Sistemi e schedulazione in tempo reale

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Sistemi e schedulazione in tempo reale

• E.Mumolo
• mumolo_at_units.it

2
Sistemi in tempo reale

• Sistemi di calcolo in cui la correttezza del
  funzionamento dipende criticamente dal tempo dal
  tempo in cui i risultati sono prodotti.
• Possibili campi applicativi
• regolazione di impianti industriali (chimici,
  nucleari etc.)?
• controllo di processi
• controllo di volo, di traffico etc.
• sistemi di telecomunicazioni
• sistemi militari
• sistemi spaziali
• realta virtuale
• Robotica
• Sistemi di monitoraggio medico
• Sistemi di controllo nellauto sistema ABS e
  controllo elettronico del motore
• Come assicurare che il sw sia corretto?
• 1 problema test del SW !
• 2 problema progetto del sistema ? assunzioni
  pessimistiche
• 3 problema empiricita
• 4 problema codice molto spesso Assembly

3
Sistemi in tempo reale

• Perche Tempo Reale?
• Tempo la validita dei risultati dipende dal
  tempo di servizio
• Reale la risposta agli eventi esterni deve
  avvenire durante levolversi dellevento stesso
• Il tempo di sistema deve essere misurato secondo
  un riferimento temporale che dipende
  dallambiente
• Esempio sistemi biologici. Introducendo eventi
  con costante di tempo piu bassa ? pericolo!
• Ogni sistema RT deve essere studiato
  nellambiente effettivo di lavoro
• La caratteristica piu importante di un sistema
  RT non e la velocita, ma la prevedibilita!
• La differenza principale tra un processo RT ed un
  processo NON RT e la Deadline ( tempo massimo
  di fine processo)?
• In un sistema RT, un risultato prodotto oltre la
  deadline e dannoso

4
(No Transcript)
5
Sistemi in tempo reale

• TIPI DI PROCESSI RT
• Hard RT se il superamento della deadline e
  catastrofico. Es.
• acquisizione dati
• asservimento
• pianificazione azioni
• controllo automatico
• Soft RT se il superamento della deadline non e
  catastrofico ma sopportabile. Es.
• Interpretazione comandi utente
• Visualizzazione messaggi
• ASPETTI FONDAMENTALI
• SCHEDULING
• ACCESSO A RISORSE
• GESTIONE SOVRACCARICHI
• COMUNICAZIONE TRA PROCESSI

?
6
Sistemi in tempo reale

• Riassumendo
• TR vs NTR vincoli temporali, ambiente dinamico.
• Un sistema in tempo reale è quindi
• stimolo esterno ? elabora entro un tempo finito e
  specificato
• ogni sistema nel quale è importante il tempo di
  term.
• movimento nel mondo fisico ? luscita è relativa
  allo stesso movimento.
• La differenza tra listante dellevento di
  ingresso e listante dellevento duscita è la
  prontezza del sistema.

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Sistemi Soft Real time e Hard Real Time

• Deadline listante nel quale deve essere
  terminata lesecuzione.
• distinzione a seconda del risultato della
  risposta
• Può essere accettata una risposta oltre la
  deadline.
• Il tempo di risposta è importante ma non
  cruciale.
• Hard deadline se i dati arrivano tardi rispetto
  alla deadline sono sbagliati e come tali non
  possono essere accettati.
• Soft deadline se i dati arrivano tardi rispetto
  alla deadline possono essere ancora utilizzati

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Sistemi Soft Real time e Hard Real Time

• Sistemi Hard Real-Time i processi hanno delle
  deadline assolutamente rigorose
• Sistemi Soft real-time i processi hanno delle
  deadline non rigorose
• Alcuni sistemi hanno sia deadline soft che hard
  una deadline può non essere soddisfatta se
• Le prestazioni medie sono sufficienti in ogni
  istante
• Ogni deadline viene comunque sodddisfatta entro
  un certo intervallo temporale.
• Un sistema si dice schedulabile se tutte le
  richieste di schedulazione sono soddisfacibili

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Sistemi Soft Real time e Hard Real Time

• Rispettare le deadline

Soft Real-time
Non Real-time
Hard Real-time
Simulazioni software
Interfaccia utente
Video su internet
Telecom appl.
Controllo elettronico di un motore
Sistema di controllo di un missile
Streaming
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Sistemi Soft Real time e Hard Real Time

• Esempi
• Sistema di controllo di un aereo da combattimento
• Le informazioni ambientali devono essere fornite
  al pilota immediatamente.
• I comandi dati dal pilota devono essere eseguiti
  immediatamente
• Sistema di monitoraggio di un paziente
• Per esempio una macchina che monitorizza il
  battito cardiaco è sufficiente conoscere la
  frequenza del battito entro un secondo e non
  entro un millisecondo dalla misura
• Sistema di presentazione multimediale
• Questo sistema può essere considerato un sistema
  in tempo reale. Tuttavia non è necessario che
  tutte le deadline siano assolutamente
  soddisfatte, ma è sufficiente che la maggior
  parte sia soddisfatta

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Sistemi Soft Real time e Hard Real Time

• Proprietà Non R T Soft R T Hard R T
• Deterministico No
  Possibilmente Sì
• Predicibile No
  Possibilmente Sì
• Effetto del non Non ha Degrado
  Fallimento
• Soddisfacimento effetto prestazioni
• delle deadline
• Affidabilità nei
• compiti critici No Sì Sì

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Proprietà dei sistemi in tempo reale

• Controllano e monitorizzano processi fisici entro
  limiti temporali.
• Sono affidabili per lunghi periodi.
• Non richiedono intervento umano diretto.
• Operano sotto vincoli più severi dei sistemi
  normali, di uso generale.
• Devono operare con la minima memoria ed il minimo
  supporto hardware.
• Più difficili da sviluppare e correggere.
• Non usano memoria di massa.
• Non hanno il display o la tastiera tradizionali.

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Caratteristiche dei sistemi in tempo reale

• Tipicamente possono essere
• Sistemi embedded un componente di un sistema
  hardware/software più ampio
• Sistemi concorrenti il sistema controlla
  simultaneamente e/o reagisce ad aspetti
  differenti dellambiente.
• Sistemi sicuri non sono solo affidabili ma anche
  sicuri se il fallimento della esecuzione non
  provoca danni a persone o cose. Tipicamente lo
  sviluppo di sistemi sicuri richiede la
  ridondanza.
• Sistemi reattivi cè una continua interazione
  con lambiente, che fornisce eventi ai quali il
  sistema reagisce. La risposta del sistema è
  tipicamente dipemdemte dallo stato.

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Caratteristiche dei sistemi in tempo reale

• Prontezza del sistema descrive come il sistema
  soddisfa i vincoli temporali
• Risposta agli eventi esterni un sistema in tempo
  reale ha lo scopo principale di rispondere agli
  eventi esterni, che sono tipicamente non
  predicibili
• Correttezza e robustezza
• Concorrenza capacità di eseguire simultaneamente
  diverse azioni. Problemi coinvolti
• schedulazione
• modalità di arrivo
• sincronizzazione
• accesso alle risorse condivise

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Modalità dellarrivo dei processi

• Gli arrivi possono essere periodici o aperiodici.
  
• Un arrivo periodico implica che il thread viene
  re-inizializzato a periodi fissi (più o meno
  piccole variazioni (jitter)) ? task periodici
• Un arrivo aperiodico non avviene a periodi fissi
  ma in istanti casuali. La temporizzazione può
  essere
• Irregolare gli interarrivi sono variabili e non
  predicibili.
• Impulsivo gli interarrivi sono costituiti da
  gruppi dove un arrivo è vicino allaltro.
• Ad intervallo limitato esiste un intervallo
  minimo tra gli eventi.
• Raggruppati intorno ad una media.
• casuale gli interarrivi possono essere previsti
  su base statistica
• Le differenti modalità di arrivo devono essere
  trattate con diversi meccanismi.

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Comunicazione tra thread e modalità di chiamata
dei metodi

• Comunicazione mediante messaggi.
• Durante la loro esecuzione i thread possono
  chiamare metodi in diversi modi
• Chiamate sincrone gli oggetti chiamano
  direttamente i metodi di altri oggetti entro lo
  stesso thread.
• Chiamate asincrone gli oggetti di un thread
  inviano un messaggio di chiamata ad un altro
  thread e continuano senza aspettare. Il thread
  chiamato gestisce il messaggio quando può farlo.
• Chiamate bloccanti il thread chiamante aspetta
  che il thread chiamato risponda.
• Chiamate a tempo il thread chiamante aspetta la
  risposta del thread chiamato per un tempo
  specificato.
• Chiamata a polling se il thread chiamato non è
  immediatamente disponibile, il thread chiamante
  non aspetta la risposta e fa altre cose.
• È importante identificare la modalità di chiamata
  per soddisfare le deadline.

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Prevedibilità

• La prevedibilità di un sistema rappresenta la
  bontà con la quale si possono conoscere le sue
  risposte in anticipo.
• È cruciale per i sistemi altamente affidabili e
  per i sistemi critici per quanto riguarda la
  sicurezza.
• Per determinare la prevedibilità si possono
  usare
• Tecniche di analisi statica,
• Algoritmi semplici di controllo dei task, per
  esempio mediante la disabilitazione della
  concorrenza,
• Mediante luso di oggetti che rappresentano i
  task e identificano le prestazioni dei task.
• Ci sono due aspetti della prevedibilità
  schedulabilità e memoria.

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Prevedibilità

• Memoria statica
• Memoria Stack le variabili locali e gli
  indirizzi di ritorno.
• Memoria Heap La maggior parte dei getsori della
  memoria heap non hanno un tempo di allocazione
  costante o conosciuto, perchè devono analizzare
  la memoria disponibile. Lallocazione non è
  predicibile e qualche deadline può essere
  superata.
• La frammentazione della memoria peggiora le cose.
  
• Soluzione comune strutturare la memoria heap
  per blocchi di memoria di dimensione fissa.
• Qualche possibilità
• memoria stack stabile e scrivibile
• memoria heap volatile
• memoria stack stabile a sola lettura

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Prevedibilità

• La prevedibilià della memoria rappresenta la
  memoria utilizzata e la sua persistenza
• Memoria utilizzata
• Memoria usata per il codice eseguibile
• Memoria usata per i dati stack, heap, variabili
  statiche.
• Persistenza della memoria
• Memoria stabile a sola lettura
• Memoria stabile riscrivibile
• Memoria volatile

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Sistemi distribuiti

• Sistemi in tempo reale di ampie dimensioni
  possono essere distribuiti su diversi processori.
• Qualche volta nello stesso calcolatore e qualche
  volta in calcolatori diversi.
• Questi sistemi hanno diversi problemi, quali ad
  esempio
• coordinazione e sincronizzazione di processi su
  diversi processori
• processo di bootstrap
• comunicazione tra processi
• sincronizzazione della base dei tempi

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Tolleranza ai guasti e sicurezza

• Spesso i sistemi in tempo reale devono essere
  affidabili.
• Deve essere assicurata non solo laffidabilità ma
  anche la sicurezza
• Lo sviluppo di sistemi sicuri coinvolge la
  ridondanza architetturale

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Interfacciamento hardware a basso livello

• Sviluppo di sistemi real-time necessità di
  gestione delle interfacce hardware a basso
  livello, cioè la generazione di driver
• Le componenti hardware e i dispositivi richiedono
  spesso di sviluppare dei driver opportuni.
• Questi driver devono interfacciarsi con il
  sistema operativo in tempo reale.
• Qualche volta lefficienza della modalità di
  gestione dei dispositivi è cruciale per le
  prestazioni del sistema.

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Sviluppo dei sistemi embedded

• Di solito i sistemi embedded vengono svliluppati
  usando strumenti software che girano su
  calcolatori separati.
• Lapplicazione eseguibile verrà quindi eseguita
  su un differente calcolatore. Lo sviluppatore
  deve usare cross-compilatori, simulatori e
  srumenti simili.
• Qualche volta lambiente di esecuzione non ha
  strumenti sofisticati di debug.
• Lambiente di sviluppo daltra parte non è in
  grado daltra parte di gestire tutti gli
  strumenti nellambiente di esecuzione.
• Qualche volta lambiente di esecuzione è composto
  da hardware speciale che non è presente nel
  calcolatore di sviluppo e deve quindi essere
  simulato.

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Sviluppo dei sistemi embedded

• Qualche volta il sistema finale non ha un display
  sul quale visualizzare gli errori del programma o
  i messaggi diagnostici.
• Qualche volta il sistema finale usa un Sistema
  Operativo diversi dal calcolatore di sviluppo.
• Di solito il sistema finale è prodotto in piccola
  quantità ed è usato sia per lo sviluppo hardware
  che per lo sviluppo del software.
• Questo sviluppo concorrente aggiunge alla
  difficoltà dello sviluppo software la difficoltà
  della integrazione hardware e software.
• Le differenze tra lo lambiente di sviluppo e
  lambiente di esecuzione aggiunge quindi tempo,
  difficoltà e rischi nello sviluppo.
• Spesso lo sviluppatore deve progettare e scrivere
  software per un hardware che ancora non esiste.

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Principi di Schedulazione in tempo reale
26
(No Transcript)
27
Task periodici

• Triggerati a periodi fissi da un timer
• Consistono in una sequenza infinita di attività
  identiche, chiamate istanze.
• Ciascuna istanza è caratterizzata da un periodo
  T e da un tempo di calcolo C

Task periodico ?i
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Task aperiodici

• Triggerati da interrupt esterni
• I task sporadici sono triggerati da interrupt
  esterni con un minimo tempo
• di interarrivo tra gli interrupt

Task aperiodici
Task sporadici
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Parametri descrittivi dei processi in tempo reale

• Lateness Lf-d
• Exceeding time Emax(0,L) ? tempo in cui un
  processo e rimasto attivo oltre la propria
  deadline
• Slack time (o LAXITY) LXd-a-C ? ritardo di
  attivazione max consentita
• Metriche di valutazione basate sulla funzione di
  costo che dipende dal tempo di terminazione del
  task. La funzione di costo rappresenta
  limportanza relativa del task.

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Parametri descrittivi dei processi in tempo reale

• Qualche esempio di funzioni di costo

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Esempi di funzioni di costo

• Andamento della importanza dei task

v(f)?
v(f)?
Non real time
soft real time
f
f
v(f)?
v(f)?
critico
hard real time
f
f
??
32
Sistemi operativi in tempo reale

• FATTI DEI SISTEMI OPERATIVI RT
• In un sistema di controllo RT ogni processo e
  ben noto! Nessun task del sistema e un processo
  casuale
• E importante assicurare che tutti i task critici
  completino la loro attivita entro la deadline
• in una applicazione RT, i vari processi sono
  cooperanti non e necessario usare spazi di
  indirizzamento separati
• PRESUPPOSTI DESIDERATI DAL S.O.
• Scheduling ottimo per rispettare i vincoli
  temporali
• Condivisione risorse ? condivisione spazio
  indirizzamento
• Garanzia di esecuzione ? i task critici vengono
  attivati solo se possono essere completati in
  tempo
• Prevedibilita del meccanismo dello scheduling ?
  tutte le primitive devono avere un tempo di
  esecuzione massimo definito
• Flessibilita ? struttura modulare per adattarsi
  alla applicazione

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Sistemi operativi in tempo reale

• CARATTERISTICHE REALI (Ereditate dalle
  implementazioni classiche)?
• Multitasking
• Schedulazione prioritaria (non adatta ai sistemi
  RT)?
• Risposta alle interruzioni (una rapida risposta
  puo rallentare lesecuzione dei processi)?
• Sincronizzazione e cooperazione dei processi
  (indesiderato nei SORT)?
• Piccolo nucleo e veloce T.S. (Ma il veloce T.S.
  non garantisce la terminazione dei task)?
• Clock RT per la generazione di un riferimento
  temporale. I sistemi commerciali non forniscono
  primitive per i vincoli temporali ? lutente deve
  trasformare i vincoli temporali in priorita
• PREVEDIBILITA DEL SISTEMA
• Devo sapere se i processi possono essere
  completati in tempo ? determinismo dei processi

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Sistemi operativi in tempo reale

• Cause di aleatorieta
• DMA
• CACHE (cache fault)?
• Interrupts (un processo puo essere piu urgente
  di un interrupt). Approcci
• Disabilitazione delle interruzioni (polling)?
• Disabilit. Interruz. Tranne il Timer che
  interroga periodicamente lI/O
• Mantenere gli interrupts ma schedulare un task
  come un altro
• Primitive del nucleo (devono avere durata max)?
• Mutua esclusione (soluzioni ad hoc)?
• Gestione della memoria (page fault! ? partizioni
  statiche)?
• Linguaggio di programmazione (deve trattare i
  vincoli temporali)?

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Sistemi operativi in tempo reale

• SCHEDULAZIONE
• Def. schedulazione fattibile se esiste un
  assegnamento ai task tale che i task vengono
  completati rispettando i vincoli
• Def. un insieme di task e schedulabile se
  esiste una schedulazione fattibile
• Def. vincoli sui processi temporali, di
  precedenza, su risorse condivise

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Scheduling Real Time per Processi Aperiodici

• Ottimizzare una funzione di costo definita sui
  parametri temporali
• Notazione di Graham (???)?
• dove
• ? macchina fisica (monoprocessore,
  multiprocessore etc)?
• ? tipo di vincoli ai processi (precedenza,
  preemption etc.)?
• ? funzione di costo minimizzata
• Esempio
• (1precLMAX), (3nopreempt.?fi), (2 ?fi)?

37
(No Transcript)
38
(No Transcript)
39
(No Transcript)
40
Algoritmo di Horn

• Algoritmo (1preempLmax)?
• Rimuove lipotesi di attivazioni simultanee
  attivazione dinamica e pre-emption
• Estensione dellalgoritmo di Jackson
• Algoritmo La massima lateness Lmax di un insieme
  di n task con attivazione dinamica e minimizzata
  se, ogni volta che un nuovo task entra nel
  sistema la coda dei processi pronti viene
  riordinata per deadline crescente e la CPU viene
  assegnata al processo con deadline piu
  imminente.
• Chiamata anche Earliest Deadline First (EDF)?
• Ottimalita nel senso che minimizza Lmax e nel
  senso della schedulazione.

J1
J2
J3
J4
J5
5
0
10
41
Algoritmo di Horn

• Complessita O(n2), dove n è il numero di
  processi che possono essere attivati
  dinamicamente.
• Test di garanzia di schedulabilità derivato dal
  test di Jackson
• i
• ??i1..n ? ck(t) ??di
• k1
• dove ck(t) sono i tempi residui istantanei di
  esecuzione e di sono le deadline riscalate
  rispetto ai tempi di arrivo.
• Minimizzazione di Lmax deriva da Jackson
• Teorema
• Se un insieme di task aperiodici non è
  schedulabile con lalgoritmo di Horn, allora non
  è schedulabile con nessun altro algoritmo
• Dim.
• In altre parole, lenunciato del teorema afferma
  che
• se un insieme di task è schedulabile con un
  qualche algoritmo A, allora sicuramente è
  schedulabile con lalgoritmo di Horn.

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Algoritmo di Horn (cont.)?

• Si divida la scala temporale in quanti pari
  allunità di tempo del sistema
• Sia t0 il primo istante di attivazione dei
  processi
• Sia Dmax(di) la deadline più lontana
• Sia ?A una qualsiasi schedulazione fattibile
• Sia ? (t) il task in esecuzione al tempo t nella
  schedulazione corrente
• Sia E(t) il task con deadline più imminente
• Sia tE listante di tempo in cui inizia E(t)
  nella schedulazione corrente
• Allora la schedulazione può essere trasformata
  in una schedulazione di Horn con il seguente
  algoritmo
• Trasforma()
• ? ?A
• for (t0 tltD t)?
• if(? (t) ? E(t))
• ?(tE) ?(t)
• ?(t) E(t)

43
(No Transcript)
44
Algoritmo di Horn (cont.)?
J1
J2

• Analisi della schedulabilità deve essere fatta
  ad ogni arrivo
• ? le deadline devono essere riscalate ad ogni
  arrivo del tempo dellarrivo
• Istante 0 sono presenti in coda J1 e J2
  (nellordine). Tempo residuo per J1 1 per J2
  2.
• 1 lt d1 2 12 lt d25
• Istante 2 sono presenti in coda J3 e J2
  (nellordine). Tempo residuo per J3 2 per J2 1
• 2 lt d32 21 lt d2 3
• Istante 3 sono presenti in coda J3, J2, J4
  (nellordine). Tempo residuo per J3 1 per J1
  1 per J4 2
• 1 lt d31 11 lt d1 2 112 lt d47
• Istante 6 sono presenti in coda J5, J4
  (nellordine). Tempo residuo per J5 2 per J4 1
• 2 lt d53 21 lt d44

J3
J4
J5
5
0
10
45
(No Transcript)
46
(No Transcript)
47
Schedulazione senza pre-emption Algoritmo
Spring

• Sistema Hard real-time
• Garantisce dinamicamente (on-line) lesecuzione
  dei processi attivati tenendo conto dei vincoli
  (temporali, di precedenza, sulle risorse, no
  pre-emption, esecuzione su multiprocessore, fault
  tolerance )?
• Usa una funzione di costo H euristica
• Ogni volta che si estende una schedulazione
  parziale, si valuta H per i task non ancora
  schedulati e si sceglie quello che minimizza H
• Albero delle schedulazioni con pruning.
• Alcune funzioni euristiche
• H1 ? FCFS
• HC ? SJF
• Hd ? EDF
• HTest ? ESTF (Earliest Start Time First)?
• HdWC ? EDFSJF

48
(No Transcript)
49
Algoritmo EDF con vincoli di precedenza

• Algoritmo (1prec,pre-emptLmax)?
• Modifica i tempi di arrivo e le deadline di tutti
  i processi in modo da trasformare i vincoli di
  precedenza in vincoli temporali. Dopo le
  trasformazioni, i processi sono schedulati con
  EDF
• Modifica dei tempi di arrivo
• per ogni nodo iniziale del grafo di precedenza,
  aiai
• si seleziona un task Jk non ancora modificato,
  tale che tutti i suoi predecessori siano stati
  modificati. Se Jk non esiste, termina.
• Modifica il tempo di arrivo di Jk akmax(ak,
  max(aiCiJi?Jk)
• Vai al punto 2)?
• Modifica i tempi di deadline
• per ogni nodo terminale, didi
• seleziona un task Jk non ancora modificato tale
  che tutti i suoi successori siano stati
  modificati. Se Jk non esiste, si termina
• modifica la deadline di Jk dkmindk,
  min(di-CiJk?Ji)
• vai al 2)?
• Complessita O(n2)?

50
Schedulazione di task periodici

• Sono la maggioranza delle attivita di
  elaborazione. Es. regolazione, acquisizione,
  filtraggio, monitoraggio, comando di attuatori
  etc.
• Ipotesi
• Tutte le richieste di esecuzione sono inoltrate
  ad intervalli regolari (periodo)?
• Il tempo di eseuzione di un task e costante
• La deadline coincide con la fine del periodo
  corrente
• Tutti i task sono indipendenti
• Quindi, un processo periodico e caratterizzato
  da due parametri
• Periodo Ti
• Tempo di esecuzione Ci

51
Schedulazione di task periodici

• Ulteriori definizioni
• Istante di richiesta istante in cui una istanza
  periodica diventa pronta per lesecuzione
• Frequenza di richiesta inverso del periodo di un
  task
• Tempo di risposta tempo che intercorre tra
  istante di richiesta e istante di completamento
• Istante critico istante di richiesta che genera
  il piu lungo tempo di risposta
• Zona critica intervallo tra istante critico e
  istante di completamento dellistanza. Equivale
  al tempo di risposta piu lungo.

52
Schedulazione di task periodici

• Fattore di utilizzazione del processore U
• E la frazione di tempo utilizzata dalla CPU per
  eseguire linsieme di task (e una misura della
  occupazione del tempo di CPU per eseguire un
  insieme di task periodici)?
• In un insieme di n task
• Il processore e completamente utilizzato
  dallinsieme di task se un piccolo aumento di un
  Ci rende la schedulazione non fattibile
• Limite superiore minimo Ulsm del fattore di
  utilizzazione minimo tra i fattori di
  utilizzazione calcolati su tutti gli insiemi di
  task che utilizzano completamente il processore.
  Parametro caratteristico di scheduling. E il
  carico massimo gestibile da un algoritmo di
  schedulazione.

53
(No Transcript)
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Schedulazione di task periodici

• Teorema di schedulabilità generale
• Condizione sufficiente per la schedulabilità di
  un insieme di task periodici con un algoritmo A è
  U ? Ulsm(A)?
• Dim. Direttamente dalla definizione di Ulsm
• Teorema della non schedulabilità
• Condizione sufficiente per la non schedulabilità
  è U gt 1.
• Dim.
• Sia TT1T2Tn?Ti. Se Ugt1 ? UTgtT. Quindi ?
  (T/Ti)Ci gt T
• La quantità (T/Ti) rappresenta il nr. di volte
  che il task ti viene eseguito in T, mentre
  (T/Ti)Ci rappresenta il tempo di calcolo
  richiesto dal task ti nel tempo T. Quindi la
  domanda totale in 0,T è superiore al tempo
  disponibile T, quindi la schedulazione non è
  fattibile con nessun algoritmo.

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Schedulazione di task periodici

• Analisi del tempo di risposta per valutare la
  schedulabilità
• Valutazione del tempo di risposta nel caso
  peggiore, R, e controllo della deadline
• Valutazione del tempo di risposta nel caso
  peggiore è dato dal tempo di calcolo più
  interferenze dei task a più alta priorità
• Durante Ri, ogni task a più alta priorità esegue
• Linterferenza totale è data da
• Quindi il tempo di risposta nel caso peggiore Ri
  può essere descritto con
• dove la sommatoria è estesa a tutti i task di
  priorità maggiore del task i

R ? D
volte
56
(No Transcript)
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Schedulazione di task periodici a priorità fissa

• Priorità stabilite a priori
• Come stabilire le priorità dei task?
• Sulla base dei tempi di esecuzione
• Priorità maggiore ai task con maggiore/minore
  tempo di esecuzione
• Sulla base dei periodi
• Priorità maggiore ai task con maggiore/minore
  periodo di esecuzione
• Sulla base della utilizzazione
• Priorità maggiore ai task con maggiore/minore
  coefficiente di utilizzazione
• Sulla base delle deadline
• Priorità maggiore ai task con maggiore/minore
  tempo di deadline

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Schedulazione di task periodici a priorità fissa
Rate Monotonic

• Supponiamo di ordinare i task secondo periodi
  crescenti
• Algoritmo Rate Monotonic assegna ad ogni
  processo una priorita direttamente proporzionale
  alla propria frequenza di richiesta (task con
  periodo breve ? priorita elevata)?
• Chiamato anche Shortest Period First (SPF)?
• Pre-emptive, statico
• Proprieta RM e ottimo, nel senso che se un
  insieme di task NON e schedulabile con RM,
  allora non e schedulabile con nessun altra
  regola di assegnazione a priorita fisse

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Schedulazione di task periodici a priorità fissa
Rate Monotonic

• Altro esempio

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Schedulazione di task periodici Rate Monotonic

• Teorema della ottimalita di RM
• Se un insieme di task periodici NON e
  schedulabile con RM, allora non esiste un
  algoritmo di schedulazione a priorita fissa per
  quellinsieme di task.
• Dim.
• Si afferma che se un insieme di task non e
  schedulabile con RM ? non esiste altra
  schedulazione.
• Cioe se esiste una schedulazione ? e
  schedulabile con RM.
• Supponiamo di avere due task periodici ?1 e ?2,
  con T1ltT2. Secondo RM, dovrebbe essere schedulato
  prima ?1 e poi ?2. Prendiamo una schedulazione
  non RM, cioe facciamo prima ?2 poi ?1. Affinche
  sia fattibile
• (1) C1C2 lt T1

61
Schedulazione di task periodici Rate Monotonic

• Supponiamo ora di usare RM. Ci sono due possibili
  casi
• Caso a)?
• Cioè tutte le richieste di t1 vengono completate
  entro T2. Cioe
• Affinchè RM sia fattibile, deve essere
• Mostriamo che, se vale (1), allora RM è
  fattibile. Moltiplicando (1) per F
• CVD

62
Schedulazione di task periodici Rate Monotonic

• Caso b)
• Lultima esecuzione di ?1 si sovrappone con ?2.
  Cioe
• In questo caso, RM e fattibile se
• 
  
• CVD

63
Calcolo di Ulsm per RM

• Consideriamo due processi periodici ?1 e ?2 con
  tempi di esecuzione C1 e C2 e periodi tali che T1
  lt T2. Lalgoritmo RM assegna a ?2 la priorità
  maggiore.
• Def
• Aumentiamo il tempo di esecuzione C2 fino a che
  sia possibile schedulare.
• Consideriamo i casi di prima, a) e b)
• Caso a)?
• In questo caso,
• Allora, il fattore di utilizzazione è
• Dato che . è negativa, il minimo valore di U di
  ha per

? F è il numero di periodi completi di t1
allinterno di T2.
T2-T1F
e il max valore ammissibile di C2 è
64
Calcolo di Ulsm per RM

• Caso b)
• In questo caso
• Quindi il max valore ammissibile per C2 è
• Il fattore di utilzzazione è in questo caso
• In questo caso la quantità tra parentesi . è
  positiva e U descresce al diminuire di C1. Il
  minimo di U si ha per il minimo di C1, cioè

T2-T1F
65
Calcolo di Ulsm per RM

• Qualè il valore minimo di U?
• Prendiamo il caso a). Sostituendo

nella espressione di U
Chiamando per semplicità aT2/T1 si scrive
Questa funzione tende a per a ? 0, e
? per a ? . In mezzo raggiunge un
minimo. Il minimo si può valutare con dU/da0
cioè 1-F(1F)/a2 0 cioè
Il valore di U nel punto di minimo è
66
Calcolo di Ulsm per RM

• Ricordiamo che cioè F è un
  numero intero 1, 2, 3 perché T2gtT1
• U è crescente con F. Il minimo di F corrisponde
  al minimo di U, Ulsm, e vale
• Ulsm 2(21/2 1)?
• Si dimostra che la stessa relazione vale per
  numero di task maggiore di 2. Cioè il limite
  superiore minimo del fattore di utilizzazione del
  processore per la schedulazione Rate Monotonic
  vale, in generale per n task
• Ulsm n(21/n 1)?
• Il valore decresce con n
• per n2 ? Ulsm 0.83
• per n3 ? Ulsm 0.78
• per n4 ? Ulsm 0.76
• Per n tendente a ??lespressione converge verso
  0.69

67
Calcolo di Ulsm per RM
68
(No Transcript)
69
Earliest Deadline First (EDF)?

• Semplice dimostrazione della schedulabilità
• Condizione necessaria e sufficiente per la
  schedulabilità e
• ?Ci/Ti ? 1
• Necessarietà schedulabilità ? ?Ci/Ti ? 1
• Per assurdo supponiamo che sched ? U gt 1. Per il
  teorema della non schedulabilità si ha che se Ugt1
  allora è non schedulabile. Questo contraddice
  lipotesi.
• Sufficienza ?Ci/Ti ? 1 ? schedulabilità
• Per assurdo suffoniamo che ?Ci/Ti ? 1 ? NON
  schedulabile. Se è Non schedulabile si può
  dimostrare che U gt 1 cosa che contraddice
  lipotesi.

70
Esempio

• Si considerino i seguenti 3 task periodici C T
• t1 2 4
• t2 2 5
• t3 2 6
• Calcolo di U U2/42/52/61,23
• I task non sono schedulabili

?
t1
EDF
t2
t3
5
0
10
t1
RM
t2
?
t3
5
0
10
71
Esempio (cont.)?

• Facendo riferimento allesempio della slide
  precedente C T
• t1 2 4
• t2 2 5
• t3 2 6
• Vogliamo qui calcolare i tempi massimi di
  risposta usando la ricorrenza
• Per RM le priorità decrescono da t1 a t3. Risulta
  quindi che t1 non può essere interrotto da nessun
  task, t2 può essere interrotto da t1 e t3 può
  essere interrotto da t1 e t2. Quindi (senza fare
  tutti i conti)
• w1C12ltd1T14
• w02C22 w12 C2 ceil(w02/T1) C1 4 w134 lt
  d2T25
• w03C32 w13 C3 ceil(w03/T1)
  C1ceil(w03/T2) C2 6 w2310 w3312 w4314
  w5316 w6318 w7320 w7320 che non è minore
  di d3!!

72
Esempio 1

• Verificare la schedulabilità dei seguenti due
  task periodici con Rate Monotonic
• 1o calcolo del coefficiente di utilizzazione
• 2o calcolo del limite superiore
• Risposta i due task periodici sono schedulabili
  con Rate Monotonic

73
Esempio 2

• Verificare la schedulabilità con RM dei seguenti
  tre task periodici
• Calcolo del coeff. di utilizzazione CPU e limite
  superiore
• I task periodici potrebbero essere schedulabili.
  Analisi del tempo di risposta nel caso peggiore

?
74
Esempio 2 - cont

• Analisi del tempo di risposta nel caso peggiore
• Linsieme di task è schedulabile con RM!

?
?
75
Esempio 3

• Verificare la schedulabilità con RM dei seguenti
  task periodici
• Calcolo della utilizzazione del processore e del
  limite superiore
• Linsieme di task non è schedulabile con RM

76
Esempio 4

• Verificare la schedulabilità con EDF dei seguenti
  task periodici
• Test di schedulabilità (DiTi)?
• Linsieme dei task è schedulabile con EDF

77
(No Transcript)
78
Deadline Monotonic

• Estensione del RM schedulazione di processi
  periodici con deadline indipendenti dal periodo
• Parametri
• Ci tempo massimo di esecuzione
• Ti periodo
• Di deadline relativa allistante della
  richiesta
• Di di ri
• Ci lt Di lt Ti
• Algoritmo Viene schedulato il processo con la
  deadline relativa piu corta
• Nei sistemi a base prioritaria, Pi 1/Di
• Test di schedulabilita ( condizione
  sufficiente)

Ti
Ci
di
Di
79
RM vs EDF Ottimalità

• Rate Monotonic è ottimo per gli algoritmi a
  priorità fissa priorità inversamente
  proporzionale al periodo
• EDF è ottimo per gli algoritmi a priorità
  dinamica priorità inversamente proporzionale
  alla deadline
• Tutti i task schedulabili con RM sono anche
  schedulabili con EDF
• Ma per n-gt inf. RM può schedulare sicuramente
  con una occupazione massima di 0.69
• Mentre EDF può schedulare anche con una
  occupazione al 100

80
RM vs EDF Overhead

• Overhead di Calcolo
• EDF deve ricalcolare le priorità ad ogni arrivo
• RM calcola le priorità una sola volta
• Overhead di Context-switch
• Dovuto alla pre-emption
• EDF deve fare molte interruzioni per rispettare
  le priorità
• Esempio di due task periodici ?(c, p) ?1 (2,5),
  ?2(4,7) ? U0.97

t2
RM
t3
5
0
10
15
Deadline mancata!
t2
EDF
t3
5
0
10
81
RM vs EDF Overhead

• Numero di interruzioni risultati di simulazione
• Valori medi, 1000 simulazioni, periodi random da
  10 a 100, U0.9
• Per pochi task, il num di interruzioni cresce
• Per molti task, la durata scende (U0.9!) e
  quindi scende il numero di interr.

Numero di interruzioni
Numero di task
82
Server aperiodici a priorità fissa

• Finora, schedulazione di processi omogenei
• processi unicamente aperiodici
• processi unicamente periodici
• Problema generale schedulazione di task misti,
  cioe insiemi di task periodici e aperiodici
• Ipotesi
• tutti i processi periodici siano gestiti da
  algoritmi a priorita fissa
• tutti i processi periodici siano attivati
  simultaneamente
• tutti i processi aperiodici siano attivati
  dinamicamente
• Problema maggiore come garantire la ciclicita
  dei processi periodici senza ritardare troppo
  lesecuzione dei processi aperiodici

83
(No Transcript)
84
Schedulazione in background

• Garanzia task periodici garantita
  indipendentemente dai task aperiodici
• Garanzia task aperiodici di tipo hard real time
• - Identificare gli intervalli di tempo in cui il
  processore è libero.
• - Sia H il MCM dei periodi (iperperiodo) la
  schedulazione periodica si ripete ogni H.
• - Sia U il fattore di utilizzazione dellinsieme
  periodico.
• - Il tempo disponibile per gli aperiodici è ?
  (1-U)H
• Teorema
• Condizione sufficiente per la schedulabilità in
  background di un task aperiodico con durata C e
  deadline D è data da

C --- f
?
?
H ? D
85
Polling Server (PS)

• Processo periodico da dedicare ai processi
  aperiodici. Tempo di calcolo Cs (? Capacita del
  server)?
• PS serve le richieste aperiodiche in attesa
  (pendenti)?
• Se non ci sono richieste in attesa, PS si
  sospende fino al periodo seguente la sua
  capacita e usata per lesecuzione periodica
• Schedulazione dei processi periodici RM o EDF

Esempio con EDF Task Ci
Ti server Periodici ta 2 6 Cs2 tb
3 8 Ts7
Esempio con RM Task Ci Ti server Periodici
ta 1 4 Cs2 tb 2 6 Ts5
86
Deferrable Server (DS) - Lehoczky et al., 87

• Simile al PS un server periodico serve le
  richieste aperiodiche
• MA il DS conserva la propria capacita per tutto
  il periodo anche se non ci sono richieste
  aperiodiche pendenti
• Migliora il tempo di risposta delle richieste
  aperiodiche (fornisce un servizio immediato)?
• Esempio con RM le priorità sono ?a DS ?b,
  quindi DS si trova a priorità media

87
Deferrable Server (DS) - Lehoczky et al., 87

• Confronto con PS

PS
??
0
5
??
Ci Ti ?1 2 8 ?2 3
10 PS 2 6
0
5
10
15
20
25
ape
0
(2)?
(1)?
(1)?
(2)?
? Priorità alta
Capacità PS
0
5
DS
??
0
5
??
Ci Ti ?1 2 8 ?2 3
10 DS 2 6
0
5
10
15
20
25
ape
0
5
? Priorità alta
Capacità DS
88
Deferrable Server (DS) - Lehoczky et al., 87

• DS può migliorare il tempo di risposta degli
  aperiodici.
• Ma il guadagno in termini di tempo di risposta
  si paga in termini di schedulabilità. Esempio

??
0
RM
5
??
0
5
10
15
20
25
DS
0
miss
??
0
5
Capacità DS
89
Deferrable Server (DS) - Lehoczky et al., 87

• Limite Superiore Minimo con RM
• Per n ? infinito
• Dove Us è in fattore di utilizzazione di DS e Up
  dei periodici

90
Priority Exchange - Lehoczky et al 87

• Crea un server periodico per servire i task
  aperiodici
• MA preserva la capacita del server scambiandola
  con il tempo di esecuzione di un task periodico a
  priorita piu bassa
• Esempio

91
Sporadic Server (SS) - Sprunt et al., 89

• Non e un task periodico, ma un gestore di
  capacita
• La capacita viene consumata e ripristinata
  dinamicamente in funzione delle richieste
  aperiodiche
• SS conserva la sua capacita fino allarrivo di
  una richiesta aperiodica
• La capacita viene ripristinata solo dopo che
  essa sia stata consumata da una richiesta
  aperiodica riempimento agli istanti tTs
• Regole di ripristino
• Se Cs gt 0 il tempo di ripristino viene calcolato
  appena SS diventa attivo, e posto uguale a
  tattuale TSS
• Se Cs 0 il tempo di riempimento viene valutato
  quando SS e attivo e Cs diventa gt 0
• Il riempimento viene effettuato allistante
  calcolato quando SS diventa disattivo (idle)
  oppure se Cs e stata consumata
• Lammontare del riempimento e uguale al tempo
  consumato nellultimo intervallo di attivita
• Migliora il tempo di risposta delle richieste
  periodiche senza degradare il fattore di
  utilizzazione

92
Sporadic Server (SS) - Sprunt et al., 89

• Esempio di Sporadic Server

93
Slack Stealer (SSt) - 92

• Migliora i tempi di risposta delle richieste
  aperiodiche soft in presenza di attivita
  periodiche hard RT
• SSt e un gestore della risorsa tempo
• Il tempo di esecuzione assegnato alle richieste
  aperiodiche viene rubato ai task periodici
• Esempio

94
Confronto prestazioni

• Mediante simulazione discreta
• Insieme di 10 task periodici con periodi da 54 a
  1200 e fattore di utilizzazione complessivo pari
  a 69. Task aperiodici variabili dal 5 al 30.
  Tempi di interarrivo esponenziali
• Un risultato rappresentativo

95
Server Aperiodici a Priorità dinamica

• I processi periodici sono schedulati mediante
  algoritmi a priorita dinamica (es. EDF).
• Gli algoritmi dnamici permettono di raggiungere
  la piena utilizzazione del processore
• Alcuni algoritmi
• Earliest Deadline as Late as Possible (EDL) - 94
• Algoritmo ottimo. I task attivi ordinati per
  deadline sono schedulati il piu tardi possibile
• Earliest Deadline as Soon as Possible (EDS) - 95
• I task attivi sono schedulati appena possibile
  secondo EDF
• Dynamic Priority Exchange (DPE) - 95
• In assenza di richieste aperiodiche la capacita
  del server non viene persa ma viene scambiata con
  il tempo di esecuzione delle richieste periodiche
  a priorita piu bassa (cioe deadline piu
  alta)?

96
(No Transcript)
97
Server Aperiodici a Priorità dinamicaTotal
Bandwidth Server (TBS)? Spuri-Buttazzo 1996

• Assegna una deadline più vicina ad ogni richiesta
  aperiodica senza superare il limite di
  schedulabilità
• Banda del server fattore di utilizzazione del
  server Us
• TBS assegna tutta la banda al momento disponibile
  disponibile alle richieste aperiodiche
• Quando la k-esima richiesta aperiodica arriva al
  tempo trk, riceve una deadline
• dk max(rk, dk-1) Ck/Us d00
• La richiesta aperiodica viene quindi schedulata
  con gli altri task periodici con EDF
• Teorema di schedulabilità
• Condizione necessaria e sufficiente per la
  schedulabilità di un insieme di task periodici
  con fattore di utilizzazione Up con un TBS con
  fattore di utilizzazione Us è che Up Us ? 1

98
(No Transcript)
99
Altre problematiche dei sistemi operativi RT

• Protocolli di accesso a risorse condivise
• ? bloccaggio che i processi possono subire
  durante laccesso a risorse comuni
• ? meccanismi classici non possibili inversione
  di priorita
• Gestione dei sovraccarichi
• ? la richiesta di calcolo eccede la
  disponibilita, e quindi non tutti i processi
  possono terminare entro i vincoli temporali
  specificati
• ? uso di algoritmi di schedulazione robusti che
  usano un altro parametro per decidere la
  schedulazione (limportanza del task)?
• Meccanismi di comunicazione tra processi
• ? dove possibile, semafori e memoria condivisa
• ? nei sistemi distribuiti, scambio di messaggi