono quindi prevedibili.<br \/>\nTuttavia, con questa tecnica bisogna fare attenzione, perch\u00e9 le previsioni possono<br \/>\nrivelarsi molto facilmente errate e portare il sistema a prendere decisioni peggiori di<br \/>\nquelle che sarebbero senza alcuna conoscenza.<\/p>\n<h3>MLFQ: Regole di Base<\/h3>\n<p>Esaminiamo le regole di base dell'algoritmo MLFQ. Anche se esistono diverse<br \/>\nimplementazioni di questo algoritmo, gli approcci fondamentali sono simili.<br \/>\nNell'implementazione che stiamo considerando, in MLFQ ci saranno diverse<br \/>\ncode separate, ognuna delle quali avr\u00e0 una priorit\u00e0 diversa. In qualsiasi momento,<br \/>\nil compito pronto per l'esecuzione si trova in una coda. MLFQ utilizza le priorit\u00e0<br \/>\nper decidere quale compito eseguire, ovvero il compito con una priorit\u00e0 pi\u00f9 alta<br \/>\n(compito dalla coda con la priorit\u00e0 pi\u00f9 alta) verr\u00e0 eseguito per primo.<br \/>\nSenza dubbio, in una specifica coda possono esserci pi\u00f9 di un compito, e in tal<br \/>\nmodo avranno la stessa priorit\u00e0. In questo caso, verr\u00e0 utilizzato il meccanismo<br \/>\nRR per pianificare l'esecuzione tra questi compiti.<br \/>\nPertanto, arriviamo a due regole fondamentali per MLFQ:<br \/>\nRegola 1: Se priorit\u00e0(A) &gt; Priorit\u00e0(B), verr\u00e0 eseguito il compito A (B non verr\u00e0)<\/p>\n<ul>\n<li> Regola 2: Se priorit\u00e0(A) = Priorit\u00e0(B), A e B vengono eseguiti utilizzando RR<\/li>\n<li> Secondo quanto esposto, gli elementi chiave per la pianificazione MLFQ<\/li>\n<\/ul>\n<p>sono le priorit\u00e0. Invece di assegnare una priorit\u00e0 fissa a ciascun<br \/>\ncompito, MLFQ modifica la sua priorit\u00e0 in base al comportamento osservato.<br \/>\nAd esempio, se un compito continua a interrompere il lavoro sulla CPU in attesa di input dalla tastiera,<br \/>\nMLFQ manterr\u00e0 alta la priorit\u00e0 del processo, poich\u00e9 \u00e8 cos\u00ec che dovrebbe<br \/>\nfunzionare un processo interattivo. Se invece un compito utilizza costantemente e<br \/>\nintensamente la CPU per un lungo periodo, MLFQ ne abbasser\u00e0 la<br \/>\npriorit\u00e0. In questo modo, MLFQ studier\u00e0 il comportamento dei processi mentre lavorano<br \/>\ne utilizzer\u00e0 i comportamenti.<br \/>\nFacciamo un esempio di come potrebbero apparire le code in un certo momento<br \/>\ne allora avremmo qualcosa del genere:<br \/>\nIn questo schema ci sono 2 processi A e B nella coda con la priorit\u00e0 pi\u00f9 alta. Il processo<br \/>\n<img decoding=\"async\" alt=\"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)\" src=\"\/wp-content\/uploads\/2019\/04\/3598e9ca43a56049625bdcf3074de472.png\" style=\"display:block;margin: 0 auto;\"><\/p>\n<p>C \u00e8 da qualche parte nel mezzo, mentre il processo D \u00e8 alla fine della coda. Secondo quanto detto sopra<br \/>\nCon un po' a met\u00e0, mentre il processo D \u00e8 alla fine della coda. Secondo quanto sopra<br \/>\nIl descrizione dell'algoritmo MLFQ far\u00e0 eseguire le attivit\u00e0 solo con la massima<br \/>\npriorit\u00e0 secondo il RR, mentre le attivit\u00e0 C e D non saranno considerate.<br \/>\n\u00c8 ovvio che uno snapshot statico non fornisce un quadro completo di come funziona MLFQ.<br \/>\n\u00c8 importante capire come la situazione cambia nel tempo.<\/p>\n<h4>Tentativo 1: Come cambiare la priorit\u00e0<\/h4>\n<p>In questo momento \u00e8 necessario decidere come MLFQ cambier\u00e0 il livello di priorit\u00e0<br \/>\ndelle attivit\u00e0 (e quindi la posizione dell'attivit\u00e0 nella coda) nel corso del suo ciclo di vita. Per<br \/>\nquesto \u00e8 necessario tenere a mente il flusso di lavoro: un certo numero di<br \/>\nattivit\u00e0 interattive con tempi di esecuzione brevi (e quindi frequenti liberazioni<br \/>\ndel CPU) e alcune attivit\u00e0 lunghe, che utilizzano il CPU per tutto il loro tempo di lavoro, in questo<br \/>\nmomento il tempo di risposta per tali attivit\u00e0 non \u00e8 importante. E cos\u00ec si pu\u00f2 fare il primo tentativo<br \/>\ndi implementare l'algoritmo MLFQ con le seguenti regole:<\/p>\n<ul>\n<li> Regola 3: Quando un'attivit\u00e0 entra nel sistema, viene inserita nella coda con la massima<\/li>\n<li>priorit\u00e0.<\/li>\n<li>priorit\u00e0.<\/li>\n<li>Regola 4a: Se un'attivit\u00e0 utilizza interamente la finestra temporale a essa assegnata, la sua<\/li>\n<li>priorit\u00e0 viene abbassata.<\/li>\n<li>Regola 4b: Se un'attivit\u00e0 libera il CPU prima della scadenza della sua finestra temporale, allora<\/li>\n<\/ul>\n<p><b>rimane con la stessa priorit\u00e0.<\/b><\/p>\n<p>Esempio 1: Un'unica attivit\u00e0 a lungo termine<br \/>\nCome si pu\u00f2 vedere in questo esempio, l'attivit\u00e0 al momento dell'ingresso viene assegnata con la massima<br \/>\npriorit\u00e0. Dopo una finestra temporale di 10 ms, il processo viene abbassato nella priorit\u00e0<br \/>\ndal pianificatore. Dopo la successiva finestra temporale, l'attivit\u00e0 viene finalmente abbassata a<br \/>\n<img decoding=\"async\" alt=\"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)\" src=\"\/wp-content\/uploads\/2019\/04\/9b4ee6de03aa92d7957d50b4ffa73949.png\" style=\"display:block;margin: 0 auto;\"><\/p>\n<p><b>la priorit\u00e0 pi\u00f9 bassa nel sistema, dove rimane.<\/b><\/p>\n<p>Esempio 2: Arrivo di un'attivit\u00e0 breve<br \/>\nOra guardiamo un esempio di come MLFQ cercher\u00e0 di avvicinarsi a SJF. In questo<br \/>\nesempio ci sono due attivit\u00e0: A, che \u00e8 un'attivit\u00e0 a lungo termine che occupa costantemente<br \/>\nil CPU e B, che \u00e8 un'attivit\u00e0 interattiva breve. Supponiamo che<br \/>\n<img decoding=\"async\" alt=\"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)\" src=\"\/wp-content\/uploads\/2019\/04\/19c299b0519585fd1076a341a71f048b.png\" style=\"display:block;margin: 0 auto;\"><\/p>\n<p>A avesse gi\u00e0 lavorato per un certo periodo di tempo al momento in cui \u00e8 arrivata l'attivit\u00e0 B.<br \/>\nNel grafico sono visibili i risultati dello scenario. L'attivit\u00e0 A, come qualsiasi attivit\u00e0,<br \/>\nutilizzando il CPU \u00e8 finita in fondo. L'attivit\u00e0 B arriver\u00e0 al tempo T=100 e verr\u00e0<br \/>\ninserita nella coda con la massima priorit\u00e0. Poich\u00e9 il suo tempo di lavoro \u00e8 breve, quindi<\/p>\n<p>terminer\u00e0 prima di raggiungere l'ultima coda.<br \/>\nsa che un compito \u00e8 lungo o breve, prima di tutto presume che il compito<br \/>\nsia breve e gli assegna la massima priorit\u00e0. Se si tratta davvero di un compito breve, allora<br \/>\nverr\u00e0 completato rapidamente, altrimenti, se \u00e8 un compito lungo, si muover\u00e0 lentamente<br \/>\nnel gradino di priorit\u00e0 e presto dimostrer\u00e0 che \u00e8 davvero un compito lungo che non<br \/>\nrichiede una risposta.<\/p>\n<p><b>Esempio 3: E riguardo all'input\/output?<\/b><\/p>\n<p>Ora diamo un'occhiata a un esempio con input\/output. Come affermato nella regola 4b,<br \/>\nse un processo libera la CPU, senza utilizzare completamente il suo tempo di CPU,<br \/>\nallora rimane al livello di priorit\u00e0 precedente. Le intenzioni di questa regola sono piuttosto semplici<br \/>\n\u2014 se un'attivit\u00e0 interattiva esegue molte operazioni di input\/output, per esempio, aspettando<br \/>\nle pressioni dei tasti o del mouse da parte dell'utente, tale attivit\u00e0 liberer\u00e0 la CPU<br \/>\nprima della finestra di tempo allocata. Non vorremmo abbassare la priorit\u00e0 di tale attivit\u00e0,<br \/>\npertanto rimarr\u00e0 al livello precedente.<br \/>\n<img decoding=\"async\" alt=\"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)\" src=\"\/wp-content\/uploads\/2019\/04\/480d33a670fb62a639e5938dd59e30a1.png\" style=\"display:block;margin: 0 auto;\"><\/p>\n<p>Questo esempio mostra come funzioner\u00e0 l'algoritmo con tali processi: l'attivit\u00e0 interattiva B, che ha bisogno della CPU solo per 1 ms prima di eseguire<br \/>\nil processo di input\/output e l'attivit\u00e0 lunga A, che utilizza tutta la sua volta la CPU.<br \/>\nMLFQ mantiene il processo B con la massima priorit\u00e0, poich\u00e9 continua sempre a<br \/>\nliberare la CPU. Se B \u00e8 un'attivit\u00e0 interattiva, allora l'algoritmo ha cos\u00ec raggiunto<br \/>\nil suo obiettivo di eseguire rapidamente le attivit\u00e0 interattive.<\/p>\n<p><b>Problemi con l'attuale algoritmo MLFQ<\/b><\/p>\n<p>Negli esempi precedenti abbiamo costruito una versione base di MLFQ. E sembra che<br \/>\nfaccia il suo lavoro bene e in modo equo, distribuendo il tempo di CPU in modo giusto tra<br \/>\ncompiti lunghi e consentendo ai compiti brevi o ad alta intensit\u00e0 di input\/output di essere eseguiti rapidamente. Sfortunatamente, questo approccio presenta diversi<br \/>\nproblemi gravi.<br \/>\n, il problema della fame: se nel sistema ci sono molte attivit\u00e0 interattive,<br \/>\n<b>Primo<\/b>esse consumeranno tutto il tempo di CPU e quindi nessun compito lungo<br \/>\navr\u00e0 la possibilit\u00e0 di essere eseguito (essi stanno sofferendo la fame).<br \/>\n, utenti esperti potrebbero scrivere i loro programmi in modo da<\/p>\n<p><b>In secondo luogo<\/b>ingannare lo scheduler. L'inganno consiste nel fare qualcosa che costringa<br \/>\nlo scheduler a fornire pi\u00f9 tempo di CPU al processo. L'algoritmo che<br \/>\nil pianificatore pu\u00f2 assegnare pi\u00f9 tempo di CPU al processo. L'algoritmo che<br \/>\ndescritto sopra \u00e8 abbastanza vulnerabile a tali attacchi: prima che la finestra di tempo scada praticamente<br \/>\n\u00e8 necessario eseguire un'operazione di input-output (a un file, non importa quale)<br \/>\ne in questo modo liberare la CPU. Tale comportamento consentir\u00e0 di rimanere nella stessa<br \/>\ncoda e di ottenere nuovamente una maggiore percentuale di tempo della CPU. Se fatto<br \/>\ncorrettamente (ad esempio, eseguendosi per il 99% del tempo della finestra prima di liberare la CPU),<br \/>\ntale attivit\u00e0 potrebbe semplicemente monopolizzare il processore.<\/p>\n<p>Infine, il programma pu\u00f2 cambiare il suo comportamento nel tempo. Le attivit\u00e0 che<br \/>\nutilizzavano la CPU possono diventare interattive. Nel nostro esempio, tali<br \/>\nattivit\u00e0 non riceveranno il giusto trattamento dallo scheduler, poich\u00e9 riceverebbero altre<br \/>\n(iniziali) attivit\u00e0 interattive.<\/p>\n<p><u>Domanda al pubblico: quali attacchi allo scheduler si potrebbero effettuare nel mondo moderno?<br \/>\n<\/u><\/p>\n<h4>Tentativo 2: Aumento della priorit\u00e0<\/h4>\n<p>Proviamo a cambiare le regole e vediamo se riusciamo a evitare i problemi di<br \/>\nstenti. Cosa potremmo fare per garantire che le attivit\u00e0 legate alla CPU ricevano il loro tempo (anche se non a lungo).<br \/>\nCome semplice soluzione al problema, si potrebbe proporre di aumentare periodicamente<br \/>\nla priorit\u00e0 di tutte queste attivit\u00e0 nel sistema. Esistono molteplici modi<br \/>\nper ottenere questo, proviamo a realizzare come esempio qualcosa di semplice: trasferire<br \/>\nimmediatamente tutte le attivit\u00e0 alla massima priorit\u00e0, da qui una nuova regola:<br \/>\nRule5<\/p>\n<ul>\n<li><b>: Dopo un certo periodo S, trasferire tutte le attivit\u00e0 nel sistema nella massima coda.<\/b>La nostra nuova regola risolve due problemi contemporaneamente. In primo luogo, i processi<\/li>\n<\/ul>\n<p>non soffrono di stenti: le attivit\u00e0 nella coda pi\u00f9 alta condivideranno<br \/>\nil tempo della CPU secondo l'algoritmo RR e in questo modo tutti i processi riceveranno<br \/>\ntempo della CPU. In secondo luogo, se qualche processo, che in precedenza utilizzava<br \/>\nsolo la CPU, diventa interattivo, rimarr\u00e0 in coda con priorit\u00e0 pi\u00f9 alta dopo aver una volta ricevuto un aumento della priorit\u00e0 al massimo.<br \/>\nConsideriamo un esempio. In questo scenario consideriamo un processo che utilizza<br \/>\nha la priorit\u00e0 dopo aver ricevuto un aumento di priorit\u00e0 fino al massimo.<br \/>\nConsideriamo un esempio. In questo scenario, consideriamo un processo che utilizza<br \/>\n<img decoding=\"async\" alt=\"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)\" src=\"\/wp-content\/uploads\/2019\/04\/3b8d879ab4479622684b126ec5af6af3.png\" style=\"display:block;margin: 0 auto;\"><\/p>\n<p>CPU e due processi interattivi e brevi. A sinistra, l'immagine mostra il comportamento senza l'innalzamento della priorit\u00e0, e cos\u00ec un compito lungo inizia a soffrire di fame dopo l'arrivo nel sistema di due compiti interattivi. Nell'immagine a destra, ogni 50 ms avviene un innalzamento della priorit\u00e0 e in questo modo tutti i processi ricevono garantito del tempo di CPU e verranno eseguiti periodicamente. 50 ms \u00e8 preso qui come esempio, in realt\u00e0 questo numero \u00e8 leggermente superiore.<br \/>\n\u00c8 evidente che l'aggiunta del tempo di innalzamento periodico S porta a<br \/>\nuna domanda legittima: quale valore dovrebbe essere impostato? Uno dei noti<br \/>\ningegneri di sistema John Ousterhout chiamava tali grandezze nei sistemi voo-doo<br \/>\ncostante, poich\u00e9 richiedevano in un certo senso magia nera per una corretta<br \/>\nimpostazione. E, sfortunatamente, S ha quel 'profumo'. Se si imposta un valore troppo<br \/>\nalto, i compiti lunghi iniziano a soffrire di fame. E se si imposta un valore troppo basso,<br \/>\ni compiti interattivi non riceveranno il giusto tempo di CPU.<\/p>\n<h4>Tentativo 3: Migliore gestione del tempo<\/h4>\n<p>Ora abbiamo un'altra questione da risolvere: come evitare di<br \/>\ningannare il nostro pianificatore? I colpevoli di questa possibilit\u00e0 sono<br \/>\nle regole 4a, 4b, che consentono a un compito di mantenere la priorit\u00e0 liberando la CPU<br \/>\nfino alla scadenza del tempo assegnato. Come gestire questa situazione?<br \/>\nLa soluzione in questo caso pu\u00f2 essere considerata una migliore registrazione del tempo CPU a ogni<br \/>\nlivello MLFQ. Invece di dimenticare il tempo che il programma ha utilizzato<br \/>\nla CPU nell'intervallo assegnato, dovremmo tenerne traccia e conservarlo. Dopo che<br \/>\nil processo ha esaurito il tempo assegnato, dovrebbe essere ridotto al successivo<br \/>\nlivello di priorit\u00e0. Ora non importa come il processo utilizzer\u00e0 il suo tempo \u2014 come<br \/>\nun calcolo costante sulla CPU o come molteplici chiamate. In questo modo,<br \/>\ndovremmo riscrivere la regola 4 nella seguente forma:<\/p>\n<ul>\n<li><b>Regola4<\/b>: Dopo che un compito ha esaurito il tempo a lui assegnato nella coda attuale (indipendentemente da quante volte ha liberato la CPU), la priorit\u00e0 di tale compito viene abbassata (si sposta verso il basso nella coda).<\/li>\n<\/ul>\n<p>Diamo un'occhiata a un esempio:<br \/>\n<img decoding=\"async\" alt=\"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)\" src=\"\/wp-content\/uploads\/2019\/04\/18c53e62b9b342d14a23995bd422ef5e.png\" style=\"display:block;margin: 0 auto;\">\u203a<\/p>\n<p>Nell'immagine si mostra cosa succede se si prova a ingannare il pianificatore, come<br \/>\nse ci fossero state le precedenti regole 4a, 4b, il risultato sarebbe a sinistra. Con la nuova<br \/>\nregola \u2014 il risultato \u00e8 a destra. Prima della protezione, qualsiasi processo poteva generare I\/O fino al completamento e<br \/>\ncos\u00ec dominare la CPU, dopo l'attivazione della protezione, indipendentemente dal comportamento<br \/>\nI\/O, esso finir\u00e0 comunque per scendere in coda e pertanto non potr\u00e0 appropriarsi in modo sleale<br \/>\ndelle risorse della CPU.<\/p>\n<h4>Miglioriamo MLFQ e altri problemi<\/h4>\n<p>Con i miglioramenti di cui sopra sorgono nuovi problemi: una delle principali<br \/>\ndomande \u00e8 come parametrizzare un pianificatore simile? Cio\u00e8, Quante dovrebbero essere<br \/>\nle code? Qual \u00e8 la dimensione della finestra di lavoro di un programma all'interno della coda? Quanto<br \/>\nspesso dovrebbe essere aumentata la priorit\u00e0 del programma per evitare la starvation e<br \/>\ntenere conto del cambiamento del comportamento del programma? A queste domande, non c'\u00e8 una risposta semplice<br \/>\ne solo esperimenti con carichi e la successiva configurazione<br \/>\ndel pianificatore possono portare a un certo equilibrio soddisfacente.<\/p>\n<p>Ad esempio, la maggior parte delle implementazioni MLFQ permette di assegnare intervalli di tempo diversi a<br \/>\ncode diverse. Le code ad alta priorit\u00e0 di solito<br \/>\nricevono intervalli brevi. Queste code sono composte da attivit\u00e0 interattive,<br \/>\nil passaggio tra le quali \u00e8 piuttosto sensibile e dovrebbe richiedere 10 ms o meno.<br \/>\nAl contrario, le code a bassa priorit\u00e0 sono composte da attivit\u00e0 lunghe che utilizzano<br \/>\nla CPU. E in questo caso, intervalli di tempo lunghi funzionano molto bene (100 ms).<br \/>\n<img decoding=\"async\" alt=\"Sistemi Operativi: Tre Pezzi Facili. Parte 5: Pianificazione: Coda di Riscontro a Multi-Livello (traduzione)\" src=\"\/wp-content\/uploads\/2019\/04\/4eb6c6669034adeb1615c29454fbb1dc.png\" style=\"display:block;margin: 0 auto;\"><\/p>\n<p>In questo esempio ci sono 2 attivit\u00e0, che hanno lavorato nella coda ad alta priorit\u00e0 per 20<br \/>\nms, suddivisi in finestre di 10 ms. 40 ms nella coda media (finestra di 20 ms) e nella coda a bassa priorit\u00e0<br \/>\nla finestra temporale \u00e8 diventata 40 ms, dove le attivit\u00e0 hanno completato il loro lavoro.<\/p>\n<p>L'implementazione di MLFQ nel sistema operativo Solaris \u00e8 una classe di pianificatori che dividono per tempo.<br \/>\nIl pianificatore fornisce un insieme di tabelle, che definiscono esattamente come dovrebbe<br \/>\ncambiare la priorit\u00e0 di un processo nel corso della sua vita, quale dovrebbe essere la dimensione<br \/>\ndella finestra assegnata e quanto spesso devono essere elevate le priorit\u00e0 delle attivit\u00e0. L'amministratore<br \/>\ndi sistema pu\u00f2 interagire con questa tabella e costringere il pianificatore a comportarsi<br \/>\nin modo diverso. Per impostazione predefinita, in questa tabella ci sono 60 code con un aumento graduale<br \/>\ndella dimensione della finestra da 20 ms (alta priorit\u00e0) a diverse centinaia di ms (bassa priorit\u00e0), e<br \/>\nanche con un boost di tutte le attivit\u00e0 ogni secondo.<\/p>\n<p>Altri pianificatori MLFQ non utilizzano tabelle o regole specifiche<br \/>\ncome quelle descritte in questa lezione, ma calcolano le priorit\u00e0 utilizzando<br \/>\nformule matematiche. Ad esempio, il pianificatore in FreeBSD utilizza una formula per<br \/>\ncalcolare la priorit\u00e0 attuale di un'attivit\u00e0, basandosi su quanto processo<br \/>\nha utilizzato la CPU. Inoltre, l'uso della CPU nel tempo diminuisce, e in questo<br \/>\nmodo l'aumento della priorit\u00e0 avviene in un modo leggermente diverso da quanto descritto sopra. Questi sono i<br \/>\ncosiddetti algoritmi di decadimento. Dalla versione 7.1 FreeBSD utilizza il pianificatore ULE.<\/p>\n<p>Infine, molti pianificatori hanno altre caratteristiche. Ad esempio, alcuni<br \/>\npianificatori riservano i livelli superiori per il funzionamento del sistema operativo e cos\u00ec<br \/>\nnessun processo utente potr\u00e0 ottenere la massima priorit\u00e0 nel<br \/>\nsistema. Alcuni sistemi consentono di dare suggerimenti per aiutare<br \/>\nil pianificatore a impostare correttamente le priorit\u00e0. Ad esempio, tramite il comando <b>nice<\/b><br \/>\n\u00e8 possibile aumentare o diminuire la priorit\u00e0 di un'attivit\u00e0 e in questo modo aumentare o<br \/>\nridurre le possibilit\u00e0 del programma di ottenere tempo CPU.<\/p>\n<h3>MLFQ: Riepilogo<\/h3>\n<p>Abbiamo descritto un approccio alla pianificazione chiamato MLFQ. Il suo nome<br \/>\nsi basa sul suo principio di funzionamento: ha pi\u00f9 code e utilizza il feedback<br \/>\nper determinare la priorit\u00e0 di un'attivit\u00e0.<br \/>\nLa forma finale delle regole sar\u00e0 la seguente:<\/p>\n<ul>\n<li><b>Regola1<\/b>: Se priorit\u00e0(A) &gt; Priorit\u00e0(B), verr\u00e0 avviata l'attivit\u00e0 A (B non sar\u00e0 avviata)<\/li>\n<li><b>Regola2<\/b>: Se priorit\u00e0(A) = Priorit\u00e0(B), A e B vengono avviati utilizando RR<\/li>\n<li><b>Regola3<\/b>: Quando un'attivit\u00e0 entra nel sistema, viene collocata nella coda con la massima priorit\u00e0.<\/li>\n<li><b>Regola4<\/b>: Dopo che un compito ha esaurito il tempo a lui assegnato nella coda attuale (indipendentemente da quante volte ha liberato la CPU), la priorit\u00e0 di tale compito viene abbassata (si sposta verso il basso nella coda).<\/li>\n<li><b>: Dopo un certo periodo S, trasferire tutte le attivit\u00e0 nel sistema nella massima coda.<\/b>La nostra nuova regola risolve due problemi contemporaneamente. In primo luogo, i processi<\/li>\n<\/ul>\n<p>MLFQ \u00e8 interessante per il seguente motivo: invece di richiedere una conoscenza<br \/>\ndella natura dell'attivit\u00e0 in anticipo, l'algoritmo studia il comportamento passato dell'attivit\u00e0 e assegna<br \/>\nle priorit\u00e0 di conseguenza. In questo modo cerca di bilanciare simultaneamente le due esigenze: raggiungere prestazioni elevate per le piccole attivit\u00e0 (SJF, STCF) e lanciare onestamente compiti lunghi e<br \/>\nintensivi per la CPU. Pertanto molti sistemi, inclusi BSD e i loro derivati,<br \/>\nSolaris, Windows, Mac utilizzano come pianificatore una qualche forma dell'algoritmo<br \/>\nMLFQ come base fondamentale.<\/p>\n<h4>Materiali aggiuntivi:<\/h4>\n<ol>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/manpages.debian.org\/stretch\/manpages\/sched.7.en.html\">manpages.debian.org\/stretch\/manpages\/sched.7.en.html<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/en.wikipedia.org\/wiki\/Scheduling_\">en.wikipedia.org\/wiki\/Scheduling_<\/a><\/noindex>(computing)<\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/pages.lip6.fr\/Julia.Lawall\/atc18-bouron.pdf\">pages.lip6.fr\/Julia.Lawall\/atc18-bouron.pdf<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/www.usenix.org\/legacy\/event\/bsdcon03\/tech\/full_papers\/roberson\/roberson.pdf\">www.usenix.org\/legacy\/event\/bsdcon03\/tech\/full_papers\/roberson\/roberson.pdf<\/a><\/noindex><\/li>\n<li><noindex><a rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/chebykin.org\/freebsd-process-scheduling\">chebykin.org\/freebsd-process-scheduling<\/a><\/noindex><\/li>\n<\/ol>\n<p>Fonte: <a content=\"nofollow\" rel=\"nofollow\" href=\"https:\/\/habr.com\/ru\/post\/450116\/\">habr.com<\/a><\/p>","protected":false,"gt_translate_keys":[{"key":"rendered","format":"html"}]},"excerpt":{"rendered":"<p>\u0412\u0432\u0435\u0434\u0435\u043d\u0438\u0435 \u0432 \u043e\u043f\u0435\u0440\u0430\u0446\u0438\u043e\u043d\u043d\u044b\u0435 \u0441\u0438\u0441\u0442\u0435\u043c\u044b \u041f\u0440\u0438\u0432\u0435\u0442, \u0425\u0430\u0431\u0440! \u0425\u043e\u0447\u0443 \u043f\u0440\u0435\u0434\u0441\u0442\u0430\u0432\u0438\u0442\u044c \u0432\u0430\u0448\u0435\u043c\u0443 \u0432\u043d\u0438\u043c\u0430\u043d\u0438\u044e \u0441\u0435\u0440\u0438\u044e \u0441\u0442\u0430\u0442\u0435\u0439-\u043f\u0435\u0440\u0435\u0432\u043e\u0434\u043e\u0432 \u043e\u0434\u043d\u043e\u0439 \u0438\u043d\u0442\u0435\u0440\u0435\u0441\u043d\u043e\u0439 \u043d\u0430 \u043c\u043e\u0439 \u0432\u0437\u0433\u043b\u044f\u0434 \u043b\u0438\u0442\u0435\u0440\u0430\u0442\u0443\u0440\u044b \u2014 OSTEP. \u0412 \u044d\u0442\u043e\u043c \u043c\u0430\u0442\u0435\u0440\u0438\u0430\u043b\u0435 \u0440\u0430\u0441\u0441\u043c\u0430\u0442\u0440\u0438\u0432\u0430\u0435\u0442\u0441\u044f \u0434\u043e\u0441\u0442\u0430\u0442\u043e\u0447\u043d\u043e \u0433\u043b\u0443\u0431\u043e\u043a\u043e \u0440\u0430\u0431\u043e\u0442\u0430 unix-\u043f\u043e\u0434\u043e\u0431\u043d\u044b\u0445 \u043e\u043f\u0435\u0440\u0430\u0446\u0438\u043e\u043d\u043d\u044b\u0445 \u0441\u0438\u0441\u0442\u0435\u043c, \u0430 \u0438\u043c\u0435\u043d\u043d\u043e \u2014 \u0440\u0430\u0431\u043e\u0442\u0430 \u0441 \u043f\u0440\u043e\u0446\u0435\u0441\u0441\u0430\u043c\u0438, \u0440\u0430\u0437\u043b\u0438\u0447\u043d\u044b\u043c\u0438 \u043f\u043b\u0430\u043d\u0438\u0440\u043e\u0432\u0449\u0438\u043a\u0430\u043c\u0438, \u043f\u0430\u043c\u044f\u0442\u044c\u044e \u0438 \u043f\u0440\u043e\u0447\u0438\u0438\u043c\u0438 \u043f\u043e\u0434\u043e\u0431\u043d\u044b\u043c\u0438 \u043a\u043e\u043c\u043f\u043e\u043d\u0435\u043d\u0442\u0430\u043c\u0438, \u043a\u043e\u0442\u043e\u0440\u044b\u0435 \u0441\u043e\u0441\u0442\u0430\u0432\u043b\u044f\u044e\u0442 \u0441\u043e\u0432\u0440\u0435\u043c\u0435\u043d\u043d\u0443\u044e \u041e\u0421. \u041e\u0440\u0438\u0433\u0438\u043d\u0430\u043b \u0432\u0441\u0435\u0445 \u043c\u0430\u0442\u0435\u0440\u0438\u0430\u043b\u043e\u0432 \u0432\u044b \u043c\u043e\u0436\u0435\u0442\u0435 \u043f\u043e\u0441\u043c\u043e\u0442\u0440\u0435\u0442\u044c \u0432\u043e\u0442 \u0442\u0443\u0442. 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