книги / Автоматизация конструкторского проектирования в радиоэлектронике и вычислительной технике. Автоматизация конструкторского проектирования вычислительной техники
.pdfРис. 4. Диаграмма изменения числа нестрассированных соединений при оптимизации по критерию /у
Полученные экспериментальные данные показывают, что с минимизацией загруженности максимально загруженной об ласти процент нестрассированных соединений постепенно сни жается (с 4,15 до 1,51) (см. рис. 4). При этом ожидаемая суммарная длина соединений (>^ ) (см. рис. 3) имеет тенден
цию к увеличению (приблизительно на 15%). Заметим, что по стоянное уменьшение значений при этом наблюдалось только для критерия и в какой-то степени - для критерия Fg (в этом случае рассматривались сечения, а не их отрезки). При этом загруженность максимально загруженного сечения (t~) не всегда уменьшалась, а после некоторых итераций даже уве
личилась. |
|
|
|
|
При |
оптимизации размещения по критерию /? значения кри |
|||
териев |
*5} |
*з подсчитывались и с |
оценкой загруженно |
|
сти отдельных частей сечений. В этом случае постепенное |
||||
уменьшение-значений наблюдалось и для критериев |
||||
TiaotoopOT, при |
минимизации |
или |
уменьшались и значе |
|
ния £r j Fj . Таким образом, |
критерии |
(оценивая загру |
41
женность отдельных отрезков сечений), Fg и f 7 коррелируются между собой, и их минимизация способствует улучшению ре зультатов трассировки. Следовательно, эти критерии целесооб разно применять для построения размещения.
Кроме уменьшения процента нестрассированных соединений при размещении с использованием одного из критериев F0 /г у Fr jF# получено снижение средней длины каждой реализованной трассы и незначительное уменьшение числа межслойных пере ходов.
Интересно отметить, что при оптимизации размещения по критерию когда минимизировалась загруженность максималь но загруженного сечения (а не отрезков сечений), снижение числа нестрассированных соединений наблюдалось не всегда. Это подтверждает тот факт, что за счет неравномерной загру женности отдельных частей сечений, в некоторых из этих ча стей проведение всех трасс становится затруднительным.
Ли т е р а т у р а
1.СЕЛЮТИН В.А. Машинное конструирование электронных
устройств. - М.: Сов. радио, 1977 . - 3 84 с.
2. АБРАЙТИС Л.Б., ЖИЛЯВИЧЮС В А . Исследование эф фективности алгоритмов размещения. - В кн.: Вычислительная техника, Каунас, 1971* т. 2, с. 8 6 -9 3 .
’ 3. АБРАЙТИС Л.Б., ЖИЛЯВИЧЮС В.А. Дополнительные экспериментальные исследования алгоритмов размещения эле
ментов. - В кн.: Вычислительная |
техника, Каунас, |
1 9 7 2 , |
т. 3, с. 3 5 4 -3 5 9 . |
. |
|
4. CIAM PI P.L . A sy ste m |
for so lu tio n |
o f th e p la |
c e m e n t p roblem . —Pjroc. 12 th D e sig n -A u to m a tio n C onf., 197 5 , pp. 3 1 7 -3 2 3 .
5. ГИНЗБУРГ Б.Д. Алгоритм размещения модулей на пла те. - Обмен опытом в радиопромышленности, 1972, выл. 4 ,
с* 3 1 -3 3 , |
M in -C u t p lac e m e n t. |
- J o u r n a l |
6. BREUER, М.А. |
||
of D e sig n A utom ation |
an d F a u lt- T o le r a n t |
com puting,, |
1977, v. 1, N r. 4, pp. 3 4 3 -3 6 2 .
7. ЖИЛЯВИЧЮС, B.A., БАЛТРУШАЙТИС Р.Й. Минимиза ция перегруженных областей монтажного пространства при раз мещении. - В материалах краткосрочного семинара "Машинные методы проектирования электронно-вычислительной аппарату ры". - Л.: ЛДНТП, 1981, с. 4 5 -4 9 .
4 2
8, |
ODAWARA V., IIJIMA K ., etal. |
P A S -L O P ; |
An |
||||||
autom atic |
m odule lo catio n |
sy ste m |
for PW B, - |
P ro c . |
|||||
18 th |
D esig n |
A utom ation |
Conf., 1981, |
pp. |
1 5 3 -1 5 9 . |
||||
9. |
SU EN |
L. A |
s ta tis tic a l m odel for |
n et |
length |
||||
estim atio n . |
- |
P ro c . |
18 th |
D esig n -A u to m atio n |
Conf., |
||||
1981, |
pp. |
7 6 9 -7 7 4 . |
|
|
|
|
|
|
УДК 6 8 1 .3 .8 2
МАТЕМАТИЧЕСКИЕ ОЦЕНКИ СТРУКТУР ДАННЫХ В ОПЕРАТИВНОЙ ПАМЯТИ ДЛЯ ИНТЕРАКТИВНЫХ САПР
Е.Г. Ойхман
Введещге,
При разработке информационного обеспечения интерактив ных графических систем проектирования на малых ЭВМ особое значение имеет организация данных в оперативной памяти. Размещение всех данных в оперативной памяти необходимо как при графическом диалоге, где требуется двойственное представ ление данных - в дисплейном файле и базе данных [1 ]- так и при решении задач в автоматическом режиме, что позволяет резко сократить время их выполнения и дает возможность ор ганизовать качественно новый режим проектирования, основан ный на произвольном чередовании ручного и автоматического этапD B .
Для проектирования структур данных в оперативной памя ти целесообразно применить методику, основанную на следую щих положениях:
- инфологическая модель [2 ] описывается с помощью ап парата теории множеств и бинарных отношений;
-логическая структура данных повторяет структуру мо
дели; .
-переход от логической структуры к физической осущест
вляется на основе формальных методов реализации множеств и бинарных отношений в памяти ЭВМ.
Основная идея такого подхода состоит в том, чтобы на этапе создания инфэлэтической модели иметь возможность ее
43
оценки с точки зрения физической организации данных без де тальной проработки физической структуры. Это позволяет зна чительно сократить сроки проектирования структур данных в оперативной памяти. Основными критериями, по которым оце ниваются модели, являются объем занимаемой памяти, а также время поиска и обновления данных. Таким образом, для обос нования указанной методики необходимо исследовать способы реализации множеств и бинарных отношений в памяти ЭЪ^А и выработать для них количественные оценки^по объему памяти и времени поиска и обновления данных.
1. £еалиэеуушя^
Реализация бинарного отношения сС :Х—>*У требует допол нительной памяти помимо той, чт D отводится под множества
X и У-
Исследованные в работе [3J методы реализации бинарных отношений основаны на предпосылке о том, что множества яв ляются неизменяемыми. Полученные в [3] оценки объема па мяти можно Улучшить [4}, если применить принцип трансфор мации множества образов. Согласно этому принципу допусти мо видоизменение множества образов, т.е. замена у на неко торое множество 'i/f с целью уменьшения общего объема зани маемой памяти.
При реализации отношения типа /,-м (обратного к отобра жению) множество у переупорядочивается в порядке следова ния образов оС(X) СХ€Х) и Для каждого х дополнительно вводится ссылка на начало описания рССХ)с. У, В этом случае оценка объема дополнительной памяти^аналогична той, что
получается |
при реализации |
отображения: |
|
4с ^ |
Carc/Л j |
где |
размер ссылки на элемент множества У jCitfЛ / • |
|
- |
число элементов в множестве / . |
|
Реализация отношения типа М'-М связана с заменой У на |
||
множество |
УГ/ представляющее собой дизъюнктное объедине |
ние множеств сС (х)лъ котором все повторяющиеся элементы, кроме одного, заменены ссылками на этот оставшийся. Ана
логичным образом дополнительно для каждого |
вводится |
адресная ссылка на модифицированное множество |
ос cxj с: у . |
В этом случае объем дополнительной памяти оценивается сле дующим образом:
4 4
X4R CardX+fa CCaretZ~Cara У) |
||
oC |
£ |
о |
где В - график бинарного отношения. |
||
Заметим, |
что инфологическая модель не всегда допускает |
трансформацию множества образов (например, если оно уже упорядочено каким-то другим образом). В этом случае для каждого хе X можно сформировать множество ссылок на элементы*' jrf*ccx)cУ и упорядочить дизъюнктное объединение та ких множеств ссылок. В этом случае объем дополнительной памяти оценивается*известНой рЗ, 4 J формулой:
^CastfX+ t ? y
|
2. |
|
|
|
|
|
Пусть |
- |
бинарное |
отношение. Рассмотрим сле |
|||
дующие основные транзакции, связанные |
с этим отношением: |
|||||
- |
поиск множества |
образов *tcxJnnn |
заданного элемента |
|||
иг еХ |
' |
y e * exjjудовлетворяющего условию |
||||
- |
поиск элемента |
|||||
где а |
- требуемое значение вторичного ключа; |
|||||
- |
вставка/уда’ление |
элементов |
X или у |
• |
||
- |
вставка/удаление |
элементов графика |
t |
Первые две транзакции относятся к транзакциям поиска; вторая пара - к транзакциям обновления. Рассмотрим транз акции обновления. Прежде всего заметим, что удаление эле
ментов |
из |
х или У |
связано с необходимостью удаления эле |
ментов |
из |
графика £ |
отношения оС} что определяется требо |
ванием минимальной избыточности [5].
Наиболее простой способ организации данных в оператив ной памяти - хранение их в одном* общем буфере. В этом слу чае вставка или удаление элементов некоторого множества сводятся к сдвигу данных в оперативной памяти, время выпол нения которого zfо пропорционально объему памяти й/узанимае мой данными:
где Д |
- |
длина цикла пересылки; |
~ |
- |
среднее количество пересылаемых данных (число |
^машинных слов). Лля СМ-4 К~2, поэтому
£> « и/
Для других способов физической организации данных вре мя t Q может быть улучшено (например, можно использовать два буфера, расширяемых навстречу друг другу и т.ц.). Таким
образом, для |
t a справедлива |
оценка по наихудшему случаю: |
|
|
г?в 4 |
W |
|
то есть доказана следующая лемма: |
|
||
Лемма *1 |
Количество машинных команд СМ-4, |
необходи |
|
мое для выполнения вставки |
или удаления элемента |
любого |
множества не превосходит числа машинных слов, занимаемых
хранимыми в оперативной памяти данными. |
|
|
|
Для оценки времени поиска введем величину |
- число |
машинных команд' необходимое для вычисления ссылки. |
||
|
Лемма 2. Поиск множества образов оС сх)требует не бо |
|
лее |
команд. |
|
|
Доказательство. Во всех случаях реализации бинарного от |
|
ношения со, кроме последнего, для доступа к оС (х) |
необходимо |
вычислить не более одной ссылки, а в последнем - не более 2, что и доказывает лемму.
Лемма 3. Поиск элемента yeac*) по заданному значению вторичного ключа можно выполнить за ^ команд, где t* оценивается по формуле:
tK |
/пах Cfa/Svc cxj), |
|
в которой А - суммарное |
число команд, требуемых |
для пере |
хода к очередному элементу из«С(^и вычислен*: |
• |
|
Доказательство. Для отображения C arets cxj - |
поэтому |
поиск элемента занимает столько же команд, сколько доступ к oCCXJ.Bo всех остальных случаях имеется упорядоченность либо элементов У., либо ссылок на них, либо элементов сме шанного множества У^сэстоящего из элементов у и ссылок на эти элементы. В силу упорядоченности элементы находятся последовательным поиском. Количество последова тельных переходов после доступа к множеству©сГитоне превос ходит Сагс/dCCx) и тем более maxfCarddiQo) Применение леммы 2 завершает доказательство. *
Заклю^пге.
Полученные оценки относятся к 'прямому " поиску, связан-
4 6
ному с вычислением оС(Л).Транзакции "обратного* поиска, свя
занные с вычислением оСт/су) |
обеспечиваются путем вве |
||
дения в модель бинарного |
отношения |
У —+ х j для которо |
|
го применимы описанные |
оценки. |
|
|
Оценка модели может дать неудовлетворительный резуль тат с точки зрения размещения данных в оперативной памяти малой ЭВМ» В этом случае модель должна быть преобразова на с целью улучшения ее оценок. Эта задача может быть по ставлена как задача бикритериальнэй оптимизации. Приведен ные оценки по времени поиска показывают, что если для всех отношений cCj входящих в модель, CartfoC CXJ невелико, то для решения этой задачи можно применить метод выделения глав ного критерия - объема занимаемой памяти.
Изложенная методика, основанная на формальных оценках по объему памяти и времени поиска и обновления, использова на при проектировании структуры данных о принципиальной
электрической схеме для интерактивной |
САПР на СМ-4 |
|
МАГИСТР [6]. Разработанная |
структура данных позволяет раз |
|
местить в оперативной памяти |
данные о схемах, содержащих |
|
до 500 электрорадиоэлементов |
и до 3 000 |
соединений, и обес |
печить быстрое выполнениенеобходимых транзакций.
Ли т е р а т у р а
1.ГИЛОЙ В. Интерактивная машинная графика. Пер. с англ. М.: "Мир", 1981, 380 с.
.2 . БОЙКО В.В., САВИНОВ В.М. Проектирование информа ционной базы автоматизированной системы на основе СУБД. М.: Финансы и статистика, 1982.
3. АБРАЙТИС Л.Б., ШЕЙНАУСКАС Р.И., ЖИЛЯВИЧУС .В.А Автоматизация проектирования ЭВМ: Автоматизированное тех ническое проектирование конструктивных узлов цифровых уст
ройств. М.: C D B . радио, 1978, 272 с.
4. ОЙХМАН Е.Г., ЗЮЗИН Ю.В., НОВОЖЕНОВ Ю.В. Мето ды оценки структуры данных в интерактивных графических си стемах на СМ ЭВМ. - Автоматизация технического проекти рования цифровой структуры. Тезисы докладов республиканской научно-технической конференции. Каунас, 1984, с, 4 9 -5 0 .
5. МАРТИН Дж. Организация баз данных в вычислитель ных системах. Пер. с англ. М.: "Мир", 1980. 662 с.
4 7
6. ОЙХМАН Е.Г., ЗЮЗИН Ю.В., НОВОЖЕНОВ Ю.В. Моцель представления данных в базе данных интерактивной гра фической системы. - Электронная техника. Серия 9. Экономи ка и системы управления, 1 9 8 4 , N? 1(50), с, 4 2 -4 5 .
УДК 5 1 9 .8
МЕТОД КОМПОНОВКИ ГРУПП НА ОСНОВЕ МНОГОКРАТНОГО РЕШЕНИЯ ВСПОМОГАТЕЛЬНОЙ ЗАДАЧИ О НАЗНАЧЕНИЯХ
В.А. Ш ту йкис
Введение и постановка задачи. Группировать объекты, меж ду которыми установлено некоторое отношение, приходится ча сто. Примерами таких задач являются: компоновка элементов логической схемы в ячейки; распределение совокупности радио деталей (РД) по рабочим местам (автоматам, роботам) с це лью сборки блоков аппаратуры из РД определенного типа-; объ единение программных моделей, содержащих внутри себя часть однотипных в некотором смысле элементов (процедур, описа ний, операции), в более крупные модули и др.
Будем рассматривать такую задачу компоновки, когда не обходимо: 1) объединить в группы объекты (они названы бло ками), состоящие из множества элементов разных типов, при чем не вес* типы элементов встречаются в каждом блоке, но, возможно, элементы того же типа имеются в разных блоках; 2) за критерии принять минимум (максимум) суммы типов элементов во всех группах. Ее можно описать гиперграфэм либо представить как задачу дискретного программирования.
Будем пользоваться последним формализмом. |
|
|||
Пусть задано: /Q /s/w, /Е1-Р |
|
- |
число блоков |
и эле |
ментов соответственно в множествах В |
и £ ; булева |
матрица |
||
"тип блока - тип элемента" |
|
|
= |
если эле |
мент J входит в блок i и f i j - |
О |
в протушиом случае); а ~ |
||
число групп. |
/*£к#тля <Чм-=/,если блок |
|||
Требуется найти матрицу |
||||
I принадлежит группе &и |
в |
противном случае), такую, |
||
чтобы функционал |
|
|
|
|
4 8
|
|
|
|
ft |
/» |
|
|
|
|
|
f - Z Z |
О |
|
( l ) |
|
|
|
|
|
|
i*r |
|
|
достигал |
минимума |
при соблюдении, ограничений (2)-(4): |
|||||
|
|
|
|
|
|
|
(2) |
|
|
£****-■> |
с~гг 2 , ... , |
т , |
(3) |
||
|
|
Z, |
Л-^ = т j |
|
^ |
/г. |
(4) |
В |
(4) |
принято, |
что |
thst/n/n |
т.е. п |
без остатка целится |
|
на л |
(в |
противном случае можно ввести фиктивные блоки цо |
решения задачи, а затем, получив решение, их исключить). Со отношения (1 ) - (4 ) описывают упрощенную модель реальной за дачи для подготовки программ сборки блоков радиоэлектронной* аппаратуры (см. рис., где прямоугольниками обозначены бло ки, цифрами - адреса ячеек (кассет), а цифрами в кружках - типы элементов). Модель отличается от многих известных за
дач компоновки |
£ l, 2] в основном функционалом (1)(Ьез уче |
та упрощения). |
Упрощение главным образом заключается*в |
том, что в модели число блоков типа |
с и число элементов |
|
типа J |
в любом блоке принято X. |
|
|
jw ea ji^ T an y ^ M ^^ |
Суть метода заклю |
чается в |
том, что строится матрица |
£ **/2) исполь |
зуя некоторую оценку, которая отражает стоимость группиро вания, когда в группе имеются е блоков, /^^принимается за матрицу стоимостей вспомогательной задачи о назначениях (ЗОН), в которой минимизируется соответствующий функцио нал, например, при помощи венгерского алгоритма [3 J. Мож но показать, что если решение ЗОН обладает некоторым свой ством, то в нем содержится допустимое решение исходной за дачи (ИЗ). В противном случае может быть получено множе ство решений вспомогательной задачи (ВЗ), которые "очень близки" к допустимым решениям ИЗ. Это множество при по мощи соответствующей процедуры корректируется и получают ся допустимые решения ИЗ. Метод состоит из следующих эта
пов. |
А. Определение матрицы |
и Ce-f ) -кратное |
реше |
|
|||
ние ЗОН известными методами и получение множества |
реше |
||
ний |
ВЗ (6 - число различных |
блоков в группе; сначала |
4 9
Рис. Выделение групп А и Б (а), В и Г (в) и разме щение ячеек с микросхемный для групп А и Б (б) и
В и Г (г)
50