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- 1. 第 2 章 行程管理 林芳苓
- 2. 2 2-1 何謂行程 • 電腦系統的指令是以靜態的程式檔案形式 儲存在輔助記憶體中 • 當程式被載入系統執行時，就稱為行程 • 行程包含： – 程式區段 – 資料區段 – 堆疊區段 – 控制資訊
- 3. 著作權所有 © 旗標出版股份有限 公司 3 圖2-1 IE行程範例
- 5. 5 行程與程式的主要差異 • 行程是主動的個體，程式是被動的個體 • 行程是暫時的，程式是長存的 • 行程與程式的組成內容不同
- 6. 6 2-2 行程狀態 • 行程執行的過程中，可能會經歷多個不同 的狀態 • 行程的狀態反應出行程目前的動作，以及 能做的事情 – 在每個狀態下能做的事情是不一樣的 – 不同狀態之間會因為某些條件而發生轉換
- 7. 7 最簡單的行程狀態模型-雙狀態模型範例 6000 6001 6002 6003 9110 9111 9112 9113 時 間 6004 6005 6006 6007 9110 9111 行程 A 行程 B 時間到 時間到 時間到 ( 執 行 中 )(非 執 行 中 )( 非 執 行 中 )( 執 行 中 ) 狀態 ( 執 行 中 )( 非 執 行 中 )( 非 執 行 中 )( 執 行 中 ) 狀態
- 8. 8 雙狀態模型的狀態轉換 • 在實際情況下，是由分派程式來決定接著是哪 個行程能進入執行中的狀態 • 在雙狀態模型中，當新行程建立後，首先會以 非執行中狀態進入系統佇列，等待機會執行 • 當目前正在執行中的行程被中斷後，分派程式 會從在佇列內等待的行程中選擇一個來執行 非執行中 執行中 進入 離開 被分派 被中斷
- 9. 9 圖2-3 加上分派程式之雙狀態模型範例 6000 6001 6002 6003 9110 9111 9112 9113 時 間 6004 6005 6006 6007 9110 9111 行程 A 行程 B 200 201 202 200 201 202 200 201 202 分派程式 ( 執 行 中 )( 非 執 行 中 )( 非 執 行 中 )( 執 行 中 ) 狀態 ( 執 行 中 )(非 執 行 中 )( 非 執 行 中 )( 執 行 中 ) 狀態
- 10. 10 長短期排程 • 排程：在多工系統中，決定哪個行程能夠取得CPU 控制權的過程 • 長期排程器： – 用來決定哪些任務（行程）可以參與系統資源的 競爭；常見於傳統的批次作業系統 • 短期排程器：也稱為分派程式 – 負責將CPU分配給已經進入記憶體，並且已經就 緒可以執行的行程使用 • 中期排程器：也稱為置換程式
- 11. 11 圖2-5 完整的行程狀態轉換圖 建立 置換/懸置 置換/就緒 懸置 就緒 執行 終止 允許進入 事件發生 允許進入 置換進入 事件發生 等待事件 分派 離開 中斷 置換出去 置換進入 置換出去 置換程式 分派程式 置換程式
- 12. 12 課堂練習-行程狀態轉換 • 假設有一行程在執行了一個I/O運算。在等待運算 完成的過程中，因為系統的多工程度過高，被置 換程式移到輔助記憶體中。 • 當這個行程還停留在輔助記憶體的時候，它的I/O 運算就完成了。 • 請問，直到它被重新執行的時候，一共經歷了哪 些狀態？
- 13. 13 2-3 行程的建立 • 當行程處於建立狀態時，表示作業系統已 經完成行程控制資訊的建立，但是還沒有 將行程移入記憶體中 – 這樣的設計技巧有助於作業系統區分行程控制 與記憶體配置的工作
- 14. 14 產生新行程的時機： • 使用者登入 • 使用者執行某個程式 • 請求系統提供服務 • 由現有行程產生父行程
- 15. 15 行程的結束 • 當行程處於終止狀態，代表行程已經不能執行， 但是它的一些相關資訊與表格仍然可以暫時保存 在作業系統中 • 行程結束的可能原因： – 任務完成 – 保護錯誤 – 運算錯誤 – I/O失敗 – 外力終止 – 父行程終止 – 父行程要求
- 16. 16 實作討論—Unix的父行程如何生出子行程 • 在Unix中，現有行程要產生新行程的唯一方法就是使 用fork系統呼叫 • fork會為執行的行程進行「無性繁殖」，複製父行程 的位址空間，建立一個一模一樣的複本 • 當fork執行完畢之後，它會分別返回到父行程與子行 程中 • 行程靠fork的傳回值來判斷自己是「本尊」或「分 身」 • 一旦分身為二之後，其中一個行程就可以透過exec系 列的系統呼叫，執行另一個全新的程式，變身成為完 全不同的行程來完成其他的工作
- 17. 17 圖2-6 fork運作原理 ： ： fork(); ： ： a. 執行fork之前 程式計數器的值 ： ： fork(); ： ： b. 執行fork之後 程式計數器的值 父行程 ： ： fork(); ： ：程式計數器的值 子行程
- 18. 18 fork程式範例 main() { int child_pid; child_pid = fork(); if (child_pid == -1) { /* 表示fork失敗 */ perror (“can’t fork”); exit(1); } if (child_pid == 0) { /* 表示是子行程 */ …… } else { /* 表示是父行程 */ …… } }
- 19. 19 使用 fork來執行使用者命令 • shell會利用fork產生新的行程，再用這個行程來執行 使用者的程式 • 使用 ps –al 命令來檢查行程狀態，就會發現這些命令 或行程的父行程都是shell • 例如在shell底下執行a.out後，使用ps -al： F UID PID PPID %C PRI NI SZ RSS WCHAN S TT TIME COMMAND 8 1037 24198 24196 0 49 20 2760 2216 721d22e6 S pts/2 0:00 -tcsh 8 1037 24234 24198 0 59 20 960 496 709b6d26 S pts/2 0:00 ./a.out 8 0 24235 24198 0 49 20 1008 840 O pts/2 0:00 ps –al Shell, ID為24198 Shell的子行程， 父行程ID為24198
- 20. 20 2-4 行程的控制 • 行程是作業系統管理與分配資源的基本單位 • 作業系統會將行程的控制資訊存放在行程控制區 段（PCB）中 行程狀態 鏈結 行程識別碼 記憶體管理資訊 程式計數器與其他暫存器 已開啟檔案串列 …….
- 21. 21 行程的佇列 • 作業系統使用佇列來協助進行排程 • 工作佇列：用來記錄系統中所有的行程 • 就緒佇列：用來存放就緒狀態的行程 • 裝置佇列：為了等待I/O完成所產生的佇列，每個裝 置都有各自對應的裝置佇列 • 等待佇列：存放正在執行系統呼叫或是等待事件發 生的行程
- 22. 22 圖2-8 就緒佇列與裝置佇列 head tail …. …. 行程控制區塊a 行程控制區塊b head tail …. …. 行程控制區塊l 行程控制區塊n head tail …. 行程控制區塊p …. 行程控制區塊m 就緒佇列 磁碟裝置佇列 行程等待佇列
- 24. 24 內文切換 行程A 行程B作業系統 中斷或系統呼叫 將狀態儲存到PCB A 由PCB B載入狀態 中斷或系統呼叫 將狀態儲存到PCB B 由PCB A載入狀態 內文切換 內文切換 閒 置 閒 置 閒 置 執 行 中 執 行 中 執 行 中
- 25. 25 內文切換與中斷 • 行程的內文切換需要作業系統先重新取得控制權 • 作業系統通常是透過中斷來重新取得控制權 – 與目前執行中行程無關的事件所引起的，通常就直接稱為中 斷，例如時鐘中斷與輸入/輸出中斷 – 與目前執行中的行程相關的事件所引起的，包括例外中斷與 軟體中斷 • 就系統的利用率而言，內文切換所花費的時間可以說 是純粹的浪費，因為它做的並不是具有生產力的工作 – 內文切換的速度會隨著電腦硬體架構而有所不同 – 作業系統越複雜，內文切換時所需執行的工作也會越多
- 26. 26 執行緒-輕量級行程 • 執行緒：CPU配置的基本單位 – 擁有自己的程式計數器、暫存器、與堆疊空間 – 和同一行程的其他執行緒共享相同的記憶體位址空間、程式 區段、資料區段，和一些系統資源 • 傳統的行程相當於是只有一個執行緒的單執行緒行程 – 單執行緒行程的缺點在於當它同時接收到多項要求的時候， 如果不是採取循序執行的方式，就是必須產生多個子行程， 以提供較佳的互動 – 這樣的做法需要頻繁地建立大量的行程與執行內文切換，不 僅耗費系統處理時間，而且每個行程都要佔用一塊記憶體空 間 • 目前許多的伺服器程式都是使用多執行緒來改善效能
- 27. 27 圖2-10 單執行緒與多執行緒的行程 程式碼 資料 檔案 程式碼 資料 檔案 暫存器 堆疊 暫存器 堆疊 暫存器 堆疊 暫存器 堆疊 單執行緒行程 多執行緒行程
- 28. 28 行程與執行緒的主要差異 • 位址空間：行程間的位址空間是相互獨立的，而 屬於同一行程的執行緒間則是共用相同的位址空 間。 • 通訊方式：行程間的通訊必須利用作業系統所提 供的機制進行；而執行緒間因為共享相同的位址 空間，可以透過直接讀寫其全域資料來進行溝 通。 • 內文切換：同一行程中的執行緒間進行內文切換 的時間遠小於行程間的內文切換。
- 29. 29 使用多執行緒的優點 • 快速回應 • 資源共享 • 效率 • 平行處理
- 33. 33 使用者執行緒與核心執行緒的三種對應關係 使用者 執行緒 行程 核心執 行緒 a. 多對一模式 行程 核心執 行緒 b. 一對一模式 行程 核心執 行緒 c. 多對多模式 使用者 執行緒 使用者 執行緒
- 34. 34 執行緒池 • 在行程開始執行時就產生一些執行緒，然後放入 執行緒池中等待工作 • 當伺服器收到請求時，只要到池中喚醒一個執行 緒去處理就可以了 • 執行緒完成工作之後，會再回到池中等待 • 優點： – 效率較好 – 可以很方便地控管執行緒數量
- 35. 35 2-5 行程的排程 • 行程排程是多工系統的基礎 • 排程的概念：當行程在等待某個事件或I/O運算 時，因為無法使用到CPU，所以可以將CPU讓出 來給其他需要執行的行程使用 • 行程的執行通常都是在兩種狀況間不斷切換： – CPU暴衝：持續地使用CPU – I/O暴衝：專注在I/O運算上
- 37. 37 CPU暴衝的分布形式 • 不同電腦架構與不同行程出現的CPU暴衝時間通常有相當 大的差異 • 但原則上大都具有大量極短的CPU暴衝，而較長的CPU暴 衝數量則少得多 • 這種CPU暴衝的分布形式，對於如何選擇或設計適當的 CPU排程演算法而言，是非常重要的資料 – 以CPU為主的程式：需要大量CPU運算 – 以I/O為主的程式：通常會有很多很短的CPU暴衝 暴衝持續時間 發 生 次 數
- 38. 38 排程效能的衡量 • 排程的目的就是希望在所有就緒的行程中挑出一 個能帶來最佳效能者 • 常見的一些排程標準 – CPU使用率：CPU真正在執行行程的時間比例 – 產量：系統在單位時間內所能完成的行程數目 – 回覆時間：單一行程執行完畢平均所需的時間 – 等待時間：行程花費在等待的平均時間 – 反應時間：在互動式系統中，當使用者輸入之後，系 統開始做出回應所需的平均時間 – 可預測性：用來評估系統回應的一致程度 – 公平性：所有行程具有相同執行機會的程度
- 39. 39 可搶先與不可搶先式排程 • 不可搶先式排程：只有當執行中的行程進入懸 置狀態或是終止的時候，其他行程才有可能取 得CPU的控制權 – 可以讓執行中的行程完成整個CPU暴衝 – 在現代的互動式系統中，這樣的做法可能會讓其他 的使用者或應用程式等待過久 • 可搶先式排程：排班程式可以在行程進入等待 或結束之前就先將行程趕出CPU，以便將CPU 配置給另一個行程 – 目前系統採用的做法 – 需要比較複雜的CPU設計
- 40. 40 先到先做排程（FCFS Scheduling） • 不可搶先式排程法 • 優點：簡單 • 缺點：等待時間變動很大，而且平均等待 時間並不短可預測性低 • FCFS排程對以CPU為主的程式比較有利 • 可能會發生護送現象：所有行程都在等待 一個大行程離開CPU的情況
- 41. 41 圖2-16 先到先做排程範例 行程 CPU暴衝時間（毫秒） P1 3 P2 4 P3 20 P1 P3P2 時間 0 3 4 27 (a) 以P1、P2、P3 順序提出請求 P1P3 P2 時間 0 20 (b) 以P3 、P2、 P1順序提出請求 2724 平均等待時間 = (0+3+7)/3 = 3.3毫秒 平均等待時間 = (0+20+24)/3 = 14.7毫秒
- 42. 42 最短工作優先排程（SJF Scheduling） • 不可搶先式排程 • 希望選出的是下一次CPU暴衝最短的行程 • 最早是出現在批次處理的系統，依賴批次工作 所提供的預估時間來做排程 • 現在的做法是利用行程過去暴衝時間的算術平 均值或指數平均值，作為對下次CPU暴衝的估 計值 en+1=αtn + (1-α)en tn ：第n次暴衝的時間，en ：第n次暴衝的預期時間 α ：最近一次暴衝時間的權重
- 43. 43 圖2-17 最短工作優先排程範例 行程 CPU暴衝時間（毫秒） P1 20 P2 4 P3 3 P3 P1P2 時間 0 3 4 27 平均等待時間=3.3毫秒（FCFS的最佳情況）
- 44. 44 SJF排程的特性 • 所有不可搶先排程法中平均等待時間最短 的一個 • 將CPU暴衝時間較長的行程延後執行，藉 此降低平均等待時間 • 如果不斷有CPU暴衝較短的行程進入就緒 佇列，就可能會導致CPU暴衝較長的行程 發生飢餓現象一直無法取得CPU的控制 權
- 45. 45 最短剩餘時間排程（SRT Scheduling） • SJF排程的可搶先版 • 當有新的行程進入就緒佇列時，如果比現 在執行中行程所剩下的CPU暴衝時間更 短，則現在執行的行程會被趕出去，由新 行程搶先執行 • CPU暴衝較長的行程同樣可能會發生飢餓 現象
- 46. 46 圖2-18 最短剩餘時間排程範例 行程 CPU暴衝時間（毫秒） P1 6 P2 3 P3 7 時間 0 4 8 20 P4 4 P1 P2 P1P4 P3 抵達時間 0 1 2 3 1 13 0 20 P1 (a) SRT排程結果 (b) SJF排程結果 時間 P2 P4 P3 6 9 13 平均等待時間 = ((8-1) + (1-1) + (13-2) + (4-3)) / 4 = 4.75毫秒 平均的等待時間 = ((0-0) + (6-1) + (13-2) + (9-3)) / 4 = 5.5毫秒
- 47. 47 優先權排程（Priority Scheduling） • 不可搶先式 /可搶先式 • 排程器依據優先權的高低來排程 • 優先權的指定標準： – 行程的特性 – 使用者等級 – 指定的某些參數 • 有些指定優先權的機制會讓優先權產生動態變 化，有些則是固定的優先權設計 • SJF排程法也可以視為是優先權排程的一個特例 • 可能造成飢餓現象 • 可以利用老化機制解決飢餓現象
- 48. 48 圖2-19 優先權排程範例 行程 CPU暴衝時間（毫秒） P1 6 P2 5 P3 7 P4 4 優先權 2 0 3 1 P5 3 2 時間 0 5 9 2515 P1P2 P4 P5 P3 18 平均等待時間 = (9+0+18+5+15)/5 = 9.4毫秒
- 49. 49 循環分時排程（Round-Robin Scheduling） • 特別針對分時系統所設計的排程法 • 類似FCFS的小單位搶先版 • 原則上會讓在佇列中等待最久的行程進入 CPU執行，可是在執行一段固定時間之 後，排程器會將執行中的行程中斷 • 行程可能在CPU暴衝的過程中被中斷，這 個切割的時間單位，就稱為時間切片
- 50. 50 RR排程的優點 • 當系統中存在CPU為主的行程時，不會出現護 送現象 • 平均等待時間比較長，但是能提供較好的反應 時間 • 時間切片的長度： – 切片時間太短，會造成內文切換的頻率過高，而影 響系統效能 – 切片時間太長，則會近似FCFS排程的效果，造成 類似護送現象 – 一般經驗法則：80％的CPU暴衝時間應該要小於一 個時間切片的長度
- 51. 51 圖2-20 循環分時排程範例 行程 CPU暴衝時間（毫秒） P1 20 P2 4 P3 3 P1 P1P2 時間 0 5 9 25 a.時間切片 = 5（毫秒） P4 8 P3 P4 12 17 P4 P1 22 3530 P1 時間 0 4 8 b.時間切片 = 1（毫秒） P1 P2 P3 P4 12 15 23 35 P1 P1 P2 時間 0 27 c.時間切片 = 無限大FCFS 20 P3 24 35 P4 P1 P2 P3 P4 P1 P2 P3 P4 P1 P2 P4 P4P1 P4P1P4P1 P4P1 平均等待時間 = ((25-10) + 5 + 9 + (22-5)) / 4 = 11.5毫秒
- 52. 52 多層佇列排程（Multilevel Queue Scheduling） • 對行程進行分類，將不同類型的行程放 入不同佇列中，在每個佇列內使用最適 合該類行程的排程方法 – 例如將行程分成前景行程與背景行程 • 除了佇列內的排程方式之外，各佇列間 還需要一個整體性的排程方式 • 常用的佇列間排程法有： – 可搶先式的固定優先權排程法 – 類似RR的排程法
- 53. 53 圖2-21 多層佇列排程示意圖 系統行程佇列 使用CPU 終止 P11P12P13 ……….. 伺服精靈佇列 使用CPU 終止 P21P22P23 ……….. 使用者行程佇列 使用CPU 終止 P31P32P33 ……….. 批次行程佇列 使用CPU 終止 P41P42P43 ………..
- 54. 54 多層反饋佇列排程 • 可搶先的優先權排程 • 根據CPU暴衝的時間，將行程在各佇列間動態 移動 • 以I/O為主的行程通常會停留在較高等級的佇列 • 以CPU為主的行程一旦取得CPU控制權，就可 以分配到較長的時間切片 • 可能發生飢餓現象，可利用老化機制來避免
- 55. 55 等待事件或 I/O 圖2-22 多層回饋佇列排程示意圖 佇列 0 使用CPU 終止 P11P12P13 ……….. 佇列 1 使用CPU 終止 P21P22P23 ……….. 佇列 n 使用CPU 終止 P41P42P43 ……….. CPU暴衝未結束 CPU暴衝未結束 等待事件或 I/O 等待事件或 I/O 調升一級 調升一級 調降一級 調降一級 留在最高等級佇列 留在最低等級佇列 CPU暴衝未結束
- 56. 56 課堂練習：排程法（一） • 假設有四個行程 P1、P2、P3 和 P4，都在時間 0 到 達，順序為 P1、P2、P3、P4 • 請針對 FCFS、SJF、和不可搶先的優先權排程法： 1. 請畫出與課文類似的行程執行順序圖 2. 計算所有行程的平均等待時間 3. 每個行程的回覆時間各為何？ 行程 CPU 暴衝時間（ms） 優先權 （0的優先權最高） P1 7 1 P2 5 0 P3 3 3 P4 4 1
- 57. 57 課堂練習：排程法（二） • 假設有四個行程 P1、P2、P3 和 P4，分別在 不同時間抵達 • 請針對 SJF和SRT排程法： 1.請畫出與課文類似的行程執行順序圖 2.計算所有行程的平均等待時間 行程 CPU 暴衝時間（ms） 抵達時間 （0的優先權最高） P1 10 0 P2 7 1 P3 3 4 P4 5 4
- 58. 58 課堂練習-排程法（三） • 假設有四個行程 P1、P2、P3 和 P4都在時間 0 到達， 順序為 P1、P2、P3、P4 • 請針對 時間切片為2、5、10的RR排程法： 1. 請畫出與課文類似的行程執行順序圖 2. 計算所有行程的平均等待時間 行程 CPU 暴衝時間 (ms) P1 10 P2 7 P3 3 P4 5
- 59. 59 Linux的排程演算法 • Linux在2.6.23版之後採用CFS排程演算法 – 完全公平排程器(Completely Fair Scheduler) – 基本概念：要在真實硬體上模擬一個｢理想上」非常精 準的多工CPU • CFS演算法實作 – 以奈秒作為時間的計算單位 – 利用｢紅黑樹｣(RBTREE)來管理行程的排程。分到CPU 時間越少的行程，會越往樹的左方移動。當行程進入 CPU執行完一個時間切片之後，排程器會將該行程已 使用的總時間，跟目前紅黑樹最左方節點的已使用時 間相比，以決定下一個執行的行程 – 在｢理想的多工器」原則下，CSF仍會加上對優先權與 Nice值的考慮，來計算每個行程分配到的｢虛擬執行時 間」
- 60. 60 排程演算法的效能評估 • 定性模式 • 排隊理論 • 系統模擬
- 61. 61 圖2-23 定性模式的演算法效能評估範例 行程 CPU暴衝時間（毫秒） P1 20 P2 4 P3 3 P1 P1P2 時間 0 5 9 25 P4 8 P3 P4 12 17 P4 P1 22 3530 P1 0 (b) SJF排程結果 時間 7 15 (C) RR排程結果（時間切片 = 5毫秒） 0 20 P1 (a) FCFS排程結果 時間 P2 P3 P4 P3 P2 P4 P1 24 27 35 353 平均等待時間 = (0 + 20 + 24 + 27) / 4 = 17.75 毫秒 平均等待時間 = (0 + 3 + 7 + 15) / 4 = 6.25毫秒 平均等待時間 = ((25-10) + 5 + 9 + (22-5)) / 4毫秒
- 62. 62 執行緒排程 • 當行程中包含多個執行緒時，就會出現兩種排程單位：行 程與執行緒 • 不同層級的執行緒實作也會影響執行緒排程時的考量 – 使用者執行緒： • 以行程為單位使用原本的排程演算法進行排程 • 在執行時，它的執行緒排程程式會根據自己的排程原則挑選出一個執 行緒來執行 • 對於執行過久的執行緒沒有辦法強制中斷 – 核心執行緒： • 作業系統可以從所有的執行緒中挑選一個出來執行 • 在多處理器系統中，屬於同一行程的多個核心執行緒有可能同時在不 同的CPU上執行。在這種情況下，有可能發生資料不一致的問題
- 63. 63 Windows 的執行緒狀態(選讀) • 初始化：還在建立過程的執行緒。 • 就緒：表示執行緒已取得除了處理器以外的所需 資源，正等待排程。 • 待命：下一個要執行的執行緒 • 執行：已進入執行狀態 • 等待：執行緒正在等待某事件 • 過渡：當執行緒在等待時，如果其核心堆疊位於 輔助記憶體中，就會轉換為過渡狀態 • 終止：執行緒執行完畢，系統可以重新初始化這 個執行緒物件
- 64. 64 Windows 的執行緒狀態(選讀) • 前期等待：這是為了在多核心或SMP的架構中， 支援同步機制所設計的狀態。如果在某CPU核心 中執行的執行緒，發現它所需要的同步機制已經 被別的執行緒占據，就會進入前期等待狀態，並 釋放該CPU核心給別的執行緒使用。這樣可以避 免執行緒在處理器中忙碌等待對效能所造成的影 響。根據實驗的結果，Windows 7的這種設計， 即使是在有256個核心的多核心平台，依舊有不 錯的表現。
- 65. 65 圖2-24 Windows的執行緒狀態 初始化 過渡 等待 就緒 執行 終止 允許進入 事件發生 等待事件 分派 離開 被搶先 或時間切片結束 核心堆疊 移入 建立與初始化 待命 被搶先 事件發生 重新初始化 資訊切換 核心堆疊 在輔助記憶體中 前期等待 等待同步鎖 同步鎖 釋放
- 66. 66 Windows的執行緒排程 • 以優先權為基礎的可搶先式排程，並且利 用多層佇列來實作 • 執行中的執行緒釋放CPU控制權的時機： – 被其他更高優先權的執行緒搶先 – 時間切片到期 – 任務執行結束 – 等待某事件發生
- 67. 67 Windows執行緒的優先權類別 • Windows 的優先權共有兩大類別： – 可變類別：0到15 – 即時類別：16到31 • 使用者可以在一定範圍內升高或降低執行緒的優先 順序 • 如果系統中目前沒有任何就緒的執行緒，分派程式 會去執行閒置執行緒
- 68. 68 執行緒的執行時間配額 • Windows中每個執行緒都會有本次執行的時間配 額，代表基本配額單位的整數倍數 • 執行中的執行緒遇到計時器中斷時，時間配額會 被降低（減3） • Windows 會增加前景執行緒的時間配額，以提供 更好的反應時間 • 使用者可以利用工作管理員修改行程的優先順序
- 70. 70 Windows 執行緒的排程演算法 • Windows 是採用動態的優先權排程法 • 當執行緒等待的事件發生時，優先權通常會獲 得暫時性的調升，不過執行緒的時間配額會減 1，以避免對某些執行緒太過有利 • 基本上，執行緒的優先權提升程度，與它所請 求的I/O回應時間成正比 • 處於執行狀態的執行緒用完時間配額時， Windows 會判斷是否需要降低它的優先順序 • 如果在執行的過程中，有優先權更高的執行緒 搶占CPU，則原本的執行緒將會回到同一級佇 列的開頭