str zone critique

Laboratoire d'Informatique Scientifique et Industri elle - cole Nationale Suprieure de Mcanique et d'Arotechnique Universit de Poitiers

Introduction au Temps Rel

Emmanuel Grolleau

Septembre 2011


Plan de la prsentation

IntroductionContexte applicatif

Contraintes temporelles

Problmatique de la validation temporelle

La validation temporelle dans lindustrieAnalyse de temps de rponse

Prise en compte de facteurs pratiques

Limiter le surdimensionnement

2

Limiter le surdimensionnementTransactions

Modles Multiframe

Positionnement dans le cycle de dveloppement logicielUML et le temps rel

MARTE

Enjeux de demain

Laboratoire d'Informatique Scientifique et Industri elle - cole Nationale Suprieure de Mcanique et d'Arotechnique Universit de Poitiers 3

Introduction

Enjeux industriels

SurdimensionnementIntroduction

Introduction Enjeux Dimension Cycle de dvt Demain

Cycle de dveloppement

Enjeux industriels de demain

Introduction


Contexte applicatif

4



Paralllisme des traitements

5

CommandesPriode=20ms

Priode=150ms

Envoyerdones

Rgulerattitude

Lireconsignes

MODEM

Centraleinertielle

Priode=100ms

LireGPS

RcepteurGPS

Priode=250ms



Contraintes structurelles et temporelles

6

Lireconsignes

Envoyerdones

Rguler EnvoyerRgulerattitude

Envoyerdones

Rgulerattitude



Deux types dimplmentation

Implmentation dirige par le temps

7

Rgulerattitude

tempspriode

Pire dure dexcution

Dates connues

temps

Implmentation dirige par les vnements

Dates inconnues



Types dapproche

8

Approche synchrone

temps

Approche asynchrone

Squencepr-calcule

Algorithme dattribution de priorits + ordonnanceur



Spcificits du temps rel

Sassurer du respect des contraintes de tempsOrdre dexcution = ordonnancement

Dterminisme de dclenchement des traitementsLa dynamique du systme doit pouvoir tre caractrise

Un pire cas doit pouvoir tre extrait

Dterminisme des dures de traitement

9

Dterminisme des dures de traitementUn Worst Case Execution Time (WCET) caractrise les tches

Dterminisme du service et de linterfrence du support dexcutionHardware dterministe

Faible latence noyau



Traitement gnraliste (OS) vs. Traitement temps rel (RTOS)

Buts non compatibles avec le temps rel

Privilgier la flexibilit par rapport au dterminisme

Mmoire virtuelle

Garantir lindpendance des processus

Systmes de protection mmoire

Augmenter la vitesse moyenne de traitement

Pipeline, mmoire cache, prdiction des sauts et prefetch, cache disque

Favoriser lquit du partage du processeur entre les processus

Algorithmes dordonnancement base de tourniquet, comme Multi-LevelAlgorithmes dordonnancement base de tourniquet, comme Multi-LevelFeedback

Faciliter la maintenance et le diagnostic du systme avec de nombreux processus de maintenance, mise jour, surveillance, etc.

Acclrer la vitesse de traitement en utilisant une structure monolithique

Mesures de la compatibilit au temps rel

Dterminisme

Robustesse

Latence du noyau

( Temps rel = dterministe ) ( mon PC = rapide la plupart du temps )



Noyau, excutif, systme dexploitation

Le noyau : gre les interruptions matrielles, cre les tches et ou processus, gre la mmoire, se sert dune interruption horloge pour faire lordonnancement des tches et des processus

Lexcutif = noyau + pilotes de priphriques (gestion des entres/sorties USB, RS-232C, E/S numriques et analogiques, ), protocoles rseaux (pile IP, CAN, bluetooth, etc.)

Systme dexploitation (SE, Operating System, OS)= excutif + shell + moyens de maintenance, mise jour,

Systmes dexploitations gnralistesUnix, Linux, Microsoft Windows 7, Windows Vista, Windows XP, Windows 2000, etc.

Trs consommateurs de ressources (processeur, mmoire,)

Excutifs temps relVxWorks, norme OSEK/VDX (automobile), norme ARINC 653 (avionique civile), norme Ada (arospatiale, avionique militaire), norme POSIX (gnraliste), etc.

Peu consommateurs de ressources et dterministes (embarquables)

La plupart ne proposent ( part ARINC653) que la notion de tches et pas la notion de processus



Quest-ce quune tche/un processus ?

Le programme principal est une tche

Un sous-programme sexcutant paralllement au programme principal est une tche

Un processus est un ensemble de tche partageant des variables globales

Deux processus sexcutent en parallle comme des tches mais ont leur mmoire propre

Lentit charge de partager le ou les processeurs entre les tches et processus est lordonnanceurprocessus est lordonnanceur

Lordonnanceur est au cur du noyau



Quest-ce quune tche temps rel ?

Une tche est temps rel si elle doit sexcuter dans une fentre temporelleRespect dchance

Validation temporelleSassurer que toutes les tches temps rel soient excutes dans les temps

Pour toute la vie du systme = Quels que soient les vnements

13

Modle dapplication

Modle denvironnement


Modle de support

dexcution


Do viennent les contraintes ?

Aronef Miniature Autonome de Dtection et dObservation Mini drone

Envergure 55 cm

Autonomie 20 30 minutes en vol de croisire

Masse ~930 grammes

Centrale inertielle IMU

Rcepteur GPS 12 canaux 4Hz30g

38gCentrale inertielle IMU 3 gyromtres 3 acclromtres Echantillonnage interne > 1kHz

Rcepteur RC

MODEM 860 MHz 9600 bps porte max 8km 100 mW

Servocommandes

MPC-555 40 MHz RTOS OSEK/VDX Coprocesseur FP

Utilisation 2 UART (GPS, Modem) 5 entres PWM RC 4 sorties PWM,ServosCAN ( IMU)

Modes de vol

Manuel : pilotage par RC Assist : roulis/vitesse ascensionnelle Autonome : assist + navigation mission Retour la base Monte sur panne GPS/RC/Modem Crash sur place sur panne grave (IMU+RC)

38g

38+25g

58g



Gestion parallle deRception GPS

1 trame toutes les 250 ms, vnement initi par un dispositif externe

chaque trame arrive octet par octet (120 octets/trame), chaque octet doit tre stock avant larrive du prochain octet (1/5600o/s ~ 175 s aprs)

Pnalit : perte de la trame, donc prise en compte de la position retarde de 250 ms

Rception de donnes venant du sol

1 trame au plus toutes les 100 ms, vnement initi par un dispositif externe

Chaque trame est compose de 10 octets, chaque octet doit tre lu et stock en moins de 1/960o/s ~ 1 ms

Pnalit : perte dune commande provenant du sol

Rception de donns de la centrale inertielle

Do viennent les contraintes de temps ?/2

Rception de donns de la centrale inertielle

1 message toutes les 20 ms, vnement initi par un dispositif externe

Chaque message CAN est compos de 3 trames de 8 octets de donnes, spars de 80 s, comme dans le cas des liaisons RS-232, chaque trame doit tre lue et stocke avant larrive de la suivante

Pnalit : perte totale ou partielle de contrle pouvant mener au crash

Rcepteur de consignes manuelles via le rcepteur RC

Assure le pilotage en mode rpteur lorsque le systme est en mode manuel, initi par un dispositif externe

5 entres doivent tre surveilles (diffrence temporelle entre front montant et descendant) et mises jour toutes les 20 ms

Pnalit : fonctionnement saccad pouvant entraner un crash

Gnration des commandes vers les servo-moteurs

Initi par lhorloge interne

5 sorties doivent tre programmes avec une valeur de commande toutes les 20 msPnalit : fonctionnement saccad pouvant entraner un crash



Envoi des donnes vers le sol de navigation/horizon artificiel

Initi par lhorloge interne (choix de 50 ms)Pnalit : retard daffichage dinformations au pilote

Navigation

Calqu sur larrive dinformations GPS (~250 ms)Pnalit : mauvaise trajectoire

Dtection/gestion de pannes

Initi par lhorloge interne (choix de 200 ms)Pnalit : retard de dtection de panne, danger de crash moteur allum

Algorithme de rgulation dattitude

Initi 1 fois sur 3 par les informations provenant de la centralePnalit : perte de contrle

Rcapitulatif :

Do viennent les contraintes de temps ?/3

Rcapitulatif :4 tches priodiques sont inities par un dispositif externe, leur priode est impose par ceux-ci, il nous faut rpondre en temps rel ceux-ci

3 tches priodiques inities par lhorloge interne

2 tches inities par une autre tche

Contraintes de temps inhrentes la dynamique du systme et des dispositifs capteurs/actionneurs

Les pnalits de retard peuvent aller dun certain inconfort la destruction du systme, voire exposer les oprateurs un risque physique

La plupart des vnements se produisent de faon priodique (il arrive cependant que des vnements soient apriodiques)



Contrainte stricte (hard real-time)Une violation des contraintes temporelles peut tre dangereuse pour le systme

Exemple : tche dacquisition centrale inertielle du drone

Contraintes fermes (firm real-time)Violer une chance nest pas catastrophique mais la qualit du rsultat diminue

Exemple : tche dacquisition GPS, cependant, il faut au moins 1 trame sur 2 pour une navigation presque correcte (1,2)-firm

Contraintes molles (soft real-time)Respecter les chances augmente la qualit du rsultat

Exemple : aucun sur le drone, applications multimedia

Types de contraintes de temps



Introduction

Enjeux industriels

Analyse en-ligneValidation temporelle industrielleCycle de dveloppement

Perspectives

Validation temporelle industrielle



Validation temporelle : place dans le cycle de vie

Ordonnancement de tches temps relDomaine de recherche n dans les annes 1970

Sappuie sur des travaux dordonnancement de production des annes 1950

Sapplique en fin de cycle de dveloppement logicielExemple : dans un cycle en W (ou Y)

19

Spcification SimulationValidationtemporelle

Conception

Codage

Tests

IntgrationSpcification&Conceptionadapte

Codagecrois

Tests

Intgrationavec noyau



Tches rveilles par lhorloge interneDate_rveil date_couranteFaire toujours

Date_rveil Date_rveil + Priode_tcheDormir jusqu Date_rveil

Fait

Tches rveilles par vnement extrieur Utilisent une ISR ( Interrupt Service Routine) excute ds que linterruption a lieu qui dclen che la

tcheFaire toujours

Attendre vnement dclencheur

Structures typiques des tches

rC

r+TC

r+2T

r=?C

?r+TC

Attendre vnement dclencheur

Fait

Tches logicielles (hritent de la priodicit de l a tche qui les rveille)Faire toujours

Attendre vnement ou message ou vnement ou

Fait

r=? ?r+T



Validation temporelle

21

RTOSRTOSRTOS



Buts de lordonnancement gnraliste buts ordonnancement temps rel Ordonnancement gnraliste

Prendre en compte des notions de priorit tout en vitant quun processus souffre de famine Amliorer les performances moyennes Algorithme le plus frquent : Multi-Level Feedback (MLF) = tourniquets priorits avec

changement de niveau de priorit en cas de famine p rolonge Ordonnancement temps rel

Garantir que mme dans le pire cas, une tche respe cte ses chances Note : cela signifie quil faut pouvoir caractrise r le pire cas Algorithme le plus frquent aujourdhui : algorithme priorits (simple en apparence)

4 Principe du tourniquet ( round robin)

Ordonnancement

1

7

6

9

2

5

43

Tche active pendant un quantum de temps

Principe du tourniquet ( round robin)



1

22

625

2

154 3

14

17

689

2

568 45

Prioritleve

Prioritmoyenne

Lordonnanceur utilise le tourniquet non vide de plus haute priorit

Changement de priorit lorsquune tche attend trs longtemps jusquce quelle obtienne un quantum de temps du processeur. Elle retourne alors son niveau de priorit initial.

Algorithme dordonnancement MLF

Exemple de systmes dexploitation utilisant MLF Unix MS Windows

Avantages Prise en compte des priorits, Absence de famine, S adapte parfaitement aux systmes dans

lesquels on na pas dinformations sur la charge

Inconvnients Coteux, difficile caractriser (quel est le pire cas pour une tche ?)

19

1

119

47

4342 31

Prioritbasse

son niveau de priorit initial.



T 3 Niveau de priorit N-1

Niveau de priorit NT 1

Processeur

Tche

active

Tche

termine ou bloque

Echelle des priorits

1111

3333

Avantages Plus simple caractriser, implmentation aise

et peu coteuse

Inconvnients Risques de famine

Algorithme dordonnancement priorits

T 4

T 2

T 7

Niveau de priorit N-2



Tches activables

4444

2222

7777



Article de rfrence : C.L. Liu and J.W. Layland,"Scheduling algorithms for multiprogramming in real-time environment",

Journal of the ACM, vol. 20(1), pp. 46-61, 1973

Contexte Tches indpendantes, priodiques, chance sur r equte, simultanes (donc concrtes) : une

tche est dfinie par un WCET et une priode

Algorithme Affecter une priorit en fonction de la priode : p lus la priode est petite, plus la priorit est le ve

Rsultats Rate Monotonic est optimal dans la classe des algorithmes priorits fixes

Cela signifie que si un algorithme priorits fixe s ordonnance fiablement un systme de

Algorithme Rate Monotonic

Cela signifie que si un algorithme priorits fixe s ordonnance fiablement un systme de tches S, alors RM ordonnance fiablement S

De faon quivalente, tout systme ordonnanable par un algorithme priorits fixes est ordonnanable par RM

Thorme de linstant critique : pour des tches indpendantes, le pire temps de r ponse pour une tche de priorit i advient lorsque toutes les tch es de priorit suprieure i sont actives simultanment avec la tche tudie.

Consquence : pour des tches non concrtes, le cas concret simultan est un pire cas. Si un algorithme ordonnance fiablement un systme de tche s simultanes, alors il ordonnance fiablement le mme systme de tches non simultanes

On peut dterminer si un systme est ordonnanable d ans ce contexte par RM uniquement en testant la charge du systme

Tests dordonnanabilit possibles Simulation => nous aurons dterminer sur quelle d ure (dure dtude ) (CNS) Calcul du pire temps de rponse (CNS) Calcul du facteur dutilisation processeur (charge processeur) (CS)



Soit un systme de 2 tches non concrtes. Une affe ctation de priorits RM donnerait Prio( 1)>Prio( 2)

Remarque : le temps de rponse dune tche ne dpend que des tches de priorit suprieure (ou gale) : nest pas influence par

1

2Temps de rponse 2,1 = 12 Temps de rponse 2,2 = 13

temps

Instant critique : illustration

Remarque : le temps de rponse dune tche ne dpend que des tches de priorit suprieure (ou gale) : 1 nest pas influence par 2

Ou doit-on arrter la simulation pour conclure que le systme est fiablementordonnanc ?

1

2Temps de rponse 2,1 = 14 Temps de rponse 2,2=13

temps

Supposons les tches simultanes



Un systme dont la charge U = WCET/priode>1 ne peut tre fiablementordonnanc sur un processeur U1 est donc une condition ncessaire dordonnanabilit triviale

Liu & Layland ont propos une condition suffisante dordonnanabilit CS signifie que

si la rponse au test est OUI, le systme est fiabl ement ordonnanc par RM Si la rponse au test est NON, on ne peut conclure

Condition suffisante de Liu & Layland 73 Soit S une configuration de n tches indpendantes chance sur requte. Le systme S est

ordonnanc fiablement par RM si U n (21/n 1)

Tests de complexit polynomiale

ordonnanc fiablement par RM si U n (2 1)

Il en rsulte que tout systme de tches indpendan tes chance sur requte de charge infrieure 69% est ordonnanc fiablement par RM

La complexit du test est linaire

( ) 69.0)2ln()12(lim /1 = nn n

charge100%69%0%

incertitude

n

1

0.690.780.82



Borne de Sjdin et Hansson 98 : le pire temps de rpo nse pour les tches dun systme est major par

Borne hyperbolique (Bini et al. 03) : un systme est ordonnanable(par RM) si

)(

)(

1ihpj j

iihpj j

iU

CTR

+ni iU..1 2)1(

Ui=Ci/Ti

Tests polynomiaux plus rcents

Les auteurs ont amlior la borne de L&L73, ainsi l a borne hyperbolique est toujours meilleure (i.e. moins pessimiste, mais bien entendu jamais optimist e) que le test de L&L73

Tests polynomiaux rglables bass sur la RTA -HET ( Hyperbolic Exact Test) de Bini et Buttazzo 04 Schmas dapproximation de Richard, Baruah, Fisher


CS dit OUI

incertitude

CN dit nonCS NON, CN OUI

Tches indpendantes, ER


Surdimensionnement

29

Systme rel pire cas

Ressources ncessaires

Systme rella plupart du temps

Modle du systme rel

Condition suffisante



Mthodes exactes : complexit et passage lchelle

La problmatique principale de lordonnancement est quun bon nombre de problmes (par exemple, lorsque les tches partagen t des ressources critiques) est NP-difficile ou Co-NP-difficile

Par conjecture, il nexiste donc pas dalgorithme d onnant en tant raisonnable une rponse exacte

Donner une rponse exacte rsulte en une explosion combinatoire

Problmatiques principales de lordonnancement Evaluer des algorithmes dordonnancement (les contr aintes temporelles sont-elles

respectes ? Tel critre est-il minimis ?) en uti lisant des tests approchs ( heuristiques ) polynomiaux ou pseudo -polynomiaux permettant dapproximer de faon la moi ns

30

polynomiaux ou pseudo -polynomiaux permettant dapproximer de faon la moi ns pessimiste possible le comportement dun algorithme

Par exemple, calculer une borne suprieure du temps de rponse des tches qui soit la moins pessimiste possible, mais qui ne puisse en au cun cas tre optimiste

Evaluer et comparer des algorithmes Par exemple trouver un ratio qui caractrise lcar t maximal donn par une heuristique

par rapport la rponse que donnerait un algorithm e optimal exponentiel Limiter au maximum lexplosion combinatoire en rdu isant au maximum lespace des tats,

en trouvant des classes dquivalence entre tats l ors dune construction/exploration de lespace des solutions.



1

2temps

Remarque 1 : le systme se retrouve dans le mme t at linstant 28 qu linstant 0 Par mme tat nous entendons mme motif darrives des tches, et comme linstant initial, le proces seur

na plus rien traiter

Observons cela sur un diagramme de charge (ou de de mande processeur) de niveau de priorit 1

Rate Monotonic Analysis (RMA)

de priorit 1

temps

Charge traiter



Point creux

Demande processeur

Traitement

Demande processeur

temps12

1 1 1 2 1 1 1 112

Priode dactivit



Formule pseudo-polynomiale de calcul de temps de rponse

Une tche 2 de charge C2 met, au pire, C2 units de temps sexcuter

33

Demande processeur (RBF)

Traitement

134

1012

)(

)0(2

2)1(

2 =

=

+= +

CCC

T

RCR

ihpj

jj

144

1312

)(

)1(2

2)2(

2 =

=

+= +

CCC

T

RCR

ihpj

jj 14

4

1412

)(

)2(2

2)3(

2 =

=

+= +

CCC

T

RCR

ihpj

jj

temps12

1 1 1 2 1 1 1 112

102)0(

2 == CR

4)(

Tihpj j



Articles de rfrence : M. Joseph and P. Pandya,"Finding response times in real-time system", The Computer Journal, vol.

29(5), pp. 390-395, 1986

Contexte Tches indpendantes chance infrieure ou gale la priode pour [JP 86]

Rsultats Soit hp(i) lensemble des indices de tches de prio rit suprieure (ou gale) la priorit de i, en

excluant i Par exemple, soient { 1, 2, 3, 4} de priorit croissante, hp(2)={3,4}

Le temps de rponse de i est donn par la charge traiter plus l interfrence des tches de priorit suprieure, en dmarrant linstant critique, car le pire temps de rponse de i intervient dans la plus longue priode dactivit de niveau de priorit pri o(i), et celle -ci dmarre (y compris pour les tches

Calcul de pire temps de rponse

longue priode dactivit de niveau de priorit pri o(i), et celle -ci dmarre (y compris pour les tches chances arbitraires) linstant critique

Application au cas D iTi Si i respecte ses chances, son pire temps de rponse e st le plus petit point fixe de la suite

+

+=

=

)(

)()1(

)0(

ihpj

jj

ni

in

i

ii

CT

RCR

CRConverge si et seulement si U1

Complexit pseudo-polynomiale

RTAResponse Time Analysis



Types dapproche lors de la validation

35

Modle du systme rel

Au choix surdimensionnement vs passage lchelle

Condition suffisantepolynomiale

CNS ou CS(suivant les

cas)Pseudo-

polynomiale

Mthode exacte

exponentielle

Heuristiqueshybrides



Simulation : un test exponentiel

36

Monte en charge r+H

Taille H = PPCM(priodes)

Plus Petit Commun Multiple 1..m born par 3m

Mthode fortement exponentiellePros : les priodes sont souvent harmoniques/ PGCD important car les concepteurs sont humains

Cons : avec lavnement de laide la conception, pros de moins en moins vrai, anomalies dordonnancement

Introduction Prios Fixes Prios Dyn. Offsets Conclusion


Facteurs pratiques

Exclusion mutuelle

Communications / contraintes de prcdence entre les tches

Suspension

Rveils de tches lis

Incertitude sur les dates dactivation des tches

Dures non modlisables par WCET

Modles probabilistes

37

Systme rella plupart du tempsModles probabilistes

Etc.

Systme rel pire cas

Modle du systme rel

la plupart du temps



Exemple : exclusion mutuelle

38

Tche Ax++

Tche Bx++

Election de A

Transfrer X dans registre R

0x

0R

Premption par B (sauvegarde du contexte de A dans son BCP)

BCPA

R=0CO

Transfrer X dans registre R0R

Incrmenter le registre R

1RTransfrer le registre R dans X

1x

Election de A (restauration du contexte de A partir de son BCP)

0R

Incrmenter le registre R

Transfrer le registre R dans X

1R

1x

Mcanisme dexclusion mutuelle (smaphore, moniteur)



Lorsque des ressources critiques sont en jeu, il fa ut prendre en compte le problme de lexclusion mutuelle

Problmes possibles Interblocage (dner des philosophes) Inversion de priorit (voir plus loin) Anomalies dordonnancement

1

2temps

Utilisation de la ressource R

Anomalie dordonnancement

3

1

2temps

3

C3=5 => violation dchance, cest une anomalie dordonnancement

C3=6 => cela fonctionne sur la simulation

La tche est bloque lors de laccs la ressource, cest normal, cela sappelle un blocage (direct)



Une inversion de priorit a lieu lorsquune tche se voit retarder par une t che de priorit infrieure, alors quelle ne partage pa s de ressource directement avec cette tche

1

2temps

3

Utilisation de la ressource R

Inversion de priorit

3

Inversions de priorit : 2 sexcute alors que 1 est bloque, pourtant ce nest pas 2 qui dtient la ressource bloquant 1

1

2temps

3

blocage

hritage

Libration R => retour au niveau de priorit initiale



Exemple dinversion de priorit

41

Mission Mars Pathfinder (1997)



Protocole Priorit Hrite

Article de rfrence : L. Sha, R. Rajkumar and J.P. Lehoczky,"Priority inhe ritance protocols : an approach to real-time

synchronization", IEEE Transactions on Computers, vo l. 39n. 9, 1990, pp. 1175-1185

Contexte Algorithmes priorits fixes

Nom Protocole priorit hrite (PPH) ou Priority Inheritance Protocol (PIP)

Principe Lorsquune tche i est bloque pour accder une ressource R, la tch e j dtenant R hrite de la

priorit de i pendant la dure de sa section critique sur R

Rsultats Rsultats Supprime toute inversion de priorit

Effets de bord Mme une tche nutilisant pas de ressource peut su bir un blocage indirect de la part dune tche de

priorit infrieure

1

2temps

3



Etude du Protocole Priorit Hrite

Inconvnients Ne supprime pas linterblocage Si une tche utilise plusieurs ressources, elle peu t tre bloque chaque entre en section critique Complexe implmenter

Implmentation Lorsquune tche est en section critique, son nivea u de priorit peut tre augment lorsquelle est en

attente du processeur ou bloque par une instructio n de type prendre(ressource) sur une ressource quelle dtient. Pendant son excution, plusieurs t ches peuvent augmenter sa priorit

i

Utilisation de R1Utilisation de R2

Utilisation de R1 et R2

Hritage de prio(j) cause de R1Hritage de prio(k) cause de R2

Hritage de prio(m) cause de R2

La priorit retombe prio(j)




1

2temps

3

Utilisation de R1Hritage de priorit

Utilisation de R2


Une tche peut tre bloque par une section critiqu e pour chaque ressource

Blocage direct ou indirect

La dure de blocage B i dune tche due aux sections critiques du systme est la dure pendant laquelle une tche peut tre bloque (de faon directe ou indire cte) par une tche de priorit infrieure

Pour PIP

lp(i) ensemble des indices de plus petite priorit que i Dure SC i(R) : dure maximale de section critique de i sur R

Dans lexemple, B 1 = 5, B2=3, B3 = 0

=Rressource

jilpji RSCdureB ))((max )(

Note: on suppose que 1fait P(S2);P(S1)




Sil y avait une tche de priorit intermdiaire si tue entre 1 et 2, mme si elle nutilisait pas de ressource, son B i serait de 5 (dure SC 3(R1)+dure SC 2(R2)) car elle peut subir un blocage indirect d 1

Si il y avait une tche de priorit suprieure ce lle de 1, en appliquant la formule propose, son B i serait de max{dure SC 3(R1),dure SC1(R1)}+max{dure SC 2(R2),dure SC 1(R2)}=5

Cependant, il est vident que la formule donne est pessimiste dans ce cas, car cette tche ne pourrait en aucun cas subir un blocage indirect, po urquoi ?

La formule devrait prendre en compte le fait quon ne prend en compte que les ressources utilises par au moins une tche de prio rit suprieure la tche dont on calcule le B i

En fait, les formules de calcul du pire temps de r ponse sont

=)(

)( ))((maxihpdetcheuneparutiliseRressource

jilpji RSCdureB

+

++=

+=

)(

)()1(

)0(

)()(

)(

ihpj

jj

ni

iin

i

iii

CT

kRkCBkR

kCBkR

+

++=

+=

)(

)()1(

)0(

ihpj

jj

ni

iin

i

iii

CT

RCBR

CBR

Pour DiTi Pour des chances arbitraires)1()((*)

, = kTkRTR iiki




Pourquoi ne considre-t-on quune seule fois B i ? PIP est implment dans peu dexcutifs (cela est d au fait que le protocole

priorit plafond est plus avantageux et facile im plmenter) Ce protocole est cependant implment dans VxWorks Labsence de protocole de gestion de ressources a f ailli entraner lchec de la mission Mars

Pathfinder



Protocole Priorit Plafond

Article de rfrence : L. Sha, R. Rajkumar and J.P. Lehoczky,"Priority inheri tance protocols : an approach to real-time

synchronization", IEEE Transactions on Computers, vo l. 39n. 9, 1990, pp. 1175-1185


Nom Protocole priorit plafond (PPP) ou Priority Ceiling Protocol (PCP)

Principe Chaque ressource est munie dune priorit plafond gale la plus grande priorit des tches

susceptibles de lutiliser Une variable, nomme plafond systme, est la priori t plafond maximale des ressources en cours

dutilisationdutilisation Une tche ne peut entrer en section critique (opra tion Prendre(R)) que si sa priorit est strictement

suprieure au plafond systme ou si elle dtient el le-mme le plafond systme Lorsquune tche i est bloque pour accder une ressource R, la tch e j dtenant R hrite de la

priorit de i pendant la dure de sa section critique sur R

Rsultats Supprime toute inversion de priorit Une tche ne peut tre bloque au maximum que par u ne seule section critique de priorit infrieure

par priode dactivit Absence dinterblocage (pourquoi ?)

Effets de bord Mme une tche nutilisant pas de ressource peut su bir un blocage indirect de la part dune tche de

priorit infrieure Une tche, mme si elle est la plus prioritaire des tches active, peut tre bloque en accdant un

smaphore mme libre : cest un blocage dvitement



Comparaison PPP - PPH

1

2temps

3

Utilisation de R1Hritage de priorit

PPH

Blocage dvitement Utilisation de R2


2temps

3

PPP = > 1 blocage max

Blocage dvitement



Etude du Protocole Priorit Plafond

Sur lexemple prcdent : B 1=max(2,3) ; B 2 = max(3) ; B 3 = 0 Les formules de calcul du pire temps de rponse son t les mmes, sauf que B i

est plus faible quavec le PPH

))((max)(),(

RSCdureB jihpdetcheuneparutiliseRressource

iilpj

=

+

++=

+=)(

)1(

)0(

)(

)(n

in

iii

CR

kCBkR

kCBkR

+

++=

+=)(

)1(

)0(

nin

iii

CR

CBR

CBR

Problme : implmentation aussi complexe que PPH

+

++=

)(

)1( )(ihpj

jj

iii

ni CT

RkCBkR

+

++=

)(

)1(

ihpj

jj

iii

ni CT

RCBR

Pour DiTi Pour des chances arbitraires



Protocole Super Priorit ou Priorit Plafond Immdiat

Article de rfrence : C. Kaiser,"Exclusion mutuelle et ordonnancement par priorit", Technique et Science Informatiques,

vol. 1(1), pp. 59-68, 1982


Nom Protocole priorit plafond immdiat (PPPI) ou Protocole Super Priorit ou Stak Based Priority

Ceiling Protocol

Principe Chaque ressource est munie dune priorit plafond gale la plus grande priorit des tches

susceptibles de lutiliser (comme pour PPP) Une variable, nomme plafond systme, est la priori t plafond maximale des ressources en cours

dutilisation (comme pour PPP) Une tche ne peut entrer en section critique (opra tion Prendre(R)) que si sa priorit est strictement

suprieure au plafond systme ou si elle dtient el le-mme le plafond systme (comme pour PPP) Lorsquune tche i entre en section critique, elle hrite pendant tout e la section critique de la

priorit plafond de la ressource

Rsultats Mmes proprits que le protocole priorit plafon d, en effet mme si le comportement peut tre

diffrent, le calcul du facteur de blocage est iden tique Implmentation trs simple

Il en rsulte que ce protocole est implment sur l a plupart des excutifs (norme POSIX, norme OSEK/VDX) et en Ada

Etrangement, il nest pas propos par VxWorks



Utilisation de R1

Utilisation de R2


Hritage de priorit

PPP = > 1 blocage max

Protocole Super Priorit ou Priorit Plafond Immdiat


2temps

3



Ordonnancement et exclusion mutuelle

Problme NP-difficile

Aucun algorithme non clairvoyant nest optimal

52

1

2

Mais on peut appliquer une condition suffisante de la RTA

+

+=

=

)(

)()1(

)0(

ihpj

jj

ni

in

i

ii

CT

RCR

CR



Validation temporelle dans lindustrie

Les RTOS off-the-shelf proposentOrdonnancement priorits fixes

Protocole priorits plafond immdiat

Les mthodes de validation se trouvent en fin de cycle de vie

Bases sur la RMA

Sappuie sur des mthodes des annes 90

53



Enjeux actuels

Diminuer les surdimensionnements

Mieux utiliser les ressources

Aider les concepteurs tout au long du cycle de dveloppement concevoir un systme qui SERA valide temporellement

Savoir combiner vue fonctionnelle et oprationnelle

Sadapter aux nouveaux supports physiques dexcution

Etc.

54

Avec des mthodes qui passent lchelle pour des applications de taille importante



Introduction

Enjeux industriels

SurdimensionnementDiminuer le surdimensionnement




Diminuer le surdimensionnement


Tches priodiques Processeur

Tches sporadiques

Tches apriodiques Traitement meilleur effort

Fonctionnement non priodique

Tches priodiques Processeur

Tches sporadiques

Rejet

Tches apriodiques

TestDacceptation

Traitement meilleur effort



Fonctionnement non priodique

Serveurs dapriodiques, tudis dans les annes 90

Certains RTOS (norme Ada 1995 et 2005 par exemple, ou POSIX 1003.1) proposent de tels serveurs

57



Types de contraintes

Contraintes strictes

Contraintes fermes

Modles stochastiques

QoS

58


Dates de rveil lies

Diffrents modles ont t proposs et tudis

Exemple : transactions

59

Prise en compte sous forme de tches classiques ?

Octet1 Octet2 Octet120173s 173s

Octet1

229.2ms


Prise en compte sous forme de tches classiques ?Analyse dordonnanabilit pessimiste

Prise en compte sous forme de surcot processeur dans la dure des tches?Prise en compte dans toutes les tches pessimisme

Transactioni1 i2 i3

Oi2


Mthode originelle en priorits fixes

Mthode des enveloppes

60

i 2i1i 3i 2i1i 3i

PA

2i1i 3i2iJ 2i1i 3i3iJPA

i2i1i 3i2iJ 2i1i 3i

PA

i2i1i 3i2iJ 3iJ 2i1i 3i2iJ 3iJ


)(1 tWi

t

)(2 tWi)(3 tWi

0=t

0=t

0=t

)(tWi


Interfrence effective

61

2221

0 6 13

2

1211

13

0 3 9 16

1

)(11 tW)(12 tW)(13 tW

)(21 tW

)(22 tW

)(11 tW)(12 tW)(13 tW

)(21 tW)(22 tW



Mthodes des enveloppes

62

It =

Cha

rge

pr

oces

seur

...21 +++ WWCua1W

1

Interfrence approche

2W Interfrence approche

uua

timeBorne sup de

temps de rponse de ua =10

2



Modles Multiframe et GMF

Tche multiframe , [Mok&Chen96]

63

5== DP

Cycle

0J 1J 2J 0J 1J 2JDP = DP =

0C 1C 2C15 30

TtaskMF

Generalized Multiframe Task [Baruah99]

60 =P

Cycle

0J 1J 2J 0J 1J 2J

0C 1C 2C17 34

TtaskGMF

41 =P 72 =P

50 =D 41 =D 62 =D



Comparaison GMF-transactions

Comportements possibles diffrent

Comportement pire cas : Transaction gnralise GMF

64

60 =iP

Cycle

0J 1J 2J 0J 1J 2J

17 34

iTtaskGMF

41 =iP 72 =iP

50 =iD 41 =iD 6

2 =iD

0iC

1iC

2iC

17 34

02 POi =

210iiii PPPT ++=

01 ii CC = 12 ii CC = 23 ii CC =

17 34

inTransactio

01 ii DD =

12 ii DD =

23 ii DD =

103 iii PPO +=

1i 2i 3i 1i 2i 3i



Recurring Real-Time tasks

Propos par [Baruah98]

65

3,5

7,10

1,10

1,2

10 20

5 15

Priode absente dans

Max DBF/RBF parmi les chemins

Priode = 50

Priode absente dansLe non-cyclic RRT



RRT pire interfrence

66

3,5

7,10

1,10

1,2

10 20

5 15

7,10

1,10

1,2

20

15

10



Digraph

[Stigge2011] Pas de distinction nud source/nud puits

Peut contenir des cycles

67

3,5

7,10

1,10

10 20

5

7,10

1,10

20

15

10

12

Rapprochement calcul WCET ?

1,25 151,2 15



Expressivit des modles

68

RRT

ncRRT

digraph

Transactions

L&L

multiframe

GMF

Transactions



Une meilleure utilisation des ressources ?

69

Priorits fixesRM,DM,Audsley

Priorits dynamiquesEDF,EDL,ML,Pfair

Algorithmes conservatifs(le processeur ne peut treinactif que si aucune tche

Algorithmes en-ligne(ordonnancement dirigpar les priorits)Connaissance desinstances activesuniquement

inactif que si aucune tchenest active)

Ordonnancements non conservatifs

Algorithmes hors-ligne(ordonnancement dirig par le temps)Clairvoyance



Lalgorithme le plus utilis est Earliest Deadline First (EDF) La priorit dune tche est dautant plus important e que son chance est proche

Raison Rgle de Jackson [Jac 55]: excuter des jobs dans lordre des chances non dcroissantes est

optimal en vue de minimiser le retard maximal Retard i (Lateness): TR i d i ; retard maximal L max= max i{Retard i} J.R. Jackson, Scheduling a production line to minim ize maximum tardiness , Management Science

Research Project 43, University of California, Los An geles, 1955 Preuve : ralise par change

d d

Optimalit

b a

ba

da db

da db

La Lb

LaLb

CNS U1



1

2temps

3

Sous la forme , 1::=, 2::=, 3::=U = 1/4+4/12+2/8=20/24=0,833333

DM

Comparaison DM/EDF

1

2temps

3EDF

Attention, ici le critre U1 est une CN et non une CNS pour EDF, car le systme nest pas chance sur requte



Remarques

EDF est une politique o les tches ont une priorit dynamique mais les jobs ont une priorit statique

Effet dominos

Le calcul de temps de rponse est peu lgantFaire concider le rveil de toutes les tches

Faire concider lchance de la tche tudie avec chaque chance rencontre

Prendre le temps de rponse maximal obtenu

La vrification du respect dchances est simple

72

La vrification du respect dchances est simple



Etude de la demande processeur

73

1

2temps

Demand bound function (DBF)Traitement

temps

Le temps de rponse le plus long arrive dans la premire priode dactivit initie par un rveil simultan



Proprits simplement observables

74

Si tche sporadique ? (i.e. priode T)

Si Ci diminue ?

Si il y a une gigue ?

temps



Le boom de ltude de systmes rpartis

Mme espace de collision

75

ProcessorC7

9

8m4

FPP: 7>9 >8


ProcessorAProcessorB

4

3

CAN network

m11

2m2

6

5

m3

FPP: 1>2 Non-preemptive FPP: m1>m3>m2EDF


Systmes rpartis

Rseau commut

76

Source node s0

mi,j

m0,j

Switch s1

Link l0 Dest.Link l1 Link lm

Cell spacer rate 1/ti

FIFO queue

FIFO within priorities queue

mi,j

mn,j

Muliplexer

Dest.node


Tous ces modles/mthodes visent rduire les carts

77

Systme rel pire cas

Ressources ncessaires

Systme rella plupart du temps

Modle du systme rel

Condition suffisante



Introduction

Enjeux industriels

DimensionnementPositionnement dans le cyclede dveloppement




de dveloppement


Validation temporelle : place dans le cycle de vie

Aider le concepteur concevoir un systme valide temporellement

79

Spcification SimulationValidationtemporelle

Conception

Codage

Tests

IntgrationSpcification&Conceptionadapte

Codagecrois

Tests

Intgrationavec noyau



UML 2 et le temps rel

Dans les normes UML 2.xPeu ou pas de possibilit dexprimer les spcificits lies au temps rel et lembarqu

Ncessit de pouvoir exprimer le temps, les contraintes de temps, le paralllisme, les diffrents types de communication, le placement, lordonnancement, les lments matriels, etc.

CependantUML + UML profiles + DSL (Domain-Specific Languages) + XMI (pour lchange UML + UML profiles + DSL (Domain-Specific Languages) + XMI (pour lchange entre modles) et les langages de transformation de modles se dveloppant sont attractifs avec des CASE (Computer-Aided Software Engineering) de plus en plus performants

Gains indniables en productivit, rutilisabilit, fiabilit, sret si la mthode est matrise

Exemples de CASE : TopCased, IBM Rational Rose, Eclipse,



Avant une normalisation dun profil pour le temps rel

Diffrents ateliers proposent diffrentes approchesArtisan Studio :

UML+diagrammes spcifiques pour la reprsentation du multitche (fortement inspirs de DARTS)

Le concepteur est charg de faire le lien entre tches et classes/objets/

RT-UML : se base sur les objets actifs UML (attribut isActive=true), ajoute des tubes de communication entre objets qui servent passer les messages, et dfinit des strotypes spcifiques ( reprsente lactivation dune tche objet actif par interruption)strotypes spcifiques ( reprsente lactivation dune tche objet actif par interruption)

UML-RT :Dfinit la notion de capsules pour les objets actifs, communiquant par des ports. Un canal permet de faire communiquer 2 ports.

UML-SDL : Les objects actifs sont exprims en SDL (Specification and Description Language) langage graphique+textuel non ambige (par consquent pouvant donner des modles trs complexes manipuler)



Par consquent

UML + DARTS

UML encapsules

UML + SDL

Concepteur de systmes embarqus(de trs bonne volont)

UML + SDL

UML + strotypes

Prennit ?Maintenabilit ?Evolutivit + suivi des volutions des normes ?Disponibilit doutils ?Etre li un seul diteur de logiciel ? UML +

Un DSL choisiEx: AADL, sysML



Et pourtant, UML apporte de rels avantagesApproches dites structures : description de fonctionnalits par rapport aux bords de modle (i.e. par rapport au monde rel capteurs, actionneurs)

Simplicit due lapproche totalement descendante

Une modification des bords => profondes modifications de la modlisation

Absence du concept de composants : rutilisabilit faible dun projet un autre

Approches objet: modlisation du monde rel et du monde mtier par des classes/objets regroups sous forme de composants rutilisables.

Prise en main plus complexe, temps de spcification/conception plus long

Mais moins influences par des modifications, plus flexible

Time-to-Market voiture, avion, 3 ansTime-to-Market voiture, avion, 3 ans

Nombreuses modifications du cahier des charges, volution des normes & exigences, etc.

De mieux en mieux comprises et outilles

Interfaces de + en + automatises de transformation de modles/gnration de code (transformations implantes au niveau MOF)

Effort de normalisation important en cours

Mais toujours une Jungle de normes, langages, outils, CASE



Paralllisme dans le diagramme des classes

Proprit de classe: isActive : booleanLes objets de cette classe sont actifs et sexcutent dans leur propre contexte

Concurrence des oprationsProprit concurrency : sadresse plutt aux classes passives

Sequential : opration non rentrante, mais pas de gestion de concurrence,

Guarded : opration non rentrante protge en exclusion mutuelle

Concurrent : opration rentrante

Proprit des oprations isQuery : booleanProprit des oprations isQuery : booleanEn lecture seule sur lobjet/la classe

Envoi de messages : peut tre synchrone ou asynchroneAppel dopration ou Signal

La norme nimplique pas de cohrence (exemple : quest un appel dopration asynchrone sur une classe passive ?)



Limitations dans UML

LimitationsPas dexpression de rythme dexcution (rveil sur interruption, rveil priodique)

Pour les messages, notion de file dattente mais pas de notion avec/sans crasement

Pas de rflexion sur la dcomposition en tches

Dun point de vue multitche : tend pousser le concepteur choisir de mauvaises solutions dun point de vue temps rel

Non respect du profil RavenscarNon respect du profil RavenscarExemple: rendez-vous (i.e. appel synchrone dopration sur un objet actif par un objet actif)

Utilisation de solutions dont lexcution est fortement dpendante de lordonnancement

Signaux

Expression du temps : pas de temps vrai => units de temps



Ncessit de pouvoir tendre UML de faon normalise

Le temps rel nest pas le seul domaine concern par les lacunes dUMLSuivant le contexte dans lequel on se place, ce ne sont pas les mmes notions qui font dfaut

Ordonnancement = expression des rythmes, temps absolu, temps considr comme global, ordonnanceurs, hirarchie dordonnanceurs, calculateurs, abstraction du rseau en tant que medium de communication en temps born, etc.

Calcul de dure des traitements = dcoupage du processeur, mmoires, mmoires caches, instructions, etc.

Rparti = dcoupage du temps, synchronisation dhorloges, etc.

Etc.Etc.

Solution propritaire = tre li un seul outil/diteur de logiciel

Besoin dune solution normalise simplement implmentable sur (tous) les ateliers logiciels

Utilisation des mcanismes standards dextension dUML



Mcanismes standards dextension dUML

StrotypesPermet de modifier la smantique dun lment existant

Exemple : stereotype dans MARTE (Protected Passive Unit)

Valeurs marques (tagged values) permettant dattacher des proprits nexistant pas au niveau du mta-modle UML un concept UML. Permettent dassocier des valeurs de proprits aux strotypes



Valeur des tagged values: exemple de Value SpecificationLanguage

Permet de dfinir un langage textuel dexpressionsVariables, paramtres, littraux, types composites (collection, interval, tuple,)

Permet de dfinir des relations et des contraintes arithmtiques, temporelles, logiques

Exemple dutilisation de VSL dans MARTE (tir de la norme MARTE 1.0)



Contraintes : OCL

OCL (Object Constraint Language)Partie intgre dans la norme UML depuis UML1.3

Permet de formaliser certains aspects smantiques sous forme de contraintes logiques

Exprime des contraintes sur le modle ou le mta*-modleContraintes sur les relations (xor, frozen, addonly, ordered, subset,)

Invariants sur des classes

Pr et Post-conditions des oprationsPr et Post-conditions des oprations

Gardes sur des transitions de diagramme E/T ou des messages de diagramme dinteractions

Ensemble dobjets destinataires dun message

Rgles de calcul dattributs drivs

Etc.

Types de donnesScalaires: Boolean, Integer, Real, String

Constructeurs : Set, OrderedSet, Bag, Sequence



Dfinition de profils UML

Permettent dtendre ou de spcialiser un mta-modle (exemple: UML) pour un domaine spcifique

Exemple : MARTE profile

Un profil est dfini partir :Dlments slectionns du modle de rfrence (MARTE dfinit les concepts UML qui sont utiles dans le profil)

De descriptions smantiques particulires permettant de prciser la smantique en cas dambigut dans le mta-modle de rfrence (exemple : fonctionnement des machines tat)des machines tat)

De strotypes, tagged values, et contraintes

Et ventuellementDe notations supplmentaires

De rgles de transformation de modles, validation, prsentation



Une norme qui semble merger pour le temps rel : MARTE

Modeling and Analysis of Real-Time Embedded Systems

Version 1.0, 2009, 738p.Intgre le VSL la dfinitionde paramtres. Prcise les comportements et introduitla notion de mode de fonctionnement

Non-functional Properties:Dfinitions de types de base,et dunits de temps, de dbits,dnergie ainsi que les relationsentre units (1 s = 1000 ms)

Notion dhorloges (logique, discrte,Continue,)

Generic Resource Modelling:Def. de ressources logicielles(ex: scheduler) et matrielles(ex: processeur) Allocation dentits des

ressources(allocation spatiale mmoire, de calcul, un ordonnanceur, etc.)

Generic Component ModelProfil orient composants

Generic Quantitative AnalysisModeling : modles de base pourProfil orient composants

(inspir dAADL)

High Level Application Modeling : dfinit les modlesRtUnit, PpUnit, RtAction, etc.

Software/Hardware ResourceModeling: dfinition utiles pourla modlisation de supportsdexcution (RTOS, processeur)

Modeling : modles de base pourltude de perf. et lordonnancementRMA

Schedulability Analysis Modeling : dfinitdes proprits dordonnanabilit(but=>les utiliser dans un outildordo.)

PerformanceAnalysis Modeling : propritspour ltude de perf. oriente rseaux



Reste intgrer UML + temps rel

Proposer des mthodologies

Limitant le surdimensionnement

Tirant parti de mthodes de validation efficace

Combinant analyse de sensibilit et mthodes avances de validation

Evolutives Modles voluent

Mthodes voluent

Questions auxquelles on peut rpondre

92

Questions auxquelles on peut rpondre



Introduction

Enjeux industriels

SurdimensionnementEnjeux industrielsde demain




de demain


Augmentation du nombre de fonctionnalits

94

Complexit Logicielle/Matrielle

Complexitlogicielle

Fonctions Calculateurs

Complexitmatrielle

Automobile90% des innovations sont logicielles35% du cot total

Overview o f F A Veh ic le D yn amics in clu din g a ll class es be lon gin g to th is F A (classes fro m o th er F As are n ot inc lu d ed a t th is tim e)Gran L un d qv ist, 94221 (2003-10-14)

An ti lo ck B raking

Em eg en cy B rake Assist

Elect ri ca l P ark ing B r ake

AW D

Co o lan t F an Co n trol

ECM TempSensor

( from Basic Layer).. . )

C oldZ oneC oolingC ontrol ler( from B asic Lay. ..

ColdZoneCool ing Actuator

( from Basic Lay. ..

En gin e C on trol

En gin e Vehic le Data Man ag ement

Ad di tive D o sin g C o ntro l

Eng ine Mod e Man agem ent

F u el Pu mp C o n tr ol

Glo wplu g H eatin g C o n tro l

C MbB F CW Adaptive Cr uise Co n tr ol C AD S Mo d e&HMI Man ag er

En g in e C rank in g

Stab i li ty & Trac tio n Co n tr ol

H i l l D e sce nt Co n t rol

Ac tive Yaw C o n tro l

R o ad F rictio n Ind icatio n

MSR C on trol

Gear Sh i ft U p C o ntro l

Peda ls

Po wertra in C o n tro l

Cr uise Co n tr ol

Veh icle Speed L imi tati on

EH PAS Steerin g C o ntro l

C o ntin uo u sly C on tro lled D amp in g

Terra in Optimisa tio n

R atio Actu ato r Sh iftlock

H i l l L au nch Assist

BrakeF luidSwitch

( from Basic Layer).. . )

EPBBridge&CurrentMeas( from Basic Lay. ..

EPBActuator

(f rom Basic Layer). . .)

GlowPlug( from Basic Layer). .. )

WheelSpeedSensor

( from Basic Layer).. .)

EBASwitch(f rom Driver Input). .. )

EBASwitchLamp

( from D river I nf orm at ion).. .)

PiezoSensor

( from Basic Layer). .. )

D osingPump


FuelPump(f rom Basic Layer).. .)

F CWVisual Interface

( from Driver I nform ation).. .)

GlowIndicatorIF

( from Driver I nf orm at ion). .. )

StartButtonControl

M

VehicleInc linationIF

( from V ehicle Layer). .. )

BrakeF luidLevelIF(f rom D river I nformati .. .

GearShiftUpIF

(f rom Driver Information). . .)

EPBDriverInfoIF

(f rom Driver Informat ion). .. )

EPBSwitchIF

(f rom Driver Input).. .)

EPBActuatorIF( from Basic Lay.. .

2

1

2

1

Ha rdw i reM

MM

12Hardw ire

RotarySwitchIF(f rom D rive r Inp ut )

T OD riverInfoIF(f rom Driver Inf ormat ion)

C VSensorInterface

( from Environment).. .)

RF ID riverInfoIF(f rom Driver Inf ormat ion).. .)

CC Butt onsIF1

(f rom Driver I nput ). .. )

F CWSwit chAnalysis

(f rom D river Inpu t). .. )

Sus pVertPos itionSen sIF

(f rom Vehicle Layer)

DamperC urrentControl

( f ro m Bas ic La yer)

R eleaseSwitchIF

( from D river I nput ).. .)

BrakeD iag nosticSwitc hIF

( from Driver Inp. ..

WaterInFuelSens or

( from B asic Lay. ..

D ieselFi lterWarmerController

( f rom Basic Lay.. .

Gl owplug Heating Con trol ler( from Basic Lay. ..

H ardwire

EPBDriverInputEvaluator( from Driver I np. ..

Bod ySe nsorIF

( f rom Vehicle Layer).. .)

BodySe ns orAWD IF

(f rom V ehicle L ay.. .

AmbientTempSensor

( from Environment).. .)

GaseousFuelLevel


InfoSymbol

(f rom Driver Inf ormat ion).. .)

F uelLid( from Basic Layer).. .)

WheelSpeedSensorI F(f rom Basic Lay.. .

4 14 1

EBASwitchIF(f rom Driver Inp.. .

H ar dwi re

Har dw i re

EBADriverInfoIF

(from D rive r I nf orm a ti on). .. )

C oolantFan


FuelPump Controll erC EM(from B as ic La y...

H ardw ire

AWD TempSensor

( from Basic Lay. ..

AWD PressureSen sor

( from B as ic La y. ..

AWD FeederPump

(f rom Basic Layer).. .)

AWDValve( from Basic Layer). .. )

AWDD riverInfoIF

(f rom Driver I nformation).. .)

PiezoSensorIF(f rom Basic Lay.. .

H ardw ire

DosingPumpIF( from B asic Lay. ..

H ardw ire

FuelPumpC ontrol lerECM( from Basic Lay. ..

H ardwire

>

C AD SH M IM anager( from D river Inf orm at i...

H ar dwi re

IgnKeyPosWakeup

> WakeU p( from Driver I nput ) H ardwire

GlowIndicator(f ro m Driver Inf ormat ion).. .)

TextDisplay

( f rom Driver I nformation).. .)

OM AC ontrol( from V ehicle Lay. ..

M

MM

StartR elay(f rom Basic Layer). ..)

StartD riverInfoI F

( from D rive r I nforma ti on).. .)

DrivingC ycleOffT imeCalculator

(f rom Basic Lay.. .

EPBD ecis ionM aker( from Vehicle Lay. . .

BCM D riverInfoIF

( f rom Driver I nformation).. .)

BrakeSwitchesIF

( from Driver I nput )...)

WheelAngularAccEstimator


HD C SwitchIF

(f ro m Driv er In put).. .)

H DC InformationLampIF

(f rom D river Inf ormat ion). .. )

HD C M essag eIF

(f rom Driver Inf ormat ion). . .)

H D CWarning IF

( fro m D riv er In fo rmation ). .. )

GearShi ftUpC ontroller( from Vehicle Lay. ..

M SRC ontrol ler

( from Vehicle Layer).. . )

TractionControlAWDIntervention

(f rom Vehicle Lay. ..

Slip&FrictionEstimator


EPBC ontrol ler( from B asic Lay. ..

M

M

M

WheelTractionT orqueDistr ibution

( from Vehicle Lay. ..

WheelT orqueArbi tration(f rom Vehicle Lay.. .

TipModeM anag er

( from Driver I nput ). .. )

WinterM odeM ana ger

( from Vehicle Lay. ..

T OC on troller(f rom Vehicle Layer)

TransmissionD riverInfoIF

( from Driver Inf orm at ion)

EngineStateM anager(f rom Basic Lay.. .

BrakePedalPosi tionVal idati on

(f rom Driver Inp.. .

BrakeLig htSwitchValidation( from Driver I np. . .

AdaptiveC ruiseC ontroller( from V ehicle Lay. ..

CADSDriverInfoIF

(from D riv er I n fo rm at ion ). .. )

ForwardC oll isionWarningC ontrol ler(f rom Vehicle Lay. ..

CM bBController( from V ehicle Lay. ..

RoadFrictionIndicator( from Basic Lay. ..

C CButtonsIF2( from D river I np. ..

C C LampI F( from Driver I nformation).. . )

C AD S Mod eManager

( from Vehicle Layer).. . )

EPSWarningIF(f rom Driver Inf ormat ion)

ElSer voP um pIF( from B asi c Lay er)

C lutchPedalPositionVal idation

(f rom Driver Inp.. .

D ampingC ontrolR unLevel

(f rom Vehicle Layer)

BodyVertAc cSen sIF

( fro m V eh icle Lay er)

VertM otionEstimation( from V ehicle Layer)

IndividualD amperC ontrol(f ro m Basic Layer)

Steer ingWheelAng le( from Driver I nput )

GearSelector(f rom Driver Input) ShiftlockActuator

( from Driver I nput)

LockStatusC ontrol

(from D rive r Inp ut )

ClutchPedalSwitc h25%IF

(from D riv er I n p...

BrakeController( from Basic Lay. ..

EngineControl ler(f rom Basic Lay.. .

AccPedalPositionVal idation

(f rom D rive r Inp .. .

C lutchPedalSwitchValidation(f rom Driver Inp.. .

Re vers eG earSwitchIF

( fro m Driver I np. ..

M PBSwitchIF(f rom Driver Inp.. .

AYC Controller(f rom Vehicle Lay. ..

HLADr iver Inf o(f rom Driver Information)

ID CM odeInfoIF(f rom D rive r Inp ut )

AmbientTempIF( from E nvironme.. .

H ardwire

GaseousFuelLevel IF(fro m B as ic La y. ..

Ga seousFu elSwitch

(f rom Basic Layer).. .)

PN IF( from Driver I nput ). .. )

CC PT ester


EngineWarning IndIF( from Driver I nform ati. . .Hardw ire

Hardw ire

FuelLidIF(f rom Basic Lay. ..H ardwire

RatioActuator( from Basic Layer)

WheelSpeedCalculations( from Basic Lay. . .

Emerg encyBrakeC ontrol ler( from B asic Lay. ..

EPBVehicleStateEstimator

( from Vehicle Lay. . .

CoolantFanC ontroller( from B asi c Lay ...

PWM _Signal

AWD FunctionController(f rom Vehicle Lay. ..

Addi tiveM anager

(from B asi c Lay er). .. )

Long Rang eObjectSensor(f rom Environm e. . .

C AD SM onitor(f rom Vehicle Lay.. .

Eng ineC ranking Control ler(f rom Basic Lay.. .

Stabi li ty&T ractionC ontrol ler( f rom Vehicle Lay.. .

H il lD escentControl ler( from Vehicle Lay. ..

TorqueM anager( from Vehicle Lay. . .

R atioM ana ger( from V ehicle Lay. ..

C ruiseController( from V ehicle Lay. ..

VehicleSpeedLimitController

( from V ehicle Lay. ..

EHPASSte er ingC ontrol ler( from B asic Layer)

C CD Control ler( f ro m Basic Layer)

Shiftloc kM anag er( from Basic Layer)

H LAController( f rom B asic Laye r)

EngineVehicleDataM anag er(f rom Basic Lay. ..

Vehicle Spee d( from V ehi cle L ay. . .

TyreStatusReceiver

( from Basic Layer). .. )TyreD eflationD etec tor


TyreD eflationIndicationIF

( from Driver I nf orm at ion). .. )

Tyre D eflation D etec tio n

Dpendances fonctionnelles

PV

140

760850

S80

S40

New S80

S40

Fonctionnalits



Vers une limite de la vitesse des processeurs ?

Nb fonctionsFinesse de gravure identique : courant consomm est f(N)

N frquence interne du processeur

Augmenter la frquence = diminuer la taille des transistors

1 nm linaire 5 atomes de siliciumMiniaturisation => problme de fuites de courant, mcanique quantique

95

Finesse de gravure (m) Finesse de gravure (nm)

0

1

2

3

4

5

6

7

Finesse de gravure (m)

Finesse

0

20

40

60

80

100

2004

2006

2007

2008

2008

2008

2009

2010

2012

2013

2015

2017

Finesse

Prvisions les plus optimistes



Arrive prochaine du multicoeur en embarqu

Le processeur grand public est aujourdhui multicoeur

Demain le processeur embarqu sera multicoeur

96



Ordonnancement global vs partitionn

97

migration

Optimalit politiques Pfair maisSurcot de la migration

Des mmoires caches

Utilisation des bus internes



Exemple de changement mono/multi processeur

Comportement cyclique monoprocesseur[Leung-Merrill ] Tches indpendantes, algorithme EDF, DiTi

98

Rgime transitoire Rgime permanent

Max(ri)+PPCM(Ti) PPCM(Ti)

Si PPCM(Ti)

[Goossens-Cucu] Tches indpendantes, algorithmes priorits fixes, DiTi



Cyclicit exact en monoprocesseur

Monoprocesseur[Grolleau-Geniet] Ressources, prcdences simples, algorithme ninjectant pas de temps creux, DiTi

99

Jusquau dernier

temps creux acyclique

PPCM(Ti)

Impacts:Dure de cycle exacte

Dure de simulation rduite

Possibilit de grer des tches diffres dans des algorithmes hors-ligne

Multiprocesseur partitionn : notre rsultat sapplique trivialement

temps creux acyclique



Cyclicit multiprocesseur global

Problme gnral ouvertLa notion de dterminisme ne suffit plus

Les temps creux varient en fonction de lalgorithme dordonnancement

100

1

23

Tche r C D T 1 0 1 2 2 2 0 1 2 2 3 0 3 7 4

3p1 oisifp2 oisif

Rgime permanent

1

23

p1 oisifp2 oisif

Rgime permanentRgime transitoire Rgime transitoire

chance viole

1

23

p1 oisifp2 oisif



Conclusion

Un meilleur modleFacteurs pratiques

Plus proche de la ralit = diminuer le surdimensionnement

Des contraintes plus fines que temps rel contraintes strictes (m,k)-firm, stochastique

Des algorithmes de plus en plus efficaces (schmas dapproximation)

Dcloisonner les domainesWCET/WCRT-validation ? (digraph)

101

WCET/WCRT-validation ? (digraph)

Prise en compte de la QoS (feedback scheduling)

Meilleure intgration dans le cycle de dveloppementIngnierie dirige par les modles

Techniques danalyse de sensibilit

Abstraction/hirarchisation



Questions

102

str zone critique

Documents