Introducción al tiempo real en sistemas empotrados

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Konputagailuen Arkitektura eta Teknologia SailaDepartamento de Arquitectura y Tecnología de Computadores 1

Introducción al tiempo real en sistemas

empotrados

Departamento de Arquitectura y Tecnología de Computadores

Universidad del País Vasco / Euskal Herriko Unibertsitatea

Master en Ingeniería de Sistemas Empotrados

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Contenido

• Introducción• Soporte de interrupciones• Conceptos de sistemas operativos• Planificación en sistemas de tiempo real• Mecanismos de sincronización y

comunicación• Planificación de tiempo real con recursos

compartidos

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Mecanismos de sincronización y comunicación

CONTENIDO

• Recursos compartidos. Secciones críticas• Mecanismos de sincronización• Comunicación por paso de mensajes• Inanición e interbloqueo

BIBIOGRAFIA

• A. Lafuente: Sistemas Operativos II. Apuntes de la asignatura. Edición 2008-09, http://www.sc.ehu.es/acwlaroa/SO2.htm. Capítulo 2.

• S. Sánchez Prieto: Sistemas Operativos. Universidad de Alcalá de Henares, Servicio Editorial, 2005.

• A. Silberschatz, P. Galvin, G. Gagne: Conceptos de Sistemas Operativos (7a edición). Willey, 2006.

• A.S. Tanenbaum: Modern Operating Systems (3rd edition). Prentice-Hall, 2008.

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Recursos compartidos

• En un sistema operativo (o de tiempo real) los procesos (tareas) compiten por el uso a recursos compartidos.

• El acceso al recurso se realiza mediante la ejecución de un trozo de código.

• Ejemplo: – Recurso compartido: buffer fifo– Código de acceso al buffer:

…R <- cuenta;buffer[R] <- elemento;R <- R+1;cuenta <- R;…

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Recursos compartidosAcceso concurrente

R <- cuenta;buffer[R] <- elemento;R <- R+1;cuenta <- R;

• Ejemplo de ejecución:– Dos procesos, P1 y P2, ejecutan

concurrentemente el código de acceso al buffer compartido

• Inicialmente, cuenta=7

P1

R=7

P2

R=7

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Recursos compartidosCondiciones de carrera

R <- cuenta;buffer[R] <- elemento;R <- R+1;cuenta <- R;

• Condición de carrera– Ambos procesos almacenan su elemento en la

misma posición del buffer

P1

R=7

P2

R=7

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Secciones críticas

• En el acceso concurrente a recursos compartidos, las condiciones de carrera conducen a comportamientos incorrectos.

• ¿Cómo evitar condiciones de carrera?– El trozo de código que controla el acceso a

recursos compartidos es una sección crítica de código.

– Hay que proporcionar acceso exclusivo a las secciones críticas.

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Acceso exclusivo a secciones críticas de código

Entrar_SC(SC_buf);R <- cuenta;buffer[R] <- elemento;R <- R+1;cuenta <- R;Dejar_SC(SC_buf);

P1 P2

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Secciones críticasModelo de sección crítica

• Protocolo genérico de acceso a una sección crítica:

Entrar_SC(la_SC) /* Solicitud de ejecutar la_SC *//* código de la_SC */

Dejar_SC(la_SC) /* Otro proceso puede ejecutar la_SC */

• Un proceso que va a ejecutar la SC:1. Ejecuta Entrar_SC(). Si la SC está ocupada, el

proceso espera.2. Ejecuta la SC.3. Ejecuta Dejar_SC(), permitiendo que entre uno de

los procesos en espera.

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• El acceso a una sección crítica debe poseer las siguientes propiedades:1. Exclusión mutua. No puede haber más de un proceso

simultáneamente en la SC.2. No interbloqueo. Ningún proceso fuera de la SC

puede impedir que otro entre a la SC.3. No inanición. Un proceso no puede esperar por

tiempo indefinido para entrar a la SC.4. Independencia del hardware. No se pueden hacer

suposiciones acerca del número de procesadores o de la velocidad relativa de los procesos.

• Suposición: las instrucciones del Lenguaje Máquina son atómicas y se ejecutan secuencialmente

Secciones críticasPropiedades

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Secciones críticasMecanismos de sincronización

• ¿Cómo espera un proceso para acceder a una SC ocupada (paso 1 del protocolo)?

• Mecanismos de sincronización:a. El proceso ejecuta una espera activa (espera por

ocupado).• En sistemas monoprocesador suele utilizarse

inhibición de interrupciones.

b. El proceso se bloquea (espera por bloqueado).

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Mecanismos de sincronizaciónEspera por ocupado

• En monoprocesadores: inhibición de interrupciones

s= inhibir() /* Entrar_SC() *//* Sección crítica */

desinhibir(s) /* Dejar_SC() */

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• En multiprocesadores: cerrojos de espera activa

lock(cerrojo_A) /* Entrar_SC() *//* Sección crítica */

unlock(cerrojo_A) /* Dejar_SC() */

• Implementación de lock()– Por Sw: muy restrictivo (algoritmo de Decker) o

ineficiente (Lamport).– Instrucciones del Lenguaje Máquina que

proporcionan consulta y modificación atómica sobre el cerrojo (tipo test_and_set).

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• Los mecanismos de espera por ocupado dependen del soporte (no cumplen la condición 4):– La inhibición de interrupciones sólo es válida para

monoprocesadores.– La espera activa en monoprocesadores depende

de la política de planificación: • Con prioridades estáticas y expulsión, si una SC

está ocupada por un proceso de prioridad baja, un proceso de prioridad alta que llegue a la SC ejecutaría espera activa indefinidamente e impediría al de prioridad baja liberarla (fenómeno de inversión de prioridad).

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Mecanismos de sincronizaciónEspera por bloqueado

• El proceso que accede a una SC ocupada se bloquea.– Implica un cambio de contexto, luego sólo es

rentable si la SC es de largo plazo.– El proceso bloqueado no consume CPU.

• El proceso que abandona la SC provoca que algún proceso en espera se desbloquee.

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Mecanismos de sincronizaciónEspera por bloqueado: semáforos

• Un semáforo es una abstracción que implementa espera por bloqueado proporcionando orden FIFO.

• Un semáforo lleva asociadas– Una cuenta– Una cola

• Primitivas sobre semáforos:– bajar(sem)

• Si la cuenta de sem es positiva, se decrementa y el proceso continúa.

• Si la cuenta vale 0, el proceso se bloquea en la cola de sem.

– subir(sem)• Si la cola de sem no está vacía, se desbloquea al primer

proceso de la cola• Si la cola está vacía, se incrementa la cuenta de sem.

– Primitiva para la inicialización de la cuenta.

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Mecanismos de sincronizaciónEspera por bloqueado: semáforos

• La inicialización del semáforo determina su utilización.

• Para controlar el acceso a una sección crítica se usa un semáforo inicializado a 1:

bajar(sem);/* Sección crítica */

subir(sem);

• Si el semáforo se inicializa a n, permite gestionar el uso simultáneo de n recursos.

• Si se inicializa a 0, puede utilizarse como evento sobre el que esperar una notificación.

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Mecanismos de sincronizaciónEjemplo

struct semaf huecos, items;tipo_cerrojo mutex;ini_semaforo(huecos, N);ini_semaforo(items, 0);

consumidor(){

int elemento;while (1) {

bajar(items);lock(mutex);retirar_elemento(&elemento);unlock(mutex);subir(huecos);consumir_elemento(elemento);

}}

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Mecanismos de sincronizaciónEjemplo (cont)

productor(){

int elemento;while (1) {

producir_elemento(&elemento);bajar(huecos);lock(mutex);dejar_elemento(elemento);unlock(mutex);subir(items);

}}

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Comunicación por paso de mensajes

• En la comunicación por paso de mensajes, las propias primitivas incluyen la información a comunicar:enviar (p, mensaje)recibir (p, mensaje)

• La sincronización va implícita.• El origen/destino de la comunicación especifica un

puerto. – Directa o indirectamente el puerto de comunicación

identifica un elemento de de naturaleza FIFO (canal, buzón o mailbox).

– Los procesos (productores/consumidores de mensajes) se sincronizan con las condiciones de canal vacío y canal lleno.

– La longitud del canal es relevante para la forma de sincronización.

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Ejemplo:paso de mensajes en Linux

#define MI_FIFO “mi_fifo”

int main (int argc, const char * argv[]) { int pid; char i, a= 'a'; FILE * fp;

if (mkfifo(MI_FIFO, 0666)) exit(-1); pid= fork(); if (pid == 0) { if ((fp= fopen(MI_FIFO, "r")) == (FILE *)0) exit(-1); for(i=0; i<5; i++) printf("%d: Recibido (%c)\n", getpid(), getc(fp)); } else { if ((fp= fopen(MI_FIFO, "w")) == (FILE *)0) exit(-1); printf("%d: Soy el padre de %d\n", getpid(), pid); for(i=0; i<5; i++) putc(a+i, fp); } fclose(fp); unlink(MI_FIFO); exit(0);}


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Comunicación por paso de mensajesImplementación

struct {tipo_cerrojo mutex;struct semaf huecos;struct semaf items;tipo_buffer buffer[N];

} buzon[N_BUZONES];

/* Inicialmente: */for (i=0; i<N_BUZONES; i++) {

ini_semaforo(buzon[i].huecos, N);ini_semaforo(buzon[i].items, 0);

}

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void enviar (int i, tipo_mensaje m){

bajar(buzon[i].huecos);lock(buzon[i].mutex);dejar_elemento(buzon[i].buffer, m);unlock(buzon[i].mutex);subir(buzon[i].items);

}

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void recibir (int i, tipo_mensaje m){

bajar(buzon[i].items);lock(buzon[i].mutex);tomar_elemento(buzon[i].buffer, m);unlock(buzon[i].mutex);subir(buzon[i].huecos);

}

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Inanición e interbloqueo

• Aún con primitivas de exclusión mutua adecuadas, el acceso a recursos compartidos no está libre de problemas:– Inanición: un proceso espera indefinidamente

para entrar a la sección crítica.• Posible escenario: Las primitivas de sincronización

utilizan criterios de prioridad para seleccionar el siguiente proceso a entrar en la sección crítica.

– Interbloqueo: es una situación de reciprocidad en el acceso a recursos múltiples.

• Un conjunto de procesos está interbloqueado cuando cada proceso está esperando por un recurso que está siendo usado por otro proceso del conjunto.

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Inanición e interbloqueoEscenario para un interbloqueo

• El siguiente código puede conducir a un interbloqueo entre P1 y P2Proceso P1 Proceso P2

... ...bajar(R1); bajar(R2);... ...bajar(R2); bajar(R1);... ...subir(R2); subir(R1);subir(R1); subir(R2);... ...

SC R1

SC R2

SC R2

SC R1

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Inanición e interbloqueoModelo del interbloqueo

• Grafo de asignación de recursos a procesos

r3

r1 r4

r2

p1 p2 p3

– p3 solicita r1: el ciclo en el grafo denota un interbloqueo.

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Inanición e interbloqueoCondiciones para el interbloqueo

• Un interbloqueo sólo puede producirse si en el sistema se cumplen todas y cada una de las condiciones siguientes:1. Exclusión mutua. En todo momento, cada

recurso, o está asignado a un proceso, o está libre.

2. Retención y espera. Un proceso que está utilizando un recurso ri puede solicitar otro recurso rj antes de liberar ri.

3. No expulsión. Un proceso no puede ser forzado a liberar un recurso.

4. Espera circular. Existe un conjunto de procesos PD entre los que se define un círculo de espera por recursos que están siendo usados

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Inanición e interbloqueoSoluciones al interbloqueo

• Dos enfoques: – Políticas paliativas:

• El Algoritmo del Avestruz• Detección y eliminación

– Políticas preventivas: • Prevención de interbloqueos• Predicción de interbloqueos

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• Algoritmo del Avestruz– No hacer nada

• Detección y eliminación– Detectar cuando ocurra un interbloqueo

• Manteniendo un grafo de asignación o mediante otros indicios.

– Una vez detectado, tratar de eliminarlo• Eliminando alguno de los procesos involucrados.

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• Prevención– Si el sistema impide alguna de las condiciones

para el interbloqueo, estos no se producirán.– En general, resulta muy restrictivo.– Se puede proponer como metodología.

• Por ejemplo, asignar recursos por conjuntos (para eliminar la condición 2) o en un orden determinado (condición 4).

• Predicción– Se definen estados seguros e inseguros.

• Los estados inseguros son los que pueden conducir a interbloqueos y se evitan denegando el acceso a recursos libres.

• Algoritmo del banquero. – Computacionalmente complejo y muy restrictivo.

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Inanición e interbloqueoPredicción de interbloqueos

R1 R2

R2

R1

Fin P2

Fin P1

P1

P2

Estados imposibles: uso simultaneo de R1

Estados imposibles: uso simultaneo de R2

Estados inseguros: conducen a interbloqueo

Estado de interbloqueo

Ejemplo de trayectoria que conduce a interbloqueo

X

X

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