Controle do Tr´afego Aperi´odico

O ciclo elementar t´ıpico de uma rede de campo comp˜oe-se de uma fase s´ıncrona e de uma fase ass´ıncrona [33]. No ciclo elementar de durac¸˜ao e, representado pela Fig. 3.22, a fase s´ıncrona ´e reservada para o processamento do tr´afego das vari´aveis peri´odicas e portanto denomina-se janela peri´odica (P W ). A fase ass´ıncrona, denominada janela aperi´odica (AW ), acomoda as subjanelas de tempo que podem ser alocadas para o tr´afego das vari´aveis aperi´odicas com prioridades urgente e normal (U AW , N AW ) e uma subjanela na qual pode ser realizada, se necess´ario, a transmiss˜ao de mensagens (M W ) [1]. 0 tempo UAW NAW MW X PW e t_pw t_uaw t_naw t_mw

SINCRONAFASE ASSINCRONAFASE

Figura 3.22: Janelas de Tempo do Ciclo Elementar

A janela P W e as subjanelas U AW , N AW e M W tˆem prioridades decrescentes, ou seja, uma vez conclu´ıdas as transac¸˜oes peri´odicas, as transmiss˜oes das vari´aveis aperi´odicas ocorrem nas sub- janelas subseq¨uentes, se o tempo restante no ciclo elementar corrente o for suficiente. Portanto o escalonamento do tr´afego em um ciclo elementar dever´a obedecer `a seguinte condic¸˜ao:

No caso de tmw < e uma subjanela de sincronizac¸˜ao (X) ser´a criada no fim do ciclo elementar.

Esta subjanela n˜ao ser´a utilizada para transmiss˜ao de informac¸˜oes associadas `as vari´aveis do sistema. Em vez disso a camada de enlace da rede a completar´a com um padr˜ao de dados para preenchimento do tempo remanescente (padding identifiers), empregando a t´ecnica de inserc¸˜ao de tempo ocioso (ver subsec¸˜ao 2.4.2).

O ´arbitro do barramento controla o tr´afego aperi´odico atrav´es do gerenciamento das filas de requisic¸˜oes residentes em sua camada de enlace, referentes `as transferˆencias pendentes (urgente e normal) e `as requisic¸˜oes em andamento (Fig. 3.23).

REQUISIÇÕES APERIODICAS PENDENTES BARRAMENTOARBITRO DO URGENTE NORMAL MEIO FISICO EM ANDAMENTO FILAS DE FILA DE REQUISIÇÕES

Figura 3.23: Filas de Requisic¸˜oes Aperi´odicas no ´Arbitro do Barramento

De acordo com o mecanismo detalhado na subsec¸˜ao 3.2.4 (Fig. 3.13) a transferˆencia de buf- fers entre estac¸˜oes produtoras e consumidoras de vari´aveis identificadas envolve a realizac¸˜ao de uma s´erie de transac¸˜oes atˆomicas consistindo de pares de quadros ID RQ / RP RQ referentes `as listas de vari´aveis pendentes seguidos de pares de quadros ID DAT / RP DAT correspondentes a cada vari´avel requisitada.

Este mecanismo, que ocorre na janela aperi´odica de um ou de v´arios ciclos elementares consecu- tivos, encontra-se logicamente detalhado atrav´es do Algoritmo 1.

O c´alculo do tempo de resposta de pior caso do tr´afego aperi´odico sera efetuado com base nas seguintes premissas [41]:

1. Tanto a estac¸˜ao produtora como as estac¸˜oes consumidoras de uma determinada vari´avel poder˜ao emitir requisic¸˜oes de transferˆencia aperi´odica desta vari´avel;

Algoritmo 1 Controle do Tr´afego Aperi´odico pelo ´Arbitro do Barramento In´ıcio da janela aperi´odica

while [h´a tempo para processar transferˆencia aperi´odica de buffers] do if [“fila” de requisic¸˜oes em andamento est´a vazia] then

if [h´a requisic¸˜oes de tranferˆencia aperi´odica pendentes] then

ID RQ ⇒ RP RQ(lista) ⇐

else

while [h´a tempo para emitir identificadores de preenchimento] do [emite identificadores de preenchimento]

end while

[fim da janela aperi´odica] end if else ID DAT ⇒ RP DAT ⇐ end if end while

2. Cada estac¸˜ao poder´a requisitar a transferˆencia de uma ´unica vari´avel por quadro RP RQ trans- mitido. Portanto, se o sistema contiver na vari´aveis aperi´odicas, para transmiss˜ao de cada vari´avel ser´a necess´ario o processamento de um par de quadros ID RQ / RP RQ seguido de outro par ID DAT / RP DAT, resultando em um n´umero m´aximo de 2 × na requisic¸˜oes;

3. A transmiss˜ao com durac¸˜ao mais longa (Camax), que ser´a utilizada para calcular o limite su-

perior do tempo de resposta, ´e definida a partir do seguinte conjunto de equac¸˜oes:

CaRQ i = maxi=1,...,na

 len(ID RQ x) + len(RP RQ lista i) tx rate + 2tr



(3.3)

CaDAT i = maxi=1,...,na

 len(ID DAT i) + len(RP DAT valor i) tx rate + 2tr



(3.4)

Camax= max {CaDAT i, CaRQ i} (3.5)

4. Para cada vari´avel aperi´odica existe um intervalo m´ınimo entre requisic¸˜oes, que dever´a ter como limite superior o tempo de resposta de pior caso da vari´avel. Desta forma a transmiss˜ao ser´a caracterizada como espor´adica, de acordo com a definic¸˜ao adotada na subsec¸˜ao 2.6.2;

5. As requisic¸˜oes de transferˆencias aperi´odicas pendentes que estiverem aguardando na fila cor- respondente do ´arbitro do barramento ser˜ao processadas se a “fila” de transac¸˜oes em andamento estiver vazia e se houver tempo suficiente no ciclo elementar correspondente (Algoritmo 1);

6. O instante de ativac¸˜ao (ou de chegada) da requisic¸˜ao de transmiss˜ao de cada vari´avel aperi´odica no ´arbitro do barramento ´e tal que o quadro ID RP com o bit RQ ativado seja emitido no ciclo elementar que resulte na ocorrˆencia do valor m´aximo do “jitter” da vari´avel de maior freq¨uˆencia dentre as vari´aveis peri´odicas produzidas pela estac¸˜ao correspondente.

As metodologias de c´alculo encontradas na literatura [1] [41] em geral decomp˜oem o tempo de resposta da requisic¸˜ao de transmiss˜ao de uma vari´avel aperi´odica produzida pela estac¸˜ao k de uma rede WorldFIP em duas parcelas distintas: uma representa o limite superior do intervalo morto (σk) e a outra leva em conta o tempo de ocupac¸˜ao do meio f´ısico pelas vari´aveis aperi´odicas escalonadas para transmiss˜ao antes da vari´avel considerada (aperiodic busy interval - ABI).

transferência aperiodica ID_DAT(K)

RP_DAT_RQ(valor_K) RP_RQ(A,B)ID_RQ(K) RP_DAT(valor_A)ID_DAT(A) RP_DAT(valor_B)ID_DAT(B) das variaveis A e B

JANELA PERIODICA JANELA APERIODICA

Requisição de

Tempo de Resposta da Transferência Aperiodica da Variavel B

tempo t₀

len(ABI)

σk

Figura 3.24: Tempo de Atendimento de Requisic¸˜oes Aperi´odicas

A Fig. 3.24 representa graficamente o tempo de resposta (Rak) da vari´avel aperi´odica B, mode- lado pela seguinte equac¸˜ao:

Rak= σk + len(ABI) (3.6)

As parcelas que comp˜oem a equac¸˜ao (3.6) tˆem os significados apresentados a seguir:

σk_{- limite superior do intervalo morto, que depende do tempo de transmiss˜ao das vari´aveis}

peri´odicas, definido pela seguinte equac¸˜ao:

σk= T pj + Jvpj+ Cpj (3.7)

onde:

T pj- per´ıodo correspondente `a vari´avel vpj, a qual tem a frequˆencia de ativac¸˜oes mais elevada

dentre as vari´aveis peri´odicas produzidas pela estac¸˜ao k;

Jvpj- valor m´aximo do jitter de comunicac¸˜ao da vari´avel vpj;

Cpj- durac¸˜ao de transmiss˜ao da vari´avel peri´odica j. O valor de Cpj pode ser calculado pela

len(ABI) - tempo de processamento de todas as requisic¸˜oes aperi´odicas que estejam pendentes de

transmiss˜ao na fila do ´arbitro do barramento. Este atraso, que corresponde a um ou mais ciclos elementares, ´e denominado pela literatura como intervalo de ocupac¸˜ao aperi´odica (aperiodic busy interval). Tovar [41] apresenta um algoritmo, sob a forma de pseudo-c´odigo, que pode ser empregado para c´alculo de len(ABI).

Para que haja garantia de escalonabilidade das vari´aveis aperi´odicas do sistema ´e necess´ario que estas sejam definidas como vari´aveis espor´adicas (ver subsec¸˜ao 2.3.2). Ou seja, dever´a ser especi- ficado um intervalo de tempo m´ınimo entre cada duas requisic¸˜oes consecutivas de transmiss˜ao da vari´avel aperi´odica vai, produzida pela estac¸˜ao k. Este tempo poder´a ser calculado pela seguinte

express˜ao:

T ak_i ≥ Rak= σk+ len(ABI) (3.8)