一个更为恰当的表示是最短下次CPU执行算法，这是因为调度取决于进程的下次 CPU 执行的长度，而不是其总的长度。我们使用 SJF 一词，主要由于大多数教科书和有关人员都这么称呼这种类型的调度策略。
举一个 SJF 调度的例子，假设有如下一组进程，CPU 执行长度以 ms 计：| 进程 | 执行时间 |
|---|---|
| P1 | 6 |
| P2 | 8 |
| P3 | 7 |
| P4 | 3 |
采用 SJF 调度，就会根据如下 Gantt 图来调度这些进程：
（3 + 16 + 9 + 0)/4 = 7ms。相比之下，如果使用 FCFS 调度方案，那么平均等待时间为 10.25ms。可以证明 SJF 调度算法是最优的。这是因为对于给定的一组进程，SJF 算法的平均等待时间最小。通过将短进程移到长进程之前，短进程的等待时间减少大于长进程的等待时间增加。因而，平均等待时间减少。
SJF 算法的真正困难是如何知道下次 CPU 执行的长度。对于批处理系统的长期（或作业）调度，可以将用户提交作业时指定的进程时限作为长度。在这种情况下，用户有意精确估计进程时间，因为低值可能意味着更快的响应（过小的值会引起时限超出错误，进而需要重新提交）。SJF 调度经常用于长期调度。
虽然 SJF 算法是最优的，但是它不能在短期CPU 调度级别上加以实现，因为没有办法知道下次 CPU 执行的长度。一种方法是试图近似 SJF 调度。虽然不知道下一个 CPU 执行的长度，但是可以预测它。可以认为下一个 CPU 执行的长度与以前的相似。因此，通过计算下一个 CPU 执行长度的近似值，可以选择具有预测最短 CPU 执行的进程来运行。
下次 CPU 执行通常预测为以前 CPU 执行的测量长度的指数平均。我们可以按下面的公式来计算指数平均。设 tn 为第 n 个 CPU 执行长度，设 τn+1 为下次 CPU 执行预测值。因此，对于 α， 0≤α≤1，定义：
τn+1 = ατn + (1-α)τn
值 tn 包括最近信息，而 τn 存储了过去历史。参数 α 控制最近和过去历史在预测中的权重：- 如果 α = 0，那么 τn+1 = τn，最近历史没有影响（当前情形为瞬态）；
- 如果 α = 1，那么 τn+1 = tn，只有最近 CPU 执行才重要（过去历史被认为是陈旧的、无关的）。
- 更为常见的是 α = 1/2，这样最近历史和过去历史同样重要。初始值可作为常量或系统的总体平均值。
图 1 下一个 CPU 执行长度的预测
为了理解指数平均行为，通过替换 τn，可以展开 τn+1，从而得到：
τn+1 = αtn + (1-α)αtn-1 + …+ (l-α)jαtn-j + …+ (1-α)n+1τ0
通常，由于 α 和（1-α）小于 1，所以后面项的权重比前面项的权重要小。SJF 算法可以是抢占的或非抢占的。当一个新进程到达就绪队列而以前进程正在执行时，就需要选择了。新进程的下次 CPU 执行，与当前运行进程的尚未完成的 CPU 执行相比，可能还要小。抢占 SJF 算法会抢占当前运行进程，而非抢占 SJF 算法会允许当前运行进程以先完成 CPU 执行。抢占 SJF 调度有时称为最短剩余时间优先调度。
举个例子，假设有以下 4 个进程，其 CPU 执行时间以 ms 计：
| 进程 | 到达时间 | 执行时间 |
|---|---|---|
| P1 | 0 | 8 |
| P2 | 1 | 4 |
| P3 | 2 | 9 |
| P4 | 3 | 5 |
如果进程按给定时间到达就绪队列，而且需要给定执行时间，那么产生的抢占 SJF 调度如以下 Gantt 图所示：
进程 P1 在时间 0 开始，因为这时只有进程 P1。进程 P2 在时间 1 到达。进程 P1 剩余时间（7ms）大于进程 P2 需要的时间（4ms），因此进程 P1 被抢占，而进程 P2 被调度。
对于这个例子，平均等待时间为
[(10-1) + (1-1) + (17-2) + (5-3)]/4 = 26/4 = 6.5ms。如果使用非抢占 SJF 调度，那么平均等待时间为 7.75ms。版权声明：本文内容由互联网用户自发贡献，该文观点与技术仅代表作者本人。本站仅提供信息存储空间服务，不拥有所有权，不承担相关法律责任。如发现本站有涉嫌侵权/违法违规的内容， 请发送邮件至 dio@foxmail.com 举报，一经查实，本站将立刻删除。