Ethernet Commuté pour Applications Temps Réel - IN2P3 · in2p3, La Londe les Maures, 26 mars 2003...

Ethernet Commuté pour

Applications Temps Réel

YeQiong SONGLORIA – UHP Nancy 1 – INRIA Lorraine

Ecole d’Informatique Temps Réel, in2p3, La Londe les Maures, 26 mars 2003

in2p3, La Londe les Maures, 26 mars 2003 YeQiong SONG 2

PLAN

■ Introduction: Ethernet Industriel vs. Bus de terrain■ Rappel: de Ethernet partagé à Ethernet commuté■ Modèle d’un commutateur, trafic d’entrée et

contraintes temps réel■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés■ Temps de réponse du trafic apériodique■ Etude de cas: acquisition en temps réel des

données via Ethernet commuté■ Conclusion: possibilités et limites


Exigences sur bus de terrain

■ Petits paquets avec temps de réponse borné■ Transfert périodique (deadline < période)■ Trafic sporadique (avec temps de réponse borné)■ Multicast pour synchroniser des actions (contrôle distribué)■ Indication des erreurs temporelles:

◆ Statut de cohérence spatiale (1 ou M vers N)◆ Statut de cohérence temporelle (M vers 1)

■ Couche physique résistante (vibration, CEM, télé-alimentation, …)

■ Faible coût et miniaturisation si pour capteurs/actionneurs


Nouveaux besoins en communication industrielle

■ Implémentation du concept de DCS (Distributed Control Systems) ! plus de données intra-usine et inter-usines à échanger, données multimédia

■ Echanges de données entre applications bureautiques et contrôle-commande ! un même réseau de support, une API commune (COM/DCOM, OPC-XML), utilisation de standards du monde d’Internet (FTP, SMTP, HTTP, …)


Insuffisance des bus de terrain

■ Bien que des solutions existent en encapsulant des paquets IP dans les trames des bus de terrain,

■ Mais:◆ Débit trop faible pour supporter les nouveaux

besoins de communications◆ Difficulté d’interfaçage avec d’autres réseaux◆ API spécifique et protocoles spécifiques " coût

de développement et installation élevé!


Apports d’Ethernet-TCP/IP-API standards

■ Haut débit évolutif (10, 100, 1000 Mbit/s et 10G) en partagé et dédié (full duplex en commuté)

■ Composants fiables et à faible coût grâce à large distribution

■ Coût de formation très réduit■ Bon support des protocoles couches hautes et APIs

standards du monde de IT par les OS (Win, Unix/Linux)■ Bonne flexibilité de déploiement (VLAN, WLAN)■ Fiabilité (en réseau multi-chemins avec STP, fast STP,

trunk link aggregation au lieu d’un bus)■ Télé-opérations grâce à facilité d’interconnexion avec

Internet■ Pas de problème d’interconnexion si tout Ethernet


Quelques approches■ IDA (www.ida-group.org)


Quelques approches

Coupe-feu

Internet

Ethernet

Management

Process control

Field deviceFF HSE (100 Mbps)

FF H1 (31.25Kbps)

Ordinateur

Portabl

Routeur

Serveur

PB

Ordinateur

. . .

Ordinateur

. . . Pon

Pon

Pon

Other fieldbus

■ Foundation Fieldbus (www.fieldbus.org)


Quelques approches■ PROFInet (www.profibus.com) est un logiciel

basé sur: ◆ Ethernet,IP, TCP-UDP (v1.0) et Ethernet,

RTS, RTD (V2.0)◆ COM/DCOM + OPC XML

(www.opcfoundation.org)

Dt1Dt2Dt3Dt4Dt5

Production de données

Mise en trame TCP/IPTransfert de données

Extraction de trame TCP/IP

Consommation de données


Quelques approches■ IEA (www.industrialethernet.com): Ethernet

hardware renforcé + couches hautes des bus de terrain (Modbus, ControlNet)

■ ODVA (www.odva.org): CAN/DeviceNet et Ethernet/DeviceNet (EtherNet/IP)

■ IAONA www.iaona-eu.com (avec IDA et ODVA):◆ Spécification de couches 1 à 4◆ Guide d’installation (téléchargeable depuis le

site)■ Protocole AFDX (ARINC 664, Draft8, Jan. 2002):

Ethernet commuté et UDP


Ethernet pour applications temps réel?

■ Paquets de petites tailles: 64 octets. Mais le faible rendement du protocole est largement compensé par le haut débit

■ Temps de réponse borné. Suppression de collisions grâce à la commutation et full-duplex. En cas de faible charge, commutation « cut-through » réduit le temps de transit. En cas de charge non négligeable " besoin d’une classification des trafics (priorité IEEE802.1p), un ordonnancement et une méthode d’évaluation de temps de réponse


Ethernet pour applications temps réel?■ Gestion du trafic périodique:

◆ Pas de mécanisme prévu mais utilisateur peut implémenter une table de scrutation en maître-esclave

◆ Temps de réponse peut être inférieur à la période si correctement configuré " ordonnancement FP non-préemptif

■ Trafic sporadique: traité comme périodique■ Multicast: naturellement supporté à la couche 2 mais

impossible avec UDP/TCP sauf un modèle publisher/subscriber implémenté au dessus

■ Contrôle d’admission: protocole SBM■ Cohérence temporelle et spatiale: non prévue■ Couche physique: réadaptée pour milieu industriel■ Coût et dimension: coût faible; carte miniaturisée en

proposition


PLAN

■ Introduction: Ethernet Industriel vs. Bus de terrain

■ Rappel: de Ethernet partagé à Ethernet commuté

■ Modèle d’un commutateur, trafic d’entrée et contraintes temps réel

■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés■ Temps de réponse du trafic apériodique■ Etude de cas: acquisition en temps réel des données via

Ethernet commuté■ Conclusion: possibilités et limites


Carte Ethernet

Extrait du Cours Cisco


Paires torsadées

1 2 3 4 5 6 7 8

1 Tx + Blanc – Orange2 Tx – Orange3 Rx + Blanc-Vert456 Rx - Vert78


Full-duplex [IEEE802.3x]


Full-duplex vs. Half-duplex

Half-duplex Full-duplexLmin Lmax IFG Slot

timeLmin Lmax IFG Slot

time

10M 64+8 1518+8 96 bits 51,2 µs 64+8 1518+8 96 bits 51,2 µs

100M 64+8 1518+8 96 bits 5,12 µs 64+8 1518+8 96 bits 5,12 µs

1G 512+8 1518+8 96 bits 4,096 µs 64+8 1518+8 96 bits 0,512 µs


Médium partagé vs. commutation

Hu

Ordinateur

Ordinateur

01101

t

Forwarding delay= frame length/line speed

HUB

Pon

Ordinateur

01101

01101

Ordinateur

t

Forwardingdelay

Forwardingdelay

Switch latency + buffering

SWITCH


Augmentation du débit

Extrait du Cours Cisco


Modes de commutation

1 0 .. .1 0 1 0 P re a m b le

1 0 1 0 1 0 1 1 S F D

D A D S A D T y p e D a ta /J a m C R C

4 6 -1 5 0 0 1 6 7 b y te s 6 2 4

C u t - th ro u g h F ra g m e n t

f r e e

A f te r th e 6 4 th b y te S to r e &

fo rw a rd

Non effectif quand messages sont bufferisés:

Buffer par port ou global (shared memory buffering):


Contrôle de Congestion

■ Problème: débordement de buffer■ Solutions

◆ IEEE802.3x “Pause command” pour full-duplex◆ “Back pressure” (collision provoquée) pour half-

duplex

■ À ne pas utiliser si l’application exige du déterminisme


Priorité

■ Priorité basée sur adresse MAC et N°Port■ Priorité selon IEEE802.1p/Q (Frame tagging,

Traffic class, Mapping table)

User priority CFI VID (VLAN Identifier)

3 bits 1 bits 12 bits

Canonical Format Indicator

TPID = 0x8100

16 bits

10...1010 Preamble

10101011 SFD

DAD SAD Type Data/Jam CRC

46-1500 1 6 7 bytes 6 2 4

Tag

4


Priorité – IEEE802.1p

1. Background (bulk transfers)2. Spare0. Best Effort3. Excellent Effort

4. Controlled load5. Video (délai < 100 ms)6. Voice (délai < 10 ms)7. Network control

Traffic classes

Mapping tableHandled traffic classes

1 2 3 4 5 6 7 8

User priority

01234567

0 0 0 1 1 1 1 20 0 0 0 0 0 0 00 0 0 0 0 0 0 10 0 0 1 1 2 2 30 1 1 2 2 3 3 40 1 1 2 3 4 4 50 1 2 3 4 5 5 60 1 2 3 4 5 6 7


VLAN et STP

■ VLAN supporte:◆ Limitation du trafic de diffusion◆ Renforcement de Securité◆ Priorité (IEEE802.1Q tagging)

■ STP (Spanning Tree Protocol) et Fast STP améliorent la fiabilité en exploitant les chemins multiples◆ Attention: reconstruction d’un ST peut prendre du

temps! (30 s par défaut mais paramétrable)◆ Pour Fast STP, ce temps est de l’ordre de 3 s


WLAN (IEEE802.11) et Ethernet■ Flexibilité en implantation du réseau■ Seul le mode infrastructure est apte à temps réel

Mode Ad HocMode Infrastructure


QoS dans Ethernet

■ Paramètre de QoS:◆ Bande passante (ou débit): maximum et moyen◆ Délai: de bout en bout, gigue◆ Fiabilité: taux de pertes

■ IEEE802.1p ne fournit que la priorité. ◆ Garantie statique: calculer a priori un pire temps

de traversé sous ordonnancement à priorité fixe (et WFQ)

◆ Garantie dynamique: CAC■ Protocole SBM (Sub Bandwidth Manager), IETF

RFC 2814

27

SBM Overview


SBM Overview DSBM Election

1- DSBM Election

SBM entity : Prio =255



SBM entity : Prio =30I_AM_DSBM

I_AM_DSBMI_AM_DSBM

I_AM_DSBMI_AM_DSBM

I_AM_DSBM

I_AM_DSBM I_AM_DSBMI_AM_DSBM


SBM Overview DSBM Initialization

● Static configuration ● Available Bandwidth

● Negotiation of Link Speed● Discovery of Link Capacity


WAN 2 TCP/IP

WAN 1 TCP/IP

WAN 3 TCP/IPShared LAN / EthernetRouter R3

Host BHost CRouter R2

Host A

Router R1

DSBM

SenderX

SBM OverviewSteps For Admission Control

RESV PATH

Process PATH Message● PATH builds PATH State● Remember PHOP L2/L3 address (R1)● Inserts its self as intermediate node

RESV PATH message{AD_IP_X, …., AD_IP_R1,AD_IP_DSBM}


WAN 2 TCP/IP

WAN 1 TCP/IP

WAN 3 TCP/IPShared LAN / EthernetRouter R3

Host BHost CRouter R2

Host A

Router R1

DSBM

SenderX

SBM Overview Steps For Admission Control

RSVP

RESV

RESV_ERR messagerequest cannot be granted

RESV messagerequest can be granted


Architecture interne d’un commutateur

■ Matrice (e.g. Cross-bar)■ Bus TDMA■ Mémoire partagée (Shared memory)

◆ Input buffering vs. Output buffering [Karol et al. 87]◆ Full wire speed (no blocking)◆ Per port output buffer vs. Global output buffer◆ Priority queues


QCM

Juste un petit test avant d’aller plus loin


PLAN

■ Introduction: Ethernet Industriel vs. Bus de terrain■ Rappel: de Ethernet partagé à Ethernet commuté

■ Modèle d’un commutateur, trafic d’entrée et contraintes temps réel

■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés■ Temps de réponse du trafic apériodique■ Etude de cas: acquisition en temps réel des données via



Commutateur à mémoire partagée et avec buffer à la sortie

■ Latence des traitements (borne sup)◆ Classification du trafic◆ Recherche d’@MAC destination

■ Délai de bufferisation (dépend de la charge, peut être aléatoire ou borné)

1 . . . N

N ports d’entrée N Cartes Ethernet

RAM N ports de sortie

Commutateur

N Cartes Ethernet

1 . . . N

Analyse d’@ MAC destination et Recherche dans table de commutation Classification de trafic

.

.

.

.

.

.

Prog. de commutation

Buffers de transmission

Buffers de réception


Modèle d’un commutateur

I1

≥ d Ij

IN

O1

Om

ON

S1

Sj

SN

pj1 pjm

pjN

s1

sm

sN


Délai de bufferisation

Evaluation du délai dépend de la connaissance sur le flux d’arrivée◆ Pour flux périodique ou sporadiquement périodique,

l’analyse de l’ordonnançabilité [Lehoczky90] fournit le pire délai

◆ Pour flux (σ,ρ)-borné, l’approche Network calculus [Cruz91] fournit la borne supérieure du délai

◆ Pour flux apériodique (aléatoire), M/G/1 peut fournir des résultats

Etude du système se réduit à l’étude d’une file d’attente d’un port de sortie:


PLAN

■ Introduction: Ethernet Industriel vs. Bus de terrain■ Rappel: de Ethernet partagé à Ethernet commuté■ Modèle d’un commutateur, trafic d’entrée et contraintes

temps réel

■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique

■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés■ Temps de réponse du trafic apériodique■ Etude de cas: acquisition en temps réel des données via



Evaluation du délai du pire cas pour temps réel dur (HRT)

■ Hypothèses:◆ M sources périodiques

(M £ N) classées en P priorités (P £ 8) et destination à la même sortie (i.e., on connaît l’application !)

◆ Ordonnancement à PF■ Notation:

Prior=1

S1

Sk1

SK1

Prior=i

Prior=P

S1

Ski

SKi

S1

SkP

SKP

{Ci(ki), Ti(ki), Di(ki)}avec ki = 1, 2, �, Ki

i = 1, 2, �, P


Cas du Ki = 1 (i = 1, 2, …, P) et Di £ Ti

■ Chaque source a une priorité unique■ Exemple du pire cas

00 06 12 18 24 30 36 42 48 ...

1

2

3

4

i Ci Ti Ri 1 6 12 12 2 6 30 24 3 6 30 48 4 6 90 96


Mise en équation■ Méthode: analyse de l’ordonnançabilité [Tin94]■ TdR du pire cas de priorité m : Rm = Cm + Im

11

1

nmn mm m j

j j

II B CT

−+

=

= +

∑

00 =mI• Calcul récurrent : nm

nm II =+1

• Condition de convergence : 11

≤∑=

m

i i

iTC

• Exercice: vérifier l’exemple en prenant [ ] 1x x= +


Application sur l’exemple (exercice)1 21 1 1 10I B I I= + = =

1 1 1 12R I C= + =

12 2 1 2 1

0 1212

I B C B C = + = + = 22 2 1 2 1

12 2 1812

I B C B C = + = + = 3 22 2 1 2 1 2 2

18 2 1812

I B C B C I I = + = + = = =

2 2 2 24R I C= + =


Application sur l’exemple (exercice)13 3 1 2 3 1 2

0 0 1812 30

I B C C B C C = + + = + + =

23 3 1 2 3 1 2

18 18 2 2412 30

I B C C B C C = + + = + + = 33 3 1 2 3 1 2

24 24 3 2412 30

I B C C B C C = + + = + + = 43 3 1 2 3 1 2

30 30 3 2 3612 30

I B C C B C C = + + = + + =

53 3 1 2 3 1 2

36 36 4 2 4212 30

I B C C B C C = + + = + + =

6 53 3 1 2 3 1 2 3 3

42 42 4 2 4212 30

I B C C B C C I I = + + = + + = = = 3 3 3 48R I C= + =


Cas du Ki > 1 et Di quelconque

■ Une trame de priorité i peut aussi être bloquée par une autre trame de la même priorité◆ Trames issues des autres sources classées dans

la même priorité◆ Cumul des trames issues de la même source

mais n’ont pas été envoyées à l’arrivée de la trame en question

■ Quel est le pire cas?


Examiner une « busy period »

■ « Busy period » démarre avec le pire cas précédent■ Calculer le délai Ri,k(ki) pour tous les k (k = 1, 2, …)

trames transmises durant la « busy period »■ « Busy period » s’arrête quand on rencontre Ri,k(ki) <

Ti(ki)■ Le max des Ri,k(ki) correspond au pire délai

1 1 1

( )1

( )

j

j

Ki ij j

jj j k j j

C kT k

ρ= = =

= ≤∑ ∑∑

■ « Busy period » de niveau i a une durée finie si:


Mise en équation

0

1 1

( ) ( )j

j

Ki

i i i j jj k

I k B C k= =

= +∑∑

1

1 1

( )( ) ( ) ( )( )

j

jj i

K nin i ii i i i i j j

j k j jk k

I kI k B kC k C kT k

+

= =≠

= + +

∑ ∑

, ( ) ( ) ( 1) ( )i k i i i i iR k I k k T k= − −

On s’arrête quand Ri,k(ki) ≤ Ti(ki)

,( ) max { ( )}i i k i k iR k R k=


Exemple (Ki = 1 et Di quelconque)

On remarque que dans ce cas:1

1

1

( )( ) ( ) ( )( )

nin i ii i i i i j j

j j j

I kI k B kC k C kT k

−+

=

= + +

∑

i Ci Ti Di 1 30 100 100 2 40 150 150 3 50 250 300 4 40 400 300

R3,1 = 260 > T3R3,2 = 130 < T3

R3 = max(260, 130)

Un exemple


Exemple (Ki = 1 et Di quelconque)■ Pour k=1 (1er paquet de la « busy period »)

◆ I0 = B + C1 + C2 + C3 = 40 + 30 + 40 + 50 = 160◆ I1 = 40 + 50 + 160/10030+ 160/150 40 = 230◆ I2 = 40 + 50 + 230/10030+ 230/150 40 = 260◆ I3 = 40 + 50 + 260/10030+ 260/150 40 = 260 = I2◆ R3,1 = 260 > T3 = 250

■ Pour k=2 (2ème paquet de la « busy period »)◆ I0 = 260 + 50 = 310◆ I1 = 40 + 2x50 + 310/10030+ 310/150 40 = 380◆ I2 = 40 + 2x50 + 380/10030+ 380/150 40 = 380 = I1◆ R3,2 = 380 – 250 = 130 < T3 = 250 (fin busy period)

■ R3 = max(260, 130)


Extension pour inclure les gigues J

0

1 1

( ) ( )j

j

Ki

i i i j jj k

I k B C k= =

= +∑∑

1

1 1

( ) ( )( ) ( ) ( )

( )

j

jj i

nKii i j jn

i i i i i j jj k j j

k k

I k J kI k B kC k C k

T k+

= =≠

+= + +

∑ ∑

, ( ) ( ) ( 1) ( )i k i i i i iR k I k k T k= − −

On s’arrête quand Ri,k(ki) ≤ Ti(ki)

,( ) max { ( )}i i k i k iR k R k=


PLAN


temps réel■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique

■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés

■ Temps de réponse du trafic apériodique■ Etude de cas: acquisition en temps réel des données via



Borne du temps de réponse des flux (σσσσ,ρρρρ)-bornés

■ Chaque flux est caractérisé par une rafale σi et un débit moyen ρi (au lieu de Ci, Ti, Di, Ji) avec une fonction d’arrivée de travail pour tout t > s :

■ Pour un serveur de vitesse c bit/s, relation entre modèle de tâche et modèle de (σ,ρ):

( ) ( ) ( ) 0i i i iF t F s t s s tσ ρ− ≤ + − ∀ ≤ ≤

ii

i

C cT

ρ =

( )ii i i

i

C c T JT

σ = +

L'effet de la gigue

-50

0

50

100

150

200

250

300

-22 -20 -18 -16 -14 -12 -10 -8 -6 -4 -2 0 2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 22 24 26 28 30 32 34

Qtt Travail Arrivée J= 8 Qtt Travail Arrivée J=0Pente Optimale J=8 Pente Optimale J=0

σ2σ2σ2σ2

σ1σ1σ1σ1


Borne du temps de réponse du modèle (σσσσ,ρρρρ)

■ Application directe des résultats de l’approche « network calculus » de l’Internet (ref. Le Boudecet Thiran: http://ica1www.epfl.ch/PS_files/NetCal.htm)

( )11

max 1

1

maxi

j i j N jj

i i

jj

R

c

C cσ

ρ

+ ≤ ≤=

−

=

+

=

−

∑

∑


PLAN


temps réel■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés

■ Temps de réponse du trafic apériodique

■ Etude de cas: acquisition en temps réel des données via Ethernet commuté

■ Conclusion: possibilités et limites


Evaluation du délai avec flux apériodique■ Hypothèses: taille de trame constante, pij = 1/N■ Flux d’arrivée non standard à cause de « ≥ d »■ Deux approximations

◆ Bernoulli, Binomial (temps discrétisé ou « slotted »)◆ Poisson (d " 0)

I1

≥ d Ij

IN

O1

Om

ON

S1

Sj

SN

pj1 pjm

pjN

s1

sm

sN


Distribution de proba. du délai pour SRT

■ Flux de Poisson, M/D/1■ Flux Binomial [extension de Karol87]■ Comparaison


Poisson arrival case

■ Buffering delay distribution:

With:

−−

+= ∑−

= TcTcktpptWq k

k

nn

)1(][1

0

,.....2,1)1( =≤≤− kkTctTck

ρ−=10p

)1)(1(1 −−= ρρ ep

,...3,2)!(

)()()1()1(1

1=

−−+−

−= ∑=

−−−n

jnejnjjp

n

j

jjnjn

n

ρρρρ

;


Poisson arrival caseP[W q <= t ] in M /D/1 q u e u e

0

0 ,2

0 ,4

0 ,6

0 ,8

1

1 ,2

0 *T c 1 *T c 2 *T c 3 *T c 4 *T c 5 *T c 6 *T c 7 *T c 8 *T c

ρ = 0 , 1 ρ = 0 , 2ρ = 0 , 3 ρ = 0 , 4ρ = 0 , 5 ρ = 0 , 6ρ = 0 , 7 ρ = 0 , 8ρ = 0 , 9


Binomial arrival case

■ Hypothesis:◆ Constant frame length = 1 slot time◆ Bernoulli process with p frame per slot per input port◆ Probability 1/N to destine to an output port

■ Buffering delay distribution:

1 1

0 0

0 1

1[ ] ( ( ))

1 ( 1)( ( ))

k m

q n im n i k n

k

n in i k n

P W t p ap

t k Tp ap T

− − ∞

= = = −

∞

= = + −

≤ = +

− −+

∑ ∑ ∑

∑ ∑


Binomial arrival case (ctd)

■ With:

)1()()(][PrNp

Np

iNiAoba

iNi

i −−

===

00

1[ 0] pp P Qa−= = =

0 11 0

0

1[ 1] a ap P Q pa

− −= = =

11

20 0

1[ ]n

in n n i

i

aap P Q n p pa a− −

=

−= = = −∑ for n ≥ 2


Binomial arrival case (ctd)

P[Wq<=t] M/D/1 Binomial Arrival w ith N=8

0

0,20,4

0,60,8

11,2

0*Tc 1*Tc 2*Tc 3*Tc 4*Tc 5*Tc 6*Tc

ρ=0,1 ρ=0,2ρ=0,3 ρ=0,4ρ=0,5 ρ=0,6ρ=0,7 ρ=0,8ρ=0,9


Comparaison Poisson - Binomial

P[Wq<=t] with ρρρρ = 0.9

00,20,40,60,8

1

1 2 3 4 5 6 7

N=8

N=2

Po isso n


PLAN


temps réel■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés■ Temps de réponse du trafic apériodique

■ Etude de cas: acquisition en temps réel des données via Ethernet commuté



Etude de cas: acquisition des données■ 5 capteurs envoient des données de taille 1250 octets

et avec périodes: 2, 5, 5, 30 et 30ms■ S4 et S5 sont classifiés en priorité P4■ Question: un switch de 10Mbit/s peut-il garantir Ri < Ti

pour i=2 et 3 ? Commutateur Ethernet

cpu

S1

S2

S3

S4

S5

Serveur P1 P2 P3 P4


Etude de cas: calcul du pire temps de réponse

■ Pour i = 1, 2, 3, 4, 5, Ci = 1250*8/10.106 = 1 ms. On a :

i Ci Ti Ri

1 1 22 1 53 1 54 1 155 1 15


Etude de cas: calcul du pire temps d’attente

■ Pour m = 2 et 3, on a vérifié que . Ce temps d’attente est donc borné

■ Le pire temps d’attente : Rm = Cm + Im avec

■ En cours nous avons traité un cas similair avec:

11

mi

i i

CT=

≤∑

11

1

nmn mm m j

j j

II B CT

−+

=

= +

∑

i Ci Ti Ri 1 6 12 12 2 6 30 24 3 6 30 48 4 6 90 96


Etude de cas: calcul du pire temps d’attente

■ Le pire temps d’attente dans le commutateur:

i Ci Ti Ri

1 1 22 1 53 1 54 1 155 1 15

248


Etude de cas: calcul du pire temps de réponse

■ Délaitransf-m2 = 1140 + 4000 = 5140 µs■ Délaitransf-m3 = 1140 + 8000 = 9140 µs

2 2*50 1000 40 1140transf p m r m m mDélai T C T R R R= + + + = + + + = +


Un exemple d’installation (extrait de IAONA guide d’installation)


PLAN


temps réel■ Temps de réponse du pire cas du trafic périodique■ Borne du temps de réponse des flux (σ,ρ)-bornés■ Temps de réponse du trafic apériodique■ Etude de cas: acquisition en temps réel des données via

Ethernet commuté



Marché et produits

■ Pour Ethernet Industriel, voir le site:http://ethernet.industrial-networking.com/Aussi le guide d’installation de IAONA

■ Pour Ethernet d’entreprise, voir Réseaux & Télécoms, n°197, 12 avril 02, www.reseaux-telecoms.net

■ Quelques installations (par Hirschmann):◆ Jaguar – Ford (Halewood, UK)◆ BP Chemicals (Baglan Bay, South Wales, UK)

Ethernet Commuté pour Applications Temps Réel - IN2P3 · in2p3, La Londe les Maures, 26 mars 2003...

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