探讨可能的调度策略之前，我们先做一些简化假设。这些假设与系统中运行的进程有关，有时候统称为工作负载（workload）。确定工作负载是构建调度策略的关键部分。这里做的工作负载假设是不切实际的，但我们会逐渐放宽这些假定，并最终开发出一个完全可操作的调度准则。
我们对操作系统中运行的进程（有时也叫工作任务）做出如下的假设：
- 每一个工作运行相同的时间
- 所有的工作同时到达
- 一旦开始，每个工作保持运行直到完成
- 所有的工作只使用CPU（即没有I/O操作）
- 每个工作的运行时间是已知的
评价指标
除了做出工作负载假设之外，还需要一个东西能让我们比较不同的调度策略：调度指标。任务的周转时间(T_{turnaround})定义为任务完成时间(T_{completion})减去任务到达系统的时间(T_{arrival})。更正式的周转时间定义为：
注意到，周转时间是一个性能指标，而另一个有趣的指标是公平。性能和公平在调度系统中往往是矛盾的。例如，调度程序可以优化性能，但代价是以阻止一些任务运行，这就降低了公平。
先进先出（FIFO）
最基本的算法被称为先进先出（First In First Out）调度，有时候也称为先到先服务（First Come First Served）。它很简单，易于实现，而且对于目前的假设效果不错。
假设3个工作A、B和C在大致相同的时间到达系统。因为FIFO必须将某个工作放在前面，所以我们假设当它们都同时到达时，A比B早一点点，然后B比C早到达一点点。假设每个工作运行10s，从图上可以看出，A在10s时完成，B在20s时完成，C在30s时完成。因此，这3个任务的平均周转时间就是((10 + 20 + 30)/ 3 = 20s)。
现在，我们放宽假设1，每个任务的运行时间不再相同。这种情况下FIFO的表现如何？具体来说，我们再次假设3个任务（A、B和C），但这次A运行100s，而B和C运行10s。
如图所示，A先运行100s，B或C才有机会运行。因此，系统的平均周转时间是比较高的((100 + 110 + 120)/ 3 = 110s)。这个问题通常被称为护航效应（convoy effect），一些耗时较少的潜在资源消费者被排在重量级的资源消费者之后。
最短任务优先（SJF）
事实上，我们一个非常简单的方法来解决护航问题。这个新的调度准则被称为最短任务优先（Shortest Job First，SJF），即先运行最短的任务，然后是次短的任务，以此类推。
还是上面的例子，但这次以SJF作为调度策略。上图展示的是运行A、B和C的结果。通过在A之前运行B和C，SJF将平均周转时间从110s降低到((10 + 20 + 120)/3 = 50s)。在所有工作同时到达的情况下，可以证明SJF是一个最有调度算法。
现在，让我们放宽假设2，即工作可以随时到达，而不是同时到达。假设A在t=0时到达，且需要运行100s。而B和C在t=10时到达，且各需要运行10s。使用SJF，可以得到如下所示的调度。
从图中可以看出，即使B和C在A之后不久到达，它们仍然被迫等到A完成，从而遭遇同样的护航问题。这3项工作的平均周转时间为((100+(110−10)+(120−10))/3=103.33s)。
最短完成时间优先（STCF）
为了解决这个问题，需要放宽假设3（工作必须保持运行直到完成）。也就是说，当B和C到达时，调度程序可以做其他事情：它可以抢占（preempt）工作A，并决定运行另一个工作，或许稍后继续工作A。根据我们的定义，SJF是一种非抢占式（non-preemptive）调度程序，因此还是存在护航问题。
通过向SJF添加抢占，我们可以得到最短完成时间优先（Shortest Time-to-Completion First，STCF）调度程序。每当新工作进入系统时，它就会确定剩余工作和新工作中，谁的剩余时间最少，然后调度该工作。因此，在我们的例子中，STCF将抢占A并运行B和C以完成。只有在它们完成后，才能调度A的剩余时间。
根据上图，3项工作的平均周转时间是(((20-10)+(30-10)+120) / 3 = 50s)。基于新的假设，可证明STCF是最优的。
响应时间
如果我们知道任务长度，任务只使用CPU，且唯一的衡量是周转时间，那么STCF将是一个很好的策略。然而，引入分时系统改变了这一切。现在，用户将会坐在终端前面，同时也要求系统的交互性好。因此，一个新的度量标准诞生了：响应时间（response time），它定义为任务到达系统到首次运行该任务的时间：
显然，STCF和相关方法在响应时间上并不是很好。如果3个工作同时到达，第三个工作必须等待前两个工作全部运行后才能运行。这种方法虽然有很好的周转时间，但对于响应时间和交互性是相当糟糕的。
轮转（RR）
为了提高响应时间，我们将引入轮转（Round-Robin，RR）调度。其基本思想很简单：在一个时间片内运行一个工作，然后切换到运行队列中的下一个任务，而不是运行一个任务直到结束，它反复执行，直到所有任务完成。注意，时间片长度必须是时钟中断周期的倍数。因此，如果时钟中断是每10ms中断一次，则时间片可以是10ms、20ms或10ms的任何其他倍数。
假设3个任务A、B和C在系统中同时到达，并且它们都希望运行5s。如下所示，SJF调度程序必须运行完当前任务才可运行下一个任务，其平均响应时间是((0+5+10)/3 = 5s)。
相比之下，1s时间片的RR可以快速地循环工作，其平均响应时间为((0+1+2)/3=1s)。
显然，时间片长度对于RR是至关重要的。时间片越短，RR在响应时间上表现越好。然而，时间片太短是有问题的：突然上下文切换的成本将影响整体性能。因此，系统设计者需要权衡时间片的长度，使其足够长，以便摊销上下文切换成本，而又不会使系统不及时响应。
结合I/O
接下来我们放宽假设4，现在所有的程序都会执行I/O。调度程序显然要在工作发起I/O请求时做出决定，因为当前正在运行的作业在I/O期间不会使用CPU，它被阻塞等待I/O完成。如果将I/O发送到硬盘驱动器，则进程可能会被阻塞几毫秒或更长时间。因此，这时调度程序应该在CPU上安排另一项工作。调度程序还必须在I/O完成时做出决定。发生这种情况时，会产生中断，操作系统运行并将发出I/O的进程从阻塞状态移回就绪状态。当然，它甚至可以决定在那个时候运行该项工作。操作系统应该如何处理每项工作？
假设有两项工作A和B，每项工作需要50ms的CPU时间。但是A先运行10ms，然后发出I/O请求（假设I/O每个都需要10ms），而B只是使用CPU 50ms，不执行I/O。调度程序先运行A，然后运行B。
毫无疑问，上图所示的调度是非常糟糕的。常见的方法是将A的每个10ms的子工作视为一项独立的工作。因此，当系统启动时，它的选择是调度10ms的A，还是50ms的B。STCF会选择较短的A。然后，A的工作已完成，只剩下B，并开始运行。然后提交A的一个新子工作，它抢占B并运行10ms。这样做可以实现重叠，一个进程在等待另一个进程的I/O完成时使用CPU，系统因此得到更好的利用。
有了应对I/O的基本方法，我们来到最后的假设5：调度程序知道每个工作的长度。如前所述，这可能是可以做出的最糟糕的假设。事实上，操作系统通常不知道每个作业的长度。因此，我们将在第8章利用最近的历史预测未来，从而解决这个问题。