книги / Проектирование дискретных устройств автоматики

алгоритма. Если Щ+i должен выполняться в АФБ, то ЦУУ выра­ батывает сигнал занятия и активизирует соответствующий АФБ. Если же Щ+ 1 должен выполняться в ЦУУ, то активизируется со­ ответствующая программа непосредственно в ЦУУ.

В качестве ЦУУ децентрализованного ММУС до последнего времени использовались мини-ЭВМ или машины более высокой производительности. Однако с появлением высокопроизводитель­ ных микропроцессоров и микро-ЭВМ вполне возможно использо­ вать в качестве ЦУУ микро-ЭВМ и МПМ с высокопроизводитель­ ными микропроцессорами.

При управлении ЦУУ множеством параллельно выполняемых в ОУ технологических процессов в режиме разделения времени может оказаться, что из-за ограниченного быстродействия ЦУУ время осуществления технологического процесса окажется выше допустимого. Тогда можно или использовать более быстродейст­ вующее ЦУУ, или реализовать часть частных алгоритмов функцио­ нирования в АФБ.

Как первый, так и второй пути решения данной задачи связа­ ны с дополнительными затратами. Однако второй путь, как пра­ вило, оказывается более предпочтительным, так как переход к бо­ лее быстродействующей модели ЦУУ, если это вообще возможно, обычно приводит к значительному удорожанию ММУС. Кроме то­ го, перевод Щ в AФБi сокращает объем управляющей информа­ ции, передаваемой между ЦУУ и АФБ, а следовательно, допол­ нительно уменьшает число соединений (проводность) ММУС.

Ниже описывается метод, позволяющий оптимально выбрать те частные алгоритмы функционирования, которые можно выпол­ нять в АФБ, сохранив необходимую производительность ММУС без увеличения быстродействия ЦУУ при минимальных дополни­

поступивших заявок на выполнение частных алгоритмов реализа­ ция заявок осуществляется по принципу «первым пришел — пер­ вым обслужен». Бели в момент начала обслуживания заявки на Щ не окажется свободного АФБ требуемого типа t, т. е. такого, где может быть выполнен 8С<, заявка ставится в очередь на ожи­ дание. Освободившиеся АФБ< занимаются для выполнения Щ в по­ рядке поступления заявок в очередь.

Требуемая производительность ММУС задается величиной сред­ него допустимого времени выполнения технологического процесса Т'доп* Задача состоит в выборе такой структуры ММУС, которой соответствует при заданном быстродействии ЦУУ наименьшая суммарная стоимость всех АФБ, входящих в состав этой системы, по сравнению с другими структурами, обеспечивающими задан­ ную производительность. При этом предполагается, что задано максимальное число N одновременно выполняемых технологиче­ ских процессов, которыми должна управлять проектируемая ММУС; допускается управление различными технологическими процессами на основе различных алгоритмов функционирования и

либо выполняют функции по согласованию работы ЦУУ с БОУ, либо вообще не создаются, т. е. используется централизованный принцип построения ММУС.

Если Гср^Гдоп, то быстродействие ЦУУ недостаточно и необ­ ходимо ввести АФБ, которые за счет параллельной работы с ЦУУ по выполнению алгоритмов функционирования обеспечили бы не­ обходимую производительность ММУС.

Обозначим среднюю величину сокращения затрат времени ЦУУ на обслуживание алгоритма 2* при выполнении частного алгоритма фазы Щ в АФБ* через &*, т. е.

где t'i — время занятости ЦУУ выполнением 2t* при наличии АФБ* (т. е. время, затрачиваемое ЦУУ на активизацию АФБ и восприя­ тие сигнала прерывания от АФБ* после окончания выполнения в нем частного алгоритма 21*). Тогда среднее значение сокращения

времени занятости ЦУУ выполнением алгоритма 21 составит 2 Ьи

1^.т .

Первый этап построения структуры ММУС состоит в выборе такого подмножества частных алгоритмов фаз, реализация кото­ рых в АФБ обеспечивает необходимую производительность ММУС, т. е. выполнение следующего неравенства:

(7.5)

(=1

Назовем подмножество частных алгоритмов # = {2**, .... и**},

l^ tn , допустимым подмножеством, если удовлетворяется условие (7.5). Минимально допустимым подмножеством будет такое до­ пустимое подмножество, исключение из которого какого-либо ал­ горитма приводит к нарушению неравенства (7.5).

Два подмножества Я* и R, назовем сравнимыми, если они со­ держат одинаковое число частных алгоритмов и каждому част­ ному алгоритму 2t*^&R* можно взаимно-однозначно поставить в со­

При невыполнении условия (7.6) подмножества являются не­ сравнимыми. В случае выполнения условия (7.6) для двух под­ множеств Ri и Rj подмножеству Ri соответствует равноценная или более экономичная структура ММУС, чем подмножеству Rj. По­ этому будем говорить, что из двух сравнимых подмножеств под­ множество R j покрывается подмножеством R i.

Из табл. 7.4 видно, что выполнение только одного частного алгоритма 21т в АФБ позволит создать ММУС с заданной производительностью. Поэтому

Найдем другие допустимые подмножества. Однако прежде чем начать их поиск, найдем покрываемые подмножества. Для этого вычислим вначале удель­ ные нагрузки на АФБ<, £= 1, 3, 4, 5, 6 , 7, по формуле

У1~(*Н + *афб^ а1-

жеств {2Хб} и {%}, причем подмножество {%} покрывает подмножество {%}. Следовательно, подмножество {%} из дальнейшего рассмотрения исключается.

Рассмотрим теперь подмножества из двух частных алгоритмов, за исклю­

Из табл. 7.5 с учетом удельных нагрузок видно, что отсутствуют покры­ ваемые подмножества. При этом выявились следующие допустимые подмноже­

Таким образом, на нервом этане получено множество всевоз­ можных несравнимых допустимых подмножеств, удовлетворяющих условию (7.5).

Время выполнения ®* в АФБ* состоит из времени активизации АФБ*—t%( и времени выполнения Щ—?Афб* Однако при наличии

конечного числа АФБ* для заданной нагрузки у* может оказать­ ся, что в момент, когда необходимо включить АФБ*, не найдется ни одного свободного АФБ*. Тогда ЦУУ поставит заявку в оче­ редь на включение АФБ* после его освобождения. В связи с этим фактическое выполнение Щ в АФБ* с учетом времени ожидания в очереди t0ж* составит tai+ tAФБ[ Н * г

Легко видеть, чтр удельная .нагрузка на группу АФБ* при од­ нократном выполнении объединенного алгоритма функционирова­ ния yi= (tai+ t афб{ )а'и а общая нагрузка при N одновременно

выполняемых технологических процессов Yi=ytN.

На втором этапе проектирования структуры ММУС для каж­ дого допустимого подмножества частных алгоритмов из получен­ ного на первом этапе подмножества несравнимых допустимых под­ множеств частных алгоритмов определяется число АФБ в каждой группе.

Примем, что включение однотипных АФБ в каждой группе полнодостушюе, а поступающий поток заявок на включение АФБ будем считать простейшим. Тогда необходимое число АФБ* в группе для удовлетворения необходимого качества обслуживания заявок, выражающееся в выполнении условия

быть получено методами теории массового обслуживания [25]. В данном случае общее время выполнения ®* при его реализации в АФБ* состоит из времени, затрачиваемого ЦУУ иа включение АФБ* и принятие от него сигнала прерывания, t 'i ^ t a, времени ожидания в очереди на занятие АФБ* t0ж* и времени выполнения

Щ в АФБ* t афб* . т. е.

распределением времени обслуживания найдем время ожидания при заданной

лучения оптимального решения воспользуемся алгоритмом дискретного програм­ мирования. Для этого составим табл. 7.8, в которой л*— число блоков АФБ*» которые добавляются к основному для уменьшения времени ожидания, а в

в 20 единиц можно создать шесть АФБ]. Однако экономия во времени ожи­ дания при этом составит только на 9,5 с. Следовательно, на первом шаге вы­ бирается АФБ7 (в табл. 7.9 число 55 с указано в скобках с индексом 1). При этом получаем экономию во времени ожидания, равную 55 с, тогда как тре­ бовалось 48,8 с. Таким образом, оптимальным решением для подмножества

АФБ7. При этом превышение временем ожидания допустимого значения соста­ вит 69,3—55= 14,3 с. Поэтому приступаем к выполнению второго шага алгорит­ ма. Из оставшихся значений времени ожидания выбираем наибольшее значение. В нашем случае это 12 с (если взять второй блок АФБ3). При стоимости ъ 20 единиц можно взять четыре АФБ3. Однако в данном случае время ожида­ ния сократится только на 3,4 с. Следовательно, оптимальным решением на вто-