바람직 한 실시 예 들 에 따른 원리 는 , 예컨대 컴퓨팅 장치 ( 200 ) 의 태 스 크 를 계획 하 는 운영 체제 스케줄 러 를 위해 사용 될 수 있 지만 , 이러 한 애플리케이션 에 한정 되 지 는 않 는다 . 또 다른 바람직 한 실시 예 들 에 따른 또 다른 적용 분야 는 , 가상 기계 ( VM ) 를 위한 스케줄링 방법 을 갖 는 하이퍼 바이저 시스템 이 다 . 이 경우 , VM 은 예컨대 태 스 크 ( T 1 , .., T 5 ) 와 유사 하 게 계획 된다 . 이 경우 , VM 은 상기 VM 내 에 하나 의 태 스 크 가 준비 되 면 , 실행 할 준비 가 된다 . 이 경우 , 어느 태 스 크 가 VM 의 예산 을 사용 하 는지 는 상관 이 없 다 . VM 내 에 준비 된 태 스 크 ( ready queue ) 의 리스트 가 하이퍼 바이저 에 대해 투명 하 지 않 은 경우 , 태 스 크 가 더 이상 실행 될 준비 가 되 어 있 지 않 다면 , 추가 로 바람직 하 게 VM 내 의 운영 체제 가 하이퍼 바이저 로 도 피드백 될 수 있 다 . 그러면 하이퍼 바이저 는 예산 이 남 아 있 어도 다른 VM 을 계획 할 수 있 다 . 주기 적 인 활성 화 가 정적 으로 공지 되 고 , 하이퍼 바이저 에 의해 고려 될 수 있 다 . 외부 의 산발 적 활성 화 는 하이퍼 바이저 에 의해 조정 된다 . 이 와 같 은 이유 로 , 하이퍼 바이저 에 는 VM 내부 에서 활성 인 태 스 크 가 공지 된다 . 이러 한 메커니즘 은 , 전통 적 인 TDMA 기반 의 스케줄링 방법 에 비해 전체 시스템 의 효율 을 확연히 증가 시킨다 . 이 경우 , 바람직 하 게 는 동일 한 시간 보증 을 준수 하 는 것 이 가능 하 다 . 정적 슬랙 풀 ( SP 1 , SP 2 ) 은 동시 에 바람직 하 게 전체 시스템 보증 의 유연 성 을 증가 시킬 수 있 다 .