实时系统中的MCS模式和Sporadic Server算法

在实时系统中，所有的任务分成了两类：

周期任务：有固定的到达时间
非周期任务：没有固定的到达时间

这两类任务再根据deadline的类型又可以分成两类，不过，这篇论文里周期任务全部假设为 hard deadline，所以一共可以分成三类任务。

deadline的分类：

hard deadline：如果达到该deadline对整个系统接下来的操作有关键影响，则被认为是hard deadline。
soft deadline：最好能满足，不满足的时候对系统没有关键影响。

periodic task假设条件：

每一个任务都有已知的最差执行时间
所有的周期任务都是 hard deadline
每一个周期任务的执行时间都是固定的
每一个周期任务的 deadline = 当前周期的终止时刻

Schedulable utilization：调度利用率，低于或等于该指标时，所有的hard deadline 都可以被满足。该指标越高，说明算法的适用性更强

调度稳定性：在过载的情况下，依然能满足关键任务（periodic task和 sporadic task）的deadline，其他任务的deadline可以不被满足

评价一个实时系统中调度算法优劣的两个指标：

能否保证hard deadline被满足
给soft deadline任务提供的平均响应时间

Scheduling periodic tasks

rate monotonic

该算法是基于一种固定优先级的调度算法，优先级根据 periodic task 的周期来设定。周期较短的优先级就会相应高一些。
该算法是 real-time system 整个调度算法的基础，后续的算法都是以它为基石，再做优化。
允许抢占

Scheduling aperiodic tasks

scheduling soft deadline aperiodic tasks

background processing

处理机是 idle 状态时（没有正在处理的periodic task，也没有待办的 periodic task），才会去处理aperiodic task
如果periodic task很多，那么用该算法频率就会降低缺点：对待 aperiodic task 的响应时间会比较久。

总结：先处理完 periodic task 再处理 aperiodic task，非周期任务可以被任意地延误

polling task

polling tasks 会创建一个 periodic task(server)专门用来处理 aperiodic tasks。因此该 task 会循环地启动，来处理待办的 aperiodic task。
该server地优先级取决于它本身的周期
如果启动这个server时，没有待处理的aperiodic任务，那么该task 被挂起，直到下一个周期再次被启动。
没有处理aperiodic task时，这部分时间就会被用于处理periodic task
server中剩余的时间都会被丢弃

总结：和 background processing相比，periodic task 没有了绝对的优先权。不会无限延迟aperiodic task。
缺点：时间要求比较严格

后面迭代出的新的算法针对polling tasks算法无法保留带宽的特性，而做出了改进。所以后面的算法都属于bandwidth preserving algorithm

deferrable server

DS中创建的server一般为高优先级
DS会为aperiodic task保留一个周期的响应时间，即使aperiodic task出现晚于server，但是只要还在这个周期内，该aperiodic task请求都可以被响应。
如果处理aperiodic task后还有剩余处理时间，会为其保留至周期末。
每一个新周期开始时填满server的容量。
DS引入了capacity的概念，表示一个周期内server剩余的可处理aperiodic task的时间
DS对aperiodic task的提交时间有了更宽的包容，不需要和server在同一时间点出现。

sporadic server

SS算法是对PE算法的一种简化，和DS算法更相似。
SS算法不会固定在server的每个周期开始时补满时间，而是基于 aperiodic task被响应的时间 + server period 时确定填充时间。
在一个周期内为其保留和server相同优先级的执行时间。
减少了运行的开销。因为DS算法都会固定每个周期为 server 填充时间，不管这个周期内有没有服务。但是SS只会在aperiodic task被服务后才会填充。也就是说，这部分填充时间的开销不是每个周期都会发生。
补充的时间额度也不是每个周期都补满，而是取决于上一个处于active状态时消耗的时间。

sporadic server算法应用于soft deadline aperiodic tasks

<1> high priority

<2> equal high priority

<3> medium priority

server被更高优先级的任务抢占，导致不连续的消耗，但是这并没有让server的优先级变为idle状态，所以可以让不连续的消耗变为连续的补充。

新的问题

一个周期任务如果当下可以执行，就必须执行，如果延迟了执行，可能就会导致该任务最后没有办法满足其deadline，这也是rate monotonic算法的一种规定。DS和SS本身就类似一个周期任务，但是却违反了这项约束：都保留了带宽，并没有在第一时间执行。后面的证明表明SS的补充算法是可以继续保持满足deadeline，所以SS仍然可以被当作一个周期任务处理，而DS则不行。

实例

正常三个周期任务
DS替换B任务

SS替换B任务

证明SS = 周期任务

SS可以和周期任务有一样的属性：周期和执行时间
SS在active状态里消耗的时间：
- 消耗为0
- 消耗所有
- 消耗部分

Scheduling sporadic tasks

sporadic task假设条件

sporadic task必须有一个最小的 interarrival time——minimum，若没有该限制，任务的hard deadline 无法保证总是被满足
minimum等于或大于服务该sporadic task的server的周期
sporadic task的deadline等于或大于minimum

server period <= minimum <= hard deadline

如果deadline < minimum，此时再基于rate monotonic算法就不能保证总是满足其deadline

如果这是把该SS简单看成一个周期为10的周期任务，那么他的优先级就变成最高了，虽然可以避免逾期，但是对资源的要求很高，因为8/10=80%，这是一种很浪费的策略。

这种情况下就要利用 deadline monotonic priority assignment算法重新定义优先级

deadline monotonic priority assignment

server的优先级取决于它服务的task的deadline的优先级，而不是server的周期了
其他的周期任务的优先级依然按照其周期排序，不过也可以理解为按deadline排序，因为周期任务的deadline默认等于周期

总结

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