Risorse condivise e sovraccarichi nei sistemi in tempo reale E.Mumolo

Presentazione sul tema: "Risorse condivise e sovraccarichi nei sistemi in tempo reale E.Mumolo"— Transcript della presentazione:

1 Risorse condivise e sovraccarichi nei sistemi in tempo reale E.Mumolo mumolo@units.it

2 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

3 Ricorda: risorse condivise e concorrenza Esempio di programmazione nello stesso spazio di indirizzamento:produttore-consumatore prod() cons() { while(true) while(true) { { el=produci(); while(in==out){}; while((IN+1)%N==out)){}; el=buf[out]; buf[in]=el; out=(out+1)%N; in=(in+1)%N; consuma(el); } } } buf, N elementi Due puntatori: in, out. Buffer vuoto: in==out; Buffer pieno: (in+1)%N==out

4 Ricorda: mutua esclusione Caso due consumatori: cons() { while(true) { while(in==out){}; el=buf(out); out=(out+1)%N; consuma(el); } cons1() { while(true) { while(in==out){}; el=buf(out); out=(out+1)%N; consuma(el); } Problema di mutua esclusione! context switch!

5 Mutua esclusione Uso di un ARBITRO per decidere se posso continuare lesecuzione Arbitro cons() { while(true) { while(in==out){}; el=buf(out); out=(out+1)%N; consuma(el); } cons1() { while(true) { while(in==out){}; el=buf(out); out=(out+1)%N; consuma(el); }

6 Sincronizzazione di processi concorrenti per accesso a risorse condivise Arbitro sw: alternanza stretta Arbitro sw: algor. Peterson Arbitro semaforico

7 Protocolli di accesso a risorse condivise in RT Sezioni Critiche: parti del codice alle quali si deve garantire luso esclusivo di alcune risorse. Protezione mediante il semaforo S primitive wait(S) e signal(S), o down(S) e up(S) o P(S) e V(S) P(S) V(S) P(S) V(S) Accesso in mutua esclusione di una risorsa non condivisibile Thread 1 Thread 2

8 Protocolli di accesso a risorse condivise in RT Il problema dellinversione di priorità Un processo ad alta priorità viene bloccato da un processo a più bassa priorità per un tempo indefinito Esempio (T1 a più alta priorità rispetto a T2): normalecritico Blocco T1

9 Protocolli di accesso a risorse condivise Altro esempio di inversione di priorità (J1>J2>J3) J1 J2 J3 normalecritico P P Blocco di J1 dovuto a J2: imprevedibile

10 Protocolli di accesso a risorse condivise Protocollo priority enheritance (ereditarietà della priorità) Sha 1990 Risolve linversione di priorità ipotesi: priorità J1> priorità J2 >… >priorità Jn Schedulazione FIFO Semafori binari Le sezioni critiche possono essere annidate Protocollo: Quando un thread si blocca su un semaforo, trasmette la sua priorità al thread che posside il semaforo Il thread che possiede il semaforo esegue la sezione critica ad una priorità pari al massimo dei thread bloccati Alluscita della sezione critica il thread viene riportato alla priorità iniziale Ereditarietà transitiva

11 Protocolli di accesso a risorse condivise Esempio della soluzione della inversione delle priorità con il protocollo priority enheritance Blocco diretto (J1) e blocco indiretto (J2) J1 J2 J3 normalecritico P P

12 Protocolli di accesso a risorse condivise Problemi del protocollo priority enheritance : stallo J1J2 J1 J2 P(S1) P(S2) V(S2) V(S1) P(S2) P(S1) V(S1) V(S2) P(S2) P(S1)P(S2) P(S1) stallo

13 Protocolli di accesso a risorse condivise Problemi del protocollo priority enheritance : catena di bloccaggi Possibile blocco di un thread per una durata di n sezioni critiche J1 J2 J3 P(S1) P(S2) P(S1)P(S2)V(S2)V(S1) V(S2) V(S1) J1 P(S1) P(S2) V(S2) V(S1)

14 Protocolli di accesso a risorse condivise Protocollo priority ceiling (tetto della priorità) Sha 1990 Viene assegnato a ciascun semaforo un tetto di priorità pari alla più alta priorità dei task che possono usare quel semaforo. Un processo può interrompere una sezione critica protetta da un semaforo se ha una priorità > tetto(semaforo) Esempio: J1 J2 J3 P(S2) P(S0)V(S0) V(S1) J1 P(S2) P(S1) V(S1) V(S2) P(S1) Ceiling(S0)=ceiling(S1)=prio(J1); ceiling(S2)=prio(J2) J3

15 Protocolli di accesso a risorse condivise Qualche proprietà del protocollo Il protocollo Priority Ceiling previene lo stallo Un processo può essere bloccato al massimo per la durata di una sola sezione critica (di quelle che possono bloccare il processo) Schedulabilità Sia Bi il tempo massimo di bloccaggio del task Ti da parte di task a priorità minore. Bn = 0 perché n è il processo a più bassa priorità. Risultato: Condizione sufficiente per la schedulabilità di Rate Monotonic con Priority Ceiling o Priority Inheritance è che:

16 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Sovraccarico: la richiesta di calcolo eccede la disponibilità del processore Eventi sporadici dovuti per esempio a: Variazioni ambientali Eventi asincroni Malfunzionamento Eccezioni simultanee … Un sovraccarico transitorio può provocare un catastrofico effetto a catena superamento di tutte le deadline

17 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Definizione di carico: frazione del tempo disponibile per elaborazione. Aperiodici hard (con EDF) Periodici corrisponde al fattore di utilizzazione J1 J2 J3 02468101214 1(4)=2/4=0.5 2(4)=5/6=0.83 3(4)=7/9=0.78 (t) = max[ k (t) t

18 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Schedulazione in sovraccarico La schedulazione non è fattibile. Lunica possibilità è fare in modo che i task in ritardo siano quelli MENO IMPORTANTI Distinzione dei task a seconda della loro importanza Es: un task con deadline lontana potrebbe essere molto più importante di un task imminente Parametro aggiuntivo: importanza del task, v i

19 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Valore di un task: importanza relativa di un task rispetto ad altri dellinsieme Alcune metriche: v i = V i costante v i = C i tempo di calcolo v i = V i /C i densità Ma: il valore di un task dipende anche dal suo tempo di completamento f f f f v(f) Non real time hard real time soft real time critico v(f)

20 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Valore cumulativo di un algoritmo di schedulazione A V = v i (f i ) Algoritmo ottimo: massimizza il valore cumulativo su un insieme di task In generale: V < V i Chiaroveggenza: conoscenza anticipata delle attivazioni dei task Permette di raggiungere il massimo valore cumulativo su un dato insieme di task in sovraccarico Non attuabile ma utile per avere benchmark Esempio: C=10 C=8 Se non so che arriva J3, attivo J1 fatt. cum. =10 Se sapessi che arriva J3, attivo J2 in attesa si J3 fatt. cum. =16 J1 J2, J3

21 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Esempio: ai Di Ci J10 16 10 J28 7 5 J310 4 3 v i = C i J1 J2 J3 J1 J2 J3 04682101214161820 EDF chia. v(f) hard real time f V1=0 V2=0 V3=3 V1=10 V2=5 V3=0 V EDF =3 V chia =15

22 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Fattore competitivo Un algoritmo A ha un fattore competitivo se e solo se garantisce un valore cumulativo V A V dove V è il valore cumulativo ottenuto da un algortitmo ottimo chiaroveggente Il fattore competitivo è tra 0 e 1: 0 1 Dire che un algoritmo di schedulazione ha un fattore competitivo garantisce che in tutti i casi fornisce un valore cumulativo pari ad almeno volte quello ottenibile da un algoritmo chiaroveggente Lalgoritmo EDF ha un fattore competitivo nullo È stato dimostrato che il fattore competitivo non può essere maggiore di 0.25

23 Gestione dei sovraccarichi nei sistemi RT Algoritmi robusti In un sistema real-time in condizioni di sovraccarico limpiego di un algoritmo di schedulazione con un fattore competitivo elevato garantisce una prestazione minima in tutte le condizioni possibili Per esempio, se un task finisce prima della sua deadline, sarebbe opportuno usare il tempo avanzato per eseguire task rifiutati precedentemente Algoritmi robusti: ammettono deadline flessibili (tolleranza sulla deadline) e una strategia di recupero