4.3 Aufbau von Echtzeitbetriebssystemen

1Goethe-Universität Frankfurt am Main – Lehrstuhl für Eingebettete Systeme - Prof. Dr. U. Brinkschulte

4.3 Aufbau von Echtzeitbetriebssystemen

Aufgaben eines Standardbetriebssystems:

• Taskverwaltung: Steuerung und Organisation der durchzuführenden Verarbeitungsprogramme (Tasks) Zuteilung des Prozessors an Tasks.

• Betriebsmittelverwaltung: Zuteilung von Betriebsmittel an Tasks:

– Speicherverwaltung: Zuteilung von Speicher– IO-Verwaltung: Zuteilung von IO-Geräten

• Interprozesskommunikation: Die Kommunikation zwischen den Tasks

• Synchronisation: Zeitliche Koordination der Tasks • Schutzmaßnahmen: Der Schutz der Betriebsmittel vor

unberechtigten Zugriffen

Zusätzliche Aufgaben eines Echtzeitbetriebssystems:

• Wahrung der Rechtzeitigkeit und Gleichzeitigkeit • Wahrung der Verfügbarkeit



Realer Prozessor

Schicht 1

Schicht 2

Schicht n-1

Schicht n

M0

M1

M2

Mn-1

Mn

. . .

Anwendung

Funktionalität des Realen Prozessors

Abstrakte Maschinen Funktionalität von Mn setzt auf Funktionalität (Dienste) von Mn-1 auf

Ein Schichtenmodell für informationsverarbeitende Systeme



Realer Prozessor

Gerätetreiber

Ein-/Ausgabesteuerung

Betriebsmittelverwaltung

M0

M1

M2

M4

M6

Anwendung

Speicher-verwaltung

Ein-/Ausgabe-verwaltung

M3

APIKommando-Interpreter

Taskverwaltung M5

Be

trie

bssy

ste

mke

rn

Zuteilung des Prozessors an die Tasks

Logische E/A Steuerung

API (Application Program Interface)

Betriebssystemkern im Kernelmode, Usermode für Anwendung

Zuteilung von Ressourcen an die Tasks

Schichtenmodell eines Makrokernbetriebssystems



Realer Prozessor

Gerätetreiber


Betriebsmittelverwaltung

M0

M2

M3

M5

M7

Anwendung

Speicher-verwaltung


M4

API Kommando-Interpreter

Taskverwaltung M6

Erw

eite

run

gsm

od

ule

im U

serm

od

e

Mikrokern M1

• die Interprozesskommunikation• die Synchronisation• die elementaren Funktionen zur

Taskverwaltung, dies sind i.A.- das Einrichten einer Task,- das Beenden einer Task,- das Aktivieren einer Task, und- das Blockieren einer Task

Vorteile Mikrokern:

• sehr gut anpassbar an Aufgabe• Hohe Skalierbarkeit durch Erwei-

terungsmodule• Einfache Portierbarkeit• Preemptiver Kern• Kurze kritische Bereiche

Schichtenmodell eines Mikrokernbetriebssystems



API

Betriebsmittel-verwaltung


Gerätetreiber

Festplatte

Anwendung

Usermode

Kernelmode

API Betriebsmittel-verwaltung

Gerätetreiber

Festplatte Anwendung

Usermode

Kernelmode

Mikrokern

a: Makrokernbetriebsystem

b: Mikrokernbetriebsystem

„Öffne Datei“

„Öffne Datei“

Ein-/Ausgabe-steuerung


Ein-/Ausgabe-steuerung

Usermode- und Kernelmode-Wechsel bei Makro- und

Mikrokernbetriebssystem



Aus Sicht der Betriebszustände, der Zeitparameter, des Schedulings und der Synchronisation sind Thread und Task gleich.

Anwendung

Task 1

Thread 1 Thread i

. . .

Task n

Thread 1 Thread j

. . . . . .

Taskverwaltung: Tasks und Threads



Task (schwergewichtiger Prozess)

• eigene Variablen und Betriebsmittel

• von den anderen Tasks abgeschirmt

• Eigener Adressraum

• Kommunikation nur über Interprozesskommunikation

• Task-Umschaltung bis zu mehrere 1000 Prozessortakte

Thread (leichtgewichtiger Prozess)

• innerhalb einer Task. Benutzt Variablen und Betriebsmittel der

Task

• Gemeinsamer Adressraum aller Threads innerhalb einer Task

• Kommunikation über beliebige globale Variable.

• Sehr schnelle Kommunikation und Thread-Umschaltung

(wenige Takte).

• Wenig Schutz zwischen Threads.



• Ruhend (dormant)Die Task ist im System vorhanden, aber momentan nicht ablaufbereit, da Zeitbedin-gungen oder andere Voraussetzungen (noch) nicht erfüllt sind.

• Ablaufwillig (runnable)Die Task ist bereit, alle Zeitbedingungen oder andere Voraussetzungen zum Ablauf sind erfüllt, die Betriebsmittel sind zugeteilt, lediglich die Zuteilung des Prozessors durch die Taskverwaltung steht noch aus.

• Laufend (running)Die Task wird auf dem Prozessor ausgeführt. Bei einem Einprozessorsystem kann nur eine Task in diesem Zustand sein, bei einem Mehrprozessorsystem kann dieser Zustand von mehreren Tasks gleich-zeitig angenommen werden.

• Blockiert (suspended, blocked)Die Task wartet auf das Eintreffen eines Ereignisses (z.B. einen Eingabewert, eine Interprozesskommunikation) oder das Frei-werden eines Betriebsmittels (Synchronisa-tion).

ruhend ablauf-willig

laufend

blockiert

Einrichten

der Task

Entfernen

Taskzustände/Threadzustände



T

> 2T

Kollisionswarnung

6T

Kollisionswarnung

> T

< 2T

Ruhe

Kameradaten-verarbeitung

Motor-steuerung

8T T 2T 3T 4T 5T 7T

Laserscanner-datenverarbeitung (1. Prior.)

Transponder-datenverarbeitung (2. Prior.)

LandmarkePeriodendauer Kameradatenverarbeitung: TPeriodendauer Motorsteuerung: 2T

Beispiel: zeitlicher Ablauf der FTS-Steuerung



Kollisionswarnung

6T

Kollisionswarnung

ruhend

ablaufwillig

laufend

8T T 2T 3T 4T 5T 7T

blockiert

Landmarke

Zustände der Task Kameradatenverarbeitung



ri si ciai di

pi

ruhend

lieiji

t

eri

ablaufwillig

laufend

blockiert Task i

ai: Ankunftszeit (Arrival Time)

ri: Anforderungszeit (Request Time)

si: Startzeit (Start Time)

ji: Reaktionszeit (Reaction Time, Release Jitter)

ei: Ausführungszeit (Execution Time)

eri: Restausführungszeit (Remaining Execution Time)

ci: Beendigungszeit (Completion Time)

di: Zeitschranke (Deadline)

pi: Periode (Period)

li: Spielraum (Laxity, li = di – (t + eri) )t: aktueller Zeitpunkt

Wesentliche Zeitparameter einer Echtzeittask


4.4 Echtzeitscheduling

Aufgabe eines Echtzeitschedulers

Aufteilung des Prozessors zwischen allen ablaufwilligen Tasks derart, dass – sofern möglich – alle Zeitbedingungen eingehalten werden.

Fragen zur Beurteilung eines Echtzeitschedulingverfahrens• Existiert für ein gegebenes Taskset überhaupt ein

Schedule, das alle Zeitbedingungen einhält? • Findet das verwendete Schedulingverfahren diesen

Schedule?• Kann dieser Schedule in endlicher Zeit berechnet werden?Ein Schedulingverfahren heißt optimal, wenn es einen Schedule findet, sofern dieser existiert



Prozessorauslastung (Processor Demand).

Prozessorauslastung auf einem Einprozessorsystem für ein Taskset aus n periodischen Tasks mit Zeitschranke = Periode:

Analyse des Echtzeitverhaltens (Scheduling Analysis, Feasibility Analysis)

H > 100%: kein ScheduleH ≤ 100%: Schedule existiert

(wird jedoch je nach verwendetem Echtzeitschedulingverfahren nicht unbedingt gefunden)

i Task von uerPeriodenda :p szeit,Ausführung :e mit p

e H ii

i

in

i

1

eitProzessorz Verfügbare

eitProzessorz Benötigte H



Scheduling-Verfahren

Statisches Scheduling Dynamisches Scheduling

Nicht-preemptives Scheduling

PreemptivesScheduling

Nicht-preemptivesScheduling

PreemptivesScheduling

StatischePrioritäten

Dynamische Prioritäten

Nicht prioritäts-basiert

StatischePrioritäten

DynamischePrioritäten

Nicht prioritäts-basiert

Klassifizierungsmerkmale von Scheduling-Verfahren



Task 2 (weniger wichtig)

Task 1 (wichtig)

Ereignisfür Task 1

Ruhe

Ereignisfür Task 2

Preemption

Task 1 fertig

Ereignisfür Task 1

Task 1 fertig

Ereignisfür Task 2

a) Preemptives Scheduling b) Nicht-preemptives Scheduling

Preemptives und nicht-preemptives Scheduling



Task 2

Task 1

Ereignis für Task 2

Ruhe


Erste Ausführung Task 2 fertig

0 5 10 15 20 msec


Zeitschranke für erste

Ausführung von Task 2 verpasst

4.4.1 FIFO-Scheduling

First In First Out Prinzip: wer zuerst kommt, erhält zuerst den Prozessor

Dynamisch, nichtpreemptiv, ohne Prioriäten

Wenig geeignet für Echtzeit, da keinerlei Zeitbedingungen eingehen

Beispiel.: Task 1: Periode p1 = 150 msec Task 2: Periode p2 = 10 msec

Ausführungszeit e1 = 15 msec Ausführungszeit e2 = 1 msec

H = 15 msec / 150 msec + 1 msec / 10 msec = 0,2 = 20%



4.4.2 Fixed-Priority-Scheduling

Jede Task erhält eine feste Priorität

Dynamisches Scheduling, statische Prioritäten

2 Varianten:

• Fixed-Priority-Preemptive-Scheduling (FPP)• Fixed Priority-Non-Preemptive Scheduling (FPN)

Zuordnung der Prioritäten zu den Tasks ist entscheidend für das Echtzeitverhalten



Rate-Monotonic-Scheduling (RMS)

Gibt eine Regel der Prioritätenzuordnung für periodische Tasks an:

Es werden den periodisch auszuführenden Tasks Prioritäten umgekehrt

proportional zu ihren Periodendauern zugewiesen:

PRi ~ 1 / pi mit pi: Periodendauer der Task i, PRi: Priorität der Task i

• es wird preemptives Scheduling verwendet,

• die Periodendauer pi ist konstant,

• die Zeitschranke di ist gleich der Periodendauer pi,

• die Ausführungszeit ei ist konstant und bekannt, und

• die Tasks sind voneinander unabhängig, d.h. sie blockieren sich nicht gegenseitig z.B. durch Synchronisation

• Als Deadlines werden die Periodendauer angenommen



Task 2

Task 1


Ruhe


Preemption

0 5 10 15 20 msec


Preemption

Fixed-Priority-Preemptive-Scheduling und Prioritätenverteilung gemäß dem Rate-Monotonic-Prinzip

Task 1: Periode p1 = 150 msec => niedere PrioritätAusführungszeit e1 = 15 msec

Task 2: Periode p2 = 10 msec => hohe PrioritätAusführungszeit e2 = 1 msec

Deadlines sind die Periodendauern, H = 20%

Beispiel: RMS bei nicht gleichzeitigem Auftreten der Ereignisse



Task 2

Task 1


Ruhe


und 2

0 5 10 15 20 msec


Task 1: p1 = 150 msec, e1 = 15 msec => niedere PrioritätTask 2: p2 = 10 msec, e2 = 1 msec => hohe Priorität

Zuteilung der Prioritäten gemäß dem Rate-Monotonic-Prinzip sind essentiell. Würde man keine Preemption zulassen oder die Prioritäten anders herum verteilen, so würde im obigen Beispiel Task 2 ihre Zeitschranken verletzen.

Beispiel: RMS bei gleichzeitigem Auftreten der Ereignisse



Behauptung:

Rate-Monotonic-Scheduling liefert bei festen Prioritäten und Preemption für periodische Tasks, bei denen die Zeitschranke identisch zur Periode ist, eine optimale Prioritätenverteilung.

RMS = Optimale Prioritätenverteilung?



Task 2

Task 1

p1

Ruhe

0

e2

e1

. . .

p2

Task 2

Task 1

Ruhe

e2

e1

p10 p2

. . .

Prinzip des Beweises am Beispiel zweier Tasks, p2 > p1:

Prioritätenverteilung 1 (entgegen RMS)

Taskset ausführbar, wenn gilt: e1 + e2 ≤ p1

Anderenfalls verpasst Task T 1 ihre Zeitschranke

Prioritätenverteilung 2 (gemäß RMS)

Aus e1 + e2 ≤ p1 folgt: T 1 wie auch T 2 terminiertvor oder spätestens zum Zeitpunkt p1

Daraus folgt: Task 1 hält ihre ZeitschrankeAus p2 > p1 folgt: Task 2 terminiert vor p2

Daraus folgt: Task 2 hält ihre Zeitschranke



Dies gilt auch für alle späteren Aufrufe, da beim ersten Aufruf

durch gleichzeitige Aktivierung von Task 1 und Task 2 der

schlimmste Fall bereits abgedeckt ist.

Schlussfolgerung: ist Taskset mit 2 Tasks unter einer

Prioritätenverteilung entgegen dem Rate-Monotonic-Prinzip

(Variante 1) ausführbar, so ist es immer auch mit dem Rate-

Monotonic-Prinzip (Variante 2) ausführbar.

Für 2 Tasks ist Rate-Monotonic-Scheduling also eine optimale

Prioritäten-zuteilung für feste Prioritäten.

Die Beweisführung lässt sich leicht von zwei auf eine beliebige

Anzahl Tasks erweitern ([Liu Layland 1973])



Laserscanner-Datenverarbeitung

Kamera-Datenverarbeitung

Transponder-Erkennung

Funk-Kommunikation

Motorsteuerung und -regelung

FTS

FTS Beispiel mit drei Aufgaben



Prod 1

Prod 2

FTS

Lager

T1: Kameradatenverarbeitung, p1 = d1 = 10 msec, e1 = 1 msec T2: Motorsteuerung, p2 = d2 = 10 msec, e2 = 5 msecT3: Transpondererkennung, d3 = 1 cm : 0,65 m/sec = 15,4 msec, e3 = 5,5 msec

Fahrgeschwindigkeit: 0,65 m/sec, Positionsgenauigkeit 1 cm

Daten aus industriellem FTS mit aufgeklebter Fahrspur und Landmarken



Prioritätenvergabe gemäß RMS:

T1 (Kameradatenverarbeitung): hohe PrioritätT2 (Motorsteuerung): mittlere Priorität.T3 (Transpondererkennung): niedrige Priorität

oder:

T1 (Kameradatenverarbeitung): mittlere Priorität.T2 (Motorsteuerung): hohe PrioritätT3 (Transponderdatenerkennung): niedrige Priorität

H = e1 / p1 + e2 / p2 + e3 / p3 = = 1 msec/10 msec + 5 msec/10 msec + 5,5 msec/15,4 msec = = 95,71%

(aperiodisches Transponderereignis als schlimmster Fall mit seiner Zeitschranke periodisiert)

Prozessorauslastung



Motorsteuerung(T2)

Kameradatenverarbeitung (T1)

Ereignisfür T1und T2

Ruhe

Ereignisfür T1, T2 und T3

Preemption

0 5 10 15 20 msec

Zeitschranke T3

Transponder-Erkennung (T3)

1 msec

5 msec

4 msec

1 msec

5 msec

1,5 msec

Zeitschranke T1&T2 um 2,1 msec verpasst

Ablauf des FTS Beispiels mit Priorität T1 > T2 > T3



Motorsteuerung (T2)

Kameradaten-verarbeitung (T1)

Ereignisfür T1 und T2

Ruhe


Preemption

0 5 10 15 20 msec

Zeitschranke T3


1 msec

5 msec

4 msec

1 msec

5 msec

1,5 msec

Zeitschranke T1& T2 um 2,1 msec verpasst

Ablauf des FTS Beispiels mit Priorität T2 > T1 > T3



Daraus folgt:

Feste Prioritäten mit Preemption ist kein optimales Schedulingverfahren.

Obergrenze der Prozessorauslastung ist mathematisch ermittelbar, bis zu der immer ein ausführbarer Schedule für Rate-Monotonic-Scheduling mit Preemption gefunden wird.

Hmax = n(21/n – 1), n = Anzahl der Tasks

Bsp.: Hmax = 3 (21/3 -1) = 0,78 = 78%



4.4.3 EDF-Scheduling

Bei Earliest-Deadline-First-Scheduling (EDF) erhält diejenige Task den Prozessor zugeteilt, die am nächsten an ihrer Zeitschranke (Deadline) ist.

=> Prioritäten ergeben sich automatisch und dynamisch aus den Zeitschranken.

Dynamisches Scheduling, dynamische Prioritäten, preemptiv oder nicht-preemptiv

Preemptives EDF-Scheduling auf Einprozessorsystemen liefert optimales Scheduling

Hmax = 100%

EDF findet für periodische Tasks mit di = pi einen Schedule, wenn gilt:

ei / pi ≤ 1

n

i 1



Motorsteuerung(T2)



Ruhe


0 5 10 15 20 msec

Zeitschranke T3


1 msec

5 msec

5,5 msec

1 msec

5 msec

Zeitschranke T1&T2 Zeitschranke T1&T2


Ablauf des FTS-Beispiels mit EDF-Scheduling



4.4.4 LLF-Scheduling

Bei Least-Laxity-First-Scheduling (LLF) erhält diejenige Task den Prozessor zugeteilt, die den geringsten Spielraum (Laxity) hat.

Dynamisches Scheduling, dynamische Prioritäten, preemptiv oder nicht-preemptiv

Preemptives LLF ist wie EDF ein optimales Schedulingverfahren auf Einprozessorsystemen,

Hmax = 100%.

Für den Spielraum gilt li = di – (t + eri)

LLF erzeugt eine drastisch höhere Anzahl an Taskwechseln als EDF

Aber besseres Verhalten als EDF bei Überlast



Ablauf des FTS Beispiels mitLLF-Scheduling



Task 1,ablaufwillig,

Zeitscheibe 1

Task 2,nicht ablaufwillig,

Zeitscheibe 2

Task 3,ablaufwillig,

Zeitscheibe 3

Task n,ablaufwillig,

Zeitscheibe n. . .

4.4.5 Time-Slice-Scheduling

Time-Slice-Scheduling (Zeitscheibenverfahren) ordnet jeder Task eine feste Zeitscheibe (Time Slice) zu.

Die Reihenfolge der Taskausführung entspricht hierbei der Reihenfolge der ablaufwilligen Tasks in der Taskverwaltungsliste des Betriebssystems.

Die Dauer der Zeitscheibe für eine Task kann individuell festgelegt werden.

Preemptives dynamisches Scheduling ohne Prioritäten.

Einfaches Verfahren, bei feinkörnigen Zeitscheiben nahe an der Optimalität, aber Periodendauer abhängig von der Anzahl der Tasks



Motorsteuerung(T2)



Ruhe


0 5 10 15 20 msec

Zeitschranke T3

Transponder-erkennung (T3)

0,5 msec

2,5 msec

1,8 msec



0,5 msec 0,5 msec 0,5 msec



Slice T1 = 0,5 msec

T3 fertig

T2 fertig

Slice T2 = 2,5 msec

Slice T3 = 1,8 msec

T1 fertig

T2 fertig

T1 fertig

T1: H1 = e1 / p1 = 1 msec / 10 msec = 10%T2: H2 = e2 / p2 = 5 msec / 10 msec = 50%T3: H3 = e3 / p3 = 5,5 msec / 15,4 msec = 36% (35,714%)Die Zeitscheiben wurden auf der Proportionalitätsbasis 1% ≡ 0,05 msec wie folgt gewählt:T1: Zeitscheibe 0,5 msec (~ 10%) T2: Zeitscheibe 2,5 msec (~ 50%) T3: Zeitscheibe 1,8 msec (~ 36%)

Ablauf des FTS-Beispiels mit Time-Slice-Scheduling



4.4.6 Guaranteed Percentage Scheduling

Guaranteed Percentage Scheduling (GP) ordnet jeder Task einen festen Prozentsatz der verfügbaren Prozessorleistung innerhalb einer Periode zu(virtueller Prozessor pro Task)

Preemptives dynamisches Schedulingverfahren ohne Prioritäten

Periodendauer unabhängig von der Anzahl der Tasks

Auf Einprozessorsystemen ein optimales Schedulingverfahren: Hmax = 100%

Bei periodischen Tasks werden die Zeitschranken erfüllt, wenn gilt: ei / pi ≤ 1

Viele Taskwechsel wie bei LLF

Für mehrfädige Prozessoren geeignet.

n

i 1



Thread A, 30%

Thread B, 20%

Thread C, 40%

Thread A30 Taktzyklen

Thread B20 Taktzyklen

Thread C40 Taktzyklen

Thread A30 Taktzyklen

Thread B20 Taktzyklen

Thread C40 Taktzyklen

. . .. . .

100 Taktzyklen 100 Taktzyklen

Beispiel Komodo-Mikrocontroller, GP Periode 100 Taktzyklen (vgl. Abschnitt 2.6)



Motorsteuerung(T2)



Ruhe


0 5 10 15 20 msec

Zeitschranke T3

Transponder-erkennung (T3)



fertig

T3 fertig

T1 und T2

fertig T1 und T2

T1: H1 = e1 / p1 = 1 msec / 10 msec = 10%T2: H2 = e2 / p2 = 5 msec / 10 msec = 50%T3: H3 = e3 / p3 = 5,5 msec / 15,4 msec = 36% (35,714 %)Hierdurch ergibt sich für jede Task eine Ausführungszeit, die ihrer Periode und damit ihrer Zeitschranke entspricht:T1: Ausführungszeit: 1 msec in 10 msec (10%) T2: Ausführungszeit: 5 msec in 10 msec (50% ) T3: Ausführungszeit: 5,5 msec in 15,3 msec (36%)

Ablauf des FTS-Beispiels mit

Guaranteed Percentage Scheduling


4.5 Synchronisation und Kommunikation

Temperatur-Sensoren auslesen

Temperatur-Verteilung in Temperatur-

Tabelle ablegen

Temperatur-Tabelle lesen

Temperatur-Verteilung

ausdrucken

KonkurrierenderZugriff

Task 1 Task 2

Gemeinsame Betriebsmittel• Daten • Geräte • Programme

Beispiel: gemeinsam genutzte „Temperatur-

Tabelle“

4.5.1 Synchronisation gemeinsamer Betriebsmittel



Synchronisation – Variante 1

• Die Sperrsynchronisation Temperatur

Sensoren auslesen

Temperatur-Tabelle ablegen

TemperaturTabelle lesen


ausdrucken

Task 1 Task 2

Mutex für Temperatur-

Tabelle belegen

Mutex fürTemperatur

Tabelle belegen

Mutex fürTemperatur-

Tabelle freigeben


Tabelle freigeben

Sperr-synchronisation

kritischerBereich



Temperatur-Sensoren auslesen


Tabelle ablegen



ausdrucken

Task 1 Task 2

Reihenfolgen-synchronisation

Taskblockiert

Taskblockiert

Synchronisation – Variante 2

• Die Reihenfolgensynchronisation



Ein Semaphore besteht aus: einer Zählvariablen zwei nicht unterbrechbaren Operationen P (Passieren) und V

(Verlassen)

eine blockierte Task bereit machen

Zähler := Zähler + 1

Zähler<1 ?

V

Task blockieren

Zähler := Zähler - 1

Zähler<0 ?

P

ja

nein

ja

nein

Bei Standardbetriebssystemen: Bereitmachen einer beliebigen wartenden Task bei VBei Echtzeitbetriebssystemen: Bereitmachen der höchstprioren wartenden Task bei V



InitialisiereSemaphore S1= 1

Passiere(S1)

Verlasse(S1)

Zugriff aufgeschützte

Betriebsmittel

Passiere(S1)

Verlasse(S1)

Task 1 Task 2

Task 2blockiert

Task 2 freigegeben

Zugriff aufgeschützte

Betriebsmittel

Sperrsynchronisation mit einem Semaphore

Diese Form des Semaphore-Einsatzes heißt auch Mutex (Mutual Exclude)



Initialisiere Semaphore S1=0

Task 1 Task 2

Task 1blockiert

Task 1 freigegeben

Aktivität Task 2

Aktivität Task 1

Aktivität Task 2

Task 2blockiert

Task 1blockiert

Task 2 freigegeben

Task 1 freigegeben

Initialisiere Semaphore S2=1

Passiere(S1) Passiere(S2)

Verlasse(S1)

Verlasse(S2)

Passiere(S2)

Passiere(S1)

Verlasse(S1)

Reihenfolgen-synchronisation mit zwei Semaphoren



InitialisiereSemaphore

Leerungen = n

Passiere(Leerungen)

Task "Erzeuger" Task "Verbraucher"

Erzeuge Objekt

Verlasse(Füllungen)

InitialisiereSemaphore

Füllungen = 0

Passiere(Füllungen)

Verbrauche Objekt

Verlasse(Leerungen)

Leerungen: Freie Plätze für Objekte des Erzeugers, Füllungen: erzeugte Objekte für Verbraucher

Erzeuger-/Verbraucher-Synchronisation mit zwei Semaphoren



Temperatur- und Druck- Sensoren

auslesen


Tabelle ablegen

Task 1 Task 2


Tabelle belegen


Tabelle freigeben

kreuzweiseBetriebsmittel-

belegungMutex für Druck-Tabelle belegen

Druck-VerteilungIn Druck-Tabelle

ablegen

Mutex für Druck-Tabelle freigeben


Tabelle belegen

Mutex für Druck-Tabelle belegen


Druck-Tabelle lesen

Mutex für Druck-Tabelle freigeben


Tabelle freigeben

Temperatur- und Druck- Verteilung

ausdrucken

Verklemmungen

Deadlock (Blockierung, Deadly Embrace): mehrere Tasks warten auf die Freigabe von Betriebsmitteln, die sich gegenseitig blockieren.

Beispiel: kreuzweise Betriebsmittelbelegung

Gegenmaßnahmen:• Abhängigkeitsanalyse• Vergabe der Betriebsmittel in

gleicher

Reihenfolge• Timeout



Initialisiere

Semaphore S1 = 1

Zugriff auf geschützte

Betriebsmittel

Task 1 Task 2

Passiere(S1)

Verlasse(S1)Passiere(S1)

Passiere(S1)

Zugriff auf geschützte

Betriebsmittel

Ein Deadlock durch Programmierfehler

Gegenmaßnahme:

• höhere Synchronisationskonstrukte (z.B. Monitore)



Verklemmungen

Livelock (Starvation, Aushungern): eine Task wird durch andere Tasks ständig an der Ausführung gehindert.

Beispiel: eine hochpriore Task verhindert ständig die Ausführung einer niederprioren Task

Auch hochpriore Tasks können „Opfer“ von Livelocks werden, Problem Prioritäteninversion



Task 1hohe

Priorität

Task 2niedere Priorität

Mutex

Task 2

Task 1

Ereignisfür Task 1

Ruhe

Ereignisfür Task 2

Zeit

Task 2 belegtMutex

Task 1 versucht, Mutex zu belegen,

wird blockiert

Task 2 gibt Mutex frei

Prioritäteninversion

Prioritäteninversion



Task 2

Task 1

Ereignisfür Task 1

Ruhe

Ereignisfür Task 2

Zeit

Livelock, Task 1 ist längerfristig blockiert

Task 3

Ereignisfür Task 3

Task 2 belegtMutex


wird blockiert

Mutex Task 1hohe

Priorität


Task 3mittlere Priorität

Ein Livelock durch Prioritäten-inversion



Task 2

Task 1

Ereignisfür Task 1

Ruhe

Ereignisfür Task 2

Zeit

Prioritätenvererbung, Task 2 erhält die

Priorität von Task 1(daher keine Unter-

brechung durch Task 3)

Task 3

Ereignisfür Task 3

Task 1 ist fertig

Task 2 belegtMutex


wird blockiert

Task 2 gibt Mutex frei

Mutex mit Prioritäten-vererbung

Task 1hohe

Priorität


Task 3mittlere Priorität

Vermeidung des Livelocks durch einen Mutex mit Prioritäten-vererbung



Zwei grundlegende Varianten der Task-Kommunikation: • Gemeinsamer Speicher (schneller)• Nachrichten

Task 1,Priorität n

Task 2,Priorität n

Kommunikation Priorität n

Bei Echtzeitbetriebssystemen: Wahrung der End-zu-End-Prioritäten durch prioritäts-basierte Kommunikation (hochprioreNachrichten überholen niederpriore,keine Bockierung)

4.5.2 Task-Kommunikation



Weiteres Unterscheidungsmerkmal

• zeitliche Koordination - Synchrone Kommunikation- Asynchrone Kommunikation

Task 1

Sende_Nachricht

Warte_auf_Nachricht

Task 2 blockiert

Task 2 Task 1

Sende_Nachricht

Prüfe_ob_Nachricht_vorhanden

Task 2

Prüfe_ob_Nachricht_vorhandenHole_Nachricht

a) synchrone Kommunikation b) asynchrone Kommunikation

Hole_Nachricht



Für asynchrone Kommunikation: der Kommunikationskanal muss Botschaften puffernKonzepte:

• Briefkasten: individuelle Botschaftenwarteschlange zwischen Sender und Empfänger

• Port: spezielle Form des Briefkastens, bei der mehrere Sender Daten mit einem Empfänger austauschen können

Empfange(Verbrau-cher, Port, Priorität,

Leerbotschaft)

Task "Erzeuger" Task "Verbraucher"

Erzeuge Objekt Vollbotschaft

for i:= 1 to n do

Sende(Erzeuger, Port,Priorität, Leerbotschaft)

Sende(Verbraucher, Port, Priorität, Vollbotschaft)

Empfange(Erzeuger, Port, Priorität, Vollbotschaft)

Vollbotschaft Verbrauche Objekt

Sende(Erzeuger, Port,Priorität, Leerbotschaft)

Beispiel nachrichtenbasierter Kommunikation: Botschaftenaustausch



Ausgangsrechner

Task Stellvertreter(Stub)

1

6

Zielrechner

ProzedurStellvertreter

(Skeleton)

3

4

Netzwerk, Feldbus, ...

2

5

(1), (3), (4), (6) - Prozeduraufrufe(2), (5), - Botschaftentransfer

Entfernter Prozeduraufruf mittels Botschaftenaustausch


4.6 Speicher- und IO-Verwaltung

4.6.1 Speicherverwaltung

Die Speicherverwaltung teilt den verfügbaren Speicher mittels einerSpeicherabbildungsfunktion M zu:

M: logische Adresse → physikalische Adresse

Logische Adresse: Speicheradresse innerhalb einer TaskPhysikalische Adresse: wirkliche Arbeitsspeicheradresse

Modelle der Speicherverwaltung: Speicherzuteilung:

• Statische Speicherzuteilung• Dynamische Speicherzuteilung• Nichtverdrängende Speicherzuteilung• Verdrängende Speicherzuteilung

Adressbildung und Adressierung:

• Reelle Adressierung • Virtuelle Adressierung • Lineare Adressbildung • Streuende Adressbildung



Segment 1 (log. Adressraum

Task 1)


Task 2)


Task 3)

unbenutzt

phys

ikal

isch

er A

dres

srau

m

Vorteile:

•Tasks im Speicher verschiebbar•Tasks gegeneinander geschützt•Zeitverhalten sehr gut vorhersagbar

Nachteile:

•Speicherschema starr, nicht online änderbar

•Für jede Task maximaler Speicher•Bei variierender Anzahl von Tasks muss

für alle Tasks Speicher reserviert werden,

kein Teilen von Speicher zwischen Tasks

Lineare Adressbildung durch Segmente, statische Zuteilung, reelle Adressierung, keine Verdrängung

Bevorzugte Lösung für eingebettete Systeme mit einfachen Mikrocontrollern



Segment 1 Task 1

32 kBytes

Segment 2 Task 2

48 kBytes

unbenutzt, 48 kBytes

phys

ikal

isch

er A

dres

srau

m

Segment 1 Task 1

32 kBytes

Segment 3 Task 3

30 kBytes unbenutzt 18 kBytes

Task 3 30 kBytes

wirdablaufwillig

Task 2 48 kBytes

wirdbeendet

Segment 1 Task 1

32 kBytes

Segment 3 Task 3


unbenutzt 48 kBytes

Segment 1 Task 1

32 kBytes

Segment 4 Task 4

20 kBytes

Segment 3 Task 3


Task 4 20 kBytes

wirdablaufwillig

unbenutzt 18 kBytes

Segment 2 Task 2

48 kBytes

Tasks können sich phys. Speicher teilen, so lange keine Verdrängung ist die Zugriffszeit konstant.Speicherbereinigung wegen löchrigem Speicher.

Lineare Adressbildung durch Segmente, dynamische Zuteilung, reelle Adressierung, keine Verdrängung



p

hys

ika

lisch

er

Ad

ress

rau

m

Task 5 32 kBytes

wirdablaufwillig

Segment 1Task 1

32 kBytes

Segment 4Task 4

20 kBytes

Segment 3Task 3

30 kBytesunbenutzt18 kBytes

unbenutzt18 kBytes

Segment 1Task 1

32 kBytes

Segment 4Task 4

20 kBytesSegment 3

Task 330 kBytes

unbenutzt36 kBytes

Segment 1Task 1

32 kBytes

Segment 4Task 4

20 kBytesSegment 3

Task 330 kBytes

4 kBytes

Segment 5Task 5

32 kBytes

kom

pakt

ifizi

eren

Wegen Segmentverschiebungen für Echtzeit problematisch.

Lineare Adressbildung mit Speicherbereinigung



physikalischer Adressraum

Segment 1

Segment 4

unbenutzt

logischer Adressraum

Segment 1

Segment 4

Segment 2

Segment 3

Peripherie-speicher

ausgelagert(verdrängt)

eingelagert

Task 1

Task 2

Task 3

Task 4

Verdrängungsstrategien (auslagern):

• FIFO (First In First Out), am längsten im Sp.• LRU (Least Recently Used), a. l. nicht mehr ben.• LFU (Least Frequently Used), am seltensten ben.• LRD (Least Reference Density), ger. Zugriffsdichte

Zuteilungsstrategien (einlagern, wohin):

• First Fit (erstes)• Best Fit (kleinstes)• Worst Fit (größtes)

Nachschubstrategien (wann einlagern):

• Verlangend (Demand Fetch)• Vorausschauend (Anticipatory Fetch)

Echtzeitbetriebsysteme: Verriegeln von einzelnen Tasks, d.h. keine Verdrängung

Lineare Adressbildung mit virtueller Adressierung und Verdrängung



ruhend laufend

blockiert

Einrichten

der Task

Entfernen

ablauf-willig,

verdrängt

ablauf-willig,

eingelagert

Taskzustände bei verdrängender Speicherverwaltung



m Bit

Segmentadresse Offsetadresse

+

in der Segmentdeskriptor-Tabelle im Arbeitsspeicher

virtuelle Adresse

physikalische Adresse

v Bit p Bit

m Bitm Bit

n Bit

Segmentdeskriptor

Segmenttypphysikalische Segment-StartadresseSegmentlängeZugriffsrechteSegment verdrängt

...

phys. Deskriptor-Tabellen-Startadresse +

m Bit

Realisierung der linearen Adressbildung mit Segmenten



Task 1

unbenutzt

Task 1Seite 1

Seite 2

Seite 3

Task 1 Seite 4

Seite 5

Seite 6

Task 1 Seite 7

Seite 8

Seite 9

Task 1 Seite 10

Seite 11

Seite 12

Task 2

Task 3

Streuende Adressbildung: Aufteilung der Tasks auf Seiten



Task 1

unbenutzt

Task 1 Seite 1

Seite 2

Seite 3

Task 1 Seite 4

Seite 5

Seite 6

Task 1 Seite 7

Seite 8

Seite 9

Task 1 Seite 10

Seite 11

Seite 12

Task 2

Task 3

Task 1

unbenutzt

Kachel 1

Kachel 2

Kachel 3

Task 1 Kachel 4

Kachel 5

Kachel 6

Task 1 Kachel 7

Kachel 8

Kachel 9

Task 1 Kachel 10

Kachel 11

Kachel 12

unbenutzt

Kachel 13

Kachel 14

Task 1 Kachel 15

Kachel 16

Kachel 17

unbenutzt

Kachel 18

Kachel 19

Task 1 Kachel 20

Kachel 21

Kachel 22

logischer Adressraum

Physik. Adressraum

. . .

Die Zuordnung von Seiten zu Kacheln erfolgt in der Regel ohne Beachtung der sequentiellen Reihenfolge der Seiten

Vorteile:• einfache Zuweisung, keine Zuteilungsstrategie• dynamische Taskgrößenänd. einfacher und zeitlich besser vorhersagbar• keine Speicherbereinigung• Virtuelle Adressierung benötigt nur Verdrängung- und Nachschubsstrategie

Nachteile:• letzte Seite nur teilweise voll• höherer Seitenverwaltungsaufwand• durch kleine Seiten mehr Datentransfers zwischen Haupt- und Peripheriespeicher

Streuende Adressbildung: Zuordnung von Seiten zu Kacheln



Seitentabelle im Arbeitsspeicher

Seitenadresse Offsetadresse

k

logische Adresse


v Bit p Bit

m Bitm-p Bit

n Bit

Startadresse der phys. Seitentabelle

+m Bit

k = Konkatenationm Bit

Kachelnummer der Seite

Realisierung der streuenden Adressbildung mit Seiten



Seitenverzeichnis-adresse

Seitenadresse Offsetadresse

Seiten-tabellen-

verzeichnis

Seiten-tabelle

k

k

logische Adresse


Hierarchischer Aufbau der Seitentabellen



Segmentadresse Seitenadresse Offsetadresse

logische Adresse

Kombination der Vorteile

Kombination von linearer und streuender Adressbildung



4.6.2 IO-Verwaltung

Aufgaben der IO-Verwaltung: Zuteilen und Freigeben von Geräten Benutzen von Geräten

Die angeschlossenen Geräte unterscheiden sich hierbei stark in Geschwindigkeit und Datenformat

=> das Betriebssystem muss dem Anwender- programm die Schwierigkeiten der Kommunikation abnehmen und einfache, transparente Schnittstellen zur Verfügung stellen

Tasks


Gerätetreiber(hardwareabhängig)

Hardware(Geräte)


Architektur der Ein-/Ausgabeverwaltung



Die wichtigsten Teilfunktionen der Ein/Ausgabe-

steuerungsschicht sind:

• Symbolische Namensgebung

• Annahme von Ein-/Ausgabeanforderungen

• Vergabe und Zuteilung von Geräten

• Synchronisation

• Schutz der Geräte

• Kommunikation mit den Gerätetreibern

• Pufferung

• Einheitliches Datenformat



Eingaberegister

Eingaberegister

Eingaberegister

Adressbus

Datenregister

Steuerregister

Statusregister

Schnittstellenbaustein

Prozessor, Bus Gerät

Ein/Ausgabe-Daten

Steuer-Signale

Ste

ueru

ng

Datenbus

Steuerbus

Synchronisationsmechanismen



Statusregisterlesen

Gerät bereit ?

Datenregisterlesen

Datumverarbeiten

Gerätinitialisieren:

Steuerregister schreiben

Datum insDatenregister

übertragen

Gerät nimmtTätigkeit auf

Task Schnittstellenbaustein Gerät

nein

ja

bereit

Einfach, hohe Übertragungsleistung bei einem

Gerät

Prozessor ständig aktiv, keine Nebenaktivitäten

Synchronisation durch Polling



Gerät 1 bereit ?

Gerät 1behandeln

Gerät 2 bereit ?

Gerät 2behandeln

Gerät n bereit ?

Gerät nbehandeln

. . .

ja

ja

ja

nein

nein

nein

Verlangsamte Reaktionszeit bei

mehreren Geräten

Polling von mehreren Geräten innerhalb einer Task



Statusregisterlesen

Gerät bereit ?

Datenregister lesen

Datum verarbeiten

Gerät initialisieren:Steuerregister

schreiben


übertragen

Gerät nimmt Tätigkeit auf


nein

ja

Kurze Aktivitätdurchführen

bereit

Nebenaktivitäten möglich

Verlangsamte Reaktionszeit, Nebenaktivität muss in kleine Teilschritte aufgeteilt werden

Synchronisation durch Busy Waiting



Datenregister lesen

Datumverarbeiten




übertragen



Unterbrechungs-behandlung

Rückkehr zurUnterbrochenen

Task

. . .

Unterbrechung

Beliebige Nebenaktivitäten, schnelle Reaktionszeit

Verringerte Übertragungsraten

Synchronisation durch Unterbrechung




nein

ja

Warte auf Bestätigung

Handshake




übertragen


Statusregisterlesen

Gerät bereit ?

Datenregister lesen

Datum verarbeiten

Bestätigung

bereit

Wenn Gerät Daten schneller liefert als die Task sie entgegennehmen kann

Synchronisation durch Polling mit Handshake




Unterbrechungs-behandlung

Rückkehr zurunterbrochenen

Task

. . .

Handshake

Warte auf Bestätigung




übertragen


Datenregister lesen

Datum verarbeiten

Unterbrechung

Bestätigung

Wenn Gerät Daten schneller liefert als die Task sie entgegennehmen kann

Synchronisation durch Unterbrechung mit Handshake



Task 2

Task 1

Unterbrechung

Unterbrechungs-Behandlungs-programm

Zeit

Task 3

Task-Schedulerdes Echtzeitbetriebs-system

Unterbrechungs-system des Prozessors

Task 2

Task 1

Unterbrechung

Unterbrechungs-Behandlungs-programm

-

-

Zeit

Task 3

Task 4 (Unterbrechungs-behandlung)

a) Unterbrechung der Taskverarbeitung

b) Integration der Unterbrechung in die Taskverarbeitung

Task-Schedulerdes Echtzeitbetriebs-system

Unterbrechungs-system des Prozessors

Unterbrechungsbehandlung in Echtzeitbetriebssystemen


4.7 Klassifizierung und Beispiele von Echtzeitbetriebssystemen

Threads

Tasks

Semaphore

Komm

.über DPRAM, FIFO

Nachrichten

Scheduler

SpeicherverwaltungPhysikal. Adr.

SpeicherverwaltungVirtuelle Adr.

Ein/Ausgabe Verw.Einfache E/A Treiber

Komfortable E/A Treiber, Netzwerke

Filesystem

Minimales Echtzeitbetriebssystem (MEBS) x x x x x x

Controller System (CS) x x x x x x xDediziertes System (DS) x x x x x x xBetriebssystemaufsatz (BA) x x x x x x x x xAllgemeines Echtzeitbetriebssystem (EBS) x x x x x x x x x



1. Entwicklungs- und Zielumgebung• Programmiersprache• Zielsystem (ZE)- Crossentwicklungsumgebung (CE)

- Ladezeiten bei Crossentwicklung - Debug-Möglichkeiten (CE): Quellcode-Debugging (C, C++,

Java), Zeitverfälschung bei CE-Debugging- EBS und EU vom selben Hersteller

2. Modularität und Kerngröße• Konfigurierbarkeit auf Anwendung• Minimaler Mikrokern für eingebettete Systeme

Auswahlkriterien für Echtzeitbetriebssysteme



3. Anpassbarkeit an verschiedene Zielumgebungen• Ist EBS an Mikrocontroller/Signalprozessor mit spezieller

Peripherie anpassbar?• ROM-Fähigkeit für Code mit RAM für Daten• Feldbusse verfügbar

4. Allgemeine Eigenschaften• Bedieneroberfläche (Grafik, Kommandos, keine)• Bibliotheken (Mathem., Graph., Textverarbeitung, …)• Werkzeug für GUI-Echtzeitanwendungen• Werkzeuge zur Versionsverwaltung, Datenhaltung oder

zur Programmentwicklung



5. Leistungsdaten• maximale Taskanzahl (Tasks, Threads)• Welche Scheduling-Strategien• Anzahl unterschiedlicher Prioritätsebenen (64-256)• Taskwechselzeiten (Threads schneller als Tasks)• Latenzzeiten bei Unterbrechungen• Behandlung von Unterbrechungen (direkt – indirekt)• EBS-Klasse für harte, feste, weiche Echtzeitanwendungen



Produkt QNX POSIX.4 RT-Linux VxWorks OS-9 CMX Windows CE

Her-steller

QNX Software Systems

Ltd.

Posix GPL (GNU Public

License)

Wind River

Microware CMX Systems

Microsoft

Typ DS, EBS Standard für EBS,

BA

BA EBS EBS MEBS EBS

Ziel-system

IA32 IA32, IA64,

PowerPC

IA32, PowerPC,

ARM

IA32, PowerPC, 680XX,

div. Mikro-

controller

IA32, PowerPC,

680XX

Diverse Mikro-

controller

IA32, Power-

PC, MIPS, ARM

Sprachen C, C++ C, C++, Java, Ada

C, C++, Java

C, C++, Java

C, C++, Java

C C, C++, Java

Datei-system

Unix, Windows

Unix Unix, Windows

Unix, Windows

Windows - Windows

GUI X-Win X-Win X-Win X-Win X-Win - Windows Netz-werk

TCP/IP TCP/IP, UDP

TCP/IP, UDP

TCP/IP TCP/IP - TCP/IP

Feldbus - - - CAN, ProfiBus

CAN, ProfiBus, Interbus S

- -

Schedu-ling

FPP, FPN, Timeslice,

FIFO

FPP, FPN, Timeslice, Benutzer-definiert

FPP, FPN, Timeslice

FPP, FPN, Timeslice

FPP, FPN, Timeslice

FPP, FPN, Timeslice

FPP, FPN

Industrielle Echtzeit-betriebssysteme



Inter-Taskkom-munikation

Netzwerk-Schnittstelle

Unterbre-chungs-

behandlung Scheduler

Mikrokern

Netzwerk-Manager

Prozess-Manager

Geräte-Manager

Dateisystem-Manager

weitereSystemtasks Systemtasks

Prozessor,Speicher, Geräte

Hardware

Unter-brechungen

AnwendertasksTask 1 Task n. . . Task 2

QN

X

4.7.1 QNX

Architektur von QNX



POSIX.1 Grundlegende Betriebssystemschnittstelle POSIX.2 Kommando-Interpreter POSIX.3 Test-Methoden POSIX.4 Echtzeiterweiterungen POSIX.5 ADA Anbindung an POSIX.1 POSIX.6 Sicherheitserweiterungen POSIX.7 Systemverwaltung POSIX.8 Transparenter Dateizugriff POSIX.9 FORTRAN-77 Anbindung an POSIX.1 POSIX.10 Supercomputer Profile POSIX.11 Transaktionsverwaltung POSIX.12 Protokollunabhängige Kommunikation POSIX.13 Echtzeitprofile POSIX.14 Multiprozessorprofile POSIX.15 Supercomputererweiterungen POSIX.16 Sprachunabhängiges POSIX.1 POSIX.17 Verzeichnis- und Namensdienste POSIX.18 Grundlegendes POSIX Systemprofil POSIX.19 FORTRAN-90 Anbindung an POSIX.1 POSIX.20 ADA Anbindung an POSIX.4 POSIX.21 Verteilte Echtzeiterweiterungen

4.7.2 Posix

POSIX-Standards



POSIX.4

POSIX.4a Threads

POSIX.4b Echtzeitscheduling Zeitgeber Asynchrone Ein-/Ausgabe Priorisierte Ein-/Ausgabe Synchronisierte Ein-/Ausgabe Hauptspeicherdateien Speicherverriegelung Echtzeitsignale Nachrichtenaustausch Semaphore Gemeinsamer Speicher Speicherschutz

zwingend optional

POSIX.4:Echtzeit-erweiterungen



Echtzeitkern

Hardware

Unterbrechungen

Linux-Kern

Echtzeit-Task 1

. . .

Linuxtask 1

Linuxtask m

. . .

Echtzeit-FIFO

Kom

mun

ikat

ion Echtzeit-

Task n

4.7.3 RTLinux

Architektur vonRTLinux



Anwendung

Nicht-Echtzeittasks

BenutzerschnittstelleGrafikDatenhaltung,Datenaufbereitung,....

Echtzeittasks(Module)

Aufgaben mithartenEchtzeitanforderungen

Aufteilung der eingebetteten Anwendung in Nicht-Echtzeit und Echtzeittasks



Bei RT-Linux wird eine Task als Prozess bezeichnet

Ein Prozess enthält einem Thread und kann weitere zur Laufzeit erzeugen

Ein RT-Prozess wird über ein Kernel-Modul definiert:insmod "Prozessname"

Der Linux-Befehl insmod lädt das Kernel-Modul "Prozessname" und startet die Funktion init_module zur Initialisierung.

Innerhalb init_module können weitere Threads angelegt werden

RT-Prozesse unter RTLinux



Erzeugen eines RT-Threads:

int pthread_create(pthread_t *thread, pthread_attr_t *attr, void *(*start_routine)(void *), void *arg);

Erzeugt einen Thread thread mit den Attributen attr (z.B. Stack-Größe) und startet ihn durch Aufruf der Funktion start_routine(arg). start_routine(arg) ist die Funktion, welche die Thread-Aufgaben realisiert.

Beenden eines RT-Threads:

int pthread_delete_np(pthread_t thread);

RT-Thread periodisch definieren:

int pthread_make_periodic_np(pthread_t thread, hrtime_t start_time, hrtime_t period);

Der Thread thread wird zum Zeitpunkt start_time gestartet und in durch period (in Nanosekunden) gegebenen Intervallen aufgerufen

Funktionen zur Verwaltung von RT-Prozessen



Suspendieren eines RT-Threads:

int pthread_suspend_np(pthread_t thread);Thread wird angehalten. Entspricht Blockiert-Zustand.

Aufwecken eines RT-Threads:

int pthread_wakeup_np(pthread_t thread);Thread kann fortgesetzt werden. Entspricht Zustandsübergang Blockiert nach Bereit.

Periodischen Thread bis zur nächsten Periode suspendieren:

int pthread_wait_np(void);Thread gibt Kontrolle an Scheduler bis zum nächsten periodischen Aufruf ab.



pthread_t thread; /* Datenstruktur für Threads */

int init_module(void)/* wird beim Laden des RT-Moduls aufgerufen */{

/* Erzeugen eines Threads mit Funktion start_routine */ return pthread_create (&thread, NULL, start_routine, 0);}

void cleanup_module(void) /* wird beim Entfernen des RT-Moduls aufgerufen */{ pthread_delete_np (thread); /* Entfernen (Löschen) des Threads */}

Beispiel: RT-Modul



void *start_routine(void *arg) /* Implementierung der Thread-Funktion */{ struct sched_param p; /* Datenstruktur für Thread-Eigenschaften */ p . sched_priority = 1; /* Thread-Priorität in Datenstruktur eintragen */

/* Funktion zum Setzen der Thread-Parameter aufrufen */ /* SCHED_RR: Round Robin Scheduling (auch möglich: SCHED_FIFO) */

pthread_setschedparam (pthread_self(), SCHED_RR, &p);

/* Periodischer Aufruf des Threads: Periode ist 0,5 sec, starte sofort */ pthread_make_periodic_np (pthread_self(), gethrtime(), 500000000);

while (1) { pthread_wait_np (); /* bis zur nächsten Periode warten */ rtl_printf("Hello, I'm here!\n"); /* Thread-Funktion: Text-Ausgabe */ } return 0;}

Documents

4.3 Aufbau von Echtzeitbetriebssystemen