Опубликован: 06.12.2004 | Доступ: свободный | Студентов: 1094 / 124 | Оценка: 4.76 / 4.29 | Длительность: 20:58:00
ISBN: 978-5-9556-0021-5
Лекция 6:

Приоритетное планирование

< Лекция 5 || Лекция 6: 123 || Лекция 7 >

По сравнению с SCHED_FIFO и SCHED_RR, политика SCHED_SPORADIC ( спорадическое планирование ) представляется гораздо более сложной. Она базируется на учете двух основных параметров: доступного бюджета вычислительных ресурсов и периода пополнения бюджета . Период пополнения бюджета характеризуется значением элемента sched_ss_repl_period описанной ранее структуры типа sched_param. Доступный бюджет вычислительных ресурсов инициализируется значением элемента sched_ss_init_budget той же структуры.

Политика спорадического планирования предусматривает ряд дополнительных условий, при выполнении которых приоритет потока управления "переключается" между значениями элементов sched_priority и sched_ss_low_priority структуры типа sched_param.

Приоритет потока определяется следующим образом. Если доступный бюджет вычислительных ресурсов положителен и число ждущих операций пополнения бюджета меньше значения элемента sched_ss_max_repl структуры типа sched_param, потоку управления присваивается приоритет sched_priority, в противном случае - sched_ss_low_priority. Если значение sched_priority не больше, чем sched_ss_low_priority, приоритет считается неопределенным. Изменение доступного бюджета вычислительных ресурсов и, следовательно, присваиваемого приоритета, производится по следующим правилам.

Когда поток, находящийся в голове списка для sched_priority, получает доступ к процессору, время его выполнения ограничивается доступным бюджетом вычислительных ресурсов (с поправкой на разрешающую способность используемых часов, зависящую от реализации).

  • Каждый раз, когда поток управления помещается в хвост списка sched_priority (из-за того, что он перестал быть блокированным и стал готовым к выполнению, или из-за осуществления операции пополнения бюджета ), этот момент запоминается как время активации.
  • Когда поток, выполнявшийся с приоритетом sched_priority, вытесняется с процессора, он помещается в голову списка для своего приоритета, а израсходованное им процессорное время вычитается из доступного бюджета вычислительных ресурсов (с заменой отрицательного результата на нулевой).
  • Когда поток, выполнявшийся с приоритетом sched_priority, блокируется, израсходованное им процессорное время вычитается из доступного бюджета вычислительных ресурсов (с той же оговоркой) и планируется операция пополнения бюджета.
  • Когда поток, выполнявшийся с приоритетом sched_priority, исчерпывает отведенное ему процессорное время, он помещается в хвост списка sched_ss_low_priority, израсходованное им процессорное время вычитается из доступного бюджета вычислительных ресурсов (который становится нулевым) и планируется операция пополнения бюджета.
  • Каждый раз, когда планируется операция пополнения бюджета, размер пополнения доступного бюджета вычислительных ресурсов устанавливается равным процессорному времени, израсходованному потоком управления с момента активации (см. выше). Операция пополнения бюджета планируется на момент времени, равный сумме времени активации и значения элемента sched_ss_repl_period структуры типа sched_param. Число операций пополнения бюджета, планируемых за один раз, не должно превышать значения sched_ss_max_repl.
  • Операция пополнения бюджета состоит в прибавлении в запланированное время размера пополнения к доступному бюджету вычислительных ресурсов. Если при этом бюджет станет больше начального, он уменьшается до значения sched_ss_initial_budget. Кроме того, если поток управления был готов к выполнению или выполнялся с приоритетом sched_ss_low_priority, он помещается в хвост списка sched_priority .

Приведенное описание выглядит довольно замысловатым, хотя основная идея относительно проста. Определенные вычислительные ресурсы резервируются для обработки непериодических событий с высоким приоритетом ( sched_priority ). Если отведенного времени не хватило, остальные события обрабатываются в фоновом режиме с (низким) приоритетом sched_ss_low_priority. Истраченное "приоритетное" время возвращается в бюджет в результате выполнения планируемых операций пополнения, по истечении периода пополнения. При этом поток может вернуться с низкого приоритета на высокий.

По стандарту реализация должна допускать не менее _POSIX_SS_REPL_MAX ждущих операций пополнения бюджета. Значение этой конфигурационной константы определено равным четырем, так что один серверный поток управления может мобильным образом обслуживать за каждый период пополнения до четырех спорадических событий.

В целом стандартизованная политика планирования SCHED_SPORADIC представляет собой разумный компромисс между эффективностью обработки непериодических событий, детерминированностью выполнения периодических процессов и сложностью реализации. Спорадическое планирование может применяться в системах авионики, управления роботами, промышленной автоматизации и т.п.

Четвертая политика планирования, которую должны поддерживать реализации, соответствующие стандарту POSIX, называется " прочей " ( SCHED_OTHER ). Она необходима, чтобы мобильные приложения могли заявить, что они больше не нуждаются в политике планирования реального времени.

Используемые в приложении политики и параметры планирования выбираются с целью выполнения предъявляемых требований реального времени, которые, в свою очередь, являются отражением условий функционирования приложения. Если это условия постоянны, нет нужды динамически менять политику и/или приоритеты. Чаше всего так и бывает. Но в некоторых случаях (например, при спуске космического аппарата) условия могут измениться кардинально, что требует если и не смены приложения, то его существенной перестройки. В этой связи важно отметить, что стандарт POSIX-2001 предоставляет достаточно средств для динамического изменения значений атрибутов планирования.

Вообще говоря, установки и изменения атрибутов планирования могут производиться мелкими порциями, путем обращения к множеству функций вроде pthread_setschedprio(), или массово, в результате вызова одной функции с несколькими аргументами или одним структурным аргументом (такой, например, как pthread_setschedparam() ). При начальной установке второй подход предпочтительнее. Из соображений минимальности интерфейса его следует распространить и на другие ситуации, что в общем и целом и сделано в стандарте POSIX-2001. Дополнительным доводом в пользу данного подхода является простота поддержания целостности конфигурации планирования, если значения отдельных характеристик могут оказаться некорректными для определенных реализаций: вызов "массовой" функции изменит все или ничего.

Интуитивно очевидно, что планировщик должен запускаться тогда, когда происходят события, способные вызвать передачу процессора другому потоку управления ( процессу ). Важно, что стандарт POSIX-2001 идет существенно дальше интуитивной очевидности, явно перечисляя подобные события:

  • приостановка выполнения потока управления ;
  • вытеснение потока управления ;
  • возобновление выполнения потока управления ;
  • вызов функции, способной изменить значения атрибутов планирования потока управления ( процесса );
  • другие события, специфичные для политики планирования и указанные в ее описании.

Стандарт детально и точно формулирует правила манипулирования очередями потоков, готовых к выполнению, а также правила вытеснения выполняющегося потока с процессора. Это позволяет разработчикам приложений мобильным образом добиться детерминированного планирования.

Подчеркнем концептуальную экономность и целостность стандарта POSIX-2001 применительно к планированию. Вообще говоря, можно представить себе подход, при котором доступ к процессору и к примитивам синхронизации базируется на разных принципах (скажем, при освобождении мьютекса он мог бы доставаться первому по очереди, то есть ждущему дольше других). Разработчики стандарта POSIX-2001 сочли такой подход неприемлемым, поскольку он по меньшей мере затрудняет анализ выполнения требований реального времени. Согласно стандарту, когда примитив синхронизации освобождается, он достается потоку управления, первому с точки зрения применимой политики планирования. (Иными словами, из числа блокированных (приостановленных) в разряд готовых к выполнению переводится самый приоритетный поток.) В POSIX-2001 есть только одно планирование и принципы его едины.

Естественно, стандарт не может регламентировать все. Некоторые аспекты поведения приложений зависят от реализации. Например, в стандарте ничего не говорится о приоритете системных процессов ; соответствующая информация должна быть представлена в документации по операционной системе. (Общее требование состоит в том, чтобы приоритет системных процессов был ниже, чем у процессов реального времени.)

Есть проблемы, трудные для текущего периода стандартизации. К таковым относится планирование в рамках многопроцессорных конфигураций. POSIX-2001 констатирует лишь, что для подобных конфигураций правила политик планирования интерпретируются способом, зависящим от реализации. Подлинная стандартизация здесь еще предстоит.

Наконец, у приоритетного планирования есть концептуальные проблемы, такие, как инверсия приоритетов, когда высокоприоритетный поток управления, не приостановленный по собственной воле в ожидании какого-либо события, не может продолжить выполнение, в то время как поток с более низким приоритетом успешно выполняется. Зачастую инверсия приоритетов является следствием конкуренции за разделяемые ресурсы; далее мы рассмотрим соответствующие примеры.

Несмотря на то, что в стандарте POSIX-2001 приняты определенные меры для ограничения инверсии приоритетов – при захвате мьютекса приоритет потока управления повышается в соответствии с протоколом, являющимся одним из атрибутов мьютекса (см. выше раздел, посвященный мьютексам), это конечно, нельзя считать полным решением проблемы инверсии (например, для семафоров ничего подобного не предусмотрено). Тем не менее, POSIX-2001 служит хорошей основой для разработки мобильных приложений реального времени, в том числе применительно к весьма сложным и тонким аспектам.

< Лекция 5 || Лекция 6: 123 || Лекция 7 >
Павел Храмцов
Павел Храмцов
Россия
Денис Комаров
Денис Комаров
Россия, Москва