Transcript Planificación con Prioridades Fijas Dr. Pedro Mejía Alvarez CINVESTAV-IPN, Sección de Computación

Planificación con Prioridades Fijas
Dr. Pedro Mejía Alvarez
CINVESTAV-IPN, Sección de Computación
Dr. Pedro Mejía Alvarez
Sistemas de Tiempo Real
Transparencia 1
Indice
• Planificación con prioridades estaticas
• Tareas periódicas independientes
•
•
•
•
•
Modelo Rate Monotonic
Factor de Utilización
Instante crítico
Análisis de tiempo de respuesta
Planificación Deadline Monotonic
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Planificación con prioridades fijas
Las tareas se ejecutan como
• procesos concurrentes
Una tarea puede estar en varios
• estados
Las tareas ejecutables se
• despachan para su ejecución
en orden de prioridad
El despacho puede hacerse
—
—
con desalojo
sin desalojo
activar
suspender
lista
desalojar
despachar
ejecutandose
bloquear
En general supondremos
• prioridades fijas con desalojo
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suspendida
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bloqueada
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activar
Modelo Rate Monotonic
La asignación de mayor prioridad a las tareas de
menor período ( rate monotonic scheduling:
Liu & Layland ) es óptima para el modelo de tareas
simple ( tareas periódicas, independientes, con plazos
iguales a los períodos )
Si se puede garantizar los plazos de un sistema de
tareas con otra asignación de prioridades, se pueden
garantizar con la asignación monótona en frecuencia
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Modelo RM
• Las instancias de la tareas periodica i se activan
regularmente con una frecuencia constante. El intervalo
Ti entre dos instancias consecutivas es el periodo de la tarea.
•Todas las instancias de la tarea i tienen el mismo tiempo
(constante) de ejecución (peor caso) Ci.
•Todas las instancias de una tarea periodica i tienen el
mismo plazo relativo Di, el cual es igual al periodo Ti.
• Asumiremos no se comparten recursos entre tareas
•No existen restricciones de precedencia entre las tareas.
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Modelo RM
• Todos las tareas se ejecutan en un solo procesador
• Tiempo en ejecutar el cambio de contexto = 0
• Inicialmente no tendremos tareas aperiodicas.
•La tarea de mas alta prioridad (y menor periodo) se ejecuta
primero. Si hay tareas de igual prioridad, se escoge
“arbitrariamente”.
• Las tareas son expulsables.
•Las tareas no se pueden suspender por si mismas, por ejemplo
por operaciones de E/S.
•Las tareas se inician tan pronto como arriban al sistema, y tan
pronto como se marca su inicio de instancia.
Despues trataremos el tema de las tareas aperiodicas
y de compartir recursos
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Planificación basada en Prioridades
• Rate-Monotonic
(2, 1)
(5, 2.5)
missed deadline
• Earliest Deadline First
(2, 1)
(5, 2.5)
• Shortest slack time first
(2, 1)
(5, 2.5)
0
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Factor de utilización
•
La cantidad
U 
N
Cj
T
j 1
j
es el factor de utilización del procesador
• Es una medida de la carga del procesador para un
conjunto de tareas
• En un sistema monoprocesador la prueba de utilizacion
consiste en verificar:
U< 1
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Factor de utilización
La prueba del factor de utilización puede tener 1 de
3 resultados:
•
•
0 < U < Umin(N)
----- Éxito
Umin(N) < U < 1.0 ----- Prueba inconclusa
•1.0 < U
----- Sobrecarga
La prueba de la utilización es conservadora
Es necesario una prueba mas precisa.
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Condición de garantía de los plazos
basada en la utilización
• Para el modelo simple, con prioridades monótonas
en frecuencia, los plazos están garantizados si
N
U
Cj
j 1 T j
•

N 2
1/ N

1
La cantidad
Umin = N ( 21/N
- 1)
es la utilización mínima garantizada para N tareas
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Utilización mínima garantizada
N
1
2
3
4
5
N0
1.000
0.828
0.779
0.756
0.743
limnU0  N   log 2  0,693
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Ejemplo 1
Tarea
T
C
P
U
1
30
10
3
0.333
2
40
10
2
0.250
3
50
12
1
0.240
El sistema no cumple la
prueba de utilización
(U > 0.779)
La tarea 3 falla en t = 50
0.823
1
2
fallo!
3
0
20
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40
60
80
100
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120
140
160
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Ejemplo 2
Tarea
T
C
P
U
1
16
4
3
0.250
2
40
5
2
0.125
3
80
32
1
0.400
Este sistema está
garantizado
(U < 0.779)
0.775
1
2
3
0
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30
40
50
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60
70
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Ejemplo 3
Tarea
T
C
P
U
1
20
5
3
0.250
2
40
10
2
0.250
3
80
40
1
0.500
Este sistema no pasa la
prueba (U < 0.779),
pero se cumplen los plazos
1.000
1
2
3
0
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30
40
50
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Rate Monotonic
•RMS no puede utilizar 100% del CPU, aunque el tiempo
de cambio de contexto sea cero. A menos que las tareas
sean harmónicas.
•Tareas Harmónicas: Los periodos de las tareas son
múltiplos unos de otros.
•Segun estudios estadisticos las tareas llegan a utilizar
hasta un 90% del CPU.
•Ventajas: Su implementación es facil, eficiente y
predecible.
•Desventajas:desperdicio del CPU.
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Instante crítico
• El cronograma se puede utilizar para comprobar si
se cumplen los plazos
• Hay que trazar el cronograma durante un hiperperíodo
completo
• En el caso más desfavorable, H = O(NN )
• El tiempo de respuesta es máximo cuando todas las
tareas se activan a la vez
• Se denomina instante crítico
• Si el instante inicial es crítico basta comprobar la
primera instancia de cada tarea. No hay que analisar
todo el hiperperiodo.
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Análisis del tiempo de respuesta
• La prueba del factor de utilización no es exacta, ni se
puede generalizar a modelos de tareas más complejos
• La construcción de un cronograma es compleja,
incluso considerando que el instante inicial es crítico
• Veremos una prueba basada en el cálculo del tiempo
de respuesta de cada tarea
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Ecuación del tiempo de respuesta
Cj
j
Cj
j
Rj
Rj = C j + I j
El tiempo de respuesta de una tarea es la suma de
su tiempo de cómputo más la interferencia que sufre
por la ejecución de tareas más prioritarias
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Ecuación del tiempo de respuesta
1
2
3
0
10
20
30
40
50
60
70
80
R3
R3 = C3 + I3
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Cálculo de la interferencia máxima
j
Cj
Cj
j
Rj
Para una tarea
de prioridad superior
Para todas las tareas
de prioridad superior
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Ii
j
 Ri
 
 Tj

  Cj

 Rj 
I j      Cj
j hp ( i )  Tj 
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Cálculo del tiempo de respuesta
La ecuación del tiempo de respuesta queda así:
 Rj 
Rj  C j      C j
j hp ( j )  Tj 
Rj es la solución mínima de la ecuación
 Wj 
W  Cj      Cj
j hp ( j )  Tj 
•
•
La ecuación no es continua ni lineal
No se puede resolver analíticamente
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Iteración lineal
La ecuación del tiempo de respuesta se puede
resolver mediante la relación de recurrencia
Wi
n 1
 Wi n 
 Ci   
  Cj
j hp ( i )  Tj 
Un valor inicial aceptable es
Wi 0  Ci 
C
j
j hp ( i )
Se termina cuando
a) W n 1  W n , o bien
b) W n 1  Tj (no se cumple el plazo)
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Ejemplo 4
Tarea
T
C
P
R
1
7
3
3
3
2
12
3
2
6
3
20
5
1
20
 1:
 2:
 3:
W10  3;
W20  3  3  6;
6
W21  3     3  6
7
W30  5  3  3  11;
11 
11 


W  5     3     3  14;
7
12 
14
14
W32  5     3     3  17;
7
12 
17
17
W33  5     3     3  20;
7
12 
20 
20 


4
W3  5     3     3  20
7
 12 
1
3
Todas las tareas tienen sus plazos garantizados
Tenemos una condición suficiente y necesaria
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Deadline Monotonic
Cuando los plazos son menores o iguales que los
períodos, la asignación de mayor prioridad a las
tareas de menor plazo de respuesta
(deadline monotonic scheduling) es óptima

El tiempo de respuesta se calcula de la misma forma
que con la asignación monótona en frecuencia
—
se termina cuando W
—
o cuando W
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n+1
n
=W ,
i
i
n+1
>D i
i
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