对单调速率调度性分析使用UML-RT Algorithm-Shortest工作第一

文摘

系统建模与统一建模语言(UML)是一个活跃的研究领域为发展中实时系统开发。UML是广泛使用的建模语言,在软件工程社区,指定要求,成功和分析目标系统。UML可用于提供多个视图下的系统设计的帮助下各种结构和行为图处于初期阶段。UML-RT(统一建模language-real时间)是用于建立一个明确的可执行的语言规范的基于UML的一个实时系统的概念。本文提出一种新提出的统一建模方法单调速率调度algorithm-shortest工作第一(RMA-SJF)分区,semipartitioned和全局调度策略在多处理器体系结构中使用UML-RT不同的系统负载。技术的贡献,单个处理器和成功率的有效处理器利用率进行了分析各种调度原则,相比之下,法国电力公司和D_EDF来验证我们的建议。

1。介绍

对象的集成建模和设计方法和实时调度理论的关键是成功使用对象的实时软件技术。令人惊讶的是,许多过去的方法将这两个限制对象模型或不允许复杂的调度性分析技术(1]。视觉符号和援助的面向对象设计模式抽象理解问题空间在开发周期的早期阶段。如今,嵌入式实时系统实现的硬件和软件配置,软件组件的地方成为一个成功的关键系统[2]。软件在实时嵌入式系统设计的主导地位引起了兴趣,方法与软件社区广泛接受符号,如统一建模语言(UML)。UML-RT(统一建模language-real时间)是用于建立一个明确的可执行规范的语言基于UML概念的一个实时系统(3]。与行业标准统一调度性分析的集成建模language-real时间(UML-RT)允许开发者实时检测和防止昂贵的设计错误的发展处于初级阶段。

技术趋势正在向执行平台的高性能计算系统由多个可编程和专门处理元素上实现一个单芯片多处理器芯片系统(MPSoC)。近年来,基于模型的系统级设计在多处理器芯片系统获得了相当大的关注,因为它简化了应用程序的行为和行为,揭示了高层结构的抽象了底层细节(4]。MPSoC设计的一个关键问题是评估预期的性能,在设计过程的早期在硬件实现(5),因此实时调度和调度性分析对多处理器系统已成为一个重要的研究领域6]。

多处理器调度算法可以分为分区调度和全局调度。任务是静态分配给处理器和任务迁移分区调度处理器之间不允许,然而,在以后的方法,准备在全球对任务进行排队队列和任务动态分配到可用的处理器。所有的几个算法基于分区调度(7- - - - - -10)和全局调度(11,12]利用率较低。基于固定优先级,有一个小的优势,全球调度分区调度和单调速率算法广泛研究和实现成功结合UML概要文件为调度性分析(13]。

当调度单处理器系统,无优先被认为是劣质因其不良反应。然而,在多处理器系统中,高优先级任务仍将有机会可用的处理器上执行以满足最后期限。此外,无优先调度算法更容易实现和运行时开销较低(14]。在[14),许多参数设置下,实验模拟惊人的显示,在多处理器环境中,全球无优先调度(NP-FP)优于全球几个最先发制人的几个调度(P-NP)。

摘要MPSoC系统建模使用UML-RT和调度性无优先率单调algorithm-shortest工作第一(RMA-SJF)周期性任务集在三个均匀为各种负载条件下分析了多处理器。作为一个技术的贡献,我们提出我们的仿真实验对比全球的成功率和有效的处理器利用率,semipartitioned和分区技术来验证我们的工作。

本文在以下方面提高了在以前的出版物。(1)我们的结果显示更好的性能比传统的EDF算法和D_EDF [15]。(2)在[15]先发制人的周期性任务无优先考虑的任务,而我们的贡献仍然被认为不如preemptiveness,达到良好的调度性重载的条件。(3)运行时开销会更加减少我们的建议,因为法国电力公司(EDF)是动态的而单调速率算法是一个静态算法。

本文构建如下。概述UML-RT提出了部分2。我们现在使用UML-RT MPSoC模型部分3。为全球单调速率算法(无优先),分区和semi-partitioned调度进行了分析4。仿真实验和性能评估完成的部分5。部分6总结了纸。

2。面向对象模型

面向对象编程的升级过程编程领域的适应性、可理解性和代码可重用性。实时面向对象模型必须表达明确,明确表示进程之间的同步和并发性。目前面向对象的实时模型是在指定时间和行为需求疲软和也缺乏调度性分析(16]。RTSO-RAC模型(17)不探索模型的及时性和调度性方面。OPM / T [18)不描述模型的优先级分配和并发性的影响。在TMO [16(时间触发和消息触发对象),模型的成功取决于设计师的底层硬件平台的知识。混乱(19)没有指定实时系统的及时性方面,只soft-real-time系统似乎是合理的。一些流行的工具,包括Rhapsody、ObjectTime开发人员,和IBM Rational Rose实时为分析问题提供了一个框架空间实时领域。

面向对象模型像ADARTS(实时ADA设计方法为基础),CODARTS(实时并行设计方法),HRT-HOOD(很难层次的面向对象设计)20.],UML-RT [21),和房间(实时面向对象建模)22)使用面向对象表示法来捕获时间属性的实时系统(23]。ADARTS和CODARTS的局限性,他们主要为ADA设计和使用有限的观点。通过引入UML, ObjectTime与Rational软件开发UML-RT合作,使用UML的内置在UML扩展机制将空间概念。UML-RT ObjectTime开发者和代码生成技术在新产品集成到Rational Rose Rational Rose实时(1]。UML-RT包括所有的造型功能的房间。最近标准化建模和分析UML概要文件的实时和嵌入式系统(UML MARTE文件)由OMG组织提供。但仍然调度时,UML-RT概要介绍了一组通用调度注释是相当足够的执行调度性分析(24]。

2.1。UML和UML-RT

Rational Rose实时软件开发环境适合实时软件的要求(9]。开发人员使用Rational Rose实时创建基于UML模型的软件系统结构,生成实现代码,编译,然后运行和调试应用程序。可以使用Rational Rose实时通过软件开发生命周期的所有阶段,从最初的需求分析到设计,实现,测试,部署。

工具,名为UML-RT实时由Rational开发公司,使用UML来表达原来的房间(实时面向对象建模)概念及其扩展。它包括结构造型结构和行为的事件驱动的实时系统。

Rational Rose实时特性(我)创建UML-RT模型使用的元素和图中定义UML-RT;(2)生成完整的代码实现(应用程序)的模型;(3)执行、测试和调试模型建模语言层面上使用视觉观察工具。

在UML-RT胶囊三个原理构造的造型结构,端口,和连接器。UML-RT与刻板的活动对象是一个扩展的UML概要文件,称为胶囊,代表系统组件。胶囊是使用状态图定义的内部行为;与其他胶囊的交互发生的交换协议定义的序列信号通过原型对象称为端口。UML-RT概要文件定义了一个与精确的执行语义模型;因此它适用于捕获系统行为和支持模拟或合成工具(例如,玫瑰RT)。

2.1.1。胶囊

的基本造型构造UML-RT胶囊。(我)他们可能是分布式体系结构活动对象,与其他胶囊只通过一个或多个端口。(2)胶囊的行为是模仿的状态转换图,可以处理(发送和接收)消息通过他们的港口,而其胶囊结构(层次)的结构模型图。

2.1.2。港口

消息被发送到和收到胶囊通过实例对象称为端口。端口连接到一个状态机的胶囊(结束端口)可以处理发送的消息。

2.1.3。连接器

关键通信胶囊角色被连接器之间的关系。他们互连胶囊通过端口角色也有类似的公共接口。

2.1.4。协议

(我)他们之间交换的信息进行定义一组一组的胶囊。(2)定义消息的接收者和发送者。

3所示。使用UML-RT多处理器模型

实时的行为模式由三个齐次周期独立任务的处理器。一个实时系统必须确保所有任务可调度分析。多处理器系统是模仿与活动对象称为UML-RT胶囊,如图1。两个胶囊,创建一个用于生成任务命名为“gentask”和其他命名为“调度器”计划生成的任务。使用继承的财产,三个胶囊的实例创建的三个同构处理器执行任务,命名为“processor2”,“processor1, processor3。“每个胶囊中使用的港口如表所示1。

3.1。“gentask”胶囊

这是任务激活模型,生成任务集。被调度的任务触发“gentask”胶囊。输出端口的“痛风”“gentask”胶囊是连接到输入端口的“罪”“调度器”胶囊。输入端口的“杜松子酒”“gentask”胶囊是连接到输出端口的“多”“调度器”胶囊。

3.2。“调度”胶囊

“调度”胶囊,优先分配给每个任务和任务调度的算法。

3.3。“processor1”胶囊

输出端口的“p1out”“调度器”胶囊是连接到输入端口的“pin11”“processor1”胶囊。同样,输出端口的“pout11”“processor1”胶囊是连接到输入端口的“p1in”“调度器”胶囊。

3.4。“processor2”胶囊

输出端口的“p2out”“调度器”胶囊是连接到输入端口的“pin22”“processor2”胶囊。同样,输出端口的“pout22”“processor2”胶囊是连接到输入端口的“p2in”“调度器”胶囊。

3.5。“processor3”胶囊

输出端口的“p3out”“调度器”胶囊是连接到输入端口的“pin33”“processor3”胶囊。同样,输出端口的“pout33”“processor3”胶囊是连接到输入端口的“p3in”“调度器”胶囊。

4所示。系统描述

对于周期性的任务系统,让任务集由一组”“任务。每个任务被定义为两个参数:计算时间和interrelease时间或时期。因此,可以用一组任务,“”是任务被认为是。为任务,任务利用率,让系统负载。一组所有高优先级的任务是用;同样,一组的低优先级任务是用。

任务的调度策略是可调度的一个“米“相同的无优先多处理器体系结构进行了分析。根据处理器的数量”米”系统中,任务系统中被划分为高优先级的任务来、中级任务来和低优先级任务来。因此,必须有任务系统中。的工作区域如图2。为任务,是th释放时间的整数倍。一个任务的条件是可调度的,处理器必须开始执行至少在或总工作量在工作区域提供的其他任务必须小于或等于,所以处理器可以执行或之前。因此,总工作量的贡献在工作区域的其他任务悲观的条件下进行分析。

的工作负载可以分为三个部分据关et al。6),如图3。

总工作贡献在工作区域可以分为三个工作:初始、中间,最后的工作。

最初的工作。任何任务将最初的工作,如果它的执行开始之前在工作区域和结束。

最后的工作。任何任务将最后的工作,如果它开始在工作区域和完成后执行。

中间工作。开始任何任务或更高的贡献或之前完成。

定理和前题分析考虑到整个任务贡献最大的工作区域,和任务在发布以前,总是安排。给定的计算时间是安排在不减少的订单。从已知的计算时间,让

的最大计算时间分配所示(1): 一个任务将可调度的如果满足以下:

方程(2)使总的工作负载由其他任务工作区域。方程(3)是一个任务的调度性条件可调度的一个”“相同的无优先多处理器体系结构。方程(3),可以编写如下规定关等。6]: 在哪里,初始、中间和最终工作贡献的其他任务,分别。

最后的第二项工作贡献是有界的园艺学会(4)。因此,(4)可以写成: 回想一下, 方程(6)取代了(5)获得(7)和(8): 方程(9)必须满足任务可调度的。

引理1。最高优先级任务的最佳条件可调度的工作保护无优先算法

证明。证明(10),考虑给定的时间如下:(我) 。
在执行任务在“米“处理器将因为是最高优先级的任务。为“米“处理器系统,”米“最初的作品由“米“低优先级任务(最大计算时间)在悲观的情况下。图4显示有“米“任务在执行期间。
因此,最初的工作做出了贡献获得(1)和的总和”米“最初的工作被认为是最初的工作,总为任务,所示:
证明了矛盾,如果优先级最高的任务满足(10),但不是可调度,然后任务错过最后期限。为错过最后期限。”米“处理器必须不断地忙碌在工作区域,这意味着。这与假设满足(10)。因此,(10)任务的最优条件可调度的。

引理2。最大等待时间最高优先级的任务“米“处理器系统所示

证明。为了证明考虑,考虑(我) 。
在执行任务在“米“处理器将因为是最高优先级的任务。在最坏的情况。”米“任务拥有最大计算时间初始工作引理的证明1。考虑(2) 。
任务是最高优先级的任务,发布在哪里等待执行,在任何的“米“处理器。任务,完成第一次将任务期间有最小执行时间。因此,在当任何一个处理器是免费的,开始执行。这将是所有最初的最短时间是在(12)。

引理3。的最大等待时间周期任务为一个“米“处理器系统 在哪里被认为是初始工作贡献吗。

证明。由引理2这是证明的最大等待时间的任务是;因此,不得不等待完成执行和其他,执行““处理器。
为了证明考虑,考虑:(我) 。
同样的被认为是引理2:(2) 。
考虑图5;假设任务执行的处理器,和其他“”执行““处理器。任务将开始执行一个处理器,变得自由。在,假设一个处理器变得自由;因此,它将所示的最短时间(13)。概括,来的任务,

引理4。考虑一个任务;如果,那么“米“任务将贡献”米“初始悲观的条件下工作。

证明。为了证明考虑时间如下:(我) 。
在执行的任务在“米“处理器或因为任务还没有释放。
在悲观的情况下,它被认为是“米“任务在执行期间因为所有的相比,有更大的计算时间吗。因为,,有“米“任务最初工作的贡献,如图6。因此,最初的工作贡献任务,如果,在

引理5。为”,“任务将提供的最坏情况“最初的工作,”“任务将剩余的初始工作。

证明。为了证明考虑时间如下:(我) 。
在执行任务在““处理器或。因为悲观的条件进行了分析,只有““任务上述条件下,初始工作和贡献”“任务拥有更大的计算时间将剩下的初始工作。因此, 因此,(16)显示最初的工作任务如果。

5。RMA-SJF算法

与已知的计算,其目的是设计一个工作保护任务系统利用可用的处理能力使用RMA-SJF优先配屋计划。推导出一组任务,满足RMA-SJF从已知的计算时间;也就是更高优先级的任务具有较小的计算时间和较小的interrelease时间。称为工作区域分析(长大一点点),如下所示。

已知的计算时间被安排在不减少的顺序:。认为,如果有““处理器系统中,那么必须有最小的””任务的算法工作。因此,任务设置根据优先级可以分为三个类别,如下面:(我)高优先级的任务来;(2)中间的任务来;(3)低优先级的任务来。

例1(高优先级的任务(来))。考虑 从(17),interrelease时报对于每一个高优先级的任务是发现使用前题1,2,3。

例2(中间任务(来))。考虑(9),获得(15)和(16)根据kth中间任务的任务的价值: 从(19)(21),interrelease中间找到任务。

例3(低优先级任务(来))。考虑
最初,interrelease次导出任务来如图所示(22)(25)。在(23),减去因为它不形成初始工作。这是计算时间为调度性进行分析。最低优先级的任务,在(26);interrelease时间是被发现。这是唯一未知(27);发现使用条件调度性。一组任务的条件下安排在多处理器系统是它的系统负载应该小于或等于。

6。全局调度

随机生成的计算时间,interrelease次任务使用长大一点点分析派生而来。导出任务设置具有RMA-SJF优先配屋计划;更高的优先级,任务会有较小的计算时间和较小的interrelease时间。任务为全球分析,分区,semipartitioned调度策略和任务成功率和有效的处理器利用率进行了分析。

最初,任务设置分析全球动态调度,任务被分配到可用的处理器。

全局调度的伪代码如伪代码所示1。

7所示。分区的调度

在分区调度、任务首先被分配给特定的处理器和没有执行迁移。分区调度的伪代码如伪代码所示2。

8。Semipartitioned调度

在semipartitioned调度,一些任务是全球性和其他分区。分区调度的伪代码如伪代码所示3。

9。仿真和性能评估

模拟工作进行各种负载值。数据7,8,9显示发布任务的总数量和总数量的计划任务的负载2.94分区,semipartitioned,分别和全局调度。从结果可以看出全球调度更有效地利用处理器相比,分区和semipartitioned调度,从而增加调度性。三个提出调度方法的成功比率比较图10;推断,成功率相对更在全球比分区调度和semipartitioned调度。有效的分区的处理器利用率、semipartitioned和全球各种调度计算负载和图所示11。

全局调度更有效地利用处理器相比,分区和semipartitioned调度图分析11。关等。6)进行仿真实验经验比较抢占式的实时性能和全球几个最无优先调度,通过他们得到了有趣的结果表明,对于相当部分的应用程序在多处理器平台上,无优先调度实际上是一个更好的选择比抢占式调度实时性能。

因此,结果也与相同的负载的成功率相比Thakor和沙15),它们显示,全球RMA_SJF优于全球抢占式EDF(最早的截止日期前)和D_EDF(期限monotonic_earliest期限第一)的调度性相同的负载。图12显示成功率分析EDF, D_EDF RMA-SJF和图13显示了有效的处理器利用率进行了分析与EDF, D_EDF, RMA-SJF。从分析、推断,RMA-SJF优于EDF和D_EDF成功率的有效地利用处理器。

10。结论

在单处理器调度,nonpreemptiveness导致可怜的任务响应因为高优先级的任务被低优先级的任务,但是,在多处理器环境中,高优先级的任务仍有机会在可用处理器执行。此外,nonpreemptiveness享有福利较低的实现复杂度和低运行时开销(6]。我们贡献无优先考虑周期性任务,计划使用速率单调algorithm-shortest工作第一(RMA-SJF)在多处理器环境并使用建模语言UML-RT模仿。在这个新算法,interrelease时间为每个任务来自已知的计算时间和调度性条件。RMA-SJF分析各种调度原则,如全球,semipartitioned,分区调度各种系统负载。我们的结果显示,全球调度相比,更有效地利用处理器分区和semipartitioned调度,从而提高调度性。相比,相同的成功率和有效的处理器利用率负载(15),分析了RMA-SJF全球,为各种系统负载semi-partitioned和分区的调度策略。

符号

:	问题域任务的,分析了调度性;错过最后期限发生的必要条件这是最坏的情况下工作负载吗在问题区域所有其他任务的任务集除了不少于
:	所有高优先级的任务
:	最初的工作
:	最初的工作
:	利用求和的所有任务
:	中间工作
:	th的释放时间
:	th的释放时间和发布任务的最后期限
:	最新的可行的开始时间发布在开始执行为了满足最后期限
:	中间的任务
:	初步完成的工作的工作,中间工作,或者最后的工作
:	坏的情况下延迟的;这是最大的一个任务开始执行的时间流逝
:	其他任务的总工作问题的领域
:	最后的工作
:	所有低优先级的任务。

利益冲突

作者宣称没有利益冲突有关的出版。

引用

1. m . Saksena和p . Karvelas设计调度性集成调度性分析与面向对象设计IEEE 2000。
2. m·a·Wehrmeister l·b·贝克尔f·r·瓦格纳和c·e·佩雷拉,“面向对象的基于平台的嵌入式实时系统设计过程,”学报》第八届IEEE国际研讨会面向对象的实时分布式计算(ISORC 05)2005年5月,页125 - 128。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
3. a . Chureau y Savaria, e . m . Aboulhamid“使用UML-RT systems-on-chip基于接口的设计,”第四届IEEE国际研讨会soc的程序实时应用程序(IWSOC ' 04)2004年7月,页39-44,。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
4. 周x y . Wang, b l .梁和c .彭”基于MDA的SoC建模方法使用UML和SystemC”学报第六届IEEE计算机和信息技术国际会议(CIT 06年)p。245年,汉城,韩国,2006年9月。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
5. h·杨,美国金,美国哈,“无优先的多任务MPSoC策略MILP-based性能分析技术,”IEEE计算机辅助设计的集成电路和系统卷,29号10日,1600 - 1613年,2010页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
6. 关,w .咦,邓,z顾,g . Yu,“无优先的几个策略多处理器调度,调度性分析”《系统架构卷,57号5,536 - 546年,2011页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
7. b·安德森“全球static-priority先发制人的多处理器调度与利用率38%,”学报》第12届国际会议上分布式系统原理(OPODIS ' 08)卢克索,页73 - 88年,埃及,2008年。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
8. b·安德森·约纳利,j·琼森,“Static-priority调度多处理器,”《IEEE实时系统研讨会2001年12月,页193 - 202。视图:谷歌学术搜索
9. j·m·洛佩兹·j·l·迪亚兹和d·f·加西亚,“最小和最大利用多处理器单调速率调度范围,“IEEE并行和分布式系统,15卷,不。7,642 - 653年,2004页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
10. j·m·洛佩兹·m·加西亚·j·l·迪亚兹和d·f·加西亚,“利用多处理器rate-monotonic调度范围,”实时系统,24卷,不。1,5-28,2003页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
11. d .哦和t·p·贝克,”与静态处理器利用率界限N-processor单调速率调度任务,”实时系统,15卷,不。2、183 - 192年,1998页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
12. y哦和s . h的儿子,”分配几个周期任务在多处理器系统中,“实时系统,9卷,不。3、207 - 239年,1995页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
13. h . Saiedian和s . Raguraman使用基于uml的速率单调分析预测调度性,2004年IEEE计算机协会。
14. m . Bertogna m . Cirinei g·利帕里,”全球的调度算法的调度性分析在多处理器平台上,“IEEE并行和分布式系统,20卷,不。4、553 - 566年,2009页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
15. d . Thakor和a .沙”D-EDF:一种有效的调度算法实时多处理器系统,”世界大会的程序信息和通信技术(WICT 11)IEEE,页1044 - 1049年,孟买,印度,2011年12月。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
16. k·h·金,”real-lime系统对象结构和模拟器”,IEEE计算机,30卷,不。8,62 - 70年,1997页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
17. l . Cingiser和l .马”指定的UML包实时对象,“技术。代表,计算机科学系,罗德岛大学的金斯顿国际扶轮,美国,1998年。视图:谷歌学术搜索
18. m·法勒和d·多丽”扩展object-process方法来处理实时系统”,《面向对象编程,11卷,不。8日,53-58,1999页。视图:谷歌学术搜索
19. t比哈尔语和p . Gopinath”,面向对象的实时系统:概念和例子,”IEEE计算机,25卷,不。12日,25-32,1992页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
20. 答:烧伤和a·威林“实时系统和编程:Ada95,”实时POSIX实时Java和美国,addison - wesley,阅读,质量,第3版,2001年版。视图:谷歌学术搜索
21. r . Grosu m·布罗b . 07, g . Stefanescu“向UML-RT规范的微积分,”第七届OOPSLA学报》研讨会上的行为语义OO业务和系统规范h . Kilov, b . Rumpe和i -西芒,Eds。温哥华,加拿大,1998。视图:谷歌学术搜索
22. b . 07、g . Gullekson和p .病房,实时面向对象建模约翰·威利& Sons,伦敦,英国,1994年。
23. p . Kumarakulasingam和h Saiedian”框架,评估实时面向对象模型的有效性,“信息与软件技术,44卷,不。7,395 - 404年,2002页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索
24. b·库马尔和j . Jasperneite“UML概要文件的建模实时通信协议,”对象技术杂志》,9卷,不。2、178 - 198年,2010页。视图:出版商的网站|谷歌学术搜索

版权

版权©2014在其美国尤Pushpa Manamalli Devasikamani。这是一个开放的分布式下文章知识共享归属许可,它允许无限制的使用、分配和复制在任何媒介,提供最初的工作是正确引用。