循环调度算法示例
在以下示例中，有六个进程分别命名为P1，P2，P3，P4，P5和P6。 他们的到达时间和爆发时间如下表所示。 系统的时间量是4个单位。
| 进程ID | 到达时间 | 突发时间 |
|---|---|---|
| 1 | 0 | 5 |
| 2 | 1 | 6 |
| 3 | 2 | 3 |
| 4 | 3 | 1 |
| 5 | 4 | 5 |
| 6 | 6 | 4 |
根据算法，我们必须保持就绪队列和甘特图。 两个数据结构的结构在每次调度后都会改变。
就绪队列:
最初，在时间0，过程P1到达，其将被安排为时间片4单位。 因此，在就绪队列中，在CPU突发时间5个单元开始时将只有一个进程P1。
| P1 |
|---|
| 5 |
甘特图
P1将首先执行4个单位。
就绪队列
同时执行P1，另外四个进程P2，P3，P4和P5到达就绪队列。 P1还没有完成，它需要另外1个单位时间，因此它也将被添加回就绪队列。
| P2 | P3 | P4 | P5 | P1 |
|---|---|---|---|---|
| 6 | 3 | 1 | 5 | 1 |
甘特图
在P1之后，P2将在甘特图中显示的4个单位时间内执行。
就绪队列
在执行P2期间，再有一个进程P6进入就绪队列。 由于P2尚未完成，因此P2也将被添加回就绪队列，剩余的突发时间为2个单位。
| P3 | P4 | P5 | P1 | P6 | P2 |
|---|---|---|---|---|---|
| 3 | 1 | 5 | 1 | 4 | 2 |
甘特图
在P1和P2之后，由于其CPU突发时间仅为3秒，因此P3将执行3个单位时间。
就绪队列
由于P3已经完成，因此它将被终止并且不会被添加到就绪队列中。 下一个进程将执行P4。
| P4 | P5 | P1 | P6 | P2 |
|---|---|---|---|---|
| 1 | 5 | 1 | 4 | 2 |
甘特图
之后，P1，P2和P3，P4将被执行。 它的爆发时间只有1个单位，与时间量相比更小，因此它会完成。
就绪队列
就绪队列中的下一个进程是P5，有5个单位的突发时间。 由于P4已完成，因此它不会被添加回队列。
| P5 | P1 | P6 | P2 |
|---|---|---|---|
| 5 | 1 | 4 | 2 |
甘特图
P5将在整个时间片执行，因为它需要5个单位的突发时间，这比时间片更高。
就绪队列
P5尚未完成; 它将被添加回队列中，其余的突发时间为1个单位。
| P1 | P6 | P2 | P5 |
|---|---|---|---|
| 1 | 4 | 2 | 1 |
甘特图
进程P1将在下一个回合完成执行。 由于它只需要1单位的突发时间，因此它将被完成。
就绪队列
P1已完成并且不会被添加回就绪队列。 接下来的处理P6仅需要4个单位的突发时间，接下来将被执行。
| P6 | P2 | P5 |
|---|---|---|
| 4 | 2 | 1 |
甘特图
P6将执行4个单位时间直至完成。
就绪队列
由于P6已完成，因此不会再次添加到队列中。 就绪队列中只有两个进程。 下一个进程P2只需要2个单位的时间。
| P2 | P5 |
|---|---|
| 2 | 1 |
甘特图
P2将再次执行，因为它只需要2个单位时间，因此这将会完成。
就绪队列
现在，队列中唯一可用的进程是P5，它需要1个单位的突发时间。 由于时间片是4个单位，因此它会在下一次突发中完成。
| P5 |
|---|
| 1 |
甘特图
P5将被执行直至完成。
完成时间，周转时间和等待时间将按下表所示计算。
周转时间 = 完成时间 - 到达时间
等待时间 = 周转时间 - 爆发时间
| 进程ID | 到达时间 | 爆发时间 | 完成时间 | 周转时间 | 等待时间 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | 0 | 5 | 17 | 17 | 12 |
| 2 | 1 | 6 | 23 | 22 | 16 |
| 3 | 2 | 3 | 11 | 9 | 6 |
| 4 | 3 | 1 | 12 | 9 | 8 |
| 5 | 4 | 5 | 24 | 20 | 15 |
| 6 | 6 | 4 | 21 | 15 | 11 |
平均等待时间=(12 + 16 + 6 + 8 + 15 + 11)/ 6 = 76/6个单位