Planificación de Tareas de Tiempo Real Planificación Í d n i dice

Transcripción

1 Planificación de Tareas de Tiempo Real Sistemas de Tiempo Real i / /ii75 Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía 2

2 Planificación ió de Tareas La planificación de tareas surge debido a que necesario garantizar ciertos plazos mínimos funcionamiento. i es de Objetivos principales: Objetivo 1: Proporcionar un algoritmo para ordenar el uso de los recursos del sistema. Objetivo 2: Predecir que ocurrirá en el peor caso posible (aplicando el algoritmo de ordenación de recursos proporcionado). 3 Modelo de Tareas Las aplicaciones están formadas por un conjunto fijo de tareas. Lastareassonindependientes son entre sí (a no ser que se diga lo contrario). Las operaciones del núcleo del sistema son instantáneas (por ejemplo los cambios de contexto, interrupciones, etc.). El tiempo de cómputo máximo de cada tarea es conocido. 4

3 Tiempo de Cómputo Para realizar un planificación adecuada debemos realizar una correcta estimación del tiempo de cómputo para las diferentes tareas del sistema. Tenemos dos técnicas básicas: Medida del tiempo de ejecución: Difícil determinar el tiempo máximo ya que es difícil tener en cuenta los efectos de los dispositivos hardware. Análisis del código ejecutable: Descomposición del código en bloques secuenciales. Calculando el tiempo de ejecución de cada bloque, determinamos el camino más largo. La utilización de estructuras con tiempos no acotados (bucles no acotados, recursividad, objetos dinámicos,...) dificultarán en gran medida la correcta estimación de este parámetro. 5 Tareas de Tiempo Real: Notación N: Número de tareas. C i : Tiempo de ejecución (máximo) de la tarea i. T i : Período de repetición de la tarea i. S i : Separación mínima entre eventos de la tarea i. D i : Plazo de finalización ( deadline ) de la tarea i. R i : Tiempo de respuesta (máximo) de la tarea i. i Requisitos de planificación Resultado de la ejecución El objetivo es el de asegurar los plazos de todas la tareas críticas en las peores condiciones y ofrecer un buen tiempo de respuesta a las restantes tareas. 6

4 Definiciones Planificable por un planificador: Un conjunto de tareas se dice que es planificable por un determinado planificador si éste es capaz de garantizar que ninguna tarea perderá sus plazos de ejecución. Planificable: Un conjunto de tareas se dice que es planificable si existe algún planificador que garantice que ninguna tarea perderá sus plazos de ejecución. Hiperperíodo: Mínimo común múltiplo del período de todas las tareas. Si un conjunto de tareas periódico es planificable en su hiperperíodo, entonces podemos asegurar que es planificable, ya que su comportamiento temporal se repite cada hiperperíodo. Sistema síncrono: Sistema en el que todas las tareas piden ejecución al mismo tiempo (es decir, todas tienen el mismo desfase). Representa el caso de máxima carga del procesador. 7 Tareas de Tiempo Real: Características Periódicas: se repiten cada cierto período. Aperiódicas: no tienen establecido un período de repetición (aunque pueden tener establecidas condiciones mínimas de separación entre eventos). 8

5 Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía 9 9 Tareas Periódicas El objetivo final es el de asegurar que para todas las tareas el tiempo de respuesta R i sea menor o igual al plazo de finalización D i. 10

6 Tareas Periódicas cuyo Plazo de Finalización es el Período En este tipo de tareas, el plazo de finalización es igual al período, es decir D i =T i. El objetivo final es el de asegurar que para todas las tareas el tiempo de respuesta sea menor o igual al período de repetición, es decir R i T i. 11 Planificación Cíclica La planificación cíclica consiste en confeccionar un plan de ejecución fijo. Funcionamiento: Obtener el hiperperíodo (ciclo en el que se repite el comportamiento del sistema): T H = mcm(t i ) Obtener el período mínimo: T Min Min = min(t i ) Dividir idi el hiperperíodo en k=t H /T Min ciclos il secundarios: en cada uno de ellos se ejecutan las actividades correspondientes a determinadas tareas. 12

7 Planificación Cíclica Planificación Cíclica (Ejemplo) Tarea T C T T El hiperperíodo dura 100 u.t. T T T Hay 4 ciclos secundarios de 25 u.t. T1 T2 T3 T1 T2 T4 T5 T1 T2 T3 T1 T2 T Planificación Cíclica Planificación Cíclica (Características) En la planificación cíclica no hay concurrencia: cada ciclo secundario es una secuencia de invocaciones de tareas. No son necesarios procedimientos de exclusión mutua para compartir datos. No es necesario analizar el comportamiento temporal: es correcto por construcción. Los períodos deben ser armónicos. El plan cíclico es difícil de construir. Es poco flexible y difícil de mantener. 14

8 Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía Planificación por Prioridades Las tareas se modelan como procesos concurrentes. Una tarea puede encontrarse en varios estados. Las tareas ejecutables se van despachando en orden de prioridad. El despacho puede ser expulsivo o no-expulsivo. (supondremos que es expulsivo). activar despachar suspendida ejecutable suspender desalojar ejecutándose 16

9 Planificación por Prioridades Asignación por prioridades monótonas en frecuencia (Rate Monotonic): consiste it en asignar mayor prioridad id d (estática) alas tareas de menor período. Obviamente, si tratamos de satisfacer los plazos comenzando por aquellas tareas que son más críticas, lograremos ir cumpliendo todos los plazos a los que está sometido el sistema. Este algoritmo de planificación es óptimo para periódicas independientes sin plazo de finalización. tareas Si no es así, el sistema no será planificable, independientemente del algorimo de planificación utilizado. Asimismo, si podemos garantizar los plazos de un sistema de tareas con otro algoritmo de planificación, también podremos garantizarlos con el Rate Monotonic. 17 Planificación por Prioridades El RM ha sido elegido como algoritmo de planificación en proyectos de gran envergadura (NASA, IEEE Futurebus+, etc.). Aunque el RM es óptimo, no siempre un conjunto de tareas (periódicas independientes sin plazo de finalización) es planificable utilizando el RM. Para averigurar si lo son utilizaremos dos técnicas: Mediante el test de garantía (condición suficiente). Mediante el cálculo del tiempo de respuesta (condición necesaria y suficiente). 18

10 Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía Factor de Utilización La cantidad C i indica el tiempo máximo que consumirá la tarea i cada T i unidades de tiempo. C i /T i, indica el tanto por uno de utilización del procesador por la tarea i. Una medida de carga del procesador para un conjunto de tareas es el factor de utilización: U= N i=1 (C i /T i ) En un sistema monoprocesador U 1. 20

11 Factor de Utilización Factor de Utilización (Test de Garantía) Teorema (Liu & Layland [1973]): : Un conjunto de N tareas periódicas independientes sin plazo de finalización será planificable bajo el Rate Monotonic si se cumple que: U N (2 1/N - 1) La cantidad U 0 =N (2 1/N 1/N -1) mínima garantizada para N tareas. 1) Test de garantía 1) determina la utilización Cualquier conjunto de tareas periódicas independientes cuya utilización mínima garantizada sea menor que dicha cantidad podrá ser siempre planificada de un modo correcto utilizando el Rate Monotonic. 21 Factor de Utilización Factor de Utilización (Tabla de Garantía II) La siguiente tabla muestra el valor de U 0 número de tareas: N U , , , ,743 en función del lim n U 0 =log2 0,693 22

12 Factor de Utilización Factor de Utilización (Ejemplo 1) Tarea T C P U T ,24 T ,25 T ,333 0,823 T1 El sistema NO cumple el test de garantía: U>0,779. Fallo T2 T Factor de Utilización Factor de Utilización (Ejemplo 2) Tarea T C P U T ,4 T ,125 T ,25 0,775 El sistema cumple el test de garantía: U<0,779. T1 T2 T OK

13 Factor de Utilización Factor de Utilización (Ejemplo 3) Tarea T C P U T ,5 T ,25 T ,25 1 El sistema NO cumple el test de garantía: U>0,779. Se cumplen los plazos!!! T OK T T Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía 26 26

14 Tiempo de Respuesta El test de garantía de utilización proporciona una condición suficiente pero no necesaria (además, no puede generalizarse para modelos de tareas más complejos). Otro tipo de prueba está basada en el cálculo del tiempo de respuesta de cada tarea: el tiempo de respuesta (R i ) de una tarea es la suma de su tiempo de cómputo más la interferencia i sufrida. R i 27 Tiempo de Respuesta Un conjunto de N tareas periódicas independientes será planificable si y sólo si se cumple que R i T i (para cada tarea i). Sólo hemos de calcular, para cada tarea, su tiempo de respuesta: si cumplen la condición expuesta, el sistema será planificable con el RM (el óptimo). 28

15 El tiempo de respuesta de una tarea i es: Tiempo de Respuesta Tiempo de Respuestas (Análisis) R i = C i + I i donde I i es la interferencia máxima que puede sufrir la tarea i debido atareas de mayor prioridad. I i tendrá lugar cuando todas las tareas con mayor prioridad que i son ejecutadas en el mismo instante en que lo es la tarea i (instante crítico). La interferencia máxima sufrida por la tarea i debida a la tarea j será: I i,j = R i /T j C j donde R i /T j es el número de veces que durante el intervalo R i una determinada tarea j (con mayor prioridad que i)es lanzada. 29 Tiempo de Respuesta Tiempo de Respuestas (Análisis) Por lo tanto, la interferencia máxima sufrida por la tarea i debida alas tareas con mayor prioridad será: I i = j ps(i) I i,j = j ps(i) R i /T j C j Con lo cual, el tiempo de respuesta de la tarea i es ([Joseph &Pandya 1986]): R i = C i + I i = C i + j ps(i) R i /T j C j Sin embargo la ecuación C i + j ps(i) R i /T j C j T i no tiene solución analítica. No obstante, podemos construir un algoritmo iterativo para resolverla. 30

16 Tiempo de Respuesta Tiempo de Respuesta (Resolución) Teorema ([Audsley et al. 1993]) ]): Un conjunto de N tareas periódicas independientes sin plazo de finalización será planificable (bajo el Rate Monotonic) si y sólo si se cumple que, para cada tarea i, los plazos de la siguiente ecuación están garantizados: W in =C i + j ps(i) W n-1 i /T j C j donde de W i0 = C i + j ps(i) Se termina cuando: ps(i) C j a) n: W n in >T i plazos no garantizados. b) n: W in =W n-1 i plazos garantizados (R i =W n i ). 31 Tiempo de Respuesta Tiempo de Respuesta (Ejemplo) Tarea T C P R T T T T1: W 10 = 3 O.K. T2: W 0 2 = = 6 W 21 = 3 + (6/7) 3 = 6 O.K. T3: W 30 = =11 W 31 = 5 + (11/7) 3 + (11/12) 3 = 14 W 32 = 5 + (14/7) 3 + (14/12) 3 = 17 W 33 = 5 + (17/7) 3 + (17/12) 3 = 20 W 4 34 = 5 + (20/7) 3 + (20/12) 3 = 20 OK O.K. 32

17 Errores acerca de RM En presencia de sobrecargas transitorias,, la primera tarea en fallar es aquella con el mayor periodo. Tarea T C P T T T T El sistema es planificable. T1 T2 T3 T4 Fallo Excepto la tarea con mayor prioridad, cualquiera puede fallar Simulador de Algoritmos de Planificación Permite simular el RM. No soporta interacción entre tareas (se estudiará en breve). Muestra el diagrama de tiempos, el factor de utilización y el tiempo de respuesta. Indica si es planificable con el RM o no (en cuyo caso muestra donde falla). Disponible en 34

18 Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía Interacción entre Tareas y Bloqueos Hasta ahora hemos supuesto modelos con tareas independientes. En aplicaciones reales, generalmente se producen interacciones entre tareas debido a la existencia de recursos comunes (datos, mensajes, etc.). 36

19 Interacción entre Tareas y Bloqueos Cuando una tarea accede a un recurso compartido y hasta que no termina el intervalo de utilización del mismo, lo mantiene bloqueado (por ejemplo, utilizando semáforos). Cuando una tarea queda bloqueada, pasa a estado ejecutable (hasta que el recurso que la bloqueó esté disponible). Esto puede dar lugar a que una tarea quede bloqueada esperando a obtener un recurso que otra tarea tiene bloqueado. Así, pueden darse situaciones i de inversión ió de prioridad: una tarea de alta prioridad tiene que esperar debido a una de menor prioridad. 37 Interacción entre Tareas y Bloqueos Interacción entre Tareas y Bloqueos (Ejemplo I) T1 T2 T3 T4 X Tarea Prioridad Activación Acciones T1 4 4 a1,ax,ay,a2 T2 3 2 b1,by,b2b b2 T3 2 2 c1 T4 1 0 d1,dx,d2 Y Acción C Recurso a1 2 local ax 1X ay 1 Y a2 1 local b1 1 local by 2 Y b2 1 local c1 2 local d1 1 local dx 4X d2 1 local 38

20 Interacción entre Tareas y Bloqueos Ejecución Suspendida Bloqueo Recurso X Recurso Y Interacción entre Tareas y Bloqueos (Ejemplo II) Tarea Acciones T1 a1=2,ax=1,ay=1,a2=1 T2 T1 sufre b1=1,by=2,b2=1 inversión de prioridad al querer T3 c1=2 acceder a recurso X bloqueado. T4 d1=1,dx=4,d2=1 T1 T2 T3 T El tiempo de respuesta de T1 es Interacción entre Tareas y Bloqueos Interacción entre Tareas y Bloqueos (Resolución) Cuando hay bloqueos, la ecuación del tiempo de respuesta queda así: R i = C i + j ps(i) R i /T j C j + RIP i donde RIP i es el retraso por inversión de prioridad: :el sufrido por la tarea i debido a los efectos de inversión de prioridad. La solución, al igual que en el modelo simple, también la obtendremos mediante una relación de recurrencia: W in = C i + j ps(i) W n-1 i /T j C j + RIP i 40

21 Interacción entre Tareas y Bloqueos Interacción entre Tareas y Bloqueos: Técnicas Existen distintas técnicas para calcular el RIP de cada tarea: Ordenar la ejecución de las tareas: se establece una precedencia de tareas para el uso de recursos off-line line. Mediante la utilización de recursos compartidos no interrumpibles (por ninguna tarea): la utilización de los recursos tiene que ser muy breve. Mediante la utilización de recursos compartidos interrumpibles: ibl con objeto de reducir el impacto del RIP, los protocolos utilizados varían dinámicamente la prioridad de las tareas, modificándolas cuando éstas utilicen un recurso compartido. Protocolo de Herencia de Prioridad. Protocolo de Techo de Prioridad. Protocolo de Techo de Prioridad Inmediato. 41 Protocolo de Herencia de Prioridad Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Herencia de Prioridad I El protocolo de herencia de prioridad actúa de la siguiente forma ([Cornill et al. 1987]): Cada tarea tiene una prioridad id d básica (asignada utilizando RM). La prioridad dinámica de una tarea es el máximo de su prioridad básica ylas prioridades de las tareas bloqueadas por ella (de manera transitiva). El planificador elige la tarea con la mayor prioridad id d dinámica. i NOTA: La utilización de un recurso NO implica herencia de prioridad: ésta SÓLO se produce cuando hay bloqueo. NOTA: Cuando se acaba la utilización de un recurso, la tarea vuelve a recuperar su prioridad básica. 42

22 Protocolo de Herencia de Prioridad Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Herencia de Prioridad II Ejecución Tarea Acciones Hereda la Suspendida T1 a1=2,ax=1,ay=1,a2=1 prioridad Hereda la Bloqueo T2 b1=1,by=2,b2=1 de T1 prioridad Recurso X T3 c1=2 de T1 Recurso Y T4 T1 T2 T3 T4 d1=1,dx=4,d2= T2 sufre inversión T3 El sufre tiempo ió inversión de de prioridad respuesta ió idde d prioridad por de id T1 d es ahora 9. recursos aunque a los no que accede no accede. a ningún recurso. 43 Protocolo de Herencia de Prioridad La duración máxima del RIP es: donde d RIP i = j pi(i),k pi(i),k RC C j,k Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Herencia de Prioridad III RC es el conjunto de recursos compartidos. C j,k j,k es el tiempo durante el cual la tarea j accede al recurso k. En nuestro ejemplo: RIP 1 = C 2,Y + C 4,X =2+4=6 RIP 2 = C 4X 4,X=4 RIP 3 = C 4,X =4 RIP 4 = 0 Puede dar lugar a interbloqueos. 44

23 Protocolo de Techo de Prioridad Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Techo de Prioridad I El protocolo de techo de prioridad actúa de la misma manera a que el protocolo de herencia encia de prioridad, idad aunque para poder comenzar a utilizar un recurso compartido, una tarea debe tener una prioridad dinámica i mayor que el techo de prioridad id d (TP) de todos los recursos compartidos en uso. Prioridad máxima de las tareas que lo usan en algún momento PD(Tarea)>TP(Recursos en uso) 45 Protocolo de Techo de Prioridad Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Techo de Prioridad II Hereda la Tarea Acciones Hereda la prioridad de T2. T1 a1=2,ax=1,ay=1,a2=1 prioridad T2 T2 b1=1,by=2,b2=1 ha quedado de T1 T3 c1=2 bloqueado T4 indirectamente d1=1,dx=4,d2=1 T1 por X. T2 T3 T4 Ejecución Suspendida Bloqueo Recurso X Recurso Y 3=PD(T2) TP(X)=4 X=recurso en uso El tiempo de respuesta de T1 es ahora 7. 46

24 Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Techo de Prioridad III Protocolo de Techo de Prioridad La duración máxima del RIP es: RIP i = max j pi(i),k pi(i),k RC(i) C j,k En el protocolo de herencia de prioridad era el sumatorio donde RC(i) es el conjunto de recursos que pueden bloquear la tarea i (porque tienen un techo de prioridad superior o igual a su mínima prioridad dinámica). Evita el interbloqueo. Recursos que utilizan las tareas pi(i) y tengan un TP min PD(i) 47 Protocolo de Techo de Prioridad Inmediato Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Techo de Prioridad Inmediato I El protocolo de techo de prioridad inmediato actúa igual que el protocolo de techo de prioridad: La prioridad dinámica de una tarea se define como el máximo de su prioridad básica y los techos de prioridad de los recursos compartidos que usa en ese momento. Los techos de prioridad de un recurso han sido definidos id antes como el máximo ái de la prioridad idd básica de las tareas que lo utilizan en algún momento. 48

25 Protocolo de Techo de Prioridad Inmediato Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Techo de Prioridad Inmediato II Ejecución Suspendida Tarea Acciones T1 a1=2,ax=1,ay=1,a2=1 Hereda el techo de Bloqueo T2 prioridad b1=1,by=2,b2=1 del recurso X Recurso X T3 c1=2 Recurso Y T4 T1 T2 T3 T4 d1=1,dx=4,d2= El tiempo de respuesta de T1 es ahora Protocolo de Techo de Prioridad Inmediato Interacción entre Tareas y Bloqueos: Protocolo de Techo de Prioridad Inmediato III La duración máxima del RIP es la misma que con el protocolo anterior. No obstante, existen algunas diferencias: Es más fácil de implementar que el protocolo básico ya que no es necesario monitorizar las situaciones de bloqueo: para calcular la prioridad dinámica no hay que monitorizar las tareas que bloquea, simplemente es necesario conocer el techo de prioridad de los recursos que usa (que puede ser realizado a priori). Es más eficiente ya aq que ehay menos cambios de contexto to y requiere menos movimientos de prioridades. Continúa evitando el interbloqueo. 50

26 Interacción entre Tareas y Bloqueos Interacción entre Tareas y Bloqueos: La Misión Pathfinder I En 1997, la sonda Pathfinder, que contenía al módulo Sojourner, aterrizó en Marte. Un componente clave de la misión era el sistema operativo en tiempo real VxWorks (de la empresa Wind River Systems). 51 Interacción entre Tareas y Bloqueos Interacción entre Tareas y Bloqueos: La Misión Pathfinder II Al poco de aterrizar y tras empezar a recopilar información meteorológica, empezó a sufrir continuos reinicios. El problema era debido a diversos retrasos por inversión de prioridad. Los problemas se solucionaron al configurar el sistema operativo (en Marte) para que utilizase el Protocolo de Herencia de Prioridad. El que tiene peores prestaciones y que puede dar lugar a interbloqueos 52

27 Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía Tareas Periódicas cuyo Plazo de Finalización es Menor o Inferior al Período En este tipo de tareas el plazo de finalización ió es igual o menor al período, es decir D i T i. El objetivo final es el de asegurar que, para todas las tareas, el tiempo de respuesta sea menor o igual al plazo de finalización, es decir R i D i. 54

28 Planificación por Prioridades Se puede utilizar un sistema de prioridades similar al utilizado en la planificación monótona en períodos. Ai Asignación ió por prioridades idd monótonas en plazo de finalización (Deadline Monotonic): consiste en asignar mayor prioridad (estática) a las tareas de menor plazo de finalización. Nuevamente, si tratamos de satisfacer los plazos comenzando por aquellas tareas que son más críticas (ahora, las de menor plazo de finalización), lograremos ir cumpliendo todos los plazos a los que está sometido el sistema. 55 Planificación por Prioridades El RM es un caso especial del DM (cuando D i =T i ). Este algoritmo de planificación es óptimo para tareas periódicas independientes con plazo de finalización. Al igual que en el caso del RM, no siempre un conjunto de tareas es planificables utilizando el DM. Para garantizar la planificabilidad emplearemos el test de tiempos de respuesta. 56

29 Tiempo de Respuesta (Resolución) El tiempo de respuesta se calcula de la misma forma que con la asignación monótona en frecuencia (utilizando el Teorema de Audsley et al.): a) n: W in >D i plazos no garantizados. b) n: W in =W n-1 i plazos garantizados (R i =W n i ). El test continúa siendo válido si se utilizan recursos compartidos. 57 Tiempo de Respuesta (Ejemplo) Tarea T D C P R T T T T Con el Rate Monotonic los plazos de finalización NO están asegurados. Tarea T D C P R T T T T Con el Deadline Monotonic los plazos SÍ están asegurados. 58

30 Simulador de Algoritmos de Planificación El simulador visto anteriormente también permite simular el DM (de hecho, el RM se simula a través del DM). Ejercicio: probar el ejemplo anterior. Calcular los tiempos de respuesta. Ejercicio: Calcular tiempos de respuesta del ejemplo siguiente. 59 Tiempo de Respuesta (Ejemplo) Deadline Monotonic utilizando Techo de Prioridad id d Inmediato Tarea P D T C RIP C1 Recursos T T T T T RIP i = max j pi(i),k pi(i),k RC(i) C j,k C2 C3 TP Recursos que utilizan las tareas pi(i) y tengan un TP min PD(i) 60

31 Cuando hay bloqueos Cálculo del Tiempo de Respuesta R i = C i + j ps(i) R i /T j C j + RIP i RIP i =max j pi(i),k C pi(i),k RC(i) C j,k La solución mediante la relación de recurrencia: Se termina cuando: W in = C i + j ps(i) W n-1 i /T j C j + RIP i W 0 i0 = C i + j ps(i) C j +RIP i a) n: W in >D i plazos no garantizados. b) n: W n anti ados n in =W n-1 i plazos garantizados (R i =W in ) Índice Planificación de Tareas: Tareas Periódicas. Planificación ió Cíclica. Planificación por Prioridades. Factor de Utilización. Tiempo de Respuesta. Interacción entre Tareas y Bloqueos. Tareas Periódicas con Plazo de Finalización Inferior al Período. Tareas Aperiódicas. Bibliografía 62 62

32 Tareas Aperiódicas El objetivo es distinto dependiendo de si existe una separación mínima entre eventos: Si existe, el objetivo será el de asegurar que, para todas las tareas, el tiempo de respuesta sea menor o igual a dicha separación (Si Si). Si no existe, el objetivo será ofrecer un buen tiempo de respuesta. Tiempo mínimo transcurrido entre dos activaciones consecutiva s 63 Tareas Aperiódicas con Separación Mínima entre Eventos El objetivo final es el de asegurar que para todas las tareas el tiempo de respuesta sea menor o igual a la separación mínima entre eventos, es decir que R i S i. 64

33 Tratamiento Situación de peor caso: cuando la activación de eventos tiene lugar en la separación mínima. Dicha situación es equivalente a la de una tarea periódica (con o sin plazo de finalización) en la que dicha separación constituye el período. Las técnicas utilizadas para tareas periódicas continúan siendo válidas si sustituimos T i por S i. 65 Tareas Aperiódicas sin Separación Mínima entre Eventos El objetivo final será el de ofrecer un buen tiempo de respuesta. 66

34 Tareas Aperiódicas sin Separación Mínima entre Eventos Teorema (Tia&Liu&Shankar [1996]): En cualquier conjunto de tareas periódicas ordenadas utilizando un esquema basado en prioridades fijas, en el que hayan tareas aperiódicas, no existe ningún algoritmo de planificación válido que minimice el tiempo de respuesta de cada una de las tareas aperiódicas. Teorema (Tia&Liu&Shankar &Sh [ ]) ]): En cualquier conjunto de tareas periódicas ordenadas utilizando un esquema basado en prioridades fijas, en el que hayan tareas aperiódicas, no existe ningún algoritmo de planificación on-line que minimice el tiempo medio de respuesta de las tareas aperiódicas. 67 Tratamiento I Técnica 1: Utilización de un servidor en segundo plano ( background ): cuando no hay trabajo periódico que ejecutar, se sirven las tareas aperiódicas (puede utilizarse cualquier algoritmo de planificación, por ejemplo el Round- Robin). Ofrece un mal tiempo de respuesta,,peroessimple es simple de implementar. 68

35 Tratamiento II Técnica 2: Utilización de un servidor de reserva ( pooling ): se añade una nueva tarea periódica a las existentes. Durante el tiempo en que esta tarea está activa, se sirve el trabajo aperiódico (nuevamente, puede utilizarse cualquier algoritmo de planificación). ió Si no hay tareas aperiódicas que servir, el servidor espera a que las haya (mientras está activo). Ofrece un tiempo de respuesta mejor. 69 Tratamiento III Técnica 3: Utilización de un servidor de reserva diferido ( deferrable server ): e se añade una nueva tarea periódica a las existentes. Durante el tiempo en que esta tarea está activa, se sirve el trabajo aperiódico (utilizando cualquier algoritmo de planificación). Sin embargo, a diferencia de la técnica de pooling, si no hay tareas aperiódicas que servir, el servidor termina. 70

36 Bibliografía Burns, A. and Wellings, A.; Real-Time Systems and Programming Languages.. Addison-Wesley, 3ª Ed., Jane Liu, Real-Time Systems,, Prentice-Hall, Giorgio Butazzo, Hard Real-Time Computer Systems, Kluwer, Francis Cottet, Joëlle Delacroix, Claude Kaiser, Zoubir Mammeri, Shdli Scheduling in Real-Time lti Systems,, Wiley, Hermann Kopetz, Real-Time Systems,, Kluwer,