4. Gestion des tâches

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2 4. Gestion des tâches 4.1 Concept de tâche Un logiciel complexe temps réel peut pour plus de simplicité être divisé en éléments en fonction de leurs exigences temps réel. Ces éléments peuvent être implémentés au moyen de tâches. Le système d'exploitation fournit une exécution concourante et asynchrone des tâches. L'ordonnanceur décide de la séquence d'exécution des tâches. Tâche basique Une tâche basique libère le processeur si et seulement si: elle finit, le système d'exploitation OSEK change la tâche pour une tâche de priorité plus élevée, une interruption survient qui amène le processeur à exécuter une routine de gestion d'interruption (ISR). Tâche étendue Les tâches étendues se distinguent des tâches basiques par la possibilité d'utiliser l'appel système WaitEvent(), qui peut aboutir à un état waiting. L'état waiting permet au processeur d'être libéré et d'être réassigné à une tâche sans la nécessité de terminer la tâche. 4.2 Modèle de la tâche Une tâche évolue entre différents états, car le processeur ne peut exécuter qu'une instruction à la fois, alors que plusieurs tâches peuvent être en compétition pour le processeur au même instant. Le système d'exploitation OSEK est responsable de la sauvegarde et restauration du contexte de la tâche en coordination avec les changements d'état des tâches, si nécessaire Tâche étendue Les tâches étendues ont 4 états:

3 running ready waiting suspended Dans l'état running, le CPU est assigné à la tâche, afin que ses instructions soient exécutées. Seule une tâche peut être dans cet état à un instant donné, alors que tous les autres états peuvent être adoptés simultanément par plusieurs tâches. Tous les pré-requis pour une transition vers l'état running sont vérifiés, et la tâche attend seulement que le processeur lui soit alloué. L'ordonnanceur décide quelle tâche dans l'état ready sera exécutée ensuite. Une tâche ne peut continuer son exécution car elle doit attendre (wait) au moins un événement. Dans l'état suspended la tâche est inactive et peut être activée. Figure 4-1 Modèle d'état d'une tâche étendue Transition Etat précédent Etat suivant Description activate suspended ready Une nouvelle tâche entre dans l'état ready à la suite d'un service système. Le système d'exploitation OSEK assure l'exécution de la tâche à partir de sa première instruction. start ready running Une tâche ready sélectionnée par l'ordonnanceur est exécutée.

4 wait running waiting La transition dans l'état waiting est causée par un des services du système. Pour pouvoir continuer l'opération, la tâche dans l'état waiting requiert un événement. release waiting ready Au moins un événement est survenu, sur lequel la tâche attendait (waiting). preempt running ready L'ordonnanceur décide de démarrer une nouvelle tâche. La tâche running est mise dans l'état ready. terminate running suspended La tâche provoque sa transition dans l'état suspended par un service système. La fin d'une tâche (transition terminate) n'est possible que lorsque la tâche se finit elle-même («selftermination», auto-désactivation ). Cette restriction réduit la complexité du système d'exploitation. 4.5 Priorité de la tâche L'ordonnanceur décide en fonction de la priorité de la tâche quelle est la prochaine tâche dans l'état ready à transférer dans l'état running. La valeur 0 est définie comme la priorité la plus basse d'une tâche. En conséquence, des nombres plus grands définissent des tâches de priorités plus élevées. Pour plus d'efficacité, une gestion des priorités dynamiques n'est pas supportée. Ainsi la priorité d'une tâche est définie de manière statique, i.e. l'utilisateur ne peut la changer lors de l'exécution. Cependant, dans un cas particulier, le système d'exploitation peut traiter une tâche en lui attribuant une priorité plus élevée (voir le chapitre 8.5, Protocole de la priorité plafond OSEK). Les tâches de même priorité sont démarrées en fonction de leur ordre d'activation, étant entendu que les tâches étendues dans l'état waiting ne bloquent pas le départ des autres tâches de même priorité. Une tâche préemptée est considérée être la première (plus ancienne) tâche dans la file des tâches ready. Une tâche libérée, sortant de l'état waiting, est traitée comme la dernière (plus récente) tâche dans la file des tâches ready de même priorité. La figure 4.5 montre un exemple d'implémentation de l'ordonnanceur pour chaque niveau de priorité. Plusieurs tâches de différentes priorités sont dans l'état ready; i.e 3 tâches de priorité 3, une de priorité 2 et une de priorité 1, plus 2 de priorité 0. La tâche qui a attendu le plus longtemps, en fonction de l'ordre des requêtes, est dessinée au bas de chaque file. Le processeur a juste fini d'exécuter et de terminer une tâche. L'ordonnanceur choisit une nouvelle tâche à exécuter (priorité 3, première file).

5 Les tâches de priorité 2 ne peuvent être exécutées qu'après que les tâches de priorités plus élevées aient quitté les états running et ready, i.e démarrées et retirées de la file soit par l'exécution de leur dernière instruction soit par la transition vers un état waiting. Figure 4-5 Ordonnanceur: Séquence des événements Les étapes fondamentales suivantes sont nécessaires pour déterminer la prochaine tâche à exécuter: L'ordonnanceur recherche toutes les tâches dans l'état ready/running. Dans cet ensemble de tâches dans l'état ready/running, l'ordonnanceur détermine le sousensemble de tâches avec la priorité la plus élevée. Dans ce sous-ensemble de tâches dans l'état ready/running et de plus haute priorité, l'ordonnanceur trouve la tâche la plus ancienne. 4.6 Politique d'ordonnancement Ordonnancement totalement préemptif Ordonnancement totalement préemptif signifie qu'une tâche qui est actuellement dans l'état running peut être réordonnancée en toute instruction par l'apparition d'une condition de déclenchement prédéfinie par le système d'exploitation. Un ordonnancement totalement préemptif va mettre la tâche running dans l'état ready, si tôt qu'une tâche de priorité plus élevée devient ready. Le contexte de la tâche est sauvé si bien que la tâche péemptée peut reprendre là où elle a été préemptée.

6 Comme chaque tâche peut en théorie être réordonnancée en tout point, l'accès aux données qui sont utilisées conjointement par plusieurs tâches doivent être synchronisés (NdT: protégés par un sémaphore). Dans la figure 4-6, la tâche T2 avec la priorité la plus basse ne retarde pas l'ordonnancement de la tâche T1 avec le priorité la plus élevée. Figure 4-6 : Ordonnancement totalement préemptif En résumé, un réordonnancement est réalisé dans tous les cas suivants: Fin réussie d'un tâche (service système TerminateTask(), invoqué par la tâche elle-même). Activation d'une tâche (service système ActivateTask(), ou expiration d'une alarme avec activation de tâche définie) Appel explicite à une fonction wait et si une transition dans l'état waiting a lieu (tache étendue seulement, service système WaitEvent()) Notification d'un événement à une tache en attente, dans l'état waiting (service système SetEvent() : mécanisme de notification d'événement ou expiration d'une alarme) Libération d'une ressource au niveau d'une tâche (service système ReleaseRessource()). Retour d'une routine de gestion d'interruption. Pendant l'exécution d'une routine de gestion d'interruption, aucun réordonnancement n'est possible. 4.7 Fin d'une tâche Dans le système d'exploitation OSEK, une tâche ne peut que se terminer elle-même («selftermination»). Chaque tâche doit indiquer la fin de son code. Finir une tâche sans un appel à TerminateTask() est strictement interdit et provoque un comportement indéfini.

7 8 Gestion de ressource La gestion des ressources est utilisée pour coordonner les accès de plusieurs tâches avec différentes priorités aux ressources partagées, e.g des séquences de programme, la mémoire, des périphériques.. La gestion de ressource assure que: 2 tâches ne peuvent occuper la même ressource au même instant. Il n'y a pas d''inversion de priorité. Il n'y a pas d'interblocage par l'utilisation de ces ressources. L'acquisition d'une ressource n'a jamais pour résultat un état waiting. 8.1 Comportement pendant l'accès à un ressources L'OS OSEK utilise le protocole de priorité plafond OSEK (voir chapitre 8.5). Par conséquent, aucune situation n'apparaît où une tâche essaye d'accéder à une ressource déjà occupée. 8.2 Restrictions lors de l'utilisation de ressources TerminateTask() et WaitEvent() ne doivent pas être appelés quand une ressource est occupée. 8.4 Problèmes généraux avec les mécanismes de synchronisation Explication de l'inversion de priorité Un problème typique des mécanismes communs de synchronisation e.g. l'utilisation de sémaphores est le problème d'inversion de priorité. Cela signifie qu'une tâche de basse priorité retarde l'exécution d'une tâche de haute priorité. OSEK utilise le protocole de priorité plafond OSEK pour éviter l'inversion de priorité. La figure 8-1 illustre l'accès concourant de 2 tâches à un sémaphore (dans un système totalement préemptif, la tâche T1 a la priorité la plus élevée). La tâche T4 qui a la plus basse priorité, occupe (a acquis) le sémaphore S1. T1 péempte T4 et requiert le même sémaphore. Comme le sémaphore S1 est déjà occupé, T1 entre dans l'état waiting. Maintenant la tâche basse priorité T4 est interrompue et préemptée par des tâches avec une priorité entre T1 et T4. T1 peut seulement s'exécuter après que toutes les tâches de priorités plus basses soient terminées, et le sémaphore S1 libéré. Bien que T2 et T3 n'utilisent pas le sémaphore S1, ils retardent T1 avec leur temps d'exécution.

8 Figure 8-1 Inversion de priorité sur occupation de sémaphores Interblocage Un autre problème typique des mécanismes communs de synchronisation, tel que l'usage de sémaphores, est le problème d'interblocage. Dans ce cas, l'interblocage signifie l'impossibilité d'exécution d'une tâche due à une attente infinie sur des ressources mutuellement bloquées. Le scénario suivant aboutit à un interblocage (voir Figure 8-2): Figure 8-2 Inter-blocage utilisant des sémaphores

9 8.5 Protocole de priorité plafond OSEK Pour éviter les problèmes d'inversion de priorité et d'interblocage, le système d'exploitation OSEK requiert le comportement suivant: A la création du système, pour chaque ressource sa priorité plafond lui est assignée statiquement. La priorité plafond doit être au moins égale à la priorité la plus élevée de toutes les tâches qui accèdent à la ressource. La priorité plafond doit être inférieure à la plus basse priorité de toutes les tâches qui n'accèdent pas à la ressource, et qui ont des priorités supérieures à la plus grande priorité de toutes les tâches qui accèdent à la ressource. Si la tâche requiert une ressource et sa priorité courante est inférieure à la priorité plafond de la ressource, la priorité de la tâche est élevée à la priorité plafond de la ressource. Si la tâche libère la ressource, la priorité de cette tâche est ramenée à la priorité qui lui était assignée avant d'avoir acquis la ressource. Figure 8-3 Assignation d'une ressource avec priorité plafond entre des tâches préemptibles L'exemple de la figure 8-3 illustre le mécanisme de priorité plafond. La tâche T0 a la plus élevée, et la tâche T4 la plus basse priorité. Les tâches T1 et T4 souhaitent accéder la même ressource. Le système montre clairement qu'aucune inversion de priorité non bornée n'est causée. La tâche de haute priorité T1 attend un temps inférieur (NdT: ou égal) à la durée maximale de l'occupation de la ressource par T4.

10 9 Alarmes Le système d'exploitation OSEK fournit des services pour traiter les événements récurrents. De tels événements peuvent être par exemple des horloges (timers) qui fournissent une interruption à des intervalles réguliers. 9.2 Gestion d'une alarme Le système d'exploitation fournit des services pour activer des tâches, déclencher des événements ou appeler des routines quand une alarme expire. Une routine d'alarme est une courte fonction fournie par l'application. Une alarme expirera quand la valeur prédéfinie d'un compteur est atteinte. Les alarmes peuvent être des alarmes simple ou des alarmes cycliques. Une alarme est assignée statiquement lors de la création du système à : un compteur et une tâche ou une routine En fonction de la configuration, la routine de gestion d'alarme est appelée, ou la tâche est activée, ou un événement est notifié à la tâche quand l'alarme expire.

11 File: /home/loic/enseignement/temps el/exam_tr/exam0910/segway.oil Page 1 of 2 1 /* OIL definition pour le contrôle du segway */ 2 /* Ce texte est un commentaire. */ 3 #include "implementation.oil" 4 5 CPU ATMEL_AT91SAM7S256 6 { 7 OS LEJOS_OSEK 8 { 9 }; APPMODE appmode1{}; /* Definition de la tache periodique 1: task_ts1 */ 14 TASK task_ts1 15 { 16 AUTOSTART = FALSE; 17 PRIORITY = 4; /*priorite de la tache*/ 18 ACTIVATION = 1; 19 SCHEDULE = FULL; /*politique totalement preemptif*/ 20 STACKSIZE = 512; 21 RESOURCE=; /*aucun nom de ressource utilisee par la tâche*/ 22 }; ALARM OSEK_Alarm_task_ts1 26 { 27 COUNTER = SysTimerCnt; 28 ACTION = ACTIVATETASK /*action de l'alarme: activation de la tache tast_ts1*/ 29 { 30 TASK = task_ts1; 31 }; 32 AUTOSTART = TRUE 33 { 34 APPMODE = appmode1; 35 ALARMTIME = 1; 36 CYCLETIME = 4; /*alarme periodique: 4ms*/ 37 }; 38 }; /* Definitions de la tache periodique: task_ts2 */ 42 TASK task_ts2 43 { 44 AUTOSTART = FALSE; 45 PRIORITY = 3; 46 ACTIVATION = 1; 47 SCHEDULE = FULL; 48 STACKSIZE = 512; 49 RESOURCE=; 50 }; ALARM OSEK_Alarm_task_ts2 54 { 55 COUNTER = SysTimerCnt; 56 ACTION = ACTIVATETASK 57 { 58 TASK = task_ts2; 59 }; 60 AUTOSTART = TRUE 61 { 62 APPMODE = appmode1; 63 ALARMTIME = 1; 64 CYCLETIME = 20; / *alarme periodique: 20ms*/ }; 67 }; /* Definitions de la tache periodique : task_ts3 */ 70 TASK task_ts3 71 { 72 AUTOSTART = FALSE;

12 File: /home/loic/enseignement/temps el/exam_tr/exam0910/segway.oil Page 2 of 2 73 PRIORITY = 2; 74 ACTIVATION = 1; 75 SCHEDULE = FULL; 76 STACKSIZE = 512; 77 RESOURCE=; 78 }; ALARM OSEK_Alarm_task_ts3 81 { 82 COUNTER = SysTimerCnt; 83 ACTION = ACTIVATETASK 84 { 85 TASK = task_ts3; 86 }; 87 AUTOSTART = TRUE 88 { 89 APPMODE = appmode1; 90 ALARMTIME = 1; 91 CYCLETIME = 100; / *alarme periodique: 100ms*/ 92 }; 93 }; /* Definition du compteur associe a l'alarme */ 97 COUNTER SysTimerCnt 98 { 99 MINCYCLE = 1; 100 MAXALLOWEDVALUE = 10000; 101 TICKSPERBASE = 1; /*pas du compteur: 1ms*/ 102 }; 103 };