RC Algorithmus
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@ -2055,7 +2055,7 @@
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\paragraph{Vergleich: EDF vs. RM}
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\begin{center}
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\includegraphics[width=.8\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-echtzeit-edf-vs-rm.png}
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\includegraphics[width=.8\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-echtzeit-edf-vs-rm.png}
|
||||
\end{center}
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\begin{itemize*}
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\item RM
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@ -2069,7 +2069,7 @@
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\item EDF
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\begin{itemize*}
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\item Prozessorwechsel: 12
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%\item Ursache: dynamische Prioritätenvergabe führt dazu, dass Instanz II von $t_2$ die gleiche Priorität wie Instanz A von $t_1$ hat $\rightarrow$ keine unnötige Verdrängung
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%\item Ursache: dynamische Prioritätenvergabe führt dazu, dass Instanz II von $t_2$ die gleiche Priorität wie Instanz A von $t_1$ hat $\rightarrow$ keine unnötige Verdrängung
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\item erzeugt auch bei Prozessorauslastung bis 100\% (immer) korrekte Schedules
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\item dynamisch Implementiert: balancierter Binärbaum zur Sortierung nach Prioritäten
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\item Einfügen und Entfernen von Tasks: $O(log\ n)$
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@ -2079,7 +2079,7 @@
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Prozesstypen in Multimedia-Anwendungen
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\begin{enumerate*}
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||||
\item Echte periodische Multimedia-Prozesse (weiche Fristen)
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||||
\item Echte periodische Multimedia-Prozesse (weiche Fristen)
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\begin{enumerate*}
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||||
\item pünktliche periodische Prozesse mit konstantem Prozessorzeitbedarf $C$ für jede Instanz (unkomprimierte Audio- und Videodaten)
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\item pünktliche periodische Prozesse mit unterschiedlichem $C$ einzelner Instanzen (komprimierte Audio- und Videodaten)
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@ -2093,54 +2093,43 @@
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||||
\end{enumerate*}
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||||
\subsubsection{RC Algorithmus}
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||||
\begin{itemize*}
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||||
\item Ziel
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\begin{itemize*}
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||||
\item spezifikationstreue Prozesse nicht bestrafen durch Fristüberschreitung aufgrund abweichender Prozesse
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||||
\end{itemize*}
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||||
\item Ziel: spezifikationstreue Prozesse nicht bestrafen durch Fristüberschreitung aufgrund abweichender Prozesse
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\item Idee
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\begin{itemize*}
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||||
\item grundsätzlich: Schedulingnach frühester Fristaufsteigend (= EDF) $\rightarrow$ für eine vollständig spezifikationstreue Prozessmenge verhält sich RC wie reines EDF
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||||
\item Frist einer Instanz wird dynamisch angepasst:basierend auf derjenigen Periode, in der sie eigentlich sein sollte lt. Spezifikation der Prozessornutzung ($U_i$, hier: ,,Rate''): $U_i=\frac{C_i}{T_i}$
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||||
\item Bsp.: $U_i =\frac{20}{40}=\frac{1}{2}$ ($t_B$ hat spezifizierte Aktivitätsrate von $0,5$ pro Periode)
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||||
\item grundsätzlich: Scheduling nach frühester Frist aufsteigend
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||||
\item[$\rightarrow$] für vollständig spezifikationstreue Prozessmenge wie EDF
|
||||
\item Frist einer Instanz wird dynamisch angepasst: basierend auf derjenigen Periode, in der sie eigentlich sein sollte% lt. Spezifikation der Prozessornutzung: $U_i=\frac{C_i}{T_i}$
|
||||
\item Bsp.: $U_i =\frac{20}{40}=\frac{1}{2}$ (spez. Aktivitätsrate $0,5$/Periode)
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\end{itemize*}
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\end{itemize*}
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\paragraph{RC Algorithmus: Strategie}
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\begin{itemize*}
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\item Variablen
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\begin{itemize*}
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\item $a_i$: Ankunftszeit der zuletzt bereitgewordenen Instanz von $t_i$
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||||
\item $t_i^{virt}$: virtuelle Zeit in aktueller Periode, die $t_i$ bereits verbraucht hat
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||||
\item $c_i^{virt}$: Netto-Rechenzeit, die $t_i$ in aktueller Periode bereits verbraucht hat
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||||
\item $d_i$: dynamische Frist von $t_i$, nach der sich dessen Priorität berechnet (EDF)
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||||
\item $a_i$: Ankunftszeit der zuletzt bereitgewordenen Instanz
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||||
\item $t_i^{virt}$: virtuelle verbrauchte Zeit in aktueller Periode
|
||||
\item $c_i^{virt}$: verbrauchte Netto-Rechenzeit
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||||
\item $d_i$: dynamische Frist von $t_i$ für Priorität (EDF)
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||||
\end{itemize*}
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||||
\item Strategie
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\begin{itemize*}
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||||
\item für eine bereite (lauffähige) Instanz von $t_i$: adaptiere dynamisch $d_i$ basierend auf $t_i^{virt}$
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||||
\item für eine bereit gewordene (neu angekommene oder zuvor blockierte) Instanzvon $t_i$: aktualisiere $t_i^{virt}$ auf akt. Systemzeit $(t)\rightarrow$ etwaiger ''Zeitkredit'' verfällt
|
||||
\item für eine bereit gewordene Instanz von $t_i$: aktualisiere $t_i^{virt}$ auf akt. Systemzeit $(t)\rightarrow$ etwaiger ,,Zeitkredit'' verfällt
|
||||
\end{itemize*}
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||||
\item Zeitpunkte, zu denen der Scheduler aktiv wird
|
||||
\begin{itemize*}
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||||
\item aktuell laufender Prozess $t_i$ blockiert: $RC(t_i)$
|
||||
\item Prozesse $t_i..._j$ werden bereit: $for\ x\in[i,j]: RC(t_x)$
|
||||
\item periodischer ,,clock tick'' (Scheduling Interrupt) $RC(t_i)$
|
||||
\end{itemize*}
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||||
\end{itemize*}
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||||
\paragraph{RC Algorithmus: Berechnung von $t_i^{virt}$}
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Beispiel: Situation bei $t=20ms$
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%\paragraph{RC Algorithmus: Berechnung von $t_i^{virt}$}
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%Beispiel: Situation bei $t=20ms$
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%\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-rc-ti-berechnen-1.png}
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||||
Da $t_B$ aber noch weiteren Rechenbedarf hat: Situation bei $t=30
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||||
ms$
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||||
%Da $t_B$ aber noch weiteren Rechenbedarf hat: Situation bei $t=30ms$
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||||
%\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-rc-ti-berechnen-2.png}
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\paragraph{RC Algorithmus:
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Adaptionsfunktion}
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||||
Für Prozess ti zu jedem Scheduling-Zeitpunkt:
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||||
%\paragraph{RC Algorithmus: Adaptionsfunktion}
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||||
%Für Prozess ti zu jedem Scheduling-Zeitpunkt:
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||||
%\begin{Shaded}
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||||
%\begin{Highlighting}[]
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||||
%\NormalTok{RC (t_i) \{}
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||||
@ -2160,28 +2149,7 @@
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||||
%\end{Shaded}
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||||
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\paragraph{RC Algorithmus: Scheduling}
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||||
Zeitpunkte, zu denen der Scheduler aktiv wird:
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\begin{enumerate*}
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||||
\item aktuell laufender Prozess $t_i$ blockiert:
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||||
\begin{itemize*}
|
||||
\item $RC(t_i)$
|
||||
\end{itemize*}
|
||||
\item Prozesse $t_i..._j$ werden bereit:
|
||||
\begin{itemize*}
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||||
\item $for\ x\in[i,j]: RC(t_x)$
|
||||
\end{itemize*}
|
||||
\item periodischer ,,clock tick'' (SchedulingInterrupt):
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||||
\begin{itemize*}
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||||
\item $t_i$ := aktuell ausgeführter Prozess
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||||
\item $RC(t_i)$
|
||||
\end{itemize*}
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||||
\end{enumerate*}
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anschließendes Scheduling (präemptiv) = EDF:
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||||
%anschließendes Scheduling (präemptiv) = EDF
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||||
%\begin{Shaded}
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||||
%\begin{Highlighting}[]
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||||
%\NormalTok{SCHED := \{t_i |t_i.status == BEREIT ⋀ d_i minimal \}; }\CommentTok{// bereite(r) Prozess(e) mit nächster Frist}
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||||
@ -2193,108 +2161,75 @@
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||||
%\end{Shaded}
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||||
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||||
\paragraph{Umgang mit abweichenden Prozessen unter
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||||
RC}
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\paragraph{Umgang mit abweichenden Prozessen unter RC}
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%\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-rc-abweichende-prozesse.png}
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||||
%Prozesse, die sich entsprechend ihrer Spezifikation verhalten, erhalten bis zum Ende jeder spezifizierten Periode ihren spezifizierten Anteil an Prozessorzeit.
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||||
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||||
Auswirkung auf verschiedene Prozesstypen
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||||
\begin{description*}
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||||
\item[pünktlich] Einhaltung der Frist in jeder Periode garantiert
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||||
\item[verspätet] nur aktuelle Periode betrachtet, Nachholen ,,ausgelassener Perioden'' nicht möglich
|
||||
\item[gierig] Prozessorentzug, sobald andere lauffähige Prozesse frühere Fristen aufweisen
|
||||
\item[nicht-periodische Hintergrundprozesse] pro ,,Periode'' wird spezifizierte Prozessorrate garantiert
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||||
\end{description*}
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||||
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\paragraph{Resultat}
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\begin{quote}
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||||
Garantie: Prozesse, die sich entsprechend ihrer Spezifikation verhalten,
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||||
erhalten bis zum Ende jeder spezifizierten Periode ihren spezifizierten
|
||||
Anteil an Prozessorzeit.
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||||
\end{quote}
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||||
Auswirkung auf verschiedene Prozesstypen:
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||||
\subsubsection{Umgang mit gemischten Prozessmengen}
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||||
%Hintergrund-Scheduling
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\begin{center}
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||||
\includegraphics[width=.5\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-gemischte-prozessmenge.png}
|
||||
\end{center}
|
||||
\begin{itemize*}
|
||||
\item ,,pünktliche'' Prozesse: Einhaltung der Frist in jeder Periode
|
||||
garantiert (unabhängig von Verhalten anderer Prozesse)
|
||||
\item ,,verspätete'' Prozesse: nur aktuelle Periode betrachtet, Nachholen
|
||||
,,ausgelassener Perioden'' nicht möglich
|
||||
\item ,,gierige'' Prozesse: Prozessorentzug, sobald andere lauffähige
|
||||
Prozesse frühere Fristen aufweisen
|
||||
\item nicht-periodische Hintergrundprozesse: pro ,,Periode'' wird
|
||||
spezifizierte Prozessorrate garantiert (z.B. kleine Raten bei großen
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||||
,,Periodendauern'' wählen.)
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\end{itemize*}
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\subsubsection{Umgang mit gemischten
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Prozessmengen}
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\begin{itemize*}
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\item Hintergrund-Scheduling:
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\item rechenbereite Prozesse auf 2 Warteschlangen aufgeteilt (einfache Variante eines Mehr-Ebenen-Scheduling )
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\item Warteschlange 1
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\begin{itemize*}
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||||
\item Prinzip: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-gemischte-prozessmenge.png}
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||||
\item rechenbereite Prozesse auf 2 Warteschlangen aufgeteilt (einfache Variante eines Mehr-Ebenen-Scheduling )
|
||||
\item Warteschlange 1: \begin{itemize*} \item alle periodischen Prozesse \item mit höchster Priorität mittels RM oder EDF bedient \end{itemize*}
|
||||
\item Warteschlange 2: \begin{itemize*} \item alle aperiodischen Prozesse \item nur bedient, wenn keine wartenden Prozesse in Warteschlange 1 \end{itemize*}
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||||
\item alle periodischen Prozesse
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||||
\item mit höchster Priorität mittels RM oder EDF bedient
|
||||
\end{itemize*}
|
||||
\item Warteschlange 2
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||||
\begin{itemize*}
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||||
\item alle aperiodischen Prozesse
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||||
\item nur bedient, wenn keine wartenden Prozesse in W1
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\end{itemize*}
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||||
\end{itemize*}
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||||
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||||
\paragraph{Hintergrund-Scheduling: Vor- und
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Nachteile}
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||||
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||||
\paragraph{Hintergrund-Scheduling: Vor- und Nachteile}
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\begin{itemize*}
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\item Hauptvorteil:
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\item Hauptvorteil einfache Implementierung
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||||
\item Nachteile
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\begin{itemize*}
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||||
\item einfache Implementierung
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\item Antwortzeit \textbf{aperiodischer Prozesse} kann zu lang werden
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\item[$\rightarrow$] Verhungern möglich
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\item nur für relativ zeitunkritische aperiodische Prozesse
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\end{itemize*}
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||||
\item Nachteile:
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\begin{itemize*}
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||||
\item Antwortzeit \textbf{aperiodischer Prozesse} kann zu lang werden (insbesondere bei hoher aperiodischer Last) $\rightarrow$ Verhungern möglich!
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||||
\item geeignet nur für relativ zeitunkritische aperiodische Prozesse
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||||
\end{itemize*}
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||||
\item Beispiel: Hintergrund-Scheduling mit RM
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%\begin{itemize*}
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||||
%\item Beispiel: Hintergrund-Scheduling mit RM
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%\item \includegraphics[width=\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-hintergrund-scheduling.png}
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%\end{itemize*}
|
||||
\end{itemize*}
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||||
\paragraph{Optimierung:
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Server-Prozess}
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||||
\paragraph{Optimierung: Server-Prozess}
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\begin{itemize*}
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||||
\item Scheduling mit Server-Prozessen:
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\begin{itemize*}
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||||
\item Prinzip: periodisch aktivierter Prozess benutzt zur Ausführung aperiodischer Prozessoranforderungen
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||||
\item Beschreibung Server-Prozess: durch Parameter äquivalent zu wirklichem periodischen Prozess: \begin{itemize*} \item Periodendauer $T_S$ \item ,,Prozessorzeitbedarf'' $C_S$; jetzt Kapazitätdes Server-Prozesses \end{itemize*}
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||||
\item Arbeitsweise Server-Prozess: \begin{itemize*} \item geplant mit gleichem Scheduling-Algorithmus wie periodische Prozesse \item zum Aktivierungszeitpunkt vorliegende aperiodische Anforderungen bedient bis zur Kapazität des Servers \item keine aperiodischen Anforderungen: Server suspendiert sich bis Beginn der nächsten Periode (Schedule wird ohne ihn weitergeführt $\rightarrow$ Prozessorzeit für periodische Prozesse) \item Kapazitätin jeder Server-Periode neu ''aufgeladen'' \end{itemize*}
|
||||
\end{itemize*}
|
||||
\item Prinzip: periodisch aktivierter Prozess benutzt zur Ausführung aperiodischer Prozessoranforderungen
|
||||
\item Beschreibung Server-Prozess: durch Parameter äquivalent zu wirklichem periodischen Prozess
|
||||
\item Arbeitsweise Server-Prozess folgend
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||||
\item geplant mit gleichem S-Algorithmus wie periodische Prozesse
|
||||
\item zum Aktivierungszeitpunkt vorliegende aperiodische Anforderungen bedient bis zur Kapazität des Servers
|
||||
\item keine aperiodischen Anforderungen: Server suspendiert sich bis Beginn der nächsten Periode %(Schedule wird ohne ihn weitergeführt $\rightarrow$ Prozessorzeit für periodische Prozesse)
|
||||
\item Kapazität in jeder Server-Periode neu ''aufgeladen''
|
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\end{itemize*}
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||||
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||||
\paragraph{Beispiel: Server-Prozess mit
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RM}
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%Beispiel: Server-Prozess mit RM
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%\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-rm-server-prozess.png}
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||||
\paragraph{Optimierung:
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||||
Slack-Stealing}
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||||
|
||||
\paragraph{Optimierung: Slack-Stealing}
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\begin{itemize*}
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||||
\item Prinzip: Es existiert passiver Prozess ,,slack stealer'' (kein
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||||
periodischer Server)
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||||
\item versucht so viel Zeit wie möglich für aperiodische Anforderungen zu
|
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sammeln
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||||
\item realisiert durch ,,slackstealing''(= Spielraum-Stehlen) bei
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||||
periodischen Prozessen
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||||
\item letztere auf Zeit-Achse so weit nach hinten geschoben, dass Frist und
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||||
Beendigungszeitpunkt zusammenfallen
|
||||
\item Sinnvoll, da normalerweise Beenden periodischer Prozesse vor ihrer
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||||
Frist keinerlei Vorteile bringt
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||||
\item Resultat: Verbesserung der Antwortzeiten für aperiodische
|
||||
Anforderungen
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||||
\item Prinzip: passiver Prozess ,,slack stealer'' (kein periodischer Server)
|
||||
\item so viel Zeit wie möglich für aperiodische Anforderungen sammeln
|
||||
\item realisiert durch ,,slackstealing'' bei periodischen Prozessen
|
||||
\item letztere auf Zeit-Achse so weit nach hinten geschoben, dass Frist und Beendigungszeitpunkt zusammenfallen
|
||||
\item Sinnvoll, da Beenden vor Frist keine Vorteile bringt
|
||||
\item[$\rightarrow$] Verbesserung der Antwortzeiten für aperiodische Anforderungen
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||||
%\item \includegraphics[width=\linewidth]{Assets/AdvancedOperatingSystems-slack-stealing.png}
|
||||
\end{itemize*}
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||||
|
||||
|
||||
\subsubsection{Prioritätsumkehr}
|
||||
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||||
\begin{quote}
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||||
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