一种改进QoS的网格资源多维性能调度算法

一种改进QoS的网格资源多维性能调度算法
一种改进QoS的网格资源多维性能调度算法

进程调度算法实验报告

操作系统实验报告(二) 实验题目:进程调度算法 实验环境:C++ 实验目的:编程模拟实现几种常见的进程调度算法,通过对几组进程分别使用不同的调度算法,计算进程的平均周转时间和平均带权周转时间,比较 各种算法的性能优劣。 实验内容:编程实现如下算法: 1.先来先服务算法; 2.短进程优先算法; 3.时间片轮转调度算法。 设计分析: 程序流程图: 1.先来先服务算法 开始 初始化PCB,输入进程信息 各进程按先来先到的顺序进入就绪队列 结束 就绪队列? 运行 运行进程所需CPU时间 取消该进程 2.短进程优先算法

3.时间片轮转调度算法 实验代码: 1.先来先服务算法 #include #define n 20 typedef struct { int id; //进程名

int atime; //进程到达时间 int runtime; //进程运行时间 }fcs; void main() { int amount,i,j,diao,huan; fcs f[n]; cout<<"请输入进程个数:"<>amount; for(i=0;i>f[i].id; cin>>f[i].atime; cin>>f[i].runtime; } for(i=0;if[j+1].atime) {diao=f[j].atime; f[j].atime=f[j+1].atime; f[j+1].atime=diao; huan=f[j].id; f[j].id=f[j+1].id; f[j+1].id=huan; } } } for(i=0;i #define n 5 #define num 5 #define max 65535 typedef struct pro { int PRO_ID; int arrive_time;

多级反馈队列调度算法的实现

学生实习报告 课程名称_ 数据结构与数据处理应用训练 题目名称多级反馈队列调度算法的实现 学生学院计算机与计算科学 专业班级 学号 学生姓名 指导教师 2012年 2月 16 日 多级反馈队列调度算法的实现 【摘要】 多级反馈队列调度算法是操作系统中CPU处理机调度算法之一,该算法既能使高优先级的进程(任务)得到响应又能使短进程(任务)迅速完成。UNIX操作系统便采取这种算法,而本次试验就是试用C语言模拟某多级反馈队列调度算法。本次试验中前三级就绪队列采用时间片轮转法,时间片大小分别为2、4和8,最后一级就绪队列采用FIFO调度,将任务进入多级队列进行模拟,任务从优先级高的队列到优先级地的队列的顺序逐一进入,还用了算法支持抢占式,最后完成模拟,得到各个任务先后完成的顺序,还有得到各个任务的响应时间、离开时间、周转时间。 【关键词】队列优先级任务时间 1 内容与要求 【内容】 多级反馈队列调度算法是操作系统中CPU处理机调度算法之一,该算法既能使高优先级的进程(任务)得到响应又能使短进程(任务)迅速完成。UNIX操作系统便采取这种算法,本次试验就是试用C语言模拟某多级反馈队列调度算法,通过输入任务号、到达时间、运行时间,求出任务完成的先后顺序以及各个任务

的响应时间、离开时间、周转时间。 【要求】 多级反馈队列调度算法描述: 1、该调度算法设置四级就绪队列:前三级就绪队列采用时间片轮转法,时间片大小分别为 2、4和8;最后一级就绪队列采用FIFO调度。 2、任务在进入待调度的队列等待时,首先进入优先级最高的队列等待。 3、首先调度优先级高的队列中的任务。若高优先级中队列中已没有调度的任务,则调度次优先级队列中的任务,依次类推。 4、对于同一个队列中的各个任务,按照队列指定调度方法调度。每次任务调度执行后,若没有完成任务,就被降到下一个低优先级队列中。 5、在低优先级的队列中的任务在运行时,又有新到达的任务,CPU马上分配给新到达的任务。(注:与原来的题目不同,原题是在低优先级的队列中的任务在运行时,又有新到达的任务时,要在运行完这个时间片后,CPU马上分配给新到达的任务,而本题不需要在运行完这个时间片,即正在进行的任务立刻停止,CPU 马上分配给新到达的任务) 6、为方便实现,时间以1为单位,用整数数据表示;且每个时间点,最多只有一个任务请求服务(即输入)。 2 总体设计 算法总体思路: 这是建立在一个时间轴上的,即时刻,一个一个时刻(时间点)进行。 2.1.1 主函数思路:

单调速率调度算法RMS

余蓝涛1 (天津大学精密仪器与光电子工程学院天津 300072 ) 摘要: 嵌入式系统对强大实时处理能力的需求和相对紧张的内存及内核资源的现实,对嵌入式操作系统任务调度提出了较高的要求。因此任务调度的算法的分析,实现和优化,对实现嵌入式系统的实时性有着重大的意义。从算法提出的理论基础出发,深入分析了经典的单调速率调度算法的思想,特点,具体实现并重点评价了该算法的优点和局限性。 关键词:单调速率调度算法实时嵌入式系统 Abstract: The zest for powerful real-time processing of embedded system and the reality of relatively scare memory and kernel resource pave way for the high request for task scheduling. Therefore, the analysis, implementation and optimization of task scheduling algorithm have a vast meaning for the real-time system. Based on theoretical basis of classic rate-monotonic scheduling algorithm, this paper not only analyzes fundamental thought, characteristics, practical implementation of this classic algorithm in depth, but also rate its advantages and disadvantages. Key words: Rate-monotonic Scheduling, Algorithm, Real-time, Embedded System 一,引言 现在嵌入式系统得到高速的发展。它的发展为几乎所有的电子产品注入了新的活力。它在国民经济各领域和我们日常生活中发挥了越来越重要的作用。 嵌入式系统在航天、军事、工控以及家电等方面得到了广泛应用。囿于体积,能耗,价格等方面的约束,嵌入式系统处理器速度比较慢,存储器容量也有限。而传统的操作系统为了取得较高的性能,要求硬件设备具有强大的处理能力,大容量的存储能力以及对网络的支持功能,这使得传统的操作系统难以简单地移植到嵌入式系统中。 这就导致了嵌入式操作系统由于受到系统的限制,往往内存资源都非常的有限,要求操作系统的内核都非常的精炼,对于系统中的资源操作系统内核需要进行统一的分配和调度。 嵌入式操作系统调度策略一直以来都是嵌入式操作系统的研究 中的一个热点。任务调度是嵌入式操作系统内核的关键部分,如何进行任务调度,使得各个任务能在其截止期限内得以完成是嵌入式操作系统的一个重要的研究领域。 二,嵌入式实时操作系统 绝大部分嵌入式系统都是实时系统,而且多是实时多任务系统。所谓“实时”,是指系统的正确性不仅仅依赖于计算的逻辑结果而且依赖于结果产生的时间[1][6]。结果产生的时间就是通常所说的截止期限(deadline),描述系统实时性的指标主要有: a,对紧急事件可预见性的快速响应; 1作者简介:余蓝涛(1991-)江西省人天津大学精密仪器与光电子工程学院测控技术与仪器本科生学号:79

加权公平队列调度算法

2008年2月 February 2008 —28— 计 算 机 工 程Computer Engineering 第34卷 第4期 Vol.34 No.4 ·博士论文· 文章编号:1000—3428(2008)04—0028—03 文献标识码:A 中图分类号:TP391 一种新的加权公平队列调度算法 尹德斌,谢剑英 (上海交通大学自动化系,上海 200240) 摘 要:传统公平队列调度算法(WFQ 、WRR 等)普遍存在基于数据包的权重参数计算问题,由此产生的高复杂度使其难以获得广泛应用。该文提出一种新的加权公平队列调度算法,使用服务概率和随机数实现加权公平调度,显著降低了算法的复杂度。同时使用自适应服务概率计算解决了数据包变长度带来的不公平性。通过队列管理技术有效地提高了交换机的缓冲区利用率,并减小了排队延迟抖动。仿真结果证明了算法的有效性和实用性。 关键词: 队列调度;加权公平排队;自适应队列管理;分组交换网络 New Weighted Fair Queue Scheduling Algorithm YIN De-bin, XIE Jian-ying (Department of Automation, Shanghai Jiaotong University, Shanghai 200240) 【Abstract 】Traditional weighted fair queue algorithms have the main drawback: the calculation of the weight parameters according to each packet.The paper proposes a new weighted fair queueing algorithm(SPFQ), which uses service probability to schedule packets and a random number to decide which packet to be served next. In addition, a novel adaptive service probability parameter calculation method is used to solve the unfair problem induced by the variable packet length and an adaptive queue management technology to improve the utilization of the server's queue buffer and reduce the delay burstiness. Simulation results demonstrate the validity and practicability of SPFQ. 【Key words 】queue scheduling; weighted fair queueing; adaptive queue management; packet switching network 1 概述 队列调度是当前互联网技术领域的一个研究热点。其中,加权公平队列调度算法由于能够根据各业务流的权重进行区分服务而受到广大研究者的广泛关注[1-9]。其中最著名的是加权公平WFQ [1]和加权轮询WRR [6]两类算法。WFQ 及其改进算法[3,5,7]都基于通用处理机共享模型[2],使用虚时间(virtual time)进行数据包转发。WFQ 算法在业务流受漏斗约束的情况下可以提供精确的带宽保证和最大时延上限,并且数据包的转发不受其他业务流特性影响。但是它的计算复杂度太高。WRR [2,6]是另一类复杂度相对较低的常用加权队列调度算法;各业务流在一次轮询中所允许发送的数据包个数由队列权重决定。DRR [4]引入了差额计数器(dificit conter),记录由数据包长度不同引起的服务量差。轮询类算法复杂度较低,但无法提供确定的带宽保证和时延上限。 国内的研究者近年来也提出了许多队列调度算法。文 献[8]针对SS 和BF 两种业务流,提出了一种对数自适应调度算法,但该算法对类内各业务流之间如何调度并没有说明,且不能提供公平服务和隔离特性。文献[9]提出了一种用于区分服务网络的虚时钟核心无状态队列调度算法,各数据包自身携带虚时钟状态信息,中心服务器根据虚时钟进行转发,但需要根据虚时钟将入队列数据包插入到转发队列中,这无疑是一项沉重的计算负担。另外,该算法并未考虑虚时钟清零问题。本文提出了一种新的加权队列调度算法SPFQ 。由于采用了指数移动平均算法和阀值触发的平均数据包长度更新,使得服务概率计算频度大大降低,从而显著降低了算法的复杂度。 2 SPFQ 队列调度算法 2.1 SPFQ 的基本原理 SPFQ 算法依据各业务流的平均数据包长度将它们的权重转换成归一化服务概率,通过该参数实现加权服务。为了降低算法的复杂度,系统采用事件触发方式计算队列的平均长度。在算法实现中,使用单独模块计算服务概率,以减轻调度器的负荷。 2.2 SPFQ 的结构 数据包分类器图1 SPFQ 算法结构 基金项目:国家自然科学基金资助项目(60572157);国家“863”计划基金资助项目(2003AA123310) 作者简介:尹德斌(1978-),男,博士,主研方向:包交换网络的队列调度和管理;谢剑英,教授、博士生导师 收稿日期:2007-03-10 E-mail :yin_db@https://www.360docs.net/doc/2f16886640.html,

三维网格分割的经典方法

三维网格分割的经典方法 摘要:本文针对三维网格分割问题,提出一个经典的方法。该方法基于微分几何和测地距离。在算法中,将面片类型相同的顶点分割在一起。测地距离利用顶点之间的最短路径表示,这里可以利用一些经典的算法求最短路径,如Dijkstra 算法。但是当网格的数量很多时,Dijkstra 算法的效率很低。因此,此算法避免了在整个网格上应用最短路径算法,在局部网格中求最短路径,从而减少了计算量。 本文在人造物体的三维网格模型以及分子结构中验证了该方法的有效性。 关键字:几何算法 面片分割 测地距离 简介 3D 物体的三维网格表示法具有很多的应用。例如,在图像分析中,表示利用深度图像重建的物体表面。此外,在复杂物体和场景的建模和可视化中也有广泛的应用。在网格面片的分析中,网格分割已经成为一个关注的问题。网格分割也就是将网格上相互接近并且具有相似曲率的顶点分成一组。网格分割在很多方面具有重要的应用。特征提取,模型匹配等。 Mangan 和Whitaker 提出三维网格分割的分水岭算法。Razdan 和Bae 扩展了此算法,将基于点元(voxel-based )和分水岭算法相结合,来分割三角网格。这两种方法在分割中都需要计算整个曲率,然后在局部曲率最小处建立初始分割。然而,在某些物体中,局部曲率的最小值是很难确定的。因此,在这里提出一个初始分割的新方法。 在该算法中,应用基于面片的类型信息的网格区域增长方法,对顶点进行初始分割。利用高斯曲率和平均曲率对顶点所在的面片进行分类。这里利用离散微分几何计算高斯曲率和平均曲率。通过本文提出的新方法来求得测地距离。 文章结构:第二部分,介绍网格面片的曲率分析和面片分类。第三部分,详述本文的分割算法。第四部分,实验以及其分割结果。第五部分,结论。 2 面片分析 在面片分析中,首先计算高斯曲率和平均曲率,然后利用它们进行面片分类。顶点P 0的高斯曲率K 的计算公式如下: , A K θ ρ?= ,∑-=?i i 2θπθ ∑=i i A A , A 为相邻三角形T i ( i =1,2,3,…)的面积总和。ρ为常量3。如图1所示。

负载均衡调度算法

负载调度算法 负载均衡(Load Balance),又称为负载分担,就是将负载(工作任务)进行平衡、分摊到多个操作单元上进行执行,例如Web服务器、FTP服务器、企业关键应用服务器和其它关键任务服务器等,从而共同完成工作任务。负载均衡建立在现有网络结构之上,它提供了一种廉价又有效的方法来扩展网络设备和服务器的带宽、增加吞吐量、加强网络数据处理能力、提高网络的灵活性和可用性。 在调度器的实现技术中,IP负载均衡技术是效率最高的。在已有的IP负载均衡技术中有通过网络地址转换(Network Address Translation)将一组服务器构成一个高性能的、高可用的虚拟服务器,称之为VS/NAT技术。在分析VS/NAT 的缺点和网络服务的非对称性的基础上,提出通过IP隧道实现虚拟服务器的方法VS/TUN,和通过直接路由实现虚拟服务器的方法VS/DR,它们可以极大地提高系统的伸缩性。 在内核中的连接调度算法上,IPVS实现了以下几种调度算法: 1 轮叫调度 1.1 轮叫调度含义 轮叫调度(Round Robin Scheduling)算法就是以轮叫的方式依次将请求调度不同的服务器,即每次调度执行i = (i + 1) mod n,并选出第i台服务器。算法的优点是其简洁性,它无需记录当前所有连接的状态,所以它是一种无状态调度。 轮叫是基站为终端分配带宽的一种处理流程,这种分配可以是针对单个终端或是一组终端的。为单个终端和一组终端连接分配带宽,实际上是定义带宽请求竞争机制,这种分配不是使用一个单独的消息,而是上行链路映射消息中包含的一系列分配机制。 1.2 轮叫调度算法流程 轮询调度算法的原理是每一次把来自用户的请求轮流分配给内部中的服务器,从1开始,直到N(内部服务器个数),然后重新开始循环。在系统实现时,我们引入了一个额外条件,即当服务器的权值为零时,表示该服务器不可用而不被调度。这样做的目的是将服务器切出服务(如屏蔽服务器故障和系统维护),同时与其他加权算法保持一致。所以,算法要作相应的改动,它的算法流程如下:假设有一组服务器S = {S0, S1, …, Sn-1},一个指示变量i表示上一次选择的服务器,W(Si)表示服务器Si的权值。变量i被初始化为n-1,其中n > 0。 j = i; do { j = (j + 1) mod n;

多级反馈队列调度算法

#include #include <> #include<> #define NULL 0 #define MAL(type) (type *)malloc(sizeof(type)) using namespace std; typedef struct LNode {char name[5]; char state; int runtime; int needtime; struct LNode *next; }LNode; LNode *H; int T,D,J; void print() {LNode *p=H; printf("\n进程名需执行时间已执行时间状态\n"); for(int i=0;iname,p->needtime,p->runtime,p->state); p=p->next; } system("PAUSE");

void input() {int i; printf("请输入进程数:"); scanf("%d",&J); for(i=0;iname); printf("请输入第%d个进程需要的执行时间:",i+1); scanf("%d",&q->needtime); if(q->needtime<=0) {printf("所需时间要大于0\n 请重新输入——\n");i--;} else {q->runtime=0; q->state='N'; q->next=NULL; } if(i==0) H=p=q; else {p->next=q;p=q;} } printf("\n进程初始化态为:"); print();

时间片轮转RR进程调度算法

实验二时间片轮转RR进程调度算法 【实验目的】 通过这次实验,加深对进程概念的理解,进一步掌握进程状态的转变、进程调度的策略及对系统性能的评价方法。 【实验内容】 问题描述: 设计程序模拟进程的时间片轮转RR调度过程。假设有n个进程分别在T1, …,T n时刻到达系统,它们需要的服务时间分别为S1, …,S n。分别利用不同的时间片大小q,采用时间片轮转RR进程调度算法进行调度,计算每个进程的完成时间,周转时间和带权周转时间,并且统计n个进程的平均周转时间和平均带权周转时间。 程序要求: 1)进程个数n;每个进程的到达时间T1, … ,T n和服务时间S1, … ,S n;输入时间片大小q。 2)要求时间片轮转法RR调度进程运行,计算每个进程的周转时间,带权周转时间,并且计算所有进程的平均周转时间,带权平均周转时间; 3)输出:要求模拟整个调度过程,输出每个时刻的进程运行状态,如“时刻3:进程B开始运行”等等; 4)输出:要求输出计算出来的每个进程的周转时间,带权周转时间,所有进程的平均周转时间,带权平均周转时间。 【源程序】

#include #include #include #include #include #include typedef int QElemType; #define OK 1 #define ERROR 0 #define OVERFLOW -1 typedef int Status; typedef struct QNode{ QElemType data; struct QNode *next; }QNode,*QueuePtr; typedef struct{ QueuePtr front; QueuePtr rear; }LinkQueue; Status InitQueue(LinkQueue &Q); Status DestroyQueue(LinkQueue &Q); Status EnQueue(LinkQueue &Q,QElemType e); int DeQueue(LinkQueue &Q,QElemType e); bool QueueEmpty(LinkQueue &Q); static const int MaxNum=100; int n,q,ArrivalTime[MaxNum],ServiceTime[MaxNum],FinishedTime[MaxNum],Whol eTime[MaxNum]; double WeightWholeTime[MaxNum],Average_WT=0,Average_WWT=0; LinkQueue Q; void RR(int*ArrivalTime,int*ServiceTime,int n,int q,LinkQueue &Q); void main(){ cout<<"请输入进程数n:"; cin>>n; while(n<0||n>100){ cout<<"输入的n值不正确,请重新输入!"<>n; } cout<<"请输入各个进程的到达时间:"; for(int i=0;i>ArrivalTime[i]; cout<<"请输入各个进程的服务时间:";

操作系统论文-----多级反馈队列调度算法

在多道程序环境下,主存中有着多个进程,其数目往往多过于处理机数目。这就要求系统能按某种算法,动态的把处理机分配给就绪队列中的一个进程,使之执行。 在OS中的调度的实质是一种资源分配,因而调度算法是指:根据系统的资源分配策略所规定的资源分配算法。对于不同的系统和系统目标,通常采用不同的调度算法,目前存在的多种调度算法中,有的算法适用于作业电镀,有的算法适用于进程调度;但也有些调度算法即可用于作业调度,也可用于进程调度。 多级反馈队列调度算法是一种CPU处理机调度算法,它不必事先知道各种进程所需的执行时间,而且还可以满足各种类型进程的需要,因而它是目前被公认的一种较好的进程调度算法。 多级反馈队列调度算法的思想 设置多个就绪队列,并为各个队列赋予不同的优先级和不同长度的时间片;第一个队列的优先级最高,进程所执行时间片最小。 新创建的进程挂到第一优先级的队列后,然后按FCFS 原则排队等待调度。当轮到其执行时,如它能在时间片内完成,便撤离系统;如果不能完成,便被挂入第二级队列后,……; 仅当第一级队列空闲时,调度程序才调度第二级队列中的进程运行,依次类推……;新进程可抢占低级进程的处理机。 多级(假设为N级)反馈队列调度算法可以如下原理: 1、设有N个队列(Q1,Q2....QN),其中各个队列对于处理机的优先级是不一样的,也就是说位于各个队列中的作业(进程)的优先级也是不一

样的。一般来说,优先级Priority(Q1) > Priority(Q2) > ... > Priority(QN)。怎么讲,位于Q1中的任何一个作业(进程)都要比Q2中的任何一个作业(进程)相对于CPU的优先级要高(也就是说,Q1中的作业一定要比Q2中的作业先被处理机调度),依次类推其它的队列。 2、对于某个特定的队列来说,里面是遵循时间片轮转法。也就是说,位于队列Q2中有N个作业,它们的运行时间是通过Q2这个队列所设定的时间片来确定的(为了便于理解,我们也可以认为特定队列中的作业的优先级是按照FCFS来调度的)。 3、各个队列的时间片是一样的吗?不一样,这就是该算法设计的精妙之处。各个队列的时间片是随着优先级的增加而减少的,也就是说,优先级越高的队列中它的时间片就越短。同时,为了便于那些超大作业的完成,最后一个队列QN(优先级最低的队列)的时间片一般很大(不需要考虑这个 问题)。 多级反馈队列调度算法描述: 1、进程在进入待调度的队列等待时,首先进入优先级最高的Q1等待。 2、首先调度优先级高的队列中的进程。若高优先级中队列中已没有调度的进程,则调度次优先级队列中的进程。例如:Q1,Q2,Q3三个队列,只有在Q1中没有进程等待时才去调度Q2,同理,只有Q1,Q2都为空时才会去调度Q3。 3、对于同一个队列中的各个进程,按照时间片轮转法调度。比如Q1 队列的时间片为N,那么Q1中的作业在经历了N个时间片后若还没有完成,则进入Q2队列等待,若Q2的时间片用完后作业还不能完成,一直进入下一级队列,直至完成。 4、在低优先级的队列中的进程在运行时,又有新到达的作业,那么在运行完这个时间片后,CPU马上分配给新到达的作业(抢占式)。 我们来看一下该算法是如何运作的: 假设系统中有3个反馈队列Q1,Q2,Q3,时间片分别为2,4,8。 现在有3个作业J1,J2,J3分别在时间 0 ,1,3时刻到达。而它们所需要的CPU时间分别是3,2,1个时间片。 1、时刻0 J1到达。于是进入到队列1 ,运行1个时间片,时间片还未到,此时J2到达。 2、时刻1 J2到达。由于时间片仍然由J1掌控,于是等待。 J1在运行了1个时间片后,已经完成了在Q1中的 2个时间片的限制,于是J1置于Q2等待被调度。现在处理机分配给 J2。 3、时刻2 J1进入Q2等待调度,J2获得CPU开始运行。 4、时刻3 J3到达,由于J2的时间片未到,故J3在Q1等待调度,J1也在Q2等待调度。

fluent并行分割网格方法

1 网格分割的一般方法 在用Fluent 的并行求解器时,需要将网格细分割为几组单元,以便在分离处理器上求解将未分割的网格读入并行求解器里,可用系统默认的分割原则(推荐使用)还可以在连续求解器里或将mesh 文件读入并行求解器后自己分割。 在建立问题(定义模型、边界条件等)之前或之后分割网格都可以,不过,由于某些模型的特点(象非等形接触面、滑移网格、 shell-conduction encapsulation 的自适应),最好是在建立问题后。!!如果case 文件含有滑移网格或非等形接触面,要在计算过程中进行自适应,因此要用连续求解器分割。 值得注意的是计算节点间的相关单元的分布在网格自适应时要保持不变,除非是非等形接触面,这样在自适应后就不必重新分割了。若在网格分割前用连续求解器建立问题,用于此项工作的计算机必须有足够大的内存来读入网格。如果网格太大,不能读进连续求解器,可将未分割的网格直接读入并行求解器里(使用所有被定义主机的内存),然后让并行机自动分割。在这种情况下,你将在做一个初步网格分割后建立问题。如果必要可以手工再重新分割一次。 2 自动分割网格 在将case 文件读入并行求解器之前选用两分法或是其他网格分割方法来自动分割网格。对一些方法,可预览来确定是否为最佳的网格分割,注意case 文件中含有滑移网格或非等形接触面,在计算过程中要自适应,则需要在连续求解器中分割此文件,然后再把它读入并行求解器,在Auto Partition Grid 控制面板上选择Case File 选项。 并行求解器上自动网格分割的步骤如下: 1. (任选)在菜单栏上点Parallel Auto Partition...,弹出Auto Partition Grid 控制面板设置分割参数。 读入mesh 文件或case 文件时如果没有获取分割信息,那就保持Case File 选项开启,Fluent 会用Method 下拉菜单里的方法分割网格。 设置分割方法和相关选项的步骤如下: a) 关闭Case File 选项,就可选择控制面板上的其他选项。 b) 在Method 下拉菜单里选取两分方法。 c) 可为每个单元分别选取不同的网格分割方法,也可以利用Across Zones 让网格分割穿过区域边界。推荐不采用对单元进行单独分割(关闭Across Zones 按钮),除非是溶解过程需要不同区域上的单元输出不同的计算信息(主区域包括固体和流体区域)。 d) 若选取Principal Axes 或Cartesian Axes 方法,可在实际分割之前对不同两分方向进行预测试以提高分割性能。用预检则开启Pre-Test 选项。 e) 点击OK。 如果case 文件已经网格分割,且网格分割的数量和计算节点数一样,那就可以在Auto Partition Grid 控制面板上默认选择Case File 选项,这会让Fluent 在case 文件中应用分割。 2. 读入case 文件,方法是在菜单栏上选File Read Case...。 自动分割过程的报告 当网格自动分割时,有关分割进程的信息就会被显示在控制窗口上。如果想需要额外信息,可在分割完成后,选Parallel Partition...,弹出Partition Grid 控制面板,打印报告。在Partition Grid 控制面板上点击Print Active Partitions 或Print Stored Partitions 时,Fluent 会在控制窗口里显示分割ID、单元数、面数、接触面数和每个活动或已储存分割的接触面曲率,还可以显示最小和最大的单元、面、接触面和面曲率变量 3 手动分割网格 在网格分割时推荐使用并行求解器上的自动分割,也可在连续求解器或并行求解器上手动分割。在自动或

优先级调度算法

优先级调度算法 1、调度算法 考虑到紧迫型作业进入系统后能得到优先处理,引入了高优先级优先调度算法。 优先级调度的含义: (1)当该算法用于作业调度时,系统从后背作业队列中选择若干个优先级最高的,且系统能满足资源要求的作业装入内存运行;(2)当该算法用于进程调度时,将把处理机分配给就绪进行队列中优先级最高的进程。 2、调度算法的两种方式 非抢占式优先级算法:在这种调度方式下,系统一旦把处理机分配给就绪队列中优先级最高的进程后,该进程就能一直执行下去,直至完成;或因等待某事件的发生使该进程不得不放弃处理机时,系统才能将处理机分配给另一个优先级高的就绪队列。 抢占式优先级调度算法:在这种调度方式下,进程调度程序把处理机分配给当时优先级最高的就绪进程,使之执行。一旦出现了另一个优先级更高的就绪进程时,进程调度程序就停止正在执行的进程,将处理机分配给新出现的优先级最高的就绪进程。常用于实时要求比较严格的实时系统中,以及对实时性能要求高的分时系统。 3、优先级的类型 进程的优先级可采用静态优先级和动态优先级两种,优先级可由用户自定或由系统确定。

静态优先级调度算法 含义:静态优先级是在创建进程时确定进程的优先级,并且规定它在进程的整个运行期间保持不变。 确定优先级的依据: 1)进程的类型。 2)进程对资源的需求。 3)根据用户的要求。 优点:简单易行;系统开销小。 缺点:不太灵活,很可能出现低优先级的作业,长期得不到调度而等待的情况;静态优先级法仅适合于实时要求不太高的系统。 动态优先级调度算法 含义:动态优先级是创建进程时赋予该进程一个初始优先级,然后其优先级随着进程的执行情况的变化而改变,以便获得更好的调度性能。 优点:使相应的优先级调度算法比较灵活、科学,可防止有些进程一直得不到调度,也可防止有些进程长期垄断处理机。 缺点:需要花费相当多的执行程序时间,因而花费的系统开销比较大。 4、实时调度算法 由于在任何一个实时系统中毒存在着若干个实时进程或任务,用来反应或控制相应的外部事件,并往往具有某种程度的紧迫性,所以对实时系统中的调度算法提出了某些特殊要求。 对实时系统的要求

保湿性能评价方法摘录

2-吡咯烷酮-5-羧酸钠(PCANa)的合成和应用性能中国纺织大学透明固体或粉末 PCA-Na的吸湿试验· 试验条件:相对湿度81%(盛有(NH 4) 2 S0 4 饱和溶液)的干燥器置于20℃恒温室中;; 相对湿度43%(盛有K 2CO 3 饱和溶态)的干燥器置于20℃恒温室中。 试验过程:精确称取10g(精确至0.0001g)保湿剂样品.置于培养皿,放人恒温湿的干燥器中,每隔2小时称重一次,得相应的吸湿串(%): PCA-Na的保湿试验· 试验条件:相对湿度43%(盛有K 2CO 3 饱和溶态)的干燥器置于20℃恒温室中;盛有 硅胶的干燥器置于20℃恒温室中. 试验过程:精确配制含水15%的样品,置于培养皿,放入恒温恒湿的干燥器中,每隔2小时称重一次,得相应的失水率[%]: 甘油(GLY)山梨醇(SOR)木糖醇(XYL)

壳聚糖及其衍生物的制备和保湿吸湿性能评价 .河南科技大学化工与制药学院 3 保湿吸湿性能的测定 3.1 仪器和试剂 玻璃干燥器,湿度计。硫酸铵、无水氯化钙、山梨醇,分析级;透明质酸,化妆品级;甘油,化学纯。 3.2 实验方法 3.2.1 单一保湿剂吸湿性能的测定 测定化妆品的保湿性需在选定的恒温、恒湿的环境下进行,在缺乏湿度自动调节的情况下,我们采用在密闭小容器中放置某一化学试剂的饱和水溶液,使之在室温下保持一定的相对湿度。据文献报道,采用硫酸铵、碳酸钾和氯化钙饱和溶液,用干湿球温度计分别测量它们的相对湿度。结果显示硫酸铵饱和溶液可维持环境相对湿度为82%,碳酸钾饱和溶液可维持环境相对湿度为43%,而氯化钙饱和溶液可维持环境相对湿度为29%。 将待测保湿剂试样研细成粉末,在105~C下干燥至恒重,取两份分别精确称量1g,置于温度20℃、湿度为82%和43%的干燥器中,放置4h、24h、48h后 称重。然后根据公式计算试样的吸湿率。 A =(M 2一M 1 )/M 1 ×100% 式中:A,试样的吸湿率,%;M 1放置前试样质量,g; M 2 ,放置后试样质量,g。 3.2.2 单一保湿剂保湿性能的测定 分别取待测保湿剂试样0.1g配制成水溶液,涂敷在贴有透气胶带的玻璃板上,置于温度20℃、湿度为82%和29%的干燥器中,分别在放置4h、24h、48h后称

生化试剂性能评价方法

生化试剂性能评价方法文件编码(GHTU-UITID-GGBKT-POIU-WUUI-8968)

生化试剂性能评价实验 实验目的 对某试剂在某全自动生化仪上进行全面的性能评价,以验证此试剂在生化分析仪器检测结果的可靠性以及临床适用性。 实验内容: (1)准确度测定 (2)批内精密度测定; (3)天间精密度测定 (4)可报告范围验证; (5)相关性:与两种比例试剂检测结果的比对实验; (6)参考范围验证:验证说明书标定的参考范围是否适用于本实验室,如不适用,则需要统计分析试验数据,并设定适合于本实验室的参考范围; 实验耗材: 试剂、配套定标品、配套质控品 实验步骤: 首先将定标品和质控品溶解准备好,将参数设置好,并且用配套定标品定标,反测定标液的浓度,完成以上操作后,进行以下操作。 (1)准确度测定: 测定配套的正常值和病理值质控,分别测定三次,计算均值,参考质控参考说明书,计算偏倚,分析检测结果是否符合说明书标定的准确度标准。 偏倚=(均值-靶值)/靶值 接收准则:按照说明书要求 (2)批内精密度测定 分别测定配套正常值质控、病理值质控,各连续测定20次,分别计算均值、SD与CV%,验证试剂的批内精密度是否符合说明书标定的标准。 接收准则:按照说明书要求 (3)天间精密度测定 分别测定配套正常值质控,病理值质控,连续测定10天,每天测两次(间隔至少2h),计算总的精密度,以CV%表示。 接收准则:按照说明书要求 (4)可报告范围验证 将高值病人标本采用生理盐水按照10/0、9/1、8/2、7/3、6/4、5/5、4/6、3/7、2/8、1/9、0/10的比例稀释,依次进行测定,对结果进行线性回归分析,检测试剂的检测范围。

酶标仪性能评价与鉴定方法

酶标仪性能评价与鉴定方法的理论基础及其解释 成军孙关忠郑怀竟(南京军区医学检验质控中心、解放军第117医院检验科杭州310013 卫生部临床检验中心)摘自《陕西医学检验》1998.13(4)12 摘要为提高酶标仪检测结果的室内重复性和增强室间可比性,对已建立的酶标仪性能评价与鉴定的基本方法进行了详细解释和补充,以供同行在评价、鉴定仪器时参考与应用。 关键词酶标仪性能评价鉴定近年来,酶标仪在临床实验室中的应用越来越普及,使得酶免疫分析法(EIA )的自动化程度及精确性愈来愈高,尤其是近几年,进口的、国产的单、多通道全自动酶标仪的种类及型号发展非常迅猛,是临床实验室自动化程度继生化分析仪、血细胞计数仪、血凝仪等之后的又一次更新和提高。然而,国内外有关酶标仪性能系统评价的方法甚少,有的评价指标简单且不全面,有的对其性能评价所采用的方法不尽一致,导致不同仪器之间、厂家与用户之间、用户与用户之间的评价指标缺乏可比性,这是由于酶标仪在制造工艺(多通道检测器)、测定原理(垂直光路光度测定法)与其它水平光路光度测定的仪器(721 分光光度计)之间存在着很大的差别。因此,我们对国内外几个不同厂家和型号的仪器经过系统研究论证,初步建立了一套较为完善的酶标仪性能评价指标与鉴定的基本方法。经初步应用,效果满意,应广大读者和用户的要求,拟将酶标仪性能评价与鉴定方法的理论及其原理作一介绍和补充,以供同行在评价、鉴定和使用仪器时参考,从而为进一步提高检测结果的室内重复性和室间可比性提供可靠的保证。 1. 方法与原理 1.1滤光片波长精度检查及其峰值测定 1.1.1方法及其衡量的标准:用高精度紫外可见分光光度计(波长精度±0.3 nm)对不同波长的滤光片进行光谱扫描,检测值与标定值之差即为滤光片波长精度,其差值越接近于零且峰值越大表示滤光片的质量越好,波长精度越高。 1 . 1 .2理论基础:酶标仪的滤光片质量好坏,直接影响仪器的灵敏度高低,而滤光片的质量又是以其波长精度及其峰值指标来衡量的,因此滤光片波长精度及峰值是衡量酶标仪的重要参数之一,这在厂家的仪器说明书中虽未曾提及,但在仪器的实际使用过程中,我们发现对滤光片波长精度和峰值进行检查是重要的也是必要的,通过检查可以发现滤光片的波长标定值与实测值的符合程度,可以发现滤光片的质量是否符合要求。 1.2灵敏度和准确度的监测 1.2.1方法:①灵敏度:精确配制 6 ug/ml重铬酸钾(干燥)溶液(0.05 mo1 / L 硫酸溶解),加入200 ul 重铬酸钾溶液于小孔杯中,以0.05 mo1/L 硫酸溶液作空白, 于450 nm (参比波长650 nm)测定,其吸光度应》0.01 A。②准确度:准确配制: 1mmo/L 对硝基苯酚(提纯品)水溶液,然后以10 mmo1 /L 氢氧化钠溶液25 倍稀释之,加入200 ul稀释液于小孔杯中,以10 mmol / L NaOH溶液作空白,于405 nm (参比

多级队列调度算法

操作系统原理 上 机 报 告 院系:计算机学院 [ 班级: 191094—16 姓名:熊金莲 学号: 768 二 O 一一年六月

— 一:银行家算法 实验目的: 1、了解并掌握银行家算法的思想; 2、通过编程实现银行家算法; 实验步骤: 1、安全状态:系统按照某种序列为多个进程分配资源直到最大需求,如果 能够保证所有进程全部顺利执行完毕,则称系统是安全的。 2、采取的数据结构 (1)可利用资源量Available (2)最大需求矩阵Max (3)分配矩阵Allocation[i] (4)需求矩阵Need[i] ¥ (5)请求矩阵Request[i] 3、银行家算法 设request:是Pi进程的请求向量,当Pi发了资源请求后,系统按下述步骤检查: (1)如果Request[i]<= Need[i],则转向步骤(2); (2)若Request[i] <=Available,则转向步骤(3); (3)系统试探性地把要求的资源分配给进程Pi,并修改以下数据结构的值:Available=Available-Request[i]; Allocation[i]= Allocation[i]+ Request[i]; Need[i]= Need[i]- Request[i]; (4)系统执行安全性算法,检查此次资源分配后,系统是否处于安全状态,若安全,才正式将资源分配给Pi进程,完成本次分配;否则,试探性分配作废,恢复原来的资源分配状态,Pi进程进入等待状态。 4、安全性算法 ? (1)设置两个向量:工作向量work,它表示系统可提供给进程继续运行所需的各类资源数目,执行安全性算法开始时,work初值=Available;finish表示系统是否有足够的资源分配给里程,使之运行完成,开始时,finish[i]=false;当有足够资源分配给进程时,令finish[i]=true; (2)从进程集合中找到满足下述条件的进程: finish[i]= false; Need[i] <= work;若找到执行(3),否则执行(4); (3)当进程Pi获得资源后,顺序执行直到完成,并释放它的资源,执行:work= work+ Allocation[i]; finish[i]= true; go to step(2); (4)若所有进程的finish[i]= true,则系统处于安全状态,否则,处于不安

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